#include<stdio.h>
#include<iostream>
#include<string.h>
#include<string>
#include<ctype.h>
#include<math.h>
#include<set>
#include<map>
#include<vector>
#include<queue>
#include<bitset>
#include<algorithm>
#include<time.h>
using namespace std;
void fre(){freopen("c://test//input.in","r",stdin);freopen("c://test//output.out","w",stdout);}
#define MS(x,y) memset(x,y,sizeof(x))
#define MC(x,y) memcpy(x,y,sizeof(x))
#define MP(x,y) make_pair(x,y)
#define ls o<<1
#define rs o<<1|1
typedef long long LL;
typedef unsigned long long UL;
typedef unsigned int UI;
template <class T1,class T2>inline void gmax(T1 &a,T2 b){if(b>a)a=b;}
template <class T1,class T2>inline void gmin(T1 &a,T2 b){if(b<a)a=b;}
const int N=0,M=0,Z=1e9+7,ms63=0x3f3f3f3f;
int casenum,casei;
int n;
int a[505];
int f[505][505];
int dp(int l,int r)
{
if(l>=r)return 1;
if(~f[l][r])return f[l][r];
f[l][r]=dp(l+1,r)+1;
for(int i=l+1;i<r;++i)if(a[l]==a[i])
{
gmin(f[l][r],dp(l+1,i-1)+dp(i+1,r));
}
if(a[l]==a[r])gmin(f[l][r],dp(l+1,r-1));
return f[l][r];
}
int main()
{
while(~scanf("%d",&n))
{
MS(f,-1);
for(int i=1;i<=n;++i)scanf("%d",&a[i]);
printf("%d\n",dp(1,n));
}
return 0;
}
/*
【trick&&吐槽】
这道题很有启发性！
【题意】
给你一个长度为n（500）的数串a[]。数字范围在[1,n]之间。
我们每次可以破坏数串中的任意一个回文子串（破坏之后，两侧的聚拢在一起）。
问你最少的破坏次数，可以破坏掉全部的a[]。
【类型】
DP
【分析】
一开始的设想就是区间DP，然而存在的问题就是，我无法判定破坏子串之后的回文关系。
那要该怎么办才好呢？
一开始就想找完整的回文串，实在是太难了。于是，我们能否把问题简化一些呢？
设想一个DP，f[l][r]表示解决区间[l,r]问题的最少操作数，答案显然就是f[1][n]
我们可以用dp(l,r)，以记忆化搜索的形式解决这道题
最基本的问题，if(l==r)f[l][r]=1;
否则，必然满足l<r，这个时候，分析问题，围绕一个位置展开比较好讨论，比如，围绕l展开。
我们的基本操作之一，是把l当做一个长度为1的回文串拿掉，即gmax(f[l][r],1+f[l+1][r]);
我们的基本操作之二，是把l形成的一个长度>1的回文串[l,k]拿掉。
然而这里出现问题了。
first，我们无法快速判定回文串；
second，我们可能先取出一个[l,i]内部的串。然后才会形成[l,i]的回文串达到更优效果。
于是，对于基本操作之二，我们需要寻求突破性思维。
其实题目描述中，设计到回文串定义的部分，对我们是一个暗示——
什么是回文串呢？回文串就是——"最左字符=最右字符，次左字符=次右字符"这样子……
于是，如果要把l参与组成一个长度>1的回文串，那么，我们首先要匹配一个位置i，使得a[l]==a[i]
我们可以枚举[l+1,r]中的所谓满足a[l]==a[i]的位点i，这是必要条件。
然后，a[l]==a[i]，那么，f[l][r]可以对应成两个部分——f[l][i]+f[i+1][r]，
也就是说，可以存在一个——gmax(f[l][r],f[l][i]+f[i+1][r])的更新。
那么，对于f[l][i]，已经有a[l]==a[i]，其值我们要如何计算呢？
嘿，我们可以发现，f[l+1][i-1]内的最后一次消除操作，也必然是以"回文串消除"的形式。
而这个回文串，其左右两边分别套上一个a[l]和a[i]，是并不会改变其回文串性质的。
于是，gmax(f[l][r],f[l][i]+f[i+1][r])的更新，实际上也可以写作gmax(f[l][r],f[l+1][i-1]+f[i+1][r])
（l+1是可能大于i-1的，也就是遇到相邻两个相同字符的情形。对于这种情况，我们可以特判处理，也可以初始化"当l>r时,f[l][r]=1"）
为什么这个做法是对的呢？因为这个做法，其实枚举遍了所有可能的回文串。
尽管取串是存在顺序的，然而，其顺序对我们现在的这种成本计算方式而言，是没有影响的。
于是，这道题，我们采取这个策略，围绕区间左界l入手，分两种形式讨论，就可以AC掉这道本来无从下手的题目啦。
【时间复杂度&&优化】
O（n^3）
【数据】
4
1 2 3 1
*/
