动态规划专题——背包问题

🧑‍💻 文章作者：Iareges
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前言

本文主要介绍常见的四种背包问题，思维导图如下：

一、01背包

💡 现有 $N$ 件物品和一个最多能承重 $M$ 的背包，第 $i$ 件物品的重量是 $w_i$，价值是 $v_i$。在背包能承受的范围内，试问将哪些物品装入背包后可使总价值最大，求这个最大价值。

因为每件物品只有选与不选两种状态，所以该问题又称01背包问题。

设 $dp[i][j]$ 的含义是：在背包承重为 $j$ 的前提下，从前 $i$ 个物品中选能够得到的最大价值。不难发现 $dp[N][M]$ 就是本题的答案。

如何计算 $dp[i][j]$ 呢？我们可以将它划分为以下两部分：

• 选第 $i$ 个物品：由于第 $i$ 个物品一定会被选择，那么相当于从前 $i-1$ 个物品中选且总重量不超过 $j-w[i]$，对应 $dp[i-1][j-w[i]]+v[i]$。
• 不选第 $i$ 个物品：意味着从前 $i-1$ 个物品中选且总重量不超过 $j$，对应 $dp[i-1][j]$。

结合以上两点可得递推公式：

$$dp[i][j]=\max (dp[i-1][j],dp[i-1][j-w[i]]+v[i])$$

由于下标不能是负数，所以上述递推公式要求 $j\ge w[i]$。当 $j<w[i]$ 时，意味着第 $i$ 个物品无法装进背包，此时 $dp[i][j]=dp[i-1][j]$。综合以上可得出：

$$dp[i][j]=\{\begin{array}{ll}dp[i-1][j],& j<w[i]\\ \max (dp[i-1][j],dp[i-1][j-w[i]]+v[i]),& j\ge w[i]\end{array}$$

$dp$ 数组应当如何初始化呢？当背包承重为 $0$ 时，显然装不下任何物品，所以 $dp[i][0]=0(1\le i\le N)$。若一个物品也不选（即从前 $0$ 个物品中选），此时最大价值也是 $0$，所以 $dp[0][j]=0(0\le j\le M)$。由此可知，$dp$ 数组应当全0初始化，即声明为全局变量。

题目链接：AcWing 2. 01背包问题

#include <bits/stdc++.h>

using namespace std;

const int N = 1010;

int w[N], v[N];
int dp[N][N];

int main() {
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr);

    int n, m;
    cin >> n >> m;
    for (int i = 1; i <= n; i++) cin >> w[i] >> v[i];

    for (int i = 1; i <= n; i++) {
        for (int j = 1; j <= m; j++) {
            if (j < w[i]) dp[i][j] = dp[i - 1][j];
            else dp[i][j] = max(dp[i - 1][j], dp[i - 1][j - w[i]] + v[i]);
        }
    }

    cout << dp[n][m] << "\n";

    return 0;
}

时间复杂度为 $O(nm)$。

1.1 使用滚动数组优化

之前我们用到的 $dp$ 数组是二维数组，它可以进一步优化成一维数组。

观察递推公式不难发现，$dp$ 数组中第 $i$ 行的元素仅由第 $i-1$ 行的元素得来，即第 $0$ 行元素的更新值放到第 $1$ 行，第 $1$ 行元素的更新值放到第 $2$ 行，以此类推。与其把一行的更新值放到新的一行，不如直接就地更新，因此我们的 $dp$ 数组只需要一行来存储，即一维数组。

去掉 $dp$ 数组的第一维后，递推公式变成：

$$dp[j]=\{\begin{array}{ll}dp[j],& j<w[i]\\ \max (dp[j],dp[j-w[i]]+v[i]),& j\ge w[i]\end{array}$$

即

$$dp[j]=\max (dp[j],dp[j-w[i]]+v[i]),j\ge w[i]$$

原先 $j$ 是从 $1$ 遍历至 $m$ 的，现在只需从 $w[i]$ 遍历至 $m$。但，这个遍历顺序真的对吗？

请看下图：

红色箭头表示，在二维数组中，$dp[i][j]$ 由 $dp[i-1][j-w[i]]$ 和 $dp[i-1][j]$ 得来，$dp[i][j+w[i]]$ 由 $dp[i-1][j]$ 和 $dp[i-1][j+w[i]]$ 得来。用一维数组的话来讲就是，第 $i$ 行的 $dp[j]$ 由第 $i-1$ 行的 $dp[j-w[i]]$ 和 $dp[j]$ 得来，第 $i$ 行的 $dp[j+w[i]]$ 由第 $i-1$ 行的 $dp[j]$ 和 $dp[j+w[i]]$ 得来。

