网上看了几篇博客，还有OI Wiki，觉得整合度不够，于是特意写了篇博客。
参考资料
全网最!详!细!Tarjan算法讲解。
强连通分量(SCC)与缩点
强连通分量 - OI Wiki
正文
在学习强连通分量和缩点之前，请务必理解邻接表。
以下有OI Wiki的内容，有大佬博客里的内容，也有我自己的内容。
强连通分量
引入
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，简称SCC）的定义是：极大的强连通子图。
举一个简单的例子。下面是一个有向图。
在这个图中， 1和2互相有路径可以到达对方，所以这两个点强连通；
1、2和3中任意两个点都连通，它们是这整个有向图的强连通分量。
求强连通分量。
下面我们介绍使用Tarjan算法求强连通分量。
我们举个例子说明这个算法是怎么运作的。图片取自《算法竞赛进阶指南》。
从 (①) 进入，dfn[1] = low[1] = ++index == 1
入栈 (①)，此时的栈中元素为 (①)，vis[1] = true，即点 (①) 在栈中。
往下找到 (②)，dfn[2] = low[2] = ++index == 2
入栈 (②)，此时栈中元素为 (①②)，vis[2] = true
继续往下找到 (③)，dfn[3] = low[3] = ++index == 3
入栈 (③)，此时栈中元素为 (①②③)，vis[3] = true
继续往下找到 (④)，dfn[4] = low[4] = ++index == 4
入栈 (④)，此时栈中元素为 (①②③④)，vis[4] = true
继续往下找到 (⑤)，dfn[5] = low[5] = ++index == 5
入栈 (5)，此时栈中元素为 (①②③④⑤)，vis[5] = true
继续往下找到 (②) 他太爷爷，dfn[2]被访问过并且还在栈中，说明这个 (②) 还在这个强连通分量中，值得发现。low[5] = min(low[5], dfn[2])
确定关系：(⑤) 节点比 (②) 节点出现得晚，即low[5] > dfn[2]，所以 (⑤) 是 (①) 的子节点；low[5] = 2
然后发现 (⑤) 这个点没有出边了，返回到 (④) 这个点。
于是low[4] = min(low[4], low[5]) = 2
(④) 这个点也没有出边了，返回到 (③) 这个点。
于是low[3] = min(low[3], low[4]) = 2
(③) 这个点也没有出边了，返回到 (②) 这个点。
于是low[2] = min(low[2], low[2]) = 2，对没错，还是2
(②) 也没有出边，但是这时我们会发现low[2] == dfn[2] == 2，这就是说，点 (②) 是这个强连通分量的根，于是sccnt++（sccnt：强连通分量的个数），一直弹出栈顶元素，并把栈顶元素的颜色标记为sccnt（color[2] = sccnt），直到栈顶元素为2时最后弹出一次并标记颜色。此时栈中元素为 (①)，vis[5] = vis[4] = vis[3] = vis[2] = false。
返回到 (①)。因为 (①) 比 (②) 出现得早，即low[1] < low[2]，所以low[1]的值没变，还是1
点 (①) 还有出边，继续往下找到 (⑤)。嗯？dfn[5]已经有一个值5了，再看vis[5] == true，说明 (⑤) 这个点还在栈中，所以low[1] = min(low[1], dfn[5]) = 1（因为low[1] == 1，dfn[5] == 2）
唉，现在同学都在准备省选，要不是我去年NOIP第一题用了邻接矩阵，数组开得太大了，我也去参加省选了（看出我有多蒻了吧）
点 (①) 还有出边，继续往下找找到 (⑥)，dfn[6] = low[6] = ++index == 6
入栈 (⑥)，此时栈中元素为 (①⑥) ，vis[6] = true
继续往下找到 (⑦)，dfn[7] = low[7] = ++index = 7
入栈 (⑦)，此时栈中元素为 (①⑥⑦)，vis[7] = true
继续往下找到 (④)，发现dfn[4] == 4，说明 (④) 已经被访问过了，又因为vis[4] == false，也就是 (④) 不在栈中，就不用管它。
(⑦) 没有别的出边了。判断此时dfn[7] == low[7] == 7，所以 (⑦) 是一个强连通分量的根。于是：Ⅰ：sccnt++；Ⅱ：把栈顶元素（即 (⑦) 的颜色标记为sccnt），将其弹出。此时栈中元素为 (①⑥)。
返回到 (⑥)，找到点 (⑧)，dfn[8] = low[8] = ++index = 8
入栈 (⑧)，此时栈中元素为 (①⑥⑧)，vis[8] = true
往下找到 (⑦)，发现dfn[7] == 7，说明 (⑦) 已经被访问过了，又因为vis[7] ==false，(⑦) 不在栈中，不用管。
回到 (⑧)，它还有一条出边到 (⑨)，dfn[9] = low[9] = ++index = 9
入栈 (⑨)，此时栈中元素为 (①⑥⑧⑨)，vis[9] = true
再往下找到 (⑥)，找到了他爷爷（他爸是 (⑧)），dfn[6]被访问过并且还在栈中，说明这个 (⑥) 还在这个强连通分量中。low[9] = min(low[9], dfn[6]) = 6。
