并查集应用

并查集、Kruskal 重构树的思维方式是很类似的，它们都能用于处理与连通性有关的问题．本文通过例题讲解的方式给大家介绍并查集思想的应用．

A

有 $n$ 个点，初始时均为孤立点．

接下来有 $m$ 次加边操作，第 $i$ 次操作在 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 之间加一条无向边．设 $L (i, j)$ 表示结点 $i$ 和 $j$ 最早在第 $L (i, j)$ 次操作后连通．

在 $m$ 次操作完后，你要求出 $\sum_{i = 1}^{n} \sum_{j = i + 1}^{n} L (i, j)$ 的值．

这是基础并查集的应用，并查集记录一下子树的大小．考虑统计每次操作的贡献．如果第 $i$ 次操作 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 分属于两个不同子树，就将这两个子树合并，并将两者子树大小的乘积乘上 $i$ 累加到答案里．时间复杂度 $O (n α (n))$ ．

B

有 $n$ 个点，初始时均为孤立点．

接下来有 $m$ 次加边操作，第 $i$ 次操作在 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 之间加一条无向边．

接下来有 $q$ 次询问，第 $i$ 次询问 $u_{i}$ 和 $v_{i}$ 最早在第几次操作后连通．

考虑在并查集合并的时候记录「并查集生成树」，也就是说如果第 $i$ 次操作 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 分属于两个不同子树，那么把 $(a_{i}, b_{i})$ 这条边纳入生成树中．边权是 $i$ ．那么查询就是询问 $u$ 到 $v$ 路径上边权的最大值，可以使用树上倍增或者树链剖分的方法维护．时间复杂度 $O (n \log n)$ ．

另外一个方法是维护 Kruskal 重构树，其本质与并查集生成树是相同的．复杂度亦相同．

C

有 $n$ 个点，初始时均为孤立点．

接下来有 $m$ 次加边操作，第 $i$ 次操作在 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 之间加一条无向边．

接下来有 $q$ 次询问，第 $i$ 次询问第 $x_{i}$ 个点在第 $t_{i}$ 次操作后所在连通块的大小．

离线算法：考虑将询问按 $t_{i}$ 从小到大排序．在加边的过程中使用并查集顺便处理询问即可．时间复杂度 $O (q \log q + (n + q) α (n))$ ．

在线算法：本题的在线算法只能使用 Kruskal 重构树．Kruskal 重构树与并查集的区别是：第 $i$ 次操作 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 分属于两个不同子树，那么 Kruskal 会新建一个结点 $u$ ，然后让 $a_{i}$ 所在子树的根和 $b_{i}$ 所在子树的根分别连向 $u$ ，作为 $u$ 的两个儿子．不妨设 $u$ 的点权是 $i$ ．对于初始的 $n$ 个点，点权为 $0$ ．

对于询问，我们只需要求出 $x_{i}$ 在重构树中最大的一个连通块使得连通中的点权最大值不超过 $t_{i}$ ，询问的答案就是这个连通块中点权为 $0$ 的结点个数，即叶子结点个数．

由于我们操作的编号是递增的，因此重构树上父结点的点权总是大于子结点的点权．这意味着我们可以在重构树上从 $x_{i}$ 到根结点的路径上倍增找到点权最大的不超过 $t_{i}$ 的结点．这样我们就求出了答案．时间复杂度 $O (n \log n)$ ．

D

给一个长度为 $n$ 的 01 序列 $a_{1}, \dots, a_{n}$ ，一开始全是 $0$ ，接下来进行 $m$ 次操作：

令 $a_{x} = 1$ ；
求 $a_{x}, a_{x + 1}, \dots, a_{n}$ 中左数第一个为 $0$ 的位置．

建立一个并查集， $f_{i}$ 表示 $a_{i}, a_{i + 1}, \dots, a_{n}$ 中第一个 $0$ 的位置．初始时 $f_{i} = i$ ．

对于一次 $a_{x} = 1$ 的操作，如果 $a_{x}$ 原本就等于 $1$ ，就不管．否则我们令 $f_{x} = f_{x + 1}$ ．

时间复杂度 $O (n \log n)$ ，如果要使用按秩合并的话实现会较为麻烦，不过仍然可行．也就是说时间复杂度或为 $O (n α (n))$ ．

E

给出三个长度为 $n$ 的正整数序列 $a$ ， $b$ ， $c$ ．枚举 $1 \leq i \leq j \leq n$ ，求 $a_{i} \cdot b_{j} \cdot min_{i \leq k \leq j} c_{k}$ 的最大值．

