tarjan算法與無向圖的連通性(割點，橋，雙連通份量，縮點)
基本概念node
給定無向連通圖G = (V, E)
割點：
對於x∈V，從圖中刪去節點x以及全部與x關聯的邊以後，G分裂爲兩個或兩個以上不相連的子圖，則稱x爲割點
割邊（橋）
若對於e∈E，從圖中刪去邊e以後，G分裂成兩個不相連的子圖，則稱e爲G的橋或割邊ios
時間戳
在圖的深度優先遍歷過程當中，按照每一個節點第一次被訪問的時間順序，依次給予N個節點1~N的整數標記，該標記被稱爲「時間戳」，記爲dfn[x]c++
搜索樹
在無向連通圖中任選一個節點出發進行深度優先遍歷嗎，每一個節點只訪問一次。全部發生遞歸的邊(x, y)構成一棵樹，稱爲「無向連通圖的搜索森林」。通常無向圖的各個連通塊的搜索樹構成無向圖的「搜索森林」。對於深度優先遍歷出的搜索樹，按照被遍歷的次序，標記節點的時間戳git
追溯值
追溯值low[x]。設subtree(x)表示搜索樹中以x爲根的子樹。low[x]定義爲如下節點時間戳的最小值
low[u]定義爲u或者u的子樹中可以經過非父子邊(父子邊就是搜索樹上的邊）追溯到的最先的節點的時間戳
即：
1.subtree(x)中的節點
2.經過一條不在搜索樹上的邊，可以到達subtree(x)的節點算法
爲了計算low[x]，應該先令low[x] = dfn[x],而後考慮從x出發的每條邊(x, y):
若在搜索樹上x是y的父節點，則令low[x] = min(low[x], low[y])
若無向邊(x, y)不是搜索樹上的邊，則令low[x] = min(low[x], dfn[y])數組
橋的斷定法則ide
無向邊(x, y)是橋，當且僅當搜索樹上存在x的一個子節點y，知足:
dfn[x] < low[y]
根據定義，dfn[x] <low[y]說明從subtree(y)出發，在不通過(x, y)的前提下，無論走哪條邊，都沒法到達x或比x更早訪問的節點。若把(x, y)刪除，則subtree(y)就好像造成了封閉的環境，與節點x沒有邊相連，圖斷成了兩部分，(x, y)爲橋
反之，若不存在這樣的子節點x和y，使得dfn[x] < low[y]，這說明每一個subtree(y)都能繞行其餘邊到x或比x更早的節點,(x, y)也就不是橋ui
橋必定是搜索樹中的邊，而且一個簡單環中的邊必定都不是橋spa
須要注意的是， 由於咱們要遍歷的是無向圖， 因此從每一個節點x出發，總能訪問到他的父節點fa,根據low的計算方法，(x, fa)屬於搜索樹上的邊，且fa不是x的子節點，故不能用fa的時間戳來更新low[x]。
若是僅記錄每一個節點的父節點，會沒法處理重邊的狀況——當x與fa之間有多條邊時，(x, fa)必定不是橋，在這些重複計算中，只有一條邊在搜索樹上，其餘的幾條都不算，故有重邊時，dfn[fa]不能用來更新low[x]
解決方案是：記錄「遞歸進入每一個節點的邊的編號」。編號可認爲是邊在鄰接表中儲存下標位置。把無向圖的每條邊看作雙向邊，成對存儲在下標"2和3"，"4和5","6和7"...處。若沿着編號i的邊遞歸進入節點x，則忽略從x出發的編號爲i xor 1的邊，經過其餘邊計算low[x]便可.net
（補充：^的成對變換
對於非負整數n
當n爲偶數時，n xor 1等於n+1
當n爲奇數時，n xor 1等於n-1
所以「0與1」「2與3」「3與5」……關於xor 1運算構成了成對變換
這一性質常常用於圖論鄰接表中邊集的存儲。在具備無向邊（雙向邊）的圖中把一對正反方向的邊分別儲存在鄰接表數組的第n與n+1個位置（其中n爲偶數），就能夠經過xor 1運算得到與當前邊(x, y)反向的邊(y, x)的存儲位置
在程序開始時，初始化變量tot = 1。這樣每條無向邊當作的兩條有向邊會成對存儲在ver和edge數組的下表「2和3」「4和5」「6和7」……的位置上。經過對下表xor 1操做，就能夠直接定位到與當前反向的邊。換句話說，若是ver[i]是第i條邊的終點，那麼ver[i ^ 1]就是第i條邊的起點）
1 #include<bits/stdc++.h> 2 using namespace std; 3 const int maxn = 100086; 4 struct node { 5 int y, net; 6 }e[maxn << 1]; 7 int lin[maxn], len = 1; 8 bool bridge[maxn << 1]; 9 int dfn[maxn], low[maxn]; 10 int n, m, num; 11 12 inline int read() { 13 int x = 0, y = 1; 14 char ch = getchar(); 15 while(!isdigit(ch)) { 16 if(ch == '-') y = -1; 17 ch = getchar(); 18 } 19 while(isdigit(ch)) { 20 x = (x << 1) + (x << 3) + ch - '0'; 21 ch = getchar(); 22 } 23 return x * y; 24 } 25 26 inline void insert(int