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Minicurso de
Análise de Algoritmos
Paulo Feoﬁloff
Departamento de Ciência da Computação
Instituto de Matemática e Estatística
Universidade de São Paulo
4 de maio de 2010

Sumário
1 Introdução 9
1.1 Problemas e instâncias . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9
1.2 Consumo de tempo de algoritmos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 10
1.3 Recursão e algoritmos recursivos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11
1.4 Convenções de notação . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12
2 Comparação assintótica de funções 13
2.1 Notação O . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 13
2.2 Notação Ômega . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 14
2.3 Notação Teta . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 15
2.4 Consumo de tempo de algoritmos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 15
3 Solução de recorrências 17
3.1 Exemplo 1 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 17
3.2 Exemplo 2 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18
3.3 Exemplo 3 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18
3.4 Exemplo 4 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20
3.5 Teorema mestre . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 22
4 Ordenação de vetor 25
4.1 Algoritmo Mergesort . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 25
4.2 Divisão e conquista . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26
5 Segmento de soma máxima 27
5.1 O problema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27
5.2 Primeiro algoritmo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 28
5.3 Segundo algoritmo: divisão e conquista . . . . . . . . . . . . . . . . . 29
5.4 Terceiro algoritmo: programação dinâmica . . . . . . . . . . . . . . . 30
5.5 Observações sobre programação dinâmica . . . . . . . . . . . . . . . . 32
3

4 FEOFILOFF
6 O problema da maioria 33
6.1 O problema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 33
6.2 Um algoritmo linear . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34
7 Multiplicação de números naturais 37
7.1 O problema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 37
7.2 O algoritmo usual . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 37
7.3 Rascunho de um algoritmo mais eﬁciente . . . . . . . . . . . . . . . . 38
7.4 Algoritmo de Karatsuba–Ofman . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 40
7.5 Detalhes de implementação . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 41
7.6 Divisão e conquista . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 42
8 Escalonamento de intervalos 43
8.1 O problema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43
8.2 A estrutura recursiva do problema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 44
8.3 Algoritmo de programação dinâmica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 44
9 As linhas de um parágrafo 47
9.1 O problema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47
9.3 Um algoritmo de programação dinâmica . . . . . . . . . . . . . . . . 49
10 Mochila de valor máximo 51
10.1 O problema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51
10.3 Algoritmo de programação dinâmica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 52
10.4 Instâncias especiais do problema da mochila . . . . . . . . . . . . . . 54
11 Mochila de valor quase máximo 55
11.1 O problema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55
11.2 Algoritmo de aproximação . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55
11.3 Observações sobre algoritmos de aproximação . . . . . . . . . . . . . 57
12 A cobertura de um grafo 59
12.1 Grafos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 59
12.2 O problema da cobertura . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 59
12.3 Um algoritmo de aproximação . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 60
12.4 Comentários sobre o método primal-dual . . . . . . . . . . . . . . . . 62
12.5 Instâncias especiais do problema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 62

ANÁLISE DE ALGORITMOS 5
13 Conjuntos independentes em grafos 63
13.1 O problema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 63
13.2 Algoritmo probabilístico . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 64
13.3 Comentários sobre algoritmos probabilísticos . . . . . . . . . . . . . . 66
14 Busca em largura num grafo 67
14.1 O problema do componente . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 67
14.2 Busca em largura: versão preliminar . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 67
14.3 Busca em largura: versão mais concreta . . . . . . . . . . . . . . . . . 69
15 Busca em profundidade num grafo 71
15.1 Busca em profundidade . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 71
Posfácio 74
Bibliograﬁa 77
Índice remissivo 79

Prefácio
A Análise de Algoritmos (veja o verbete Analysis of Algorithms na Wikipedia) é uma
disciplina bem-estabelecida, coberta por um bom número de excelentes livros (a maio-
ria em inglês). Este livrinho faz uma modesta introdução ao assunto. Depois de tratar
brevemente de alguns pré-requisitos (como notação assintótica e resolução de recorrên-
cias), o texto analisa alguns algoritmos clássicos, discute sua eﬁciência, e chama a aten-
ção para as estratégias (divisão e conquista, programação dinâmica, método primal-
dual) que levaram à sua concepção.
Este livrinho é uma versão corrigida do minicurso que ministrei nas JAI (Jornadas
de Atualização em Informática) de 2009 da SBC (Sociedade Brasileira de Computação),
ocorridas em Bento Gonçalves, RS, em julho de 2009. O minicurso foi publicado no
livro organizado por André P. L. F. de Carvalho e Tomasz Kowaltowski [5].
O texto deve muito a Cristina Gomes Fernandes e José Coelho de Pina Jr., ambos
do Departamento de Ciência da Computação do Instituto de Matemática e Estatística
da USP, que contribuíram com material, idéias e valiosas sugestões.
IME–USP, São Paulo, agosto de 2009
P. F.
7

Capítulo 1
Introdução
A Análise de Algoritmos1 estuda certos problemas computacionais recorrentes, ou seja,
problemas que aparecem, sob diversos disfarces, em uma grande variedade de aplica-
ções e de contextos. A análise de um algoritmo para um dado problema trata de
1. provar que o algoritmo está correto e
2. estimar o tempo que a execução do algoritmo consome.
(A estimativa do espaço de memória usado pelo algoritmo também é importante em
muitos casos.) Dados dois algoritmos para um mesmo problema, a análise permite
decidir qual dos dois é mais eficiente.
Pode-se dizer que a Análise de Algoritmos é uma disciplina de engenharia, pois
ela procura prever o comportamento de um algoritmo antes que ele seja efetivamente
implementado e colocado “em produção”.
Num nível mais abstrato, a análise de algoritmos procura identificar aspectos estru-
turais comuns a algoritmos diferentes e estudar paradigmas de projeto de algoritmos
(como a divisão e conquista, a programação dinâmica, o método primal-dual, etc.)
Este texto é uma breve introdução à Análise de Algoritmos, baseada nos excelentes
livros de Cormen, Leiserson, Rivest e Stein [3], de Brassard e Bratley [2], de Bentley [1],
de Kleinberg e Tardos [10] e de Manber [13].
No restante desta introdução, faremos uma rápida revisão de conceitos básicos e
fixaremos a notação e a terminologia empregadas no texto.
1.1 Problemas e instâncias
Da mesma forma que distinguimos um algoritmo de sua aplicação a uma particular
“entrada”, convém distinguir problemas de suas instâncias. Todo problema computa-
cional é uma coleção de instâncias.2 Cada instância do problema é definida por um
particular conjunto de dados.
1
A expressão foi cunhada por D. E. Knuth [11].
2
A palavra instância é um neologismo importado do inglês. Ela está sendo empregada aqui no sentido
de exemplo, espécime, amostra, ilustração.
9

10 FEOFILOFF
Considere, por exemplo, o problema de encontrar a média dos elementos de um
vetor A[1 . . n] de números. Uma das instâncias deste problema consiste em encontrar
a média dos elementos do vetor (876, −145, 323, 112, 221).
Em discussões informais, é aceitável dizer “problema” quando “instância do pro-
blema” seria mais correto. Em geral, entretanto, é importante manter clara a distinção
entre os dois conceitos.
O tamanho de uma instância de um problema é a quantidade de dados necessária
para descrever a instância. O tamanho de uma instância é descrito, em geral, por um
só número natural, mas às vezes é conveniente usar dois ou até mais números. A idéia
de tamanho permite dizer que uma instância é menor ou maior que outra.
No problema da média citado acima, por exemplo, é razoável dizer que o tamanho
da instância (876, −145, 323, 112, 221) é 5 e, em geral, que o tamanho de uma instân-
cia A[1 . . n] é n. (Dependendo das circunstâncias, entretanto, pode ser mais apropri-
ado adotar o número total de dígitos decimais de A[1 . . n] como tamanho da instância.
Nesse caso, a instância (876, −145, 323, 112, 221) terá tamanho 15 ou, se o leitor assim
preferir, 16.)
1.2 Consumo de tempo de algoritmos
Dizemos que um algoritmo resolve um problema se, ao receber a descrição de uma
instância do problema, devolve uma solução da instância (ou informa que a instância
não tem solução). Para cada instância do problema, o algoritmo consome uma quanti-
dade de tempo diferente. Digamos que o algoritmo consome T(I) unidades de tempo
para processar a instância I. A relação entre T(I) e o tamanho de I dá uma medida da
eﬁciência do algoritmo.
Em geral, um problema tem muitas instâncias diferentes de um mesmo tamanho.
Isto exige a introdução dos conceitos de “pior caso” e “melhor caso”. Dado um algo-
ritmo A para o problema e um número natural n, seja T∗(n) o máximo de T(I) para
todas as instâncias I de tamanho n do problema. Dizemos que
T∗ mede o consumo de tempo de A no pior caso.
De modo análogo, seja T∗(n) o mínimo de T(I) para todas as instância I de tamanho n.
Dizemos que T∗ mede o consumo de A no melhor caso.
Por exemplo, um algoritmo pode consumir 200n unidades de tempo no melhor
caso e 10n2 + 100n unidades no pior. (Estou ignorando os valores pequenos de n, para
os quais 200n é maior que 10n2 + 100n.)
Nas nossas análises, suporemos quase sempre (o Capítulo 7 é uma exceção) que
uma execução de cada linha de pseudocódigo consome uma quantidade de tempo que
não depende do tamanho da instância submetida ao algoritmo. (Para isso, será neces-
sário descrever os algoritmos de maneira suﬁcientemente detalhada.) Em particular,
suporemos quase sempre que o consumo de tempo das operações aritméticas (adição,
multiplicação, comparação, atribuição, etc.) não depende do tamanho dos números
envolvidos.

1.3 Recursão e algoritmos recursivos
Muitos problemas computacionais têm a seguinte propriedade: cada solução de uma
instância do problema contém soluções de instâncias menores do mesmo problema.
Dizemos que tais problemas têm estrutura recursiva. Para resolver um problema desse
tipo, aplique o seguinte método: se a instância dada é pequena, resolva-a diretamente
(use força bruta se necessário); se a instância é grande,
1. reduza-a a uma instância menor,
2. encontre uma solução S da instância menor,
3. use S para construir uma solução da instância original.
A aplicação desse método produz um algoritmo recursivo.
Para provar que um algoritmo recursivo está correto, basta fazer uma indução ma-
temática no tamanho das instâncias. Antes de empreender a prova, é essencial colocar
no papel, de maneira precisa e completa, a relação entre o que o algoritmo recebe e
o que devolve.
Exemplo 1: soma dos elementos positivos de um vetor. O seguinte algoritmo
recursivo recebe um vetor A[1 . . n] de números inteiros, com n ≥ 0, e devolve a soma
dos elementos positivos do vetor:3
SOMAPOSITIVOS (A, n)
1 se n = 0
2 então devolva 0
3 senão s ← SOMAPOSITIVOS (A, n − 1)
4 se A[n] > 0
5 então devolva s + A[n]
6 senão devolva s
A prova da correção do algoritmo é uma indução em n. Se n = 0, é evidente que
o algoritmo dá a resposta correta. Agora tome n ≥ 1. Podemos supor, por hipótese de
indução, que SOMAPOSITIVOS com argumentos A e n − 1 produz o resultado prome-
tido. Portanto, no início da linha 4, s é a soma dos elementos positivos de A[1 . . n−1].
A partir de s, as linhas 4 a 6 calculam corretamente a soma dos elementos positivos de
A[1 . . n].
Exemplo 2: logaritmo truncado. O piso de um número não-negativo x é o único
número natural i tal que i ≤ x < i + 1. O piso de x é denotado por x .
Para todo número natural n ≥ 1, o piso do logaritmo de n na base 2, denotado por
lg n , é o único número natural k tal que 2k ≤ n < 2k+1.
O seguinte algoritmo recursivo recebe um número natural n ≥ 1 e devolve lg n :
3
Usaremos a excelente notação do livro de Cormen et al. [3] para descrever algoritmos.

12 FEOFILOFF
PISODELOG (n)
1 se n = 1
2 então devolva 0
3 senão devolva PISODELOG ( n/2 ) + 1
Prova da correção do algoritmo: Se n = 1, é evidente que o algoritmo devolve o
valor correto de lg n . Agora tome n ≥ 2 e seja k o número lg n . Queremos mostrar
que o algoritmo devolve k.
Como 2k ≤ n < 2k+1, temos 2k−1 ≤ n/2 < 2k. Como 2k−1 é um número natural,
temos 2k−1 ≤ n/2 < 2k e portanto lg n/2 = k − 1. Como n/2 < n, podemos
supor, por hipótese de indução, que o valor da expressão PISODELOG ( n/2 ) é k − 1.
Portanto, o algoritmo devolve k − 1 + 1 = k, como queríamos provar.
1.4 Convenções de notação
Para concluir esta introdução, estabelecemos algumas convenções de notação. Denota-
remos por N o conjunto {0, 1, 2, 3, . . .} dos números naturais (que coincide com o dos
inteiros não-negativos). O conjunto N − {0} será denotado por N>
. O conjunto dos
números reais será denotado por R. O conjunto dos reais não-negativos e o dos reais
estritamente positivos serão denotados por R≥
e por R>
respectivamente.
Como já dissemos acima, o piso de um número x em R≥
é o único número i em N
tal que i ≤ x < i + 1. O teto de x é o único número j em N tal que j − 1 < x ≤ j. O piso
e o teto de x são denotados por x e x respectivamente.
Denotaremos por lg n o logaritmo de um número n na base 2. Portanto, lg n =
log2 n.

Capítulo 2
Comparação assintótica de funções
É desejável exprimir o consumo de tempo de um algoritmo de uma maneira que não
dependa da linguagem de programação, nem dos detalhes de implementação, nem do
computador empregado. Para tornar isto possível, é preciso introduzir um modo gros-
seiro de comparar funções. (Estou me referindo às funções — no sentido matemático da
palavra — que exprimem a dependência entre o consumo de tempo de um algoritmo e
o tamanho de sua “entrada”.)
Essa comparação grosseira só leva em conta a “velocidade de crescimento” das
funções. Assim, ela despreza fatores multiplicativos (pois a função 2n2, por exemplo,
cresce tão rápido quanto 10n2) e despreza valores pequenos do argumento (a função
n2 cresce mais rápido que 100n, embora n2 seja menor que 100n quando n é pequeno).
Dizemos que esta maneira de comparar funções é assintótica.
Há três tipos de comparação assintótica: uma com sabor de “≤”, outra com sabor
de “≥”, e uma terceira com sabor de “=”.
2.1 Notação O
Dadas funções F e G de N em R≥
, dizemos que F está em O(G) se existem c e n0 em N>
tais que
F(n) ≤ c · G(n)
para todo n ≥ n0. A mesma coisa pode ser dita assim: existe c em N>
tal que F(n) ≤
c · G(n) para todo n suﬁcientemente grande. Em lugar de “F está em O(G)”, podemos
dizer “F é O(G)”, “F ∈ O(G)” e até “F = O(G)”.
Exemplo 1: 100n está em O(n2), pois 100n ≤ n · n = n2 para todo n ≥ 100.
Exemplo 2: 2n3+100n está em O(n3). De fato, para todo n ≥ 1 temos 2n3+100n ≤
2n3 + 100n3 ≤ 102n3. Eis outra maneira de provar que 2n3 + 100n está em O(n3): para
todo n ≥ 100 tem-se 2n3 + 100n ≤ 2n3 + n · n · n = 3n3.
Exemplo 3: n1.5 está em O(n2), pois n1.5 < n0.5n1.5 = n2 para todo n ≥ 1.
Exemplo 4: n2/10 não está em O(n). Eis uma prova deste fato. Tome qualquer c
13

14 FEOFILOFF
em N>
. Para todo n > 10c temos n2/10 = n · n/10 > 10c · n/10 = cn. Logo, não é
verdade que n2/10 ≤ cn para todo n suficientemente grande.
Exemplo 5: 2n está em O(2n). De fato, 2n ≤ 2n para todo n ≥ 1, como provaremos
por indução em n. Prova: Se n = 1, a afirmação é verdadeira pois 2 · 1 = 21. Agora
tome n ≥ 2 e suponha, a título de hipótese de indução, que 2(n − 1) ≤ 2n−1. Então
2n ≤ 2(n + n − 2) = 2(n − 1) + 2(n − 1) ≤ 2n−1 + 2n−1 = 2n, como queríamos
demonstrar.
A seguinte regra da soma é útil: se F e F estão ambas em O(G) então F + F
também está em O(G). Eis uma prova da regra. Por hipótese, existem números c
e n0 tais que F(n) ≤ cG(n) para todo n ≥ n0. Analogamente, existem c e n0 tais
que F (n) ≤ c G(n) para todo n ≥ n0. Então, para todo n ≥ max(n0, n0), tem-se
F(n) + F (n) ≤ (c + c )G(n).
Exemplo 6: Como 2n3 e 100n estão ambas em O(n3), a função 2n3 + 100n também
está em O(n3).
Nossa definição da notação O foi formulada para funções de N em R≥
, mas ela pode
ser estendida, da maneira óbvia, a funções que não estão definidas ou são negativas
para valores pequenos do argumento.
Exemplo 7: Embora n2 − 100n não esteja em R≥
quando n < 100, podemos dizer
que n2 − 100n é O(n2), pois n2 − 100n ≤ n2 para todo n ≥ 100.
Exemplo 8: Embora lg n não esteja definida quando n = 0, podemos dizer que lg n
está em O(n). De fato, se tomarmos o logaritmo da desigualdade n ≤ 2n do Exemplo 5,
veremos que lg n ≤ n para todo n ≥ 1.
Exemplo 9: n lg n está em O(n2). Segue imediatamente do Exemplo 8.
Exercícios
2.1 Critique a afirmação “n2
− 100n está em O(n2
) para todo n ≥ 100”.
2.2 Mostre que lg n está em O(n0.5
).
2.2 Notação Ômega
Dadas funções F e G de N em R≥
, dizemos que F está em Ω(G) se existe c em N>
tal
que
F(n) ≥
1
c
· G(n)
para todo n suficientemente grande. É claro que Ω é “inversa” de O, ou seja, uma
função F está em Ω(G) se e somente se G está em O(F).
Exemplo 10: n3 + 100n está em Ω(n3), pois n3 + 100n ≥ n3 para todo n.
A definição da notação Ω pode ser estendida, da maneira óbvia, a funções F ou G
que estão definidas e são não-negativas apenas para valores grandes de n.

