强连通分量细节对于多点跑tarjan来说，可能会有先访问\(u\tov\)中的\(v\)，这导致\(dfn[v]<dfn[x]\)，后面\(x\)跑tarjan时会误把\(v\)当成祖先，要加判断割点&割边删去后使图不连通的点/边找割边和强连通分量求法大差不差，这里不再赘述找割点不同于前两者，首先割点不是low[x]==dfn

难度会/总\(\ast1900\)\(2/4\)\(\ast2000\)\(2/3\)\(\ast2100\)\(0/1\)\(\ast2200\)\(0/0\)\(\ast2300\)\(2/2\)\(\ast2400\)\(2/2\)总\(8/12\)duellink题目难度标签做法是否想出6522CF1168B\(\as

更新日志前言由于Tarjan算法页面过多，这里统一做一个整合，后期可能还会加入或者更改这里的模板。另外的，这个页面只提供模板——以及链接，详细讲解点链接即可。强连通（有向图，储存每个节点属于的分量编号）intscnt;intscc[N],siz[N];intdcnt;intdfn[N],low[N];boolins[N

更新日志思路首先，点双连通分量就是删去任意一点后仍连通的分量。如何求呢？看着定义，答案就已经在里面了——求出割点即可。与边双不同的是，点双中是包括割点的。究其原因，删去割点之后，原图会被分成多个连通块，但事实上，割点加入其中任意一个，仍然是双连通的。证明如下：若连通块

更新日志思路首先，我们求出原图中所有的桥，然后跑DFS给原图分区。求桥具体过程：Tarjan求桥更具体的，我们遍历每一个点，假如这个点没有被分区，那么就从这个点开始深搜。每一次深搜，都走不是桥的边，那么走到的就都属于一个边双。（很容易证明）这样，我们把每一次深搜走到的所有点分成一

更新日志思路割边定义与割点相似，不过是把点换成了边，所以思想和割点差不多。Tarjan割点我们只需要在Tarjan过程中判断某一颗子树的low是否严格大于当前节点的dfn。值得注意，这里子树的low不应该由到它的原边回溯到它的父节点得到！究其原因，其实就是如果子树是一个强连通分量，那

就是记录两个数组：dfn[]和low[]其中dfn[]表示访问的顺序，low[u]用来存储\(u\)不经过其父亲能到达的最小时间戳。。。搬一下wiki的图。。。我们发现\(low[v]\gedfn[u]\)可以表示不能回到祖先，则\(u\)点位割点。。。直接上代码P3388------>#include<bits/stdc++.h>usi

思路首先建成DFS树，对于每个节点，储存两个信息：dfn与low。每当遍历到一个节点，就将其压入栈中，作用后面会说。dfn储存一个节点的dfs序，low储存一个节点的子树能够到达的在栈中的最小dfs序。首先有一个性质，每个节点子树中所有节点的dfn必然大于当前节点的。那么，假如一个节点的low小

Tarjan缩点可以将一个图的每个强连通分量缩成一个点，然后构建新图，该图就会变成一个有向无环图。变成有向无环图之后就能结合最短路，拓扑......解决相应题目洛谷题单分享：https://www.luogu.com.cn/training/526565前几道是绿题，没什么好写的，大致过一下1.强连通分量题目链接：https:

有向图缩点非常板，先缩点再拓扑。其实\(Tarjan\)强连通分量缩点往往与拓扑排序求最长路（或其他）密切相关。有向图缩点问有向图上哪个点，其它点都能走到它题面，先缩点，看缩完后有哪些点出度为\(0\)，若有多个，则无解，否则即为那一个。最大半联通子图题面先缩点，可以发现缩点后最大半联通

强连通分量前置知识强连通：一张有向图的节点两两互相可达。连通分量：若\(H\)是\(G\)的一个连通子图，且不存在\(F\)使得\(H\subsetneqF\subseteqG\)，则\(H\)为\(G\)的一个连通分量（也叫连通块）Tarjan求强连通分量DFS生成树（用的OI-wiki的图）树边：图中的黑边，每次搜索找到一

强连通分量SSC(缩点)有向图缩点（把一个强连通分量看成一个点），用于优化。树枝边：DFS时经过的边，即DFS搜索树上的边反祖边：也叫回边或后向边，与DFS方向相反，从某个结点指向其某个祖先的边横叉边：从某个结点指向搜索树中另一子树中的某结点的边，它主要是在搜索的时候遇到了

