1. 01背包問題
演算法分析
對於背包問題，通常的處理方法是搜索。
用遞歸來完成搜索，演算法設計如下：
function Make( i {處理到第i件物品} , j{剩餘的空間為j}:integer) :integer;
初始時i=m , j=背包總容量
begin
if i:=0 then
Make:=0;
if j>=wi then (背包剩餘空間可以放下物品 i )
r1:=Make(i-1,j-wi)+v; (第i件物品放入所能得到的價值 )
r2:=Make(i-1,j)(第i件物品不放所能得到的價值 )
Make:=max{r1,r2}
end;
這個演算法的時間復雜度是O(2^n)，我們可以做一些簡單的優化。
由於本題中的所有物品的體積均為整數，經過幾次的選擇後背包的剩餘空間可能會相等，在搜索中會重復計算這些結點，所以，如果我們把搜索過程中計算過的結點的值記錄下來，以保證不重復計算的話，速度就會提高很多。這是簡單?quot;以空間換時間"。
我們發現，由於這些計算過程中會出現重疊的結點，符合動態規劃中子問題重疊的性質。
同時，可以看出如果通過第N次選擇得到的是一個最優解的話，那麼第N-1次選擇的結果一定也是一個最優解。這符合動態規劃中最優子問題的性質。
考慮用動態規劃的方法來解決，這里的：
階段是：在前N件物品中，選取若干件物品放入背包中；
狀態是：在前N件物品中，選取若干件物品放入所剩空間為W的背包中的所能獲得的最大價值；
決策是：第N件物品放或者不放；
由此可以寫出動態轉移方程：
我們用f[i,j]表示在前 i 件物品中選擇若干件放在所剩空間為 j 的背包里所能獲得的最大價值
f[i,j]=max{f[i-1,j-Wi]+Pi (j>=Wi), f[i-1,j]}
這個方程非常重要，基本上所有跟背包相關的問題的方程都是由它衍生出來的。所以有必要將它詳細解釋一下：「將前i件物品放入容量為v的背包中」這個子問題，若只考慮第i件物品的策略（放或不放），那麼就可以轉化為一個只牽扯前i-1件物品的問題。如果不放第i件物品，那麼問題就轉化為「前i-1件物品放入容量為v的背包中」，價值為f[v]；如果放第i件物品，那麼問題就轉化為「前i-1件物品放入剩下的容量為v-c的背包中」，此時能獲得的最大價值就是f[v-c]再加上通過放入第i件物品獲得的價值w。
這樣，我們可以自底向上地得出在前M件物品中取出若干件放進背包能獲得的最大價值，也就是f[m,w]
演算法設計如下：
procere Make;
begin
for i:=0 to w do
f[0,i]:=0;
for i:=1 to m do
for j:=0 to w do begin
f[i,j]:=f[i-1,j];
if (j>=w) and (f[i-1,j-w]+v>f[i,j]) then
f[i,j]:=f[i-1,j-w]+v;
end;
writeln(f[m,wt]);
end;
由於是用了一個二重循環，這個演算法的時間復雜度是O（n*w)。而用搜索的時候，當出現最壞的情況，也就是所有的結點都沒有重疊，那麼它的時間復雜度是O（2^n)。看上去前者要快很多。但是，可以發現在搜索中計算過的結點在動態規劃中也全都要計算，而且這里算得更多（有一些在最後沒有派上用場的結點我們也必須計算），在這一點上好像是矛盾的。
事實上，由於我們定下的前提是：所有的結點都沒有重疊。也就是說，任意N件物品的重量相加都不能相等，而所有物品的重量又都是整數，那末這個時候W的最小值是：1+2+2^2+2^3+……+2^n-1=2^n -1
此時n*w>2^n，動態規劃比搜索還要慢~~|||||||所以，其實背包的總容量W和重疊的結點的個數是有關的。
考慮能不能不計算那些多餘的結點……
優化時間復雜度
以上方法的時間和空間復雜度均為O(N*V)，其中時間復雜度基本已經不能再優化了，但空間復雜度卻可以優化到O(V)。
先考慮上面講的基本思路如何實現，肯定是有一個主循環i=1..N，每次算出來二維數組f[0..V]的所有值。那麼，如果只用一個數組f[0..V]，能不能保證第i次循環結束後f[v]中表示的就是我們定義的狀態f[v]呢？f[v]是由f[v]和f[v-c]兩個子問題遞推而來，能否保證在推f[v]時（也即在第i次主循環中推f[v]時）能夠得到f[v]和f[v-c]的值呢？事實上，這要求在每次主循環中我們以v=V..0的順序推f[v]，這樣才能保證推f[v]時f[v-c]保存的是狀態f[v-c]的值。偽代碼如下：
