Algorithmus von Kruskal

Handlungsvorschriften zur Lösung eines Problems in der Informatik

Der Algorithmus von Kruskal ist ein Greedy-Algorithmus der Graphentheorie zur Berechnung minimaler Spannbäume von ungerichteten Graphen. Der Graph muss dazu zusätzlich zusammenhängend, kantengewichtet und endlich sein.

Der Algorithmus stammt von Joseph Kruskal, der ihn 1956 in der Zeitschrift „Proceedings of the American Mathematical Society“ veröffentlichte. Er beschrieb ihn dort wie folgt:

Führe den folgenden Schritt so oft wie möglich aus: Wähle unter den noch nicht ausgewählten Kanten von (dem Graphen) die kürzeste Kante, die mit den schon gewählten Kanten keinen Kreis bildet.[1]

Die kürzeste Kante bezeichnet dabei jeweils die Kante mit dem kleinsten Kantengewicht. Nach Abschluss des Algorithmus bilden die ausgewählten Kanten einen minimalen Spannbaum des Graphen.

Wendet man den Algorithmus auf unzusammenhängende Graphen an, so berechnet er für jede Zusammenhangskomponente des Graphen einen minimalen Spannbaum. Diese Bäume bilden einen minimalen aufspannenden Wald.

IdeeBearbeiten

Der Algorithmus von Kruskal nutzt die Kreiseigenschaft minimaler Spannbäume (englisch minimum spanning tree, MST). Dazu werden die Kanten in der ersten Phase aufsteigend nach ihrem Gewicht sortiert. In der zweiten Phase wird über die sortierten Kanten iteriert. Wenn eine Kante zwei Knoten verbindet, die noch nicht durch einen Pfad vorheriger Kanten verbunden sind, wird diese Kante zum MST hinzugenommen.

BeispielBearbeiten

  Dies ist der Graph, zu dem der Algorithmus von Kruskal einen minimalen Spannbaum berechnen wird. Die Zahlen bei den einzelnen Kanten geben das jeweilige Kantengewicht an. Zu Beginn ist noch keine Kante ausgewählt.
  Die Kanten AD und CE sind die kürzesten (noch nicht ausgewählten) Kanten des Graphen. Beide können ausgewählt werden. Hier wird zufällig AD ausgewählt. (Dass diese keinen Kreis bildet, ist im ersten Schritt selbstverständlich.)
  Nun ist CE die kürzeste, noch nicht ausgewählte Kante. Da sie mit AD keinen Kreis bildet, wird sie nun ausgewählt.
  Die nächste Kante ist DF mit Länge 6. Sie bildet mit den schon gewählten Kanten keinen Kreis und wird deshalb ausgewählt.
  Jetzt könnten die Kanten AB und BE, jeweils mit Länge 7, ausgewählt werden. Es wird zufällig AB gewählt. Die Kante BD wird rot markiert, da sie mit den bis jetzt gewählten Kanten einen Kreis bilden würde und somit im weiteren Verlauf des Algorithmus nicht mehr berücksichtigt werden muss.
  BE ist nun mit Länge 7 die kürzeste der noch nicht ausgewählten Kanten und da sie mit den bisher gewählten keinen Kreis bildet, wird sie ausgewählt. Analog zur Kante BD im letzten Schritt werden jetzt die Kanten BC, DE und FE rot markiert.
  Als letzte wird die Kante EG mit Länge 9 ausgewählt, da alle kürzeren bzw. gleich langen Kanten entweder schon ausgewählt sind oder einen Kreis bilden würden. Die Kante FG wird rot markiert. Da nun alle nicht ausgewählten Kanten einen Kreis bilden würden (sie sind rot markiert) ist der Algorithmus am Ende angelangt und der grüne Graph ist ein minimaler Spannbaum des zugrundeliegenden Graphen.

AlgorithmusBearbeiten

Die Grundidee ist, die Kanten in Reihenfolge aufsteigender Kantengewichte zu durchlaufen und jede Kante zur Lösung hinzuzufügen, die mit allen zuvor gewählten Kanten keinen Kreis bildet. Es werden somit sukzessiv sogenannte Komponenten zum minimalen Spannbaum verbunden.

InputBearbeiten

Als Eingabe dient ein zusammenhängender kantenbewerteter Graph  .   bezeichnet die Menge der Knoten (vertices),   die Menge der Kanten (edges). Die Gewichtsfunktion   ordnet jeder Kante ein Kantengewicht zu.