Exemplo 11: n2 − 2n é Ω(n2). De fato, temos 2n ≤ 1
2n2 para todo n ≥ 4 e portanto
n2 − 2n ≥ n2 − 1
2n2 = 1
2n2.
Exemplo 12: n lg n está em Ω(n). De fato, para todo n ≥ 2 tem-se lg n ≥ 1 e
portanto n lg n ≥ n.
Exemplo 13: 100n não está em Ω(n2). Tome qualquer c em N>
. Para todo n >
100c, tem-se 100 < 1
c n e portanto 100n < 1
c n2.
Exemplo 14: n não é Ω(2n). Basta mostrar que para qualquer c em N>
tem-se
n < 1
c 2n para todo n suficientemente grande. Como todo c é menor que alguma po-
tência de 2, basta mostrar que, para qualquer k em N>
, tem-se n ≤ 2−k2n para todo n
suficientemente grande. Especificamente, mostraremos que n ≤ 2n−k para todo n ≥ 2k.
A prova é por indução em n. Se n = 2k, temos k ≤ 2k−1 conforme o Exemplo 5
com k no papel de n, e portanto n = 2k ≤ 2 · 2k−1 = 2k = 22k−k = 2n−k. Agora tome
n ≥ 2k + 1 e suponha, a título de hipótese de indução, que n − 1 ≤ 2n−1−k. Então
n ≤ n + n − 2 = n − 1 + n − 1 = 2 · (n − 1) ≤ 2 · 2n−1−k = 2n−k, como queríamos
demonstrar.
Exercícios
2.3 Mostre que 2n−1
está em Ω(2n
).
2.4 Mostre que lg n não é Ω(n).
2.3 Notação Teta
Dizemos que F está em Θ(G) se F está em O(G) e também em Ω(G), ou seja, se existem
c e c em N>
tais que
1
c
· G(n) ≤ F(n) ≤ c · G(n)
para todo n suficientemente grande. Se F está em Θ(G), diremos que F é proporcional
a G, ainda que isto seja um tanto incorreto.
Exemplo 15: Para qualquer a em R>
e qualquer b em R, a função an2 + bn está
em Θ(n2).
Exercício
2.5 Mostre que n(n + 1)/2 e n(n − 1)/2 estão em Θ(n2
).
2.4 Consumo de tempo de algoritmos
Seja A um algoritmo para um problema cujas instâncias têm tamanho n. Se a função
que mede o consumo de tempo de A no pior caso está em O(n2), por exemplo, podemos

16 FEOFILOFF
usar expressões como
“A consome O(n2) unidades de tempo no pior caso”
e “A consome tempo O(n2) no pior caso”. Podemos usar expressões semelhantes com
Ω ou Θ no lugar de O e “melhor caso” no lugar de “pior caso”.
(Se A consome tempo O(n2) no pior caso, também consome O(n2) em qualquer
caso. Analogamente, se consome Ω(n2) no melhor caso, também consome Ω(n2) em
qualquer caso. Mas não podemos dispensar a cláusula “no pior caso” em uma aﬁrma-
ção como “A consome tempo Ω(n2) no pior caso”.)
Linear, quadrático, ene-log-ene. Um algoritmo é linear se consome tempo Θ(n)
no pior caso. É fácil entender o comportamento de um tal algoritmo: quando o tama-
nho da “entrada” dobra, o algorimo consome duas vezes mais tempo; quando o tama-
nho é multiplicado por uma constante c, o consumo de tempo também é multiplicado
por c. Algoritmos lineares são considerados muito rápidos.
Um algoritmo é ene-log-ene se consome tempo Θ(n lg n) no pior caso. Se o tama-
nho da “entrada” dobra, o consumo dobra e é acrescido de 2n; se o tamanho é multi-
plicado por uma constante c, o consumo é multiplicado por c e acrescido de um pouco
mais que cn.
Um algoritmo é quadrático se consome tempo Θ(n2) no pior caso. Se o tamanho
da “entrada” dobra, o consumo quadruplica; se o tamanho é multiplicado por uma
constante c, o consumo é multiplicado por c2.
Polinomial e exponencial. Um algoritmo é polinomial se consome tempo O(nk)
no pior caso, sendo k um número natural. Por exemplo, é polinomial qualquer algo-
ritmo que consome O(n100) unidades de tempo. Apesar desse exemplo, algoritmos
polinomiais são considerados rápidos.
Um algoritmo é exponencial se consome tempo Ω(an) no pior caso, sendo a um
número real maior que 1. Por exemplo, é exponencial qualquer algoritmo que consome
Ω(1.1n) unidades de tempo. Se n é multiplicado por 10, por exemplo, o consumo de
tempo de um tal algoritmo é elevado à potência 10. Algoritmos exponenciais não são
polinomiais.
Exercício
2.6 Suponha que dois algoritmos, A e B, resolvem um mesmo problema. Suponha que o ta-
manho das instâncias do problema é medido por um parâmetro n. Em quais dos seguintes
casos podemos aﬁrmar que A é mais rápido que B? Caso 1: A consome tempo O(lg n) no
pior caso e B consome tempo O(n3
) no pior caso. Caso 2: A consome O(n2
lg n) unida-
des de tempo no pior caso e B consome Ω(n2
) unidades de tempo no pior caso. Caso 3:
No pior caso, A consome O(n2
) unidades de tempo e B consome Ω(n2
lg n) unidades de
tempo.

Capítulo 3
Solução de recorrências
A habilidade de resolver recorrências é importante para a análise do consumo de tempo
de algoritmos recursivos. Uma recorrência é uma fórmula que define uma função,
digamos F, em termos dela mesma. Mais precisamente, define F(n) em termos de
F(n − 1), F(n − 2), F(n − 3), etc.
Uma solução de uma recorrência é uma fórmula que exprime F(n) diretamente em
termos de n. Para as aplicações à análise de algoritmos, uma fórmula exata para F(n)
não é necessária: basta mostrar que F está em Θ(G) para alguma função G definida
explicitamente em termos de n.
3.1 Exemplo 1
Seja F uma função de N em R>
. Suponha que F(1) = 1 e F satisfaz a recorrência
F(n) = 2F(n − 1) + 1 (3.1)
para todo n ≥ 2. Eis alguns valores da função: F(2) = 3, F(3) = 7, F(4) = 15. É fácil
“desenrolar” a recorrência:
F(n) = 2F(n − 1) + 1
= 2(2F(n − 2) + 1) + 1
= 4F(n − 2) + 3
= · · ·
= 2j
F(n − j) + 2j
− 1
= 2n−1
F(1) + 2n−1
− 1 .
Concluímos assim que
F(n) = 2n
− 1 (3.2)
para todo n ≥ 1. (Não temos informações sobre o valor de F(0).) Portanto, F está
em Θ(2n).
17

18 FEOFILOFF
Exercícios
3.1 Confira a fórmula (3.2) por indução em n.
3.2 Sejam a, b e n0 três números naturais e suponha que F(n0) = a e F(n) = 2F(n − 1) + b
para todo n > n0. Mostre que F está em Θ(2n
).
3.2 Exemplo 2
Suponha que uma função F de N em R>
satisfaz a seguinte recorrência:
F(n) = F(n − 1) + n (3.3)
para todo n ≥ 2. Suponha ainda que F(1) = 1. Teremos, em particular, F(2) = 2F(1)+
2 = 3 e F(3) = 2F(2) + 3 = 6.
A recorrência pode ser facilmente “desenrolada”: F(n) = F(n − 1) + n = F(n −
2) + (n − 1) + n = · · · = F(1) + 2 + 3 + · · · + (n − 1) + n = 1 + 2 + 3 + · · · + (n − 1) + n.
Concluímos assim que
F(n) = 1
2(n2 + n) (3.4)
para todo n ≥ 1. (Não temos informações sobre o valor de F(0).) Portanto, F está
em Θ(n2).
Recorrências semelhantes. O valor de F(1) tem pouca influência sobre o resul-
tado. Se tivéssemos F(1) = 10, por exemplo, a fórmula (3.4) seria substituída por
F(n) = 1
2(n2 + n) + 9, e esta função também está em Θ(n2).
O ponto a partir do qual (3.3) começa a valer também tem pouca influência sobre a
solução da recorrência. Se (3.3) valesse apenas a partir de n = 5, por exemplo, teríamos
F(n) = 1
2(n2 + n) + F(4) − 10 no lugar de (3.4), e esta função também está em Θ(n2).
Exercícios
3.3 Confira (3.4) por indução em n.
3.4 Suponha que F satisfaz a recorrência F(n) = F(n − 1) + 3n + 2 para n = 2, 3, 4, ... Mostre
que se F(1) = 1 então F(n) = 3n2
/2 + 7n/2 − 4 para todo n ≥ 2. Conclua que F está
em Θ(n2
).
3.5 Sejam a, b e c três números naturais e suponha que F satisfaz as seguintes condições:
F(n0) = a e F(n) = F(n − 1) + bn + c para todo n > n0. Mostre que F está em Θ(n2
).
3.6 Suponha que F(n) = F(n − 1) + 7 para n = 2, 3, 4, ... Mostre que se F(1) = 1 então
F(n) = 7n − 6 para todo n ≥ 1. Conclua que F está em Θ(n).
3.3 Exemplo 3
Seja F uma função que leva N em R>
. Suponha que F satisfaz a recorrência
F(n) = 2F( n/2 ) + n (3.5)

para todo n ≥ 2. (Não faz sentido trocar “ n/2 ” por “n/2” pois n/2 não está em N
quando n é ímpar.) Suponha ainda que F(1) = 1 (e portanto F(2) = 4, F(3) = 5, etc.)
É mais fácil entender (3.5) quando n é uma potência de 2, pois nesse caso n/2 se
reduz a n/2. Se n = 2j, temos
F(2j
) = 2F(2j−1
) + 2j
= 22
F(2j−2
) + 21
2j−1
+ 2j
= 23
F(2j−3
) + 22
2j−2
+ 21
2j−1
+ 2j
= 2j
F(20
) + 2j−1
21
+ · · · + 22
2j−2
+ 21
2j−1
+ 20
2j
= 2j
20
+ 2j−1
21
+ · · · + 22
2j−2
+ 21
2j−1
+ 20
2j
= (j + 1)2j
= j2j + 2j . (3.6)
Para ter certeza, podemos conferir esta fórmula por indução em j. Se j = 1, temos
F(2j) = 4 = (j + 1)2j. Agora tome j ≥ 2. De acordo com (3.5), F(2j) = 2F(2j−1) + 2j.
Por hipótese de indução, F(2j−1) = 2j−1j. Logo, F(2j) = 2·2j−1j +2j = 2jj +2j, como
queríamos mostrar.
Como 2j = n, a expressão (3.6) pode ser reescrita assim:
F(n) = n lg n + n (3.7)
quando n é potência de 2. Embora esta fórmula só se aplique às potências de 2, po-
demos usá-la para obter cotas superior e inferior válidas para todo n suﬁcientemente
grande. O primeiro passo nessa direção é veriﬁcar que F é crescente, ou seja, que
F(n) < F(n + 1) (3.8)
para todo n ≥ 1. A prova é uma indução em n. Se n = 1, temos F(n) = 1 < 4 =
F(n + 1). Agora tome n ≥ 2. Se n é par então F(n) < F(n) + 1 = 2F(n
2 ) + n + 1 =
2F( n+1
2 )+n+1 = F(n+1), em virtude de (3.5). Agora suponha n ímpar. Por hipótese
de indução, F(n−1
2 ) ≤ F(n−1
2 + 1) = F(n+1
2 ). Logo, por (3.5),
F(n) = 2F(n−1
2 ) + n ≤ 2F(n+1
2 ) + n < 2F(n+1
2 ) + n + 1 = F(n + 1) .
Mostramos assim que F é crescente.
Agora podemos calcular uma boa cota superior para F a partir de (3.7). Mostrare-
mos que
F(n) ≤ 6n lg n (3.9)
para todo n ≥ 2. Tome o único j em N tal que 2j ≤ n < 2j+1. Em virtude de (3.8),
F(n) < F(2j+1). Em virtude de (3.6), F(2j+1) = (j + 2)2j+1 ≤ 3j2j+1 = 6j2j. Como
j ≤ lg n, temos 6j2j ≤ 6n lg n.
Uma boa cota inferior para F também pode ser calculada a partir de (3.7): mostra-
remos que
F(n) ≥ 1
2n lg n (3.10)

20 FEOFILOFF
para todo n ≥ 2. Tome o único j em N tal que 2j ≤ n < 2j+1. Em virtude de (3.8)
e (3.6), temos F(n) ≥ F(2j) = (j + 1)2j = 1
2(j + 1)2j+1. Como lg n < j + 1, temos
1
2(j + 1)2j+1 > 1
2n lg n.
De (3.9) e (3.10), concluímos que F está em Θ(n lg n).
Recorrências semelhantes. O ponto n0 a partir do qual a recorrência (3.5) começa
a valer, bem como os valores de F(1), F(2), ..., F(n0 − 1), têm pouca inﬂuência so-
bre a solução da recorrência: quaisquer que sejam esses valores iniciais, F estará em
Θ(n lg n). Se (3.5) vale apenas para n ≥ 3, por exemplo, teremos n lg n + F(2)−2
2 n no
lugar de (3.7).
A parcela n na expressão 2F( n/2 )+n também pode ser ligeiramente alterada sem
que F saia de Θ(n lg n). Assim, quaisquer que sejam c > 0 e d, se F(n) = 2F( n/2 ) +
cn + d então F está em Θ(n lg n).
Finalmente, podemos trocar “2F( n/2 )” por “2F( n/2 )” ou até mesmo por
“F( n/2 ) + F( n/2 )” sem que F saia de Θ(n lg n).
Mas o fator 2 que multiplica “F( n/2 )” é crítico: se este fator for alterado, a função
F deixará de pertencer a Θ(n lg n).
Exercícios
3.7 Suponha que um função F de N em R>
satisfaz a recorrência F(n) = F( n/2 ) + 1 para
todo n ≥ 2. Mostre que F está em Θ(lg n).
3.8 Seja F uma função de N em R>
tal que F(n) = 2F( n/2 ) + 1 para todo n ≥ 2. Mostre que
F está em Θ(n).
3.9 Seja F um função de N em R>
tal que F(n) = 4F( n/2 ) + n quando n ≥ 2. Mostre que
F está em Θ(n2
). Sugestão: mostre que 1
4 n2
≤ F(n) ≤ 8n2
para todo n suﬁcientemente
grande.
3.4 Exemplo 4
Seja F um função de N em R>
. Suponha que
F(n) = 3F( n/2 ) + n (3.11)
para todo n ≥ 2. Suponha ainda que F(1) = 1. Para começar a entender o comporta-
mento de F, considere os valores de n que são potências de 2. Quando n = 2j, temos
F(2j
) = 3F(2j−1
) + 2j
= 32
F(2j−2
) + 31
2j−1
+ 2j
= 33
F(2j−3
) + 32
2j−2
+ 31
2j−1
+ 2j
= 3j
F(20
) + 3j−1
21
+ · · · + 32
2j−2
+ 31
2j−1
+ 30
2j
= 3j
20
+ 3j−1
21
+ · · · + 32
2j−2
+ 31
2j−1
+ 30
2j

= 2j
(3/2)j
+ (3/2)j−1
+ · · · + (3/2)2
+ (3/2)1
+ (3/2)0
= 2j (3/2)j+1 − 1
3/2 − 1
= 2j+1
(3/2)j+1
− 1
= 3j+1
− 2j+1
. (3.12)
Observe que 3j = (2lg 3)j = (2j)lg 3 = nlg 3. (A título de curiosidade, lg 3 fica entre 1.584
e 1.585.) Portanto, a fórmula (3.12) pode ser reescrita assim:
F(n) = 3nlg 3
− 2n
para toda potência n de 2. Embora esta fórmula só valha para as potências de 2, po-
demos usá-la para obter cotas superior e inferior válidas para todo n suficientemente
grande. A primeira providência nessa direção é certificar-se de que F é crescente:
F(n) < F(n + 1)
para todo n ≥ 1. A prova é análoga à de (3.8). Agora estamos em condições de calcular
uma boa cota superior para F:
F(n) ≤ 9nlg 3
(3.13)
para todo n ≥ 1. Tome j em N tal que 2j ≤ n < 2j+1. Como F é crescente, (3.12) garante
que F(n) < F(2j+1) = 3j+2 − 2j+2 ≤ 3j+2 = 9 · (2j)lg 3 ≤ 9nlg 3, como queríamos
mostrar. Também podemos calcular uma boa cota inferior:
F(n) ≥ 1
3nlg 3 (3.14)
para todo n ≥ 1. Tome j em N tal que 2j ≤ n < 2j+1. Como F é crescente, (3.12) garante
que F(n) ≥ F(2j) = 3j+1 −2j+1 = 3j +2·3j −2·2j ≥ 3j = 1
33j+1 = 1
3(2j+1)lg 3 > 1
3nlg 3,
como queríamos demonstrar.
As relações (3.13) e (3.14) mostram que F está em Θ(nlg 3).
Recorrências semelhantes. Se (3.11) valesse apenas quando n ≥ n0, a função F
continuaria em Θ(nlg 3) quaisquer que fossem os valores de F( n0/2 ), F( n0/2 + 1),
..., F(n0 − 1).
Além disso, F continuará em Θ(nlg 3) se (3.11) for substituída por F(n) =
3F( n/2 ) + cn + d, quaisquer que sejam c > 0 e d. Também continuará em Θ(nlg 3) se
“3F( n/2 )” for trocado por “2F( n/2 ) + F( n/2 )” ou até mesmo por “2F( n/2 ) +
F( n/2 + 1)”.
Exercício
3.10 Confira a formula (3.12) por indução em j.

