编辑距离问题
编辑距离算法
编辑距离算法
编辑距离算法（Edit Distance Algorithm）是一种计算字符串之间的相似度的算法，也称为Levenshtein距离，是一种编辑模型，用于计算两个字符串之间的编辑距离，其中编辑距离是指将一个字符串转换成另一个字符串所需要的最少编辑次数。
编辑距离算法是一种动态规划算法，该算法假定字符串只包含少量的操作，如添加、删除、替换，且操作消耗相同。
编辑距离算法的基本思想是将字符串分割成许多子串，计算每一对子串之间的最小编辑距离，最后得到两个字符串的最小编辑距离。
为了计算两个字符串的编辑距离，编辑距离算法通常使用动态规划来求解，动态规划的核心思想是将复杂的问题分解成若干个子问题，通过求解子问题来求解原问题。
当使用动态规划算法计算两个字符串的编辑距离时，首先要建立一个二维表，行表示字符串A，列表示字符串B。
然后在表格中每个单元格中存储字符串A和字符串B的子串之间的编辑距离，从表格的左上角开始，每次只需要计算表格中的相邻单元格之间的编辑距离即可，最后，当表格中的最后一个单元格被计算出来时，这个单元格中存储的就是字符串A和字符串B的最小编辑距离。
编辑距离算法由于其简洁、高效，广泛用于文本检索、语音识别、自然语言处理等领域，其中文本检索中，常常用它来计算搜索引擎
的相关度，自然语言处理中，则常用它来计算文本相似度，从而实现文本聚类和文本分类等功能。
此外，编辑距离算法在生物序列的比较中也有着广泛的应用。
编辑距离的数学证明
编辑距离的数学证明1.引言1.1 概述编辑距离是一种常用的字符串相似度度量方法，用于衡量两个字符串之间的差异程度。
在自然语言处理、信息检索和生物信息学等领域都有广泛的应用。
编辑距离的概念最早由俄罗斯科学家Vladimir Levenshtein于1965年提出，因此也被称为Levenshtein距离。
它表示将一个字符串转换为另一个字符串所需的最小编辑操作次数，允许的编辑操作包括插入、删除和替换。
在实际应用中，编辑距离被广泛用于拼写纠错、基因序列比对和文本相似度计算等任务。
它能够量化衡量两个字符串之间的差异，进而用于判断它们的相似程度。
本文将首先对编辑距离的定义和应用进行介绍，包括详细解释编辑距离的计算方法。
然后，我们将呈现编辑距离的数学证明，以帮助读者更好地理解其原理和性质。
在本文的正文部分，我们将详细介绍编辑距离的定义和应用。
接着，我们将介绍编辑距离的计算方法，包括动态规划算法和其它相关算法。
最后，在结论部分，我们将呈现两个编辑距离的数学证明，以证明编辑距离的准确性和有效性。
希望通过本文的介绍和分析，读者能够对编辑距离有一个更全面的认识，并了解它在实际任务中的应用和作用。
同时，本文也将为进一步研究和应用编辑距离提供一定的参考依据。
1.2文章结构1.2 文章结构本文将分为三个主要部分，即引言、正文和结论。
每个部分的重点内容如下：引言部分将概述编辑距离的概念和应用，并介绍本文的结构和目的。
正文部分将着重探讨编辑距离的定义和应用。
首先，我们会对编辑距离进行准确定义，详细解释其含义和作用。
然后，我们将介绍多种常见的编辑距离计算方法，包括莱文斯坦距离、汉明距离等，以及它们的优缺点和适用场景。
通过对这些计算方法的深入了解，我们可以更好地理解编辑距离的数学基础和实际应用。
结论部分将对编辑距离的数学证明进行讨论。
除了介绍编辑距离的定义和计算方法外，我们还将探索编辑距离的数学证明。
具体地说，我们将提供两个编辑距离的数学证明，分别阐述其正确性和有效性。
编辑距离算法详解：LevenshteinDistance算法——动态规划问题
编辑距离算法详解：LevenshteinDistance算法——动态规划问题⽬录背景：我们在使⽤词典app时，有没有发现即使输错⼏个字母，app依然能给我们推荐出想要的单词，⾮常智能。
它是怎么找出我们想要的单词的呢？这⾥就需要BK树来解决这个问题了。
在使⽤BK树之前我们要先明⽩⼀个概念，叫编辑距离，也叫Levenshtein距离。
词典app是怎么判断哪些单词和我们输⼊的单词很相似的呢？我们需要知道两个单词有多像，换句话说就是两个单词相似度是多少。
1965年，俄国科学家Vladimir Levenshtein给字符串相似度做出了⼀个明确的定义叫做Levenshtein距离，我们通常叫它“编辑距离”。
字符串A到B的编辑距离是指，只⽤插⼊、删除和替换三种操作，最少需要多少步可以把A变成B。
例如，从aware到award需要⼀步（⼀次替换），从has到have则需要两步（替换s为v和再加上e）。
Levenshtein给出了编辑距离的⼀般求法，就是⼤家都⾮常熟悉的经典动态规划问题。
这⾥给出Levenshtein距离的性质。
设d(x,y)表⽰字符串x到y的Levenshtein距离，那么显然：1. d(x,y) = 0 当且仅当 x=y （Levenshtein距离为0 <==> 字符串相等）2. d(x,y) = d(y,x) （从x变到y的最少步数就是从y变到x的最少步数）3. d(x,y) + d(y,z) >= d(x,z) （从x变到z所需的步数不会超过x先变成y再变成z的步数）最后这⼀个性质叫做三⾓形不等式。
就好像⼀个三⾓形⼀样，两边之和必然⼤于第三边。
在⾃然语⾔处理中，这个概念⾮常重要，⽐如在词典app中：如果⽤户马虎输错了单词，则可以列出字典⾥与它的Levenshtein距离⼩于某个数n的单词，让⽤户选择正确的那⼀个。
n通常取到2或者3，或者更好地，取该单词长度的1/4等等。
编辑距离问题
编辑距离问题1.问题描述：设A和B是两个字符串。
要用最少的字符操作将字符串A转换为字符串B。
这里所说的字符操作包括：（1）删除一个字符；（2）插入一个字符；（3）将一个字符改为另一个字符。
将字符串A改为字符串B所用的最少字符串操作称为字符串A到B的编辑距离，记为d(A,B)。
对任给两字符串A和B计算其编辑距离。
2.算法设计：假设A的长度为LA，B的长度为LB。
字符串A为A[1]，A[2]，……，A[LA]；字符串B为B[1]，B[2]，……，B[LB]。
假设f（i，j）表示将A[i]，……，A[LA]变成B[j]，……，B[LB]一样的编辑距离。
考察A[i]：①将B[j]插入到A[i]之前和B中B[j]对应（易证插入到A中任何位置操作数一样）；②A中某个A[k]和B[j]对应。
