leetcode: Longest Valid Parentheses分析和實現

　　題目大意：給出一個只包含字符'('和')'的字符串S，求最長有效括號序列的長度。

　　

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　　頗有趣的題目，有助於咱們對這種人類自身制定的規則的深刻理解，可能咱們大多數人都從沒有真正理解過怎樣一個括號序列是有效的，所以解題也無從提及。整道題目的難度在於咱們對有效括號序列的理解和定義。下面給出我本身的定義：、

　　定義1：空括號序列是有效的。

　　定義2：對於一對左右括號，若左括號出如今右括號的左邊，且左右括號之間（不包含兩端）的括號序列是有效的，那麼稱該左括號到該右括號（包含）這一段序列是有效的。且稱該左括號和右括號匹配。

　　定義3：若一個括號序列中每個左括號都有與之匹配的右括號，而每個右括號也有與之匹配的左括號，則稱該括號序列是有效的。定義3是對定義2的一個擴展。

　　對於定義的正確性與我的思惟方式有關故不作說明，我一直認爲沒法證實是錯誤的東西，就是正確的，至少你能直接拿過來使用。下面給出一些記號的定義：S[x~y]表示由S[x],S[x+1],...,S[y-1],S[y]按前後順序組成的子序列；n表示S的長度。後面再也不對這些記號作說明。

　　

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　　命題1：對於任意一個有效括號序列P，其中每個左括號惟一匹配一個右括號，同時右括號也惟一匹配左括號。

　　證實：定義3已經給出了有效序列中每一個左括號與某個右括號匹配，只是缺乏惟一性的證實，下面進行說明。假設對於某個下標爲A的左括號同時下標爲B與下標爲C的兩個右括號相匹配。不妨假設B<C。則因爲A和B相匹配，由定義2能夠得出序列P[A+1~C-1]是有效序列，而A+1<=B<=C-1，故能爲找到下標爲D的左括號，使得A+1<=D<B成立，且D與B想匹配（定義3）。能夠重複上面的過程找到下標爲E的右括號使得D<E<B，且D與E相匹配，從而無限推導下去，可是咱們所考察的有效區間從A,C轉爲A,B,以後轉爲E,B，這是一個不斷遞減的過程，所以這個重複動做總會在某個點失敗，而這時候就能反證假設錯誤，故惟一性得證。

 

　　命題1'：若P和P[x~y]均爲有效序列，那麼在P中下標爲x的左括號必然與下標爲y的右括號惟一匹配。

　　證實：首先因爲P[x~y]是有效序列，所以顯然在P中下標爲x的左括號與下標爲y的右括號是匹配的。而由命題1便可直接得出匹配的惟一性。

 

　　命題2：對於一段括號序列S[x~y]是有效的等價於：若對於任意知足x <= i <= y的整數i，有S[x~i]中左括號數很多於右括號數以及S[i~y]中右括號數很多於左括號數兩個性質同時成立。

　　證實：

　　對於必要性，因爲S[x~y]中每個左括號都有對應的右括號與之惟一相匹配，所以對於任意知足x <= i <= y的整數i，有S[x~i]中左括號數很多於右括號數（不然S[x~i]中多餘的右括號則在S[x~y]沒有與之匹配的左括號）。而S[i~y]中右括號數很多於左括號數性質也能夠相似推出。

　　而對於充分性，利用數學概括法。當y = x + 1時，命題顯然成立，由於知足這一條件的子序列只多是"()"。現假設y <= x + t時(t >= 1)，命題成立。對於任意在S[x~y]之間出現的左括號，記其下標爲L。因爲S[L~y]中右括號很多於左括號數，所以必能找到最小的下標R，使得L<R且S[L~R]中出現的左括號數和右括號數數量一致。下面驗證L和R是匹配的。首先L<R是不言而喻的，只要證實S[L+1~R-1]是有效的。因爲下標R最小，所以能夠獲得對於任意知足L<m<R的整數m，都有S[L~m]中左括號數多於右括號數，不然與R的定義相悖。而一樣能保證L是最大的知足L<R且S[L~R]中左括號與右括號數目一致的下標（利用反證法，設能夠找到L<K<R使得S[K~R]中左括號與右括號數目一致，那麼必然有S[L~K-1]中左括號與右括號數目一致），故對應的能夠得出S[m~R]中右括號多於左括號數。利用這兩個性質能夠等價得出:對於任意知足L+1<=m<=R-1的整數m，都有S[L+1~m]中左括號數多於右括號數且S[m~R-1]中右括號多於左括號數。而(R-1)-(L+1)=R-L-2且y<=x+t+2能夠推出R<=L+t，所以利用前面數學概括法獲得的結論（假設y <= x + t時命題成立）能夠推出S[L+1~R-1]有效，即S[L~R]是有效的，再借助定義3能夠得出序列S[x~y]是有效的。命題得證。