22 FEOFILOFF
3.5 Teorema mestre
O seguinte teorema dá a solução de muitas recorrências semelhantes às das Seções 3.3
e 3.4. Sejam a, k e c números em N>
, N e R>
respectivamente. Seja F uma função de N
em R>
tal que
F(n) = a F
n
2
+ cnk
(3.15)
para n = 21, 22, 23, ... Suponha ainda que F é assintoticamente não-decrescente, ou
seja, que existe n1 tal que F(n) ≤ F(n + 1) para todo n ≥ n1. Nessas condições,
se lg a > k então F está em Θ(nlg a), (3.16)
se lg a = k então F está em Θ(nk lg n), (3.17)
se lg a < k então F está em Θ(nk). (3.18)
(Recorrências como (3.15) aparecem na análise de algoritmos baseados na estraté-
gia da divisão e conquista: dada uma instância de tamanho n, divida a instância em a
partes de tamanho n/2, resolva essas subinstâncias, e combine as soluções em tempo
limitado por cnk.)
Generalização. O teorema pode ser generalizado como segue. Sejam a ≥ 1, b ≥ 2,
k ≥ 0 e n0 ≥ 1 números em N e seja c um número em R>
. Seja F é uma função de N
em R>
tal que
F(n) = a F
n
b
+ cnk
(3.19)
para n = n0b1, n0b2, n0b3, ... Suponha ainda que F é assintoticamente não-decrescente.
Nessas condições,
se lg a/ lg b > k então F está em Θ(nlg a/ lg b), (3.20)
se lg a/ lg b = k então F está em Θ(nk lg n), (3.21)
se lg a/ lg b < k então F está em Θ(nk). (3.22)
A prova deste teorema pode ser encontrada na Seção 4.7 do livro de Brassard e
Bratley [2] e na Seção 4.4 do livro de Cormen et al. [3].
Exemplo A. Seja c um número em R>
e seja F uma função de N em R>
tal que
F(n) = F( n/2 ) + 2F( n/2 ) + cn para todo n ≥ 2. Nessas condições, F é não-
decrescente e portanto (3.16) garante que F está em Θ(nlg 3). (Compare com o resultado
da Seção 3.4.)
Exemplo B. Sejam a e k números em N tais que a > 2k e seja c um número em R>
.
Seja F é uma função de N em R>
tal que F(n) = aF n/2 + cnk para todo n ≥ 1.
Nessas condições, F é não-decrescente e portanto (3.16) garante que F está em Θ(nlg a).

Notas bibliográﬁcas
Este capítulo foi baseada na Seção 4.7 do livro de Brassard e Bratley [2]. Veja também o
verbete Master theorem na Wikipedia.

Capítulo 4
Ordenação de vetor
Um vetor A[p . . r] é crescente se A[p] ≤ A[p + 1] ≤ · · · ≤ A[r]. A tarefa de colocar
um vetor em ordem crescente é um dos problemas computacionais mais conhecidos e
bem-estudados.
Problema da Ordenação: Rearranjar um vetor A[p . . r] em ordem crescente.
4.1 Algoritmo Mergesort
O seguinte algoritmo é uma solução eﬁciente do Problema da Ordenação:
MERGESORT (A, p, r)
1 se p < r
2 então q ← (p + r)/2
3 MERGESORT (A, p, q)
4 MERGESORT (A, q+1, r)
5 INTERCALA (A, p, q, r)
A rotina INTERCALA rearranja o vetor A[p . . r] em ordem crescente supondo que os
subvetores A[p . . q] e A[q+1 . . r] são ambos crescentes.
O algoritmo está correto. Adote o número n := r − p + 1 como tamanho da ins-
tância (A, p, r) do problema. Se n ≤ 1, o vetor tem no máximo 1 elemento e portanto
não fazer nada é a ação correta. Suponha agora que n ≥ 2. Nas linhas 3 e 4, o algo-
ritmo é aplicado a instâncias do problema que têm tamanho estritamente menor que n
(tamanho n/2 na linha 3 e tamanho n/2 na linha 4). Assim, podemos supor, por
hipótese de indução, que no início da linha 5 os vetores A[p . . q] e A[q+1 . . r] estão em
ordem crescente. Graças à ação de INTERCALA, A[p . . r] estará em ordem crescente no
ﬁm da linha 5.
25

26 FEOFILOFF
p q q+1 r
111 333 555 555 777 888 222 444 777 999 999
Figura 4.1: Vetor A no início da linha 5 do algoritmo.
Consumo de tempo. Seja T(n) o tempo que o algoritmo consome, no pior caso,
para processar uma instância de tamanho n. Então
T(n) = T( n/2 ) + T( n/2 ) + n .
As parcelas T( n
2 ) e T( n
2 ) correspondem às linhas 3 e 4. A parcela n representa o
consumo de tempo da linha 5, uma vez que o algoritmo INTERCALA pode ser imple-
mentado de maneira a consumir tempo proporcional a n. (Veja o Exercício 4.1 abaixo.)
Como vimos nas Seções 3.3 e 3.5, a função T está em
Θ(n lg n) .
O consumo de tempo do algoritmo no melhor caso também está em Θ(n lg n).
Exercício
4.1 Descreva em pseudocódigo o algoritmo INTERCALA mencionado acima. Mostre que o
consumo de tempo do algoritmo é Θ(n).
4.2 Divisão e conquista
O algoritmo MERGESORT emprega a estratégia da divisão e conquista: a instância origi-
nal do problema é dividida em duas instâncias menores, essas instâncias são resolvidas
recursivamente, e as soluções são combinadas para produzir uma solução da instância
original.
O segredo do sucesso está no fato de que o processo de divisão (que está na linha 2,
nesse caso) e o processo da combinação (que acontece na linha 5) consomem pouco
tempo.
A estratégia da divisão e conquista rende algoritmos eﬁcientes para muitos proble-
mas. Veremos exemplos nos capítulos seguintes.

Capítulo 5
Segmento de soma máxima
Imagine uma grandeza que evolui com o tempo, aumentando ou diminuindo uma vez
por dia, de maneira irregular. Dado o registro das variações diárias desta grandeza
ao longo de um ano, queremos encontrar um intervalo de tempo em que a variação
acumulada tenha sido máxima. Este capítulo, inspirado no livro de Bentley [1], estuda
três algoritmos para o problema. Cada algoritmo é mais eﬁciente que o anterior; cada
algoritmo usa uma estratégia diferente.
5.1 O problema
Um segmento de um vetor A[p . . r] é qualquer subvetor da forma A[i . . k], com p ≤ i ≤
k ≤ r. A condição i ≤ k garante que o segmento não é vazio.1 A soma de um segmento
A[i . . k] é o número A[i] + A[i + 1] + · · · + A[k].
A solidez de um vetor A[p . . r] é a soma de um segmento de soma máxima. (O
termo “solidez” é apenas uma conveniência local e não será usado fora deste capítulo.)
Problema do Segmento de Soma Máxima: Calcular a solidez de um vetor
A[p . . r] de números inteiros.
Se o vetor não tem elementos negativos, sua solidez é a soma de todos os elementos.
Por outro lado, se todos os elementos são negativos então a solidez do vetor é o valor
de seu elemento menos negativo.
20 −30 15 −10 30 −20 −30 30
Figura 5.1: A cor mais clara destaca um segmento de soma máxima.
A solidez do vetor é 35.
1
Teria sido mais “limpo” e natural aceitar segmentos vazios. Mas a discussão ﬁca ligeiramente mais
simples se nos limitarmos aos segmentos não-vazios.
27

28 FEOFILOFF
5.2 Primeiro algoritmo
Se aplicarmos cegamente a definição de solidez, teremos que examinar todos os pares
ordenados (i, j) tais que p ≤ i ≤ j ≤ r. Esse algoritmo consumiria Θ(n3) unidades de
tempo. Mas é possivel fazer algo mais eficiente:
SOLIDEZI (A, p, r)
1 x ← A[r]
2 para q ← r − 1 decrescendo até p faça
3 s ← 0
4 para j ← q até r faça
5 s ← s + A[j]
6 se s > x então x ← s
7 devolva x
O algoritmo está correto. A cada passagem pela linha 2, imediatamente antes da
comparação de q com p,
x é a solidez do vetor A[q+1 . . r].
Este invariante mostra que o algoritmo está correto, pois na última passagem pela li-
nha 2 teremos q = p − 1 e então x será a solidez do A[p . . r].
Consumo de tempo. Adote n := r − p + 1 como medida do tamanho da instância
A[p . . r] do nosso problema. O consumo de tempo do algoritmo será medido em relação
a n.
Podemos supor que uma execução de qualquer das linhas do algoritmo consome
uma quantidade de tempo que não depende de n. Para cada valor fixo de q, o bloco de
linhas 5-6 é repetido r − q + 1 vezes. Como q decresce de r − 1 até p, o número total de
repetições do bloco de linhas 5-6 é
r−1
q=p
(r − q + 1) = n + (n − 1) + · · · + 3 + 2 = 1
2(n2
+ n − 2) .
Portanto, o consumo de tempo está em Θ(n2), tanto no pior quanto no melhor caso.
O algoritmo é ineficiente porque a soma de cada segmento é recalculada muitas ve-
zes. Por exemplo, a soma de A[10 . . r] é refeita durante o cálculo das somas de A[9 . . r],
A[8 . . r], etc. O algoritmo da próxima seção procura remediar esta ineficiência.
Exercícios
5.1 Modifique o algoritmo SOLIDEZI de modo que ele devolva um par (i, k) de índices tal que
a soma A[i] + · · · + A[k] é a solidez de A[p . . r].
5.2 Escreva um algoritmo análogo a SOLIDEZI para tratar da variante do problema que admite
segmentos vazios. Nessa variante, um segmento A[i . . k] é vazio se i = k + 1. A soma de
um segmento vazio é 0.

5.3 Segundo algoritmo: divisão e conquista
Nosso segundo algoritmo usa a estratégia da divisão e conquista (veja a Seção 4.2),
que consiste em dividir a instância dada ao meio, resolver cada uma das metades e
ﬁnalmente juntar as duas soluções. O algoritmo devolve a solidez do vetor A[p . . r]
supondo p ≤ r:
SOLIDEZII (A, p, r)
1 se p = r
2 então devolva A[p]
3 senão q ← (p + r)/2
4 x ← SOLIDEZII (A, p, q)
5 x ← SOLIDEZII (A, q + 1, r)
6 y ← s ← A[q]
7 para i ← q − 1 decrescendo até p faça
8 s ← A[i] + s
9 se s > y então y ← s
10 y ← s ← A[q + 1]
11 para j ← q + 2 até r faça
12 s ← s + A[j]
13 se s > y então y ← s
14 x ← max (x , y + y , x )
15 devolva x
O algoritmo está correto. Seja n := r − p + 1 o número de elementos do vetor
A[p . . r]. Se n = 1, é claro que a resposta do algoritmo está correta. Suponha agora que
n ≥ 2. Depois da linha 4, por hipótese de indução, x é a solidez de A[p . . q]. Depois da
linha 5, x é a solidez de A[q+1 . . r]. Depois do bloco de linhas 6-13, y + y é a maior
soma da forma A[i] + · · · + A[j] com i ≤ q < j. (Veja o Exercício 5.3.)
Em suma, y + y cuida dos segmentos que contêm A[q] e A[q+1], enquanto x e x
cuidam de todos os demais segmentos. Concluímos assim que o número x calculado
na linha 14 é a solidez de A[p . . r].
p q q+1 r
20 −30 15 −10 30 −20 −30 30
Figura 5.2: Início da linha 14 do algoritmo SOLIDEZII.
Nesse ponto, x = 20, x = 30, y = 5 e y = 30.
Consumo de tempo. Seja T(n) o consumo de tempo do algoritmo no pior caso
quando aplicado a um vetor de tamanho n. O bloco de linhas 6 a 13 examina todos os

30 FEOFILOFF
elementos de A[p . . r] e portanto consome tempo proporcional a n. Temos então
T(n) = T( n/2 ) + T( n/2 ) + n .
A parcela T( n/2 ) descreve o consumo da linha 4 e a parcela T( n/2 ) descreve o con-
sumo da linha 5. Esta recorrência já foi discutida nas Seções 3.3 e 3.5, onde mostramos
que T está em
Θ(n lg n) .
O algoritmo SOLIDEZII é mais eficiente que SOLIDEZI pois n lg n é O(n2) enquanto
n2 não é O(n lg n). Mas SOLIDEZII tem suas próprias ineficiências, pois refaz alguns
cálculos diversas vezes (por exemplo, a soma de A[i . . q] nas linhas 6-9 já foi calculada
durante a execução da linha 4). A próxima seção procura eliminar estas ineficiências.
Exercício
5.3 Prove que depois do bloco de linhas 6-13 do algoritmo SOLIDEZII, y + y é a maior soma
dentre todas as que têm a forma A[i] + · · · + A[j] com i ≤ q < j.
5.4 Terceiro algoritmo: programação dinâmica
Nosso terceiro algoritmo usa a técnica da programação dinâmica, que consiste em ar-
mazenar os resultados de cálculos intermediários numa tabela para evitar que eles se-
jam repetidos.
Mas a técnica não pode ser aplicada diretamente ao nosso problema. Será preciso
tratar do seguinte problema auxiliar, que restringe a atenção aos segmentos terminais
do vetor: dado um vetor A[p . . r], encontrar a maior soma da forma
A[i] + · · · + A[r] ,
com p ≤ i ≤ r. Para facilitar a discussão, diremos que a maior soma desta forma é
a firmeza do vetor A[p . . r]. A solidez do vetor é o máximo das firmezas de A[p . . r],
A[p . . r−1], A[p . . r−2], etc.
A firmeza do vetor tem uma propriedade recursiva que a solidez não tem. Suponha
que A[i]+· · ·+A[r] é a firmeza de A[p . . r]. Se i ≤ r−1 então A[i]+· · ·+A[r−1] é a firmeza
de A[p . . r−1]. (De fato, se A[p . . r−1] tivesse firmeza maior então existiria h ≤ r − 1 tal
que A[h] + · · · + A[r−1] > A[i] + · · · + A[r−1] e portanto teríamos A[h] + · · · + A[r] >
A[i] + · · · + A[r], o que é impossível.)
Se denotarmos a firmeza de A[p . . q] por F[q], podemos resumir a propriedade re-
cursiva por meio de uma recorrência: para qualquer vetor A[p . . r],
F[r] = max F[r−1] + A[r] , A[r] . (5.1)
Em outras palavras, F[r] = F[r − 1] + A[r] e menos que F[r − 1] seja negativo, caso em
que F[r] = A[r].
A recorrência (5.1) serve de base para o seguinte algoritmo, que calcula a solidez
de A[p . . r] supondo p ≤ r:

SOLIDEZIII (A, p, r)
1 F[p] ← A[p]
2 para q ← p + 1 até r faça
3 se F[q − 1] > 0
4 então F[q] ← F[q−1] + A[q]
5 senão F[q] ← A[q]
6 x ← F[p]
7 para q ← p + 1 até r faça
8 se F[q] > x então x ← F[q]
9 devolva x
O algoritmo está correto. A cada passagem pela linha 2, imediatamente antes que
q seja comparado com r, F[q − 1] é a firmeza de A[p . . q−1]. Mais que isso,
F[j] é a firmeza de A[p . . j] (5.2)
para j = q−1, q−2, ..., p+1, p. Logo, no início da linha 6, o fato (5.2) vale para j = p,
p + 1, ..., r.
O bloco de linhas 6-8 escolhe a maior das firmezas. Portanto, no fim do algoritmo,
x é a solidez de A[p . . r].
Consumo de tempo. O algoritmo consome tempo proporcional ao número de
elementos n := r − p + 1 do vetor. O consumo de tempo do algoritmo está em
Θ(n)
e o algoritmo é, portanto, linear.
p r
A 20 −30 15 −10 30 −20 −30 30
F 20 −10 15 5 35 15 −15 30
Figura 5.3: Vetores A e F no fim da execução do algoritmo SOLIDEZIII.
Exercícios
5.4 Os dois processos iterativos de SOLIDEZIII podem ser fundidos num só, evitando-se assim
o uso do vetor F[p . . r]. Uma variável f pode fazer o papel de um elemento genérico do
vetor F. Implemente essa idéia.
5.5 Suponha dada uma matriz A[1 . . n, 1 . . n] de números inteiros (nem todos não-negativos).
Encontrar uma submatriz quadrada de A que tenha soma máxima. (Veja o livro de Ben-
tley [1, p.84].)