如果 $j$ 从小到大遍历，那么会先更新 $dp[j]$ 再更新 $dp[j+w[i]]$，这就导致在更新 $dp[j+w[i]]$ 时使用的是第 $i$ 行的 $dp[j]$ 而非第 $i-1$ 行的 $dp[j]$，即当 $j$ 从小到大遍历时，二维数组的递推式变成了：

$$dp[i][j]=\{\begin{array}{ll}dp[i-1][j],& j<w[i]\\ \max (dp[i-1][j],dp[i][j-w[i]]+v[i]),& j\ge w[i]\end{array}$$

⚠️ 请牢记该式，后续讲解完全背包时会提到它。

这显然是错误的。事实上，让 $j$ 从大到小遍历就不会出现这个问题。

#include <bits/stdc++.h>

using namespace std;

const int N = 1010;

int w[N], v[N];
int dp[N];

int main() {
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr);

    int n, m;
    cin >> n >> m;
    for (int i = 1; i <= n; i++) cin >> w[i] >> v[i];

    for (int i = 1; i <= n; i++)
        for (int j = m; j >= w[i]; j--)
            dp[j] = max(dp[j], dp[j - w[i]] + v[i]);

    cout << dp[m] << "\n";

    return 0;
}

当然，$w$ 数组和 $v$ 数组也是不必要的，我们可以边输入边处理，因此可以得到01背包问题的最终版代码：

#include <bits/stdc++.h>

using namespace std;

const int N = 1010;

int dp[N];

int main() {
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr);

    int n, m;
    cin >> n >> m;

    for (int i = 1; i <= n; i++) {
        int w, v;
        cin >> w >> v;
        for (int j = m; j >= w; j--)
            dp[j] = max(dp[j], dp[j - w] + v);
    }

    cout << dp[m] << "\n";

    return 0;
}

到此为止，可以总结出，当 $dp$ 数组是二维数组时，$j$ 既可以从小到大遍历也可以从大到小遍历，但当 $dp$ 数组是一维数组时，$j$ 只能从大到小遍历。

二、完全背包

💡 现有 $N$ 种物品和一个最多能承重 $M$ 的背包，每种物品都有无限个，第 $i$ 种物品的重量是 $w_i$，价值是 $v_i$。在背包能承受的范围内，试问将哪些物品装入背包后可使总价值最大，求这个最大价值。

设 $dp[i][j]$ 的含义是：在背包承重为 $j$ 的前提下，从前 $i$ 种物品中选能够得到的最大价值。

如何计算 $dp[i][j]$ 呢？我们可以将它划分为以下若干部分：

• 选 $0$ 个第 $i$ 种物品：相当于不选第 $i$ 种物品，对应 $dp[i-1][j]$。
• 选 $1$ 个第 $i$ 种物品：对应 $dp[i-1][j-w[i]]+v[i]$。
• 选 $2$ 个第 $i$ 种物品：对应 $dp[i-1][j-2\cdot w[i]]+2\cdot v[i]$。
• $\cdots$

上述过程并不会无限进行下去，因为背包承重是有限的。设第 $i$ 种物品最多能选 $t$ 个，于是可知 $t=\lfloor \frac{j}{w[i]}\rfloor$，从而得到递推式：

$$dp[i][j]=\underset{0\le k\le t}{\max }dp[i-1][j-k\cdot w[i]]+k\cdot v[i]$$

题目链接：AcWing 3. 完全背包问题

#include <bits/stdc++.h>

using namespace std;

const int N = 1010;

int w[N], v[N];
int dp[N][N];

int main() {
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr);

    int n, m;
    cin >> n >> m;
    for (int i = 1; i <= n; i++) cin >> w[i] >> v[i];

    for (int i = 1; i <= n; i++)
        for (int j = 1; j <= m; j++) {
            int t = j / w[i];
            for (int k = 0; k <= t; k++)
                dp[i][j] = max(dp[i][j], dp[i - 1][j - k * w[i]] + k * v[i]);
        }

    cout << dp[n][m] << "\n";

    return 0;
}

若将 $t$ 的值改为 $\min (1,j/w[i])$，则完全背包将退化为01背包。

上述代码的时间复杂度为 $O(m^2{\sum }_i{w}_i^{-1})\approx O(m^{2}n)$，TLE是必然的。

2.1 使用滚动数组优化

考虑 $dp[i][j]$，此时第 $i$ 种物品最多能选 $t_1=\lfloor \frac{j}{w[i]}\rfloor$ 个，将递推式展开：

$$\begin{array}{rl}dp[i][j]=\max (dp[i-1][j],& dp[i-1][j-w[i]]+v[i],\\ & dp[i-1][j-2\cdot w[i]]+2\cdot v[i],\\ & ⋮\\ & dp[i-1][j-t_1\cdot w[i]]+t_1\cdot v[i])\end{array}$$

