tarjan算法与无向图的连通性(割点，桥，双连通分量，缩点)
基本概念
给定无向连通图G = (V, E)
割点：
对于x∈V，从图中删去节点x以及所有与x关联的边之后，G分裂为两个或两个以上不相连的子图，则称x为割点
割边（桥）
若对于e∈E，从图中删去边e之后，G分裂成两个不相连的子图，则称e为G的桥或割边
时间戳
在图的深度优先遍历过程中，按照每个节点第一次被访问的时间顺序，依次给予N个节点1~N的整数标记，该标记被称为“时间戳”，记为dfn[x]
搜索树
在无向连通图中任选一个节点出发进行深度优先遍历吗，每个节点只访问一次。所有发生递归的边(x, y)构成一棵树，称为“无向连通图的搜索森林”。一般无向图的各个连通块的搜索树构成无向图的“搜索森林”。对于深度优先遍历出的搜索树，按照被遍历的次序，标记节点的时间戳
追溯值
追溯值low[x]。设subtree(x)表示搜索树中以x为根的子树。low[x]定义为以下节点时间戳的最小值
low[u]定义为u或者u的子树中能够通过非父子边(父子边就是搜索树上的边）追溯到的最早的节点的时间戳
即：
1.subtree(x)中的节点
2.通过一条不在搜索树上的边，能够到达subtree(x)的节点
为了计算low[x]，应该先令low[x] = dfn[x],然后考虑从x出发的每条边(x, y):
若在搜索树上x是y的父节点，则令low[x] = min(low[x], low[y])
若无向边(x, y)不是搜索树上的边，则令low[x] = min(low[x], dfn[y])
桥的判定法则
无向边(x, y)是桥，当且仅当搜索树上存在x的一个子节点y，满足:
dfn[x] < low[y]
根据定义，dfn[x] <low[y]说明从subtree(y)出发，在不经过(x, y)的前提下，不管走哪条边，都无法到达x或比x更早访问的节点。若把(x, y)删除，则subtree(y)就好像形成了封闭的环境，与节点x没有边相连，图断成了两部分，(x, y)为桥
反之，若不存在这样的子节点x和y，使得dfn[x] < low[y]，这说明每个subtree(y)都能绕行其他边到x或比x更早的节点,(x, y)也就不是桥
桥一定是搜索树中的边，并且一个简单环中的边一定都不是桥
需要注意的是， 因为我们要遍历的是无向图， 所以从每个节点x出发，总能访问到他的父节点fa,根据low的计算方法，(x, fa)属于搜索树上的边，且fa不是x的子节点，故不能用fa的时间戳来更新low[x]。
如果仅记录每个节点的父节点，会无法处理重边的情况——当x与fa之间有多条边时，(x, fa)一定不是桥，在这些重复计算中，只有一条边在搜索树上，其他的几条都不算，故有重边时，dfn[fa]不能用来更新low[x]
解决方案是：记录“递归进入每个节点的边的编号”。编号可认为是边在邻接表中储存下标位置。把无向图的每条边看做双向边，成对存储在下标"2和3"，"4和5","6和7"...处。若沿着编号i的边递归进入节点x，则忽略从x出发的编号为i xor 1的边，通过其他边计算low[x]即可
（补充：^的成对变换
对于非负整数n
当n为偶数时，n xor 1等于n+1
当n为奇数时，n xor 1等于n-1
因此“0与1”“2与3”“3与5”……关于xor 1运算构成了成对变换
这一性质经常用于图论邻接表中边集的存储。在具有无向边（双向边）的图中把一对正反方向的边分别储存在邻接表数组的第n与n+1个位置（其中n为偶数），就可以通过xor 1运算获得与当前边(x, y)反向的边(y, x)的存储位置
在程序开始时，初始化变量tot = 1。这样每条无向边看成的两条有向边会成对存储在ver和edge数组的下表“2和3”“4和5”“6和7”……的位置上。通过对下表xor 1操作，就可以直接定位到与当前反向的边。换句话说，如果ver[i]是第i条边的终点，那么ver[i ^ 1]就是第i条边的起点）
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = ;
struct node {
int y, net;
}e[maxn << ];
int lin[maxn], len = ;
bool bridge[maxn << ];
int dfn[maxn], low[maxn];
int n, m, num; inline int read() {
int x = , y = ;
char ch = getchar();
while(!isdigit(ch)) {
if(ch == '-') y = -;
ch = getchar();
}
while(isdigit(ch)) {
x = (x << ) + (x << ) + ch - '';
ch = getchar();
}
return x * y;
} inline void insert(int xx, int yy) {
e[++len].net = lin[xx];
e[len].y = yy;
lin[xx] = len;
} inline void tarjan(int x, int in_edge) {
dfn[x] = low[x] = ++num;
for(int i = lin[x]; i; i = e[i].net) {