32 FEOFILOFF
5.5 Observações sobre programação dinâmica
O algoritmo SOLIDEZIII é um exemplo de programação dinâmica.2 A técnica só se
aplica a problemas dotados de estrutura recursiva: qualquer solução de uma instância
deve conter soluções de instâncias menores. Assim, o ponto de partida de qualquer
algoritmo de programação dinâmica é uma recorrência.
A característica distintiva da programação dinâmica é a tabela que armazena as so-
luções das várias subinstâncias da instância original. (No nosso caso, trata-se da tabela
F[p . . r].) O consumo de tempo do algoritmo é, em geral, proporcional ao tamanho da
tabela.
Os Capítulos 8, 9 e 10 exibem outros exemplos de programação dinâmica.
Este capítulo foi baseado no livro de Bentley [1].
2
Aqui, a palavra programação não tem relação direta com programação de computadores. Ela signiﬁca
planejamento e refere-se à construção da tabela que armazena os resultados intermediários usados para
calcular a solução do problema.

Capítulo 6
O problema da maioria
Imagine uma eleição com muitos candidatos e muitos eleitores. Como é possível deter-
minar, em tempo proporcional ao número de eleitores, se algum dos candidatos obteve
a maioria1 dos votos?
6.1 O problema
Seja A[1 . . n] um vetor de números naturais. Para qualquer número x, a cardinalidade
do conjunto {i : 1 ≤ i ≤ n, A[i] = x} é o número de ocorrências de x em A[1 . . n].
Diremos que x é um valor majoritário de A[1 . . n] se o número de ocorrências de x
em A[1 . . n] é maior que n/2. Assim, um valor majoritário ocorre exatamente 1
2(n + y)
vezes, sendo y um número natural não-nulo que é par se n é par e ímpar de n é impar.
Problema da Maioria: Encontrar um valor majoritário em um dado vetor
A[1 . . n].
Nem todo vetor tem um valor majoritário. Mas se um valor majoritário existe, ele
é único.
Poderíamos ordenar o vetor A[1 . . n], contar o número de ocorrências de cada ele-
mento, e veriﬁcar se alguma dessas contagens supera n/2. A ordenação do vetor con-
some Ω(n lg n) unidades de tempo se usarmos o algoritmo MERGESORT (veja o Capí-
tulo 4).2 As contagens no vetor ordenado consomem Ω(n). Portanto, o algoritmo todo
consumirá Ω(n lg n) unidades de tempo. À primeira vista, parece ímpossível resolver
o problema em menos tempo.3 Mas existe um algoritmo que consome apenas O(n)
unidades de tempo, como mostraremos a seguir.
1
A popular expressão “metade dos votos mais um” é incorreta pois a metade de um número ímpar
não é um número inteiro.
2
Sabe-se que todo algoritmo baseado em comparações consome Ω(n lg n) unidades tempo.
3
Se o número de possíveis valores de A[1 . . n] fosse pequeno, conhecido a priori e independente de n,
poderíamos usar um algoritmo do tipo bucket sort, que consome O(n) unidades de tempo.
33

34 FEOFILOFF
44 33 11 22 33 22 22 33 22 22 22 22
Figura 6.1: Este vetor tem um valor majoritário?
6.2 Um algoritmo linear
Um algoritmo eficiente para o problema começa com a seguinte observação: se A[1 . . n]
tem um valor majoritário e se A[n − 1] = A[n] então A[1 . . n−2] também tem um va-
lor majoritário. (A observação se aplica igualmente a quaisquer dois elementos: se
A[i] = A[j] e A tem um valor majoritário então o vetor que se obtém pela eliminação
das posições i e j também tem um valor majoritário.) Embora a intuição aceite esta
observação como verdadeira, sua demonstração exige algum cuidado (veja a prova da
correção do algoritmo abaixo).
A recíproca da observação não é verdadeira. Por exemplo, (2, 5, 5, 1, 3) não tem
valor majoritário, mas se retirarmos os dois últimos elementos então 5 passará a ser
um valor majoritário.
Eis outra observação simples mas importante: para qualquer k no intervalo 1 . . n,
um número x é valor majoritário de A[1 . . n] se e somente se x é majoritário em
A[1 . . k−1] ou em A[k . . n] ou em ambos. (É possível, entretanto, que A[1 . . k−1] e
A[k . . n] tenham valores majoritários sem que A[1 . . n] tenha um valor majoritário.)
Usaremos as duas observações para obter um bom candidato a valor majoritário.
Um bom candidato é um número x com a seguinte propriedade: se o vetor tem um
valor majoritário então x é esse valor. É fácil verificar se um bom candidato é, de fato,
majoritário: basta percorrer o vetor e contar o número de ocorrências do candidato. A
dificuldade está em obter um bom candidato em tempo O(n).
O seguinte algoritmo recebe um vetor A[1 . . n] de números naturais, com n ≥ 1,
e devolve um valor majoritário se tal existir. Se o vetor não tem valor majoritário,
devolve −1 (note que o vetor não tem elementos negativos):
MAJORITÁRIO (A, n)
1 x ← A[1]
2 y ← 1
3 para m ← 2 até n faça
4 se y ≥ 1
5 então se A[m] = x
6 então y ← y + 1
7 senão y ← y − 1
8 senão x ← A[m]
9 y ← 1

10 c ← 0
12 se A[m] = x
13 então c ← c + 1
14 se c > n/2
15 então devolva x
16 senão devolva −1
O algoritmo está correto. A cada passagem pela linha 3, imediatamente antes da
comparação de m com n, temos os seguintes invariantes:
i. y ≥ 0 e
ii. existe k no intervalo 1 . . m−1 tal que A[1 . . k−1] não tem valor majoritário
e x ocorre exatamente 1
2 (m − k + y) vezes em A[k . . m−1].
(Note que m − k é o número de elementos de A[k . . m−1].) A validade de i é óbvia.
A validade de ii pode ser veriﬁcada como segue. No início da primeira iteração, o
invariante ii vale com k = 1. Suponha agora que ii vale no início de uma iteração
qualquer. Seja k um índice com as propriedades asseguradas por ii. Se y ≥ 1 então
o invariante vale no início da próxima iteração com o mesmo k da iteração corrente,
quer A[m] seja igual a x, quer seja diferente. Suponha agora que y = 0. Como o
número de ocorrências de x em A[k . . m] é exatamente 1
2 (m − k), o vetor A[k . . m] não
tem valor majoritário. Como A[1 . . k−1] também não tem valor majoritário, A[1 . . m]
não tem valor majoritário. Assim, no início da próxima iteração, o invariante ii valerá
com k = m − 1.
Na última passagem pela linha 3 temos m = n + 1 e portanto existe k no intervalo
1 . . n tal que A[1 . . k−1] não tem valor majoritário e x ocorre exatamente 1
2 (n−k+1+y)
vezes em A[k . . n]. Suponha agora que A[1 . . n] tem um valor majoritário a. Como
A[1 . . k−1] não tem valor majoritário, a é majoritário em A[k . . n]. Portanto, a = x e
y ≥ 1. Concluímos assim que, no começo da linha 10,
x é um bom candidato.
As linhas 10 a 13 veriﬁcam se x é de fato majoritário.
Consumo de tempo. É razoável supor que o consumo de tempo de uma execu-
ção de qualquer das linhas do algoritmo é constante, ou seja, não depende de n. Assim,
podemos estimar o consumo de tempo total contando o número de execuções das di-
versas linhas.
O bloco de linhas 4-9 é executado n − 1 vezes. O bloco de linhas 12-13 é executado
n vezes. As linhas 1 e 2 e o bloco de linhas 14-16 é executado uma só vez. Portanto, o
consumo de tempo total do algoritmo está em
Θ(n)
(tanto no melhor quanto no pior caso). O algoritmo é linear.

36 FEOFILOFF
Como se vê, a análise do consumo de tempo do algoritmo é muito simples. A
diﬁculdade do problema está em inventar um algoritmo que seja mais rápido que o
algoritmo óbvio.
Este capítulo foi baseado nos livros de Bentley [1] e Manber [13].

Capítulo 7
Multiplicação de números naturais
Quanto tempo é necessário para multiplicar dois números naturais? Se os números têm
m e n dígitos respectivamente, o algoritmo usual consome tempo proporcional a mn.
No caso m = n, o consumo de tempo é, portanto, proporcional a n2.
É difícil imaginar um algoritmo mais rápido que o usual se m e n forem pequenos
(menores que 500, digamos). Mas existe um algoritmo que é bem mais rápido quando
m e n são grandes (como acontece em criptograﬁa, por exemplo).
7.1 O problema
Usaremos notação decimal para representar números naturais. (Poderíamos igual-
mente bem usar notação binária, ou notação base 232, por exemplo.) Diremos que um
dígito é qualquer número menor que 10. Diremos que um número natural u tem n
dígitos1 se u < 10n. Com esta convenção, podemos nos restringir, sem perder genera-
lidade, ao caso em que os dois multiplicandos têm o mesmo número de dígitos:
Problema da Multiplicação: Dados números naturais u e v com n dígitos cada,
calcular o produto u · v.
Você deve imaginar que cada número natural é representado por um vetor de dígi-
tos. Mas nossa discussão será conduzida num nível de abstração alto, sem manipulação
explícita desse vetor. (Veja a Seção 7.5.)
7.2 O algoritmo usual
Preliminarmente, considere a operação de adição. Sejam u e v dois números naturais
com n dígitos cada. A soma u+v tem n+1 dígitos e o algoritmo usual de adição calcula
u + v em tempo proporcional a n.
Considere agora o algoritmo usual de multiplicação de dois números u e v com n
1
Teria sido melhor dizer “tem no máximo n dígitos”.
37

38 FEOFILOFF
dígitos cada. O algoritmo tem dois passos. O primeiro passo calcula todos os n produ-
tos de u por um dígito de v (cada um desses produtos tem n + 1 dígitos). O segundo
passo do algoritmo desloca para a esquerda, de um número apropriado de casas, cada
um dos n produtos obtidos no primeiro passo e soma os n números resultantes. O
produto u · v tem 2n dígitos.
O primeiro passo do algoritmo consome tempo proporcional a n2. O segundo passo
também consome tempo proporcional a n2. Assim, o consumo de tempo do algoritmo
usual de multiplicação está em Θ(n2).
9999 A
7777 B
69993 C
69993 D
69993 E
69993 F
77762223 G
Figura 7.1: Algoritmo usual de multiplicação de dois números naturais. Aqui es-
tamos multiplicando 9999 por 7777 para obter o produto 77762223. A linha C é o
resultado da multiplicação da linha A pelo dígito menos significativo da linha B. As
linhas D, E e F são definidas de maneira semelhante. A linha G é o resultado da soma
das linhas C a F.
Exercício
7.1 Descreva o algoritmo usual de adição em pseudocódigo. O algoritmo deve receber núme-
ros u e v com n dígitos cada e devolver a soma u + v.
7.2 Descreva algoritmo usual de multiplicação em pseudocódigo. O algoritmo deve receber
números u e v com n dígitos cada e devolver o produto u · v.
7.3 Rascunho de um algoritmo mais eficiente
Sejam u e v dois números com n dígitos cada. Suponha, por enquanto, que n é par. Seja
p o número formado pelos n/2 primeiros dígitos de u e seja q o número formado pelos
n/2 últimos dígitos de u. Assim,
u = p · 10n/2
+ q .
Defina r e s analogamente para v, de modo que v = r · 10n/2 + s. Teremos então
u · v = p · r · 10n
+ (p · s + q · r) · 10n/2
+ q · s . (7.1)
Esta expressão reduz a multiplicação de dois números com n dígitos cada a quatro
multiplicações (a saber, p por r, p por s, q por r e q por s) de números com n/2 dígitos

cada.2
Se n for uma potência de 2, a redução pode ser aplicada recursivamente a cada
uma das quatro multiplicações menores. O resultado é o seguinte algoritmo recursivo,
que recebe números naturais u e v com n dígitos cada, sendo n uma potência de 2, e
devolve o produto u · v:
RASCUNHO (u, v, n)
1 se n = 1
2 então devolva u · v
3 senão m ← n/2
4 p ← u/10m
5 q ← u mod 10m
6 r ← v/10m
7 s ← v mod 10m
8 pr ← RASCUNHO (p, r, m)
9 qs ← RASCUNHO (q, s, m)
10 ps ← RASCUNHO (p, s, m)
11 qr ← RASCUNHO (q, r, m)
12 x ← pr · 102m + (ps + qr) · 10m + qs
13 devolva x
O algoritmo está correto. É claro que o algoritmo produz o resultado correto
se n = 1. Suponha agora que n ≥ 2. Como m < n, podemos supor, por hipótese
de indução, que a linha 8 produz o resultado correto, ou seja, que pr = p · r. Analoga-
mente, podemos supor que qs = q · s, ps = p · s e qr = q · r no início da linha 12. A
linha 12 não faz mais que implementar (7.1). Portanto, x = u · v.
Consumo de tempo. As linhas 4 a 7 envolvem apenas o deslocamento de casas
decimais, podendo portanto ser executadas em não mais que n unidades de tempo. As
multiplicações por 102m e 10m na linha 12 também consomem no máximo n unidades
de tempo, pois podem ser implementadas por deslocamento de casas decimais. As
adições na linha 12 consomem tempo proporcional ao número de dígitos de pr, ps, qr
e qs, que têm 2m = n dígitos cada.
Portanto, se denotarmos por T(n) o consumo de tempo do algoritmo no pior caso,
teremos
T(n) = 4 T(n/2) + n . (7.2)
As quatro parcelas T(n/2) se referem às linhas 8 a 11 e a parcela n se refere ao consumo
das demais linhas. Segue daí que T está em Θ(n2), como já vimos no Exercício 3.9.
Assim, o algoritmo RASCUNHO não é mais eﬁciente que o algoritmo usual de multipli-
cação.
2
Minha calculadora não é capaz de produzir números que tenham mais que n dígitos. Para calcular o
produto de dois números com n dígitos cada, posso recorrer à equação (7.1): uso a máquina para calcular
os quatro produtos e depois faço as três adições com lápis e papel.

40 FEOFILOFF
99998888 u
77776666 v
9999 p
8888 q
7777 r
6666 s
77762223 pr
59247408 qs
135775310 ps + qr
7777580112347408 x
Figura 7.2: Multiplicação de u por v calculada pelo algoritmo RASCUNHO. Neste
exemplo temos n = 8. O resultado da operação é x.
7.4 Algoritmo de Karatsuba–Ofman
Para tornar o algoritmo da seção anterior muito mais rápido, basta observar que os três
números de que precisamos do lado direito de (7.1) — a saber p · r, (p · s + q · r) e q · s —
podem ser obtidos com apenas três multiplicações. De fato,
p · s + q · r = y − p · r − q · s ,
sendo y = (p + q) · (r + s), e portanto a equação (7.1) pode ser substituída por
u · v = p · r · 10n
+ (y − p · r − q · s) · 10n/2
+ q · s . (7.3)
(É bem verdade que (7.3) envolve duas adições e duas subtrações adicionais, mas essas
operações consomem muito menos tempo que as multiplicações.) Se n não é par, basta
trocar n/2 por n/2 : teremos u = p · 10 n/2 + q e v = r · 10 n/2 + s e portanto
u · v = p · r · 102 n/2
+ (y − p · r − q · s) · 10 n/2
+ q · s .
Segue daí o seguinte algoritmo de Karatsuba e Ofman, que recebe números naturais u
e v com n dígitos cada e devolve o produto u · v:
KARATSUBA (u, v, n)
1 se n ≤ 3
2 então devolva u · v
3 senão m ← n/2
4 p ← u/10m
5 q ← u mod 10m
6 r ← v/10m
7 s ← v mod 10m
8 pr ← KARATSUBA (p, r, m)
9 qs ← KARATSUBA (q, s, m)
10 y ← KARATSUBA (p + q, r + s, m+1)
11 x ← pr · 102m + (y − pr − qs) · 10m + qs
12 devolva x

O algoritmo está correto. A prova da correção do algoritmo é análoga à prova
da correção do algoritmo RASCUNHO. As instâncias em que n vale 1, 2 ou 3 devem ser
tratadas na base da recursão porque o algoritmo é aplicado, na linha 10, a uma instância
de tamanho n/2 + 1, e este número só é menor que n quando n > 3.
Consumo de tempo. Seja T(n) o consumo de tempo do algoritmo KARATSUBA
no pior caso. Então
T(n) = 2 T( n/2 ) + T( n/2 + 1) + n . (7.4)
As duas parcelas T( n/2 ) e a parcela T( n/2 +1) se referem às linhas 8, 9 e 10 respec-
tivamente. A parcela n representa o consumo de tempo das demais linhas.
Como sugerimos na Seção 3.5, a função T está na mesma classe assintótica que a
função T que satisfaz a recorrência T (n) = 3T ( n/2 )+n. De acordo com a Seção 3.4,
T está em Θ(nlg 3). Portanto
T está em Θ(nlg 3
) . (7.5)
Como lg 3 < 1.6, o algoritmo KARATSUBA é bem mais rápido que o algoritmo usual.
(Observe que nlg 3 é apenas um pouco maior que n
√
n.) Mas, em virtude da constante
multiplicativa escondida sob a notação Θ, esta superioridade só se manifesta quando
n é maior que algumas centenas.
999988888 u
077766666 v
07769223 pr
5925807408 qs
98887 p + q
67443 r + s
6669235941 y
735659310 y − pr − qs
077765801856807408 x
Figura 7.3: Multiplicação de u por v calculada pelo algoritmo KARATSUBA. O resul-
tado da operação é x. Se u e v tivessem n dígitos cada, pr e qs teriam n+1 dígitos cada,
y teria n + 2 dígitos e x teria 2n dígitos.
7.5 Detalhes de implementação
Para implementar os algoritmos que discutimos acima, é preciso representar cada nú-
mero por um vetor de dígitos, ou seja, um vetor U[1 . . n] cujos componentes pertencem
ao conjunto {0, 1, . . . , 9}. Um tal vetor representa o número natural U[n] · 10n−1 +
U[n−1] · 10n−2 + · · · + U[2] · 10 + U[1].
O algoritmo KARATSUBA recebe os vetores U[1 . . n] e V [1 . . n] que representam u e
v respectivamente e devolve o vetor X[1 . . 2n] que representa x. Nas linhas 4 e 5, p é
representado por U[m+1 . . n] e q é representado por U[1 . . m]. A implementação das