xx, int yy) { 27 e[++len].net = lin[xx]; 28 e[len].y = yy; 29 lin[xx] = len; 30 } 31 32 inline void tarjan(int x, int in_edge) { 33 dfn[x] = low[x] = ++num; 34 for(int i = lin[x]; i; i = e[i].net) { 35 int to = e[i].y; 36 if(!dfn[to]) { 37 tarjan(to, i); 38 low[x] = min(low[x], low[to]); 39 if(low[to] > dfn[x]) 40 bridge[i] = bridge[i ^ 1] = true; 41 } 42 else if(i != (in_edge ^ 1)) 43 low[x] = min(low[x], dfn[to]); 44 } 45 } 46 47 int main() { 48 n = read(), m = read(); 49 len = 1; 50 for(int i = 1; i <= m; ++i) { 51 int x, y, z; 52 x = read(), y = read(); 53 insert(x, y); 54 insert(y, x); 55 } 56 for(int i = 1; i <= n; ++i) 57 if(!dfn[i]) tarjan(i, 0); 58 for(int i = 2; i < len; i += 2) 59 if(bridge[i]) 60 cout << e[i ^ 1].y << ' ' << e[i].y << '\n'; 61 return 0; 62 }
割點的斷定法則
割點的斷定法則
若x不是搜索樹的根節點，則x是割點當且僅當搜索樹上存在x的一個子節點y，知足：
dfn[x] <= low[y]
特別地，若x是搜索樹的根節點，則x是割點當且僅當搜索樹上存在至少兩個子節點y1, y2知足上述條件
割點斷定的符號爲小於等於號，沒必要再考慮父節點和重邊的問題
1 #include<bits/stdc++.h> 2 using namespace std; 3 const int maxn = 100086; 4 struct node { 5 int y, net; 6 }e[maxn << 1]; 7 int lin[maxn], len = 0; 8 int n, m, root, num = 0; 9 int dfn[maxn], low[maxn]; 10 bool cut[maxn]; 11 12 inline int read() { 13 int x = 0, y = 1; 14 char ch = getchar(); 15 while(!isdigit(ch)) { 16 if(ch == '-') y = -1; 17 ch = getchar(); 18 } 19 while(isdigit(ch)) { 20 x = (x << 1) + (x << 3) + ch - '0'; 21 ch = getchar(); 22 } 23 return x * y; 24 } 25 26 inline void insert(int xx, int yy) { 27 e[++len].y = yy; 28 e[len].net = lin[xx]; 29 lin[xx] = len; 30 } 31 32 void tarjan(int x) { 33 dfn[x] = low[x] = ++num; 34 int flag = 0; 35 for(int i = lin[x]; i; i = e[i].net) { 36 int to = e[i].y; 37 if(!dfn[to]) { 38 tarjan(to); 39 low[x] = min(low[x], low[to]); 40 if(low[to] >= dfn[x]) { 41 flag++; 42 if(x != root || flag > 1) cut[x] = true; 43 } 44 } 45 else low[x] = min(low[x], dfn[to]); 46 } 47 } 48 49 int main() { 50 n = read(), m = read(); 51 len = 1; 52 for(int i = 1; i <= m; ++i) { 53 int x, y; 54 x = read(), y = read(); 55 if(x == y) continue; 56 insert(x, y); 57 insert(y, x); 58 } 59 for(int i = 1; i <= n; ++i) 60 if(!dfn[i]) { 61 root = i; 62 tarjan(i); 63 } 64 for(int i = 1; i <= n; ++i) 65 if(cut[i]) 66 cout << i << ' '; 67 cout << "are cut-vertexes" << '\n'; 68 return 0; 69 }