int to = e[i].y;
if(!dfn[to]) {
tarjan(to, i);
low[x] = min(low[x], low[to]);
if(low[to] > dfn[x])
bridge[i] = bridge[i ^ ] = true;
}
else if(i != (in_edge ^ ))
low[x] = min(low[x], dfn[to]);
}
} int main() {
n = read(), m = read();
len = ;
for(int i = ; i <= m; ++i) {
int x, y, z;
x = read(), y = read();
insert(x, y);
insert(y, x);
}
for(int i = ; i <= n; ++i)
if(!dfn[i]) tarjan(i, );
for(int i = ; i < len; i += )
if(bridge[i])
cout << e[i ^ ].y << ' ' << e[i].y << '\n';
return ;
}
求桥的板子(参考即可，细节错误请无视)
割点的判定法则
割点的判定法则
若x不是搜索树的根节点，则x是割点当且仅当搜索树上存在x的一个子节点y，满足：
dfn[x] <= low[y]
特别地，若x是搜索树的根节点，则x是割点当且仅当搜索树上存在至少两个子节点y1, y2满足上述条件
割点判定的符号为小于等于号，不必再考虑父节点和重边的问题
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = ;
struct node {
int y, net;
}e[maxn << ];
int lin[maxn], len = ;
int n, m, root, num = ;
int dfn[maxn], low[maxn];
bool cut[maxn]; inline int read() {
int x = , y = ;
char ch = getchar();
while(!isdigit(ch)) {
if(ch == '-') y = -;
ch = getchar();
}
while(isdigit(ch)) {
x = (x << ) + (x << ) + ch - '';
ch = getchar();
}
return x * y;
} inline void insert(int xx, int yy) {
e[++len].y = yy;
e[len].net = lin[xx];
lin[xx] = len;
} void tarjan(int x) {
dfn[x] = low[x] = ++num;
int flag = ;
for(int i = lin[x]; i; i = e[i].net) {
int to = e[i].y;
if(!dfn[to]) {
tarjan(to);
low[x] = min(low[x], low[to]);
if(low[to] >= dfn[x]) {
flag++;
if(x != root || flag > ) cut[x] = true;
}
}
else low[x] = min(low[x], dfn[to]);
}
} int main() {
n = read(), m = read();
len = ;
for(int i = ; i <= m; ++i) {
int x, y;
x = read(), y = read();
if(x == y) continue;
insert(x, y);
insert(y, x);
}
for(int i = ; i <= n; ++i)
if(!dfn[i]) {
root = i;
tarjan(i);
}
for(int i = ; i <= n; ++i)
if(cut[i])
cout << i << ' ';
cout << "are cut-vertexes" << '\n';
return ;
}
割点板子
双连通分量
若一张无向图不存在割点，则称它为点双联通图。
无向图的“极大点双连通子图”称为“点双连通分量”，简记为“v-BCC”。无向连通图的极大边双连通图的极大边双连通子图，称为“边双连通分量”，简记为“e-DCC”
统称为“双连通分量”，简记为“BCC”
定理：
一张无向连通图是“点双连通图”，当且仅当满足下列两个条件之一：
1.图的顶点不超过2
2.图中任意两点都同时包含在至少一个简单环中。其中，简单环指的是不自交的环。
一张无向连通图是“边双连通图”，当且仅当任意一条边都包含在至少一个简单环中。
边双连通分量的求法
求出无向图中所有的桥，将桥删除后，图会分成若干块，每一个连通块都是一个“边双连通分量”
先用tarjan算法标记出所有的桥。然后再对整个无向图执行一次深度优先遍历（遍历的过程中不访问），划分出每个连通块。
边双连通分量缩点
把每个e-BCC看作一个节点，把桥边(x, y)看做连接编号为c[x]和c[y]的e-BCC对应节点的无向边，会产生一棵树（若原来的无向图不连通，则产生森林）。
这种把e-BCC收缩为一个节点的方法称为“缩点”。
