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Kruskal’s Algorithm：最小生成树

一句话概括

Kruskal 算法将所有边按权重从小到大处理；只要当前边连接两个不同的连通分量，就将其加入生成森林并合并这两个分量，直到选出 $|V|-1$ 条边。

目录

• 1. 问题定义

• 2. 基本思想

• 3. 具体过程

• 4. 正确性依据

• 5. 并查集的作用

• 6. 伪代码

• 7. 时空间复杂度

• 8. 问题需要具有的性质

• 9. 典型例子

• 10. 常见错误

• 11. 与 Prim 算法的对比

1. 问题定义

给定一个带权无向图：

$$G=(V,E),\qquad w:E\rightarrow \mathbb{R}$$

生成树 T 需要满足：

1. 覆盖图中的全部顶点；

2. 连通；

3. 不含环；

4. 恰好包含 $|V|-1$ 条边。

最小生成树（Minimum Spanning Tree, MST）要求生成树的总权重最小：

$$T^*=\arg\min_{T\text{ 是 }G\text{ 的生成树}} \sum_{e\in T}w(e)$$

最小生成树与最短路径树不同

• 最小生成树最小化的是整棵树的边权总和。
• 最短路径树最小化的是指定源点到其他顶点的路径长度。
• 因此，Kruskal 算法不能替代 Dijkstra’s Algorithm。

2. 基本思想

Kruskal 算法是一种贪心算法。

它不从某个起点扩张一棵树，而是从只有顶点、没有边的森林开始：

$$A=\varnothing$$

初始时，每个顶点都是一个独立的连通分量。随后将所有边按照权重非递减排序，并依次检查每条边 $(u,v)$：

• 若 $u$ 和 $v$ 属于不同连通分量，加入该边不会形成环，因此选择它；

• 若 $u$ 和 $v$ 已经属于同一连通分量，加入该边会形成环，因此舍弃它。

当已经选择 $|V|-1$ 条边时，算法结束。

核心不变量

在算法执行的任意时刻：

1. 已选边集合 $A$ 始终无环，因此构成一片森林；
2. $A$ 始终是某棵最小生成树的子集；
3. 每次只合并两个不同的连通分量；
4. 当 $|A|=|V|-1$ 时，$A$ 是一棵生成树。

2.1 Kruskal 的贪心选择

对于当前权重最小且连接两个不同连通分量的边 $e$，Kruskal 直接将其加入：

$$e=\arg\min \left\{ w(x,y)\mid x,y\text{ 位于不同连通分量} \right\}$$

这里的“最小”是针对尚未处理的全部边，而不是只看某个顶点附近的边。

3. 具体过程

3.1 初始化

对每个顶点 v\in V 建立一个只包含自身的集合：

$$\{v\}$$

此时：

• 每个顶点是一个独立连通分量；

• 已选边集合 $A$=\varnothing；

• 连通分量个数为 $|V|$。

3.2 对边排序

将所有边按照权重从小到大排列：

$$w(e_1)\leq w(e_2)\leq\cdots\leq w(e_{|E|})$$

若干条边权重相同，它们之间的相对顺序可以任意。

3.3 依次扫描边

对于排序后的每条边 $(u,v)$：

1. 查找 $u$ 所属连通分量；

2. 查找 $v$ 所属连通分量；

3. 若二者不同：

   • 将 $(u,v)$ 加入 $A$；

   • 合并两个连通分量；

4. 若二者相同：

   • 舍弃该边，因为加入后会形成环。

3.4 终止条件

对于连通图，当满足以下条件时结束：

$$|A|=|V|-1$$

此时所有顶点已经连通，且 A 无环，所以 $A$ 是一棵最小生成树。

3.5 流程图

flowchart TD
    A[开始] --> B[将所有边按权重排序]
    B --> C[取出当前最轻边]
    C --> D{"FIND(u) = FIND(v)?"}
    D -->|否| E["A = A ∪ {(u,v)}, UNION(u,v)"]
    D -->|是| F[舍弃该边]
    E --> G{"|A| = |V|-1?"}
    F --> G
    G -->|否| C
    G -->|是| H[返回 A]