下面考虑 $dp[i][j-w[i]]$，此时第 $i$ 种物品最多能选 $t_2=\lfloor \frac{j-w[i]}{w[i]}\rfloor =\lfloor \frac{j}{w[i]}-1\rfloor =t_1-1$ 个，相应的递推式为

$$\begin{array}{rl}dp[i][j-w[i]]=\max (dp[i-1][j-w[i]],& dp[i-1][j-w[i]-w[i]]+v[i],\\ & dp[i-1][j-w[i]-2\cdot w[i]]+2\cdot v[i],\\ & ⋮\\ & dp[i-1][j-w[i]-t_2\cdot w[i]]+t_2\cdot v[i])\end{array}$$

又注意到 $t_1=t_2+1$，上式可化简为

$$\begin{array}{rl}dp[i][j-w[i]]=\max (dp[i-1][j-w[i]],& dp[i-1][j-2\cdot w[i]]+v[i],\\ & dp[i-1][j-3\cdot w[i]]+2\cdot v[i],\\ & ⋮\\ & dp[i-1][j-t_1\cdot w[i]]+(t_1-1)\cdot v[i])\end{array}$$

将该式与 $dp[i][j]$ 的递推式比较不难发现

$$dp[i][j]=\max (dp[i-1][j],dp[i][j-w[i]]+v[i])$$

根据1.1节中的结论，该式对应的是 $j$ 从小到大遍历，于是我们只需把01背包问题的代码中的 $j$ 改为从小到大遍历即可。

#include <bits/stdc++.h>

using namespace std;

const int N = 1010;

int dp[N];

int main() {
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr);

    int n, m;
    cin >> n >> m;

    for (int i = 1; i <= n; i++) {
        int w, v;
        cin >> w >> v;
        for (int j = w; j <= m; j++)  // 只需修改这一行
            dp[j] = max(dp[j], dp[j - w] + v);
    }

    cout << dp[m] << "\n";

    return 0;
}

优化后的时间复杂度为 $O(nm)$。

三、多重背包

💡 现有 $N$ 种物品和一个最多能承重 $M$ 的背包，第 $i$ 种物品的数量是 $s_i$，重量是 $w_i$，价值是 $v_i$。在背包能承受的范围内，试问将哪些物品装入背包后可使总价值最大，求这个最大价值。

回顾完全背包问题的暴力解法，在背包承重为 $j$ 的前提下，第 $i$ 种物品最多能放 $t=j/w[i]$ 个（这里是整除）。而在01背包问题中，第 $i$ 种物品只有一个，所以应当取 $t=\min (1,j/w[i])$。由此可见，对于多重背包问题，只需取 $t=\min (s[i],j/w[i])$。

对完全背包问题的暴力解法做一点简单修改即可求解多重背包问题。

题目链接：AcWing 4. 多重背包问题

#include <bits/stdc++.h>

using namespace std;

const int N = 110;

int dp[N][N];

int main() {
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr);

    int n, m;
    cin >> n >> m;

    for (int i = 1; i <= n; i++) {
        int w, v, s;
        cin >> w >> v >> s;
        for (int j = 1; j <= m; j++) {
            int t = min(s, j / w);  // 只有这里需要修改
            for (int k = 0; k <= t; k++)
                dp[i][j] = max(dp[i][j], dp[i - 1][j - k * w] + k * v);
        }
    }

    cout << dp[n][m] << "\n";

    return 0;
}

时间复杂度为 $O(m{\sum }_i{s}_i)$，但还可以进一步优化。

3.1 使用二进制优化

从时间复杂度的表达式可以看出，$O(m)$ 的部分已经无法再优化了，我们只能从 $O({\sum }_i{s}_i)$ 入手。

先来看一个例子。水果店里有 $40$ 个苹果，小明计划购买 $n(1\le n\le 40)$ 个苹果，试问如何让小明尽可能快速地完成购买？一个显而易见的暴力做法是，让小明一个个拿（单位是个），但效率过于低下。事实上，店员可事先准备好 $6$ 个箱子，每个箱子中的苹果数量分别为 $[1,2,4,8,16,9]$，再让小明按箱子拿（单位是箱子），无论小明计划购买多少个，他最多只需要拿 $6$ 次，而在暴力做法中，小明最多需要拿 $40$ 次。

下面用数学语言来描述上面的例子。对于任意的正整数 $s$，我们都可以找到 $\lfloor {\log }_{2}s\rfloor +1\triangleq k$ 个正整数 $a_1,\cdots ,a_k$，使得 $\forall n\in [0,s]$，都有

$$n=v^{\mathrm{T}}a,a=(a_1,\cdots ,a_k{)}^{\mathrm{T}},a_i=\{\begin{array}{ll}{2}^{i-1},& 1\le i\le k-1\\ s-2^{k-1}+1(\in [1,2^{k-1}]),& i=k\end{array}$$