　　

　　命題3：若S[A~B]是有效序列，且S[B+1~C]是有效序列，則S[A~C]也是有效序列。

　　證實：S[A~B]有效且S[B+1~C]是有效序列，則S[A~C]必然知足命題2右邊的性質，故S[A~C]是有效序列。

 

　　命題3'：若S[A~C]是有效序列，且對於A<B<C，S[A~B]是有效序列，則S[B+1~C]是有效序列。

　　證實：依舊是利用命題2右邊的性質能夠直接得出S[B+1~C]是有效序列。

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　　原本考慮的時候是但願能利用命題2給出的結論進行快速計算，後來發現動態規劃彷佛更加簡單，也更容易證實。建立長度爲n的數組DP，令DP[i]記錄如下標i做爲左邊界的最大有效括號序列的長度，能夠發現下面的遞推關係：

　　1.若S[i]是右括號，則DP[i]=0

　　2.若S[i]是左括號，且S[i+1]是右括號，則DP[i]=2+DP[i+2]

　　3.若S[i]是左括號，且S[i+1]是左括號，且S[DP[i+1]+i+1]是右括號，則DP[i]=DP[i+1]+2+DP[DP[i+1]+i+2]

　　4.若S[i]是左括號，且S[i+1]是左括號，且S[DP[i+1]+i+1]是左括號，則DP[i]=0

　　下面進行正確性的說明。

　　1的正確性不言而喻。

　　對於2，因爲序列S[i~i+1+DP[i+2]]知足命題2右邊的條件，所以序列有效。假設存在j > i + 1 + DP[i+2]，使得S[i~j]有效，那麼命題3'將導出S[i+2~j]是有效序列這樣一個結論，這與DP的定義相悖。

　　對於3，一樣序列知足S[i~i+1+DP[i+1]]命題2右邊的條件，所以序列有效。根據命題1'，此時S[i]與S[DP[i+1]+i+1]惟一匹配。若咱們忽略S[i+1~i+DP[i+1]]部份內容，則能夠歸結爲狀況2，利用相同的思路證實便可。

　　對於4，能與左括號S[i]匹配的右括號的下標j只可能位於i+1與DP[i+1]+i+1（不然命題3'將導出與DP的定義相悖的結論）。而因爲j不多是DP[i+1]+i+1，所以j取i+1與DP[i+1]+i之間。可是因爲i+1與DP[i+1]+i之間的任意下標爲k的右括號，都必然會導出S[i~k]中左括號數多於右括號數目的現象，所以不存在與S[i]相匹配的右括號。

　　利用上面的遞推公式和動態規劃的技術，能夠在O(n)的時間複雜度和空間複雜度內獲得最終結果，最長的有效序列的長度。

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　　下面給出實際代碼：

 1 package cn.dalt.leetcode;
 2 
 3 /**
 4  * Created by dalt on 2017/8/26.
 5  */
 6 public class LongestValidParentheses {
 7     private static final char LEFT = '(';
 8     private static final char RIGHT = ')';
 9 
10     public int longestValidParentheses(String s) {
11         int n = s.length();
12         char[] data = s.toCharArray();
13         int[] dp = new int[n + 1];
14         int max = 0;
15         for (int i = n - 1; i >= 0; i--) {
16             int nextIndex = i + 1;
17             //condition 1
18             if (data[i] == RIGHT) {
19                 dp[i] = 0;
20             }
21             //check for not exceeding the bound
22             else if (nextIndex >= n) {
23                 dp[i] = 0;
24             } 
25             //condition 2
26             else if (data[nextIndex] == RIGHT) {
27                 dp[i] = dp[i + 2] + 2;
28             } 
29             //condition 3 and 4
30             else if (data[nextIndex] == LEFT) {
31                 int endIndex = dp[nextIndex] + nextIndex;
32                 //check for not exceeding the bound
33                 if (endIndex >= n || data[endIndex] == LEFT) {
34                     dp[i] = 0;
35                 } 
36                 //conditon 4
37                 else {
38                     //DP[i]=DP[i+1]+2+DP[DP[i+1]+i+2]
39                     dp[i] = dp[nextIndex] + 2 + dp[endIndex + 1];
40                 }
41             }
42 
43             if (dp[i] > max) {
44                 max = dp[i];
45             }
46         }
47         return max;
48     }
49 }

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