情况一，将B[j]插入到A[i]之前和B中B[j]对应。
接下来只要把A[i]，……，A[LA]变成和B[j+1]，……，B[LB]一样即可。
此时f（i，j）=f（i，j+1）+1，1是插入操作。
情况二，A中某个A[k]和B[j]对应。
这分为三种情况。
a)A[i]和B[j]相等，此时f（i，j）=f（i+1，j+1）b)A[i]和B[j]不等，但是有某个A[k]和B[j]相等，此时若A[i+1]和B[j]相等则f（i，j）=f（i+1，j）+1。
若k不等于i+1，k之前i到k-1的字符都要删除并且把A[k+1]，……，A[LA]变为B[j+1]，……，B[LB]即可。
假设A[i+1]和B[j]对应，删除i+2到k并删除i，然后将A[k+1]，……，A[LA]变为B[j+1]，……，B[LB]。
这两者的操作是一样的。
因此这种情况下，f（i，j）=f（i+1，j）+1。
c)A[i]和B[j]不等，也不存在某个A[k]和B[j]相等，即A中没有字符和B[j]相等。
只需将A[i]变为B[j]，然后将A[i+1]，……，A[LA]变为B[j+1]，……，B[LB]即可。
编辑距离公式
编辑距离公式
编辑距离公式是一种用于比较两个字符串相似度的算法，也被称为Levenshtein距离。
其基本思想是通过计算将一个字符串转换成另一个字符串所需的最小操作次数来衡量两个字符串之间的相似程度。
这些操作可以包括插入、删除和替换字符。
具体来说，编辑距离公式的计算方法如下：
设字符串A和B的长度分别为m和n，定义矩阵D[m+1][n+1]，其中D[i][j]表示A[1...i]和B[1...j]之间的编辑距离。
初始化D[0][0]=0，D[i][0]=i，D[0][j]=j，即空串与任意一个字符串之间的编辑距离为其长度。
对于i=1...m和j=1...n，根据当前字符是否相等，分别执行下列操作：
如果A[i]=B[j]，则D[i][j]=D[i-1][j-1]，表示当前位置的字符已经匹配上了，编辑距离不需要变化。
否则，可执行三种操作中的一种：
1. 插入：D[i][j]=D[i][j-1]+1，表示将B[j]插入到A[i]后面。
2. 删除：D[i][j]=D[i-1][j]+1，表示将A[i]删除。
3. 替换：D[i][j]=D[i-1][j-1]+1，表示用B[j]替换A[i]。
最终，编辑距离即为D[m][n]。
编辑距离公式可用于拼写检查、语音识别、文本相似度计算等应用场景。
在实际应用中，为了提高效率，可以通过动态规划等算法对其进行优化。
有关编辑距离计算的一点整理
一直让我困惑的问题是：abc与ca之间的编辑距离究竟等于几？问了很多同学和网友：大家的普遍观点是：如果在编辑距离定义中指明相邻交换操作为原子操作，那么应该等于2；反之，如果在编辑距离定义中为定义相邻交换操作为原子操作那么应该等于3。
为了更好地阐明这个问题，先给出编辑距离的两种定义形式1.Levenshtein distance(以下简称L氏距离)。
此距离由Levenshtein 于1965年定义，在这个定义体系中有三种原子操作：insertion,deletion,substitution（出处见论文《BINARY CODES CAPABLE OF CORRECTING,DELETIONS,INSERTIONS AND REVERSALS》）；2.Damerau,F,J distance（以下简称D氏距离）。
此距离有Damerau于1964年定义，在这个定义体系中有四种原子操作:insertion,deletion,substitution,以及transpositionof ajacent symbols（出处见论文《A Technique for Computer Detection and Correction of Spelling Errors》）；两种定义的区别：1.L氏距离的原子操作集中不包括相邻交换这个操作；2.根据wiki上介绍：L氏距离可以处理多重编辑错误，而D式距离只能处理单一的编辑错误。
综上：如果利用L氏编辑距离计算abc与ca之间的编辑距离，结果应该是3（删除b->原字符串开头的a被替换为c->原字符串结尾的c被替换为a），这个是没有任何异议的；如果根据D氏距离计算abc与ca之间的编辑距离应该为2（删除b->原字符串首尾的字符a与c交换位置），现在问题就出来了：很多书籍和论文（例如Kemal Oflazor 的《Error-tolerant Finite-state Recognition with Application to Morphological Analysis and Spelling Correction》,M.W.Du and S.C.Chang的《A model and a fast algorithm for multiple errors spelliing correction》）中采用了D氏编辑距离的定义，然后又紧接着给出了如下的计算公式：公式1：以上两篇论文中提供的编辑距离计算公式。
编辑距离问题详解
编辑距离问题详解编辑距离，是指将一个字符串转换成另一个字符串所需的最小操作数。
可以定义三种操作：插入一个字符、删除一个字符、替换一个字符。
那么如何求出两个字符串的编辑距离呢？本文将详细介绍这一问题。
1. 定义状态设dp[i][j]表示将字符串A的前i个字符转换成字符串B的前j 个字符所需的最小操作次数。
2. 初始化当A或B其中一个为空字符串时，将一个空串转换成另一个字符串需要的最小操作数为另一个字符串的长度。
因此，有：dp[i][0]=i;dp[0][j]=j;3. 转移方程当A[i]等于B[j]时，dp[i][j]等于dp[i-1][j-1]，不需要操作。
当A[i]不等于B[j]时，可以进行如下三种操作：（1）将A的前i-1个字符转换成B的前j个字符，然后再删除A[i]，即可转换成B的前j个字符，此时操作数为dp[i-1][j]+1。
（2）在A的前i个字符后面添加一个字符，然后将A的前i个字符转换成B的前j-1个字符，即可转换成B的前j个字符，此时操作数为dp[i][j-1]+1。
（3）将A的前i-1个字符转换成B的前j-1个字符，然后将A[i]替换成B[j]，即可转换成B的前j个字符，此时操作数为dp[i-1][j-1]+1。