雙連通份量
若一張無向圖不存在割點，則稱它爲點雙聯通圖。
無向圖的「極大點雙連通子圖」稱爲「點雙連通份量」，簡記爲「v-BCC」。無向連通圖的極大邊雙連通圖的極大邊雙連通子圖，稱爲「邊雙連通份量」，簡記爲「e-DCC」
統稱爲「雙連通份量」，簡記爲「BCC」
定理：
一張無向連通圖是「點雙連通圖」，當且僅當知足下列兩個條件之一：
1.圖的頂點不超過2
2.圖中任意兩點都同時包含在至少一個簡單環中。其中，簡單環指的是不自交的環。
一張無向連通圖是「邊雙連通圖」，當且僅當任意一條邊都包含在至少一個簡單環中。
邊雙連通份量的求法
求出無向圖中全部的橋，將橋刪除後，圖會分紅若干塊，每個連通塊都是一個「邊雙連通份量」
先用tarjan算法標記出全部的橋。而後再對整個無向圖執行一次深度優先遍歷（遍歷的過程當中不訪問），劃分出每一個連通塊。
邊雙連通份量縮點
把每一個e-BCC看做一個節點，把橋邊(x, y)看作鏈接編號爲c[x]和c[y]的e-BCC對應節點的無向邊，會產生一棵樹（若原來的無向圖不連通，則產生森林）。
這種把e-BCC收縮爲一個節點的方法稱爲「縮點」。
把e-BCC縮點，存儲在另外一個鄰接表中
1 #include<bits/stdc++.h> 2 using namespace std; 3 const int maxn = 100086; 4 struct shiki { 5 int y, net; 6 }e[maxn << 1], e_BCC[maxn << 1]; 7 int n, m, num = 0; 8 int lin[maxn], len = 0; 9 int dfn[maxn], low[maxn]; 10 bool bridge[maxn << 1]; 11 int c_id[maxn], v_bcc = 0; 12 int c_lin[maxn], c_len = 0; 13 14 inline int read() { 15 int x = 0, y = 1; 16 char ch = getchar(); 17 while(!isdigit(ch)) { 18 if(ch == '-') y = -1; 19 ch = getchar(); 20 } 21 while(isdigit(ch)) { 22 x = (x << 1) + (x << 3) + ch - '0'; 23 ch = getchar(); 24 } 25 return x * y; 26 } 27 28 inline void insert(int xx, int yy) { 29 e[++len].y = yy; 30 e[len].net = lin[xx]; 31 lin[xx] = len; 32 } 33 34 inline void t_bridge(int x, int in_edge) { 35 dfn[x] = low[x] = ++num; 36 for(register int i = lin[x]; i; i = e[i].net) { 37 int to = e[i].y; 38 if(!dfn[to]) { 39 t_bridge(to, i); 40 low[x] = min(low[x], low[to]); 41 if(dfn[x] < low[to]) 42 bridge[i] = bridge[i ^ 1] = 1; 43 } 44 else if(i != (in_edge ^ 1)) 45 low[x] = min(low[x], dfn[to]); 46 } 47 } 48 49 void dfs(int x) { 50 c_id[x] = v_bcc; 51 for(register int i = lin[x]; i; i = e[i].net) { 52 int to = e[i].y; 53 if(c_id[to] || bridge[i]) continue; 54 dfs(to); 55 } 56 } 57 58 inline void add_c(int xx, int yy) { 59 e_BCC[++c_len].y = yy; 60 e_BCC[c_len].net = c_lin[xx]; 61 c_lin[xx] = c_len; 62 } 63 64 int main() { 65 memset(dfn, 0, sizeof(dfn)); 66 n = read(), m = read(); 67 len = 1; 68 for(register int i = 1; i <= m; ++i) { 69 int x, y; 70 x = read(), y = read(); 71 insert(x, y); 72 insert(y, x); 73 } 74 for(register int i = 1; i <= n; ++i) 75 if(!dfn[i]) t_bridge(i, 0); 76 for(register int i = 2; i < len; i += 2) 77 if(bridge[i]) cout << e[i ^ 