Algoritmos y estructura_de_datos

Algoritmos y Estructuras de Datos
dreams_eater
April 10, 2012
Abstract
El Documento es tan solo una parte de los temas que me dictaron en clase, de Algoritmos
y Estructuras de Datos, en algunos lados (Algoritmos y Estructuras de Datos 2). Por lo
que el verdadero autor son mis profesores, foreros y los autores de los libros donde copie
descaradamente imágenes.
Contents
I Algoritmos y Crecimiento de las Funciones. 3
1 Algoritmos. 4
2 Análisis de los Algoritmos. 5
3 Crecimiento. 6
3.1 Notación Asintótica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 6
3.2 Ejemplos de calculo de T(N) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 6
3.3 Notación asintótica (eﬁciencia asintótica) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 7
3.4 ejemplo de notación asintótica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 8
II Recursividad 10
4 Probar matemáticamente que un bucle funciona: 10
5 Recursividad: 11
5.1 Repaso de inducción matemática . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11
5.2 ¿Cómo funciona la recursión? . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12
5.3 4 Reglas: . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12
5.4 Divide-and-conquer . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12
5.4.1 Cota superior para el algoritmo divide y vencerás . . . . . . . . . . . . . 13
5.5 Tail-Recursion . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 13
5.6 Coroutines . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 14
5.6.1 Las Coroutinas de python desde la versión 2.5: . . . . . . . . . . . . . . . 15
5.6.2 Las corutinas en C . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 15
1

6 Recursividad y el Problema de la Solución Óptima 16
6.1 Algoritmo de vuelta atrás o Algoritmos de Backtracking . . . . . . . . . . . . . 16
6.2 Algoritmos Greedy o Algoritmos Devoradores o codiciosos. . . . . . . . . . . . . 16
7 Recursividad y Programación dinámica. 18
7.1 Memoización enfoque Top-down de la programación dinámica. . . . . . . . . . . 18
7.2 Un ejemplo de Bottom-Up . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20
7.3 Resumen . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21
III Algoritmos de Ordenación 22
8 Ordenación mediante comparación 22
8.1 Insert-Sort . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 22
8.2 Shell-Sort . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 24
8.3 MergeSort . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26
8.3.1 Operación Merge . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26
8.4 Quick-Sort . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29
8.4.1 Selección Del Pivote . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29
8.4.2 Estrategia de la Partición . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 30
8.5 Cota inferior para los Algoritmos basados en comparaciones . . . . . . . . . . . 33
8.6 Counting-Sort . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 33
8.7 RadixSort . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34
IV Repazo avanzado (Pila, Cola y Lista) 35
9 Pilas(Stacks) 35
10 Colas (Queues) 36
11 Lista Enlazada 37
11.1 Lista Enlazada Simple (Linked list) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 37
11.2 Lista Enlazada Doble(Double Linked List) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 37
11.3 Lista Enlazada Circular . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 38
11.4 Nodos Dummy . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 38
11.5 Implementación de las listas . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 39
V Grafos 40
12 Deﬁniciones 40
13 Ideas de Implementaciones de grafo 42
14 Calculo del camino mínimo y camino máximo 43
14.1 Grafo sin pesos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43
14.2 Grafo sin aristas de peso negativo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45
14.3 Grafo sin ciclos negativos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 46
14.4 Grafo con orden topológico . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 46
VI Árboles con raíz 48
15 Deﬁniciones 48
2

16 Árbol binario 50
16.1 Recorrido e iteraciones sobre el Árbol binario . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 50
16.1.1 Preorden . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 50
16.1.2 Postorden . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51
16.1.3 Orden simétrico . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 52
16.1.4 Por niveles . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 53
17 Árbol Binario de búsqueda 54
17.1 Búsqueda . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 54
17.2 Inserción . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55
17.3 Eliminación . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 56
17.4 Ordenes . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 59
18 Árboles AVL 60
19 Árboles Red-Black 62
20 Árboles B 62
20.1 Reglas . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 63
20.2 Ejemplo: . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 63
20.3 Algoritmo de inserción: . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 63
20.4 Algoritmo de eliminación: . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 64
VII Tablas Hash y Diccionarios 66
21 Diccionario 66
22 Tabla Hash 66
22.1 Sobre el vector y la función . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 66
22.2 Mecanismo de resolución de colisiones por direccionamiento abierto . . . . . . . 66
22.2.1 Exploración Lineal . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 66
22.2.2 Exploración Cuadrática . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 67
22.3 Mecanismo de resolución de colisiones por encadenamiento separado . . . . . . 67
VIII Montículos Binarios, Colas de Prioridad y Ordenación In-
terna 68
23 Cola de Prioridad 68
24 Montículos binarios 68
24.1 Propiedad estructural: . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 68
24.2 Propiedad de ordenación: . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 68
24.3 Inserción: . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69
24.4 Eliminación: . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69
24.5 Construcción del montículo con a partir de un vector con información ya puesta: 69
24.6 Búsqueda de un elemento y cambio de clave (conocido como reducción de clave,
envejecimiento): . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 70
25 Ordenación Interna 71
26 Ordenación Heapsort 71
26.1 Análisis de Heapsort: . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 71
26.2 Análisis de los ordenes de Heapsort: . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 72
3

Part I
Algoritmos y Crecimiento de las
Funciones.
1 Algoritmos.
Cuando ejecutamos un programa sobre una gran cantidad de datos, debemos estar seguros
que el programa termina en plazo razonable. Esto es independiente del lenguaje de progra-
mación utilizado, compilador/interprete/maquina_virtual utilizada y la metodología utilizada
( si es procedimental u orientada a objetos).
¿Que es un Algoritmo? A esta altura sabemos por intuición que es, pero hay que decirlo.
Algoritmo: Un algoritmo es aquel procedimiento computacional bien definido, que toma
o setea valores como entrada y produce un valor como salida. De este modo es una se-
cuencia de pasos computacionales que transforman una entrada en una salida. También
se puede ver como una herramienta para resolver un problema computacional bien
definido. La declaración del problema especifíca, en general, los términos que se desean
para la relación Entrada/salida. Los algoritmos describen el procedimiento computacional
específico para lograr que se relacionen la Entrada con la Salida.
El algoritmo tiene propiedades que lo hacen ver mejor/peor según el problema y circun-
stancia.
¿Que es un Problema? Es la definición de un objetivo de llevar una circunstancia actual
a otra. Por ejemplo: La ordenación es un problema si se puede definir formalmente el
objetivo de llevar la entrada a una salida deseada.
Definición formal del problema de ordenación:
Entrada: Una secuencia de n números (a1, a2, ..., an).
Salida: Una permutación (reordenación) (a1, a2, ..., an) de la secuencia de entrada.
Tal que: a1 ≤ a2 ≤ ..., ≤ an.
Si el input es (31; 41; 59; 26; 41; 58), el algoritmo retorna (26; 31; 41; 41; 58; 59).
Esa entrada en especial, para el problema, se llama instancia del problema de orde-
nación.
Se llama instancia de un problema a una entrada particular del problema que satisface
cualquier obligación impuesta en la declaración del problema.
Un algoritmo es correcto, si para toda instancia del problema, termina con la respuesta
correcta como salida. El algoritmo correcto resuelve el problema computacional.
Un algoritmo es incorrecto, si no termina nunca para algunas instancias de entrada,
o si terminar con un valor incorrecto como respuesta para algunas instancias de entrada.
Contrario a lo que usted espera, un algoritmo incorrecto puede ser util, si contro-
lamos su taza de error.
Suponga que tiene la computadora con velocidad infinita y la memoria infinita.
¿Para que perder el tiempo leyendo esto?
Esto le sirve para demostrar que su método de solución termina y que además el resultado
es correcto. Si posee la computadora con rapidez infinita cualquier método correcto basta.
Probablemente quiera estar en los margenes de "las buenas practicas de la ingeniería del
software" (diseñado, implementado y documentado, y cobrado por el trabajo realizado), pero
implementando el método más sencillo casi siempre. Las computadoras pueden ser rápidas,
pero no infinitamente rápidas. La memoria puede ser mucha, pero no infinita. El tiempo de
computo es por lo tanto una limitación de la fuente, y ocupa espacio en memoria. Programe
sabiamente para que los algoritmos sean eficientes en términos de tiempo y espacio.
4

2 Análisis de los Algoritmos.
Sabemos que nuestro algoritmo funciona. El Análisis de los Algoritmos es determinar los
recursos que consume.
Los recursos que consume los algoritmos son:
• Tiempo = Tiempo usado para resolver el problema.
• Espacio = Cantidad de memoria utilizada para resolver el problema.
El tiempo y el espacio están en función del tamaño del problema, llamado también tamaño
de entrada . El Análisis de los Algoritmos se concentra en el tiempo.
El tamaño de entrada(..es..) depende del tipo de problema que se estudie:
• Es el numero de elementos de entrada (por ejemplo en la ordenación).
• Es la tupla de variables, donde la cantidad de cálculos a realizar esta en función del
valor de cada variable.
¿Cómo es el análisis del tiempo?
Análisis de los Algoritmos tiene que ser independiente de la tecnología usada. A lo que me
refiero es que no vamos a decir: Sobre un pentium M, con X código en C, tardamos 15 minutos
en clasificar un archivo de 1 MegaByte sobre una Tabla Hash de 65mil entradas.
Ser independiente de la tecnología usada porque:
• Las instrucciones por segundo de los microprocesadores son diferentes. Por
eso no se puede medir en función con el tiempo que tarda. La medición Wall time, marca
el tiempo transcurrido en el reloj de pared y se emplea solo para testing de requisitos
no funcionales, etc.
• Los microprocesadores tienen sets de instrucciones diferentes, arquitecturas
diferentes, compiladores diferentes. Con esto descartamos la cantidad de instruc-
ciones realizadas en asembler.
Se usa un análisis matemático asintótico sobre el crecimiento del algoritmo.
El running time de un algoritmo es el numero de operaciones primitivas o pasos
que se van a ejecutar. El running time depende de la magnitud del tamaño de la entrada.
Este análisis nos permite predecir cuanto tardara nuestro algoritmo para un tamaño de en-
trada mayor, al conocer el factor de crecimiento del running time.
De esta forma podemos comparar la relativa performance de algoritmos alternativos, en
caso de tenerlos y poder elegir en base a un poderoso fundamento, porque el running time
depende de la eficiencia del algoritmo.
No se puede mejorar el running time de un algoritmo en la fase de implementación, sin
cambiar al algoritmo. La filosofía de la materia dice: Mejore el algoritmo, no el código.
5

3 Crecimiento.
Consta de dos partes: Calculo del running time del algoritmo y establecer un limite para
poder usarlo para la predicción factor de crecimiento del tiempo del algoritmo.
El calculo del running time es el conteo de pasos elementales, tomando cada paso como de
tiempo constante y que vale el mismo tiempo cada paso. En tras palabras, podemos represen-
tar la cantidad de pasos que realiza un algoritmo en función del tamaño de la entrada. En la
literatura es la función T(N).
3.1 Notación Asintótica
El calculo del running time no da una expreción matemática que nos interese.
Las causas son:
• Los coeficientes de los términos no se conservan al cambiar la maquina ejecutora.
• Generalmente no se trabaja para tamaños de problema pequeños, por lo que los coefi-
cientes de los términos no son importantes, tampoco los términos no dominantes.
• Para un tamaño de entrada suficientemente grande, es el que más repercute en el valor
final
El índice de crecimiento de las funciones nos indica quien converge al infinito de forma
más rápida, en otras palabras establece un orden relativo entre las funciones, mediante la
comparación de terminos dominantes.
El término dominante de la función, es el índice de crecimiento, los términos inferiores al
dominante se ignoran, la constante multiplicativa del termino dominante también se ignora.
Hacemos de cuenta que los términos inferiores valen cero y la constante multiplicativa del
término dominante vale uno.
Algunos ordenes de crecimiento son:
Termino Dominnte Crecimiento
1 Constante
log N Logaritmica
log2
N Logaritmica al cuadrado
N Lineal
N log N
N2
Cuadratica
N3
Cubica
2N
Exponencial
3.2 Ejemplos de calculo de T(N)
Supongamos que en un lenguaje x tenemos:
for j=1 to n:
...a=a+1;
¿Cual es la función T(N) de nuestro corto algoritmo?
Si c1 es lo que tarda for j=1 to n: (comprobación e incremento e incremento solo)
y c2 es lo que tarda a=a+1;
Como for j=1 to n: se ejecutara n+1 veces, y
a=a+1; se ejecutara n veces, Tenemos:
T(N) = c1(N + 1) + c2N = (c1 + c2)N + c1
¿Cual es el orden de crecimiento de nuestro corto algoritmo?
Los términos no dominantes valen 0 y las constantes valen 1.
Reformulando T(n), queda:
T(N) = N: el orden de crecimiento es Lineal.
for i=1 to n:
...for j=1 to n:
......a=a+1;
6