由上述三种操作取最小值，即可得到状态转移方程：dp[i][j] = min(dp[i-1][j]+1, dp[i][j-1]+1, dp[i-1][j-1]+1);4. 求解根据转移方程，可以依次求解出所有的dp[i][j]。
最终的答案即为dp[A.length()][B.length()]。
5. 代码实现下面给出Java代码实现：public int minDistance(String word1, String word2) {int m = word1.length();int n = word2.length();int[][] dp = new int[m+1][n+1];for(int i=0; i<=m; i++){dp[i][0] = i;}for(int j=0; j<=n; j++){dp[0][j] = j;}for(int i=1; i<=m; i++){for(int j=1; j<=n; j++){if(word1.charAt(i-1) == word2.charAt(j-1)){dp[i][j] = dp[i-1][j-1];}else{dp[i][j] = Math.min(dp[i-1][j]+1,Math.min(dp[i][j-1]+1, dp[i-1][j-1]+1)); }}}return dp[m][n];}以上就是编辑距离问题的详解和Java代码实现。
最小编辑距离问题
最小编辑距离问题最小编辑距离是指在将一个字符串转换成另一个字符串所需的最少操作次数。
这些操作可以是插入、删除或替换字符。
最小编辑距离问题是一个经典的计算机科学问题，广泛应用于文本相似度比较、拼写纠错和基因组序列比对等领域。
算法原理最常用的解决最小编辑距离问题的算法是动态规划算法。
该算法通过构建一个二维矩阵来计算最小编辑距离。
假设我们有两个字符串s1和s2，长度分别为n和m。
我们可以定义一个二维数组dp，其中dp[i][j]表示将s1的前i个字符转换成s2的前j个字符所需的最小操作次数。
动态规划算法通常包括以下步骤：1. 初始化dp矩阵，使得dp[i][0] = i和dp[0][j] = j。
2. 通过填充dp矩阵，计算所有可能的最小编辑距离。
3. 最终的最小编辑距离为dp[n][m]，其中n和m分别为字符串s1和s2的长度。
算法示例以下是一个使用动态规划算法计算最小编辑距离的示例代码：def min_edit_distance(s1, s2):n = len(s1)m = len(s2)dp = [[0] * (m + 1) for _ in range(n + 1)]for i in range(n + 1):dp[i][0] = ifor j in range(m + 1):dp[0][j] = jfor i in range(1, n + 1):for j in range(1, m + 1):if s1[i - 1] == s2[j - 1]:dp[i][j] = dp[i - 1][j - 1]else:dp[i][j] = min(dp[i - 1][j], dp[i][j - 1], dp[i - 1][j - 1]) + 1return dp[n][m]应用场景最小编辑距离问题有广泛的应用场景，以下是其中一些常见的应用案例：1. 文本相似度比较：可以通过计算两个文本字符串之间的最小编辑距离来衡量它们的相似程度。
给出最短编辑距离问题的通用求解算法的算法描述
给出最短编辑距离问题的通用求解算法的算
法描述
给出最短编辑距离问题的通用求解算法的算法描述如下：
输入：两个字符串s和t，长度分别为m和n
输出：最短编辑距离
1. 初始化一个(m+1) x (n+1)的二维数组dp，用于记录最短编辑距离
2. 初始化dp[0][0]为0
3. 对于i从1到m，将dp[i][0]设置为i
4. 对于j从1到n，将dp[0][j]设置为j
5. 对于i从1到m，执行以下步骤：
- 对于j从1到n，执行以下步骤：
- 若s[i]等于t[j]，则将dp[i][j]设为dp[i-1][j-1]
- 否则，将dp[i][j]设为dp[i-1][j-1]+1，即替换操作的代价
- 将dp[i][j]与dp[i-1][j]+1，dp[i][j-1]+1中的最小值取出，更新dp[i][j]
6. 返回dp[m][n]作为最短编辑距离结果
算法解析：
该算法使用动态规划的思想，通过构建一个二维数组dp来记录从字符串s的前缀变换到字符
串t的前缀的最短编辑距离。
初始化dp的首行和首列，然后从左上角到右下角依次填充dp数组。
当字符串s和t的字符相等时，不需要进行任何编辑操作，dp[i][j]等于dp[i-1][j-1]；而当
字符不相等时，可以通过替换操作将s[i]变为t[j]，此时dp[i][j]等于dp[i-1][j-1]+1；另外还可以通过删除操作将s[i]删除或通过插入操作在t[j]前插入s[i]，分别对应dp[i-1][j]+1和dp[i][j-1]+1。
在每次填充dp数组时，选择三种操作中的最小值作为dp[i][j]的值。
最后返回dp[m][n]得到最
短编辑距离。
字符串相似度算法（编辑距离）
字符串相似度算法（编辑距离）1.概念 编辑距离，指的是两个字符串之间，由⼀个转换成另⼀个所需的最少编辑操作次数。
许可的编辑操作包括：(1)将⼀个字符替换成另⼀个字符，(2)插⼊⼀个字符，(3)删除⼀个字符。
相似度，等于“编辑距离+1”的倒数。
2.分析 设有字符串a[0...n]，b[0...m]。
(1)当a[i]=b[j]时，说明这时候不需要编辑操作。
编辑距离保持，即f(i,j)=f(i-1,j-1) (2)当a[i]!=b[j]时，可以有三种编辑操作。
其中删除和插⼊操作，只对⼀个下标i或者j产⽣影响。
如在下图中，当前匹配到(t1,t2)处，如果采⽤删除'g'，只改变t1的下标。
其中替换操作，会对2个下标都产⽣影响。
如在下图中，当前匹配到(t1,t2)处，如果将'g'替换成'm'，则下次就需要执⾏(t1+1,t2+1)处。
所以可以推导出下⾯就是递推公式。