1].y <<' ' << e[i].y << '\n'; 78 for(register int i = 1; i <= n; ++i) 79 if(!c_id[i]) { 80 ++v_bcc; 81 dfs(i); 82 } 83 for(register int i = 1; i <= n; ++i) 84 cout << i << ' ' << "belong to" << ' ' << c_id[i] << '\n'; 85 for(register int i = 2; i <= len; ++i) { 86 int x = e[i ^ 1].y, y = e[i].y; 87 if(c_id[x] == c_id[y]) continue; 88 add_c(c_id[x], c_id[y]); 89 // add_c(c_id[y], c_id[x]); 90 } 91 printf("縮點後的森林, 點數%d, 邊數%d(可能有重邊)\n", v_bcc, c_len / 2); 92 for(register int i = 2; i <= c_len; ++i) 93 cout << e_BCC[i ^ 1].y << ' ' << e_BCC[i].y << '\n'; 94 return 0; 95 }
點雙連通份量求法
若某個節點是孤立點，則它本身構成一個v-BCC。除了孤立點外，點雙連通份量的大小至少爲2.根據v-DCC定義的極大性，雖然橋不屬於任何e-DCC，可是割點可能屬於多個v-DCC
爲了求出「點雙連通份量」，須要在atjan算法的過程當中維護一個棧，並按照以下方式維護棧中元素：
1.當一個節點第一次被訪問時，把該節點入棧
2.當割點斷定法則中的條件dfn[x] <= low[y]成立時，不管x是否爲根，都須要：
(1)從棧頂不斷彈出節點，直至節點y被彈出
(2)剛纔彈出的全部節點與節點x一塊兒構成一個v-BCC
點雙連通份量縮點
由於一個割點可能屬於多個v-BCC，設圖中有p個割點和t個v-BCC，咱們創建一張包含p+t個節點的新圖，把每一個v-BCC和每一個割點都做爲新圖中的節點，並在每一個割點與包含它的全部v-BCC之間連邊。
這張圖就變成了一棵樹或是一片森林
1 //尚缺縮點 2 #include<bits/stdc++.h> 3 #define uint unsigned int 4 using namespace std; 5 const int maxn = 100086; 6 struct shiki { 7 int y, net; 8 }e[maxn << 1], vbcc[maxn]; 9 int n, m, root, num = 0; 10 int lin[maxn], len = 0, cnt = 0; 11 int dfn[maxn], low[maxn]; 12 bool cut[maxn]; 13 int s[maxn], top = 0; 14 int new_id[maxn]; 15 int v_lin[maxn], v_len = 0; 16 vector<int> dcc[maxn]; 17 int c[maxn]; 18 19 inline int read() { 20 int x = 0, y = 1; 21 char ch = getchar(); 22 while(!isdigit(ch)) { 23 if(ch == '-') y = -1; 24 ch = getchar(); 25 } 26 while(isdigit(ch)) { 27 x = (x << 1) + (x << 3) + ch - '0'; 28 ch = getchar(); 29 } 30 return x * y; 31 } 32 33 inline void insert(int xx, int yy) { 34 e[++len].y = yy; 35 e[len].net = lin[xx]; 36 lin[xx] = len; 37 } 38 39 void t_vertexes(int x) { 40 dfn[x] = low[x] = ++num; 41 s[++top] = x; 42 if(x == root && lin[x] == 0) { 43 dcc[++cnt].push_back(x); 44 return; 45 } 46 int flag = 0; 47 for(register int i = lin[x]; i; i = e[i].net) { 48 int to = e[i].y; 49 if(!dfn[to]) { 50 t_vertexes(to); 51 low[x] = min(low[x], low[to]); 52 if(dfn[x] <= low[to]) { 53 flag++; 54 if(x != root || flag > 1) cut[x] = 1; 55 cnt++; 56 int z; 57 do { 58 z = s[top--]; 59 dcc[cnt].push_back(z); 60 }while(z != to); 61 