¿Cual es la función T(n) de nuestro corto algoritmo?
Si c1 es lo que tarda for i=1 to n: (comprobación e incremento e incremento solo)
, c2 es lo que tarda for j=1 to n: (comprobación e incremento e incremento solo)
y c3 es lo que tarda a=a+1;
for i=1 to n: se ejecutara n+1 veces,
for j=1 to n: se ejecutara (n+1)*n veces,
a=a+1; se ejecutara n*n veces
por lo que T(N) = c1(N + 1) + c2(N + 1)N + c3NN = (c3 + c2)N2
+ (c1 + c2)N + c1
Reformulando T(n), queda T(N) = N2
, el orden de crecimiento es cuadrático.
for i=1 to n:
...for j=i to n:
......a=a+1;
¿Cual es la función T(n) de nuestro corto algoritmo?
Si c1 es lo que tarda for i=1 to n: (comprobación e incremento e incremento solo) ,
c2es lo que tarda for j=i to n: (comprobación e incremento e incremento solo) y
c3es lo que tarda a=a+1;
for i=1 to n: se ejecutara n+1 veces,
for j=i to n: se ejecutara (n+1)n
2 veces,
a=a+1; se ejecutara 1 + n + (n+1)n
2 veces
por lo que T(N) = (c1 + c2) + (c1 + 3
2 c2 + 1
2 c3)N + 1
2 (c2 + c3)N2
Reformulando T(n), queda T(N) = N2
, el orden de crecimiento es cuadrático!
-fin de ejemplos- :-)
3.3 Notación asintótica (eficiencia asintótica)
Recapitulando la matemática, teníamos algo llamado asíntotas, las cuales nos imponían un
limite horizontal o vertical en el plano cartesiano. Del cual nos acercábamos mucho pero
nunca lo tocábamos. Aquí la asíntota es una función, de esta manera logramos un estudio de
la eficiencia mediante asíntotas. Mejor asíntota, mejor certeza.
El siguiente gráfico fue copiado desde el libro de Cormen, porque ilustra como una función
g(n) trabaja como asíntota de la función f(n).
La notación-O (big o), sirve para dar una cota superior para el crecimiento de nuestro
algoritmo, esta afirma que hay un punto n0, tal que para los valores n después de este punto,
el valor múltiplo de la función g(n) supera o esta en el mismo orden que nuestro algoritmo
f(n), es decir que:
Existe un c y un n tal que 0 ≤ f(n) ≤ cg(n) para todo n0 ≤ n .
7

Y lo representamos como: f(n) = O(g(n)).
Matemáticamente podemos acotar f(n) con un orden muy superior, pero no hacemos eso,
porque queremos saber cuanto tardará nuestro algoritmo con el calculo más justo que po-
damos.
La notación-Ω (notación omega), sirve para dar una cota inferior para el crecimiento
de nuestro algoritmo, esta afirma que hay un punto n0, tal que para los valores n después de
este punto, el valor múltiplo de la función g(n) esta en un orden inferior o esta en el mismo
orden que nuestro algoritmo f(n), es decir que:
Existe un c y un n tal que 0 ≤ cg(n) ≤ f(n) para todo n0 ≤ n .
Y lo representamos como: f(n) = Ω(g(n)).
La notación-Θ (notación theta), sirve para dar una cota superior e inferior para el
crecimiento de nuestro algoritmo, esta afirma que hay un punto n0, tal que para los valores
n después de este punto, un valor múltiplo de la función g(n) esta en el mismo orden que
nuestro algoritmo f(n), es decir que:
Existe un c1 , c2 y un n tal que 0 ≤ c1g(n) ≤ f(n) ≤ c2g(n) para todo n0 ≤ n .
Y lo representamos como: f(n) = Θ(g(n)).
La notación o-chica, sirve para dar una cota estrictamente superior para el crecimiento
de nuestro algoritmo.
esta afirma que hay un punto n0, tal que para los valores n después de este punto, un
valor múltiplo de la función g(n) esta en un orden superior a nuestro algoritmo f(n), es decir
que:
Existe un c y un n tal que 0 ≤ f(n) < cg(n) para todo n0 ≤ n .
limn→∞
f(n)
g(n) = 0
Y lo representamos como: f(n) = o(g(n)).
La notación ω, sirve para dar una cota estrictamente inferior para el crecimiento de
nuestro algoritmo.
esta afirma que hay un punto n0, tal que para los valores n después de este punto, un
valor múltiplo de la función g(n) esta en un orden inferior a nuestro algoritmo f(n), es decir
que:
Existe un c y un n tal que 0 ≤ cg(n) < f(n) para todo n0 ≤ n .
limn→∞
f(n)
g(n) = ∞
Y lo representamos como: f(n) = ω(g(n)).
Aclaración de notación: En notación O, el igual ’=’ se debe leer como ’ES’. T(n) =
O(F(n)) se debe leer como T(n)esO(F(n)).
3.4 ejemplo de notación asintótica
El algoritmo insertion-sort crece T(n) = n2
, para ordenar n elementos hace n2
operaciones.
El algoritmo merge-sort crece T(n) = nlog(n), para ordenar n elementos hace nlog(n)
operaciones.
Esto significa que para n pequeños combine insertion-sort pero para casos grandes es
mejor merge-sort.
Si n=1000, insertion-sort hace 1 millon de pasos, y mere-sort 3 mil.
Tenemos 2 computadoras:
• A (la rápida) 10 billones instrucciones
segundo .
• B (la lenta) mil millones instrucciones
segundo .
A, esta ordenando un arreglo de 10 millones de números mediante insertion-sort. Con el
mejor programador del mundo , por lo que implementa al algoritmo insertion-sort con un
running time T(n) = 2n2
. B, esta ordenando un arreglo de 10 millones de números mediante
merge-sort. Con pepe, que aprendió ayer a programar con un compilador que esta seteado
para no optimizar, por lo que lo implementa mere-sort con dificultad con un running time
T(n) = 50nlog(n).
¿Quien ganara? A es 1000 veces más rapida que B, en poder de computo. A tiene mejor
programador que B.
Pero el ganador es B:
8

A tarda: 2(107
)2
10billones = 20segundos.
B tarda: 50(107
) log 107
milmillones = 11.62674 segundos.
9

Part II
Recursividad
4 Probar matemáticamente que un bucle funciona:
loop invariant:La invariante de un bucle es una declaración de las condiciones necesarias
que se deben cumplir a la entrada de un bucle, esa condición se cumplirá para cada iteración
del bucle.
(aqui los arreglos y vectores comienzan en 1, no en 0)
INSERTION-SORT(Array)
1 for j=2 to A.length
2...key = A[j]
3...// hay que insertar A[j] en la secuencia ordenada A[1,2,...,j-1].
4...i = j-1
5...while i > 0 and A > key
6......A[i+1] = A
7......i = i - 1
8 ...A[i+1] = key
Aquí la invariante del bucle es que la secuencia A[1,..,j-1] debe estar ordenada antes de
entrar en el bucle en 5.
Debemos probar que el bucle funciona, esto es parecido a probar una propiedad matemática
funciona y se mantiene mediante inducción matemática.
Tiene 3 reglas para saber si el algoritmo es correcto sobre el invariante (loop
invariant):
• R1-Inicialización: El invariante es verdadero antes de la primera iteración del bucle.
• R2-Mantenimiento: El invariante es verdadero antes de una iteración y verdadera antes
de la próxima iteración. La propiedad funciona para el inicio y funciona durante cada
iteración del bucle.
• R3-Terminación: Cuando termina el bucle, el invariante verdadero nos muestra si el
algoritmo es correcto.
Ejemplo:
• R1-para INSERTION-SORT: vale porque hay un solo elemento el cual si o si esta orde-
nado.
• R2-para la INSERTION-SORT: vale porque se va ordenando de a sub-arreglos gracias
al for principal que preserva el invariante.
• R3-para la INSERTION-SORT: cuando el bucle for termina, j es mayor al largo del
arreglo. El sub-arreglo A[1,2...,n] consiste en sus elementos originales pero ordenado .
10

5 Recursividad:
Un método recursivo es aquel que esta definido en términos de si mismo. Este método,
directa o indirectamente hace una llamada a si mismo, pero con instancia del problema
diferente.
La recursión es el uso de métodos recursivos.
Esta se basa en los principios de la inducción matemática.
¿Cómo es posible resolver una instancia de un problema llamándose a si mismo?
La clave principal, es que se llama a si mismo, pero con diferentes instancias del problema.
Veamos la siguiente imagen:
El método A, puede llamar al método B. El método B, puede llamar al método C. El método
C, puede llamar al método A. Independientemente a cual se llama primero para resolver un
problema, ¿Cuáles son los métodos recursivos? Todos son métodos recursivos.
Ventajas de la recursividad:
• Claridad al expresar ideas.
• La implementación iterativa y la recursiva poseen el mismo orden de complejidad.
• Fácilde implementar.
5.1 Repaso de inducción matemática
La técnicaica de demostración de hecho que trabaja en 2 pasos:
• Primero: Se demuestra que el es cierto para casos sencillo, demostrándolos de forma
directa, estos se los llama caso base. Se indica que de ser cierto para ciertos casos
(hipótesis inductiva)se puede extender el siguiente caso.
• Segundo: Al demostrar como extender el caso podemos extender el caso indefinidamente
(paso inductivo).
Por ejemplo queremos demostrar que la suma de los n primeros números es n(n+1)
2 , con in-
ducción:
• Primero mostramos a mano que vale para 1, 2 y 3
• Suponemos que vale para k, (si o si), 1 + 2 + 3 + .... + k = k(k+1)
2
• Entonces suponemos que vale para k+1 , pero se comprueba. Si es verdad, la hipótesis
es verdadera, sino es falsa. 1 + 2 + .... + k + (k + 1) = (k + 1) + k(k+1)
2 = (k+1)(k+2)
2 ==>es
verdadera.
Para las comprobaciones de los algoritmos:
• Las comprobaciones, "hechas a mano", se denominan caso base, son sencillas y se com-
prueban fácilmente.
• Si suponemos cierto para un k arbitrario, suposición llamada hipótesis de inducción, por
lo tanto también es cierto para un k+1.
• Ahora debemos ver una convergencia al caso base, para casos sencillos es suficiente. Si
es cierto para el caso sencillo, es cierto para el llamador.
11

Caso base es una instancia, que se puede resolver sin emplear la recursión. Toda
llamada debe progresar al caso base.
Podemos ver algunas características:
• Solo la ultima instancia llamada del problema esta activa, el resto no puede hacer tra-
bajo hasta que retorne.
• No se manejan tareas de bajo nivel.
• Tenemos un o varios caso base, y llamadas progresivas a un caso base.
• El buen uso de la recursión no agota la memoria de la computadora.
Tip: Se puede tener una rutina guía que evalué las condiciones necesarias de la entrada para
simplificar la función recursiva. (por ejemplo que los números sean mayores que 0, entonces
llamo a la rutina guía y no a la recursiva. Sino la función recursiva va estar constantemente
evaluando que los números sean mayores a 0.)
5.2 ¿Cómo funciona la recursión?
Cada lenguaje implementa las llamadas de una forma, pero esto no significa que sea así para
los demás. La implementación de un método requiere tareas de bajo nivel. Se podría imple-
mentar tranquilamente una función con un lugar en memoria fijo para cada método, un lugar
para las variables locales, otro que retorna al llamador, otro lugar para el valor de retorno,
etc. Pero esto trae serios problemas, ya que impide la recursión, ya que los datos serian
sobreescritos. Es necesaria la estructura de la pila. La implementación de métodos recur-
sivos se hace mediante una estructura de dato llamada pila de registros de activación,
donde un elemento del registro de activación, contiene información sobre el método: valores
de parámetros, variables locales, etc. ¿Porque usamos la pila? la usamos porque la termi-
nación de la función se realiza en sentido inverso a la invocación. La naturaleza de la pila es
invertir la secuencia. Si se llama se pone en la pila, si se retorna se desapila.
Las variables locales están dentro del registro de activación (van en apiladas), porque de
otra forma, las instancias de la función se compartirían y no se podría usar la recursividad.
En lenguajes como Java o C/C++, cuando uno marca a una variable como static, esta pidiendo,
en otras palabras que esa variable sea compartida entre todas las instancias, por lo tanto no
es almacenada en la pila de registros de activación, es decir, no es tratada como una variable
local.
5.3 4 Reglas:
• R1) Regla del caso base: Se debe tener al menos un caso base.
• R2) Regla del progreso: Las llamadas recursivas deben progresar al caso base.
• R3) Regla del Puede creerlo: Cuando se hace un algoritmo recursivo, asuma que la
llamada retornara una respuesta correcta. La llamada recursiva internamente funciona
correctamente por la hipótesis inductiva. Por lo tanto, ya no seguirá un largo y tortuoso
camino hasta el caso base, ahora ya se cuenta con una herramienta matemática que
facilita el diseño.
• R4) Regla del interés compuesto (demasiada recursividad es mala): Nunca du-
plique el trabajo resolviendo, la misma instancia de un problema, en llamadas recursi-
vas separadas una misma instancia de un problema. Se puede converger a la solución,
pero esto puede implicar la repetición de instancias ya resueltas en otras instancias de
la función. Esto producirá mucho trabajo redundante. La recursividad en algunos casos,
consume mucha memoria.
5.4 Divide-and-conquer
Con divide-and-conquer, podemos resolver un problema recursivamente, aplicando 3 pasos en
cada nivel de la recursión:
12

• Divide: Dividir el problema en subproblemas disjuntos, que sean instancias menores
al problema.
• Conquer: Resuelvo en forma recursiva.
• Combine: Combino las soluciones obtenidas a partir de las soluciones de los subprob-
lemas.
Una vez que los sub-problemas se volvieron lo suficientemente pequeños como para no usar
recursividad, diremos que la recursión toco fondo (“bottoms out”) y habrá tendido a un caso
base. Aveces, por la adición de sub-problemas que son instancias más pequeñas que el prob-
lema original, Debemos resolver sub-problemas que no están completamente en el problema
original.
La diferencia entre divide-and-conquer y la recursión simple, es que divide-and-
conquer requiere que las instancias generadas al dividir el problemas sean total-
mente diferente una de otra. En cambio la recursión simple no lo requiere.
5.4.1 Cota superior para el algoritmo divide y vencerás
Mediante un análisis matemático especifíca que, el running time de un algoritmo que posee
una ecuación con la forma:
T(N) = AT(N
B ) + O(Nk
)
Donde:
• En cada nivel del Algoritmo, se generan A subproblemas.
• En cada nivel del Algoritmo, se reduce un factor B el tamaño de problema original, al
pasar al siguiente nivel.
• En cada nivel del Algoritmo, se tiene un conste O(Nk
) para dividir y resolver.
T(N) =