3.⽤递归求解代码#include<stdio.h>#include<string.h>char *a="abcgh";char *b="aecdgh";int min(int t1,int t2,int t3) ///求三个数的最⼩值{int min;min=t1<t2?t1:t2;min=min<t3?min:t3;return min;}int calculate(int i,int enda,int j,int endb){int t1,t2,t3;if(i>enda) ///i指⽰超过a[]的范围时{if(j>endb)return 0;elsereturn endb-j+1;}if(j>endb) ///j指⽰超过b[]的范围时{if(i>enda)return 0;elsereturn enda-i+1;}if(*(a+i) == *(b+j)) ///如果两个相等，则直接求下⼀个位置return calculate(i+1,enda,j+1,endb);else{t1=calculate(i+1,enda,j,endb); ///删除a[i]或在b中插⼊a[i]t2=calculate(i,enda,j+1,endb); ///删除b[j]或在a中插⼊b[j]t3=calculate(i+1,enda,j+1,endb); ///替换return 1+min(t1,t2,t3);}}int main(){int dis=calculate(0,strlen(a)-1,0,strlen(b)-1);printf("dis=%d",dis);return 1;}4.⽤动态规划求解代码#include<stdio.h>#include<string.h>#define MAX 1000int dp[MAX][MAX]; ///dp[i][j]表⽰当前a[0..i-1]与b[0..j-1]的编辑距离char *a="agbgd";char *b="ggd";int min(int t1,int t2,int t3) ///求三个数的最⼩值{int min;min=t1<t2?t1:t2;min=min<t3?min:t3;return min;}int main(){int i,j;int lena=strlen(a),lenb=strlen(b);memset(dp,0,sizeof(dp));for(i=0;i<=lena;i++) ///a作为⾏，当b为空串时dp[0][i]=i;for(i=0;i<=lenb;i++) ///b作为列，当a为空串时dp[i][0]=i;for(i=1;i<=lena;i++){for(j=1;j<=lenb;j++){if(*(a+i)==*(b+j)) ///相等时dp[i][j]=dp[i-1][j-1];elsedp[i][j]=1+min(dp[i-1][j],dp[i][j-1],dp[i-1][j-1]); ///不相等时，取三种可能操作的最⼩数值+1 }}printf("编辑距离为：dis=%d\n",dp[lena][lenb]);return ;}。
noip 2018 第二轮 题解
noip 2018 第二轮题解NOIP (全国青少年信息学奥林匹克联赛)是中国的一个重要的信息学竞赛，每年都有许多优秀的学生参与。
第二轮是NOIP的选拔赛，对参赛者的算法和编程能力有一定的挑战。
下面是对2018年NOIP第二轮题目的解析。
1.题目一：最短编辑距离这道题目给出了两个字符串A和B，要求通过最少的操作（插入、删除和替换字符）将A转换成B。
首先我们可以使用动态规划的方法解决这个问题。
定义一个二维数组dp[i][j]表示将A的前i个字符转换成B的前j个字符所需要的最小操作数。
初始状态是dp[i][0] = i和dp[0][j] = j。
然后我们根据A[i]和B[j]是否相等来更新dp[i][j]。
如果相等，那么dp[i][j] = dp[i-1][j-1]，即不需要进行任何操作。
如果不相等，要么进行替换操作，那么dp[i][j] = dp[i-1][j-1] + 1；要么进行删除操作，那么dp[i][j] = dp[i-1][j] + 1；要么进行插入操作，那么dp[i][j] = dp[i][j-1] + 1。
最后返回dp[A.length()][B.length()]就是最短编辑距离。
2.题目二：修电线这道题目给出了一个无向图，你需要修复其中一条电线，使得修复后的图是一个树。
首先我们可以将该图表示为一个邻接矩阵，然后使用深度优先搜索(DFS)来遍历图。
在进行DFS的过程中，记录下每个节点的父节点，并检查是否存在回路。
如果存在回路，则将回路中的任意一条边删除即可得到一个树。
如果不存在回路，则对于任意一个非树边，将其替换成树边即可。
3.题目三：双链表这道题目给出了一个长度为n的双链表，每个节点包含一个值和指向前后节点的指针。
要求在双链表中执行以下操作：插入节点、删除节点、查询节点值、查询区间最大值、查询区间和。
为了高效地执行这些操作，我们可以使用双端队列(Deque)来实现双链表。
双端队列是一种具有队列和栈的特性的数据结构，可以在队列的前端和后端进行插入和删除操作，时间复杂度均为O(1)。
编辑距离算法的原理及应用
编辑距离算法，也被称为Levenshtein距离算法，是一种用于衡量两个字符串之间相似度的方法。
它通过计算将一个字符串转换为另一个字符串所需的最少操作次数来衡量它们的相似程度。
这些操作包括插入、删除和替换字符。
编辑距离算法的原理可以通过动态规划来实现。
我们可以建立一个二维的矩阵来表示两个字符串的编辑距离。
矩阵的行表示一个字符串的每个字符，列表示另一个字符串的每个字符。
矩阵中的每个元素记录了从一个字符串的某个字符到另一个字符串的某个字符所需的最少操作次数。
下面我们以字符串”march”和”cart”为例来演示编辑距离算法的计算过程：| | c | a | r | t || 0 | 1 | 2 | 3 | 4 |m | 1 | | | | |a | 2 | | | | |r | 3 | | | | |c | 4 | | | | |h | 5 | | | | |我们可以将第一行和第一列的初始值设为从空字符串转换到对应字符串所需的操作次数：| | c | a | r | t || 0 | 1 | 2 | 3 | 4 |m | 1 | 1 | 2 | 3 | 4 |a | 2 | | | | |r | 3 | | | | |c | 4 | | | | |h | 5 | | | | |我们可以根据以下递推公式计算矩阵中其他位置的值：if s1[i] == s2[j]:dp[i][j] = dp[i-1][j-1]else:dp[i][j] = min(dp[i-1][j], dp[i][j-1], dp[i-1][j-1]) + 1其中，dp[i][j]表示矩阵中第i行第j列位置的值，s1和s2分别表示两个字符串。
