之前两篇分别讲了动态规划的“钢管切割”和“矩阵链乘法”，感觉到了这一篇，也可以算是收官之作了。其实根据前两篇，到这里，也可以进行一些总结的，我们可以找到一些规律性的东西。

所谓动态规划，其实就是解决递归调用中，可能出现重复计算子问题，从而导致耗费大量时间，去做重复劳动的问题。解决思路就是，将重复做过的子问题的结果，先存起来，等之后再需要用到的时候，直接拿过来用，而不需要再去计算。

但是这里还需要注意一些地方：

①要解决的问题，比如“钢管切割”中的长钢管，它的最优化的解，要能够是分解成的子问题的最优化的解的组合。

②如何给出子问题，孙子问题等的最优化解的统一递归调用形式。

③找一个或者几个合适的集合，去保存我们求的子问题的解，或者是划分的方案。比如在钢管切割中，我们使用的一位数组，而到了矩阵链乘法中，我们使用的二维数组。

④采用自顶向下还是自底向上的方案。

一、概述

好，言归正传，来看看最优二叉搜索树。关于二叉搜索树，可以参看之前的两篇文章：二叉树的前中后序非递归遍历实现和二叉搜索树的插入和删除。这里不再赘述。

假如说我们要设计一个程序，来实现英语文本到法语的翻译。我们可以建立一个二叉搜索树，将n个英语残次作为关键字，对应的法语单词作为关联数据。然后我们依次遍历二叉搜索树中每个节点的英文单词，来找到合适的单词进行翻译工作。这里我们肯定是希望这个搜索的时间越少越好，如果只考虑单纯的时间复杂度，我们可以考虑采用红黑树等，来达到搜索时间复杂度为Olg(n)。但是对于英语单词而言，每个单词出现的概率是不一样的，比如"the"等单词。显然的让这类单词越靠近根结点越能减少搜索的时间。而对于某些很少见的单词，则可以让它们远离根结点。

问题来了，假如我们已知n个不同关键字ki以及我们的出现概率p[i]，我们如何来组成这样一颗最优二叉搜索树呢？

查找这棵二叉树的结果不外乎是两种，一种是找到了我们想要的key值，另一种是遍历完整棵树都没有找到我们要的key值，我们将这种没有找到key值也安排一些节点di来表示，那么显然di节点都是叶子节点。称di为伪关键字，对应的概率为q[i]。d0代表所有小于k1的值，dn代表所有大于kn的值，其他的di(1<=i<=n-1)，代表di值位于ki和ki+1之间。因为一次搜索，要么是搜到di，要么是搜到一个ki，所有有：

然后现在我们可以给出搜索一次会搜索到的节点数的一个期望，因为对于二叉树而言，每多一层，则就会多查找一个节点，所以我们可以对每个节点的深度加1，然后乘以该节点的pi，然后将所有节点的结果求和，就可以求出搜索一棵树会搜索到的节点的一个期望：

最优二叉搜索树的定义就是：对于给定的节点key值概率，使得上述期望值最小的二叉搜索树结构。

二、使用动态规划来处理最优二叉搜索树

那么还是那几步：

①首先将问题分成子问题，看看问题的最优是不是子问题也最优的时候可以达成。

可以使用“jianqie -粘贴”法来证明，对于一颗最优二叉搜索树T而言，对于T的一颗子树Ti，假设它包含关键字ki....kj，如果Ti不是最优二叉查找树，那么就意味着存在另一棵包含节点ki...kj的二叉搜索树Tj，使得Tj的搜索期望比Ti的搜索期望低，那么我们可以将Ti从T中“剪切”掉，然后将Tj“粘贴”到原来Ti的位置，这样一来，就发现新生成的树肯定要比原来的树T的搜索期望要低了，这是矛盾的，因为我们原来假设T是一棵最优二叉搜索树。所以可以反证，最优二叉搜索树的子树都是最优二叉搜索树。