O(NlogB A
) si....A > Bk
O(Nk
log N) si...A = Bk
O(Nk
) si...A < Bk
Un teorema parecido es el teorema master, el cual plantea un limite theta para todo caso
recursivo
5.5 Tail-Recursion
En algunos algoritmos recursivos, se pueden implementar en un caso especial de recursivi-
dad llamado Tail Recursion (recursividad por cola), la cual es una técnica para optimizar la
recursividad, eliminando las constantes llamadas recursivas.
¿Cuándo una función es Tail recursion? Es cuando la llamada recursiva es la última
instrucción de la función; con la restricción que en la parte que realiza la llamada recursiva,
no exista otra expresión alguna.
¿Cuándo hago los cálculos lógicos? Se realizan los cálculos primero, y luego se realiza
la recursión.
Propiedad: El valor que retorna la instancia del caso base, es el que retorna la función.
Esto nos da la ventaja de poder realizar llamadas recursivas, sin la necesidad de tener un
stack frame más. Es decir, podemos evitar la sobrecarga de cada llamada a la función y nos
evitamos el gasto de memoria de pila. Con el compilador adecuado, una función tail recursive
se puede evitar lo que se conoce como stack overflow, que ocurre cuando la pila de llamadas
(call stack) consume mucha memoria, porque simplemente estaremos reutilizando el mismo
stack frame en la próxima instancia de la función. La cantidad de información que debe
ser almacenada durante el cálculo es independiente del número de llamadas re-
cursivas. El compilador es el responsable de lograr la optimización. El compilador trata una
función tail recursive como si fuera una función iterativa.
Por ejemplo, tenemos el enfoque del lenguaje Lisp. Si la recursión no es la única
parte de la expresión return, la maquina retornara en la evaluación, por lo tanto no estamos
en el fin (en el tail) de la función, pero si en el medio de la expresión. No obstante esto no se
13

aplica a los parámetros de la llamada recursiva, todo esta permitido aquí. Si un lenguaje no
implementara la iteración, podría usar tail recursión como Haskell, porque esta recursión se
comporta como una iteración. La optimización de calls por jumps es únicamente posible para
esa llamada exterior.
Por Ejemplo, el calculo del factorial no tail-recursive:
int factorial_recursivo(int n){
if(n == 1)
return n;
else
return n * fact_recursivo(n-1);
}
Por Ejemplo, el calculo del factorial con tail-recursive:
int fact_tail_sum(int n, int sum){
if(n == 1) {
return sum;
} else {
return fact_tail_sum(n - 1, sum*n);
}
}
int factorial_recursivo(int n){
return fact_tail_sum(n, 1);
}
5.6 Coroutines
Donald Knuth, al tratar de resolver un problema de generación de tareas de cooperación, se
encontró sin herramientas de alto nivel para resolverlo de forma elegante.
Él abrió un esquema totalmente diferente, sobre las funciones, dejo de pensar en funciones
como llamadoras y funciones llamadas. El parte de la idea que ambas funciones cooperan por
igual.
Las Corrutinas son componentes de programas informáticos que permiten generalizar las
subrutinas, a una función con múltiples puntos de entrada, permitiendo la suspensión y la
reanudación de la ejecución en ciertos lugares. Corrutinas son adecuadas para la generación
de los componentes iterables que requieren tener almacenado el estado anterior. En otros
términos: remplaza la tradicional primitiva de llamada y retorno con una parecida.
La nueva primitiva de llamada, guardará el valor retornado de donde fue llamado, en
un lugar diferente a la pila, y luego saltará a una ubicación especíﬁca dentro de la función
llamada, en un valor de retorno guardado.
Esta es una teoría muy buena, pero en la época de Knuth no había lenguaje de alto nivel
compatible con la llamada corrutina primitiva. La funciones destinatario tendrá todos los
problemas. Para que cada vez que la llamemos retomemos el control justo después de que
retornamos.
Las subrutinas son casos especiales de las corrutinas. Cuando subrutinas se invocan, la
ejecución comienza desde el principio y una vez que sale de subrutina, esta terminada.
Las corrutinas son similares, excepto que también puede salir rindiéndose o “yielding”,
que es el equivalente al “return”, para luego retomar desde este punto la próxima vez que sea
llamado, o salir llamando a otros, lo que les permite volver a entrar en ese punto una vez más,
desde el punto de vista de la corrutina , no es salir, sino simplemente llamar a otra corrutina.
La implementación de un lenguaje con corutinas requeriría la creación de stacks adicionales
cuando usa corutinas.
14

5.6.1 Las Coroutinas de python desde la versión 2.5:
La documentación de python dice:
Caundo la sentencia yield es ejecutada, el estado se congela y el valor es retornado a la
función llamadora. Por congelar, entendemos, que todos los estados locales están retenidos,
hasta la próxima vez que la función vuelva a ser invocada. La función procederá como si
hubiese efectuado una llamada a una función externa.
El yield es el punto de retorno y de re-ingreso a la corutina. La corutina es fácil de crear e
implementar.
En python una corutina retorna un Objeto iterable, que es este el que otorga realmente
los valores retornados.
def rota(people):
_people = list(people)
current = 0
while len(_people):
yield _people[current]
current = (current + 1) % len(_people)
if __name__ == "__main__":
people = ["Ant", "Bernard", "Carly", "Deb", "Englebert"]
r = rota(people)
for i in range(10):
print "It’s %s’s turn." % r.next()
La corutina de python se puede combinar con la recursividad y abandonar y retomar la rutina
recursiva en un punto clave, sin necesidad de volver por cada nivel donde la función fue
llamada, hasta llegar al llamador. Solo ejecuta “yield”, y listo.
5.6.2 Las corutinas en C
Este lenguaje no cuenta con este tipo de componente, aunque hay macros implementadas que
simulan de forma simple y elegante la corutina, impide la combinación con la recursividad,
puesto que no es una corutina usada en forma natural.
15

6 Recursividad y el Problema de la Solución Óptima
Podríamos clasificar a los problemas en tres clases (solo se tratan las dos primeras
clases):
• Problemas que poseen solución única, por lo tanto, es la mejor solución.
• Problemas que poseen varias soluciones correctas, pero solo un subconjunto de las solu-
ciones, es una solución óptima.
• Problemas que tienen forma de maximización o minimización de una variable objetivo
y poseen restricciones de valores para cada variable, tomando forma de una serie de
ecuaciones lineales con estas variables. Esta clase se denomina problema de progra-
mación lineal.
Definición: Problema de optimización: Es cuando existen diferentes soluciones correc-
tas. Pero solo algunas de ellas es una solución óptima, Y se requiere la solución óptima para
la vida real.
Ejemplo: El problema de cambio de monedas: Para una divisa con monedas de C1, C2, ..., Cn
unidades, ¿Cual es el mínimo numero de monedas que se necesitan, para devolver K unidades
de cambio? Es un problema de optimización porque podemos dar de varias maneras el dinero
a la persona, pero solo una solución es la óptima.
Por ejemplo: La emisión de billetes de un cajero-automático a un cliente del banco, asum-
imos, que siempre hay cambio y la emisión óptima es dar la mínima cantidad de billetes
posible.
Una solución es: Mientras el monto a entregar sea diferente de cero, Iterar desde la
mayor unidad hasta la menor unidad, Restar al monto a entregar un múltiplo de la unidad
iterada, contabilizar dichas monedas que se le restaron y entregarlas. Pero no sería una
solución óptima: sean las monedas: $50, $25, $21, $10, $5 y $1 y hay que dar $42: la
solución óptima es 2 de $21. Pero la otorgada por el algoritmo es $25, $10, $5 y $1, el cambio
es correcto pero no óptimo.
Definición: Un problema que posee una Subestructura Optimal: Implica que el
problema puede dividirse en subproblemas y que las soluciones óptimas al subproblema son
soluciones óptimas al problema original.
Por ejemplo Si para ir de Córdoba a Carlos Paz. Y el camino más corto implica partir de
Córdoba pasar por el Puente 15, luego pasar por El Tropezón y finalmente ir a Carlos Paz. La
subestructura optimal implica que si quiero ir de Córdoba a El Tropezón, deberé pasar por el
Puente 15.
6.1 Algoritmo de vuelta atrás o Algoritmos de Backtracking
Es el algoritmo que usa la recursión para probar sistemáticamente todas las posibilidades en
soluciones, almacenando la mejor solución hasta el momento. Se basa en el procesamiento de
una lista de candidatos a la mejor solución, que a la vez puede generar nuevos candidatos. El
recorrido en la búsqueda en el espacio de soluciones puede ser en profundidad o en anchura.
Por ejemplo MiniMax.
6.2 Algoritmos Greedy o Algoritmos Devoradores o codiciosos.
Los algoritmos Greedy, son algoritmos que toman decisiones óptimas en cada instancia,
sin pensar en el futuro, por ejemplo si la instancia del problema es parte de un problema
mayor, Por eso estos algoritmos dan soluciones óptimas cuando el problema tiene subestruc-
tura optimal, pero no necesariamente al revés. Cuando no tiene, puede o no dar solución
óptima.
¿Problemas que pueden pasar? En algún momento puedo recalcular los problemas y
subproblemas porque estos se superponen. Cuando esto pasa, el algoritmo no es eficiente.
Soluciones:
• Establecer una profundidad global para el camino: Es decirle al algoritmo, que no se
pase de x profundidad porque entonces no sera buena la solución otorgada.
16

• Emplear Programación dinámica almacenando en tablas los cálculos ya hechos.
17

7 Recursividad y Programación dinámica.
La programación dinámica es un tipo de recursividad que resuelve subproblemas generados
por un planteamiento recursivo de forma no recursiva. Esto lo logra mediante el almace-
namiento de las instancias ya resueltas dentro de una tabla.
La programación dinámica ofrece una solución tabulada, en la cual arma una tabla de
resultados óptimos de los subproblemas. La tabla de resultados contiene, la instancia del
problema, información al respecto del problema y su correspondiente solución óptima. Se
emplea la tabla porque la instancia es probable que fuese resuelta en una ocasión anterior,
además los resultados alamacenados son óptimos y se pueden reutilizar para tener el resul-
tado optimo de un problema superior.
Hay dos formas de realizar el llenado de la tabla, son dos enfoques:
• Top-down: Es el enfoque que resuelve el problema de la generación de instancias
repetidas al dividir. Se llena la tabla cuando se llega a resolver una instancia.
• Bottom-up: Empieza siempre llenando el caso base para luego incrementar el prob-
lema y converger al problema inicial. En la tabla, no almaceno la solución, sino una
forma de construir la solución. La filosofía de “bottom-up” (desde el principio hacia de-
lante): si vamos calculando los valores en el orden correcto, tendremos en cada momento
todos los valores que necesitamos.
Por Ejemplo podría atacar el problema del cambio de moneda con buttom-up, almacenando
el cambio para $1, luego para $2, y así hasta llegar al monto inicial. y retornar la solución
óptima.
Programación dinámica se realiza con los siguientes pasos:
1. Encontrar la subestructura optimal y usar esta para construir una solución óptima al
problema a partir de los subproblemas.
2. Mediante recursividad debemos definir el costo en términos de la solución óptima.
3. Computar el costo de una solución optima actual, es decir calcular el costo de mi solución
añadiendo el costo le le tomo a una anterior instancia que resolvió el subproblema que
combine.
4. Construir la solución óptima en base a la información que fue computada.
Patrones comunes para descubrir subestructuras optimales:
1. Si el problema muestra que la solución es crear una elección y la creación de esta elec-
ción, genera uno o más subproblemas a resolver.
2. Supongamos que para el problema dado, toma la solución que conduce a la solución
optimal. No nos importara como determinamos esa elección. Solo asumimos que la
obtuvimos.
3. Con la elección realizada, determinamos cuales subproblemas seguirán y cómo carac-
terizara el resultante espacio de subproblemas.
4. Se muestra que las soluciones de los subproblemas usados en la solución optimal deben
por si solos ser optimales . Si supone que cada solución de un subproblema no es óptima
y luego deriva en una contradicción, entonces deberá demostrar que puede obtener una
mejor solución para el problema original, ya que por contradicción usted supone tener
una óptima solución. Si se tiene una solución optimal a partir de varios subproblemas,
estos se podrán unir con bajo esfuerzo.
7.1 Memoización enfoque Top-down de la programación dinámica.
Problema de la Obtención del i-esimo numero de la secuencia de fibonacci:
Definicióndel problema: Se requiere el iesimo numero de la secuencia de fibonicci, donde :
f(i) = f(i-1)+f(i-2), donde f(0)=0 y f(1)=1
Solución en python:
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def fibonacci(n):
if n < 2:
return n
return fibonacci(n-1) + fibonacci(n-2)
Esta es la peor implementación de fibonacci, ya que se realiza en forma un crecimiento expo-
nencial de problemas.
f(5) llamara a f(3) y f(4)
Se llamara 3 veces a f(0)
Las llamadas de fibonacci crecen como su secuencia :)
Se ve claramente que se vuelven a resolver instancias del problema que ya fueron re-
sueltas.
Se podrían dar circunstancias de que el único algoritmo (fibonacci no es un ejemplo valido,
porque esta mal implementado) se presenten viejas instancias del problema ya resueltas.
Existe una estrategia, para atacar estas circunstancia:
La memoización: Que es un tipo de recursividad en donde se cuenta con una cache de
instancias del problema ya resueltas (una cache de funciones realizadas). En donde basta con
buscar en la cache primero antes de intentar resolverlo (no invocar en forma recursiva a las
ya realizadas). No es bueno, que la cache sea una variable global, Se puede tener una cache
en recursividad sin variables globales. Con memoización ganamos tiempo a costa de perder
espacio en memoria.
Ahora supongamos que hacemos:
def fibonacci(n):
if n < 2:
return n
def memoize(fun):
cache = { }
def f(*args):
if args not in cache:
cache[args] = fun(*args)
return cache[args]
return f
#retorna una version memoizada de f!
fibonacci = memoize(fibonacci)
La llamada a fibonacci(50), sin memizacion parece interminable, pero con memoizacion re-
tornara rápidamente.
Paso a explicar el código,
• Primero creo una función de fibonacci común.(en la linea 1,2,3,4).
• Luego, creo una función que contiene una lista vacía llamada cache. (linea 6 y 7).
• La tabla llamada cache, no desaparece cuando la función memoize termina (linea 12).
• La función memoize retorna una función que fue escrita en términos del argumento.
Cache no es una variable global, tampoco local, sino es algo llamado closure, que puede
accederla función que estaba dentro del scope de cache al ser escrita.
19

