Styx
2018-07-23 20:33:32
“tarjan陪伴强联通分量
生成树完成后思路才闪光
欧拉跑过的七桥古塘
让你 心驰神往”----《膜你抄》
tarjan是一种求强连通分量、双连通分量的常用算法，其拓展例如求缩点、割点、割桥以及2-SAT等都是非常实用的（tarjan orz）
所以大概写这篇博客的目的就是简单介绍一下这个算法，至于2-SAT什么的……咳咳，你说什么？我没听见┓( ´∀` )┏
引用来自度娘的一句话：
“有向图强连通分量：在有向图G中，如果两个顶点vi,vj间（vi>vj）有一条从vi到vj的有向路径，同时还有一条从vj到vi的有向路径，则称两个顶点强连通(strongly connected)。如果有向图G的每两个顶点都强连通，称G是一个强连通图。有向图的极大强连通子图，称为强连通分量(strongly connected components)。”
没准会一脸懵逼，不过仔细想想是可以理解的
反正就是在图中找到一个最大的图，使这个图中每个两点都能够互相到达。这个最大的图称为强连通分量，同时一个点也属于强连通分量。
如图中强连通分量有三个：1-2-3,4,5
噫......很明显，通过肉眼可以很直观地看出1-2-3是一组强连通分量，但很遗憾，机器并没有眼睛，所以该怎么判断强连通分量呢？
如果仍是上面那张图，我们对它进行dfs遍历。
可以注意到红边非常特别，因为如果按照遍历时间来分类的话，其他边都指向在自己之后被遍历到的点，而红边指向的则是比自己先被遍历到的点。
如果存在这么一条边，那么我们可以yy一下
从一个点出发，一直向下遍历，然后忽得找到一个点，那个点竟然有条指回这一个点的边！
那么想必这个点能够从自身出发再回到自身
想必这个点和其他向下遍历的该路径上的所有点构成了一个环，
想必这个环上的所有点都是强联通的。
但只是强联通啊，我们需要求的可是强连通分量啊......
比如说图中红色为强连通分量，而蓝色只是强联通图
因此我们只需要知道这个点u下面的所有子节点有没有连着这个点的祖先就行了。
但似乎还有一个问题啊......
我们怎么知道这个点u它下面的所有子节点一定是都与他强联通的呢？
这似乎是不对的，这个点u之下的所有点不一定都强联通
那么怎么在退回到这个点的时候，知道所有和这个点u构成强连通分量的点呢？
开个栈记录就行了
什么？！这么简单？
没错~就是这么简单~
如果在这个点之后被遍历到的点已经能与其下面的一部分点（也可能就只有他一个点）已经构成强连通分量，即它已经是最大的。
那么把它们一起从栈里弹出来就行了。
所以最后处理到点u时如果u的子孙没有指向其祖先的边，那么它之后的点肯定都已经处理好了，一个常见的思想，可以理解一下。
所以就可以保证栈里留下来u后的点都是能与它构成强连通分量的。
似乎做法已经明了了，用程序应该怎么实现呢？
首先需要介绍一些辅助数组
(1)、dfn[ ]，表示这个点在dfs时是第几个被搜到的。
(2)、low[ ]，表示这个点以及其子孙节点连的所有点中dfn最小的值
(3)、stack[ ]，表示当前所有可能能构成强连通分量的点。
(4)、vis[ ]，表示一个点是否在stack[ ]数组中。
那么按照之上的思路，我们来考虑这几个数组的用处以及算法的具体过程。
假设现在开始遍历点u：
首先初始化dfn[u]=low[u]=第几个被dfs到
dfn可以理解，但为什么low也要这么做呢？
因为low的定义如上，也就是说如果没有子孙与u的祖先相连的话，dfn[u]一定是它和它的所有子孙中dfn最小的（因为它的所有子孙一定比他后搜到）。
将u存入stack[ ]中，并将vis[u]设为true
stack[ ]有什么用？
如果u在stack中，u之后的所有点在u被回溯到时u和栈中所有在它之后的点都构成强连通分量。(也就是上文中所说的开个栈记录)
遍历u的每一个能到的点，如果这个点dfn[ ]为0，即仍未访问过，那么就对点v进行dfs，然后low[u]=min{low[u],low[v]}
low[ ]有什么用？
应该能看出来吧，就是记录一个点它最大能连通到哪个祖先节点（当然包括自己）