本题同样有许多做法，这里我们重点讲解并查集思路．按权值从大到小考虑 $c_{k}$ ．相当于我们在 $k$ 上加入一个点，然后将 $k - 1$ 和 $k + 1$ 位置上的点所在的连通块与之合并（如果这两个位置上有点的话）．连通块上记录 $a$ 的最大值和 $b$ 的最大值，即可在合并的时候更新答案．时间复杂度 $O (n \log n)$ ．

F

给出一棵 $n$ 个点的树，接下来有 $m$ 次操作：

加一条从 $a_{i}$ 到 $b_{i}$ 的边．
询问两个点 $u_{i}$ 和 $v_{i}$ 之间是否有至少两条边不相交的路径．

询问可以转化为：求 $u_{i}$ 和 $v_{i}$ 是否在同一个简单环上．按照双连通分量缩点的想法，每次我们在 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 间加一条边，就可以把 $a_{i}$ 到 $b_{i}$ 树上路径的点缩到一起．如果两条边 $(a_{i}, b_{i})$ 和 $(a_{j}, b_{j})$ 对应的树上路径有交，那么这两条边就会被缩到一起．

换言之，加边操作可以理解为，将 $a_{i}$ 到 $b_{i}$ 树上路径的边覆盖一次．而询问就转化为了：判断 $u_{i}$ 到 $v_{i}$ 路径上是否存在未被覆盖的边．如果不存在，那么 $u_{i}$ 和 $v_{i}$ 就属于同一个双连通分量，也就属于同一个简单环．

考虑使用并查集维护．给树定根，设 $f_{i}$ 表示 $i$ 到根的路径中第一个未被覆盖的边．那么每次加边操作，我们就暴力跳并查集．覆盖了一条边后，将这条边对应结点的 $f$ 与父节点合并．这样，每条边至多被覆盖一次，总复杂度 $O (n \log n)$ ．使用按秩合并的并查集同样可以做到 $O (n α (n))$ ．

本题的维护方式类似于 D 的树上版本．

G

无向图 $G$ 有 $n$ 个点，初始时均为孤立点（即没有边）．

接下来有 $m$ 次加边操作，第 $i$ 次操作在 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 之间加一条无向边．

每次操作后，你均需要求出图中桥的个数．

桥的定义为：对于一条 $G$ 中的边 $(x, y)$ ，如果删掉它会使得连通块数量增加，则 $(x, y)$ 被称作桥．

强制在线．

本题考察对并查集性质的理解．考虑用并查集维护连通情况．对于边双树，考虑维护有根树，设 $p_{i}$ 表示结点 $i$ 的父亲．也就是不带路径压缩的并查集．

如果第 $i$ 次操作 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 属于同一个连通块，那么我们就需要将边双树上 $a_{i}$ 到 $b_{i}$ 路径上的点缩起来．这可以用并查集维护．每次缩点，边双连通分量的个数减少 $1$ ，最多减少 $n - 1$ 次，因此缩点部分的并查集复杂度是 $O (n α (n))$ ．

为了缩点，我们要先求出 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 在边双树上的 LCA．对此我们可以维护一个标记数组．然后从 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 开始轮流沿着祖先一个一个往上跳，并标记沿途经过的点．一但跳到了某个之前就被标记过的点，那么这个点就是 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 的 LCA．这个算法的复杂度与 $a_{i}$ 到 $b_{i}$ 的路径长度是线性相关的，可以接受．

如果 $a_{i}$ 和 $b_{i}$ 分属于两个不同连通块，那么我们将这两个连通块合并，并且桥的数量加 $1$ ．此时我们需要将两个点所在的边双树连起来，也就是加一条 $a_{i}$ 到 $b_{i}$ 的边．因此我们需要将其中一棵树重新定根，然后接到另一棵树上．这里运用启发式合并的思想：我们把结点数更小的重新定根．这样的总复杂度是 $O (n \log n)$ 的．

综上，该算法的总复杂度是 $O (n \log n + m \log n)$ 的．

小结

并查集与 Kruskal 重构树有许多共通点，而并查集的优化（按秩合并）正是启发式合并思想的应用．因此灵活运用并查集可以方便地处理许多与连通性有关的图论问题．

本页面部分内容译自博文 Поиск мостов в режиме онлайн 与其英文翻译版 Finding Bridges Online．其中俄文版版权协议为 Public Domain + Leave a Link；英文版版权协议为 CC-BY-SA 4.0．

本页面最近更新：2026/1/7 08:56:54，更新历史
发现错误？想一起完善？在 GitHub 上编辑此页！
本页面贡献者：sshwy, cubeheadsun, Enter-tainer, Tiphereth-A, whh0106
本页面的全部内容在 CC BY-SA 4.0 和 SATA 协议之条款下提供，附加条款亦可能应用