• En la linea 14, memoize(fibonacci) hace reescribir a la función f, en términos de fi-
bonacci, en la linea 10 , cambiando allí dentro a la dirección de fun por la de fibonacci
(la dirección de la linea 1).
• En el caso de "def f(*args)" el asterisco consume todos los argumentos posteriores y los
une en una tupla única. En el caso de “cache[args] = fun(*args)", el asterisco desempa-
queta la tupla.
• Para finalizar La linea 14. Setea a fibonacci, por lo que sobrescribe a las futuras lla-
madas que llamen a fibonacci, en realidad estarán llamando a la función f incluido a
fibonacci mismo que llamara a f en la linea 4.
¿Mucho lío?
@memoize
def fibonacci(n):
if n < 2:
return n
El decorador memoize, indica que queremos memoizar dicha función.
7.2 Un ejemplo de Bottom-Up
Para que quede claro, lleno la tabla del problema del cambio de moneda. Mi divisa tiene las
monedad $1,$2,$5 y $10
Puesto que el problema es más complicado que el de fibonacci, la tabla tiene más elementos
en las entradas.
Cambio a Entregar ($) 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11
Lo que entrego (resta) 0 1 2 2 2 5 1 2 2 5 5 5
Trabajo realizado(costo) 0 1 1 2 2 1 2 2 3 3 2 3
Paso a explicar como llene mi tabla de lo simple a lo complejo:
• El algoritmo asume que un hombre quiere sacar $0, entonces me sitúo en la entrada 0
(rojo), no tengo que restar nada así que el trabajo es 0.
• Ahora asume que quiere sacar $1, entonces me sitúo en la entrada 1 (rojo). Resto una
unidad, quedando el monto en cero, no hace falta continuar, el trabajo fue 1.
• Ahora asume que quiere sacar $2, entonces me sitúo en la entrada 2 (rojo). Resto 2
unidades, quedando el monto en cero, no hace falta continuar, el trabajo fue 1.
• Ahora asume que quiere sacar $3, entonces me sitúo en la entrada 3 (rojo). Leo las en-
tradas anteriores y escojo La primer entrada con moneda directa que minimize el conto
del trabajo realizado al final. (En este caso da lo mismo, escojo el 2)Resto 2 unidades,
quedando el monto en uno, hace falta continuar, entonces me sitúo en la entrada 1 (rojo),
resto la unidad y calculo el trabajo, que fue 2.
• Ahora asume que quiere sacar $4, entonces me sitúo en la entrada 4 (rojo). Leo las
entradas anteriores y escojo la primer entrada con moneda directa que minimice el
costo del trabajo realizado al final. Escojo el 2, puesto que escojer el 1, aumentaria el
trabajo. Resto 2 unidades, quedando el monto en dos, hace falta continuar, entonces me
sitúo en la entrada 2 (rojo), resto 2 , queda 0 y calculo el trabajo, que fue 2.
• Ahora asume que quiere sacar $5, entonces me sitúo en la entrada 5 (rojo). Resto 5
unidades, quedando el monto en cero, no hace falta continuar, el trabajo fue 1.
• Ahora asume que quiere sacar $6, entonces me sitúo en la entrada 6 (rojo). Leo las
entradas anteriores y escojo la primer entrada con moneda directa que minimice el
costo del trabajo realizado al final. Escojo el 5 o el 1, da lo mismo, pero pongo el 1 para
diferenciarme de greedy. Resto 1 unidad, quedando el monto en 5, hace falta continuar,
entonces me sitúo en la entrada 5 (rojo), resto 5 , queda 0 y calculo el trabajo, que fue 2.
20

• Asume $8=1+2+5
• En síntesis, el resultado de la resta es el índice del próximo lugar a ser visitado. En la
parte del trabajo se podría dejar una indicación del próximo lugar a ser visitado, en caso
de ambigüedad.
7.3 Resumen
¿Posee Subestructura optimal? ¿Se generan instancias diferentes? Enfoque
NO NO Backtraking
—– SI Dividir y reinar
SI NO Programación dinamica
SI SI Algoritmos Greedy
21

Part III
Algoritmos de Ordenación
8 Ordenación mediante comparación
Los algoritmos de Ordenación mediante comparación, son aquellos que ordenan us-
ando solo comparaciones. Por ejemplo: Insert-sort es basado en comparaciones, pero Radix-
sort no es basado en comparaciones.
Los algoritmos de Ordenación in-place, son aquellos que ordenan sin usar espacios
de memoria adicionales. Por ejemplo: Quick-Sort es in-place, pero Merge-sort no es in-place.
Los algoritmos de Ordenación estables, son aquellos que ordenan sin cambiar el or-
den de aparición de elementos repetidos. Por ejemplo: Merge-sort es estable, pero Shell-sort
no es estable. Solo con algoritmos de ordenación estables se puede conseguir ordenar una
lista de nodos en cascada (Ordenar por nombre y aplellido por ejemplo).
¿Con que derecho nos atrevemos a decir que tan ordenado esta un arreglo al verlo? El
grado de desorden de un arreglo nos lo da el número de inversiones que posee un arreglo.
Una inversión en un vector A, es todo par (i, j) que cumple i < j y Ai > Aj.
Entonces podemos decir que la salida de un algoritmo de ordenación es la permutación
de la entrada que no contiene inversiones.
Suponiendo que recibimos en forma constante arreglos llenados al azar, el numero medio
de inversiones de un vector de tamaño N es n(n+1)
4 . Este numero se deduce Pensando
que la cantidad de permutaciones posibles de un vector es n(n+1)
2 , donde n(n+1)
2 es el máximo
numero y 0 es el mínimo como es en promedio, el resultado es la mitad.
El algoritmo de ordenación eﬁciente, es el que más inversiones resuelve por intercambio
de posiciones. Los algoritmos que solucionan una inversión adyacente, eliminan exactamente
una inversión, por lo que en promedio tendrán n(n+1)
4 inversiones a realizar. Por lo que ten-
drán un running time promedio T(N) = Ω(N2
).
8.1 Insert-Sort
Esta basado en comparaciones, es in-place y es estable. Es más facil imaginarse que nos
estan entregando cartas y las vamos añadiendo a nuestro mazo ordenado que esta en nuestra
mano.
La parte gris son las cartas que tenemos en las manos y la negra es la ultima carta otor-
gada. Como vamos en el sentido de máximo a mínimo en el recorrido, mantenemos
el algoritmo estable.
22

/*
* Ordena los elemntos de ’p’ a ’r’
* en el arreglo A[...,p,..,r,...]
*/
void InsetSort(int p,int r){
int key;
int i;
for (int j = p+1; j <= r ;j++){
key = A[j];
i = j-1;
while( i >= p && A[i]>key){
A[i+1] = A[i];
--i;
}
A[i+1]=key;
}
return;
}
23

El insert-sort soluciona en promedio inversiones adyacentes, y tiene un running time
promedio de T(N) = Θ(N2
).
La memoria auxiliar usada es el tamaño de un nodo MEM = O(1), por eso se lo considera
in-place.
8.2 Shell-Sort
Creado por Donal Shell, pero estudiado en profundidad por Gonnet. Esta basado en com-
paraciones, es in-place y no es estable. Trata de eliminar la mayor cantidad de inversiones al
comparar dos elementos que se encuentran distanciados, en el principio, luego compara entre
elementos más cercanos, hasta finalmente comparar elementos adyacentes.
Las distancias estan puestas en una serie llamada secuencia de incrementos: ht,, ..., h2, h1donde
va desde el incremento inicial al incremento final. El incremento final siempre vale 1 h1 = 1.
Después de ordenar en la fase de incremento hk para todo i vale: a[i] ≤ a[i + hk], los
elementos a esa distancia están ordenados.
Shell sugirió que la secuencia de incrementos sea ht = N
2 y hk−1 = hk
2 .
Gonnet demostró en la practica que la secuencia de incrementos seria mejor: ht = N
2 y
hk−1 = hk
2,2 .
Se realiza ordenación por inserción entre los elementos a distancia hk.
24

/*
* Ordena los elementos del 0 al n-1
* en el arreglo int A[..]
*/
void shellsort(int n) {
int i,aux;
//itrero los incrementos
for(int h = n/2; h>0 ; h = (h==2? 1 : h/2.2) ) {
//insertsort adaptado
for(int j = h; j < n; j++) {
key = A[j];
i = j;
while(i>=h && key<A[i-h]){
A[i] = A[i-h];
i-=h;
}
A[i]=key;
}
}
}
25

Los casos medio del algoritmo aun nadie lo sabe. El peor caso del algoritmo es T(N) =
Ω(N2
). Se considera subcuadratico.
La memoria auxiliar usada es el tamaño de un nodo MEM = O(1), por eso se lo considera
in-place.
8.3 MergeSort
Es un algoritmo basado en comparaciones, es estable, pero no es in-place. Esta escrito bajo la
ﬁlosofía divide y vencerás. Conceptualmente hace:
• Divide: Un arreglo desordenado en 2 arreglos desordenados con la mitad de tamaño.
• Reinar: Ordenar las sublistas.
• Combinar: Unir o mezclar (de la traducción de la palabra merge) dos listas ordenadas,
en una lista ordenada.
¿Cuál es el costo de mezclar dos arreglos en uno? Es de orden lineal, Porque el nuevo
arreglo puede ser creado en N operaciones de costo constante cada una. Lo que nos da un
running time de T(N) = 2T(N
2 ) + O(N) que por la cota de los algoritmos divide y vencerás (o
empleando el teorema master) sabemos que el running time es T(N) = N log N.
Teniendo cuidado al cambiar, logramos que sea una ordenación estable.¿Cuanta memoria
extra usa? La memoria auxiliar usada es el tamaño de todos los nodos MEM = O(N), NO
ES in-place.
8.3.1 Operación Merge
La mezcla parte de de dos vectores de entrada L y R, Produciendo al vector A. El algoritmo
tiene 3 índices en el principio de cada vector i, j y k respectivamente. Comparamos Li contra
Rj, después almacenamos el menor en Ak, después incrementamos k, después incrementamos
i si Li era el menor, o incrementamos j si Rj era el menor. (ignoren esos inﬁnitos de la imagen)
26

/*
*/
void MergeSort(int p, int r){
int q;
if(p < r){
q = (p + r)/2;
MergeSort(p, q);
MergeSort(q + 1, r);
Merge(p, q, r);
}
}
/*
* Mezcla los elementos Desde A[p] y A[q+1]
* hasta Desde A[q] y A[r]
*/
void Merge(int p, int q, int r){
int i = p;
int j = q+1;
int k = 0;
int* mem = (int*) malloc((p+r+1)*sizeof(int));
while(i<=q && j<=r){
if(A[i] <= A[j])
mem[k++] =A[i++];
else
mem[k++] =A[j++];
}
while(i<=q) mem[k++] =A[i++];
while(j<=r) mem[k++] =A[j++];
for(i=0;i<=r-p;i++){
A[p+i]=mem[i];//Lleno A
}
}
28

Este es el algoritmo que usa python para la ordenación de listas, pero esta implementado
en C++. ¿Por qué no usa Quick-Sort? Por que Quick-Sort NO ES ESTABLE, y piensa que el
usuario razono con algoritmos estables!!!
8.4 Quick-Sort
Es un algoritmo basado en comparaciones, NO ES estable, pero ES in-place. Se considera que
en la practica, en promedio es el más rápido de los de comparaciones, pero es discriminado
por no ser estable. Esta escrito bajo la filosofía divide y vencerás. Conceptualmente hace:
• Divide: Divide un arreglo desordenado en 2 arreglos desordenados con la mitad de
tamaño, salvo un elemento que se encuentra en la posición final, que esta situado entre
los 2 subarreglos.
• Reinar: Escoge un elemento del arreglo y lo coloca en la posición final.
• Combinar: Retorna un arreglo ordenado de 2 subarreglos con elemento en el medio que
se coloco en ese nivel.
El running time en el peor caso es T(N) = O(N2
). Pero el rendimiento del caso promedio es
T(N) = O(N log N).
Funcionamiento:
1. Si el arreglo tiene 1 o 0 elementos es un arreglo ordenado y retorna.
2. En caso contrario, Se escoge un elemento v del arreglo S, al cual llamaremos pivote.
3. Colocar v en la posición final. Particionar S − {v}en dos subarreglos disjuntos I y D, tal
que todo elemento x I sea menor a v y todo elemento y D sea mayor a v. (En solo uno
de esos arregos van elementos iguales a v).
4. Retornar el arreglo ordenado I seguido de v, seguido de D.
La selección del pivote es el corazón del algoritmo, hacerlo mal equivale a tener un algoritmo
de orden cuatrático.
8.4.1 Selección Del Pivote
¿Cómo es la selección ideal del pivote? El mejor caso se presenta cuando el pivote divide
al conjunto en 2 subconjuntos de igual tamaño. T(N) = O(N log N).
¿Cómo es la selección pésima del pivote? El peor caso se presenta cuando reiterada-
mente el pivote genera un subconjunto vacío. T(N) = T(N − 1) + O(N) = O(N2
).
El caso medio es T(N) = O(N log N).
Esto nos dice de forma indirecta que las entradas que degeneran al algoritmo son, un
arreglo ya ordenado y un arreglo con todos los elementos repetidos.
¿Cómo elegimos, de forma rápida y sin conocer el elemento del medio al pivote?
• Escoger el primer elemento: Es la forma más popular, puesto asume que el arreglo
esta muy desordenado, cuando en la realidad no es así. Y este mal comportamiento
se repetirá nivel por nivel, por eso se desaconseja usarlo. Nunca use más el primer
elemento.
• Escoger el ultimo elemento: Por iguales razones estadísticas, no use el ultimo ele-
mento.
• Escoger el elemento al azar: Es una buena elección, y se tendrá el caso promedio.
• Escoger el elemento del medio: Es una elección razonable, evita los casos que degen-
eran al algoritmo, pero se considera una elección pasiva, intenta evitar elegir un pivote
malo.
• Escoger la mediana de tres: Escoge un elemento mejor que el del medio. Primero se-
leccionamos el primer elemento, el N
2 -esimo y el ultimo elemento, finalmente escogemos
la mediana de los 3, como elemento pivote. Implementar la mediana de tres requiere
ordenar los tres valores y colocar el pivote al final.
29

