『Tarjan』Tarjan求强连通分量模板

学习Tarjan前提须知

Tarjan是一个能够求强连通分量的算法。何为强联通？就是在一个图中，两点可以相互到达从而形成的一个环，我们称这个环为强联通，其中，在这个图中所能组成点最多的环，我们称它为强连通分量，而我们的Tarjan就能求强联通与强联通分量 甚至能进行缩点等一系列操作

算法内容

竞赛需要用到的点

1、Tarjan求出强联通后自由度很高，建议不要和强连通分量绑在一起

2、Tarjan较为常见，考虑可以组成一套模型来使用

Tarjan求强联通分量略讲

本人对Tarjan的low算法理解不深，也没有哪个博客作出具体的解释，这里就引用wiki了

Tarjan算法 wiki

Tarjan 算法

Robert E. Tarjan (1948~) 美国人。

Tarjan 发明了很多算法结构。光 Tarjan 算法就有很多，比如求各种连通分量的 Tarjan 算法，求 LCA（Lowest Common Ancestor，最近公共祖先）的 Tarjan 算法。并查集、Splay、Toptree 也是 Tarjan 发明的。

我们这里要介绍的是在有向图中求强连通分量的 Tarjan 算法。

另外，Tarjan 的名字 j 不发音，中文译为塔扬。

DFS 生成树

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：

有向图的 DFS 生成树主要有 4 种边（不一定全部出现）：

1. 树边（tree edge）：绿色边，每次搜索找到一个还没有访问过的结点的时候就形成了一条树边。
2. 反祖边（back edge）：黄色边，也被叫做回边，即指向祖先结点的边。
3. 横叉边（cross edge）：红色边，它主要是在搜索的时候遇到了一个已经访问过的结点，但是这个结点 并不是 当前结点的祖先时形成的。
4. 前向边（forward edge）：蓝色边，它是在搜索的时候遇到子树中的结点的时候形成的。

我们考虑 DFS 生成树与强连通分量之间的关系。

如果结点 (u) 是某个强连通分量在搜索树中遇到的第一个结点，那么这个强连通分量的其余结点肯定是在搜索树中以 (u) 为根的子树中。(u) 被称为这个强连通分量的根。

反证法：假设有个结点 (v) 在该强连通分量中但是不在以 (u) 为根的子树中，那么 (v) 到 (u) 的路径中肯定有一条离开子树的边。但是这样的边只可能是横叉边或者反祖边，然而这两条边都要求指向的结点已经被访问过了，这就和 (u) 是第一个访问的结点矛盾了。得证。

Tarjan 算法求强连通分量

在 Tarjan 算法中为每个结点 (u) 维护了以下几个变量：

1. (dfn[n]) ：深度优先搜索遍历时结点 u 被搜索的次序。
2. (low[u]) ：设以 u 为根的子树为 (Subtree(u)) 。(low[u]) 定义为以下结点的 (dfn) 的最小值： (Subtree(u)) 中的结点；从 (Subtree(u)) 通过一条不在搜索树上的边能到达的结点。

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。在搜索过程中，对于结点 和与其相邻的结点 (v) （v 不是 u 的父节点）考虑 3 种情况：

1. (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 (low[u]) 。因为存在从 (u) 到 (v) 的直接路径，所以 (v) 能够回溯到的已经在栈中的结点，(u) 也一定能够回溯到。
2. (v) 被访问过，已经在栈中：即已经被访问过，根据 (low) 值的定义（能够回溯到的最早的已经在栈中的结点），则用 (dfn[v]) 更新 (low[u]) 。
3. (v) 被访问过，已不在在栈中：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。

对于一个连通分量图，我们很容易想到，在该连通图中有且仅有一个 (dfn[u] = low[u]) 。该结点一定是在深度遍历的过程中，该连通分量中第一个被访问过的结点，因为它的 DFN 值和 LOW 值最小，不会被该连通分量中的其他结点所影响。

因此，在回溯的过程中，判定 (dfn[u] = low[u]) 的条件是否成立，如果成立，则栈中从 (u) 后面的结点构成一个 SCC。

实现代码如下 参考LuoGuP2341强连通分量模板

[此代码未编译 可能会有问题 请斟酌参考]

//#define fre yes

#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <iostream>

const int N = 50005;
int low[N], dfn[N];
int head[N << 1], to[N << 1], ver[N << 1];
int color[N]， Stack[N], de[N];
bool Vis[N];

int tot;
void addedge(int x, int y) {
    ver[tot] = y;
    to[tot] = head[x];
    head[x] = tot++;
}

int num, top, col;
void tarjan(int x) {
    dfn[x] = low[x] = ++num;
    Stack[++top] = x;
    Vis[x] = 1;
    for (int i = head[x]; ~i; i = to[i]) {
        int v = ver[i];
        if(!dfn[v]) {
            tarjan(v);
            low[x] = std::min(low[x], low[v]);
        } else if(Vis[v]) {
            low[x] = std::min(low[x], dfn[v]);
        }
    }
    
    if(dfn[x] == low[x]) {
        ++col;
        color[x] = col;
        Vis[x] = 0;
        while(Stack[top] != x) {
            color[Stack[top]] = col;
            Vis[Stack[top--]] = 0;
        } top--;
    }
}

int main() {
    memset(head, -1, sizeof(head));
    static int n, m;
    scanf("%d %d", &n, &m);
    for (int i = 1; i <= m; i++) {
        int u, v;
        scanf("%d %d", &u, &v);
        addedge(u, v);
    }
    
    for (int i = 1; i <= n; i++) {
        if(!dfn[i]) {
			tarjan(i);
        }
    }
    
    for (int i = 1; i <= n; i++) {
        for (int j = head[i]; ~j; j = to[j]) {
            int v = ver[j];
            if(color[i] != color[v]) {
                de[color[i]]++;
            }
        }
    }

    int ans = 0, u = 0, k = 0;
    for (int i = 1; i <= col; i++) {
        if(!de[i]) {
            u++;
            k = i;
        }
    }

    if(u == 1) {
        for (int i = 1; i <= n; i++) {
            if(color[i] == k) ans++;
        } printf("%d
", ans);
    } else puts("0");
    return 0;
}