把e-BCC缩点，存储在另一个邻接表中
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = ;
struct shiki {
int y, net;
}e[maxn << ], e_BCC[maxn << ];
int n, m, num = ;
int lin[maxn], len = ;
int dfn[maxn], low[maxn];
bool bridge[maxn << ];
int c_id[maxn], v_bcc = ;
int c_lin[maxn], c_len = ; inline int read() {
int x = , y = ;
char ch = getchar();
while(!isdigit(ch)) {
if(ch == '-') y = -;
ch = getchar();
}
while(isdigit(ch)) {
x = (x << ) + (x << ) + ch - '';
ch = getchar();
}
return x * y;
} inline void insert(int xx, int yy) {
e[++len].y = yy;
e[len].net = lin[xx];
lin[xx] = len;
} inline void t_bridge(int x, int in_edge) {
dfn[x] = low[x] = ++num;
for(register int i = lin[x]; i; i = e[i].net) {
int to = e[i].y;
if(!dfn[to]) {
t_bridge(to, i);
low[x] = min(low[x], low[to]);
if(dfn[x] < low[to])
bridge[i] = bridge[i ^ ] = ;
}
else if(i != (in_edge ^ ))
low[x] = min(low[x], dfn[to]);
}
} void dfs(int x) {
c_id[x] = v_bcc;
for(register int i = lin[x]; i; i = e[i].net) {
int to = e[i].y;
if(c_id[to] || bridge[i]) continue;
dfs(to);
}
} inline void add_c(int xx, int yy) {
e_BCC[++c_len].y = yy;
e_BCC[c_len].net = c_lin[xx];
c_lin[xx] = c_len;
} int main() {
memset(dfn, , sizeof(dfn));
n = read(), m = read();
len = ;
for(register int i = ; i <= m; ++i) {
int x, y;
x = read(), y = read();
insert(x, y);
insert(y, x);
}
for(register int i = ; i <= n; ++i)
if(!dfn[i]) t_bridge(i, );
for(register int i = ; i < len; i += )
if(bridge[i]) cout << e[i ^ ].y <<' ' << e[i].y << '\n';
for(register int i = ; i <= n; ++i)
if(!c_id[i]) {
++v_bcc;
dfs(i);
}
for(register int i = ; i <= n; ++i)
cout << i << ' ' << "belong to" << ' ' << c_id[i] << '\n';
for(register int i = ; i <= len; ++i) {
int x = e[i ^ ].y, y = e[i].y;
if(c_id[x] == c_id[y]) continue;
add_c(c_id[x], c_id[y]);
// add_c(c_id[y], c_id[x]);
}
printf("缩点后的森林, 点数%d, 边数%d(可能有重边)\n", v_bcc, c_len / );
for(register int i = ; i <= c_len; ++i)
cout << e_BCC[i ^ ].y << ' ' << e_BCC[i].y << '\n';
return ;
}
桥与边双与缩点
点双连通分量求法
若某个节点是孤立点，则它自己构成一个v-BCC。除了孤立点外，点双连通分量的大小至少为2.根据v-DCC定义的极大性，虽然桥不属于任何e-DCC，但是割点可能属于多个v-DCC
为了求出“点双连通分量”，需要在atjan算法的过程中维护一个栈，并按照如下方式维护栈中元素：
1.当一个节点第一次被访问时，把该节点入栈
2.当割点判定法则中的条件dfn[x] <= low[y]成立时，无论x是否为根，都需要：
(1)从栈顶不断弹出节点，直至节点y被弹出
(2)刚才弹出的所有节点与节点x一起构成一个v-BCC
点双连通分量缩点