4. 正确性依据

Kruskal 算法的正确性主要依赖最小生成树的割性质（cut property）。

割性质

设 $A$ 是某棵最小生成树的边子集。对于任意一个尊重 $A$ 的割，跨越该割的最轻边都是相对于 $A$ 的安全边，可以加入 $A$ 而不破坏最优性。

4.1 为什么 Kruskal 选择的边是安全边

设当前考虑的边为：

$$e=(u,v)$$

并且 $u$、$v$ 属于两个不同连通分量 $C_u$ 和 $C_v$。

取割：

$$(C_u,V-C_u)$$

由于当前已选边不会跨出连通分量 $C_u$，该割尊重已选边集合 $A$。

Kruskal 按照权重从小到大扫描边，因此，当 $e$ 被选择时，不存在一条权重更小、尚未选择并且连接 $C_u$ 与外部的合法边。于是 $e$ 是跨越该割的最轻边之一，根据割性质，$e$ 是安全边。

4.2 交换论证

假设存在一棵包含当前已选边集合 $A$ 的最小生成树 $T^*$，但 $T^*$ 不包含 Kruskal 即将选择的边 $e=(u,v)$：

1. 将 $e$ 加入 $T^*$，得到一个环；

2. 该环中必然存在另一条连接当前两个不同连通分量的边 $f$；

3. 由于 Kruskal 按权重升序处理边：

$$w(e)\leq w(f)$$

4. 删除 $f$ 并保留 $e$，仍得到一棵生成树：

$$T' = T^* - \{f\} + \{e\}$$

5. 新树满足：

$$w(T')\leq w(T^*)$$

因此 $T'$ 也是一棵最小生成树，并且包含 $A\cup\{e\}$。所以 Kruskal 的每次选择都不会破坏最优性。

环性质

在任意一个环中，若某条边严格重于环中的其他边，则这条边不可能属于任何最小生成树。Kruskal 舍弃会形成环的边，与该性质相容。

5. 并查集的作用

Kruskal 需要频繁判断两个顶点是否已经连通。通常使用并查集（Disjoint Set Union, DSU）完成。

并查集支持三种核心操作：

操作	作用
MAKE-SET(v)	建立只包含顶点 v 的集合
FIND-SET(v)	返回 v 所属集合的代表元
UNION(u, v)	合并 u、v 所属的两个集合

判断边 $(u,v)$ 是否形成环：

$$\operatorname{FIND}(u)=\operatorname{FIND}(v)$$

• 相等：两个顶点已经连通，加入该边会形成环；

• 不等：两个顶点尚未连通，可以安全地合并分量。

5.1 两项优化

1. 路径压缩（path compression）：执行 FIND 时，让路径上的结点直接指向代表元；

2. 按秩合并或按大小合并（union by rank/size）：将较小或较矮的树接到较大的树下。

同时使用两项优化后，并查集单次操作的均摊复杂度为：

$$O(\alpha(V))$$

其中 $\alpha$ 是反阿克曼函数，在实际规模下可视为接近常数。

6. 伪代码

6.1 Kruskal 主算法

KRUSKAL(G, w):
    A <- empty set

    for each vertex v in G.V:
        MAKE-SET(v)

    sort G.E into nondecreasing order by edge weight w

    for each edge (u, v) in sorted G.E:
        if FIND-SET(u) != FIND-SET(v):
            A <- A union {(u, v)}
            UNION(u, v)

        if |A| = |G.V| - 1:
            break

    return A

6.2 更强调执行逻辑的精简版本

KRUSKAL(V, E):
    mst <- empty list
    initialize DSU with every vertex in its own set
    sort E by increasing weight

    for each edge (u, v, weight) in E:
        if FIND(u) != FIND(v):
            append (u, v, weight) to mst
            UNION(u, v)

