Para cualquier gráfico de camino-ciclo dirigido ponderado, y (denominado ), y cualquier igualdad de costos de operaciones (interfusiones y duplicación), obtenemos un algoritmo que, aplicando sucesivamente estas operaciones a , produce como salida si la primera estructura no contiene parálogos (es decir, aristas con un nombre repetido) y la segunda no tiene más de dos parálogos para cada arista. Al encontrar la secuencia más corta de operaciones que se aplicarán para pasar de a , el algoritmo tiene un error multiplicativo de como máximo 13/9 + , donde es cualquier número estrictamente positivo, y su tiempo de ejecución es del orden de , donde es el tamaño del par de gráficos de entrada. En el caso de no parálogos, conjuntos iguales de nombres en las estructuras y costos de operación iguales, hemos considerado las siguientes condiciones en la transformación de en : todas las estructuras en ellas son de un ciclo; todas las estructuras son de un camino; todas las estructuras son de caminos. Para cada una de las condiciones, hemos obtenido un algoritmo de tiempo cuadrático exacto (es decir, sin error) para encontrar la transformación más corta de en . Para otra lista de operaciones (unión y corte de un vértice, y eliminación e inserción de una arista) sobre estructuras y para costos arbitrarios de estas operaciones, hemos obtenido un algoritmo para la extensión de estructuras especificadas en las hojas de un árbol en sus vértices interiores. El algoritmo es exacto si el árbol es una estrella; en este caso, las estructuras en las hojas pueden incluso tener conjuntos desiguales de nombres o parálogos. El tiempo de ejecución del algoritmo es del orden de + log(), donde es el número de nombres en las hojas, y es una característica fácilmente computable de las estructuras en las hojas. En el caso general, un algoritmo de tiempo cúbico encuentra una solución localmente mínima.