ヴィータウタスの後は、ヴワディスワフ2世の弟であるシュヴィトリガイラが継いだ。シュヴィトリガイラもヴィータウタスの政策を継承し、リトアニアを独立させようとするが、それが理由で1432年に廃位される。その後を、ヴァイータウタスの弟であるジーギマンタスが継ぐが、今度は逆に親ポーランド政策を採ったため、リトアニア＝ルーシ貴族の反発を買い、1440年に殺される。結局は、ヴワディスワフ2世の息子であるカジミェラスが大公位に就き、1572年にジーギマンタス・アウグスタスの死去に拠り断絶するまで（女系を通じては、ヴァーサ家のヨナス・カジミェラスが1668年に退位するまで）、専らこの一族がリトアニア大公の地位を独占した。ただし、断絶したのはヤガイラスの系統のみで、ゲディミナス朝の血脈自体は絶えてはいない。現に、ヴァーサ朝断絶後にポーランド王になったミカイラスはカリブタスの子孫である。それ以外にも、ゲディミナス朝の末裔達は、ポーランド・ロシアの貴族層として活躍した。特に、ロシアでは、リューリク一門、ジョチ一門と共に宮廷貴族の中枢を担った。
しかし、カトリックが導入されたことに拠り、リトアニア支配下のルーシの正教徒達の間に不満が起こり、ヴィータウタスはこれを背景にしてヴワディスワフ2世に再び叛旗を翻す(リトアニアの内戦 (1389年-1392年))。ヴワディスワフ2世は、これを懐柔する方法を採り、ヴィータウタスにリトアニアの公位を授け、支配権を委ねた。ヴィータウタスは、それを受け入れて、スキルガイラを倒して、リトアニアの実質上の支配者となった。リトアニアを完全に支配下に置いたヴィータウタスの目的は全ルーシの統合であった。スモレンスク公国を併合し、娘のソフィアをモスクワ大公ヴァシーリー1世（ドミトリイ・ドンスコイの子）に嫁がせ、黒海にまで勢力を拡大するが、1399年にティムールに敗北した。この敗北の結果、ヴィータウタスはヴワディスワフ2世との必要性を感じ、ヴワディスワフ2世の方もヤドヴィカを亡くしていたことに拠り、ヴィータウタスとの連携を必要としていた。1401年に両者の間でヴィルノ・ラドムの合同が締結され、ヴィータウタスはヴワディスワフ2世の宗主を認める上で、リトアニア大公の地位に就いた。ヴワディスワフ2世と完全に和解したヴィータウタスは、1410年のジャルギウスの戦いで宿敵ドイツ騎士団を完膚なきまでに叩きのめした。ジャルギウスの戦いの後も、ヴィータウタスの勢いは止まらなかった。1425年にヴァシーリー1世が死に、その息子のヴァシーリー2世がモスクワ大公位に就くが、ヴィータウタスはその外祖父として権威を振るった。ヴィータタスの目は東方だけではなく西方にも向けられた。1419年にフス戦争が勃発すると、ヴィータウタスはフス派を支持し、彼等の王としてジーギマンタス・カリブタイティス（ヴワディスワフ2世の弟であるカリブタスの子）を派遣した。クライマックスは、1429年のルツク会議の開催であった。ヴィータウタスは、この会議の主催者であり、ルーシ諸侯、ポーランド王ヴワディスワフ2世、神聖ローマ皇帝ジギスムントといった君主、ローマ教皇マルティヌス5世、東ローマ皇帝ヨハネス8世パレオロゴス、デンマーク王エーリク7世、ドイツ騎士団の各使節を盛大に歓待して力を見せ付けた。ヴィータウタスはリトアニアを完全に独立させることだったといわれている。しかし、それが果たせないまま、翌1430年に死去した。
計算複雑性理論は計算可能関数の計算の複雑さを扱う。計算理論のもう一つの重要な分野である計算可能性理論では問題の解法があるかどうかだけを扱い、その複雑さや必要とする計算資源量は問わない点が異なる。具体的には、計算複雑性理論は「あるアルゴリズムへの入力データの長さを増やしたとき、実行時間や必要な記憶量はどのように増えるか？」という問いに答える。これは、計算機の実際的な限界を与えるものであり、この理論は産業や社会にとって重要な意味を持つ。なぜならば、計算機の性能は向上しているが、解析すべき情報も増加しているため、アルゴリズムが入力データ長の増大にうまく対応できるか否かで、計算機が現実的な問題を解決するのに役に立つか否かが決まるからである。計算複雑性理論では、計算問題やそれを解くアルゴリズムを、NPやPといった複雑性クラスに分類する。個々の計算問題を少ない計算資源で解くアルゴリズムを発見することはもちろん計算機科学の重要な課題だが、複雑性理論ではこれにとどまらず、計算問題が何らかの複雑性クラスに属すること、あるいは属しないことを証明したり、クラス間の階層構造を解明することも目標とする。計算量 tC をもつ複雑性クラス C に 或る計算問題 X が属する とは、あるアルゴリズム A が存在して、問題 X が A により tC以下で解決されることを意味し、問題 X の複雑性の上界を与える。そして、よりよい上界を求めることは、問題 X をより少ない計算資源で解くアルゴリズムを発見する(あるいはその存在を示す)ことに他ならず、産業界において有意義である。また、ある計算問題 X が、ある複雑性クラス C に属しないとは、問題 X は、いかなるアルゴリズムをもってしても、計算量 tC 以下では解決できないことを意味し、問題 X の複雑性の下界を与える。計算問題の下界を示すことは、理論的意義を有するだけではなくて、暗号理論においては、ある暗号方式が計算量的に解読不能であることを示すことを意味し、実際的な価値がある。現在の計算複雑性理論の最も重要な課題は、P≠NP予想の証明である。この予想は提起された当初それほど重要とは見なされなかったが、産業において重要なオペレーションズリサーチの問題の多くがNPの部分クラスに属するNP完全問題であることが明らかになるにつれて重要性を増してきた。NP完全問題は、解が正しいかどうかは簡単に確かめられるが、正確な解を探す方法はスケーラブルではない問題である。NPクラスがPクラスより範囲が広いことが確定すると、それらの問題にはスケーラブルな解が存在しないことが確定する。このため、P≠NP予想の証明は重要とされているのである。