dcc[cnt].push_back(x); 62 } 63 } 64 else low[x] = min(low[x], dfn[to]); 65 } 66 } 67 68 inline void add_c(int xx, int yy) { 69 vbcc[++v_len].y = yy; 70 vbcc[v_len].net = v_lin[xx]; 71 v_lin[xx] = v_len; 72 } 73 74 int main() { 75 n = read(), m = read(); 76 for(register uint i = 1; i <= m; ++i) { 77 int x, y; 78 x = read(), y = read(); 79 insert(x, y); 80 insert(y, x); 81 } 82 for(register uint i = 1; i <= n; ++i) 83 if(!dfn[i]) { 84 root = i; 85 t_vertexes(i); 86 } 87 for(register uint i = 1; i <= n; ++i) 88 if(cut[i]) cout << i << ' '; 89 cout << "are cut-vertexes" << '\n'; 90 for(int i = 1; i <= cnt; ++i) { 91 printf("e-DCC #%d:", i); 92 for(int j = 0; j < dcc[i].size(); ++j) 93 printf(" %d", dcc[i][j]); 94 cout << '\n'; 95 } 96 num = cnt; 97 for(register int i = 1; i <= n; ++i) 98 if(cut[i]) new_id[i] = ++num;//給割點以新的編號 99 v_len = 1; 100 for(register int i = 1; i <= cnt; ++i) 101 for(register int j = 0; j < dcc[i].size(); ++j) { 102 int x = dcc[i][j]; 103 if(cut[x]) { 104 add_c(i, new_id[x]); 105 add_c(new_id[x], i); 106 } 107 else c[x] = i;//除割點外，其它點僅屬於1個v-bcc 108 } 109 printf("縮點以後的森林， 點數%d, 邊數%d\n", num, v_len / 2); 110 printf("編號1~%d的爲原圖v-BCC， 編號>%d的原圖割點\n", cnt, cnt); 111 for(register int i = 2; i < v_len; i += 2) 112 printf("%d %d\n", vbcc[i ^ 1], vbcc[i]); 113 return 0; 114 }
例題1：BLO(Bzoj1123)
對於詢問的節點i，可能有兩種狀況
1.i不是割點
2.i是割點
若i不是割點，則將i以及與i有直接相連的邊刪去後，圖分爲了i和其餘節點這個兩部分
即：i被孤立出來了
此時對於不能與i聯通的點的個數爲n-1,即有n-1個點不能與i相互到達。
由於題目求的是有序點對，也就是說，例如(1, 2)和(2, 1)，這是不一樣的點對。
因此若i不是割點，則答案爲2*(n-1)
若i是割點，則刪去i以及全部與i相連的邊後，圖會分紅若干個連通塊。
最後的答案很顯然，咱們應該求出這些連通塊的大小，兩兩相乘再相加
在圖的連通性問題中，咱們常常要從搜索樹的角度來進行分析。
設在搜索樹上，節點i的子節點集合中，有t割點s1,s2,s3...st知足割點斷定法則dfn[i] <= low[sk]。因而刪除i關聯的全部邊後無向圖至多分紅t+2個連通塊
每一個連通塊的節點構成狀況爲:
1.節點i自身單獨構成一個連通塊
2.有t個連通塊，分別由搜索樹上以sk(1 <= k <= t)爲根的子樹中的節點構成
3.還可能有一個連通塊，由除了上述節點之外的全部點構成。
（第三點，即雖然與i相連通，但i不做爲搜索樹的根。由於整個圖是連通的，在不刪掉任何一個點是，搜索樹只有一個點爲根，刪掉與i直接相連的邊，則被分開的是i，
i的子樹和i的父親所在了連通塊）
那麼能夠在tarjan算法執行深度優先遍歷的過程正，順便求出搜索樹每棵「子樹」的大小，設size[x]表示已x爲根的子樹的大小。
綜上所述，刪掉一個割點i以後，不連通的有序對數量爲:
設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)