        if |mst| = |V| - 1:
            return mst

    return mst

非连通图的返回结果

若扫描完所有边后仍有 $|A|<|V|-1$，输入图不连通，因此不存在覆盖全部顶点的生成树。此时 $A$ 是一个最小生成森林。

7. 时空间复杂度

设：

• 顶点数为 $|V|$；

• 边数为 $|E|$。

7.1 时间复杂度

边排序

对所有边排序需要：

$$O(E\log E)$$

并查集操作

每条边至多执行两次 FIND，被选择的边还会执行一次 UNION。使用路径压缩和按秩合并时，总复杂度为：

$$O(E\alpha(V))$$

总时间复杂度

排序占主导，因此：

$$\boxed{O(E\log E)}$$

对于简单连通无向图：

$$V-1\leq E\leq \frac{V(V-1)}{2}$$

因此：

$$\log E=\Theta(\log V)$$

也常写为：

$$\boxed{O(E\log V)}$$

7.2 空间复杂度

若计入图的边表：

$$\boxed{O(V+E)}$$

其中：

• 边数组占 $O(E)$；

• 并查集的 parent、rank 或 size 数组占 $O(V)$；

• 最小生成树最多保存 $V-1$ 条边，占 $O(V)$。

若输入边表已经存在，并且原地排序，则算法的额外辅助空间主要为：

$$O(V)$$

复杂度结论

部分	复杂度
边排序	$O(E\log E)$
并查集操作总计	$O(E\alpha(V))$
总时间	$O(E\log E)$
总存储	$O(V+E)$
额外辅助空间	通常为 $O(V)$，具体取决于排序实现

8. 问题需要具有的性质

8.1 必要输入条件

Kruskal 算法直接求解的是：

适用问题

连通、带权、无向图的最小生成树问题。

具体要求如下：

1. 无向图

   • Kruskal 求解的是无向图生成树。

   • 有向图中的对应问题是最小树形图（minimum arborescence），不能直接使用 Kruskal。

2. 图是连通的

   • 只有连通图才存在覆盖全部顶点的生成树。

   • 若图不连通，Kruskal 会得到最小生成森林（minimum spanning forest）。

3. 边具有可比较的权重

   • 所有边必须能够按照权重排序。

4. 目标是最小化生成树的边权总和

   • 若目标是最短路径、最大流或其他目标函数，需要使用对应算法。

8.2 不需要满足的条件

Kruskal 算法不要求：

• 边权必须为正数；

• 边权必须非负；

• 所有边权互不相同；

• 指定起始顶点；

• 图必须是稀疏图；

• 图必须是简单图。

关于特殊边

• 负权边：可以正常处理，且通常会被优先选择。
• 重边/平行边：可以保留，算法会选择其中有利且不成环的边。
• 自环：端点属于同一顶点，必然不会用于生成树，应直接忽略。

8.3 最小生成树的唯一性

• 若所有边权互不相同，则最小生成树唯一；

• 若存在相同权重的边，最小生成树可能不唯一；

• 相同权重边采用不同排序顺序，可能得到不同的树，但其最小总权重相同。

8.4 算法成立的结构性质

Kruskal 能够使用贪心策略，是因为最小生成树问题具有：

• 割性质：跨越合法割的最轻边是安全边；

• 环性质：环中的严格最重边不属于任何最小生成树；

• 最优子结构：最优树的局部连接可对应子问题的最优结构；

• 贪心选择性质：当前最轻的安全边可以直接确定，无需回溯。

更抽象的解释：图拟阵 无向图中所有无环边集构成一个图拟阵（graphic matroid）。Kruskal 本质上是在该拟阵上按照边权执行贪心选择，因此能够得到最小权基。

9. 典型例子

9.1 输入图

顶点集合：

$$V=\{1,2,3,4,5,6\}$$

边及权重：

边	权重
1-2	10
3-6	15
4-6	20
2-6	25
1-4	30
3-5	35
2-5	40
1-5	45
2-3	50
5-6	55

9.2 按权重排序

$$\begin{aligned} &(1,2,10),\\ &(3,6,15),\\ &(4,6,20),\\ &(2,6,25),\\ &(1,4,30),\\ &(3,5,35),\\ &(2,5,40),\\ &(1,5,45),\\ &(2,3,50),\\ &(5,6,55) \end{aligned}$$