Tarjan算法详解参考文章：强连通分量Tarjan算法是一种用于寻找有向图中强联通分量（StronglyConnectedComponents,SCCs）的算法。它是由RobertTarjan在1972年提出的，基于深度优先搜索（DFS）和栈的数据结构。基本概念强联通分量：在一个有向图中，如果一组节点中任意两个节点都可以互相

Tarjan算法缩点一.Tarjan算法缩点详解在图论中，缩点是指将有向图中的强联通分量（SCCs）缩成单个节点，从而得到一个更简单的图结构，称为缩点图或SCC图。Tarjan算法不仅可以用来寻找强联通分量，还可以用来进行缩点操作。基本概念强联通分量：在一个有向图中，如果一组节点中任意两个节点都

蓝书的那一套理论比较生硬，且不是很深刻，故重学Tarjan。AlexWei《图论Ⅰ》相关定义割点：在无向图中，删去使得连通分量数增加的点被称为割点。割边：在无向图中，删去使得连通分量数增加的边被称为割边。点双连通图：不存在割点的无向图。边双连通图：不存在割边的无向图。点双连通分量：一

\(\text{Tarjan}\)1.引入概念1.强连通分量1.定义在有向图\(G\)中，强连通分量就是满足以下条件的\(G\)的子图：从任意一点出发，都有到达另一个点的路径。不存在一个或者几个点，使得这个子图加入这些点后，这个子图还满足上一个性质。为什么要限定”在有向图中“而不是”在任

P3388【模板】割点（割顶）1、注意在遍历时要储存根节点编号，判断时需要特判根节点#include<bits/stdc++.h>usingnamespacestd;constintN=1e5+10;intn,m,r;intdn,dfn[N],low[N],cnt,buc[N];vector<int>e[N];voiddfs(intid){ //标记时间戳 dfn[id]=low[id]

 强连通分量-OIWiki(oi-wiki.org)   从以u为根的子树中的任意点出发。单次到达（从这个点指向某个点，有一条边）的这些点中的dfn的最小值 以v为根的子树，包含在以u为根的子树中，low[v]所用的子节点，一定也可以被low[u]，这个点一定在以u为根的子树里，所以用low[v]  从

完结篇：tarjan求割点、点双连通分量、割边（桥）（附40道很好的tarjan题目）。上一篇（tarjan求强连通分量，缩点，求边双）tarjan求割点还是求强联通分量的大致思路捏.算法思路：我们把图中的点分为两种：每一个联通子图搜索开始的根节点和其他点。判断是不是割点的方式如下：对于根

本篇包含tarjan求强连通分量、边双连通分量、割点部分，tarjan求点双连通分量、桥（割边）在下一篇。伟大的RobertTarjan创造了众多被人们所熟知的算法及数据结构，最著名的如：（本文的）连通性相关的tarjan算法，Splay-Tree，Toptree，tarjan求lca等等。注：有向图的强连通分量、无向

本篇包含tarjan求强连通分量、边双连通分量、割点部分，tarjan求点双连通分量、桥（割边）在下一篇。伟大的RobertTarjan创造了众多被人们所熟知的算法及数据结构，最著名的如：（本文的）连通性相关的tarjan算法，Splay-Tree，Toptree，tarjan求lca等等。注：有向图的强连通分量、无向

前言首先你要知道什么是强连通分量再来，不会的话我给你链接啊！好像上面那个链接已经替代了我：)tarjantarjan这个算法的演示图比较复杂，我推荐看这篇博客，这时你肯定要问了，你都推荐别人的博客了，那我看你干嘛，别急，他没给你代可以给你！我们用\(dfn[x]\)表示点\(x\)dfs序（dfs遍历

题面如题，给定一棵有根多叉树，请求出指定两个点直接最近的公共祖先。思路这次我们要使用的知识点是\(dfs\)和并查集，这个\(tarjan\)是离线的，我们要先把每个点的每一个要跟它求\(LCA\)的点给记录下来，接下来用\(dfs\)跑这么个流程：遍历这个点的每个子结点并进入子节点将子

首先，要求割点，我们需要知道割点是什么割点：是指在无向连通图中，如果删除某个顶点后，图的连通分量增加，则称该顶点为割点好，知道了这个，那我们怎么去求他呢？Tarjan大神给出了一种依然基于时间戳的算法图片来源：董晓算法割点的求法大概就是这样的所以细节还是见代码吧#include<bit