dp[i]=max+1
a[i]=a[j] dp[i][j]=dp[i-1][j-1]+1
否則 dp[i][j]=max(dp[i-1][j],dp[i][j-1])
比較蛋疼的語文題……
如果語文比較好幾乎是裸lis…雖說大概需要糾結一下常係數
dp[i]=min(dp[j]+1|s[j+1~i]為回文串)
並不太明顯的lis，不過不妨思考一下。
[lis的實質是什麼？我認為並非簡簡單單的不下降子串行。
lis是這樣一種模型：首先我們不需要用區間的方式去思考，即區間開始的位置不會對求解造成影響。其次，後乙個狀態與前乙個狀態的轉移，不僅僅建立在前乙個狀態，還可能與之前某些狀態有關。
可能你會認為這違反了最優子結構性質，其實不然。對於lis模型來說，dp[i]始終是最優的，而前面所有狀態保持其最優性並產生新的最優結構。
這裡的回文串就是如此。首先，這裡的區間開始位置不會對結果造成影響，而所有條件的構建，基於之前某些狀態。詳細的說，如果j+1到i是回文串，顯然此時回文串數會在原串數基礎上+1。
] 由於判斷是o(n)的，所以複雜度o(n3
)。生命無法承受之慢。
於是直觀的我們想到能否預處理回文串。劉書上講的列舉終點，不過我在網上看到了這種更好的：
用flag[i][j]表示從i開始的長度為j的串是否為回文串。
flag[i][1]必定為回文串，而如果a[i]=a[i+1]那麼flag[i][2]也是回文串。
接下來的是精髓：
for(int j=3;j<=l;++j)//長度
for(int i=1;i<=a.size();++i)//起始點
if(flag[i+1][j-2]&&a[i]==a[i+j-1])
a[i][j]=1;
)預處理，總複雜度o(n2
)題意說的有些迷…說白了就是每次能從兩個棧中取出棧頂的乙個元素。
i表示第乙個陣列的第i個元素，j為第二個的第j個
假定用l(c)表示c顏色的跨度，在滿足條件的情況下，每次轉移l(c)都應當＋1.
現在用c[i][j]表示此時有多少是進入但未出的，於是
若i=0,c[i][j]=c[i][j-1]，若有乙個元素剛進入且還有則+1，若有乙個元素剛出去則-1.
對j=0同理。
因此我們可以列出這樣乙個轉移方程：
dp[i][j]表示在第乙個串列舉到第i個、第二個串列舉到第j個的時候還需要多少費用。
那麼若j>0,dp[i][j]=min(dp[i][j],dp[i][j-1]+c[i][j-1])
若i>0,dp[i][j]=min(dp[i][j],dp[i-1][j]+c[i-1][j])
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