如果遍历到的这个点已经被遍历到了，那么看它当前有没有在stack[ ]里,如果有那么low[u]=min{low[u],low[v]}
如果已经被弹掉了，说明无论如何这个点也不能与u构成强连通分量，因为它不能到达u
如果还在栈里，说明这个点肯定能到达u，同样u能到达他，他俩强联通。
假设我们已经dfs完了u的所有的子树，那么之后无论我们再怎么dfs，u点的low值已经不会再变了。
那么如果dfn[u]=low[u]这说明了什么呢？
再结合一下dfn和low的定义来看看吧
dfn表示u点被dfs到的时间，low表示u和u所有的子树所能到达的点中dfn最小的。
这说明了u点及u点之下的所有子节点没有边是指向u的祖先的了，即我们之前说的u点与它的子孙节点构成了一个最大的强连通图即强连通分量
此时我们得到了一个强连通分量，把所有的u点以后压入栈中的点和u点一并弹出，将它们的vis[ ]置为false，如有需要也可以给它们染上相同颜色（后面会用到）
于是tarjan求强连通分量的部分到此结束
代码大概长成这样
对了，tarjan一遍不能搜完所有的点，因为存在孤立点或者其他
所以我们要对一趟跑下来还没有被访问到的点继续跑tarjan
怎么知道这个点有没有被访问呢？
看看它的dfn是否为0！
好的，谢谢各位观看
等等，还没完呢QAQ，我们还没有证过复杂度啊
思考每个点最多被dfs一次，所以均摊下来复杂度是O(n)的
证毕
众所周知，有向无环图总是有着一些蜜汁优越性，因为没有环，你可以放心的在上面跑dfs，搞DP，但如果是一张有向有环图，事情就会变得尴尬起来了
思考一下会发现如果不打vis标记就会t飞（一直在环里绕啊绕），但是如果打了，又不一定能保证最优解
而你一看题目却发现显然根据一些贪心的原则，这个环上每个点的最大贡献都是整个环的总贡献
这个时候缩点就显得很有必要了，因为单个点的贡献和整个环相同，为什么不去把整个环缩成一个超级点呢？
这个环只是为了好理解，事实上他应该是一个强连通分量，显然如果只缩掉一个强连通图，图中仍然有环存在
缩点的一个栗子
----------->
还记得之前tarjan里的染色吗？
我们只需要把同一颜色的点权加到一块，然后把该颜色指向不同颜色的边建好就可以了
代码就不贴了，因为不同的题有不同的处理方法
再次祭出度娘
在一个无向图中，如果有一个顶点集合，删除这个顶点集合以及这个集合中所有顶点相关联的边以后，图的连通分量增多，就称这个点集为割点集合。
是不是又一脸懵逼了？
总而言之，就是有个点维持着连通分量的继续，去掉那个点，这个连通分量就无法在维持下去，分成好几个连通分量。
下图为一个割点
其实和之前强连通分量中的tarjan差不多了，如果这个点的dfn比low要小，说明他的子树中没有能够到达他祖先的点，他是这个双连通分量的一个割点，但要加一个特判，根节点如果有两个及以上的儿子，那么他也是割点。
于是代码也可以糊出来了
大概就是一些模板题吧，而且为了页面整洁，只有思路，没有代码
洛谷P2863 牛的舞会
用tarjan数出强连通分量的个数，给每个强连通分量的点染色，统计出每个强连通分量中点的个数，如果大于一，则答案加一
poj2186 Popular Cows
显然一个强联通分量内的所有点都是满足条件的，我们可以对整张图进行缩点，然后就简单了。
剩下的所有点都不是强连通的，现在整张图就是一个DAG（有向无环图）
那么就变成一道水题了，因为这是一个有向无环图，不存在所有点的出度都不为零的情况。
所以必然有1个及以上的点出度为零，如果有两个点出度为零，那么这两个点肯定是不相连的，即这两圈牛不是互相崇拜的，于是此时答案为零，如果有1个点出度为0，那么这个点就是被全体牛崇拜的，
这个点可能是一个强联通分量缩成的超级点，所以应该输出整个强联通分量中点的个数。
洛谷P3387 模板 缩点
显然把每个强连通分量缩成一个点，权值就是强连通分量中所有点值之和，接着就可以跑dfs了，加个记忆化搜索复杂度是O(n)的
洛谷P3388 模板 割点
就是求割点的个数和位置
所以就讲到这里了~