8.4.2 Estrategia de la Partición
Pasos para la partición:
1. Intercambiar al pivote contra el ultimo elemento.
2. Agrupar los elementos menores a la izquierda y los mayores a la derecha.
3. Intercambiar el primer elemento del grupo de los mayores contra el pivote.
Hay varias formas de hacer el segundo paso:
• Una es recorrer con dos índices desde los extremos hasta el centro y comparar contra
el pivote. Se busca un elemento mayor que el pivote en la primera mitad, Se busca un
elemento menor que el pivote en la segunda mitad, Se intercambian dichos elementos
y se vuelve a buscar hasta llegar a que se junten los dos índices. Cuando eso pasa el
indice que viaja de izquierda a derecha esta seleccionando un elemento mayor al pivote,
se intercambian ese índice contra el pivote, y se retorna el índice del pivote para que se
vuelva a dividir en quicksort.
• Otra es ir intercambiando al pivote contra un elemento mayor encontrado en la primera
mitad y luego intercambiarlo contra uno menor el la segunda mitad, hasta que no se
pueda hacer más.
• Otra es es recorrer con dos índices desde la izquierda hacia la derecha agrupando un
primer sector con los menores y un segundo sector con los mayores. (versión implemen-
tada). Como vemos en el graﬁquito, el índice r señala al pivote y al ﬁnal del subarreglo,
y p al principio. El índice i señala el ultimo elemento menor al pivote encontrado, El
índice j señala el elemento que se esta analizando, por lo que podemos decir que: Los
elementos con los índices desde p a i (salvo al principio que vale (p − 1)) son la zona
de los elementos menores. Los elementos con los índices desde i + 1 a j − 1 (salvo al
principio) son la zona de los elementos mayores. Cuando en la posición j se descubre
un elemento mayor al pivote simplemente solo se incrementa j . Cuando en la posición
j se descubre un elemento menor al pivote se incrementa incrementa i y luego se se
intercambia contra el elemento de la posición j , después se incrementa j.
30

/*
* Eleccion del pivote mediante la mediana de tres.
* Finaliza llamando a la funcion que particiona
*/
int PrePartition(int p,int r){
int aux;
int m = (r+p)/2;//indice que esta entre p y r
//si el primero es el mayor, lo paso al ultimo
if(A[p] > A[m] && A[p] > A[r]){
aux = A[r];
A[r] = A[p];
A[p] = aux;
}
else {
//si el medio es el mayor lo paso al final
if(A[m] > A[p] && A[m] > A[r]){
aux = A[r];
A[r] = A[m];
A[m] = aux;
}
}
//si medio es menor lo paso al principio
if(A[m] < A[p]){
aux = A[p];
A[p] = A[m];
A[m] = aux;
}
//a los del medio los hago penultimos
aux = A[r-1];
A[r-1] = A[m];
A[m] = aux;
return Partition(p+1,r-1);
}
/*
* Selecciona el ultimo como pivote
* y encuentra su lugar particionando
* en mayores y menores al pivote
* por ultimo intercambia al pivote
* con el primer numero mayor
* de 0 a i son los elementos menores al pivote
* de i+1 a j-1 son los mayores al pivote
*/
int Partition(int p,int r){
int x, aux;
int i;
x = A[r];// x es el pivote
i = p-1;
//j de p a r-1
for(int j = p ; j <= r-1 ; j++){
if(A[j] <= x){//si es menor
i++;
aux = A[i];
A[i] = A[j];
A[j] = aux;
}
}
//se intercambaran los lugares con el primer mayor al pivote.
aux = A[i+1];
31

A[i+1] = A[r];
A[r] = aux;
return i+1;
}
/*
*/
void QuickSort(int p,int r){
int q;
if(p<r){
if(r-p <= 7){
//si es menor a 7->InsetSort
InsetSort(p,r);
}
else{
//q = Partition(p,r);
q = PrePartition(p,r);
QuickSort(p,q-1);
QuickSort(q+1,r);
}
}
return;
}
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8.5 Cota inferior para los Algoritmos basados en comparaciones
Suponiendo algoritmos basados en comparaciones mejores aun no descubiertos ¿Cuánto mejor
son?
Teorema:Cualquier Algoritmo que emplee únicamente comparaciones para ordenar el-
ementos, requiere al menos emplear log(N!) comparaciones, por lo que tendría un running
time de T(N) = Ω(N log N).
Prueba: Si tenemos como entrada un arreglo de N, elementos , como nos interesa el orden,
El numero de permutaciones posibles es N! , como logaritmicamente bajamos el numero de
permutaciones posibles al eliminar inversiones (una mitad de permutaciones posibles, y otra
segunda mitad de permutaciones imposibles por la eliminación de inversión), queda claro es
es log(N!) .
8.6 Counting-Sort
NO ES un algoritmo basado en comparaciones, ES estable, pero NO ES in-place. Basicamente
se contabiliza la cantidad de apariciones de los elementos en una tabla, la cual es indexada
por el mismo elemento. El resultado es que se muestran en orden las apariciones.
Se asume que la entrada de los elementos están dentro del conjunto C = {0, ..., k}, usando
este arreglo para determinar el reativo orden, se puede ordenar una entrada de N elementos
en T(N) = O(N + k) = Θ(N). Este cuenta Con el arreglo A como entrada, B como salida y C
es el lugar donde se almacenaran la contabilizacion.
Pasos:
• Primero contabilizamos lo de A, en el arreglo C. (imagen a)
• Segundo Acumulo las contabilizaciones.(imagen b)
• En modo inverso, tomo el ultimo elemento de A (como si fuese una pila), indexo con ese
elemento en el arreglo C y obtengo la posición, en el arreglo B. Luego decremento esa
posición en uno. (imagen c,d y e).
Retornando el ultimo nodo en aparición podría hacer al algoritmo estable.
def CountingSort(A,k)
c=[0]*k
#contabilizo lo de A
for x in A:
c[x]+=1
#acumulo las contabilizaciones
for i in range(1,k):
c[i]+=c[i-1]
#pongo el ultimo elemento en su posicion correcta
for x inreversed(A[:]):
c[x]-=1
A[c[x]]=x
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8.7 RadixSort
NO ES un algoritmo basado en comparaciones, ES estable, pero NO ES in-place. Se usa
para extender el rango de la entrada. Donde la entrada tiene d digitos y cada digito toma k
posibilidades. RadixSort reordena la entrada de N elementos en orden T(N) = O(d(N + k).
radixSort(A,d)
for i = 1 to d:
use a stable sort to sort array A on digit i.
34

Part IV
Repazo avanzado (Pila, Cola y Lista)
Las Estructuras de Datos, son tipos de datos abstractos.
Abstract Data Type (ADT): Es el conjunto de:
• Representación de los datos.
• Conjunto de las operaciones permitidas.
9 Pilas(Stacks)
Pila:
• Representa los datos como un conjunto de datos que se van apilando uno sobre otro.
Como una pila de libros. La pila puede ser implementada con un vector o una lista con
la política lifo.
• Las operaciones permitidas restringen el acceso solo a la cima de la pila.
– push o apilar inserta un elemento en la cima de la pila.
– pop o desapilar quita un elemento de la cima de la pila.
– climb o cima lee el elemento más recientemente insertado.
Las operaciones básicas son de orden constante.
35

10 Colas (Queues)
Cola:
• Representa los datos como un conjunto de datos que van formando cola teniendo priori-
dad el primero en llegar. Como la cola de un cajero de supermercado. La cola puede ser
implementada con un vector o una lista con la política fifo.
• Las operaciones permitidas restringen el acceso solo a la cabeza de la cola.
– Insertar o insert, inserta un elemento al final de la cola.
– Quitar o quit, quita el primer elemento de la cola.
– Primero o first, lee el primer elemento de la cola.
Las operaciones son de orden constante.
36

11 Lista Enlazada
11.1 Lista Enlazada Simple (Linked list)
Lista Enlazada Simple:
• Los elementos se almacenan en forma no contigua, cada elemento se almacena en un
nodo contenedor, con acceso al siguiente nodo de la lista. Los datos se representan como
un conjunto de nodos encadenados por el puntero al siguiente elemento.
• El acceso al nodo tiene el costo del recorrido de todos los nodos desde la cabeza (primer
nodo) hasta el nodo buscado. Por lo que el acceso es de orden lineal.
– Inserción, introduce un nodo en la lista, requiere tener la referencia al nodo ante-
rior del que pensamos añadir siguiente a él, para actualizar las referencias.
– Búsqueda, leer el contenido del nodo buscado.
– Eliminación, requiere tener la referencia al nodo anterior del buscado que pen-
samos eliminar, para actualizar las referencias.
11.2 Lista Enlazada Doble(Double Linked List)
Lista Enlazada Doble:
• Es una lista enlazada simple donde cada nodo contenedor, además de tener acceso al
siguiente nodo de la lista, tiene otro acceso al anterior nodo de la lista.
• El acceso al nodo tiene el costo del recorrido de todos los nodos desde la cabeza (primer
nodo) hasta el nodo buscado. Por lo que el acceso es de orden lineal.
– Inserción, introduce un nodo en la lista, requiere tener la referencia al nodo ante-
rior del que pensamos añadir siguiente a él y el nodo posterior, para actualizar las
referencias.
– Búsqueda, leer el contenido del nodo buscado.
– Eliminación, requiere tener la referencia al nodo anterior y posterior del buscado
que pensamos eliminar, para actualizar las referencias.
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11.3 Lista Enlazada Circular
Lista Enlazada Simple Circular: Es una lista enlazada simple donde el ultimo nodo con-
tenedor, tiene acceso al primer nodo de la lista como nodo siguiente.
Lista Enlazada Double Circular: Es una lista enlazada doble donde el ultimo nodo
contenedor, tiene acceso al primer nodo de la lista como nodo siguiente; y el primer nodo de
la lista tiene acceso al ultimo nodo de la lista como nodo anterior.
11.4 Nodos Dummy
Simplificación de la implementación de las listas enlazadas simple mediante la uti-
lización de nodos Dummy (o Sentinel, centinela):
• La implementación de las listas enlazadas, requiere tener la referencia al nodo anterior,
por que se piensa que siempre se inserta o elimina un elemento después de un nodo.
• Lo que introduce dos casos especiales:
– la inserción al principio de la lista
– la eliminación el principio de la lista.
• Si satisfacemos el requisito de que siempre hay un nodo anterior, simplificamos el código
a cambio de una pequeña penalización en memoria, tener siempre al principio un nodo
ficticio, al cual las rutinas de exploración ignoraran.
Simplificación de la implementación de las listas enlazadas doble mediante la
utilización de nodos Dummy (o Sentinel, centinela):
• La implementación de las listas enlazadas doble, requiere tener la referencia al nodo
anterior y siguiente, por que se piensa que siempre se inserta o elimina un elemento
después de un nodo y antes de otro.
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• Lo que introduce cuatro casos especiales:
– inserción al principio de la lista
– inserción al final de la lista
– eliminación el principio de la lista.
– eliminación al final de la lista.
• Si satisfacemos el requisito de que siempre hay un nodo anterior y posterior, simpli-
ficamos el código a cambio de una pequeña penalización en memoria, tener siempre
al principio un nodo ficticio y otro nodo ficticio al final, aquellos nodos las rutinas de
exploración ignoraran.
11.5 Implementación de las listas
Implementación de las Listas:
• Visión clásica: Como una clase que representa a una lista (puntero al principio del
nodo y puntero al nodo actual) y contiene las operaciones principales.
• Visión recursiva de los nodos: Como una clase que representa a un nodo como con-
tenedor de una lista (datos del nodo y puntero al siguiente nodo) y contiene las opera-
ciones principales que son recursivas.
39

Part V
Grafos
12 Deﬁniciones
Un grafo es una estructura de datos que esta formada por:
• El conjunto de los vértices o nodos.
• El conjunto de las aristas o arcos.
Cada arista esta deﬁnida por dos vértices que une. Las aristas son pares ordenados.
Sí el orden es relevante decimos que el grafo es dirigido, pues una permutación diferente es
otra arista. Si el orden es relevante la arista (3,4) es diferente de la (4,3). El grafo es dirigido
o no dirigido, no hay híbridos.
Se dice que el vértice 2 es adyacente al vértice 1 si (1,2) esta en el conjunto de las aristas.
Las aristas pueden contener un único peso.
Los pesos de las aristas suelen representar medidas de distancias o tiempos entre los
nodos.
Existe un camino de un vértice a otro si hay una sucesión vértices adyacentes en el medio.
La longitud del camino sin pesos, es la cantidad de aristas recorridas en el camino.
La longitud del camino con pesos, es la acumulación de los pesos de las aristas recorridas.
Existe un camino de un vértice a si mismo de longitud cero, sin pasar por ninguna arista.
Por ejemplo el algoritmo RIP (para solucionar el problema de ejercer la función de IGP
en los routers): Utiliza la longitud de los caminos sin pesos.
Un ciclo en un grafo dirigido, es un camino, que empieza y termina en el mismo vértice
que empieza y pasa al menos por una arista. Un grafo acíclico, no posee ciclos.
40

