这又是本蒟蒻一A的一道水题
题目描述
在MarsMars星球上，每个MarsMars人都随身佩带着一串能量项链。在项链上有NN颗能量珠。能量珠是一颗有头标记与尾标记的珠子，这些标记对应着某个正整数。并且，对于相邻的两颗珠子，前一颗珠子的尾标记一定等于后一颗珠子的头标记。因为只有这样，通过吸盘（吸盘是MarsMars人吸收能量的一种器官）的作用，这两颗珠子才能聚合成一颗珠子，同时释放出可以被吸盘吸收的能量。如果前一颗能量珠的头标记为mm，尾标记为rr，后一颗能量珠的头标记为r，尾标记为nn，则聚合后释放的能量为m \times r \times nm×r×n（MarsMars单位），新产生的珠子的头标记为mm，尾标记为nn。
需要时，MarsMars人就用吸盘夹住相邻的两颗珠子，通过聚合得到能量，直到项链上只剩下一颗珠子为止。显然，不同的聚合顺序得到的总能量是不同的，请你设计一个聚合顺序，使一串项链释放出的总能量最大。
例如：设N=4N=4，44颗珠子的头标记与尾标记依次为(2,3) (3,5) (5,10) (10,2)(2,3)(3,5)(5,10)(10,2)。我们用记号⊕表示两颗珠子的聚合操作，(jj⊕kk)表示第j,kj,k两颗珠子聚合后所释放的能量。则第44、11两颗珠子聚合后释放的能量为：
(44⊕11)=10 \times 2 \times 3=60=10×2×3=60。
这一串项链可以得到最优值的一个聚合顺序所释放的总能量为：
((44⊕11)⊕22)⊕33）=10 \times 2 \times 3+10 \times 3 \times 5+10 \times 5 \times 10=71010×2×3+10×3×5+10×5×10=710。
输入输出格式
输入格式：
第一行是一个正整数N(4≤N≤100)N(4≤N≤100)，表示项链上珠子的个数。第二行是NN个用空格隔开的正整数，所有的数均不超过10001000。第ii个数为第ii颗珠子的头标记(1≤i≤N)(1≤i≤N)，当i<Ni<N时，第ii颗珠子的尾标记应该等于第i+1i+1颗珠子的头标记。第NN颗珠子的尾标记应该等于第11颗珠子的头标记。
至于珠子的顺序，你可以这样确定：将项链放到桌面上，不要出现交叉，随意指定第一颗珠子，然后按顺时针方向确定其他珠子的顺序。
输出格式：
一个正整数E(E≤2.1 \times (10)^9)E(E≤2.1×(10)9)，为一个最优聚合顺序所释放的总能量。
输入输出样例
输入样例#1： 复制
4 2 3 5 10
输出样例#1： 复制
710
说明
NOIP 2006 提高组 第一题
矩阵这道题和它是一样的
题目描述 矩阵乘法是定义在矩阵上的二元运算，支持结合律但不支持交换律。一个m∗nm∗n的矩阵A和一个n∗pn∗p的矩阵B相乘，需要进行m∗n∗pm∗n∗p次乘法运算，并得到一个m∗pm∗p的矩阵。 现给出NN个矩阵相乘，求进行乘法运算的最小次数。 输入格式 第一行一个正整数NN，表示矩阵的个数。 接下来NN行每行两个数m[i]m[i]和n[i]n[i]，表示这个矩阵的行数和列数。 数据保证m[i]=n[i−1]m[i]=n[i−1]，即矩阵可以相乘。 输出格式 输出一行一个正整数，表示乘法运算的最小次数。 样例一 input 3 50 10 10 20 20 5 output 3500 样例解释 运算顺序为A∗(B∗C)A∗(B∗C)，计算B∗CB∗C需要10∗20∗5=100010∗20∗5=1000次乘法，然后得到一个10∗510∗5的矩阵BCBC去和AA相乘，乘法次数为50∗10∗5=250050∗10∗5=2500，总乘法次数为3500. 限制与约定 对于30%的数据,n≤10n≤10 对于60%的数据,n≤100n≤100 对于100%的数据,n≤500,1≤n[i],m[i]≤50n≤500,1≤n[i],m[i]≤50 时间限制：1s1s 空间限制：256MB
题干
这道题一看题干，发现相当于是两个合成过的珠子进行合并，看出是区间dp（我不会告诉你我提前知道标签的）
然后状态转移方程很明了了
${\rm{dp[i][j] = max(dp[i][j],dp[i][k] + dp[k + 1][j] + power[i][0]*power[j][1]*power[k][1]);}}$
附一个区间DP理解+模板
区间DP的原理，其实就是先预处理处长度为1的状态，然后枚举的是长度和起点，然后算出终点，枚举中间点（之前傻傻以为枚举起点终点233）
而对于循环型的区间DP，比如合并石子的环形操场版本，还有这道题，只要将数组开大二倍，然后枚举一遍扫答案即可（可以理解为枚举一个环在哪里断开）
1 for(int len=2;len<=n;len++)
2 {
3 for(int i=1;i+len-1<=n;i++)
4 {
5 int j=i+len-1;
6 for(int k=i;k<=j;k++)
7 {
8 dp[i][j]=max(dp[i][j],dp[i][k]+dp[k+1][j]+.......);
9 }
10 }
11 }
这道题很水，但是很适合区间DP练手的
上代码！
1 #include<cstdio>
2 #include<cstring>
3 #include<algorithm>
4 #define _ 0
5 using namespace std;
6 int n,w;
7 int power[110*2][2],dp[110*2][110*2];
8 int main()
9 {
10 memset(dp,-1,sizeof(dp));
11 scanf("%d",&n);
12 for(int i=1;i<=n;i++)
13 {
14 scanf("%d",&w);
15 power[i][0]=power[i-1][1]=w;
16 power[i+n][0]=power[i+n-1][1]=w;
17 dp[i][i]=dp[i+n][i+n]=0;
18 }
19 for(int len=2;len<=n*2;len++)
20 {
21 for(int i=1;i+len-1<=2*n;i++)
22 {
23 int j=i+len-1;
24 for(int k=i;k+1<=j;k++)
25 {
26 dp[i][j]=max(dp[i][j],dp[i][k]+dp[k+1][j]+power[i][0]*power[j][1]*power[k][1]);
27 }
28 }
29 }
30 int ans=-1;
31 for(int i=1;i<=n;i++)
32 ans=max(ans,dp[i][i+n-1]);
33 printf("%d\n",ans);
34 return ~~(0^_^0);
35 }
36 /*
37 4
38 2 3 5 10
39 */
原文地址：https://www.cnblogs.com/Qin-Wei-Kai/p/10105065.html