for i=1..N
for v=V..0
f[v]=max{f[v],f[v-c]+w};
其中的f[v]=max{f[v],f[v-c]}一句恰就相當於我們的轉移方程f[v]=max{f[v],f[v-c]}，因為現在的f[v-c]就相當於原來的f[v-c]。如果將v的循環順序從上面的逆序改成順序的話，那麼則成了f[v]由f[v-c]推知，與本題意不符，但它卻是另一個重要的背包問題P02最簡捷的解決方案，故學習只用一維數組解01背包問題是十分必要的。
事實上，使用一維數組解01背包的程序在後面會被多次用到，所以這里抽象出一個處理一件01背包中的物品過程，以後的代碼中直接調用不加說明。
過程ZeroOnePack，表示處理一件01背包中的物品，兩個參數cost、weight分別表明這件物品的費用和價值。
procere ZeroOnePack(cost,weight)
for v=V..cost
f[v]=max{f[v],f[v-cost]+weight}
注意這個過程里的處理與前面給出的偽代碼有所不同。前面的示常式序寫成v=V..0是為了在程序中體現每個狀態都按照方程求解了，避免不必要的思維復雜度。而這里既然已經抽象成看作黑箱的過程了，就可以加入優化。費用為cost的物品不會影響狀態f[0..cost-1]，這是顯然的。
有了這個過程以後，01背包問題的偽代碼就可以這樣寫：
for i=1..N
ZeroOnePack(c,w);
初始化的細節問題
我們看到的求最優解的背包問題題目中，事實上有兩種不太相同的問法。有的題目要求「恰好裝滿背包」時的最優解，有的題目則並沒有要求必須把背包裝滿。一種區別這兩種問法的實現方法是在初始化的時候有所不同。
如果是第一種問法，要求恰好裝滿背包，那麼在初始化時除了f[0]為0其它f[1..V]均設為-∞，這樣就可以保證最終得到的f[N]是一種恰好裝滿背包的最優解。
如果並沒有要求必須把背包裝滿，而是只希望價格盡量大，初始化時應該將f[0..V]全部設為0。
為什麼呢？可以這樣理解：初始化的f數組事實上就是在沒有任何物品可以放入背包時的合法狀態。如果要求背包恰好裝滿，那麼此時只有容量為0的背包可能被價值為0的nothing「恰好裝滿」，其它容量的背包均沒有合法的解，屬於未定義的狀態，它們的值就都應該是-∞了。如果背包並非必須被裝滿，那麼任何容量的背包都有一個合法解「什麼都不裝」，這個解的價值為0，所以初始時狀態的值也就全部為0了。
這個小技巧完全可以推廣到其它類型的背包問題，後面也就不再對進行狀態轉移之前的初始化進行講解
2. 回溯法解決0-1背包問題 java寫的 求大神指點~~~~(>_<)~~~~
因為你把n和c 定義為static ,而且初始化為0,。數組也為靜態的,一個類中靜態的變數在這個類載入的時候就會執行，所以當你這類載入的時候，你的數組static int[] v = new int[n];
static int[] w = new int[n];
就已經初始化完畢，而且數組大小為0。在main方法里動態改變n的值是改變不了已經初始化完畢的數組的大小的，因為組已經載入完畢。
我建議你可以在定義n,c是就為其賦初值。比如（static int n=2 static int c=3）
3. 1020: [01背包]01背包問題
rogram olbeibao,i,n,v.999] of integer;
writeln(a[v]):integer,k,w);
for j:=v downto v1 do
if a[j]lt;a[j-v1]+w then a[j]:=a[j-v1]+w;
begin
read(v,c;
var
a:array[0.,m,n);
for i:=1 to n do
begin
read(v1;
v1,m1,w;
end,j;
end
4. 關於01背包問題
實在是佩服，精神可嘉，但我還是建議你把dp學會。不會dp的話實在是寸步難行啊！
dp的復雜度為O(n)
窮舉的復雜度為O(2^n)
回溯的時間復雜度介於兩者之間，但還是非常大的。對於大規模的數據肯定會爆。好自為之吧！
5. 01背包問題為何不用單位價值去做呢先放入單位價值最大的，然後判斷一下剩餘空間，再放入
這樣不一定是最優的。
比如：背包容量10.