于是我们可以确定，最优二叉搜索树问题，可以分解成子问题，而且子问题也是最优二叉搜索树问题，而又可以很容易的遇见，在分成的子问题中，会有多个重复的子问题，孙子问题等，所以满足动态规划的条件，从而可以使用动态规划方法来解决。

②其次要解决的是递归子问题的最优化解的统一形式（计算式）

这时又跟之前的“光管切割”和矩阵链乘法有些相似了，很容易看出，我们要将一棵树的搜索期望问题，分解成：左子树的搜索期望问题+根结点的搜索期望+右子树的搜索期望；对于根结点而言，它的深度为0，那么直接使用(0+1)*p[根的位置]，即是搜索期望。而对于左右子树而言，如果它们是一棵单独的树，那么也可以直接使用（左子树的搜索期望问题+根结点的搜索期望+右子树的搜索期望）的形式来递归，但是这里，左右子树比简单的二叉树的情况要多一层深度，因为它们头顶上要多了一个根结点，所以说这里需要将每一个节点都多加上一个它们自身的出现概率p[i]或者q[i]（这里包括了关键字节点和伪关键字节点），于是增加量为每棵树所有节点的概率之和。令w(i,j)表示包含节点ki...kj的树，所有节点的概率之和，于是有：

假如我们以r处的节点为根结点，有：

而根据上面的分析，我们将一棵树的搜索期望，假设根结点在Kr处，分解成根结点的概率p[r]和左子树的搜索期望加左子树的节点概率和：e(i,r-1)+w(i,r-1)，右子树的搜索期望加上右子树的节点概率和：e(r+1,j)+w(r+1,j)。

这里还要考虑的一种情况，就是e(i,j)，当j=i-1的情况，这时子树不可能包含关键字，因为关键字的序号i<=k<=j，而j=i-1，显然不满足。所以这时子树只会包含一个伪关键字节点：di-1。

于是根据上面两个公式，有：

这样就求出了我们需要的子问题递归统一形式了

③选用合适的数据结构来存储子问题的处理结果和划分信息。

这里我们需要保存的数据有：每个子树的最佳搜索期望值e(i,j)，每个子树的最佳时刻根结点位置r(i,j)，和每个子树的概率和的值：w(i,j)。

④采用自底向上的方式来解决子问题和父问题。

于是，按照之前“矩阵链乘法”的思路，容易给出下面的代码：

const int MaxVal = 0x7fffffff;

const int n = 5;
//搜索到根节点和虚拟键的概率
double p[n + 1] = { -1, 0.15, 0.1, 0.05, 0.1, 0.2 };
double q[n + 1] = { 0.05, 0.1, 0.05, 0.05, 0.05, 0.1 };

int root[n + 1][n + 1]; //记录根节点
double w[n + 2][n + 2]; //子树概率总和
double e[n + 2][n + 2]; //子树期望代价

/*
 * p是存放关键字节点概率的数组[1,n]，q是存放伪关键字节点(叶子节点)出现概率的数组[0,n]
 * n是节点个数
 * e[i,j]是存放包含关键字Ki~Kj的最优二叉书进行一次搜索的期望代价，由于要包括e[n+1,n]的q[n]和e[1,0]q[0]，所以范围是[0,n+1]
 * w[i,j]是存放Ki~Kj的概率和,w[i,j]=w[i,r-1]+p[r]+w[r+1,j]
 * root[i,j]是存放包含Ki~Kj的关键字的子树，最优情况下，root节点的下标
 */
void optimal_Bst(double* p, double* q, int n) {
	//首先处理w[i,j]和e[i,j]中i=j+1的情况，这种情况都是q[i-1]
	for (int i = 1; i <= n + 1; i++) {
		w[i][i - 1] = q[i - 1];
		w[i][i - 1] = q[i - 1];
	}

	//然后处理长度L从1到n的循环

	int l = 0; //代表ki~kj的长度
	int j = 0; //代表最后一个元素的下标值j
	int i = 0; //代表起始的一个元素的下标值i

	int r = 0; //代表root节点的下标

	double tmp = 0; //这里要存储e数组元素计算的临时结果，所以也是double类型的

	for (l = 1; l <= n; l++) {

		//以i为外层循环，这里由于长度是L，i最大为n-l+1，而j-i+1=L，j=L+i-1
		for (i = 1; i <= n - l + 1; i++) {
			j = l + i - 1;