Un grafo denso cumple que la cantidad de aristas es proporcional a la cantidad de vér-
tices al cuadrado: E = Θ( V 2
) . Un grafo disperso cumple que la cantidad de aristas es
proporcional a V: E = Θ( V ) .
La cantidad de aristas entrantes, es el grado de entrada del nodo.
La cantidad de aristas salientes, es el grado de salida del nodo.
Por ejemplo: Un caso especial, de grafo es el Árbol, que cada nodo tiene grado de entrada
a lo sumo uno.
41

13 Ideas de Implementaciones de grafo
Representación por lista de adyacencia: Que es un conjunto de listas ( donde un
vector de listas o un diccionario de listas) que a cada vértice, le corresponde una lista de
vértices adyacentes a él. El espacio empleado en memoria es de orden de MEM = Θ( E ) ,
lo cual es justo para grafos dispersos o densos.
Representación por Matriz de adyacencia: Mediante una matriz bidimensional, cada
arista (v,w) almacena su peso en el espacio A[v,w], Las aristas inexistentes pesan inﬁnito.
Ocupa una memoria un orden de MEM = Θ( V 2
) . La inicialización de la matriz es de
orden O( V 2
) .. El espacio almacenado no es justo para matrices dispersas.
42

14 Calculo del camino mínimo y camino máximo
Ciclo positivo: Cuando al dar un ciclo y acumular el peso de las aristas (o contabilizar
las aristas), este tiene un valor positivo.
Ciclo negativo: Cuando al dar un ciclo y acumular el peso de las aristas, este tiene un
valor negativo.
Marcando a un nodo como nodo Origen y al resto como nodos destino:
• Deseo calcular el camino mínimo que es el camino cuya longitud sea la más pequeña
posible.
• Deseo calcular el camino máximo que es el camino cuya longitud es la más grande
posible.
• ¿Tiene sentido hablar de un camino máximo entre dos nodos el cual puede pasar por un
ciclo positivo? No, pues siempre va ha existir un camino más grande al dar otra vuelta
por el ciclo.
• ¿Tiene sentido hablar de un camino mínimo entre dos nodos el cual puede pasar por un
ciclo negativo? No, pues siempre va ha existir un camino más chico al dar otra vuelta
por el ciclo.
• No existen caminos mínimos en grafos con ciclos negativos y no existen caminos máxi-
mos en grafos con ciclos positivos.
14.1 Grafo sin pesos
Problema del camino mínimo sin pesos: Quiero encontrar el camino mínimo desde el
vértice origen hacia el resto de los vértices, en un grafo sin pesos (el peso son las aristas
recorridas).
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Búsqueda en anchura del camino mínimo (BFS):
• Se emplea una cola para almacenar todos los nodos adyacentes al que se analiza.
• Los nodos del grafo poseen color: Negro, Gris o Blanco.
• Los nodos del grafo poseen predecesor: el cual es el nodo anterior que lo puso en la cola.
• Los nodos que están pintados de blanco, representan que nunca fueron visitados (nunca
estuvieron en la cola).
• Los nodos grises son nodos visitados (están en la cola), pero nunca se han encontrado el
camino minimo.
• Los nodos negros son nodos visitados, pero se ha encontrado el camino mínimo de ellos
(salieron de la cola).
• Al inicio todos los nodos están pintados de blanco y tiene longitud del camino mínimo
igual a inﬁnito (+∞).
• El nodo origen tiene longitud del camino mínimo igual a 0, esta pintado de gris y es el
unico nodo en la cola. El predecesor del nodo origen es nadie.
El algoritmo toma un elemento de la cola:
• El caso especial es que el nodo tomado sea el nodo origen cuyo predecesor es nadie, y no
se relaja la longitud del camino mínimo.
• De otra forma se relaja la longitud del camino mínimo desde inﬁnito a la longitud del
predecesor + 1.
• En un momento, los nodos negros son los nodos que están a distancia 1, 2, .., n−2, n−1, n,
los nodos grises están a distancia n, n + 1, el resto son nodos blancos.
Después, tomo los nodos blancos de la lista de adyacencia del nodo, los pinta en color gris y
los coloca en la cola (marcando el predecesor que los llamo). Por ultimo pinto al nodo como
negro.
Vuelvo empezar hasta que todos los nodos sean negros y termino.
Observar que cada nodo solo es rebajado una sola vez. El running time de la búsqueda
en anchura es T(V, E) = O( V + E ). Podemos estar seguros de que obtenemos el camino
mínimo, actualizando (relajando) una sola vez a la longitud, porque los nodos se van proce-
sando en orden de niveles, por lo que, otro coste, seria superior o igual al camino mínimo.
44

14.2 Grafo sin aristas de peso negativo
Problema del camino mínimo con pesos positivos: Quiero encontrar el camino mín-
imo desde el vértice origen hacia el resto de los vértices, en un grafo con pesos no negativos.
Proponemos que al visitar nodo a nodo y relajando al nodo w que es adyacente a v como
Dw = min(Dw, Dv + cvw). Esto hace que no se garantice que actualizaremos una sola vez.
Teorema: Si vamos posando la atención de vértice en vértice, a un vértice no visitado, en-
tre los que minimicen el valor de Di, el algoritmo producirá correctamente el camino mínimo,
siempre que no halla aristas negativas.
Algoritmo de Dijkstra:
• Emplea una cola de prioridad para almacenar los nodos adyacentes al visitado.
• El nodo origen tiene un camino mínimo igual a 0, el predecesor es nadie, esta pintado
de gris y esta en la cola de prioridad.
• Al principio todos los nodos tienen un camino mínimo igual a inﬁnito y están pintados
de blanco, porque nunca estuvieron en la cola de prioridad.
• Todos los nodos grises están en la cola de prioridad para ser visitados (relajados de ser
necesario).
• Todos los nodos negros ya tienen la longitud del camino mínimo.
• El algoritmo termina cuando todos los nodos son negros.
El algoritmo toma un elemento , elemento v, de la cola de prioridad (que es el elemento con
menor longitud del camino de los nodos en la cola), Relajo los nodos blancos y grises de la
lista de adyacencia de v con Dw = min(Dw, Dv + cvw).
Pinto los nodos blancos en gris y los coloco en la cola de prioridad.
Pinto el nodo v en color negro.
Y vuelvo a comenzar hasta que todos los nodos sean negros.
El running time del algoritmo de dijkstra es de T(E, V ) = O( E log V ), puesto que
insertar un elemento en la cola de prioridad es de orden constante y extraer un nodo es
de orden logarítmico con respecto a la cantidad de nodos, cuando la cola de prioridad se ha
implementado como un montículo binario.
45

14.3 Grafo sin ciclos negativos
Problema del camino mínimo sin ciclos negativos: Quiero encontrar el camino mínimo
desde el vértice origen hacia el resto de los vértices, en un grafo con sin ciclos negativos.
Algoritmo Bellman-Ford: Recorre todos los vértices y para cada vértice recorre su lista
de adyacencia y rebaja cada vez que puede. Cada vértice es analizado una vez por cada arista
de entrada que tenga.
El running time del algoritmo es T(E, V ) = O( E V )
Bellman-ford()
para cada v en V (desde el origen)
para cada w en LISTA-DE-ADYACENCIA(w)
Relax(w): Dw=min(Dw, Dv+Cvw)
14.4 Grafo con orden topológico
46

Son grafos que no contienen ciclos, el cual se puede ordenar los nodos en una secuencia de
vértices, los cuales se verifica que hay un solo camino de un vértice a otro.
Si hay un camino de v a w, entonces w solo puede aparecer después de v en una de las
posibles ordenaciones topológicas.
Un ejemplo de grafo con orden topológico son los PERT.
Propiedades del grafo:
• El recorrido del grafico en orden topológico, garantiza que el nodo tendrá el camino
mínimo, al pasar por él e intentar relajar los nodos adyacentes a él.
• Algoritmo que arma el orden topológico, lo hace con ayuda de una cola: Poner los nodos
de grado de entrada 0 en la cola, luego elimina los enlaces logicamente de la lista de
adyacencia. Buscar nuevo nodos con grado de entrada 0, y repite hasta que esten todos
los nodos en la cola o que solo halla nodos con grado superior o igual a 1.
– Si hay nodos con grado de entrada mayor o igual a uno, es que hay presencia de
ciclos, por lo que se rompe el orden topologico.
• Dado que no hay ciclos positivos podemos buscar el camino más largo, llamado camino
critico.
• Por ejemplo usamos esto en un grafo de eventos PERT.
Problema del camino critico: Quiero encontrar el camino máximo desde los vértice de
origen (con longitud cero) hacia el resto de los vértices, en un grafo con sin ciclos.
Algoritmo: Tomo un nodo de la cola hasta que este vacía, y modifico el tiempo del camino
máximo como Dw = max(Dw, Dv + cvw).
Suponiendo que son actividades que corren a contratiempo y deseo minimizar el tiempo
del proyecto. El nodo con mayor longitud, es el tiempo del proyecto.
Problema del retraso máximo de la actividad: Si quiero calcular cuanto puedo de-
morar una actividad sin retrasar al proyecto. A los últimos nodos los igualo al camino máximo
y de ahí empiezo.
Lleno la cola en orden topológico inverso, con los nodos con su correspondiente camino
critico.
Algoritmo: Tomo un nodo de la cola hasta que este vacía, y modifico el tiempo de demora
como Hv = min(Hv, Hw − cvw).
Las aristas que cumplen Hv − Dw − cvw == 0 son parte del camino critico.
47

Part VI
Árboles con raíz
15 Definiciones
Un árbol es un grafo acíclico, en el cual el conjunto de nodos solo tiene a lo sumo una arista
entrante y existe un nodo distinguido llamado raíz.
A cada nodo c, excepto a la raíz, le llega una arista desde el nodo p. Decimos que c es hijo
del nodo p y que p es padre del nodo c. Un nodo puede tener uno o más hijos, un nodo sin
hijos, es llamado nodo hoja.
Hay un único camino desde la raíz hasta cada nodo. Si un árbol tiene N nodos, entonces
tiene N-1 aristas.
Longitud del camino, es el número de aristas recorridas.
Profundidad(para arriba): es el número de aristas desde el nodo a la raíz.
Con visión recursiva: la raíz tiene profundidad 0, y un nodo tiene la profundidad del padre
+1.
Altura(para abajo): es el número de aristas desde el nodo al nodo más profundo. Toda
hoja tiene altura cero.
Altura del árbol, es la altura de la raíz.
Los nodos que tienen el mismo padre se denominan hermanos o siblings.
Si hay un camino de u a v, entonces decimos que v es descendiente de u y u es ascen-
dente de v.
El tamaño de un nodo es el número de descendientes que tiene + 1 (más el mismo).
El tamaño del árbol es el tamaño de la raíz.
Visión Recursiva de árbol: Cuando hay 0 nodos se dice que el árbol esta vacío, en caso
contrario el árbol consiste en un nodo denominado raíz, el cual tiene 0 o más referencias a
otros árboles, conocidos como subárboles. Un árbol es vacío o una raíz y cero o más subárboles
no vacíos T1, T2, ,...,Tk. . Las raíces de los subárboles se denominan hijos de la raíz, y
consecuentemente la raíz se denomina padre de las raíces de sus subárboles. Cada uno de
los subárboles estan conectados a la raíz mediante una arista. Cada nodo define un subárbol
del cual el es raíz. Una visión gráfica de esta definición recursiva se muestra en la siguiente
figura:
Clase NodoArbol:
Clave
Clase NodoArbol hijo
Clase NodoArbol siguienteHermano
Cada nodo es una lista enlazada de hermanos.
Recorrido en Preorden: Se lleva a cabo el procesado sobre el nodo, antes de hacerlo
sobre sus hijos.
48

Recorrido en Postorden: Se lleva a cabo el procesado sobre sus hijos, antes de hacerlo
sobre el nodo.
49

16 Árbol binario
Un Árbol binario, es un árbol el cual cada nodo puede tener a lo sumo 2 hijos. Distinguidos
ahora como nodo izquierdo y nodo derecho.
El tamaño de un nodo es: el tamaño del hijo izquierdo+ el tamaño del hijo derecho + 1
(más el mismo).
El tamaño del árbol es el tamaño de la raíz.
Altura del nodo es igual a la del hijo con mayor altura más 1.
16.1 Recorrido e iteraciones sobre el Árbol binario
La iteración de los nodos en un determinado orden de recorrido de los arboles: consiste en
remplazar las rutinas de recorridos con corutinas y remplazar donde diga "procesar(nodo)"
por "yield(nodo)".
Los recorridos de forma no recursiva, se implementan con una pila, donde se apila
una tupla que es el nodo con el estado. La cima de la pila representa el nodo que estamos
visitando en cierto instante.
16.1.1 Preorden
Recorrido en Preorden: Se lleva a cabo el procesado sobre el nodo, antes de hacerlo sobre
sus hijos.
Preorden(nodo):
procesar(nodo)
if nodo.izquierdo:
Preorden(nodo.izquierdo)
if nodo.derecho:
Preorden(nodo.derecho)
Algoritmo no recursivo: Cada nodo es visitado 1 sola vez, es decir es apilado y cuando es de-
sapilado se procesa el nodo y luego se añaden sus hijos, primero el derecho y luego el izquierdo
(acordarse que la pila invierte el orden), para que sea procesado primero el izquierdo y luego
el derecho.
La tupla no requiere estado.
Preorden(nodoRaíz):
Stack.push(nodoRaíz)
do:
nodo = Stack.pop()
procesar(nodo)
if nodo.derecho not null:
Stack.push(nodo.derecho)
if nodo.izquierdo not null:
Stack.push(nodo.izquierdo)
while( not Stack.isEmpty() )
return
50