因为一个割点可能属于多个v-BCC，设图中有p个割点和t个v-BCC，我们建立一张包含p+t个节点的新图，把每个v-BCC和每个割点都作为新图中的节点，并在每个割点与包含它的所有v-BCC之间连边。
这张图就变成了一棵树或是一片森林
//尚缺缩点
#include<bits/stdc++.h>
#define uint unsigned int
using namespace std;
const int maxn = ;
struct shiki {
int y, net;
}e[maxn << ], vbcc[maxn];
int n, m, root, num = ;
int lin[maxn], len = , cnt = ;
int dfn[maxn], low[maxn];
bool cut[maxn];
int s[maxn], top = ;
int new_id[maxn];
int v_lin[maxn], v_len = ;
vector<int> dcc[maxn];
int c[maxn]; inline int read() {
int x = , y = ;
char ch = getchar();
while(!isdigit(ch)) {
if(ch == '-') y = -;
ch = getchar();
}
while(isdigit(ch)) {
x = (x << ) + (x << ) + ch - '';
ch = getchar();
}
return x * y;
} inline void insert(int xx, int yy) {
e[++len].y = yy;
e[len].net = lin[xx];
lin[xx] = len;
} void t_vertexes(int x) {
dfn[x] = low[x] = ++num;
s[++top] = x;
if(x == root && lin[x] == ) {
dcc[++cnt].push_back(x);
return;
}
int flag = ;
for(register int i = lin[x]; i; i = e[i].net) {
int to = e[i].y;
if(!dfn[to]) {
t_vertexes(to);
low[x] = min(low[x], low[to]);
if(dfn[x] <= low[to]) {
flag++;
if(x != root || flag > ) cut[x] = ;
cnt++;
int z;
do {
z = s[top--];
dcc[cnt].push_back(z);
}while(z != to);
dcc[cnt].push_back(x);
}
}
else low[x] = min(low[x], dfn[to]);
}
} inline void add_c(int xx, int yy) {
vbcc[++v_len].y = yy;
vbcc[v_len].net = v_lin[xx];
v_lin[xx] = v_len;
} int main() {
n = read(), m = read();
for(register uint i = ; i <= m; ++i) {
int x, y;
x = read(), y = read();
insert(x, y);
insert(y, x);
}
for(register uint i = ; i <= n; ++i)
if(!dfn[i]) {
root = i;
t_vertexes(i);
}
for(register uint i = ; i <= n; ++i)
if(cut[i]) cout << i << ' ';
cout << "are cut-vertexes" << '\n';
for(int i = ; i <= cnt; ++i) {
printf("e-DCC #%d:", i);
for(int j = ; j < dcc[i].size(); ++j)
printf(" %d", dcc[i][j]);
cout << '\n';
}
num = cnt;
for(register int i = ; i <= n; ++i)
if(cut[i]) new_id[i] = ++num;//给割点以新的编号
v_len = ;
for(register int i = ; i <= cnt; ++i)
for(register int j = ; j < dcc[i].size(); ++j) {
int x = dcc[i][j];
if(cut[x]) {
add_c(i, new_id[x]);
add_c(new_id[x], i);
}
else c[x] = i;//除割点外，其它点仅属于1个v-bcc
}
printf("缩点之后的森林， 点数%d, 边数%d\n", num, v_len / );
printf("编号1~%d的为原图v-BCC， 编号>%d的原图割点\n", cnt, cnt);
for(register int i = ; i < v_len; i += )
printf("%d %d\n", vbcc[i ^ ], vbcc[i]);