9.3 逐步执行

初始连通分量：

$$\{1\},\{2\},\{3\},\{4\},\{5\},\{6\}$$

第 1 条边：$(1,2,10)$

顶点 1、2 位于不同分量，选择该边：

$$A=\{(1,2)\}$$

合并后得到分量：

$$\{1,2\},\{3\},\{4\},\{5\},\{6\}$$

第 2 条边：$(3,6,15)$

顶点 3、6 位于不同分量，选择该边：

$$A=\{(1,2),(3,6)\}$$

第 3 条边：$(4,6,20)$

顶点 4 与 6 位于不同分量，选择该边：

$$A=\{(1,2),(3,6),(4,6)\}$$

此时分量为：

$$\{1,2\},\{3,4,6\},\{5\}$$

第 4 条边：$(2,6,25)$

顶点 2 与 6 位于不同分量，选择该边并合并：

$$A=\{(1,2),(3,6),(4,6),(2,6)\}$$

此时分量为：

$$\{1,2,3,4,6\},\{5\}$$

第 5 条边：$(1,4,30)$

顶点 1、4 已经位于同一连通分量：

$$\operatorname{FIND}(1)=\operatorname{FIND}(4)$$

若加入该边，会形成环：

$$1\rightarrow 2\rightarrow 6\rightarrow 4\rightarrow 1$$

因此舍弃 $(1,4,30)$。

第 6 条边：$(3,5,35)$

顶点 3、5 位于不同分量，选择该边：

$$A=\{(1,2),(3,6),(4,6),(2,6),(3,5)\}$$

此时：

$$|A|=5=|V|-1$$

算法结束。

9.4 执行表

扫描顺序	边	权重	两端是否已连通	操作	已选边数	累计权重
1	(1,2)	10	否	选择	1	10
2	(3,6)	15	否	选择	2	25
3	(4,6)	20	否	选择	3	45
4	(2,6)	25	否	选择	4	70
5	(1,4)	30	是	舍弃，避免成环	4	70
6	(3,5)	35	否	选择	5	105

9.5 最终结果

最小生成树边集：

$$T= \{ (1,2), (3,6), (4,6), (2,6), (3,5) \}$$

总权重：

$$\begin{aligned} w(T) &=10+15+20+25+35\\ &=\boxed{105} \end{aligned}$$

验证：

• 覆盖全部 6 个顶点；

• 包含 $6-1=5$ 条边；

• 连通且无环；

• 总权重为 105。

10. 常见错误

错误 1：只要边权小就直接选择

还必须检查该边的两个端点是否已经连通。若已经连通，加入后会形成环。

错误 2：使用

visited 数组代替并查集

Kruskal 同时维护多个连通分量，并不是从单一起点扩张一棵树。仅记录顶点是否访问过，无法正确判断两个端点是否属于同一分量。

错误 3：认为 Kruskal 必须指定起点

Kruskal 不需要起点。指定起点并逐步扩张的是 Prim’s Algorithm。

错误 4：选出

$|V|$ 条边才停止

一棵包含 $|V|$ 个顶点的生成树恰好有 $|V|-1$ 条边。

错误 5：相同权重边只能按某个固定顺序处理

相同权重边的相对顺序可以不同。结果可能是不同的最小生成树，但总权重仍相同。

错误 6：边权必须非负

Kruskal 可以处理负权边。最小生成树问题没有 Dijkstra 算法的非负权限制。

错误 7：忘记无向边只存一份

若边表同时存储 $(u,v)$ 和 $(v,u)$，应确保它们不会被当作两条不同的实际边重复处理。

11. 与 Prim 算法的对比

对比项	Kruskal	Prim
生长方式	同时维护多棵树，逐步合并为一棵树	从一个起点不断扩张一棵树
每次选择	全局最轻且不成环的边	跨越当前割的最轻边
是否需要起点	不需要	需要任意选择一个起点
主要数据结构	边排序 + 并查集	邻接表/矩阵 + 最小优先队列
常用复杂度	$O(E\log E)$	$O(E\log V)$
更常见的适用场景	稀疏图、边表输入	稠密图或邻接结构输入
中间结构	森林	始终是一棵树

快速区分

• Kruskal：看边。 全局按边权排序，使用并查集避免成环。
• Prim：看点集。 维护树内顶点集合，选择跨越当前割的最轻边。

12. 复习清单

• 能说明 Kruskal 为什么属于贪心算法
• 能解释“连接不同连通分量”为什么等价于“不形成环”
• 能手算边排序后的选择与舍弃过程
• 能写出 MAKE-SET、FIND-SET、UNION 在算法中的作用
• 能推导 $O(E\log E)$ 的时间复杂度
• 能说明负权边和重复权重不会破坏算法
• 能区分 Kruskal、Prim 与 Dijkstra

参考资料

• Thomas H. Cormen, Charles E. Leiserson, Ronald L. Rivest, Clifford Stein. Introduction to Algorithms, 3rd ed., Chapter 23: Minimum Spanning Trees.

• Prim’s Algorithm：最小生成树

• 贪心算法

• 并查集