16.1.2 Postorden
Recorrido en Postorden: Se lleva a cabo el procesado sobre sus hijos, antes de hacerlo
sobre el nodo.
Postorden(nodo):
if nodo.izquierdo:
Postorden(nodo.izquierdo)
if nodo.derecho:
Postorden(nodo.derecho)
procesar(nodo)
Algoritmo no recursivo: Cada nodo es visitado 3 veces, es decir apilado y desapilado 3
veces.
Si el nodo es desapilado con el estado:
• ’primera’: A punto de visitar/apilar el hijo izquierdo del nodo en estado ’primera’. El
nodo se aplila antes en estado ’segunda’.
• ’segunda’: A punto de visitar/apilar el hijo derecho del nodo en estado ’primera’. El nodo
se aplila antes en estado ’tercera’.
• ’tercera’: A punto de procesar nodo. El nodo ya no va ha ser más necesitado.
Postorden(nodoRaíz):
Stack.push(nodoRaíz, ’primera’)
do:
nodo, estado = Stack.pop()
switch(estado):
case ’primera’:
Stack.push(nodo, ’segunda’)
Stack.push(nodo.izquierdo, ’primera’)
break
case ’segunda’:
Stack.push(nodo.derecho, ’primera’)
break
case ’tercera’:
procesar(nodo)
break
fin-switch
return
51

16.1.3 Orden simétrico
Recorrido en orden simétrico: Se lleva a cabo el procesado sobre su hijo Izquierdo,
luego se procesa sobre el nodo, antes de hacerlo sobre su hijo derecho.
Enorden(nodo):
if nodo.izquierdo:
Enorden(nodo.izquierdo)
procesar(nodo)
if nodo.derecho:
Enorden(nodo.derecho)
Algoritmo no recursivo: Cada nodo es visitado 2 veces, es decir apilado y desapilado 2
veces.
Si el nodo es desapilado con el estado:
• ’primera’: A punto de visitar/apilar el hijo izquierdo del nodo en estado ’primera’. El
nodo se aplila antes en estado ’segunda’.
• ’segunda’: A punto de procesar el nodo, luego el nodo ya no va ha ser más necesitado y
se visita/apila el hijo derecho del nodo en estado ’primera’.
Postorden(nodoRaíz):
Stack.push(nodoRaíz, ’primera’)
do:
nodo, estado = Stack.pop()
switch(estado):
case ’primera’:
Stack.push(nodo.izquierdo, ’primera’)
break
case ’segunda’:
procesar(nodo)
Stack.push(nodo.derecho, ’primera’)
break
fin-switch
return
52

16.1.4 Por niveles
Recorrido del Árbol por niveles en forma no recursiva: El procesado comienza en
la raíz, luego sus hijos y luego los nietos, va por niveles de profundidad. Para ello se emplea
una cola, porque hay que que ir en orden.
PorNivel(nodoRaíz):
Queue.insert(nodoRaíz)
do:
nodo = Queue.quit()
procesar(nodo)
Queue.insert(nodo.izquierdo)
Queue.insert(nodo.derecho)
while( not Queue.isEmpty() )
return
53

17 Árbol Binario de búsqueda
El Árbol Binario de búsqueda, es un árbol binario que satisface la propiedad estructural de
búsqueda ordenada, la cual reza: Para cada nodo X del árbol, los valores de todas las claves
del subárbol izquierdo, son menores a la clave del nodo X y los valores de todas las claves del
subárbol derecho, son mayores a la clave del nodo X.
Por lo tanto, todas las claves del árbol están ordenadas en forma consistente al recorrido
en orden simétrico. Dicha propiedad impide la existencia de elementos duplicados.
17.1 Búsqueda
Operación: Búsqueda de un elemento: Se basa en la comparación de la clave buscada
contra la clave de turno comenzando desde la raíz:
• Si la clave buscada es idéntica a la clave de turno se retorna el puntero al nodo.
• Si la clave buscada es menor a la clave de turno se sigue buscando en el subárbol
izquierdo.
• Si la clave buscada es mayor a la clave de turno se sigue buscando en el subárbol dere-
cho.
• Si el subárbol es vacío, retornar que no se ha encontrado el nodo.
54

Buscar(nodoDeTurno, claveB):
if(nodoDeTurno not null):
if(claveB == nodoDeTurno.clave):
return nodoDeTurno
if(claveB < nodoDeTurno.clave):
return Buscar(nodoDeTurno.izquierdo, claveB)
if(claveB > nodoDeTurno.clave):
return Buscar(nodoDeTurno.derecho, claveB)
return null
17.2 Inserción
Operación: Inserción de elemento:
• Si el árbol esta vacío, creamos un nuevo árbol con un único nodo.
• Si el árbol no esta vacío, Se basa en la comparación de la nueva clave contra la clave de
turno comenzando desde la raíz:
• Si la nueva clave es idéntica a la clave de turno, no se hace nada.
55

• Si la nueva clave es menor a la clave de turno se sigue la inserción en el subárbol
izquierdo.
• Si la nueva clave es mayor a la clave de turno se sigue la inserción en el subárbol
derecho.
• Si el subárbol es vacío, crear el nodo y actualizar la referencia del padre.
Insertar(nodoDeTurno, claveN):
if(nodoDeTurno == null):
nodoDeTurno = new NodoÁrbol(claveN)
return
if(claveN == nodoDeTurno.clave):
return
if(claveN < nodoDeTurno.clave):
Insertar(nodoDeTurno.izquierdo, claveN)
return
if(claveN > nodoDeTurno.clave):
Insertar(nodoDeTurno.derecho, claveN)
return
17.3 Eliminación
Operación: Eliminación de un nodo en el árbol: En los árboles binarios son los nodos
quienes mantienen conectado al árbol.
Una vez encontrado el nodo a eliminar puede pasar tres cosas:
• Primer Caso:
El nodo ha eliminar es una hoja, como no mantiene al árbol unido, simplemente averiguamos
si es hijo hijo izquierdo o derecho , actualizamos la referencia en el padre y lo elimi-
namos.
• Segundo Caso:
El nodo ha eliminar tiene un solo hijo, simplemente averiguamos si es hijo hijo izquierdo
o derecho , actualizamos la referencia en el padre para que apunte al único hijo (esto
restablecería la propiedad estructural del árbol binario) y lo eliminamos.
56

1. Tercer Caso:El nodo ha eliminar tiene dos hijos, para restablecer la propiedad es-
tructural del árbol binario, solo hay dos posibles reemplazantes el menor elemento del
subárbol derecho o el mayor elemento del subárbol izquierdo.
Para simpliﬁcar: escogemos aquí siempre, el menor elemento del subárbol derecho.
Esto genera 3 subcasos, que en la practica se transforman en un solo subcaso:
• Tercer Sub-Caso:
El nodo reemplazante es la raíz del subárbol derecho (es hijo del nodo que va ser
eliminado).
– Actualizamos la referencia izquierda del nodo que va a ser eliminado en la
referencia izquierda nodo remplazante.
– Actualizamos la referencia en el padre para que apunte al hijo derecho del
reemplazante.
– Eliminamos el nodo.
• Segundo Sub-Caso:
El nodo reemplazante no es la raíz del subárbol derecho (no es hijo del nodo ha ser
eliminado) pero tiene hijo derecho:
– Actualizamos la referencia en el padre del nodo reemplazante para que apunte
al hijo derecho del remplazante.
– Actualizamos la referencia derecha del nodo reemplazante para que apunte a
la raiz del subarbol derecho. Por lo que ahora el nodo remplazante es la nueva
raíz. (Convirtiéndose en el tercer subcaso).
• Primer Sub-Caso:
El nodo reemplazante no tiene hijos.
– Actualizamos la referencia en el padre del nodo reemplazante para que apunte
a null.
57

– Actualizamos la referencia derecha del nodo reemplazante para que apunte a
la raíz del subárbol derecho. Por lo que ahora el nodo reemplazante es la nueva
raíz. (Convirtiendose en el tercer subcaso).
El pseudo codigo sería:
58

#Retorna la referencia del minimo
getMinimo(nodo):
return getMinimo(nodo.izquierdo)
return nodo
#Retorna la referencia del padre del nodo
getPadre(nodoDeTurno, nodoX):
if nodoDeTurno.izquierdo.clave == nodoX.clave OR nodoDeTurno.derecho.clave == nodoX.clave:
return nodoDeTurno
if nodoDeTurno.clave > nodoX.clave:
return getPadre(nodoDeTurno.izquierdo, nodoX)
return getPadre(nodoDeTurno.izquierdo, nodoX)
#Trasplantar actualiza la referencia del padre del nodoA
#para que apunten al nodoB en vez de el nodoA
trasplantar(nodoRaíz, nodoA,nodoB):
if nodoRaíz == nodoA:
nodoRaíz = nodoB
return
padreDeA=getPadre(nodoRaíz, nodoA)
if padreDeA.izquierdo == nodoA
padreDeA.izquierdo = nodoB
return
padreDeA.derecho = nodoB
return
#Elimina un nodo de un arbol
Eliminar(nodoRaíz, nodoPorEliminar):
if nodoPorEliminar.izquierdo == null:
#Supongo primer y segundo caso como uno (nodoPorEliminar.derecho podria ser null)
trasplantar(nodoRaíz, nodoPorEliminar , nodoPorEliminar.derecho)
return
if nodoPorEliminar.derecho == null:
#Supongo segundo caso: tiene hijo izquierdo
trasplantar(nodoRaíz, nodoPorEliminar , nodoPorEliminar.izquierdo)
return
# Tercer Caso nodoPorEliminar tiene los dos hijos
nodoMinimo = getMinimo(nodoPorEliminar.derecho)
if nodoPorEliminar.derecho != nodoMinimo:
#Supongo primer y segundo sub-caso como uno (nodoMinimo podria tener subárbol vacío)
trasplantar(nodoRaíz, nodoMinimo , nodoMinimo.derecho)
#El padre de nodo minimo apuntara al nodo minimo derecho.
nodoMinimo.derecho = nodoPorEliminar.derecho
#transformamos primer y segundo sub-caso en tercer subcaso
# tercer subcaso-Caso nodoMinimo es raíz del sub arbol
nodoMinimo.izquierdo = nodoPorEliminar.izquierdo
trasplantar(nodoRaíz, nodoPorEliminar , nodonodoMinimo)
delete-memoria(nodoPorEliminar)
return
17.4 Ordenes
Los Ordenes de las operaciones: Los ordenes de las operaciones son proporcionales a la
profundidad de los nodos con que se trabaja.
La propiedad estructural del orden no garantiza equilibrio.
Los running time de las operaciones son Θ(Profundidad). Para un árbol equilibrado las
operaciones tienen un costo logaritmico, para un arbol totalmente degenerado las operaciones
tienen un costo lineal , porque el árbol tiene forma de lista en lazada. El costo medio para
casos aleatoreo es O(N log N).
59

18 Árboles AVL
Un árbol AVL, es un árbol binario de búsqueda con una propiedad estructural más:
La propiedad de equilibrio: La altura de los hijos izquierdo y derecho, puede diferir a lo
sumo en una unidad.
Tomamos la altura del árbol vacío como -1.
Esto implica tener siempre profundidad logaritmica; La forma del árbol (al intentar de-
generar, crece en forma de fractal).
El número de nodos crece como mínimo exponencialmente con la altura.
Teorema: Un árbol AVL, de altura H tiene por lo menos F(H + 3) − 1 nodos, donde F(i)
es el i-esimo número de fibonacci.
La inserción y eliminación en el árbol AVL, puede destruir su propiedad estructural de
equilibrio.
Tras realizar la inserción o eliminación común, puede violarse de 4 formas la propiedad
estructural de equilibrio:
1. El subárbol izquierdo del hijo izquierdo del nodo X, es más profundo que el hijo derecho
del nodo X
2. El subárbol derecho del hijo izquierdo del nodo X, es más profundo que el hijo derecho
del nodo X
3. El subárbol izquierdo del hijo derecho del nodo X, es más profundo que el hijo izquierdo
del nodo X
4. El subárbol derecho del hijo derecho del nodo X, es más profundo que el hijo izquierdo
del nodo X
Rotación simple: Solo para caso 1 y 4: Intercambio los papeles del padre de los hijos del
extremo que producen conflicto (o sea el nodo X) contra su hijo del extremo que produce
conflicto. O sea que voy a:
• Trasplantar el nodo X con el hijo de X extremo que produjo el conflicto.
• Remplazar el lazo que une con el hijo con el subárbol que no produce problemas
• Remplazar el lazo del hijo extremo que iba el subárbol que no producía problemas con
el nodo X.
60

¿Resolviendo el problema de equilibrio para la posición donde estaba X, recuperando su vieja
altura, resuelvo el problema hasta la raíz? Como queda el lazo con exactamente la misma
altura que antes, no es necesario realizar otras actualizaciones hasta la raíz.
Rotación doble: Solo para caso 2 y 3: Es el equivalente a dos rotaciones simple: Inter-
cambio los papeles de la raíz del subárbol que causa problemas con el nodo x: O sea que voy
a:
• Trasplantar el nodo X con la raíz del subárbol interno que produjo el conﬂicto.
• Remplazar en X, el lazo que une con el hijo con el subárbol que produce problemas, con
un subárbol de la raíz del subárbol problematico.
• Remplazar el lazo del hijo extremo del nodo X que va al subárbol problemático, con el
otro subárbol de la raíz del subárbol problemático.
• Los hijos de la raíz del subárbol problematico, pasan a ser el nodo X y el hijo del nodo x.
¿Resolviendo el problema de equilibrio para la posición donde estaba X, recuperando su
vieja altura, resuelvo el problema hasta la raíz? Como queda el lazo con exactamente la
misma altura que antes, no es necesario realizar otras actualizaciones hasta la raíz.
61