接着就是：
low[8] = min(low[8], low[9]) = 6
low[6] = min(low[6], low[8]) = 6
此时 (⑥) 的出边已经找完了，又因为low[6] == dfn[6] == 6，所以 (⑥) 是强连通分量的根，sccnt++，一直弹出栈顶元素，将栈顶元素颜色标记为sccnt，直到栈顶元素为6，最后弹出一次，标记颜色。此时栈中元素为 (①)，vis[9] = vis[8] = vis[6] = false。
返回到 (①)，(①)的出边也已经找完了，因为low[1] == dfn[1] == 1，所以 (①) 是强连通分量的根，sccnt++，弹出栈顶元素（1），将栈顶元素颜色标记为sccnt。此时栈为空，vis[1] = false。
这个时候就完了吗？！
你以为就完了吗？！
然而并没有完，万一只走了一遍tarjan整个图没有找完怎么办呢？！
所以。tarjan的调用要在循环里解决，以使每一个点都被访问到。
代码
下面是tarjan函数的代码：
void tarjan(int v) { //Tarjan算法
dfn[v] = low[v] = ++tot; //标记dfn[]访问顺序，还有low[]的初始值
sta.push(v); //让点v进栈
vis[v] = true; //标记这个点被访问过
for (int i = head[v]; ~i; i = edge[i].next) { //一直循环这个点每一个出度，直到-1表示没有了，这也是为什么memset head数组时要赋-1
int u = edge[i].to; //定义u并把它赋成这条边的终点
if (!dfn[u]) { //如果u没有被访问过
tarjan(u); //找下面这个点
low[v] = min(low[v], low[u]); //这个点low[v]的值就是当前low[]的值与找到的u点的low[]值
} else if (vis[u]) //如果u被访问过了，但是还在队列中
low[v] = min(low[v], dfn[u]); //low[v]就取这个点的low值与循环到的点u的dfn[u]的最小值
}
if (dfn[v] == low[v]) { //如果发现v这个点的dfn[]和low[]相等，说明这个点是一个强连通分量的“根”。
sccnt++; //scc（Strongly Connected Component）， cnt（count），就是强连通分量的个数
int u; //定义u变量，作为栈顶元素
do {
u = sta.top(); //将u赋值为sta栈的栈顶元素
vis[u] = false; //将u弹出
sta.pop(); //同上
color[u] = sccnt; //将u标记为这个强连通分量里的点
} while (v != u); //当v == u之后，结束循环
}
}
在主函数里像这样调用tarjan函数：
for (int i = 1; i <= n; i++) //循环每一个点
if (!dfn[i]) tarjan(i); //如果dfn[i]没有值，即这个点被没有访问过，需要访问；
//如果dfn[i]已经有一个值，说明这个点被访问过了，不用担心漏了，
//同时也为了节省时间，就不访问了。
缩点
引入
缩点的定义：把强连通分量看成是一个大点，保留那些不在强连通分量里的边，这样的图就是缩点后的图。
缩点后的图保留了所有不在分量里的边，而且缩点后的图是一个有向无环图（DAG），可以进行拓扑排序。
那么，缩点之后的图，就成了这样：
缩点的解决
现在问题来了，怎么储存缩点后的图？
在一开始调用的tarjan函数中，我们已经把同一个强连通分量中的点标记成了相同的颜色。为了重新建立一个缩点后的图，我们先把head[]数组和edge[]数组清空，在读入边的时候，我们把边的起点和终点分别存到from[]数组和to[]数组中。
在建立邻接表储存缩点后的图时，判断这些输入的点是否在同一个 SCC 中，如果不在就连边。
用如下代码建立缩点后的图：
for (int i = 1; i <= m; i++) //循环每一条边
if (color[from[i]] != color[to[i]]) //如果这条边的出发点和终止点不在同一个强连通分量中
add(color[from[i]], color[to[i]]); //就连一条边
【模板】缩点
题目链接：【模板】缩点
审题
这题不仅需要缩点，还要找出一条路径使点权和最大。
因为 强连通分量（SCC） 中点可以互相到达，所以需要缩点使图变成一个有向无环图（DAG），强连通分量 内所有点权和即为缩点后该点的点权。
这题可以使用LPFA算法（Longest Path Fast Algorithm，发明者：沃·兹基硕德）来解决。
把松弛改为扩张：
if (dis[v] > dis[u] + siz[v]) dis[v] = dis[u] + siz[v];
->if (dis[v] < dis[u] + siz[v]) dis[v] = dis[u] + siz[v];
代码
详情请见【题解】P3387 【模板】缩点