1 #include<iostream> 2 #include<iomanip> 3 #include<ctime> 4 #include<cstring> 5 #include<cmath> 6 #include<cstdio> 7 #include<cstdlib> 8 #include<algorithm> 9 #include<queue> 10 #include<vector> 11 #include<map> 12 #include<stack> 13 #define ll long long 14 #define uint unsigned int 15 using namespace std; 16 const int maxn = 100010, maxm = 500010; 17 struct shiki { 18 int y, net; 19 }e[maxm << 1]; 20 int lin[maxn], len = 0; 21 int n, m, num = 0; 22 int size[maxn]; 23 ll ans[maxn]; 24 int dfn[maxn], low[maxn]; 25 bool cut[maxn]; 26 27 inline int read() { 28 int x = 0, y = 1; 29 char ch = getchar(); 30 while(!isdigit(ch)) { 31 if(ch == '-') y = -1; 32 ch = getchar(); 33 } 34 while(isdigit(ch)) { 35 x = (x << 1) + (x << 3) + ch - '0'; 36 ch = getchar(); 37 } 38 return x * y; 39 } 40 41 inline void insert(int xx, int yy) { 42 e[++len].y = yy; 43 e[len].net = lin[xx]; 44 lin[xx] = len; 45 } 46 47 void tarjan(int x) { 48 dfn[x] = low[x] = ++num, size[x] = 1; 49 int flag = 0, sum = 0; 50 for(register int i = lin[x]; i; i = e[i].net) { 51 int to = e[i].y; 52 if(!dfn[to]) { 53 tarjan(to); 54 size[x] += size[to]; 55 low[x] = min(low[x], low[to]); 56 if(dfn[x] <= low[to]) { 57 flag++; 58 ans[x] += 1ll * size[to] * (n - size[to]); 59 sum += size[to]; 60 if(x != 1 || flag > 1) cut[x] = 1; 61 } 62 } 63 else low[x] = min(low[x], dfn[to]); 64 } 65 if(cut[x]) ans[x] += 1ll * (n - sum - 1) * (sum + 1) + (n - 1); 66 else ans[x] = 2 * (n - 1); 67 } 68 69 int main() { 70 n = read(), m = read(); 71 for(register int i = 1; i <= m; ++i) { 72 int x, y; 73 x = read(), y = read(); 74 if(x == y) continue; 75 insert(x, y); 76 insert(y, x); 77 } 78 tarjan(1);//由於已經確保圖是連通的 ，因此能夠直接計算 79 for(register int i = 1; i <= n; ++i) 80 printf("%lld\n", ans[i]); 81 return 0; 82 }
例題2：Network(poj3694)
給定一張N個點M條邊的無向連通圖，而後執行Q次操做，每次想圖中添加一條邊，而且詢問當前無向圖中「橋」的數量(N <= 10^5, m <= 2*10^5, Q<=1000)
先利用tarjan算法求出無向圖中全部的邊雙連通份量，並對全部的邊雙連通份量執行縮點操做。
這樣就造成了一顆樹，這個樹上的邊就是最初「橋」的個數
思考加入新的邊(x, y)
對於x和y兩個點
1.若兩個點在同一個e-BCC中，則在x和y之間連邊不會影響最終橋的數量
2.若x，y屬於不一樣的e-BCC，則在縮點以後獲得的樹上，x所在的邊雙和y所在的邊雙之間的路徑都不在是橋，由於將x,y連邊後，他們都處在一個環中。
咱們能夠求出P = LCA(c_id[x], c_id[y]),即：x所在的邊雙與y所在的邊雙的最近公共祖先，同時把路徑上的全部邊都標記爲「不是橋」。
由於數據不算大，因此咱們就能夠AC了