物品的重量：9 2 2 2 2 2
物品的價值：9 1.9 1.9 1.9 1.9 1.9
單位價值最大的是第一個(9,9) 但放了它就放不了其它的了。最終的價值是9
如果放後面的5個重量都是2的，那麼最後的價值是1.9 * 5 = 9.5
6. 完全背包和01背包問題求解
這個代碼本來就是正確的、標準的，逆推只是為了減少空間而已。
7. 關於這個java語言描述的0-1背包問題是否有錯誤
有點問題：
public static void knapsack(int[]v,int[]w,int c,int[][]m)
{
int n=v.length-1;
int jMax=Math.min(w[n]-1,c);
for(int j=0;j<=jMax;j++)
m[n][j]=0;
for(int j=w[n];j<=c;j++)
m[n][j]=v[n];
for(int i=n-1;i>1;i--)
{
jMax=Math.min(w[i]-1,c);
for(int j=0;j<=jMax;j++)
m[i][j]=m[i+1][j];
for(int j=w[i];j<=c;j++)
m[i][j]=Math.max(m[i+1][j],m[i+1][j-w[i]]+v[i]);
}
m[1][c]=m[2][c];
if(c>=w[1])
m[1][c]=Math.max(m[1][c],m[2][c-w[1]]+v[1]);
}
public static void traceback(int[][]m,int[]w,int c,int[]x)
{
int n=w.length-1;
for(int i=1;i<n;i++) {
if(m[i][c]==m[i+1][c])x[i]=0;
else {
x[i]=1;
c-=w[i];
}
x[n]=(m[n][c]>0)?1:0;
}
//int n=w.length-1;
for(int i=1;i<n;i++)
if(m[i][c]==m[i+1][c])x[i]=0;
else {
x[i]=1;
c-=w[i];
}
x[n]=(m[n][c]>0)?1:0;
}
8. 0-1背包問題java代碼
importjava.io.BufferedInputStream;
importjava.util.Scanner;
publicclasstest{
publicstaticint[]weight=newint[101];
publicstaticint[]value=newint[101];
publicstaticvoidmain(String[]args){
Scannercin=newScanner(newBufferedInputStream(System.in));
intn=cin.nextInt();
intW=cin.nextInt();
for(inti=0;i<n;++i){
weight[i]=cin.nextInt();
value[i]=cin.nextInt();
}
cin.close();
System.out.println(solve(0,W,n));//普通遞歸
System.out.println("=========");
System.out.println(solve2(weight,value,W));//動態規劃表
}
publicstaticintsolve(inti,intW,intn){
intres;
if(i==n){
res=0;
}elseif(W<weight[i]){
res=solve(i+1,W,n);
}else{
res=Math.max(solve(i+1,W,n),solve(i+1,W-weight[i],n)+value[i]);
}
returnres;
}
publicstaticintsolve2(int[]weight,int[]value,intW){
int[][]dp=newint[weight.length+1][W+1];
for(inti=weight.length-1;i>=0;--i){
for(intj=W;j>=0;--j){
dp[i][j]=dp[i+1][j];//從右下往左上，i+1就是剛剛記憶過的背包裝到i+1重量時的最大價值
if(j+weight[i]<=W){//dp[i][j]就是背包已經裝了j的重量時，能夠獲得的最大價值
dp[i][j]=Math.max(dp[i][j],value[i]+dp[i+1][j+weight[i]]);
//當背包重量為j時，要麼沿用剛剛裝的，本次不裝，最大價值dp[i][j]，要麼就把這個重物裝了，那麼此時背包裝的重量為j+weight[i]，
//用本次的價值value[i]加上背包已經裝了j+weight[i]時還能獲得的最大價值，因為是從底下往上，剛剛上一步算過，可以直接用dp[i+1][j+weight[i]]。
//然後選取本次不裝weight[i]重物時獲得的最大價值以及本次裝weight[i]重物獲得的最大價值兩者之間的最大值
}
}
}
returndp[0][0];
}
}
9. 求解釋01背包問題
這個是狀態轉移方程
f[v] 表示背包剩餘容量V時候積累的價值總和
你這個是優化版本的只用了一維數組 有個更基本的方法我解釋給你聽
有n件物品 假設當前到第i件了
{ f[i - 1][v];
f[i][v](到第i件時 此時容量為v ) = {
{ f[i - 1][v - w[i]] + p[i];（v>=w[i]）
(兩者中較大的那個)
「將前i件物品放入容量為v的背包中」這個子問題，若只考慮第i件物品的策略（放或不放），那麼就可以轉化為一個只牽扯前i-1件物品的問題。如果不放第i件物品，那麼問題就轉化為「前i-1件物品放入容量為v的背包中」，價值為f[i-1][v]；如果放第i件物品，那麼問題就轉化為「前i-1件物品放入剩下的容量為v-c[i]的背包中」，此時能獲得的最大價值就是f[i-1][v-c[i]]再加上通過放入第i件物品獲得的價值w[i]。
10. 01背包問題變種：從給定的N個正數中選取若干個數之和最接近M的JAVA寫法
BIAS0:= (C-MA(C,2))/MA(C,2)*100;
BIAS1 := (C-MA(C,12))/MA(C,12)*100;
BIAS2 := (C-MA(C,26))/MA(C,26)*100;
BIAS3 := (C-MA(C,48))/MA(C,48)*100;
HXL:=V/CAPITAL*100;
D1:=INDEXC;
D2:=MA(D1,56);
DR2:=D1/D2<0.94;
E1:=(C-HHV(C,12))/HHV(C,12)*10;
E2:=(C-REF(C,26))/REF(C,26)*10;