42 FEOFILOFF
9 8 7 6 5 4 3 2 1
9 9 9 9 8 8 8 8 8
Figura 7.4: Vetor U[1 . . 9] que representa o número 999988888.
linhas 6 e 7 é análoga. Nas linhas 8 e 9, pr é representado por um vetor PR[1 . . 2m] e qs
é representado por um vetor QS[1 . . 2m].
Na linha 10, para calcular p + q basta submeter U[m+1 . . n] e U[1 . . m] ao algo-
ritmo usual de adição, que produz um vetor A[1 . . m+1]. Algo análogo vale para a
subexpressão r + s. O número y é representado por um vetor Y [1 . . 2m+1].
Na linha 11, o valor de y − pr − qs é calculado pelo algoritmo usual de subtração
(não é preciso cuidar de números negativos pois y − pr − qs ≥ 0). Para calcular o
valor da expressão pr · 102m + (y − pr − qs) · 10m + qs, basta concatenar os vetores
PR[1 . . 2m] e QS[1 . . 2m] que representam pr e qs respectivamente e somar o resultado
com y − pr − qs (deslocado de m posições) usando o algoritmo usual de adição.
7.6 Divisão e conquista
O algoritmo KARATSUBA é um bom exemplo de aplicação da estratégia de divisão e
conquista, que já encontramos nos Capítulos 4 e 5. O segredo do sucesso da estratégia
neste caso está no fato de que o processo de divisão da instância original (linhas 3 a 7 do
algoritmo) e o processo de combinação das soluções das instâncias menores (linha 11)
consomem relativamente pouco tempo.
Este capítulo foi baseada na Seção 7.1 do livro de Brassard e Bratley [2]. O assunto
também é discutido nos livros de Dasgupta, Papadimitriou e Vazirani [4] e Kleinberg e
Tardos [10].
O algoritmo KARATSUBA foi publicado em 1962 pelos matemáticos russos Anatolii
Karatsuba e Yurii Ofman. Veja o verbetes Multiplication algorithm e Karatsuba algorithm
na Wikipedia.

Capítulo 8
Escalonamento de intervalos
Imagine que vários eventos querem usar um certo centro de convenções. Cada evento
gostaria de usar o centro durante o intervalo de tempo que começa numa data a e
termina numa data b. Dois eventos são considerados compatíveis se os seus intervalos
de tempo são disjuntos. Cada evento tem um certo valor e a administração do centro
precisa selecionar um conjunto de eventos mutuamente compatíveis que tenha o maior
valor total possível.
8.1 O problema
Sejam a1, a2, ..., an e b1, b2, ..., bn números naturais tais que ai ≤ bi para cada i.
Cada índice i representa o intervalo que tem origem ai e término bi, ou seja, o conjunto
{ai, ai+1, . . . , bi−1, bi}.
Dois intervalos distintos i e j são compatíveis se bi < aj ou bj < ai. Um conjunto
de intervalos é viável se seus elementos são compatíveis dois a dois.
A cada intervalo i está associado um número natural vi que representa o valor
do intervalo. O valor de um conjunto S de intervalos é o número v(S) := i∈S vi.
Um conjunto viável S tem valor máximo se v(S) ≥ v(S ) para todo conjunto S de
intervalos que seja viável.
Problema dos Intervalos Compatíveis de Valor Máximo: Dados números natu-
rais a1, ..., an, b1, ..., bn e v1, ..., vn tais que ai ≤ bi para cada i, encontrar um
subconjunto viável de {1, . . . , n} que tenha valor máximo.
A primeira idéia que vem à mente é a de um algoritmo “guloso”1 que escolhe os
intervalos em ordem decrescente de valor. Mas isso não resolve o problema.
1
Um algoritmo guloso constrói uma solução escolhendo, a cada passo, o objeto mais “saboroso” de
acordo com algum critério estabelecido a priori.
43

44 FEOFILOFF
Exercício
8.1 Coloque os intervalos em ordem decrescente de valor, ou seja, suponha que v1 ≥ v2 ≥
· · · ≥ vn. Agora considere o seguinte algoritmo. A m-ésima iteração do algoritmo começa
com um subconjunto viável S de {1, . . . , m−1}. Se S∪{m} for viável, comece nova iteração
com S ∪ {m} no lugar de S. Senão, comece nova iteração sem alterar S. Mostre que este
algoritmo guloso. não resolve o problema.
8.2 A estrutura recursiva do problema
Adote a abreviatura svvm para a expressão “subconjunto viável de valor máximo”
e seja S um svvm do conjunto de intervalos {1, . . . , n}. Se S não contém n então S
também é um svvm de {1, . . . , n − 1}. Se S contém n então S − {n} é um svvm do
conjunto de todos os intervalos que são compatíveis com n.
Podemos resumir esta propriedade dizendo que o problema tem estrutura recur-
siva: qualquer solução de uma instância do problema contém soluções de instâncias
menores.
Para simpliﬁcar a descrição do conjunto de intervalos compatíveis com n, convém
supor que os intervalos estão em ordem crescente de términos, ou seja, que
b1 ≤ b2 ≤ · · · ≤ bn . (8.1)
Sob esta hipótese, o conjunto dos intervalos compatíveis com n é simplesmente
{1, . . . , j}, sendo j o maior índice tal que bj < an.
Se denotarmos por X(n) o valor de um svvm de {1, . . . , n}, a estrutura recursiva
do problema garante que
X(n) = max X(n − 1) , X(j) + vn , (8.2)
sendo j o maior índice tal que bj < an. Se tal j não existe então (8.2) se reduz a
X(n) = max X(n − 1) , vn .
Esta recorrência pode ser facilmente transformada em um algoritmo recursivo. Mas o
algoritmo é muito ineﬁciente, pois resolve cada subinstância repetidas vezes.
Exercício
8.2 Escreva um algoritmo recursivo baseado em (8.2). Mostre que o consumo de tempo do
algoritmo no pior caso está em Ω(2n
). (Sugestão: Considere um conjunto com n intervalos
compatíveis dois a dois, todos com valor 1. Mostre que o tempo T(n) que o algoritmo
consome para processar o conjunto satisfaz a recorrência T(n) = T(n − 1) + T(n − 1) + 1.)
8.3 Algoritmo de programação dinâmica
Para tirar bom proveito da recorrência (8.2), é preciso recorrer à técnica da programação
dinâmica (veja a Seção 5.5), que consiste em guardar as soluções das subinstâncias

numa tabela à medida que elas forem sendo resolvidas. Com isso, cada subinstância
será resolvida uma só vez.
O seguinte algoritmo recebe n intervalos que satisfazem (8.1) e devolve o valor de
um svvm de {1, . . . , n}:
INTERVALOSCOMPATÍVEIS (a1, . . . , an, b1, . . . , bn, v1, . . . , vn)
1 X[0] ← 0
3 j ← m − 1
4 enquanto j ≥ 1 e bj ≥ am faça
5 j ← j − 1
6 se X[m − 1] > X[j] + vm
7 então X[m] ← X[m − 1]
8 senão X[m] ← X[j] + vm
9 devolva X[n]
(Não é difícil extrair da tabela X um svvm de {1, . . . , n}.)
O algoritmo está correto. Na linha 2, imediatamente antes da comparação de m
com n,
X[m−1] é o valor de um svvm de {1, . . . , m−1},
X[m−2] é o valor de um svvm de {1, . . . , m−2}, . . . ,
X[1] é o valor de um svvm de {1}.
Este invariante certamente vale no início da primeira iteração, quando m = 1. Supo-
nha agora que ele vale no início de uma iteração qualquer. Para mostrar que continua
valendo no início da iteração seguinte, observe que, no começo da linha 6, {1, . . . , j}
é o conjunto dos intervalos compatíveis com m. Assim, o valor atribuído a X[m] nas
linhas 7 e 8 está de acordo com a recorrência (8.2) e portanto X[m] é o valor de um
svvm de {1, . . . , m}.
Na última passagem pela linha 2 temos m = n + 1 e portanto X[n] é o valor de um
svvm de {1, . . . , n}. Assim, o algoritmo cumpre o que prometeu.
Consumo de tempo. Uma execução de qualquer linha do algoritmo INTERVA-
LOSCOMPATÍVEIS consome uma quantidade de tempo que não depende de n. Logo, o
consumo de tempo total do algoritmo pode ser medido contando o número de execu-
ções das diversas linhas.
Para cada valor ﬁxo de m, a linha 5 é executada no máximo m − 1 vezes. Como m
varia de 1 a n e n
m=1(m − 1) = 1
2(n2 − n), a linha 5 é executada menos que n2 vezes.
Todas as demais linhas são executadas no máximo n − 1 vezes. Logo, o consumo de
tempo total do algoritmo está em
O(n2
)
no pior caso. Uma análise um pouco mais cuidadosa mostra que o consumo está em
Θ(n2) no pior caso.

46 FEOFILOFF
Não levamos em conta ainda o pré-processamento que rearranja os intervalos em
ordem crescente de término. Como esse pré-processamento pode ser feito em tempo
O(n lg n) (veja o Capítulo 4) e n lg n está em O(n2), o consumo de tempo total é Θ(n2).
(Mas veja o Exercício 8.3.)
Exercícios
8.3 Mostre que o algoritmo INTERVALOSCOMPATÍVEIS pode ser implementado de modo a con-
sumir apenas O(n) unidades de tempo. Sugestão: construa uma tabela auxiliar que pro-
duza, em tempo constante, efeito equivalente ao das linhas 4-5.
8.4 Escreva um algoritmo de pós-processamento que extraia da tabela X[1 . . n] produzida pelo
algoritmo INTERVALOSCOMPATÍVEIS um svvm de {1, . . . , n}. O seu algoritmo deve con-
sumir O(n) unidades de tempo.
O problema dos intervalos valorados é discutido no livro de Kleinberg e Tardos [10]. O
verbete Interval scheduling na Wikipedia trata do escalonamento de intervalos.

Capítulo 9
As linhas de um parágrafo
Um parágrafo de texto é uma seqüência de palavras, sendo cada palavra uma seqüên-
cia de caracteres. Queremos imprimir um parágrafo em uma ou mais linhas consecuti-
vas de uma folha de papel de tal modo que cada linha tenha no máximo L caracteres.
As palavras do parágrafo não devem ser quebradas entre linhas e cada duas palavras
consecutivas numa linha devem ser separadas por um espaço.
Para que a margem direita fique razoavelmente uniforme, queremos distribuir as
palavras pelas linhas de modo a minimizar a soma dos cubos dos espaços em branco
que sobram no fim de todas as linhas exceto a última.
9.1 O problema
Para simplificar a discussão do problema, convém numerar as palavras do parágrafo
em ordem inversa e confundir as palavras com os seus comprimentos. Diremos, pois,
que um parágrafo é uma seqüência cn, cn−1, . . . , c2, c1 de números naturais. Diremos
também que cada ci é uma palavra: cn é a primeira palavra do parágrafo e c1 é a última.
Um trecho de um parágrafo cn, cn−1, . . . , c1 é qualquer seqüência da forma
cm, cm−1, . . . , ck com n ≥ m ≥ k ≥ 1. Este trecho será denotado por (m, k). O compri-
mento do trecho (m, k) é o número
c(m, k) := cm + 1 + cm−1 + 1 + · · · + 1 + ck .
Os próximos conceitos envolvem um número natural L que chamaremos capacidade
de uma linha. Um trecho (m, k) é curto se c(m, k) ≤ L. O defeito de um trecho curto
(m, k) é o número
(L − c(m, k))3
.
Uma L-decomposição do parágrafo cn, cn−1, . . . , c1 é uma subdivisão do parágrafo em
trechos curtos. Mais precisamente, uma L-decomposição é uma seqüência
(n, kq), (kq − 1, kq−1), (kq−1 − 1, kq−2), ..., (k2 − 1, k1) (k1 − 1, 1)
de trechos curtos em que n ≥ kq > kq−1 > · · · > k2 > k1 > 1. O defeito de uma
decomposição é a soma dos defeitos de todos os trechos da decomposição exceto o
último. Uma decomposição é ótima se tem defeito mínimo.
47

48 FEOFILOFF
Aaaa bb cccc d eee ff gggg iii
jj kkk. Llll mmm nn ooooo-----
ppppp qq r sss ttt uu.
Aaaa bb cccc d eee ff gggg----
iii jj kkk. Llll mmm nn ooooo-
ppppp qq r sss ttt uu.
Figura 9.1: Duas decomposições do mesmo parágrafo. As linhas têm capaci-
dade L = 30 e os caracteres “-” representam os espaços em branco que contri-
buem para o defeito. O defeito da primeira decomposição é 03
+ 53
= 125 e o da
segunda é 43
+ 13
= 65.
ccc bbb ccc
aaa bbb--
ccc
Figura 9.2: À direita temos uma decomposição ótima de um parágrafo c3, c2, c1. A
capacidade das linhas é L = 9. Os caracteres “-” representam os espaços em branco
que contribuem para o defeito. No centro, temos uma decomposição ótima do pará-
grafo c2, c1. À esquerda, uma decomposição ótima do parágrafo c1.
Problema da Decomposição de um Parágrafo: Dado um parágrafo cn, cn−1, . . . ,
c1 e um número natural L, encontrar uma L-decomposição ótima do parágrafo.
É claro que as instâncias do problema em que ci > L para algum i não têm solução.
Exercícios
9.1 Tente explicar por que a deﬁnição de defeito usa a terceira potência e não a primeira ou a
segunda.
9.2 Considere a seguinte heurística “gulosa”: preencha a primeira linha até onde for possível,
depois preencha o máximo possível da segunda linha, e assim por diante. Mostre que esta
heurística não resolve o problema.
9.3 Suponha que ci = 1 para i = n, ..., 1. Mostre que o defeito de uma decomposição ótima é
no máximo 2n/L .
O problema da decomposição de parágrafos tem caráter recursivo, como passamos
a mostrar. Suponha que (n, k) é o primeiro trecho de uma decomposição ótima do

parágrafo cn, cn−1, . . . , c1. Se k ≥ 2 então
a correspondente decomposição de ck−1, ck−2, . . . , c1 é ótima.
A prova desta propriedade é simples. Seja x o defeito da decomposição de ck−1, . . . ,
c1 induzida pela decomposição ótima de cn, . . . , c1. Suponha agora, por um momento,
que o parágrafo ck−1, . . . , c1 tem uma decomposição com defeito menor que x. Então a
combinação desta decomposição com o trecho (n, k) é uma decomposição de cn, . . . , c1
que tem defeito menor que o mínimo, o que é impossível.
A propriedade recursiva pode ser representada por uma relação de recorrência.
Seja X(n) o defeito de uma decomposição ótima do parágrafo cn, cn−1, . . . , c1. Se o
trecho (n, 1) é curto então X(n) = 0. Caso contrário,
X(n) = min
c(n,k)≤L
(L − c(n, k))3
+ X(k−1) , (9.1)
sendo o mínimo tomado sobre todos os trechos curtos da forma (n, k).
A recorrência poderia ser transformada facilmente num algoritmo recursivo. Mas
o cálculo do min em (9.1) levaria o algoritmo a resolver as mesmas subinstâncias várias
vezes, o que é muito ineficiente.
9.3 Um algoritmo de programação dinâmica
Para usar a recorrência (9.1) de maneira eficiente, basta interpretar X como uma ta-
bela X[1 . . n] e calcular X[n], depois X[n−1], e assim por diante. Esta é a técnica da
programação dinâmica. O seguinte algoritmo implementa esta idéia. Ele devolve o de-
feito mínimo de um parágrafo cn, cn−1, . . . , c1 supondo n ≥ 1, linhas de capacidade L
e ci ≤ L para todo i:
DEFEITOMÍNIMO (cn, . . . , c1, L)
2 X[m] ← ∞
3 k ← m
4 s ← cm
5 enquanto k > 1 e s ≤ L faça
6 X ← (L − s)3 + X[k−1]
7 se X < X[m] então X[m] ← X
8 k ← k − 1
9 s ← s + 1 + ck
10 se s ≤ L então X[m] ← 0
11 devolva X[1]
(Não é difícil modificar o algoritmo de modo que ele produza uma decomposição
ótima e não apenas o seu defeito.)
No início de cada iteração do bloco de linhas 6-9, o valor da variável s é c(m, k). As
primeiras execuções do processo iterativo descrito nas linhas 5-9 terminam tipicamente

50 FEOFILOFF
com k = 1 e (m, k) é o único trecho da decomposição. As execuções subseqüentes do
mesmo bloco terminam com k ≥ 2 e portanto com s > L.
O algoritmo está correto. Na linha 1, imediatamente antes da comparação de m
com n, temos o seguinte invariante:
X[m − 1] é o defeito mínimo do parágrafo cm−1, . . . , c1 ,
X[m − 2] é o defeito mínimo do parágrafo cm−2, . . . , c1 ,
. . . ,
X[1] é o defeito mínimo do parágrafo c1 .
Este invariante vale vacuamente na primeira passagem pela linha 1. Suponha agora
que o invariante vale no início de uma iteração qualquer. A propriedade continua
valendo no início da iteração seguinte, pois o bloco de linhas 2-10 calcula o defeito de
uma decomposição ótima de parágrafo cm, cm−1, . . . , c1 usando a recorrência (9.1).
No fim do processo iterativo temos m = n + 1 e portanto X[n] é o defeito mínimo
do parágrafo cn, . . . , c1.
Consumo de tempo. Adote n como tamanho da instância (cn, . . . , c1, L) do pro-
blema. Podemos supor que uma execução de qualquer linha do código consome uma
quantidade de tempo que não depende de n. Assim, o consumo de tempo é determi-
nado pelo número de execuções das várias linhas.
Para cada valor fixo de m, o bloco de linhas 6-9 é executado no máximo m − 1
vezes. Como m assume os valores 1, 2, . . . , n, o número total de execuções do bloco de
linhas 6-9 não passa de 1
2n(n − 1). Portanto, o algoritmo consome
Θ(n2
)
unidades de tempo no pior caso. No melhor caso (que acontece, por exemplo, quando
ci ≥ L/2 para cada i), o algoritmo consome Θ(n) unidades de tempo.
Exercício
9.4 Modifique o algoritmo DEFEITOMÍNIMO para que ele devolva a descrição kq, kq−1, . . . , k1
de uma decomposição ótima do parágrafo cn, . . . , c1 e não apenas o defeito da decomposi-
ção.
O problema que discutimos neste capítulo é proposto como exercício nos livros de Cor-
men et al. [3], Parberry [16] e Parberry e Gasarch [17].