1 #include<iostream> 2 #include<cstdio> 3 #include<cstring> 4 #include<algorithm> 5 #include<vector> 6 #include<queue> 7 #include<cstdlib> 8 #include<ctime> 9 #include<iomanip> 10 #include<cmath> 11 using namespace std; 12 const int maxm = 500010, maxn = 100010; 13 struct shiki { 14 int y, net; 15 }e[maxm]; 16 int low[maxn], dfn[maxn], num = 0, deep[maxn]; 17 int len, n, m, lin[maxn]; 18 int flag, bridge[maxn], father[maxn]; 19 20 inline void init() { 21 len = 0, num = 0, flag = 0; 22 memset(dfn, 0, sizeof(dfn)); 23 memset(deep, 0, sizeof(deep)); 24 memset(bridge, 0, sizeof(bridge)); 25 memset(lin, 0, sizeof(lin)); 26 memset(low, 0, sizeof(low)); 27 memset(father, 0, sizeof(father)); 28 for(int i = 1; i <= n; i++) father[i] = i; 29 } 30 31 inline void insert(int xx, int yy) { 32 e[++len].y = yy; 33 e[len].net = lin[xx]; 34 lin[xx] = len; 35 } 36 37 void tarjan(int x) { 38 dfn[x] = low[x] = ++num; 39 deep[x] = deep[father[x]] + 1; 40 for(int i = lin[x]; i; i = e[i].net) { 41 int to = e[i].y; 42 if(!dfn[to]) { 43 father[to] = x; 44 tarjan(to); 45 low[x] = min(low[x], low[to]); 46 if(low[to] > dfn[x]) { 47 flag++; 48 bridge[to] = 1; 49 } 50 } 51 else if(to != father[x]) low[x] = min(low[x], dfn[to]); 52 } 53 54 } 55 56 void LCA(int u, int v) { 57 while(deep[u] > deep[v]) { 58 if(bridge[u]) flag--, bridge[u] = 0; 59 u = father[u]; 60 } 61 while(deep[v] > deep[u]) { 62 if(bridge[v]) flag--, bridge[v] = 0; 63 v = father[v]; 64 } 65 while(u != v) { 66 if(bridge[u]) flag--, bridge[u] = 0; 67 if(bridge[v]) flag--, bridge[v] = 0; 68 u = father[u]; 69 v = father[v]; 70 } 71 } 72 void ask() 73 { 74 int q, u, v; 75 scanf("%d", &q); 76 for(int i = 1; i <= q; ++i) { 77 scanf("%d%d", &u, &v); 78 LCA(u, v); 79 printf("%d\n", flag); 80 } 81 printf("\n"); 82 } 83 int main() 84 { 85 int cas = 0; 86 while(scanf("%d%d", &n, &m) != EOF) { 87 if(n == 0 && m == 0) break; 88 printf("Case %d:\n", ++cas); 89 init(); 90 int x, y; 91 while(m--) { 92 scanf("%d%d", &x, &y); 93 insert(x, y); 94 insert(y, x); 95 } 96 tarjan(1); 97 ask(); 98 } 99 return 0; 100 }
- 1. tarjan算法求無向圖的橋、邊雙連通份量並縮點
- 2. 無向圖的割點、橋與雙連通份量
- 3. 點/邊 雙連通份量---Tarjan算法
- 4. Tarjan算法求有向圖強連通份量並縮點
- 5. 點雙連通份量與割點
- 6. 圖的連通性與連通分量——有向圖的強連通分量SCC,縮點及無向圖的雙連通分量BCC,橋,銜接點
- 7. 雙聯通份量、強連通份量、割點、橋板子
- 8. LA4287 tarjan求強連通份量+縮點
- 9. tarjan求強連通份量+縮點+割點/割橋（點雙/邊雙）以及一些證實
- 10. tarjan算法求強連通份量的應用:有向圖縮環爲點
- 更多相關文章...
- • SQL 通配符 - SQL 教程
- • R 繪圖 - 散點圖 - R 語言教程
- • 算法總結-雙指針
- • 算法總結-廣度優先算法
-
每一个你不满意的现在，都有一个你没有努力的曾经。