1、简介:
在阅读下列内容之前,请务必了解 图论相关概念 中的基础部分。
强连通的定义是:有向图 G 强连通是指,G 中任意两个结点连通。
强连通分量(Strongly Connected Components,SCC)的定义是:极大的强连通子图。
这里要介绍的是如何来求强连通分量。
2、引入:
在介绍该算法之前,先来了解 DFS 生成树,我们以下面的有向图为例:
3、算法思想:
求强连通分量就相当于求环(或类似于环可以一遍又一遍无限走下去,切走不出这个环)的个数。
其他人博客上说什么:树边(tree edge),横叉边(cross edge),反祖边(back edge),前向边(forward edge),这些太复杂了,对像我一样的蒟蒻不友好以下是一段简洁的解释。
先说算法步骤:
1、我们要对一张图(有向图)进行遍历。
记录:dfn[x]: 存x点的时间戳(是第几个遍历这个点的),(相当于记录了遍历的顺序);
low[x]: 存x点最早能访问到的时间戳。
2、思考:若dfn[x]=low[x],就说明x点无论怎么走,都无法到达时间戳更靠前的点,证明x点是一个环的开始(环顶)。
3、将遍历到的点依次入栈,当判断到环顶时,栈中的点就是一个强连通分量。
4、详细步骤:
- 一个结点的子树内结点的 dfn 都大于该结点的 dfn。
- 从根开始的一条路径上的 dfn 严格递增,low 严格非降。
按照深度优先搜索算法搜索的次序对图中所有的结点进行搜索,维护每个结点的 dfn
与 low
变量,且让搜索到的结点入栈。每当找到一个强连通元素,就按照该元素包含结点数目让栈中元素出栈。在搜索过程中,对于结点 和与其相邻的结点 ( 不是 的父节点)考虑 3 种情况:
- v未被访问:继续对 v 进行深度搜索。在回溯过程中,用 low[v] 更新 。因为存在从 u 到 v 的直接路径,所以说 v 能够回溯到的已经在栈中的结点,u 也一定能够回溯到。
- v被访问过,已经在栈中:根据 low 值的定义,用 dfn[v] 或low[v] 更新 low[u] 。
- v被访问过,已不在栈中:说明v已搜索完毕,其所在连通分量已被处理,所以不用对其做操作。
5、例题:(洛谷 P2863 [USACO06JAN] The Cow Prom S)
//洛谷 P2863 [USACO06JAN] The Cow Prom S
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=2e4+2,M=5e4+2;
int n,m,dfn[N],low[N],first[N],stk[N],siz[N],top=0,tot=0,cnt=0,ans=0;
bool in[N];
struct node{int v,ne;}e[M];
void add(int u,int v){
e[++tot]={v,first[u]};
first[u]=tot;
}
void tarjan(int u){ //tarjan算法求强连通分量
dfn[u]=low[u]=++tot;
in[u]=1; //表示u点在栈中
stk[++top]=u; //将u记入栈中
for(int i=first[u];i;i=e[i].ne){
int v=e[i].v;
if(!dfn[v]){
tarjan(v);
low[u]=min(low[u],low[v]); //更新low[u]值的意义是让u点不提前出栈
}
else if(in[v]) low[u]=min(low[u],low[v]);
}
if(low[u]==dfn[u]){
int y;
++cnt;
do{
y=stk[top--];in[y]=0;
siz[cnt]++;
}while(u!=y);
}
}
int main(){
scanf("%d%d",&n,&m);
int u,v;
for(int i=1;i<=m;++i){
scanf("%d%d",&u,&v);
add(u,v); //建单向边
}
for(int i=1;i<=n;++i) if(!dfn[i]) tarjan(i); //图有可能不连通,存在几个分开的图
for(int i=1;i<=cnt;++i) if(siz[i]>1) ans++; //siz[]记录每一个强连通分量的大小
printf("%d",ans);
return 0;
}