Capítulo 10
Mochila de valor máximo
Suponha dado um conjunto de objetos e uma mochila. Cada objeto tem um certo peso
e um certo valor. Queremos escolher um conjunto de objetos que tenha o maior valor
possível sem ultrapassar a capacidade (ou seja, o limite de peso) da mochila. Este
célebre problema aparece em muitos contextos e faz parte de muitos problemas mais
elaborados.
10.1 O problema
Suponha dados números naturais p1, ..., pn e v1, ..., vn. Diremos que pi é o peso e vi é o
valor de i. Para qualquer subconjunto S de {1, 2, . . . , n}, sejam p(S) e v(S) os números
i∈S pi e i∈S vi respectivamente. Diremos que p(S) é o peso e v(S) é o valor de S.
Em relação a um número natural c, um subconjunto S de {1, . . . , n} é viável se
p(S) ≤ c. Um subconjunto viável S∗ de {1, . . . , n} é ótimo se v(S∗) ≥ v(S) para todo
conjunto viável S.
Problema da Mochila: Dados números naturais p1, ..., pn, c, v1, ..., vn, encon-
trar um subconjunto ótimo de {1, . . . , n}.
Uma solução da instância (n, p, c, v) do problema é qualquer subconjunto ótimo
de {1, . . . , n}. Poderíamos ser tentados a encontrar uma solução examinando todos os
subconjuntos {1, . . . , n}. Mas esse algoritmo é inviável, pois consome tempo Ω(2n).
Seja S uma solução da instância (n, p, c, v). Temos duas possibilidades, conforme n
esteja ou não em S. Se n /∈ S então S também é um solução da instância (n − 1, p, c, v).
Se n ∈ S então S − {n} é solução de (n − 1, p, c − pn, v).
Podemos resumir isso dizendo que o problema tem estrutura recursiva: toda solu-
ção de uma instância do problema contém soluções de instâncias menores.
Se denotarmos por X(n, c) o valor de um solução de (n, p, c, v), a estrutura recur-
51

52 FEOFILOFF
siva do problema pode ser representada pela seguinte recorrência:
X(n, c) = max X(n − 1, c) , X(n − 1, c − pn) + vn . (10.1)
O segundo termo de max só faz sentido se c − pn ≥ 0, e portanto
X(n, c) = X(n − 1, c) (10.2)
quando pn > c.
Poderíamos calcular X(n, c) recursivamente. Mas o algoritmo resultante é muito
ineﬁciente, pois resolve cada subinstância um grande número de vezes.
Exercício
10.1 Escreva um algoritmo recursivo baseado na recorrência (10.1-10.2). Calcule o consumo de
tempo do seu algoritmo no pior caso. (Sugestão: para cada n, tome a instância em que
c = n e pi = vi = 1 para cada i. Mostre que o consumo de tempo T(n) para essa família de
instâncias satisfaz a recorrência T(n) = 2T(n − 1) + 1.)
10.3 Algoritmo de programação dinâmica
Para obter um algoritmo eﬁciente a partir da recorrência (10.1-10.2), é preciso armaze-
nar as soluções das subinstâncias numa tabela à medida que elas forem sendo obtidas,
evitando assim que elas sejam recalculadas. Esta é a técnica da programação dinâmica,
que já encontramos em capítulos anteriores.
Como c e todos os pi são números naturais, podemos tratar X como uma tabela
com linhas indexadas por 0 . . n e colunas indexadas por 0 . . c. Para cada i entre 0 e n
e cada b entre 0 e c, a casa X[i, b] da tabela será o valor de uma solução da instância
(i, p, b, v). As casas da tabela X precisam ser preenchidas na ordem certa, de modo
que toda vez que uma casa for requisitada o seu valor já tenha sido calculado.
O algoritmo abaixo recebe uma instância (n, p, c, v) do problema e devolve o valor
de uma solução da instância:1
MOCHILAPD (n, p, c, v)
1 para b ← 0 até c faça
2 X[0, b] ← 0
3 para j ← 1 até n faça
4 x ← X[j − 1, b]
5 se b − pj ≥ 0
6 então y ← X[j − 1, b − pj] + vj
7 se x < y então x ← y
8 X[j, b] ← x
9 devolva X[n, c]
1
É fácil extrair da tabela X um subconjunto viável de {1, . . . , n} que tenha valor X[n, c]. Veja o Exer-
cício 10.4.

p
4
2
1
3
v
500
400
300
450
0 1 2 3 4 5
0 0 0 0 0 0 0
1 0 0 0 0 500 500
2 0 0 400 400 500 500
3 0 300 400 700 700 800
4 0 300 400 700 750 850
Figura 10.1: Uma instância do Problema da Mochila com n = 4 e c = 5. A
ﬁgura mostra a tabela X[0 . . n, 0 . . c] calculada pelo algoritmo MOCHILAPD.
O algoritmo está correto. A cada passagem pela linha 1, imediatamente antes das
comparação de b com c, as b primeiras colunas da tabela estão corretas, ou seja,
X[i, a] é o valor de uma solução da instância (i, p, a, v) (10.3)
para todo i no intervalo 0 . . n e todo a no intervalo 0 . . b−1. Para provar este invariante,
basta entender o processo iterativo nas linhas 3 a 8. No início de cada iteração desse
processo,
X[i, b] é o valor de uma solução da instância (i, p, b, v) (10.4)
para todo i no intervalo 0 . . j−1. Se o invariante (10.4) vale no início de uma iteração,
ele continua valendo no início da iteração seguinte em virtude da recorrência (10.1-
10.2). Isto prova que (10.3) de fato vale a cada passagem pela linha 1.
Na última passagem pela linha 1 temos b = c + 1 e portanto (10.3) garante que
X[n, c] é o valor de uma solução da instância (n, p, c, v).
Consumo de tempo. É razoável supor que uma execução de qualquer das linhas
do código consome uma quantidade de tempo que não depende de n nem de c. Por-
tanto, basta contar o número de execuções das diversas linhas.
Para cada valor ﬁxo de b, o bloco de linhas 4-8 é executado n vezes. Como b varia
de 0 a c, o número total de execuções do bloco de linhas 4-8 é (c + 1)n. As demais linhas
são executadas no máximo c+1 vezes. Esta discussão mostra que o algoritmo consome
Θ(nc)
unidades de tempo. (Poderíamos ter chegado à mesma conclusão observando que o
consumo de tempo do algoritmo é proporcional ao número de casas da tabela X.)
O consumo de tempo de MOCHILAPD é muito sensível às variações de c. Ima-
gine, por exemplo, que c e os elementos de p são todos multiplicados por 100. Como
isto constitui uma mera mudança de escala, a nova instância do problema é concei-
tualmente idêntica à original. No entanto, nosso algoritmo consumirá 100 vezes mais
tempo para resolver a nova instância.

54 FEOFILOFF
Observações sobre o consumo de tempo. Ao dizer que o consumo de tempo do
algoritmo é Θ(nc), estamos implicitamente adotando o par de números (n, c) como
tamanho da instância (n, p, c, v). No entanto, é mais razoável dizer que o tamanho da
instância é (n, lg c ), pois c pode ser escrito com apenas lg c bits. É mais razoável,
portanto, dizer que o algoritmo consome
Θ(n2lg c
)
unidades de tempo. Isto torna claro que o consumo de tempo cresce explosivamente
com lg c.
Gostaríamos de ter um algoritmo cujo consumo de tempo não dependesse do valor
de c, um algoritmo cujo consumo de tempo estivesse em O(n2), ou O(n10), ou O(n100).
(Um tal algoritmo seria considerado “fortemente polinomial”.) Acredita-se, porém,
que um tal algoritmo não existe.2
Exercícios
10.2 É verdade que X[i, 0] = 0 para todo i depois da execução do algoritmo MOCHILAPD?
10.3 Por que nosso enunciado do problema inclui instâncias em que c vale 0? Por que inclui
instâncias com objetos de peso nulo?
10.4 Mostre como extrair da tabela X[0 . . n, 0 . . c] produzida pelo algoritmo MOCHILAPD um
subconjunto ótimo de {1, . . . , n}.
10.5 Faça uma mudança de escala para transformar o conjunto {0, 1, . . . , c} no conjunto de
números racionais entre 0 e n. Aplique o mesmo fator de escala aos pesos pi. O algoritmo
MOCHILAPD pode ser aplicado a essa nova instância do problema?
10.4 Instâncias especiais do problema da mochila
Algumas coleções de instâncias do Problema da Mochila têm especial interesse prático.
Se vi = pi para todo i, temos o célebre Problema Subset Sum, que pode ser apresentado
assim: imagine que você emitiu cheques de valores v1, ..., vn durante o mês; se o banco
debitou um total de c na sua conta no ﬁm do mês, quais podem ter sido os cheques
debitados?
Considere agora as instâncias do Problema da Mochila em que vi = 1 para todo i.
(Você pode imaginar que p1, ..., pn são os tamanhos de n arquivos digitais. Quantos
desses arquivos cabem num pen drive de capacidade c?) Esta coleção de instâncias
pode ser resolvida por um algoritmo “guloso” óbvio que é muito mais eﬁciente que
MOCHILAPD.
O problema da mochila é discutido na Seção 16.2 do livro de Cormen et al. [3] e na
Seção 8.4 do livro de Brassard e Bratley [2], por exemplo.
2
O Problema da Mochila é NP-difícil. Veja o livro de Cormen et al. [3].

Capítulo 11
Mochila de valor quase máximo
O algoritmo de programação dinâmica para o Problema da Mochila (veja o Capítulo 10)
é lento. Dada a dificuldade de encontrar um algoritmo mais rápido,1 faz sentido redu-
zir nossas exigências e procurar por uma solução quase ótima. Um tal algoritmo deve
calcular um conjunto viável de valor maior que uma fração pré-determinada (diga-
mos 50%) do valor máximo.
11.1 O problema
Convém repetir algumas das definições da Seção 10.1. Dados números naturais
p1, ..., pn, c e v1, ..., vn, diremos que pi é o peso e vi é o valor de i. Para qualquer
subconjunto S de {1, . . . , n}, denotaremos por p(S) a soma i∈S pi e diremos que S é
viável p(S) ≤ c. O valor de S é o número v(S) := i∈S vi. Um conjunto viável S∗ é
ótimo se v(S∗) ≥ v(S) para todo conjunto viável S.
Problema da Mochila: Dados números naturais p1, ..., pn, c, v1, ..., vn, encon-
trar um subconjunto ótimo de {1, . . . , n}.
Todo objeto de peso maior que c pode ser ignorado e qualquer objeto de peso nulo
pode ser incluído em todos os conjuntos viáveis. Suporemos então, daqui em diante,
que
1 ≤ pi ≤ c (11.1)
para todo i.
11.2 Algoritmo de aproximação
O valor específico de um objeto i é o número vi/pi. Nosso algoritmo tem caráter “gu-
loso” e dá preferência aos objetos de maior valor específico. Para simplificar a descrição
1
O problema é NP-difícil. Veja o livro de Cormen et al. [3].
55

56 FEOFILOFF
do algoritmo, suporemos que os objetos são dados em ordem decrescente de valor es-
pecíﬁco, ou seja, que
v1
p1
≥
v2
p2
≥ · · · ≥
vn
pn
. (11.2)
O seguinte algoritmo recebe uma instância do problema que satisfaz as condi-
ções (11.1) e (11.2) e devolve o valor de um subconjunto viável X de {1, . . . , n} tal
que
v(X) ≥ 1
2v(S∗) ,
sendo S∗ é um subconjunto ótimo:
MOCHILAQUASEÓTIMA (n, p, c, v)
1 X ← ∅
2 s ← x ← 0
3 k ← 1
4 enquanto k ≤ n e s + pk ≤ c faça
5 X ← X ∪ {k}
6 s ← s + pk
7 x ← x + vk
8 k ← k + 1
9 se k > n ou x ≥ vk
10 então devolva X
11 senão devolva {k}
O bloco de linhas 4 a 8 determina o maior k tal que p1 + · · · + pk−1 ≤ c. No início
da linha 9, X = {1, . . . , k−1}, s = p(X) e x = v(X).
O algoritmo está correto. No início da linha 9, é claro que X é viável. Se k > n
então X = {1, . . . , n} e o algoritmo adota X como solução. Nesse caso, é evidente que
v(X) ≥ 1
2 v(S) para todo conjunto viável S, como prometido.
Suponha agora que k ≤ n no início da linha 9. Graças à hipótese (11.1), o conjunto
{k} é viável e o algoritmo adota como solução o mais valioso dentre X e {k}. Resta
mostrar que
max (v(X), vk) ≥ 1
2 v(S)
para todo conjunto viável S. O primeiro passo da demonstração consiste na seguinte
observação:
max (v(X), vk) ≥ 1
2(v(X) + vk) = 1
2 v(R) ,
sendo R := X ∪ {k}. O segundo passo mostra que v(R) > v(S) qualquer que seja o

conjunto viável S:
v(R) − v(S) = v(R − S) − v(S − R)
=
i∈R−S
vi −
i∈S−R
vi
=
i∈R−S
vi
pi
pi −
i∈S−R
vi
pi
pi
≥
vk
pk
p(R − S) −
vk
pk
p(S − R) (11.3)
=
vk
pk
p(R) − p(S)
>
vk
pk
c − c (11.4)
= 0 .
A relação (11.3) vale porque vi/pi ≥ vk/pk para todo i em R e vi/pi ≤ vk/pk para todo i
no complemento de R. Já (11.4) vale porque p(R) > c e p(S) ≤ c.
Consumo de tempo. Adote n (poderia igualmente ter adotado 2n + 1) como me-
dida do tamanho da instância (n, p, c, v) do problema. Uma execução de qualquer
das linhas do algoritmo consome uma quantidade de tempo que não depende de n. O
bloco de linhas 5-8 é executado no máximo n vezes. Assim, o algoritmo todo consome
Θ(n)
unidades de tempo, tanto no pior quanto no melhor caso. O algoritmo propriamente
dito é, portanto, linear.
O pré-processamento necessário para fazer valer (11.1) e (11.2) pode ser feito em
tempo Θ(n lg n) (veja o Capítulo 4). Portanto, o consumo de tempo do processo todo é
Θ(n lg n) .
Exercício
11.1 Construa uma instância do Problema da Mochila para a qual o algoritmo devolve {k} na
linha 11.
11.3 Observações sobre algoritmos de aproximação
Um algoritmo rápido cujo resultado é uma fração pré-determinada da solução ótima
é conhecido como algoritmo de aproximação. O resultado do algoritmo MOCHILA-
QUASEÓTIMA, por exemplo, é melhor que 50% do ótimo. Esse fator de aproximação
pode parecer grosseiro, mas é suﬁciente para algumas aplicações que precisam de um
algoritmo muito rápido.

58 FEOFILOFF
Outros algoritmos de aproximação para o Problema da Mochila têm fator de apro-
ximação bem melhor que 50%. O algoritmo de Ibarra e Kim (veja o livro de Fernan-
des et al. [8], por exemplo) garante um fator de aproximação tão próximo de 100%
quanto o usuário desejar. Como seria de se esperar, o consumo de tempo do algoritmo
é tanto maior quanto maior o fator de aproximação solicitado. O algoritmo de Ibarra e
Kim é baseado numa variante de MOCHILAPD em que os papéis de p e v são trocados.
(Veja o Exercício 10.5.)
Algoritmos de aproximação para o Problema da Mochila são discutidos na Seção 13.2
do livro de Brassard e Bratley [2].

