給出乙個字串s，求s的最長回文子串的長度。
樣例：字串「patzjujztaccbcc」的回文子串為「atzjujzta」，長度為9。
如果使用暴力解法，列舉子串的兩個端點i和j，時間複雜度需要o(n^2)。判斷子串是否為回文需要o(n)，總體時間複雜度為o(n^3)，使用動態規劃可以達到最優的o(n^2)，而使用動態規劃解決最長回文子串的方法有很多種，下面討論最簡單的一種方法。
令dp[i][j]表示s[i]至s[j]所表示的子串是否為回文子串，是則為1，不是為0。如此根據s[i]是否等於s[j]，可以把問題分為兩類：
(1)s[i]==s[j]，那麼只要s[i+1]至s[j-1]是回文子串，s[i]至s[j]就是回文子串；如果s[i+1]至s[j-1]是不是回文子串，則s[i]至s[j]也不是回文子串。
(2)s[i]!=s[j]，那麼s[i]至s[j]一定不是回文子串。
由此可以 寫出其狀態轉移方程：
邊界：dp[i][i]=1,dp[i][i+1]=(s[i]==s[i+1]?0:1) ps:這裡的dp初始化記錄了長度為1和2的回文子串
但是這裡還存在乙個問題，就是在求dp[i][j]時，無法保證dp[i+1][j-1]已經被計算了，比如先固定i=0，然後j從2開始列舉。當求解dp[0][2]時，的dp[1][1]已經在初始中得到；當求解dp[0][3]時，會轉換求dp[1][2]，而dp[1][2]也在初始化是獲得了；當求解dp[0][4]是，轉換求解dp[1][3]，但dp[1][3]之前卻沒有被計算出來，因此無法轉移狀態。
根據上面的公式，邊界表示的是長度為1和2的回文子串，且每次轉移時都說對子串的長度減1。因此不妨按照子串的長度和子串的初始位置進行列舉，即第一次可以列舉長度為3的子串的dp值，第二次在第一次的基礎上列舉長度為4的子串的dp值....直到列舉到原字串的長度。長度為3的示意圖如下:
根據上面的分析，可以給出下面的**：
#include #include #include using namespace std;
const int m=1010;
int dp[m][m];
int main()
bool isdigit(char c)
char* toupper(char* v)
} return v;
}int main()
} str=toupper(str);
int len=strlen(str);
for(i=0;i=0;j--)
} }
s=pos[s]; e=pos[e];
for(i=s;i<=e;i++)
printf("\n");
}
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