OutputBearbeiten

Der Algorithmus liefert einen minimalen Spannbaum   mit  .

PseudocodeBearbeiten

Der Algorithmus von Kruskal arbeitet nicht-deterministisch, d. h., er liefert unter Umständen beim wiederholten Ausführen unterschiedliche Ergebnisse. Alle diese Ergebnisse sind minimale Spannbäume von  .

 
Ein Beispiel für den Algorithmus von Kruskal basierend auf dem Euklidischen Abstand.
G = (V,E,w): ein zusammenhängender, ungerichteter, kantengewichteter Graph
kruskal(G)
1   
2   
3  Sortiere die Kanten in L aufsteigend nach ihrem Kantengewicht.
4  solange  
5      wähle eine Kante   mit kleinstem Kantengewicht
6      entferne die Kante   aus  
7      wenn der Graph   keinen Kreis enthält
8          dann  
9  M = (V,E') ist ein minimaler Spannbaum von G.

Derselbe Algorithmus lässt sich analog für einen maximalen Spannbaum anwenden. Sei   etwa ein zusammenhängender kantengewichteter Graph. Dann gibt man   mit  ,   und   im Algorithmus von Kruskal ein. Als Ausgabe erhält man schließlich einen minimalen Spannbaum von   und somit einen maximalen von  .

Zum Testen, ob Knoten   und   in unterschiedlichen Teilbäumen sind, kann eine Union-Find-Struktur verwendet werden. Dann ergibt sich eine Laufzeit von  . Dabei ist   die Zeit, die zum Sortieren der Kantengewichte benötigt wird und   das Inverse der Ackermannfunktion. Für realistische Eingaben ist   immer kleiner oder gleich  

ProgrammierungBearbeiten

Das folgende Beispiel in der Programmiersprache C++ zeigt die Implementierung eines ungerichteten Graphen mit einem Array von Kanten. Der ungerichtete Graph wird als Klasse UndirectedGraph deklariert. Bei der Ausführung des Programms wird die Methode main verwendet, die die Kanten und Kantengewichte eines minimalen Spannbaums auf der Konsole ausgibt. Die Funktion unionSubsets verwendet union by rank, um zwei Teilmengen von Kanten des Graphen zu vereinigen.[2]

#include <iostream>
#include <sstream>
using namespace std;

// Deklariert den Datentyp für die Knoten des Graphen
struct Node
{
    int index;
    string value;
    Node* next;
};

// Deklariert den Datentyp für die Kanten des Graphen
struct Edge
{
    int startIndex;
    int endIndex;
    int weight;
};

// Deklariert die Klasse für den ungerichteten Graphen
class UndirectedGraph
{
public:
    int numberOfVertices;
    Edge* edges; // Pointer auf das Array für die Kanten
};

// Deklariert die Klasse für Teilmengen (Teilbäume) der Kantenmenge des ungerichteten Graphen
class subset
{
public:
    int parent; // Index der Wurzel
    int rank; // Rang der Teilmenge
};

// Diese rekursive Funktion gibt den Index der Wurzel der Teilmenge (Teilbaum) mit dem Index i zurück
int find(subset subsets[], int i)
{
    // Setzt Index der Wurzel auf den Index der Wurzel der Teilmenge mit dem Index i
    if (subsets[i].parent != i)
    {
        subsets[i].parent = find(subsets, subsets[i].parent); // Rekursiver Aufruf der Funktion
    }
    return subsets[i].parent;
}

// Diese Methode bildet die Vereinigungsmenge der zwei Teilmengen (Teilbäume) mit den Indexen index1 und index2
void unionSubsets(subset subsets[], int index1, int index2)
{
    int newIndex1 = find(subsets, index1); // Index der Teilmenge mit dem Index index1
    int newIndex2 = find(subsets, index2); // Index der Teilmenge mit dem Index index2
     // Hängt den Teilbaum mit dem niedrigeren Rang unter die Wurzel des Baums mit dem höheren Rang
    if (subsets[newIndex1].rank < subsets[newIndex2].rank)
    {
        subsets[newIndex1].parent = newIndex2;
    }
    else if (subsets[newIndex1].rank > subsets[newIndex2].rank)
    {
        subsets[newIndex2].parent = newIndex1;
    }
    else // Wenn die Teilbäume denselben Rang haben, wird der Rang des einen Baums erhöht und der andere Baum unter die Wurzel des anderen Baums gehängt
    {
        subsets[newIndex2].parent = newIndex1;
        subsets[newIndex1].rank++;
    }
}

