算法目的：給出V0,K 和一個帶邊權的無向圖，求出在V0 的度數最多爲K 的限制下的最小生成樹
預備知識：最小生成樹、動態規劃
定義：強制K度最小生成樹爲所有生成樹中V0 的度數爲K 的權值最小的生成樹
大概思路：先把V0 和V0 有關的邊都刪除，假設現在的圖分成了M 個聯通塊，則我們可以得知對於任何生成樹V0 的度數至少爲M 。那麼我們依次求出強制M度最小生成樹、強制M+1度最小生成樹…強制K度最小生成樹，這些生成樹的最小值就是最小K度限制生成樹
定理：任意強制K+1度最小生成樹一定可以由某個強制K度最小生成樹替換一條邊得到
定理的證明：我們可以把強制K度最小生成樹想象成V0 連着K 顆樹，設新加入的邊爲(A1,B1),(A2,B2)…
易知，不存在(Ai,Bi) 在同一棵樹中。因爲如果有，則兩個生成樹中至少有一個不是最小生成樹
同理，也不存在(Ai,Bi) 跨越不同的樹。
所以可以得出所有的(Ai,Bi) 滿足Ai=V0 或Bi=V0
又因爲經過替換之後V0 的度數只增加了1，所以若加入了X條這樣的邊，就必須刪掉X-1條這樣的邊
由於原來的樹是強制K度最小生成樹，所以一定不存在在某棵樹中換一個點與V0 相連使得答案變小的情況
所以可以得出，所有的這樣添加和刪除操作必然都是在同一棵樹中進行的
可以證明原來這棵樹與V0 相連的邊一定不會被替換掉，所以X-1=0，X=1
也就是說，強制K+1度最小生成樹是從強制K度最小生成樹刪一條邊再加一條邊產生的
證畢
有了這個定理，我們就可以更加快速的求出強制K度最小生成樹了
算法步驟：1.先求出M ，並對每個聯通快求出一個最小生成樹，然後選擇一個權值最小的邊使其和V0 相連，這就是強制M度最小生成樹
2.然後考慮求強制M+1度最小生成樹，根據定理，這個生成樹是由上一個生成樹替換一條邊得到。當我們加入(V0,S) 時，我們一定會選擇刪除現在從V0 到S 路徑上邊權最大的那個，所以我們O(N)掃一遍所有點，進行一次DP，求出從V0 到所有點的路徑最大權值是多少
3.接着掃一遍所有沒被加入的與V0 相連的邊，選擇一條加入之後最優的邊(邊權-被替換掉的邊權最小)，把它加入進來，然後把原來的邊加入，這就得到了強制M+1度最小生成樹
4.重複上面的過程，直到求出了強制K度最小生成樹，則最小K度限制生成樹一定在這些答案當中
算法複雜度：最開始求出最小生成樹O(ElogE)，接着進行K次替換，每次替換需要O(N)DP，再O(E)比較。所以總的時間複雜度爲O(ElogE+K(N+E))
代碼？等我寫了再貼吧
