题意

给一串01串，对该串进行若干次操作，直到串为空

操作为：选择一段连续的0或者1,删除它，拼接前后两部分成为新串，得到价值为a[删除的长度]（a为给定的数组）

思路

一个非常规的DP

考虑题目所给的操作，我们从中删除一段，再把前后拼接起来，如何设置状态？记录下断点的位置？不行，那样我们可能在其中插入很多断点，并且不便于转移

$...111000111...$

如果我们仅仅研究中间的子串$111000111$

我们删除中间的0,形成$111111$

再删除中间的1,这样我们其实可以看做原串是$000\underline{111}111$

也就是前面的1和后面的1其实是捆在一起的，这样按原来的操作，答案不会改变

设置状态：$dp[i][j][k]​$ 表示删除从i到j的子串，该子串前面捆绑了$k-1​$个与$s[i]​$相同的字符，能得到的最大价值

这样的话，考虑转移方式：

1. 我们直接删除前面$k$个相等的字符，$dp[i][j][k] = a[k] + dp[i+1][j][1]$，因为捆绑的全消耗掉了所以后半部分是$K = 1$

2. 我们从中删除一段，再把前后粘贴起来，这样的话，也就是上面的情况，我们需要把前面的和后面的捆绑起来，所以必须满足从中找到一个点$mid > i,s[i] = s[mid]$，这样的话$dp[i][j][k] = dp[i+1][mid-1][1] + dp[mid][j][k+1]$

   看这个式子，我们只捆绑的是第一个字符，因为我们可以多次进行这样的操作，使得捆绑的是任意的（这里不需要我们自己去构造，而是在求解过程中自然构造的）

所以最后的答案是$dp[1][n][1]$

由于这个转移比较骚，我们可以采用记忆化搜索

代码

#include
    
     using namespace std;typedef long long ll;int n;char s[105];ll a[105];ll dp[105][105][105];ll DP(int be,int en,int pre) {    if(be > en) return 0;    if(dp[be][en][pre]) return dp[be][en][pre];    if(be == en) return dp[be][en][pre] = a[pre];    ll ans = a[pre] + DP(be+1,en,1);    for(int mid = be+1;mid <= en;mid++) {    if(s[mid] == s[be])             ans = max(ans,DP(be+1,mid-1,1) + DP(mid,en,pre+1));    }    return dp[be][en][pre] = ans;} int main() {    ios::sync_with_stdio(false);    cin>>n;    cin>>s+1;    for(int i=1;i<=n;i++) cin>>a[i];    cout<
     
      <