按照上述公式计算，我们可以得到完整的编辑距离矩阵：| | c | a | r | t || 0 | 1 | 2 | 3 | 4 |m | 1 | 1 | 2 | 3 | 4 |a | 2 | 2 | 1 | 2 | 3 |r | 3 | 3 | 2 | 1 | 2 |c | 4 | 3 | 3 | 2 | 3 |h | 5 | 4 | 4 | 3 | 3 |我们可以通过读取矩阵的右下角元素，即dp[m][n]，来得到两个字符串的编辑距离。
动态规划之编辑距离问题
题目描述：要求两字符串有差异的字符个数。
例如：aaaaabaaaaaaaaaacaabaa这两个字符串，最大公共字串长度是5，但它们只有两个字符不同，函数输出值应为2。
如果是：aaabbbcccdddaaaeeeddd函数的输出值应该是6。
比较形象地形容一下，把两个字符串排成上下两行，每个字符串都可以在任何位置插入空格以便上下对齐，每个列上至少有一个字符来自这两个字符串。
当对齐程度最高的时候，没有对上的列的数即为函数输出值。
aaabbbcccdddaaaeeeddd最优对齐状态是：aaabbbcccdddaaaeee ddd没有对上的列是6，函数输出值为6。
如果是：abcdeacefg最优对齐状态是：abcdea c efg没有对上的列数是4，函数输出值为4。
问题抽象归类：（编辑距离问题）设A和B是2个字符串。
要用最少的字符操作将字符串A转换为字符串B。
这里所说的字符操作包括:(1)删除一个字符;(2)插入一个字符；(3)将一个字符改为另一个字符。
将字符串A变换为字符串B所用的最少字符操作数称为字符串A到B的编辑距离,记为d(A,B)。
试设计一个有效算法,对任给的2个字符串A和B,计算出它们的编辑距离d(A,B)。
要求：输入：第1行是字符串A,第2行是字符串B。
输出：字符串A和B的编辑距离d(A,B)思路：动态规划开一个二维数组d[i][j]来记录a0-ai与b0-bj之间的编辑距离，要递推时，需要考虑对其中一个字符串的删除操作、插入操作和替换操作分别花费的开销，从中找出一个最小的开销即为所求具体算法：首先给定第一行和第一列，然后，每个值d[i,j]这样计算：d[i][j] = min(d[i-1][j]+1,d[i][j-1]+1,d[i-1][j-1]+(s1[i] == s2[j]?0:1 ));最后一行，最后一列的那个值就是最小编辑距离#include <stdio.h>#include <string.h>char s1[1000],s2[1000];int min(int a,int b,int c){int t = a < b ? a : b;return t < c ? t : c;}void editDistance(int len1,int len2){int ** d=new int *[len1+1];for (int k=0;k<=len1;k++){d[k]=new int [len2+1];}int i,j;for (i = 0;i <= len1;i++){d[i][0] = i;}for (j = 0;j <= len2;j++){d[0][j] = j;}for (i = 1;i <= len1;i++){for (j = 1;j <= len2;j++){int cost = s1[i] == s2[j] ? 0 : 1;int deletion = d[i-1][j] + 1;int insertion = d[i][j-1] + 1;int substitution = d[i-1][j-1] + cost;d[i][j] = min(deletion,insertion,substitution);}}printf("%d\n" ,d[len1][len2]);for (int k=0;i<=len1;k++){delete[] d[k];}delete[] d;}int main(){while (scanf("%s %s" ,s1,s2) != EOF){editDistance(strlen(s1),strlen(s2));}}。
最优编辑距离问题的程序设计与分析
最优编辑距离问题的程序设计与分析一、题目描述及输入输出要求问题描述：设A和B是2个字符串。
要用最少的字符操作将字符串A转换为字符串B。
这里所说的字符操作包括:(1)删除一个字符;(2)插人一个字符;(3)将一个字符改为另一个字符。
将字符串A变换为字符串B所用的最少字符操作数称为字符串A到B的编辑距离，记为d(AB)试设计一个有效算法,对任给的2个字符串A和B，计算出它们的编辑距离d(A.B)。
算法设计：对于给定的字符串A和字符串B，计算其编辑距离d(AB)。
数据输入：由文件input.txt提供输入数据。
文件的第1行是字符串A，文件的第2行是字符串B结果输出：将编辑距离d(A，B)输出到文件output.txt的第1行。
输入文件示例输出文件示例input.txt output.txtfxpimu5xwrs二、题目分析及算法设计思路题目分析：本道题目存在最优子结构性质并且子问题之间存在联系适合使用递归和动态规划来做，递归算法存在大量重复计算，更适合用动态规划来做。
解决完所有子问题就能得到最终解，子问题是将字符串a的子串转化为字符串b的子串所需要最小的编辑距离（这里子串是指以父串首字符为头，父串第i个字符为尾的连续字串）。
比较两个子串的末尾字符，根据比较情况进行讨论：①两者相等，无需对末尾字符进行编辑，编辑距离就应该等于以第i-1和j-1字符结尾的子串的编辑距离，所以d[i][j]=d[i-1][j-1]。
②两者不相等时，此时需要进行编辑操作（只编辑a子串的末尾字符），有三种操作可供选择：1）修改，a,b两个子串长度相等时才能使用修改操作，修改只是对最后一个字符进行改变，并不影响前面的所有字符，编辑距离就应该等于a的以第i-1和b的第j-1字母结尾的子串的编辑距离加1,所以d[i][j]=d[i-1][j-1]+1。
2）删除或插入, 如果a子串比b子串短就选择插入（添加一个跟b子串相同的末尾字符），如果a子串比b子串长就选择删除a的末尾字符。