return ;
}
割点与点双与缩点
例题1：BLO(Bzoj1123)
对于询问的节点i，可能有两种情况
1.i不是割点
2.i是割点
若i不是割点，则将i以及与i有直接相连的边删去后，图分为了i和其他节点这个两部分
即：i被孤立出来了
此时对于不能与i联通的点的个数为n-1,即有n-1个点不能与i相互到达。
因为题目求的是有序点对，也就是说，例如(1, 2)和(2, 1)，这是不同的点对。
所以若i不是割点，则答案为2*(n-1)
若i是割点，则删去i以及所有与i相连的边后，图会分成若干个连通块。
最后的答案很显然，我们应该求出这些连通块的大小，两两相乘再相加
在图的连通性问题中，我们经常要从搜索树的角度来进行分析。
设在搜索树上，节点i的子节点集合中，有t割点s1,s2,s3...st满足割点判定法则dfn[i] <= low[sk]。于是删除i关联的所有边后无向图至多分成t+2个连通块
每个连通块的节点构成情况为:
1.节点i自身单独构成一个连通块
2.有t个连通块，分别由搜索树上以sk(1 <= k <= t)为根的子树中的节点构成
3.还可能有一个连通块，由除了上述节点以外的所有点构成。
（第三点，即虽然与i相连通，但i不作为搜索树的根。因为整个图是连通的，在不删掉任何一个点是，搜索树只有一个点为根，删掉与i直接相连的边，则被分开的是i，
i的子树和i的父亲所在了连通块）
那么可以在tarjan算法执行深度优先遍历的过程正，顺便求出搜索树每棵“子树”的大小，设size[x]表示已x为根的子树的大小。
综上所述，删掉一个割点i之后，不连通的有序对数量为:
设sum = size[s1]+size[s2]+....+size[t-1]+size[t]
size[s1]*(n-size[s1])+size[s2]*(n-size[s2])+...+size[st]*(n-size[st])+1*(n-1)+(n-1-sum)*(1+sum)
#include<iostream>
#include<iomanip>
#include<ctime>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<cstdio>
#include<cstdlib>
#include<algorithm>
#include<queue>
#include<vector>
#include<map>
#include<stack>
#define ll long long
#define uint unsigned int
using namespace std;
const int maxn = , maxm = ;
struct shiki {
int y, net;
}e[maxm << ];
int lin[maxn], len = ;
int n, m, num = ;
int size[maxn];
ll ans[maxn];
int dfn[maxn], low[maxn];
bool cut[maxn]; inline int read() {
int x = , y = ;
char ch = getchar();
while(!isdigit(ch)) {
if(ch == '-') y = -;
ch = getchar();
}
while(isdigit(ch)) {
x = (x << ) + (x << ) + ch - '';
ch = getchar();
}
return x * y;
} inline void insert(int xx, int yy) {
e[++len].y = yy;
e[len].net = lin[xx];
lin[xx] = len;
} void tarjan(int x) {
dfn[x] = low[x] = ++num, size[x] = ;
int flag = , sum = ;
for(register int i = lin[x]; i; i = e[i].net) {
int to = e[i].y;
if(!dfn[to]) {
tarjan(to);
size[x] += size[to];
low[x] = min(low[x], low[to]);
if(dfn[x] <= low[to]) {
flag++;
ans[x] += 1ll * size[to] * (n - size[to]);
sum += size[to];
if(x != || flag > ) cut[x] = ;
}
}
else low[x] = min(low[x], dfn[to]);
}
if(cut[x]) ans[x] += 1ll * (n - sum - ) * (sum + ) + (n - );
else ans[x] = * (n - );
} int main() {
n = read(), m = read();
for(register int i = ; i <= m; ++i) {
int x, y;
x = read(), y = read();
if(x == y) continue;
insert(x, y);
insert(y, x);
}
tarjan();//因为已经确保图是连通的 ，所以可以直接计算