			//先初始化e[i][j]和w[i][j]
			e[i][j] = MaxVal;
			w[i][j] = w[i][j - 1] + p[j] + q[j];

			for (r = i; r <= j; r++) {
				//公式：e[i][j] = e[i][r - 1] + e[r + 1][j] + w[i][j];
				tmp = e[i][r - 1] + e[r + 1][j] + w[i][j];
				if (tmp < e[i][j]) {
					e[i][j] = tmp;
					root[i][j] = r;
				}
			}
		}
	}
}

上面算法的时间复杂度为O(n^3)，我们可以作一点优化，让其变成O(n^2)，这里需要利用到一个结论：

将optimal_Bst函数变成如下形式，改变对根结点位置r的遍历方式，当然，对于之前也要添加判断条件：

/*
 * 优化版
 */
void optimal_Bst2(double* p, double* q, int n) {
	//首先处理w[i,j]和e[i,j]中i=j+1的情况，这种情况都是q[i-1]
	for (int i = 1; i <= n + 1; i++) {
		w[i][i - 1] = q[i - 1];
		w[i][i - 1] = q[i - 1];
	}

	//然后处理长度L从1到n的循环

	int l = 0; //代表ki~kj的长度
	int j = 0; //代表最后一个元素的下标值j
	int i = 0; //代表起始的一个元素的下标值i

	int r = 0; //代表root节点的下标

	double tmp = 0; //这里要存储e数组元素计算的临时结果，所以也是double类型的

	for (l = 1; l <= n; l++) {

		//以i为外层循环，这里由于长度是L，i最大为n-l+1，而j-i+1=L，j=L+i-1
		for (i = 1; i <= n - l + 1; i++) {
			j = l + i - 1;

			e[i][j] = MaxVal;
			w[i][j] = w[i][j - 1] + p[j] + q[j];

			if (i == j) {
				root[i][j] = i;
				e[i][j] = p[i] + q[i - 1] + q[j];

			} else {
				//先初始化e[i][j]和w[i][j]

				for (r = root[i][j - 1]; r <= root[i + 1][j]; r++) {
					//公式：e[i][j] = e[i][r - 1] + e[r + 1][j] + w[i][j];
					tmp = e[i][r - 1] + e[r + 1][j] + w[i][j];
					if (tmp < e[i][j]) {
						e[i][j] = tmp;
						root[i][j] = r;
					}
				}
			}
		}
	}
}

经过上面的修改之后，就可以达到O(n^2)的时间复杂度。

习题15.1-1，打印出上面最优二叉搜索树的每个节点与其父节点的关系的函数：

/*
 * 打印最优二叉搜索树
 */
void print_optimal_Bst(int i, int j, int r, bool root_flag) {
	int root_node = root[i][j];
	if (root_flag) {
		cout << "根结点为：k" << root_node << endl;
		root_flag = false;
		print_optimal_Bst(i, root_node - 1, root_node, root_flag);
		print_optimal_Bst(root_node + 1, j, root_node, root_flag);
		return;
	}

	if (i > j + 1) {
		return;
	} else if (i == j + 1) {
		if (j < r) {
			cout << "d" << j << "是" << "k" << r << "的左孩子" << endl;
		} else {
			cout << "d" << j << "是" << "k" << r << "的右孩子" << endl;
		}
		return; //这里加个return是因为，当循环到i==j+1的时候，已经到头了，不能再递归了，此时不存在合理的root_node了
	} else {
		if (root_node < r) {
			cout << "k" << root_node << "是" << "k" << r << "的左孩子" << endl;
		} else {
			cout << "k" << root_node << "是" << "k" << r << "的右孩子" << endl;
		}
	}
	print_optimal_Bst(i, root_node - 1, root_node, root_flag);
	print_optimal_Bst(root_node + 1, j, root_node, root_flag);
}

输出结果：