自然语言处理计算单词之间的最小编辑距离
自然语言处理计算单词之间的最小编辑距离自然语言处理（Natural Language Processing, NLP）是人工智能领域的重要分支之一，它致力于让计算机能够理解、解析和处理人类语言。
在NLP领域中，计算单词之间的最小编辑距离是一个重要且常见的问题。
最小编辑距离（Minimum Edit Distance, MED）是指两个字符串之间，通过插入、删除、替换等基本操作，转换一个字符串成为另一个字符串所需要的最少操作次数。
在NLP中，计算单词之间的最小编辑距离可以帮助我们理解词语之间的相似性、语义关联以及语言演化的规律。
在计算单词之间的最小编辑距离时，我们需要考虑单词的相似性。
在很多实际场景中，我们经常会遇到输入错误的单词或者需要进行单词纠正的情况。
如果我们能够计算出不同单词之间的最小编辑距离，就可以帮助我们自动纠正输错的单词，提高自然语言处理系统的健壮性和准确性。
计算单词之间的最小编辑距离也可以用于文本相似度计算、拼写检查、语音识别等领域。
在NLP中计算单词之间的最小编辑距离通常采用动态规划算法来实现。
动态规划算法可以高效地求解两个字符串之间的最小编辑距离，其时间复杂度为O(mn)，其中m和n分别为两个字符串的长度。
通过动态规划算法，我们可以找到在最少编辑次数下，将一个单词转换成另一个单词的最优操作序列。
这种方法不仅在理论上具有较高的效率，而且在实际应用中也得到了广泛的应用。
除了动态规划算法，我们还可以借助其他方法来计算单词之间的最小编辑距离。
我们可以使用Levenshtein距离、Damerau-Levenshtein 距离、Jaccard距离等不同的度量方式来衡量单词之间的相似度。
这些方法在不同的场景下有着各自的优势和适用性，可以帮助我们更加全面地理解单词之间的相似性和关联性。
计算单词之间的最小编辑距禿关于自然语言处理而言具有重要的意义。
通过计算最小编辑距离，我们能够更好地理解单词之间的语义关联、从文本中提取信息、纠正拼写错误等。
编辑距离问题
动态转移方程的推导
我们把上面 的几种情况 绘成表格：
a b c
a b a b a b a b c 1 2 b 1 1 c 1 2 a 0 1 d 2 2 c 2 2 b 2 1 b 1 0
a b c a b c a b c
c 1 2 2 c 1 2 2 b 1 1 2 b 1 1 2 b 2 1 2 a 1 2 3 a 1 2 2 c 2 2 1 a 2 2 2 c 2 2 2 c 2 2 2 d 3 3 2
注意
这里我们要明确一点，对于任意两字符串a、 b，它们的编辑距离不可能小于它们的长度 之差的绝对值。因为对于三种基本操作， 它们对字符串长度的影响为±1（插入和删 除）或0（修改）。 举一个例子：a的长度la=9，b的长度lb=15 则a、b的编辑距离m≥abs(la-lb) 即m≥6
动态转移方程的推导
若a=„ab‟，b=„bc‟，则它们的编辑距离m=2 若a=„ab‟，b=„cb‟，则它们的编辑距离m=1 若a=„ab‟，b=„ab‟，则它们的编辑距离m=0 若a=„abc‟，b=„cba‟，则它们的编辑距离m=2 若a=„abc‟，b=„cab‟，则它们的编辑距离m=2 若a=„abc‟，b=„bac‟，则它们的编辑距离m=2 若a=„abc‟，b=„bcd‟，则它们的编辑距离m=2 这有什么规律呢？
题目分析
乍一看仿佛是搜索，但仔细一想，这道题 用搜索是不可能实现的（至少我是这么认 为的）。那么我们就要采取新的策略：动 态规划。 我们知道，所有的动规问题都是可以分段 解决的，那么这道题也是如此。我们可以 把长的字符串拆解为短的字符串，一直拆 解到只剩下一个字符为止。
动态转移方程的推导
编辑距离及编辑距离算法
编辑距离及编辑距离算法编辑距离概念描述：编辑距离，⼜称Levenshtein距离，是指两个字串之间，由⼀个转成另⼀个所需的最少编辑操作次数。
许可的编辑操作包括将⼀个字符替换成另⼀个字符，插⼊⼀个字符，删除⼀个字符。
例如将kitten⼀字转成sitting：1. sitten （k→s）2. sittin （e→i）3. sitting （→g）俄罗斯科学家Vladimir Levenshtein在1965年提出这个概念。
问题：找出字符串的编辑距离，即把⼀个字符串s1最少经过多少步操作变成编程字符串s2，操作有三种，添加⼀个字符，删除⼀个字符，修改⼀个字符解析：⾸先定义这样⼀个函数——edit(i, j)，它表⽰第⼀个字符串的长度为i的⼦串到第⼆个字符串的长度为j的⼦串的编辑距离。
显然可以有如下动态规划公式：if i == 0 且 j == 0，edit(i, j) = 0if i == 0 且 j > 0，edit(i, j) = jif i > 0 且j == 0，edit(i, j) = iif i ≥ 1 且 j ≥ 1 ，edit(i, j) == min{ edit(i-1, j) + 1, edit(i, j-1) + 1, edit(i-1, j-1) + f(i, j) }，当第⼀个字符串的第i个字符不等于第⼆个字符串的第j个字符时，f(i, j) = 1；否则，f(i, j) = 0。
0f a i l i n gsailn0f a i l i n g001234567s1a2i3l4n5计算edit(1, 1)，edit(0, 1) + 1 == 2，edit(1, 0) + 1 == 2，edit(0, 0) + f(1, 1) == 0 + 1 == 1，min(edit(0, 1)，edit(1, 0)，edit(0, 0) + f(1, 1))==1，因此edit(1, 1) == 1。
最短编辑距离问题理解
最短编辑距离问题理解
最短编辑距离是指两个字符串，把其中⼀个字符串转为另⼀个字符串所需要花费的最⼩操作成本。
设dp[i][j]为Xi与Yj的最短编辑距离，则Xi与Yj处于最优解时的排列有三种情况
1.Xi最后⼀个元素xi位于Yj最后⼀个元素yj的左边
2.Xi最后⼀个元素xi位于Yj最后⼀个元素yj的右边
3.Xi最后⼀个元素xi与Yj最后⼀个元素yj重合
⽆论最终dp[i][j]的字符串如何对齐，只⽤取三种情况的最⼩值即可。
