在一些动态规划中状态转移方程是这样的：
$m[i,j]=min_{i < k leq j}left { m[i,k-1]+m[k,j]+c[i,j] ight }$
显而易见，这种方法的时间复杂度是$O(n^{3})$，如何去优化呢？
四边形不等式
通过四边形不等式的优化，可以进一步限定$k$的范围，从而可以将事件复杂度降为 $O(n^{2})$，我们最终的目的是证明决策变量$k$的单调性
此优化方法由姚期智的夫人储枫(Frances Yao)所写，我看的有点懵
算法相关论文地址：论文
价值函数$c[i][j]$
$c[b,c]leq c[a,d],left { aleq bleq cleq d ight } dots dotsdots(1)$
满足公式(1)，则说明价值函数$w[i][j]$满足区间单调性
$c[a,c]+c[b,d]leq c[b,c]+c[a,d],left { aleq bleq cleq d ight } dots dotsdots(2)$
满足公式(2)，则说明价值函数$w[i][j]$满足四边形不等式
状态转移函数$m[i][j]$
假如有$w[i][j]$同时满足公式(1)、(2)，我们可以得到这里的$m[i][j]$也满足四边形不等式，即：
$m[a,c]+m[b,d]leq m[b,c]+m[a,d],left { aleq bleq cleq d ight } dots dotsdots(3)$
论文中是用数学归纳法证明的，相关参考证明过程可参考论文
这里给出我的一种理解，用分析法来思考问题，有可能会不严谨。
对于$m[i][j]$假如我们每次选最优的$k$不断向下拆解，即$m[i][j]=m[i][k-1]+m[k][j]+c[i][j]$，直到拆解成$m[i][i]$
那么对于两边的$c$数组我总能用公式(2)得到不等式的关系，而$m[i][i]$为0，这样公式(3)就是满足的
决策变量的单调性
我们用$k[i,j]$表示$m[i][j]$取得最小值时的决策值
当状态转移函数$m[i][j]$满足(3)的时候，我们有：
$k[i,j-1]leq k[i][j]leq k[i+1,j] dots dotsdots(4)$
根据对称性只需要证明$k[i,j-1]leq k[i][j]$，假设$x=k[i,j-1]$，对任意$i < yleq xleq j-1<j$：
$m[y,j-1]+m[x,j] leq m[y,j]+m[x,j-1],left { y leq xleq j-1 < j ight }$
不等式两侧同时加上：
$w[i,j-1]+w[i,j]+m[i,x-1]+m[i,y-1]$
然后有：
$m_{y}[i,j-1]+m_{x}[i,j] leq m_{y}[i,j]+m_{x}[i,j-1]$
因为：
$m_{x}[i,j-1] leq m_{y}[i,j-1]$
所以：
$m_{x}[i,j] leq m_{y}[i,j]$
从而可以确定$k[i][j]$不可能小于$x$，也就是说$k[i,j-1] leq k[i,j]$
Refence: