如果不采用路徑壓縮而只采用按秩合並，那麽並查集的可持久化是比較容易實現的。按秩合並可以保證一棵 $n$ 個節點的樹的高度是 $O(\log n)$ 的。

實現方法：
用 $r_v$ 表示 $v$ 所在子樹的根。
假設要將點 $u$ 和點 $v$ 所在子樹和並（也就是將邊 $(u,v)$ 加入圖中），那麽需要在合並之前記錄一下 $r_u, \mathrm{rank}(r_u)$ 和 $r_v, \mathrm{rank}(r_v)$。
要恢復到某個歷史版本，就按與加邊相反的順序刪邊。

const int N = 5e5 + 5;
int par[N];
int rk[N];

int root(int
 
 x){
    while(x != par[x]) x = par[x];
    return x;
}

struct his{
    int u, rk1;
    int v, rk2;
};

his unite(int x, int y){
    x = root(x);
    y = root(y);

    his res = {x, rk[x], y, rk[y]};

    if(x == y) return res;
    if(rk[x] > rk[y])
        par[y] = x;
    else{
        par[x] = y;
        if
 
(rk[x] == rk[y])
            ++rk[y];
    }
    return res;
}


void divide(const his &x){
    par[x.u] = x.u;
    par[x.v] = x.v;
    rk[x.u] = x.rk1;
    rk[x.v] = x.rk2;
}

可持久化並查集