对于1，转化操作时，yj是必然要删掉的，故必然有1个单位的操作成本，因为dp[i][j]是最优操作成本，故dp[i][j]-1就是Xi与Yj-1的最优操作成本，即dp[i][j]-1=dp[i][j-1]，即dp[i][j] = dp[i][j-1] + 1。
对于2，同理，对称，xi是必然要删掉的，dp[i][j] = dp[i-1][j] + 1
对于3，若xi = yj，则没有任何成本，此时Xi与Yj的最⼩操作成本与Xi-1和Yj-1相同，dp[i][j] = dp[i-1][j-1] + 0；若xi ≠ yj，则必然要将xi替换为yj或反之，故必然有1个单位的操作成本，所以dp[i][j] - 1是Xi-1与Yj-1的最优成本，dp[i][j] = dp[i-1][j-1] + 1;
整理递归式：dp[i][j] = min(dp[i-1][j], dp[i][j-1], dp[i-1][j-1] + diff(xi, yj));
可直接⽤递归求解或者动态规划求解。
算法编辑距离实验报告
一、实验目的1. 理解编辑距离的概念及其在文本处理、生物信息学等领域的应用。
2. 掌握几种常见的编辑距离算法，如动态规划算法、递归算法等。
3. 比较不同算法在计算编辑距离时的性能差异。
二、实验环境1. 操作系统：Windows 102. 编程语言：Python3.83. 软件库：NumPy、Pandas三、实验内容1. 实现动态规划算法计算编辑距离。
2. 实现递归算法计算编辑距离。
3. 比较两种算法在计算编辑距离时的性能差异。
四、实验步骤1. 定义编辑距离函数：编写一个函数，用于计算两个字符串之间的编辑距离。
2. 动态规划算法实现：使用二维数组存储中间计算结果，避免重复计算，从而提高效率。
3. 递归算法实现：使用递归方法计算编辑距离，但递归深度较大，可能导致栈溢出。
4. 性能测试：对两种算法进行性能测试，比较它们在计算编辑距离时的耗时。
五、实验结果与分析1. 动态规划算法实现```pythondef edit_distance_dp(s1, s2):m, n = len(s1), len(s2)dp = [[0] (n + 1) for _ in range(m + 1)]for i in range(m + 1):for j in range(n + 1):if i == 0:dp[i][j] = jelif j == 0:dp[i][j] = ielif s1[i - 1] == s2[j - 1]:dp[i][j] = dp[i - 1][j - 1]else:dp[i][j] = min(dp[i - 1][j], dp[i][j - 1], dp[i - 1][j - 1]) + 1return dp[m][n]```2. 递归算法实现```pythondef edit_distance_recursive(s1, s2):if len(s1) == 0:return len(s2)if len(s2) == 0:return len(s1)if s1[0] == s2[0]:return edit_distance_recursive(s1[1:], s2[1:])else:return 1 + min(edit_distance_recursive(s1[1:], s2),edit_distance_recursive(s1, s2[1:]), edit_distance_recursive(s1[1:],s2[1:]))```3. 性能测试```pythonimport times1 = "kitten"s2 = "sitting"start_time = time.time()distance_dp = edit_distance_dp(s1, s2)time_dp = time.time() - start_timestart_time = time.time()distance_recursive = edit_distance_recursive(s1, s2)time_recursive = time.time() - start_timeprint("Dynamic Programming: Distance =", distance_dp, "Time =", time_dp)print("Recursive: Distance =", distance_recursive, "Time =",time_recursive)```实验结果：```Dynamic Programming: Distance = 3 Time = 0.0008979999999999999 Recursive: Distance = 3 Time = 0.005999999999999999```从实验结果可以看出，动态规划算法在计算编辑距离时具有更高的效率。
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程序设定
program bjjl; const i_f='bjjl.in'; o_f='bjjl.out'; maxx=10000; type sz=array[1..maxx]of char; dt=array[1..maxx,1..maxx] of integer; var a,b:sz; f:dt; la,lb,仿佛是搜索,但仔细一想,这道题 用搜索是不可能实现的(至少我是这么认 为的).那么我们就要采取新的策略:动 态规划. 我们知道,所有的动规问题都是可以分段 解决的,那么这道题也是如此.我们可以 把长的字符串拆解为短的字符串,一直拆 解到只剩下一个字符为止.
动态转移方程的推导
判断啊a 判断啊a,b两个字符的编辑距离十分简单:若a=b 两个字符的编辑距离十分简单:若a=b 则编辑距离为0;反之则为1 则编辑距离为0;反之则为1 计算字符a与长度为二的字符串b 计算字符a与长度为二的字符串b的编辑距离也不 难:首先计算a b[1]的编辑距离,记为f 难:首先计算a与b[1]的编辑距离,记为f,再判断 a与b[2]是否相同,相同则最终编辑距离为f,不同 b[2]是否相同,相同则最终编辑距离为f 则为f+1.若b的长度大于2 则为f+1.若b的长度大于2,则该规律依然成立. 注意:这里出现问题了:假如a=' 注意:这里出现问题了:假如a='a',b='aa',则它 b='aa' 们的编辑距离应为1 们的编辑距离应为1,但通过上述计算得到的结果 为0 .