19 Árboles Red-Black
Para más información leer el Articulo: Árboles Rojo-Negros de Guido Urdaneta (14 pags).
20 Árboles B
El árbol B, surge ante la necesidad de resolver una serie de problemas ocasionados cuando los
árboles ocupan mucho espacio. Cuando los árboles ocupan mucho espacio, el árbol no quepa
en memoria principal, la mayor parte esta en la memoria secundaria.
El acceso a memoria secundaria tiene un costo de acceso es más lento en comparación a
millones de instrucciones de procesador, por eso debemos ahorrar accesos a disco tanto como
podamos. Si tenemos mayor grado de ramiﬁcación ( un nodo tiene más hijos ), tenemos menor
altura, y si tenemos menor altura, recorremos menos nodos y por lo tanto menos accesos.
Se llama árbol m-ario, aquel árbol que el nodo tiene de 1 a m hijos. Para poder efectuar
una búsqueda ordenada se le añade la propiedad de orden. Cada nodo del Árbol m-ario tiene
m-1 claves para decidir cual es el próximo nodo a visitar. Efectuar la comparación contra las
m-1 claves es algo estúpido frente a la espera de un acceso a disco. Cómo el árbol m-ario se
puede degenerar, aparece el árbol B.
62

20.1 Reglas
El árbol B, es árbol m-ario con una propiedad estructural, las reglas a cumplir son:
1. Los datos se almacenan solo en las hojas.
2. Los nodos internos tienen m-1 claves para guiar la búsqueda. La clave i-esima es mayor
que las claves de sus descendientes de la rama i-1. La clave i-esima es menor que las
claves de sus descendientes de la rama i+1.
3. La raíz es una hoja o tiene entre 2 y m hijos. Es un nodo especial a comparación de los
nodos internos.
4. Los nodos internos tienen entre M
2 y m hijos.
5. Todas las hojas se encuentran en la misma profundidad. y tienen entre L
2 y L datos.
L y M no poseen un valor arbitrario, el valor es el que minimiza los accesos.
Datos a conocer:
• Tamaño de bloque de disco.
• Tamaño de una rama del árbol, es decir el tamaño de la referencia o puntero al proximo
nodo.
• Tamaño de la clave, es decir el tamaño de la variable que contiene la clave.
• Tamaño de cada dato o registro en un nodo hoja.
Como van a quepar L datos en una hoja:
L(Tamañoregistro) ≤ Tamañodebloquededisco
Como un nodo interno tiene M ramas y m-1 claves:
(M − 1)(Tamañodelaclave) + M(Tamañorama) ≤ Tamañodebloquededisco
20.2 Ejemplo:
• Tamaño de bloque de disco = 8192 bytes.
• Tamaño de una rama = 4 bytes (un puntero).
• Tamaño de la clave = 32 bytes (un string).
• Tamaño de cada registro = 256 bytes.
• M = 228; L=32.
20.3 Algoritmo de inserción:
Algoritmo de inserción:
• Efectuamos la búsqueda hasta dar con la hoja donde correspondería la inserción.
• Si la hoja cuenta con un espacio, el algoritmo finaliza.
• Si la hoja esta llena, ahora posee L+1 elementos. En ese caso dividimos la hoja en 2
hojas de L
2 elementos cada una.
63

• Esto generará 2 accesos al disco para escritura y uno para actualizar al padre (2 claves
y 2 ramas).
• Si el padre posee un lugar libre el algoritmo finaliza.
• Si el padre esta completo ahora posee M claves (m+1 hijos). En ese caso dividimos el
nodo en 2 nodos de M−1
2 elementos cada uno. Si era la raíz, creamos una nueva raíz
con 2 hijos. En caso contrario actualizamos al padre del padre, así hasta finalizar.
20.4 Algoritmo de eliminación:
Algoritmo de eliminación:
• Si la hoja tiene más de L
2 registros, el algoritmo finaliza. En caso contrario, ahora la
hoja tiene menos de L
2 hijos, debe pedirle 1 registro a un hermano que tenga más deL
2
hijos. Si no pueden sus hermanos hacer eso, entonces puedo fusionar las dos hojas en
64

una sola. Después se le informa al padre que tiene un hijo menos y se le actualiza la
clave.
• Ahora se repite la misma historia con los padres: Si el padre tiene más de M−1
2 claves,
ﬁnaliza caso contrario, se le piden claves a un hermano. Si no las pueden ceder, se
fusionan. Si la raíz queda con un solo hijo, se elimina y su hijo pasa a ser la nueva raíz.
65

Part VII
Tablas Hash y Diccionarios
21 Diccionario
Es una estructura de datos, en donde almaceno objetos y accedo a objetos , conociendo su
nombre, preferentemente en forma de string. El diccionario, es implementado mediante una
tabla hash.
22 Tabla Hash
La tabla hash, es un vector que es indexado mediante una función de localización, llamada
función hash.
La función hash, es una regla que convierte un elemento (un objeto) a un entero ade-
cuado para indexar al vector, donde allí finalmente se almacenará el elemento.
La eficiencia depende del grado de ocupación del vector.
22.1 Sobre el vector y la función
Las entradas del vector no son infinitas, por lo tanto no podemos tener todas las combina-
ciones de entrada posibles.
Por ejemplo: si mi objeto tiene 4 bytes, tenemos 4 billones de combinaciones, y 4 billones
de entradas es imposible. La función hash asocia un conjunto de partida más grande que
el de llegada. Por el principio del palomar, (porque existen más elementos potenciales que
posiciones, ) podemos decir que es posible que dos elementos se correspondan en la misma
posición, eso se denomina colisión. Debido a las colisiones, la función hash es inyectiva. La
función hash debe ser sencilla de computar y distribuir las claves en forma uniforme, esto es
para minimizar la cantidad de colisiones. Porque si existen colisiones, se debe efectuar un
mecanismo de resolución de colisiones y la eficiencia baja.
El factor de carga de una tabla hash, es la fracción ocupada de la tabla. Denotamos al
factor de carga con λ. Un λ = 0 para la tabla hash vacía yλ = 1 para la tabla hash llena.
λ = CantidadDeEntradasT otal
CantidadDeEntradasUsados .
Si la tabla es grande y los intentos de inserción son independientes, la fracción ocupada
esλ. Al examinar una celda la probabilidad de estar ocupada es λ. porlo que el numero medio
de celdas a examinar es λ = 1
1−λ .
22.2 Mecanismo de resolución de colisiones por direccionamiento
abierto
22.2.1 Exploración Lineal
En la rutina insertar, las colisiones se resuelven examinando secuencialmente el vector,
con circularidad, en caso de ser necesario, hasta encontrar una posición vacía.
66

La rutina buscar, en caso de no conseguir el elemento buscado en la correspondiente
celda, sigue exactamente el mismo camino que la rutina insertar, pues compara contra el
elemento hallado y sigue en caso de no coincidir , si llega a una celda vacía se finaliza la
búsqueda.
La eliminación estándar no puede usarse, cada elemento esta activo o borrado, esto se
le denomina eliminación perezosa.
El numero medio de accesos:
• Para inserción y búsqueda sin éxito es igual a
1+ 1
(1−λ)2
2
• Para la búsqueda con éxito es igual a
1+ 1
1−λ
2
Problema de la Exploración lineal: Agrupación primaria: Esto ocurre porque la inde-
pendencia entre los elementos en la inserción no se cumple. Tenemos formaciones de grupos
de celdas ocupadas. Haciendo que las inserciones dentro del grupo de celdas sea más costoso.
y crezca el grupo, con cada elemento que se agrega.
22.2.2 Exploración Cuadrática
Elimina el problema de la agrupación primaria. Las colisiones se resuelven examinando con
circularidad, la posiciones
H, H + 1, H + 4, ..., H + i2
Garantía: Si el tamaño de la tabla es primo y el factor de carga no excede nunca el valor
de 0,5. Entonces todos los intentos se realizan sobre celdas distintas. - Si el factor de carga
es mayor a 0,5 entonces expandimos el tamaño de la tabla al próximo número primo. El
proceso de expansión, se conoce como re-hashing. Incrementando la tabla y reinsertando los
elementos mediante una nueva función hash. Es fácil encontrar el próximo número primo
solo hay que examinar un orden de O(log N) números, con un test de primalidad de un orden
de O(N
1
2 ) por lo que cuesta encontrarlo un orden de O(N
1
2 log N).
Problema de la Exploración Cuadrática: Agrupación secundaria.
Esto ocurre porque los elementos indexados a la misma celda prueban las mismas celdas
alternativas. Esto hace que se incremente el numero de celdas exploradas, en factores de
carga grandes.
Para resolver este conflicto (Agrupación secundaria) se usa El doble Hashing, que es
usar una segunda función de hashing, en la cual podemos examinar todas las celdas. hash1(), hash2(), 2hash2().
22.3 Mecanismo de resolución de colisiones por encadenamiento sep-
arado
El vector de la tabla hash es un vector de listas enlazadas {L0, L1, ..., Lm−1}. La función de
hashing indica en que lista debemos insertar ese elemento. En este caso el factor de carga es
igual a λ = N
M , la longitud media es λ, el numero medio de entradas usadas es λ. La búsqueda
exitosa recorre 1 + λ
2 . La eficiencia no se ve afectada por el incremento del factor de carga,
pudiendo así evitar el re-hashing.
67

Part VIII
Montículos Binarios, Colas de
Prioridad y Ordenación Interna
23 Cola de Prioridad
Cola de Prioridad, es una estructura que permite la inserción de elementos, pero el acceso solo
se otorga al elemento cuya prioridad es máxima. Es implementado a través de un montículo
binario. El elemento con mayor prioridad es raíz del montículo.
24 Montículos binarios
Un montículo binario, es un árbol binario con una propiedad de orden y estructural diferente
a los árboles vistos anteriormente.
24.1 Propiedad estructural:
El montículo binario es un Árbol binario completo:
• Es un árbol completamente lleno, con excepción del nivel inferior que debe llenarse de
izquierda a derecha.
• Su altura es a lo sumo log N
• Con altura H tiene 2H
o 2H+1
− 1 nodos.
• La implementación estándar es la representación implícita, es decir, mediante un
vector.
– Cada nodo no tiene referencia a su hijo izquierdo ni al derecho.
– De esta forma almacenamos los elementos por niveles en el vector, pero requerimos
de un entero que nos indique cuantos nodos contiene el vector. Contando desde 1.
– El hijo izquierdo del i esimo elemento, esta en la posición 2i.
– El hijo derecho del i esimo elemento, esta en la posición 2i +1 .
– El padre del i esimo elemento esta en i
2 .
– Todos los nodos salvo la raíz tienen padre.
– La posición i=0, se considera dummy.
– En caso obligado de empezar en 0
* El hijo izquierdo del i esimo elemento, esta en la posición 2i+1.
* El hijo derecho del i esimo elemento, esta en la posición 2i +2 .
* El padre del i esimo elemento esta en i−1
2 .
24.2 Propiedad de ordenación:
El montículo puede ser solo uno de los dos casos:
Montículo minimal La mínima clave la posee solo la raiz. Solo se da acceso al mínimo
elemento, o sea solo a la raíz. Para cada nodo x con padre p, la calve p, es menor a x.
Montículo maximal La máxima clave la posee solo la raiz. Solo se da acceso al máximo
elemento, o sea solo a la raíz. Para cada nodo x con padre p, la calve p, es mayor a x.
68

La introducción de elementos no garantiza que se mantenga la propiedad de ordenación.
24.3 Inserción:
Se implementa creando un hueco en el siguiente lugar disponible. Donde colocamos allí el
elemento nuevo, si violamos la propiedad de ordenación, intercambiamos el elemento con el
padre, así hasta cumplir con la propiedad. Esa operación se denomina reﬂotar (shifup).
24.4 Eliminación:
Se implementa creando un hueco en la raíz, para cumplir con la propiedad de ordenación, el
hueco por el mayor si es maximal, o el menor si es minimal. Los candidatos a llenar el hueco
son sus dos hijos y el ultimo elemento del vector. De esta forma no pierde la propiedad es-
tructural ni la de ordenación. El intercambio de la posición vacía con un elemento es llamada
hundir (o shifdown).
24.5 Construcción del montículo con a partir de un vector con infor-
mación ya puesta:
Para n elementos desde el elemento n/2 al primer elemento i=1, veriﬁcar la propiedad de
orden con sus hijos.
69

24.6 Búsqueda de un elemento y cambio de clave (conocido como
reducción de clave, envejecimiento):
Aveces algunas aplicaciones deben establecer las prioridades en forma dinamica, por lo que
deben buscar el elemento y hacerlo reﬂotar de ser necesario.
70

25 Ordenación Interna
Consiste en tomar un vector de n elementos desordenado y ordenarlo mediante la utilización
de un montículo:
• Haciendo del vector un montículo
• y eliminando al montículo n-veces el elemento de máxima prioridad.
• Cargando en un vector auxiliar los elementos que voy retirando.
26 Ordenación Heapsort
Consiste en tomar un vector de n elementos desordenado y ordenarlo mediante la uti-
lización de un montículo:
• Haciendo del vector un montículo maximal
• y eliminando al montículo n-veces el elemento máximo.
• No se requiere de un vector auxiliar, puesto que los elementos que voy retirando crean
un espacio muerto al ﬁnal del vector, que puedo utilizar colocando allí los elementos que
voy retirando.
26.1 Análisis de Heapsort:
• Es in-place.
• Es basado en comparaciones
• y no es estable.
71

26.2 Análisis de los ordenes de Heapsort:
Las operaciones que se realizan son:
• 1 heapify ( una Heapiﬁcación es la construcción de un montículo) que es de orden T(N) =
O(N)
• N eliminaciones, que es de orden T(N) = O(log N).
• Por lo tanto Heapsort es de orden T(N) = O(N log N).
72

References
[1] Apuntes tomados en clases del Ing. Miguel Montes.
[2] Apuntes tomados de una copia de “Introduction to Algorithms” 3°ED de Cormen, Rivest,
Stein y Leiserson.
[3] Apuntes tomados de una copia de “Estructuras de Datos en Java y Algoritmos” de Alan
Waiss.
[4] Reconocimiento a foros: rohitab, code-makers.net y stackoverﬂow.
[5] Muchas paginas de Internet.
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Algoritmos y estructura_de_datos

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