其中 $v=(v_1,\cdots ,v_k{)}^{\mathrm{T}}$，且其分量非 $0$ 即 $1$。

感兴趣的读者可自行证明，这里不再赘述。回到本题，先不考虑背包的承重，我们在暴力求解多重背包的时候，对于每种物品 $i$，都要从 $0$ 逐个枚举至 $s[i]$，效率无疑是低下的。现在，对于每种物品 $i$，我们将这 $s[i]$ 个物品分散至 $\lfloor {\log }_{2}s[i]\rfloor +1$ 个「箱子」中，于是多重背包便化成了01背包。

题目链接：AcWing 5. 多重背包问题 II

多重背包问题中的一个「箱子」相当于01背包问题中的一件「物品」，因此我们需要估计出多重背包问题中到底有多少个箱子。显然箱子总数为

$$N=\sum _{i=1}^n(\lfloor {\log }_{2}s[i]\rfloor +1)\le \sum _{i=1}^n\lfloor {\log }_{2}2000\rfloor +n=11n\le 11000$$

#include <bits/stdc++.h>

using namespace std;

const int N = 11010, M = 2010;

int w[N], v[N];
int dp[M];

int main() {
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr);

    int n, m;
    cin >> n >> m;

    int cnt = 0;
    while (n--) {
        int a, b, s;  // a是重量, b是价值, c是数量
        cin >> a >> b >> s;
        for (int k = 1; k <= s; k *= 2) {
            cnt++;
            w[cnt] = a * k, v[cnt] = b * k;
            s -= k;
        }
        if (s > 0) {
            cnt++;
            w[cnt] = a * s, v[cnt] = b * s;
        }
    }

    n = cnt;
    for (int i = 1; i <= n; i++)
        for (int j = m; j >= w[i]; j--)
            dp[j] = max(dp[j], dp[j - w[i]] + v[i]);

    cout << dp[m] << "\n";

    return 0;
}

优化后的时间复杂度为 $O(m{\sum }_i\log s_i)$。

四、分组背包

💡 现有 $N$ 组物品和一个最多能承重 $M$ 的背包，每组物品有若干个，同一组内的物品最多只能选一个。每件物品的重量是 $w_{ij}$，价值是 $v_{ij}$，其中 $i$ 是组号，$j$ 是组内编号。在背包能承受的范围内，试问将哪些物品装入背包后可使总价值最大，求这个最大价值。

设 $dp[i][j]$ 的含义是：在背包承重为 $j$ 的前提下，从前 $i$ 组物品中选能够得到的最大价值。

如何计算 $dp[i][j]$ 呢？我们可以将它划分为以下若干部分：

• 不选第 $i$ 组的物品：对应 $dp[i-1][j]$。
• 选第 $i$ 组的第 $1$ 个物品：对应 $dp[i-1][j-w[i][1]]+v[i][1]$。
• 选第 $i$ 组的第 $2$ 个物品：对应 $dp[i-1][j-w[i][2]]+v[i][2]$。
• $\cdots$
• 选第 $i$ 组的第 $s[i]$ 个物品：对应 $dp[i-1][j-w[i][s[i]]]+v[i][s[i]]$。

直接将 $dp$ 数组优化到一维可得递推式：

$$dp[j]=\max (dp[j],\underset{1\le k\le s[i]}{\max }dp[j-w[i][k]]+v[i][k])$$

题目链接：AcWing 9. 分组背包问题

#include <bits/stdc++.h>

using namespace std;

const int N = 110;

int w[N][N], v[N][N], s[N];
int dp[N];

int main() {
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr);

    int n, m;
    cin >> n >> m;
    for (int i = 1; i <= n; i++) {
        cin >> s[i];
        for (int j = 1; j <= s[i]; j++)
            cin >> w[i][j] >> v[i][j];
    }

    for (int i = 1; i <= n; i++)
        for (int j = m; j >= 1; j--)
            for (int k = 1; k <= s[i]; k++)
                if (j >= w[i][k])
                    dp[j] = max(dp[j], dp[j - w[i][k]] + v[i][k]);

    cout << dp[m] << "\n";

    return 0;
}

总结

我们可以用一个公式来表示01背包、完全背包和多重背包：

$$dp[i][j]=\underset{0\le k\le t}{\max }dp[i-1][j-k\cdot w[i]]+k\cdot v[i],t=\{\begin{array}{ll}\min (1,j/w[i]),& 01背包\\ \min (+\infty ,j/w[i])=j/w[i],& 完全背包\\ \min (s[i],j/w[i]),& 多重背包\end{array}$$文章来源地址https://www.toymoban.com/news/detail-778297.html

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