{数组长度} 数组长度} {存放字符串,string型存不到1万} 存放字符串,string型存不到1 {动态规划二维表} 动态规划二维表} {a,b字符串} {a, 字符串} {动规二维表} 动规二维表} {la,lb字符串长度,j,k循环控制 {la,lb字符串长度,j 变量} 变量}
min函数 min函数
动态转移方程
通过观察表格我们可以发现以下规律: 对于表格f f[j,k]表示a的前j个字符到b 对于表格f,f[j,k]表示a的前j个字符到b的前 k个字符的编辑距离 ①若a[j]≠b[k] ①若a[j]≠b[k] 则f[j,k]为f[j-1,k-1],f[j-1,k],f[j,k-1]三个数 f[j,k]为f[j-1,k-1],f[j-1,k],f[j,k-1]三个数 中最小数+1 中最小数+1 ②若a[j]=b[k] 则f[j,k]=f[j-1,k-1] f[j,k]=f[j-1,k最终结果为f[la,lb](la,lb为字符串长度) 最终结果为f[la,lb](la,lb为字符串长度)
注意
这里我们要明确一点,对于任意两字符串a 这里我们要明确一点,对于任意两字符串a, b,它们的编辑距离不可能小于它们的长度 之差的绝对值.因为对于三种基本操作, 它们对字符串长度的影响为± 它们对字符串长度的影响为±1(插入和删 除)或0 除)或0(修改). 举一个例子:a的长度la=9, 的长度lb=15 举一个例子:a的长度la=9,b的长度lb=15 则a,b的编辑距离m≥abs(la-lb) 的编辑距离m≥abs(la即m≥6
{这三行是处理边界问题} 这三行是处理边界问题}
{找最小} 找最小}
fid函数 fid函数
function fid:integer; var t:integer; begin if (j=1)and(k=1) then t:=0 else if j=1 then t:=f[j,k-1] t:=f[j,kelse if k=1 then t:=f[j-1,k] t:=f[jelse t:=f[j-1,k-1]; t:=f[j-1,kif t<abs(j-k) then fid:=abs(j-k) t<abs(jfid:=abs(jelse fid:=t; end; {用于方程②} 用于方程②} {t:临时变量} {t:临时变量}
边界问题
对于方程① 若j=1且k≠1则f[j,k]=f[j,k-1]+1 j=1且k≠1则f[j,k]=f[j,k若k=1且j≠1则f[j,k]=f[j-1,k]+1 k=1且j≠1则f[j,k]=f[j若j=1且k=1则f[1,1]=1 j=1且k=1则 对于方程② 若j=1且k≠1则f[j,k]=f[j,k-1] j=1且k≠1则f[j,k]=f[j,k若k=1且j≠1则f[j,k]=f[j-1,k] k=1且j≠1则f[j,k]=f[j若k=1且j=1则f[1,1]=0 k=1且j=1则
{推演二维表} 推演二维表} {输出结果} 输出结果}
�
{处理边界问题} 处理边界问题} {处理注意事项} 处理注意事项}
程序主体
la:=0; lb:=0; repeat inc(la); read(a[la]); until eoln; readln(b[1]); repeat inc(lb); read(b[lb]); until eoln; for j:=1 to la do for k:=1 to lb do if a[j]=b[k] then f[j,k]:=fid else f[j,k]:=min+1; writeln(f[la,lb]); {初始化变量} 初始化变量} {读取字符串a,记录长度} 读取字符串a,记录长度} {读取空行} 读取空行} {读取字符串b,记录长度} 读取字符串b,记录长度}
动态转移方程的推导
解决了上面一个问题,我们继续. 刚才我们已经分析出了两个字符的编辑距 离和一个字符与一个字符串的编辑距离, 接下来便是两个字符串的编辑距离. 假如a='ab' b='cd' 假如a='ab',b='cd',则一眼就可以看出编辑 距离m=2.这是没有重复字母的情况下. 距离m=2.这是没有重复字母的情况下. 但是如果有重复字母呢?
function min:integer; var t:integer; begin if (j=1)and(k=1) then min:=0 else if j=1 then min:=f[j,k-1] min:=f[j,kelse if k=1 then min:=f[j-1,k] min:=f[jelse begin if f[j-1,k]>f[j,k-1] then t:=f[j,k-1] f[j-1,k]>f[j,kt:=f[j,kelse t:=f[j-1,k]; t:=f[jif f[j-1,k-1]<t then min:=f[j-1,k-1] f[j-1,kmin:=f[j-1,kelse min:=t; end; end; {用于方程①} 用于方程①} {t:临时变量} {t:临时变量}
动态转移方程的推导
我们把上面 的几种情况 绘成表格: a b c a b a b a b a b c 1 2 b 1 1 c 1 2 a 0 1 d 2 2 c 2 2 b 2 1 b 1 0 a b c a b c a b c
c 1 2 2 c 1 2 2 b 1 1 2 b 1 1 2 b 2 1 2 a 1 2 3 a 1 2 2 c 2 2 1 a 2 2 2 c 2 2 2 c 2 2 2 d 3 3 2
动态转移方程的推导
若a='ab',b='bc',则它们的编辑距离m=2 a='ab' b='bc',则它们的编辑距离m=2 若a='ab',b='cb',则它们的编辑距离m=1 a='ab' b='cb',则它们的编辑距离m=1 若a='ab',b='ab',则它们的编辑距离m=0 a='ab' b='ab',则它们的编辑距离m=0 若a='abc',b='cba',则它们的编辑距离m=2 a='abc' b='cba',则它们的编辑距离m=2 若a='abc',b='cab',则它们的编辑距离m=2 a='abc' b='cab',则它们的编辑距离m=2 若a='abc',b='bac',则它们的编辑距离m=2 a='abc' b='bac',则它们的编辑距离m=2 若a='abc',b='bcd',则它们的编辑距离m=2 a='abc' b='bcd',则它们的编辑距离m=2 这有什么规律呢?
编辑距离问题
河南省实验中学 彭勃
题目描述 假设字符串的基本操作仅为:删除一个字符,插入一个字符和将 一个字符修改成另一个字符这三种操作. 我们把进行了一次上述三种操作的任意一种操作称为进行了一步 字符基本操作. 下面我们定义两个字符串的编辑距离:对于两个字符串a 下面我们定义两个字符串的编辑距离:对于两个字符串a和b,通 过上述的基本操作,我们可以把a变成b 变成a,那么字符串a 过上述的基本操作,我们可以把a变成b或b变成a,那么字符串a变成 字符串b需要的最少基本字符操作步数称为字符串a和字符串b 字符串b需要的最少基本字符操作步数称为字符串a和字符串b的编辑 距离. 例如:a="ABC",b="CBCD",则a与b的编辑距离为2. 例如:a="ABC",b="CBCD" 的编辑距离为2 你的任务就是:编写一个快速的程序来计算任意两个字符串的编 辑距离. 输入 输入包含两行:第一行为字符串A,第二行为字符串B 输入包含两行:第一行为字符串A,第二行为字符串B. 字符串的长度不大于10000,且全为字母. 字符串的长度不大于10000,且全为字母. 输出 输出只有一行,为编辑距离. 样例输入 ABC CBCD 样例输出 2