算法导论22.2-7题：树T=（V,E）的直径（diameter）定义为max(u,v)，亦即，树的直径是树中所有最短路径长度中的最大值。试写出计算树的直径的有效算法，并分析算法的运行时间。
如果这里的树T是简单的二叉树或者多叉树，我们可以用递归来解决（Diameter(tree T)表示T的直径）;
1. 求出T左子树的最深节点的深度Dleft，求出T右子树最深节点的深度Dright。
2. 则T的直径为：max(Dleft + Dright + 1, Diameter(T->left), Diameter(T->right))
这里使用递归是因为有可能直径不经过根节点。时间复杂度为O(n^2).
下面还有个优化方法，可以使得时间复杂度为O(n).
Optimized implementation: The above implementation can be optimized by calculating the height in the same recursion rather than calling a height() separately. Thanks to Amar for suggesting this optimized version. This optimization reduces time
complexity to O(n).
/*The second parameter is to store the height of tree.
Initially, we need to pass a pointer to a location with value
as 0. So, function should be used as follows:
int height = 0;
struct node *root = SomeFunctionToMakeTree();
int diameter = diameterOpt(root, &height); */
int diameterOpt(struct node *root, int* height)
{
/* lh --> Height of left subtree
rh --> Height of right subtree */
int lh = 0, rh = 0;
/* ldiameter --> diameter of left subtree
rdiameter --> Diameter of right subtree */
int ldiameter = 0, rdiameter = 0;
if(root == NULL)
{
*height = 0;
return 0; /* diameter is also 0 */
}
/* Get the heights of left and right subtrees in lh and rh
And store the returned values in ldiameter and ldiameter */
ldiameter = diameterOpt(root->left, &lh);
rdiameter = diameterOpt(root->right, &rh);
/* Height of current node is max of heights of left and
right subtrees plus 1*/
*height = max(lh, rh) + 1;
return max(lh + rh + 1, max(ldiameter, rdiameter));
}
如果这里的树进化为了图，该如何求出它的直径呢？
1. 从任意一个节点u开始做第一遍BFS，得到距离u最远的那个节点v
2. 从节点v开始做第二遍BFS，得到距离v最远的节点 e, 那 v 到 e 就是直径。
证明：
1. 如果 u 在直径路径上：反证法， 如果v不在直径上，那根据直径的定义，必然存在一点v2在直径上，使得dist(u->v2) 大于 dist(u->v), 而这和BFS算法 v是从u 出发到达的所有节点中离u最远相矛盾。
2. 如果 u 不在直径路经上, 反证法，看图：
u ----- w ------- v
/
x ----------y ----------z
上图中，u-->v 是第一遍BFS算出来的路径，x-->z 是直径路径，反证法假设v 不在直径路径上，如图所示。根据树和联通图的定义，u->v中必然存在一点w, 和x->z中的某点y 相连通，或者说必然存在一个路径 w--y ,链接uv和xz。
代码就不写了，不是很复杂。