Capítulo 12
A cobertura de um grafo
Imagine um conjunto de salas interligadas por túneis. Um guarda postado numa sala
é capaz de vigiar todos os túneis que convergem sobre a sala. Queremos determinar o
número mínimo de guardas suﬁciente para vigiar todos os túneis.
Se houver um custo associado com cada sala (este é o custo de manter um guarda
na sala), queremos determinar o conjunto mais barato de guardas capaz de manter
todos os túneis sob vigilância.
12.1 Grafos
Um grafo é um par (V, A) de conjuntos tal que A ⊆ V
2 . Cada elemento de A é, por-
tanto, um par não-ordenado de elementos de V . Os elementos de V são chamados
vértices e os de A são chamados arestas.
Uma aresta {i, j} é usualmente denotada por ij. Os vértices i e j são as pontas
desta aresta.
12.2 O problema da cobertura
Uma cobertura de um grafo é um conjunto X de vértices que contém pelo menos uma
das pontas de cada aresta. Se cada vértice i tem um custo ci, o custo de uma cobertura
X é o número c(X) := i∈X ci.
Problema da Cobertura: Dado um grafo cujos vértices têm custos em N, encon-
trar uma cobertura de custo mínimo.
Poderíamos resolver o problema examinando todos os subconjuntos do conjunto
de vértices, mas um tal algoritmo é explosivamente lento: seu consumo de tempo
cresce exponencialmente com o número de vértices. Infelizmente, acredita-se que
não existem algoritmos substancialmente mais rápidos para o problema, nem mesmo
quando todos os vértices têm custo unitário.1
1
O Problema da Cobertura é NP-difícil. Veja o livro de Cormen et al. [3].
59

60 FEOFILOFF
Faz sentido, portanto, procurar por um bom algoritmo de aproximação, um algo-
ritmo rápido que encontre uma cobertura cujo custo seja limitado por um múltiplo
pré-determinado do ótimo. (Veja a Seção 11.3.)
rrr
rrrrr
rrr
Figura 12.1: Uma instância do Problema da Cobertura. Encontre uma
cobertura mínima, supondo que todos os vértices têm custo 1.
Exercício
12.1 Seja (V, A) um grafo. Ignore os custos dos vértices do grafo. Uma cobertura X desse grafo
é mínima se não existe uma cobertura X tal que |X | < |X|. Uma cobertura X é minimal
se não existe uma cobertura X tal que X ⊂ X. Mostre que uma cobertura minimal pode
ser arbitrariamente maior que uma cobertura mínima.
12.3 Um algoritmo de aproximação
O seguinte algoritmo recebe um grafo (V, A) e um número natural ci para cada vértice i
e devolve uma cobertura X tal que c(X) ≤ 2 · c(X∗), sendo X∗ uma cobertura de custo
mínimo:
COBERTURABARATA (V, A, c)
1 para cada i em V faça
2 xi ← 0
3 para cada ij em A faça
4 yij ← 0
5 para cada pq em A faça
6 e ← min (cp − xp , cq − xq)
7 ypq ← ypq + e
8 xp ← xp + e
9 xq ← xq + e
10 X ← ∅
11 para cada i em V faça
12 se xi = ci então X ← X ∪ {i}
13 devolva X
O algoritmo atribui números naturais y às arestas. Você pode imaginar que ypq é
a quantia que a aresta pq paga a cada uma de suas pontas para convencer uma delas
a fazer parte da cobertura. Um vértice p aceita participar da cobertura se q ypq ≥ cp,
sendo a soma feita sobre todas as arestas que têm ponta p. A regra do jogo é nunca
pagar mais que o necessário. Portanto, q ypq ≤ cp para todo vértice p.

O algoritmo está correto. No início de cada iteração do bloco de linhas 6-9, temos
os seguintes invariantes:
i. xi = j yij para todo i em V ,
ii. xi ≤ ci para todo i em V ,
iii. para toda aresta ij já examinada tem-se xi = ci ou xj = cj.
Estas propriedades são obviamente verdadeiras no início da primeira iteração. No
início de cada iteração subseqüente, o invariante i continua valendo, pois ypq, xp e xq
são acrescidos da mesma quantidade e. O invariante ii continua valendo, pois e ≤
cp − xp e e ≤ cq − xq. O invariante iii continua valendo, pois e = cp − xp ou e = cq − xq.
Os invariantes i e ii têm a seguinte conseqüência: no início de cada iteração do
bloco de linhas 6-9, temos
ij∈A
yij ≤ c(Z) (12.1)
para qualquer cobertura Z. Para mostrar isso, basta observar que ij∈A yij ≤
i∈Z j yij = i∈Z xi ≤ i∈Z ci. A primeira desigualdade vale porque toda aresta
tem pelo menos uma de suas pontas em Z. A igualdade seguinte vale em virtude do
invariante i. A última desigualdade decorre do invariante ii.
Agora observe que no ﬁm do bloco de linhas 10-12 temos
c(X) ≤ 2
ij∈A
yij . (12.2)
De fato, como xi = ci para todo i em X, temos i∈X ci = i∈X xi = i∈X j yij ≤
2 ij∈A yij. A segunda igualdade vale em virtude do invariante i. A última desigual-
dade é verdadeira pois cada aresta tem no máximo duas pontas em X.
Segue de (12.2) e (12.1) que, depois do bloco de linhas 10-12, para qualquer cober-
tura Z,
c(X) ≤ 2 c(Z) .
Isto vale, em particular, se Z é uma cobertura de custo mínimo. Como X é uma cober-
tura (em virtude do invariante iii), o algoritmo cumpre o que prometeu.
O fator de aproximação 2 pode parecer ser grosseiro, mas o fato é que ninguém
descobriu ainda um algoritmo eﬁciente com fator de aproximação 1.9 por exemplo.
Consumo de tempo. Podemos supor que o grafo é dado da maneira mais crua
possível: os vértices são 1, 2, ..., n e as arestas são listadas em ordem arbitrária.
Seja m o número de arestas do grafo e adote o par (n, m) como tamanho de uma
instância do problema. Podemos supor que uma execução de qualquer das linhas do
algoritmo consome tempo que não depende de n nem de m. A linha 2 é executada n
vezes. A linha 4 é executada m vezes. A linha 12 é executada n vezes. O bloco de
linhas 6-9 é repetido m vezes. Assim, o consumo de tempo total do algoritmo está em
Θ(n + m) ,
tanto no pior quanto no melhor caso. O algoritmo é, portanto, linear.

62 FEOFILOFF
12.4 Comentários sobre o método primal-dual
O algoritmo COBERTURABARATA é o resultado da aplicação do método primal-dual de
concepção de algoritmos. O primeiro passo do método (omitido acima) é escrever um
programa linear que represente o problema. As variáveis duais do programa linear são
as variáveis y do nosso algoritmo. A relação (12.1) é uma manifestação da dualidade
de programação linear. (Veja o meu material [6] sobre o assunto.)
Os algoritmos do tipo primal-dual têm um certo caráter “guloso”. No algoritmo
COBERTURABARATA, por exemplo, as arestas são examinadas em ordem arbitrária e as
linhas 8-9 do algoritmo aumentam o valor de xp e xq — o que torna mais provável a
inclusão de p e q em X — o máximo possível sem se preocupar com o objetivo global
de minimizar o custo da cobertura X.
Exercício
12.2 Considere as instâncias do Problema da Cobertura em que todos os vértices têm o mesmo
custo. Dê um algoritmo de aproximação para essas instâncias que seja mais simples que
COBERTURABARATA. O seu algoritmo deve produzir uma cobertura de tamanho não-
superior ao dobro do ótimo.
12.5 Instâncias especiais do problema
Um grafo é bipartido se seu conjunto de vértices admite uma bipartição (U, W) tal que
toda aresta tem uma ponta em U e outra em W. (Portanto, U e W são coberturas.)
Existe um algoritmo muito elegante e eﬁciente para o Problema da Cobertura res-
trito a grafos bipartidos. (Veja a Seção 22.4 do livro de Sedgewick [18], por exemplo.)
O algoritmo consome Θ(nm) unidades de tempo no pior caso, sendo n o número de
vértices e m o número de arestas do grafo.
Este capítulo foi baseado no livro de Kleinberg e Tardos [10].

Capítulo 13
Conjuntos independentes em grafos
Considere a relação amigo–de entre os usuários de um site de relacionamentos. Quere-
mos encontrar um conjunto máximo de usuários que sejam amigos dois a dois.
Um problema da mesma natureza (mas computacionalmente mais fácil) já foi estu-
dado no Capítulo 8: encontrar um conjunto máximo de intervalos dois a dois compatí-
veis.
13.1 O problema
Um conjunto I de vértices de um grafo é independente se seus elementos são dois a
dois não-vizinhos, ou seja, se nenhuma aresta do grafo tem ambas as pontas em I. Um
conjunto independente I é máximo se não existe um conjunto independente I tal que
|I | > |I|.
Problema do Conjunto Independente: Encontrar um conjunto independente
máximo num grafo dado.
Conjuntos independentes são os complementos das coberturas (veja o Capítulo 12).
De fato, em qualquer grafo (V, A), se I é um conjunto independente então V − I é uma
cobertura. Reciprocamente, se C é uma cobertura então V − C é um conjunto indepen-
dente. Portanto, encontrar um conjunto independente máximo é computacionalmente
equivalente a encontrar uma cobertura mínima. Não se conhecem bons algoritmos
para esses problemas.
Apesar da relação de complementaridade, algoritmos de aproximação para o Pro-
blema da Cobertura (como o que discutimos na Seção 12.3) não podem ser convertidos
em algoritmos de aproximação para o Problema do Conjunto Independente. De fato,
se uma cobertura mínima num grafo de n vértices tiver apenas 100 vértices e se nosso
algoritmo de aproximação obtiver uma cobertura com 199 vértices, o correspondente
conjunto independente terá n − 199 vértices. Mas este número não é menor que uma
percentagem ﬁxa do tamanho de um conjunto independente máximo.
63

64 FEOFILOFF
Discutiremos a seguir um algoritmo probabilístico muito simples, que fornece um
conjunto independente de tamanho esperado razoavelmente grande, embora modesto.
Exercício
13.1 Mostre que o problema dos intervalos compatíveis discutido no Capítulo 8 é um caso
especial (ou seja, uma coleção de instâncias) do problema do conjunto independente.
13.2 Um conjunto independente I em um grafo é maximal se não existe um conjunto indepen-
dente I no grafo tal que I ⊃ I. Mostre que um conjunto independente maximal pode ser
arbitrariamente menor que um conjunto independente máximo.
13.2 Algoritmo probabilístico
Convém lembrar que todo grafo com n vértices tem entre 0 e n
2 arestas. Portanto, se
m é o número de arestas então 0 ≤ 2m ≤ n2 −n. O algoritmo que discutiremos a seguir
produz um conjunto independente I cujo tamanho esperado é
n2
/4m .
O resultado é intuitivamente razoável: quanto mais denso o grafo, ou seja, quanto mais
próximo m de n2, menor o tamanho esperado de I.
m n/2 n 2n 10n n
√
n/4 n2
/4 (n2
− n)/2
n2
/4m n/2 n/4 n/8 n/40
√
n 1 n/(2n − 2)
Figura 13.1: Comparação entre o número m de arestas e o tamanho esperado
do conjunto independente produzido pelo algoritmo CONJINDEPENDENTE.
O algoritmo recebe um grafo com vértices 1, 2, ..., n e conjunto A de arestas e
devolve um conjunto independente I tal que
• |I| ≥ n/2 se m ≤ n/2 e
• E[|I|] ≥ n2/4m se m > n/2,
sendo m := |A|. A expressão E[x] denota o valor esperado de x.

CONJINDEPENDENTE (n, A)
1 para i ← 1 até n faça
2 X[i] ← 1
3 m ← |A|
4 se 2m > n
5 então para i ← 1 até n faça
6 r ← RANDOM (2m − 1)
7 se r < 2m − n
8 então X[i] ← 0
9 para cada ij em A faça
10 se X[i] = 1 e X[j] = 1
11 então X[i] ← 0
12 devolva X[1 . . n]
O conjunto independente que o algoritmo devolve é representado pelo vetor bo-
oleano X indexado pelos vértices: X[i] = 1 se e somente se i pertence ao conjunto
independente.
A rotina RANDOM é um gerador de números aleatórios. Com argumento U, ela
produz um número natural uniformemente distribuído no conjunto {0, 1, 2 . . . , U}. (É
muito difícil obter números verdadeiramente aleatórios, mas existem bons algoritmos
para gerar números pseudo-aleatórios.)
O algoritmo está correto. O algoritmo tem duas fases. Na primeira fase (linhas 1-
8), o algoritmo elimina vértices até que sobre um conjunto W. Se m ≤ n/2, W é o
conjunto de todos os vértices. Caso contrário, os vértices são eliminados com proba-
bilidade 1 − n/2m, ou seja, permanecem em W na proporção de n em cada 2m. (Se
m = 10n, por exemplo, sobra 1 vértice em cada 20. Se m = 1
2n
√
n, sobra 1 em cada
√
n.
Se m = n2/4, sobram cerca de 2 vértices apenas.)
É fácil determinar o tamanho esperado de W uma vez que cada um dos n vértices
ﬁca em W com probabilidade n/2m. Se w := |W| então
E[w] = n
n
2m
=
n2
2m
.
Considere agora o conjunto B das arestas que têm ambas as pontas em W. Como o
grafo tem m arestas e a probabilidade de uma ponta de aresta ﬁcar em W é n/2m,
temos
E[b] = m
n
2m
2
=
n2
4m
,
sendo b := |B|.
Na segunda fase (linhas 9-11), o algoritmo elimina vértices de W de modo que
o conjunto restante I seja independente. Esta segunda fase do algoritmo remove no
máximo b vértices e portanto o tamanho esperado de I é
E[|I|] ≥ E[w] − E[b] =
n2
2m
−
n2
4m
=
n2
4m
.

66 FEOFILOFF
Se executarmos o algoritmo um bom número de vezes e escolhermos o maior dos
conjuntos independentes que resultar, temos uma boa chance de obter um conjunto
independente de tamanho não menor que n2/4m.
Consumo de tempo. O algoritmo é linear. É razoável supor que cada execução
da rotina RANDOM consome tempo independente de n e de m. Assim, o algoritmo
consome
Θ(n + m)
unidades de tempo, sendo Θ(n) unidades na primeira fase e Θ(m) unidades na se-
gunda.
13.3 Comentários sobre algoritmos probabilísticos
Diz-se que um algoritmo é probabilístico ou aleatorizado se usa números aleatórios.
Cada execução de um tal algoritmo dá uma resposta diferente e o algoritmo promete
que o valor esperado da resposta é suﬁcientemente bom. Em geral, o algoritmo é exe-
cutado muitas vezes e o usuário escolhe a melhor das respostas.
Alguns algoritmos (não é o caso do algoritmo CONJINDEPENDENTE acima) prome-
tem também que a resposta fornecida está próxima do valor esperado com alta proba-
bilidade.
Os algoritmos probabilísticos ignoram, em geral, a estrutura e as peculiaridades da
instância que estão resolvendo. Mesmo assim, surpreendentemente, muitos algoritmos
probabilísticos produzem resultados bastante úteis.
O algoritmo deste capítulo é descrito, por exemplo, no livro de Mitzenmacher e Up-
fal [14]. Sobre algoritmos aleatorizados em geral, veja o verbete Randomized algorithm
na Wikipedia.

Capítulo 14
Busca em largura num grafo
Considere a relação amigo–de entre os usuários de uma rede social. Digamos que dois
usuários A e B estão ligados se existe uma sucessão de amigos que leva de A a B.
Suponha que queremos determinar todos os usuários ligados a um dado usuário.
A melhor maneira de resolver esse problema é fazer uma busca num grafo (veja a
Seção 12.1).
14.1 O problema do componente
Um caminho em um grafo é qualquer seqüência (i1, i2, . . . , iq) de vértices tal que cada
ip é vizinho de ip−1 para todo p ≥ 2. Dizemos que um vértice está ligado a outro se
existe um caminho que começa no primeiro e termina no segundo. O conjunto de todos
os vértices ligados a um vértice v é o componente (do grafo) que contém v.
Problema do Componente: Dado um vértice v de um grafo, encontrar o con-
junto de todos os vértices ligados a v.
Este é um dos mais básicos e corriqueiros problemas sobre grafos.
14.2 Busca em largura: versão preliminar
Usaremos a estratégia da “busca em largura” para resolver o problema. Começaremos
por escrever uma versão preliminar do algoritmo, em alto nível de abstração.
Dizemos que dois vértices i e j são vizinhos se ij é uma aresta. A vizinhança de
um vértice i é o conjunto de todos os vizinhos de i e será denotada por Z(i).
O seguinte algoritmo recebe um vértice v de um grafo representado por seu con-
junto V de vértices e suas vizinhanças Z(i), i ∈ V , e devolve o conjunto de todos os
vértices ligados a v.
67

68 FEOFILOFF
COMPONENTEPRELIM (V, Z, v)
1 P ← ∅
2 C ← {v}
3 enquanto C = ∅ faça
4 seja i um elemento de C
5 para cada j em Z(i) faça
6 se j /∈ C ∪ P
7 então C ← C ∪ {j}
8 C ← C − {i}
9 P ← P ∪ {i}
10 devolva P
Você pode imaginar que os vértices em P são pretos, os vértices em C são cinza e
todos os demais são brancos. Um vértice é branco enquanto não tiver sido visitado. Ao
ser visitado, o vértice fica cinza e assim permanece enquanto todos os seus vizinhos
não tiverem sido visitados. Quando todos os vizinhos forem visitados, o vértice fica
preto.
O algoritmo está correto. Considere o processo iterativo no bloco de linhas 3-9.
A cada passagem pela linha 3, imediatamente antes da comparação de C com ∅, temos
os seguintes invariantes:
i. P ∩ C = ∅,
ii. v ∈ P ∪ C,
iii. todo vértice em P ∪ C está ligado a v e
iv. toda aresta com uma ponta em P tem a outra ponta em P ∪ C.
É evidente que estas propriedades valem no início da primeira iteração. Suponha agora
que elas valem no início de uma iteração qualquer. É claro que i e ii continuam valendo
no início da próxima iteração. No caso do invariante iii, basta verificar que os vértices
acrescentados a P ∪ C durante esta iteração estão todos ligados a v. Para isso, é sufici-
ente observar que i está ligado a v (invariante iii) e portanto todos os vértices em Z(i)
também estão ligados a v.
Finalmente, considere o invariante iv. Por um lado, o único vértice acrescentado a
P durante a iteração corrente é i. Por outro lado, ao final da iteração, todos os vizinhos
de i estão em P ∪ C. Assim, o invariante iv continua válido no início da próxima
iteração.
No fim do processo iterativo, C está vazio. De acordo com os invariantes ii e iv,
todos os vértices de qualquer caminho que começa em v estão em P. Reciprocamente,
todo vértice em P está ligado a v, de acordo com invariante iii. Portanto, P é o conjunto
de vértices ligados a v. Assim, ao devolver P, o algoritmo cumpre o que prometeu.
Consumo de tempo. Não há como discutir o consumo de tempo do algoritmo
de maneira precisa, pois não especificamos estruturas de dados que representem as
vizinhanças Z(i) e os conjuntos P e C.

