tarjan2

反过来调过去,我还是感觉没学明白缩点

  • 讲一个有向图中的所有强连通分量缩成一个点后,构成的新图是一个DAG。
  • 一个点所在的强连通分量一定被该点所在DFS搜索树所包含
  • 树上的边大致分为:树枝边,前向边(从上往下指),后向边(从下往上指),横叉变。其中前向边肉眼可见地没什么卵用

接下来开始算法流程。

  • tarjan的精髓如上次所说,在于DFS搜索树,在DFS搜索树中强连通分量以怎样形式存在是关键问题。对于x,存在祖宗y,从x出发可经过横叉边,返祖边,后向边到达y,则x,y属于同一强连通分量。操作中记录最小 y 为:low(x)=dfn(y)。(其中单点也算强连通块)如果有一个dfn_x=low_x ,那么就是说 x 在一个新的强连通块里,同理,low_x的初始也就是dfn_x。
  • 我们用一个栈来维护 已经被遍历过的、还未确定隶属哪个强连通分量的 点,在该栈中越靠栈顶DFS序越靠后(是栈底元素的后代)。
  • 关于low_x的求法、更新。考虑如何求low_x:low_x 可能被更新,当且仅当x连出了一条树枝边,横叉边或后向边。设该边连向点 v

1.  树枝边: low_x= min(low_x,low_v) v 到达的点x一定可以到达,且v与x有祖宗关系
2.  后向边: low_x= min(low_x,low_v) v 的祖先一定是 x 的祖先
3.  横叉边:此时分两种情况考虑的
            当 v 点已经退栈时,那么点v可到达的DFS序最小的祖先不是x的祖先,对 low_x 没有贡献;
当点v还在栈中时,v 点可到达的DFS序最小的祖先是x的祖先,有 low_x=min(low_x,low_v) (点v可到达的DFS序最小的祖先一定是x的,v 点能到达的点,x一定能到达)  特别地,由于前向边的更新对于求强连分量没有帮(更新是重复的),所以我们也可以有 low_x=min(low_x,low_v)

         那么我们只需判断点 x 连出的边是哪一条就可以转移了。显然,当 dfn_v=0 时(此时v未被访问过),这是一条树枝边。我们再维护一个 col 数组, col_i 表示点 i 所在的强连通分量,在点 i 退栈时,我们对col进行赋值,那么当 dfn_v≠0&&col_v=0 时,点v一定在栈中(后向边指向的点一定在栈中,横叉边指向的点满足此条件时在栈中,而前向边是否存在与答案无关),此时用 low_x=min(low_x,low_v) 转移即可,否则无需转移。该算法时间复杂度为(n+m),因为深度优先遍历每个点只会经过一次,每条边也只会访问一次,而每个点都只会进/出栈一次,所以总时间复杂度为(n+m)

//把一个点当成根提溜出来,抖搂抖搂成一棵树 
void dfs(int u)
{
//记录dfs序
//可通过任意多dfs边与最多一条非树返祖边到达的、本强连通分量内最小点 
	dfn[u]=low[u]=++dfs_clock;
	s.push(u);
	for(int v:g[u])
	{
		if(!dfn[v])//树边 
		{
			dfs(v);
			low[u]=min(low[u],low[v]);
		}
		else if(!sccnum[v])//返祖 
			low[u]=min(low[u],dfn[v]);
	}
	if(low[u]==dfn[u])
	{
		scccnt++;//强连通块+1 
		while(1)
		{
			int x=s.top();
			s.pop();
			sccnum[x]=scccnt;
			sccsz[scccnt]++;
			if(x==u) break;
		}
	}
}

 

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