// Diese Funktion vergleicht die Gewichte der Kanten edge1 und edge2
int compare(const void* edge1, const void* edge2)
{
    return ((Edge*)edge1)->weight > ((Edge*)edge2)->weight; // Gibt 1 zurück, wenn der Vergleich true ergibt. Gibt 0 zurück, wenn der Vergleich false ergibt. 
}

// Diese Funktion verwendet den Algorithmus von Kruskal und gibt den minimalen Spannbaum zurück
Edge* getMSTByKruskal(UndirectedGraph* graph)
{
    Edge* edges = graph->edges; // Pointer auf das Array für die Kanten
    int numberOfVertices = graph->numberOfVertices; // Variable für die Anzahl der Knoten
    int numberOfEdges = sizeof(edges); // Variable für die Anzahl der Kanten

    Edge* minimalSpanningTree = new Edge[numberOfVertices]; // Deklariert ein Array für die Kanten, das als Ergebnis der Methode zurückgegeben wird
    int currentIndex = 0; // Aktueller Kantenindex
    int nextIndex = 0; // Kantenindex für die nächste Iteration
    qsort(edges, numberOfEdges, sizeof(edges[0]), compare); // Sortiert das Array edges der Kanten mit der C++-Standardfunktion qsort (Sortierverfahren Quicksort) und der oben definierten Vergleichsfunktion compare

    subset* subsets = new subset[numberOfVertices]; // Deklariert ein Array für die Teilmengen der Kantenmenge
    for (int i = 0; i < numberOfVertices; i++) // for-Schleife, die Teilmengen mit einzelnen Kanten erzeugt
    {
        subsets[i].parent = i;
        subsets[i].rank = 0;
    }
    while (currentIndex < numberOfVertices - 1 && nextIndex < numberOfEdges) // So lange der aktuelle Kantenindex kleiner als die Anzahl der Knoten minus 1 ist
    {
        Edge nextEdge = edges[nextIndex++]; // Weist die verbleibende Kante mit dem kleinsten Kantengewicht zu und erhöht den Kantenindex für die nächste Iteration um 1
        int index1 = find(subsets, nextEdge.startIndex); // Index der Wurzel der Teilmenge mit dem Index nextEdge.startIndex
        int index2 = find(subsets, nextEdge.endIndex); // Index der Wurzel der Teilmenge mit dem Index nextEdge.endIndex
        if (index1 != index2) // Wenn die Kante keinen Zyklus erzeugt
        {
            minimalSpanningTree[currentIndex++] = nextEdge; // Fügt die Kante dem minimalen Spannbaum hinzu
            unionSubsets(subsets, index1, index2); // Methodenaufruf, der die Vereinigungsmenge der zwei Mengen mit den Indexen index1 und index2 bildet
        }
    }
    return minimalSpanningTree;
}

// Gibt die Kanten, die Gewichte und das gesamte Kantengewicht des minimalen Spannbaums auf der Konsole aus
string MSTtoString(Edge* minimalSpanningTree)
{
    stringstream text;
    int weight = 0;
    for (int i = 0; i < sizeof(minimalSpanningTree) - 1; i++)
    {
        Edge edge = minimalSpanningTree[i];
        text << "(" << edge.startIndex << ", " << edge.endIndex << "), Gewicht: " << edge.weight << endl;
        weight += edge.weight;
    }
    text << "Kantengewicht des minimalen Spannbaums: " << weight << endl;
    return text.str(); // Typumwandlung von stringstream nach string
}

// Hauptfunktion die das Programm ausführt
int main()
{
    // Deklariert und initialisiert ein Array mit 5 Kanten
    Edge* edges = new Edge[5];
    edges[0].startIndex = 0;
    edges[0].endIndex = 1;
    edges[0].weight = 10;
    edges[1].startIndex = 0;
    edges[1].endIndex = 2;
    edges[1].weight = 6;
    edges[2].startIndex = 0;
    edges[2].endIndex = 3;
    edges[2].weight = 5;
    edges[3].startIndex = 1;
    edges[3].endIndex = 3;
    edges[3].weight = 15;
    edges[4].startIndex = 2;
    edges[4].endIndex = 3;
    edges[4].weight = 4;

    // Erzeugt den ungerichteten Graphen mit den gegebenen Kanten
    UndirectedGraph* undirectedGraph = new UndirectedGraph;
    undirectedGraph->edges = edges;
    undirectedGraph->numberOfVertices = 4;
    Edge* minimalSpanningTree = getMSTByKruskal(undirectedGraph); // Aufruf der Methode, die einen Pointer auf das Array von Kanten zurückgibt
    cout << MSTtoString(minimalSpanningTree); // Aufruf der Methode, die das Ergebnis auf der Konsole ausgibt
}

VariantenBearbeiten

Paralleles SortierenBearbeiten

Das Sortieren der ersten Phase kann parallelisiert werden. In der zweiten Phase ist es für die Korrektheit jedoch wichtig, dass die Kanten nacheinander abgearbeitet werden. Mit   Prozessoren kann in linearer Zeit parallel sortiert werden. Dadurch sinkt die Gesamtlaufzeit auf  .

Filter-KruskalBearbeiten

Eine Variante des Algorithmus von Kruskal namens Filter-Kruskal wurde von Osipov et al.[3] beschrieben und eignet sich besser zur Parallelisierung. Die grundlegende Idee besteht darin, die Kanten in ähnlicher Weise wie bei Quicksort zu partitionieren und anschließend Kanten auszusortieren, welche Knoten im gleichen Teilbaum verbinden, um somit die Kosten für die weitere Sortierung zu verringern. Filter-Kruskal eignet sich besser zur Parallelisierung, da das Sortieren, Partitionieren und Filtern einfach parallel ausgeführt werden können, indem die Kanten zwischen den Prozessoren aufgeteilt werden. Der Algorithmus wird im folgenden Pseudocode dargestellt.

 filterKruskal( ):
   falls   KruskalSchwellwert:
     return kruskal( )
   pivot = zufällige Kante aus  
    ,  partition( , pivot)
     filterKruskal( )
     filter( )
       filterKruskal( )
   return  
 partition( , pivot):
    
    
   für alle  :
     falls gewicht( )   gewicht(pivot):
        
     sonst
        
   return ( ,  )
 filter( ):
    
   für alle  :
     falls find-set(u)   find-set(v):
        
   return  

KorrektheitsbeweisBearbeiten

Sei   ein zusammenhängender kantengewichteter Graph und   die Ausgabe des Algorithmus von Kruskal. Um nun die Korrektheit des Algorithmus zu beweisen, muss Folgendes gezeigt werden:

  1. der Algorithmus terminiert (er enthält keine Endlosschleife).
  2.   ist ein minimaler Spannbaum von  , also:
    1.   ist spannender Teilgraph von  .
    2.   enthält keinen Kreis.
    3.   ist zusammenhängend.
    4.   ist bezüglich   minimal.

Im Nachstehenden folgen einige Beweisideen, die die Gültigkeit der einzelnen Aussagen darlegen:

Terminierung
Durch Zeile 6 wird in jedem Schleifendurchlauf genau ein Element aus   entfernt. Außerdem wird   durch keine weitere Operation verändert. Aus   werden wegen Zeile 4 nur solange Elemente entfernt, bis  . Da zu Beginn im Algorithmus   gesetzt wurde und   nach Definition nur endlich ist, wird auch die Schleife nur endlich oft durchlaufen. Daraus folgt, dass Kruskals Algorithmus terminiert.
M ist aufspannender Teilgraph von G
Da die Menge der Knoten nach Definition des Algorithmus bei   und   gleich ist und wegen Zeile 8 offensichtlich   gilt, ist   aufspannender Teilgraph von  .
M enthält keinen Kreis
Dass   keinen Kreis beinhalten kann, ist durch Zeile 7 trivial.
M ist zusammenhängend
Im Folgenden wird indirekt gezeigt, dass   zusammenhängend ist. Sei   also nicht zusammenhängend. Dann gibt es in   zwei Knoten   und  , die nicht durch einen Weg verbunden sind. Da aber   und   in   durch einen Weg verbunden sind, existiert eine Kante   in  , welche nicht in   vorhanden ist. Der Algorithmus betrachtet in Zeile 7 garantiert jede Kante aus   und damit auch  . Der Graph   in Zeile 7 muss kreisfrei sein, da es zwischen   und   in   keinen Weg gibt. Mit Zeile 8 wird   dann in   eingefügt. Dies widerspricht allerdings der Tatsache, dass   nicht in   enthalten ist. Somit ist unsere Annahme hinfällig und   doch zusammenhängend.
M ist bezüglich G minimal
Wir zeigen durch Induktion, dass für   die folgende Behauptung wahr ist:

Wenn   die Kantenmenge ist, die im  -ten Schritt des Algorithmus erzeugt wurde, dann gibt es einen minimalen Spannbaum, der   enthält. Die Behauptung ist für   wahr, d. h.   (d. h., es ist noch keine Kante eingeplant). Jeder minimale Spannbaum erfüllt die Behauptung und es existiert ein minimaler Spannbaum, da ein gewichteter, zusammenhängender Graph immer einen minimalen Spannbaum besitzt. Jetzt nehmen wir an, dass die Behauptung für   erfüllt ist und   die vom Algorithmus nach Schritt   erzeugte Kantenmenge ist. Es sei   der minimale Spannbaum, der   enthält. Wir betrachten jetzt den Fall  . Dafür sei   die letzte vom Algorithmus eingefügte Kante.

Falls  
Dann ist die Behauptung auch für   erfüllt, da der minimale Spannbaum   um eine Kante aus dem minimalen Spannbaum   erweitert wird.
Falls  
Dann enthält   einen Kreis und es gibt eine Kante  , die im Kreis, aber nicht in   liegt. (Wenn es keine solche Kante   geben würde, dann hätte   nicht zu   hinzufügt werden können, da dann ein Kreis entstanden wäre.) Damit ist   ein Baum. Weiterhin kann das Gewicht von   nicht geringer als das Gewicht von   sein, da sonst der Algorithmus   anstelle von   hinzugefügt hätte. Mit   folgt, dass   gilt. Da aber   minimaler Spannbaum ist, gilt außerdem   und daraus folgt  . Somit ist   ein minimaler Spannbaum, der   enthält, und die Behauptung ist erfüllt.

Damit folgt für  , dass der Kruskal-Algorithmus nach   Schritten eine Menge   erzeugt, die zu einem minimalen Spannbaum erweitert werden kann. Da aber das Ergebnis nach   Schritten des Algorithmus bereits ein Baum ist (wie oben gezeigt wurde), muss dieser minimal sein.

ZeitkomplexitätBearbeiten

Im Folgenden sei   die Anzahl der Kanten und   die Anzahl der Knoten. Die Laufzeit des Algorithmus setzt sich zusammen aus dem notwendigen Sortieren der Kanten nach ihrem Gewicht und dem Überprüfen, ob der Graph kreisfrei ist. Das Sortieren benötigt eine Laufzeit von  . Bei einer geeigneten Implementierung ist das Überprüfen auf Kreisfreiheit schneller möglich, so dass das Sortieren die Gesamtlaufzeit bestimmt. Insbesondere bei Graphen mit vielen Kanten ist insofern der Algorithmus von Prim effizienter.

Wenn die Kanten bereits vorsortiert sind, arbeitet der Algorithmus von Kruskal schneller. Man betrachtet nun, wie schnell das Überprüfen auf Kreisfreiheit möglich ist. Um eine bestmögliche Laufzeit zu erreichen, speichert man alle Knoten in einer Union-Find-Struktur. Diese enthält Informationen darüber, welche Knoten zusammenhängen. Zu Beginn ist noch keine Kante in den Spannbaum eingetragen, daher ist jeder Knoten für sich in einer einzelnen Partition. Wenn eine Kante   hinzugefügt werden soll, wird überprüft, ob   und   in verschiedenen Partitionen liegen. Dazu dient die Operation Find(x): Sie liefert einen Repräsentanten der Partition, in dem der Knoten x liegt. Wenn Find( ) und Find( ) verschiedene Ergebnisse liefern, dann kann die Kante hinzugefügt werden und die Partitionen der beiden Knoten werden vereinigt (Union). Ansonsten würde durch Hinzunehmen der Kante ein Kreis entstehen, die Kante wird also verworfen. Insgesamt wird die Operation Find   (für jede Kante) und die Operation Union   mal aufgerufen. Bei Verwenden der Heuristiken Union-By-Size und Pfadkompression ergibt eine amortisierte Laufzeitanalyse für den Algorithmus eine Komplexität von  . Dabei ist   definiert als

 

und praktisch konstant. Theoretisch wächst diese Funktion jedoch unendlich, weshalb sie in der O-Notation nicht weggelassen werden kann.

Parallele ImplementierungBearbeiten

Aufgrund von Datenabhängigkeiten zwischen den Iterationen lässt sich der Algorithmus von Kruskal grundsätzlich schwer parallelisieren. Es ist jedoch möglich, das Sortieren der Kanten zu Beginn parallel auszuführen oder alternativ eine parallele Implementation eines Binären Heaps zu verwenden um in jeder Iteration die Kante mit dem kleinsten Gewicht zu finden[4]. Durch paralleles Sortieren, was auf   Prozessoren in   Zeit möglich ist[5], kann die Laufzeit des Algorithmus auch bei zuvor unsortierten Kanten auf   reduziert werden.

