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最大和子数组问题

求这个数组中子数组的最大和。

分治法的思想：

我们来思考如何用分治法来求解最大子数组问题。假定我们要寻找子数组A[low,...,high]的最大子数组。使用分治技术，意味着我们要将子数组划分为两个规模尽量相等的子数组。也就是说，找到子数组的中央位置，比如mid,然后考虑求解两个子数组A[low,...,mid]和A[mid+1,..,high]。A[low,...,high]的任何连续子数组A[i,...,j]所处的位置必然是一下三种情况之一：

• 完全位于子数组A[low,...,mid]中，因此low≤i≤j≤mid。
• 完全位于子数组A[mid+1,..., high]中，一次mid<i≤j≤high。
• 跨越了中点，因此low≤i≤mid<j≤high。
  因此，A[low,...,high]的一个最大子数组所处的位置必然是这三种情况之一。实际上A[low,...,high]的最大子数组必然是完全位于A[low,...,mid]，完全位于A[low+1,...,high]中或者跨越中点的所有子数组中和最大者。我们可以递归求解A[low,...,high]和A[mid+1,..,high]的最大子数组，因为这两个子问题仍然是最大子数组问题，只是规模更小。因此，剩下的全部工作就是寻找跨越中点的最大子数组，然后再三种情况中选择最大者。

寻找跨越中点的最大子数组（O(N)）伪代码：

find_max_crossing_subarray(a,low,mid,hight)
    left_sum = -65535
    sum = 0
    for i = mid dwonto low
        sum = sum + A[i]
        if sum > left_sum
            left_sum = sum
            max_left = i
    right_sum = -65535
    sum = 0
    for j=mid+1 to high
        sum = sum +A[j]
        if sum>right_sum
            right_sum = sum
            max_right = j
    return(max_left,max_right,left_sum+right_sum)

有了一个线性时间的find_max_crossing_subarray，我们就可以设计求解最大子数组问题的分治算法的伪代码了：

find_max_sumarray(A,low,high)
if high==low
    return(low,high,A[low])        //base case:only one element
else mid = (low+high)/2
    (left_low,left_high,left_sum)= find_max_sumarray(A,low,mid)
    (cross_low,cross_high,right_sum) = find_max_sumarray(A,mid+1，high)
if left_sum >= right_sum and left_sum >= cross_sum
     return (left_low,left_high,left_sum)
elseif right_sum >= left_sum and right_sum >= cross_sum
     return (right_low,right_hight,right_sum)
else return (cross_low,cross_high,cross_sum)

分治算法的时间分析:

非递归的思考

使用如下思想为最大子数组问题设计一个非递归的，线性时间的算法。从数组的左边界开始，由左至右处理，记录到目前为止已经处理过的最大子数组。若已知A[1,...,j]的最大子数组，基于如下性质将解扩展为A[1,..,j+1]的最大子数组：A[1,..,j+1]的最大子数组要么是A[1,..,j]的最大子数组，要么是某个子数组A[i,...,j+1](1<=i<=j+1)。在已知A[1,..,j]的最大子数组的情况下，可以在线性时间内找出形如A[i,...j+1]的最大子数组。
怎么找出来呢？

1. 一个O（n）的算法：
   设F[j]为A[1..j]数组的最大和子数组。
   我只想到
   
   F[j]=max1≤i≤j{F[j?1],∑A[i,..,j]}
   
   如果直接这样编程，时间就不是线性的了。如果我们稍作修改呢？
   设Sum[0,0]=0;
   
   ∵∑A[i,...,j]=Sum[0,...,j]?Sum[0,...,i]?F[j]=max{F[j?1],Sum[0,..,j]?min0≤i≤jSum[0,..i]}
   
   我们可以先计算出min0≤i≤jSum(0,..i)来，
   设sum(i)=Sum[0,...i],sum(0)=0
   则：sum(i)=sum(i?1)+A[i],1≤i≤i，
   可以得到以下步骤：
   1. 求前缀数组和以及最小和前缀
      • 定义：前缀和sum[i] = A[1]+...+A[i]，sum[0]=0。
        并且定义： m[i]是A[1,...,i]子数组中最小和的前缀串。m[0] = 0.
      • 则：sum[j]=sum[j?1]+A[j].
        顺带求出m[j]=min(m[j?1],sum[j])
   2. F[j]=max{F[j?1],sum[j]?m[j]}
      
      因为每一步都是线性的，所以总的时间复杂是O（n）。
      可以看到其实sum[j] - m[j]就是以A[j]结尾的子数组最大和。如果我们把这部分单独拿出来考虑，可以得到另一种方法:
2. 另一个稍作改进的算法
   既然sum[j]-m[j]是以A[j]结尾的最大子数组和S[j]，那么我们求出所有的S[1],...,S[n]，然后求一个最大的，不就得到解了么？
   1. 求前缀数组和以及最小和前缀
      • 定义：前缀和sum[i] = A[1]+...+A[i]，sum[0]=0。
        并且定义： m[i]是A[1,...,i]子数组中最小和的前缀串。m[0] = 0.
      • 则：sum[j]=sum[j?1]+A[j].
        顺带求出m[j]=min(m[j?1],sum[j])
        那么，S[j] = sum[j] - m[j]
   2. 求出S[i,...,N]的最大值

利用动态规划来解决

最优子结构：
设S[j]是以元素A[j]结尾的和最大子数组。那么已知j以前的状态，S[0],..,S[j-1]怎么求S[j]呢？
其实

/*求最大子数组的和，以及返回这个数组本身*/
int MaxSubarray(const int * a, int size, int & from, int & to){
    if (!a || (size <= 0)){
        from = to = -1;
        return 0;
    }
    from = to = 0;
    int sum = a[0];
    int result = sum;
    int fromNew = 0;    //    新的子数组起点
    for (int i = 0; i < size; i++){
        if (sum>0){
            sum += a[i];
        }
        else{
            sum = a[i];
            fromNew = i;
        }
        if (result < sum){
            result = sum;
            from = fromNew;
            to = i;
        }
    }
    return result;
}

最大和子数组

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原文地址：http://www.cnblogs.com/gavin-yue/p/4975566.html