for(register int i = ; i <= n; ++i)
printf("%lld\n", ans[i]);
return ;
}
例题2：Network(poj3694)
给定一张N个点M条边的无向连通图，然后执行Q次操作，每次想图中添加一条边，并且询问当前无向图中“桥”的数量(N <= 10^5, m <= 2*10^5, Q<=1000)
先利用tarjan算法求出无向图中所有的边双连通分量，并对所有的边双连通分量执行缩点操作。
这样就形成了一颗树，这个树上的边就是最初“桥”的个数
思考加入新的边(x, y)
对于x和y两个点
1.若两个点在同一个e-BCC中，则在x和y之间连边不会影响最终桥的数量
2.若x，y属于不同的e-BCC，则在缩点之后得到的树上，x所在的边双和y所在的边双之间的路径都不在是桥，因为将x,y连边后，他们都处在一个环中。
我们可以求出P = LCA(c_id[x], c_id[y]),即：x所在的边双与y所在的边双的最近公共祖先，同时把路径上的所有边都标记为“不是桥”。
因为数据不算大，所以我们就可以AC了
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#include<vector>
#include<queue>
#include<cstdlib>
#include<ctime>
#include<iomanip>
#include<cmath>
using namespace std;
const int maxm = , maxn = ;
struct shiki {
int y, net;
}e[maxm];
int low[maxn], dfn[maxn], num = , deep[maxn];
int len, n, m, lin[maxn];
int flag, bridge[maxn], father[maxn]; inline void init() {
len = , num = , flag = ;
memset(dfn, , sizeof(dfn));
memset(deep, , sizeof(deep));
memset(bridge, , sizeof(bridge));
memset(lin, , sizeof(lin));
memset(low, , sizeof(low));
memset(father, , sizeof(father));
for(int i = ; i <= n; i++) father[i] = i;
} inline void insert(int xx, int yy) {
e[++len].y = yy;
e[len].net = lin[xx];
lin[xx] = len;
} void tarjan(int x) {
dfn[x] = low[x] = ++num;
deep[x] = deep[father[x]] + ;
for(int i = lin[x]; i; i = e[i].net) {
int to = e[i].y;
if(!dfn[to]) {
father[to] = x;
tarjan(to);
low[x] = min(low[x], low[to]);
if(low[to] > dfn[x]) {
flag++;
bridge[to] = ;
}
}
else if(to != father[x]) low[x] = min(low[x], dfn[to]);
} } void LCA(int u, int v) {
while(deep[u] > deep[v]) {
if(bridge[u]) flag--, bridge[u] = ;
u = father[u];
}
while(deep[v] > deep[u]) {
if(bridge[v]) flag--, bridge[v] = ;
v = father[v];
}
while(u != v) {
if(bridge[u]) flag--, bridge[u] = ;
if(bridge[v]) flag--, bridge[v] = ;
u = father[u];
v = father[v];
}
}
void ask()
{
int q, u, v;
scanf("%d", &q);
for(int i = ; i <= q; ++i) {
scanf("%d%d", &u, &v);
LCA(u, v);
printf("%d\n", flag);
}
printf("\n");
}
int main()
{
int cas = ;
while(scanf("%d%d", &n, &m) != EOF) {
if(n == && m == ) break;
printf("Case %d:\n", ++cas);
init();
int x, y;
while(m--) {
scanf("%d%d", &x, &y);
insert(x, y);
insert(y, x);
}
tarjan();
ask();
}
return ;
}
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