Eine Variante des Algorithmus von Kruskal namens Filter-Kruskal wurde von Osipov et al.[3] beschrieben und eignet sich besser zur Parallelisierung. Die grundlegende Idee besteht darin, die Kanten in ähnlicher Weise wie bei Quicksort zu partitionieren und anschließend Kanten auszusortieren, welche Knoten im gleichen Teilbaum verbinden, um somit die Kosten für die Sortierung zu verringern. Der Algorithmus wird im folgenden Pseudocode dargestellt.

FILTER-KRUSKAL(G):
1 if |G.E| < KruskalThreshhold:
2    return KRUSKAL(G)
3 pivot = CHOOSE-RANDOM(G.E)
4  ,   = PARTITION(G.E, pivot)
5 A = FILTER-KRUSKAL( )
6   = FILTER( )
7 A = A ∪ FILTER-KRUSKAL( )
8 return A
PARTITION(E, pivot):
1   = ∅,   = ∅
2 foreach (u, v) in E:
3    if weight(u, v) <= pivot:
4         =   ∪ {(u, v)}
5    else
6         =   ∪ {(u, v)}
5 return  ,  
FILTER(E):
1   = ∅
2 foreach (u, v) in E:
3    if FIND-SET(u) ≠ FIND-SET(v):
4         =   ∪ {(u, v)}
5 return  

Filter-Kruskal eignet sich besser zur Parallelisierung, da sowohl das Sortieren und Partitionieren, als auch das Filtern einfach parallel ausgeführt werden kann, indem die Kanten zwischen den Prozessoren aufgeteilt werden.[3]

Weitere Varianten für eine Parallelisierung von Kruskals Algorithmus sind ebenfalls möglich. So besteht zum Beispiel die Möglichkeit, den sequentiellen Algorithmus auf mehreren Teilgraphen parallel auszuführen, um diese dann zusammenzuführen bis schlussendlich nur noch der finale minimale Spannbaum übrigbleibt[6]. Eine simplere Form des Filter-Kruskals, bei welchem Hilfsthreads benutzt werden, um Kanten, die eindeutig nicht Teil des minimalen Spannbaums sind, im Hintergrund zu entfernen, kann ebenfalls verwendet werden[7].

SonstigesBearbeiten

Der Algorithmus diente Kruskal ursprünglich als Hilfsmittel für einen vereinfachten Beweis, dass ein Graph mit paarweise verschiedenen Kantengewichten einen eindeutigen minimalen Spannbaum besitzt.

WeblinksBearbeiten

Wikibooks: Algorithmus von Kruskal – Implementierungen in der Algorithmensammlung

EinzelnachweiseBearbeiten

  1. Joseph Kruskal: On the shortest spanning subtree and the traveling salesman problem. In: Proceedings of the American Mathematical Society, 7, 1956, S. 48–50
  2. GeeksforGeeks: Kruskal’s Minimum Spanning Tree Algorithm
  3. a b c Vitaly Osipov, Peter Sanders, Johannes Singler: The filter-kruskal minimum spanning tree algorithm. In: Proceedings of the Eleventh Workshop on Algorithm Engineering and Experiments (ALENEX). Society for Industrial and Applied Mathematics. 2009, S. 52–61.
  4. Michael J. Quinn, Narsingh Deo: Parallel graph algorithms. In: ACM Computing Surveys (CSUR) 16.3. 1984, S. 319–348.
  5. Ananth Grama, Anshul Gupta, George Karypis, Vipin Kumar: Introduction to Parallel Computing 2003, ISBN 978-0-201-64865-2, S. 412–413.
  6. Vladimir Lončar, Srdjan Škrbić, Antun Balaž: Parallelization of Minimum Spanning Tree Algorithms Using Distributed Memory Architectures. In: Transactions on Engineering Technologies.. 2014, S. 543–554.
  7. Anastasios Katsigiannis, Nikos Anastopoulos, Nikas Konstantinos, Nectarios Koziris: An approach to parallelize kruskal’s algorithm using helper threads. In: Parallel and Distributed Processing Symposium Workshops & PhD Forum (IPDPSW), 2012 IEEE 26th International. 2012, S. 1601–1610.