Podemos garantir, entretanto, que a execução do algoritmo termina depois de não
mais que |V | iterações do bloco de linhas 4-9. De fato, no decorrer da execução do
algoritmo, cada vértice entra em C (linha 7) no máximo uma vez, faz o papel de i na
linha 4 no máximo uma vez, é transferido de C para P (linhas 8 e 9) e portanto nunca
mais entra em C. Assim, o número de iterações não passa de |V |.
Exercícios
14.1 Um grafo é conexo se seus vértices estão ligados dois a dois. Escreva um algoritmo que
decida se um grafo é conexo.
14.2 Escreva um algoritmo que calcule o número de componentes de um grafo.
14.3 Busca em largura: versão mais concreta
Podemos tratar agora de uma versão mais concreta do algoritmo COMPONENTEPRE-
LIM, que adota estruturas de dados apropriadas para representar os vários conjuntos
de vértices.
Suponha que os vértices do grafo são 1, 2, ..., n. As vizinhanças dos vértices serão
representadas por uma matriz Z com linhas indexadas pelos vértices e colunas indexa-
das por 1, 2, ..., n − 1. Os vizinhos de um vértice i serão
Z[i, 1], Z[i, 2], . . . , Z[i, g[i]] ,
onde g[i] é o grau de i, ou seja, o número de vizinhos de i. (Na prática, usam-se listas
encadeadas para representar essas vizinhanças.) Observe que cada aresta ij aparece
exatamente duas vezes nesta representação: uma vez na linha i da matriz Z e outra vez
na linha j.
Os conjuntos P e C da seção anterior serão representados por um vetor cor inde-
xado pelos vértices: cor[i] valerá 2 se i ∈ P, valerá 1 se i ∈ C e valerá 0 nos demais
casos. O conjunto C terá também uma segunda representação: seus elementos ficarão
armazenados num vetor F[a . . b], que funcionará como uma fila com início a e fim b.
Isso permitirá implementar de maneira eficiente o teste “C = ∅” na linha 3 de COMPO-
NENTEPRELIM, bem como a escolha de i em C na linha 4.
O algoritmo recebe um grafo com vértices 1, 2, ..., n, representado por seu vetor de
graus g e sua matriz de vizinhos Z e recebe um vértice v. O algoritmo devolve um vetor
cor[1 . . n] que representa o conjunto de vértices ligados a v (os vértices do componente
são os que têm cor 2).

70 FEOFILOFF
COMPONENTE (n, g, Z, v)
1 para i ← 1 até n faça
2 cor[i] ← 0
3 cor[v] ← 1
4 a ← b ← 1
5 F[b] ← v
6 enquanto a ≤ b faça
7 i ← F[a]
8 para h ← 1 até g[i] faça
9 j ← Z[i, h]
10 se cor[j] = 0
11 então cor[j] ← 1
12 b ← b + 1
13 F[b] ← j
14 cor[i] ← 2
15 a ← a + 1
16 devolva cor[1 . . n]
O algoritmo COMPONENTE está correto pois o código não faz mais que implemen-
tar o algoritmo COMPONENTEPRELIM, que já discutimos.
Consumo de tempo. Seja m o número de arestas do grafo. (Em termos dos pa-
râmetros do algoritmo, m é 1
2
n
i=1 g[i].) Adotaremos o par (n, m) como medida do
tamanho de uma instância do problema.
Podemos supor que uma execução de qualquer das linhas do algoritmo consome
uma quantidade de tempo que não depende de n nem de m. A linha 7 é executada n
vezes no pior caso, pois cada vértice do grafo faz o papel de i na linha 7 uma só vez ao
longo da execução do algoritmo. (Segue daí, em particular, que b ≤ n.) Para cada valor
ﬁxo de i, o bloco de linhas 9-13 é executado g[i] vezes. Segue dessas duas observações
que, no pior caso, o processo iterativo nas linhas 6-15 consome tempo proporcional à
soma
n
i=1
g[i] ,
que vale 2m. O consumo desse processo iterativo está, portanto, em Θ(m) no pior caso.
Como o consumo de tempo das linhas 1-5 está em Θ(n), o consumo de tempo total
do algoritmo está em
Θ(n + m)
no pior caso. (No melhor caso, o vértice v não tem vizinhos e portanto o algoritmo
consome apenas Θ(n) unidades de tempo.)
Exercício
14.3 Escreva um algoritmo que calcule um caminho de comprimento mínimo dentre os que
ligam dois vértices dados de um grafo. (O comprimento de um caminho é o número de
arestas do caminho.)

Capítulo 15
Busca em profundidade num grafo
Este capítulo trata de um segundo algoritmo para o problema estudado no capítulo
anterior.
Problema do Componente: Dado um vértice v de um grafo, encontrar o con-
junto de todos os vértices ligados a v.
O algoritmo que discutiremos a seguir usa a estratégia da “busca em profundi-
dade”. A importância do algoritmo transcende em muito o problema do componente.
O algoritmo serve de modelo para soluções eﬁcientes de vários problemas mais com-
plexos, como o de calcular os componentes biconexos de um grafo, por exemplo.
15.1 Busca em profundidade
O seguinte algoritmo recebe um vértice v de um grafo e devolve o conjunto de todos os
vértices ligados a v. O conjunto de vértices do grafo é {1, . . . , n} e o conjunto de arestas
é representado pelas vizinhanças Z(p), já deﬁnidas na Seção 14.2.
COMPONENTE (n, Z, v)
1 para p ← 1 até n faça
2 cor[p] ← 0
3 BUSCAEMPROFUNDIDADE (v)
4 devolva cor[1 . . n]
O vetor cor, indexado pelo vértices, representa a solução: um vértice p está ligado
a v se e somente se cor[p] = 2.
O algoritmo COMPONENTE é apenas uma “casca” que repassa o serviço para a
rotina recursiva BUSCAEMPROFUNDIDADE. Do ponto de vista desta rotina, o grafo e o
vetor cor são variáveis globais (a rotina pode, portanto, consultar e alterar o valor das
variáveis).
71

72 FEOFILOFF
BUSCAEMPROFUNDIDADE (p)
5 cor[p] ← 2
6 para cada q em Z(p) faça
7 se cor[q] = 0
8 então BUSCAEMPROFUNDIDADE (q)
O vetor cor só tem dois valores: 0 e 2. Diremos que um vértice p é branco se
cor[p] = 0 e preto se cor[p] = 2. Diremos também que um caminho (veja Seção 14.1) é
branco se todos os seus vértices são brancos. A rotina BUSCAEMPROFUNDIDADE pinta
de preto alguns dos vértices que eram brancos. Assim, um caminho que era branco
quando a rotina foi invocada pode deixar de ser branco durante a execução da rotina.
Podemos dizer agora o que a rotina BUSCAEMPROFUNDIDADE faz. Ela recebe um
vértice branco p — que é vizinho de um vértice preto a menos que seja igual a v — e
pinta de preto todos os vértices que estejam ligados a p por um caminho branco. (A
rotina não altera as cores dos demais vértices.)
Agora que deixamos claro o problema que a rotina BUSCAEMPROFUNDIDADE re-
solve, é importante adotar uma boa deﬁnição de tamanho das instâncias desse pro-
blema. O número de vértices e arestas do grafo não dá uma boa medida do tamanho
da instância, pois a rotina ignora boa parte do grafo. É bem mais apropriado dizer que
o tamanho da instância é o número
x∈X
g(x) , (15.1)
onde X é o conjunto dos vértices ligados a p por caminhos brancos e g(x) := |Z(x)| é o
grau do vértice x.
A rotina está correta. A prova da correção da rotina BUSCAEMPROFUNDIDADE é
uma indução no tamanho da instância. Se o tamanho for 0, o vértice p não tem vizinhos.
Se o tamanho for 1, o único vértice em Z(p) é preto. Em qualquer desses casos, a rotina
cumpre o que prometeu.
Suponha agora que o tamanho da instância é maior que 1. Seja B o conjunto de
vértices brancos no início da execução da rotina e seja X o conjunto dos vértices ligados
a p em B. Queremos mostrar que no ﬁm do processo iterativo descrito nas linhas 6-8 o
conjunto dos vértices brancos é B − X.
Sejam q1, q2, ..., qk os elementos de Z(p) na ordem em que eles serão examinados
na linha 6. Para j = 1, 2, ..., k, seja Yj o conjunto dos vértices ligados a qj em B − {p}.
É claro que X = {p} ∪ Y1 ∪ · · · ∪ Yk.
Se Yi ∩ Yj = ∅ então Yi = Yj. De fato, se Yi e Yj têm um vértice em comum então
existe um caminho em B −{p} com origem qi e término em Yj. Portanto também existe
um caminho em B −{p} de qi a qj, donde qj ∈ Yi. Segue daí que Yj ⊆ Yi. Um raciocínio
análogo mostra que Yi ⊆ Yj.
O processo iterativo descrito nas linhas 6-8 pode ser reescrito como
6 para j ← 1 até k faça
7 se cor[qj] = 0
8 então BUSCAEMPROFUNDIDADE (qj)

e isso permite formular o seguinte invariante: a cada passagem pela linha 6,
o conjunto dos vértices brancos é B − {p} ∪ Y1 ∪ · · · ∪ Yj−1 . (15.2)
Esta propriedade certamente vale no início da primeira iteração. Suponha agora que
ela vale no início de uma iteração qualquer. Se tivermos Yj = Yi para algum i entre 1
e j−1 então, no início desta iteração, todos os vértices em Yj já são pretos e a linha 8 não
é executada. Caso contrário, Yj é disjunto de Y1 ∪· · ·∪Yj−1 e portanto todos os vértices
em Yj estão ligados a qj por caminhos em B − {p} ∪ Y1 ∪ · · · ∪ Yj−1 . Como y∈Yj
g(y)
é menor que x∈X g(x), podemos supor, por hipótese de indução, que a invocação de
BUSCAEMPROFUNDIDADE na linha 8 com argumento qj produz o resultado prometido.
Assim, no ﬁm desta iteração, o conjunto dos vértices brancos é B − {p}∪Y1 ∪· · ·∪Yj .
Isto prova que (15.2) continua valendo no início da próxima iteração.
No ﬁm do processo iterativo, o invariante (15.2) garante que o conjunto de vértices
brancos é B − {p}) ∪ Y1 ∪ · · · ∪ Yk , ou seja, B − X. Logo, BUSCAEMPROFUNDIDADE
cumpre o que prometeu.
Consumo de tempo. A análise da correção da rotina BUSCAEMPROFUNDIDADE
permite concluir que o consumo de tempo da rotina é proporcional ao tamanho,
x∈X g(x), da instância. Em particular, o consumo de tempo da linha 3 de COM-
PONENTE não passa de x∈V g(x). Como esta soma é igual ao dobro do número de
arestas do grafo, m, podemos dizer que a linha 3 de COMPONENTE consome
O(m)
unidades de tempo. No pior caso, o consumo é Θ(m).
Se levarmos em conta o consumo de tempo das linhas 1-2 de COMPONENTE, tere-
mos um consumo total de
Θ(n + m)
unidades de tempo no pior caso.
Exercício
15.1 Escreva e analise uma versão não-recursiva do algoritmo BUSCAEMPROFUNDIDADE.

Posfácio
O texto fez uma modesta introdução à Análise de Algoritmos usando material dos
excelentes livros citados na bibliografia. Embora tenha tratado apenas de problemas
e algoritmos muito simples, espero que este minicurso possa guiar o leitor que queira
analisar os seus próprios algoritmos.
O tratamento de algoritmos probabilísticos foi muito superficial e muitos outros
assuntos ficaram de fora por falta de espaço. Assim, não foi possível discutir a análise
de tipos abstratos de dados, como filas de prioridades e estruturas union/find. A análise
amortizada (muito útil para estimar o consumo de tempo dos algoritmos de fluxo em
redes, por exemplo) foi igualmente ignorada. Finalmente, não foi possível mencionar
a teoria da complexidade de problemas e a questão P=NP.
75

Bibliografia
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MIT Press and McGraw-Hill, second edition, 2001. 9, 11, 22, 50, 54, 55, 59
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2009. JAI (Jornadas de Atualização em Informática) da SBC (Sociedade Brasileira
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br/~pf/prog-lin/, 1999–2009. 62
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analise_de_algoritmos/, 1999–2009.
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77

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[16] I. Parberry. Problems on Algorithms. Prentice Hall, 1995. 50
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Técnicos e Cientíﬁcos, second edition, 1994.
[20] N. Ziviani. Projeto de Algoritmos (com implementações em Pascal e C). Thomson,
second edition, 2004.

Índice remissivo
x , 11, 12
x , 12
lg n, 11
Ω( ), 14
Θ( ), 15
N, 12
N>
, 12
R, 12
R≥
, 12
R>
, 12
algoritmo, 9
aleatorizado, 66
correto, 9
de aproximação, 57
de Karatsuba–Ofman, 40
ene-log-ene, 16
exponencial, 16
guloso, 43, 44, 54
linear, 16
Mergesort, 25
polinomial, 16
primal-dual, 62
probabilístico, 66
quadrático, 16
recursivo, 11, 25, 39, 44, 49, 52, 71
análise assintótica, 13
aproximação (algoritmo de), 57
aresta (de grafo), 59
assintoticamente não-decrescente, 22
assintótico, 13
Bentley, 9, 27, 31, 32, 36
BFS, 67
Brassard, 9, 22, 23, 42, 54, 58
Bratley, 9, 22, 23, 42, 54, 58
breadth-first search, 67
bucket sort, 33
busca
em largura, 67
em profundidade, 71
caminho (em grafo), 67
cobertura (de grafo), 59
compatíveis (intervalos), 43
componente (de grafo), 67
conexo (grafo), 69
conjunto independente (em grafo), 63
consumo de tempo, 10
Cormen, 9, 11, 22, 50, 54, 55, 59
correção (de algoritmo), 9
crescente, 25
Dasgupta, 42
depth-first search, 71
DFS, 71
dígito, 37
dígitos (número de), 37
divisão e conquista, 22, 26, 29, 42
eficiência, 10
estrutura recursiva
de um problema, 11, 32, 44, 48, 51
firmeza (de vetor), 30
fortemente polinomial, 54
Gasarch, 50
grafo, 59
bipartido, 62
conexo, 69
grau de vértice, 69
guloso (algoritmo), 43, 44, 54
indução matemática, 11, 14, 18, 25
instância de problema, 9
intercalação de vetores, 25, 26
intervalo, 43
invariante, 28, 31, 35, 49, 50, 53, 61, 68, 73
Karatsuba, 40
79

80 FEOFILOFF
Kleinberg, 9, 42, 46, 62
Knuth, 9
Leiserson, 9
lg n, 12
log, 11
maioria, 33
majoritário, 33
Manber, 9, 36
maximal, 64
melhor caso, 10
Mergesort, 25
minimal, 60
mínimo, 60
Mitzenmacher, 66
mochila
de valor máximo, 51
de valor quase máximo, 55
multiplicação de números, 37
N, 12
N>
, 12
não-decrescente, 22
notação
O grande, 13
Ômega grande, 14
Teta grande, 15
NP-difícil, 54, 55, 59
número de dígitos, 37
números
naturais, 12
reais, 12
O( ), 13
Ω( ), 14
O grande, 13
Ômega (Ω) grande, 14
Ofman, 40
palavra, 47
Papadimitriou, 42
parágrafo, 47
Parberry, 50
pen drive, 54
pior caso, 10
piso de logaritmo, 11
piso de número, 11, 12
pontas (de aresta), 59
primal-dual, 62
problema, 9
programação dinâmica, 30, 32, 44, 49, 52
programação linear, 62
proporcional, 15
prova por
contradição, 13, 15
indução matemática, 11, 14, 18, 25
R, 12
R≥
, 12
R>
, 12
recorrência, 17
recursão, 11
recursivo (algoritmo), 11, 25, 39, 44, 49, 52, 71
Rivest, 9
Sedgewick, 62
segmento (de vetor), 27
solidez (de vetor), 27
Stein, 9
suﬁcientemente grande, 13
svvm, 44
Θ( ), 15
tamanho de instância, 10
Tardos, 9, 42, 46, 62
tem n dígitos, 37
tempo (consumo de), 10
teorema mestre, 22
Teta (Θ) grande, 15
teto de número, 12
unidade de tempo, 10, 16
Upfal, 66
valor especíﬁco, 55
valor majoritário, 33
Vazirani, 42
vértice (de grafo), 59
vetor crescente, 25
viável, 43, 51, 55
vizinhos (vértices), 67

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