Vom calcula valorile $Tmin[i][j]$, reprezentand numarul minim de pasi necesari pentru a distribui mesajul tuturor nodurilor din subarborele nodului $i$, considerand ca au fost efectuati primii $j$ pasi din cadrul strategiei optime a nodului $i$ si ca au fost taiate din subarborele lui $i$ toti subarborii primelor $j$ noduri care au primit mesajul direct de la nodul $i$. Evident, cand $i=1$, in $Tmin[ 1 ][ 0 ]$ vom avea numarul minim de pasi necesari pentru distributia mesajului la toate nodurile din arbore.

Vom calcula, in ordine (de la $j=0$), toate valorile $Tmin[i][j]$. Sa observam intai (pentru cazul $j=0$), ca $Tmin[i][0]$ trebuie sa fie mai mare sau cel putin egal cu $Tmin[f][ 0 ]$, unde $f$ este fiu al lui $i$. Vom cauta binar aceasta valoare, intre maximul dintre valorile $Tmin[f][0]$ si $N-1$. Sa presupunem ca am fixat, in cadrul cautarii binare, $T$ unitati de timp. Vom initializa fiecare fiu $f$ al lui $i$ ca aflandu-se in starea $s(f)=0$ (adica nu s-a efectuat nici o mutare din cadrul strategiei sale optime). Vom considera fiul $f$ al lui $i$ care are valoarea $Tmin[f][s(f)]$ maxima. Daca $T > Tmin[f][s(f)]$, atunci trimitem mesajul nodului $f$, scadem din T o unitate de timp si mergem mai departe (ignorand nodul $f$ de acum inainte). Daca, la un moment dat, avem $T = Tmin[f][s(f)]$, atunci se demonstreaza (nu foarte usor, dar nici prea greu) ca nodul $i$ trebuie sa trimita mesaj nodului $j$ care este al $s(f)+1$-lea nod la care ar trimite mesaj nodul $f$ in cadrul strategiei sale optime. In felul acesta, taiem subarborele nodului $j$, scadem $T$ cu $1$ unitate si trecem nodul $f$ din starea $s(f)$ in starea $s(f)+1$ (pentru ca deja s-a efectuat o mutare din cadrul strategiei sale optime). Daca, la un moment dat, $T < Tmin[f][s(f)]$, atunci trebuie incercata o valoare mai mare in cadrul cautarii binare.

Vom calcula, in ordine (de la $j=0$), toate valorile $Tmin[i][j]$. Sa observam intai (pentru cazul $j=0$), ca $Tmin[i][ 0 ]$ trebuie sa fie mai mare sau cel putin egal cu $Tmin[f][ 0 ]$, unde $f$ este fiu al lui $i$. Vom cauta binar aceasta valoare, intre maximul dintre valorile $Tmin[f][ 0 ]$ si $N-1$. Sa presupunem ca am fixat, in cadrul cautarii binare, $T$ unitati de timp. Vom initializa fiecare fiu $f$ al lui $i$ ca aflandu-se in starea $s(f)=0$ (adica nu s-a efectuat nici o mutare din cadrul strategiei sale optime). Vom considera fiul $f$ al lui $i$ care are valoarea $Tmin[f][s(f)]$ maxima. Daca $T > Tmin[f][s(f)]$, atunci trimitem mesajul nodului $f$, scadem din T o unitate de timp si mergem mai departe (ignorand nodul $f$ de acum inainte). Daca, la un moment dat, avem $T = Tmin[f][s(f)]$, atunci se demonstreaza (nu foarte usor, dar nici prea greu) ca nodul $i$ trebuie sa trimita mesaj nodului $j$ care este al $s(f)+1$-lea nod la care ar trimite mesaj nodul $f$ in cadrul strategiei sale optime. In felul acesta, taiem subarborele nodului $j$, scadem $T$ cu $1$ unitate si trecem nodul $f$ din starea $s(f)$ in starea $s(f)+1$ (pentru ca deja s-a efectuat o mutare din cadrul strategiei sale optime). Daca, la un moment dat, $T < Tmin[f][s(f)]$, atunci trebuie incercata o valoare mai mare in cadrul cautarii binare.

Inainte de a calcula $Tmin[i][j+1]$ dupa ce am calculat $Tmin[i][j]$, memoram in $Mut[i][j]$ nodul la care a trimis mesaj nodul $i$ prima data (adica al $j+1$-lea nod din cadrul strategiei optime a nodului $i$) si in $F[i][j]$ fiul din subarborele caruia face parte nodul $Mut[i][j]$. De asemenea, starile fiiilor nodului $i$ se seteaza la valorile pe care le aveau inainte de a calcula $Tmin[i][j]$, incrementand doar starea fiului $F[i][j]$ cu $1$ (sau eliminand de tot fiul $F[i][j]$, daca $F[i][j] = Mut[i][j]$). Vom termina calculul acestor valori atunci cand $Tmin[i][j]=0$.