【模板】图的双联通分支 ,tarjan算法
来源:互联网 发布:松井珠理奈 知乎 编辑:程序博客网 时间:2024/06/05 06:48
原文地址:
http://blog.sina.com.cn/s/blog_71aa4dbb01010qsc.html
补充几点概念:
横插边:连接到已经出栈的节点的边;
后向边:连接到已在栈中节点的边;
树枝边:在搜索树中的边。
基本概念:
1.割点:若删掉某点后,原连通图分裂为多个子图,则称该点为割点。
2.割点集合:在一个无向连通图中,如果有一个顶点集合,删除这个顶点集合,以及这个集合中所有顶点相关联的边以后,原图变成多个连通块,就称这个点集为割点集合。
3.点连通度:最小割点集合中的顶点数。
4.割边(桥):删掉它之后,图必然会分裂为两个或两个以上的子图。
5.割边集合:如果有一个边集合,删除这个边集合以后,原图变成多个连通块,就称这个点集为割边集合。
6.边连通度:一个图的边连通度的定义为,最小割边集合中的边数。
7.缩点:把没有割边的连通子图缩为一个点,此时满足任意两点之间都有两条路径可达。
注:求块<>求缩点。缩点后变成一棵k个点k-1条割边连接成的树。而割点可以存在于多个块中。
8.双连通分量:分为点双连通和边双连通。它的标准定义为:点连通度大于1的图称为点双连通图,边连通度大于1的图称为边双连通图。通俗地讲,满足任意两点之间,能通过两条或两条以上没有任何重复边的路到达的图称为双连通图。无向图G的极大双连通子图称为双连通分量。
Tarjan算法的应用论述:
1.求强连通分量(见上一篇文章,本文第一行有链接)、割点、桥、缩点:
对于Tarjan算法中,我们得到了dfn和low两个数组,
low[u]:=min(low[u],dfn[v])——(u,v)为后向边,v不是u的子树;
low[u]:=min(low[u],low[v])——(u,v)为树枝边,v为u的子树;
2016-5-10 回顾
可以画一个图来进行理解,这样会轻松不少:
割点 自然为D,E
桥为D->E
下边对其进行讨论:
若low[v]>=dfn[u],则u为割点,节点v的子孙和节点u形成一个块。因为这说明v的子孙不能够通过其他边到达u的祖先,这样去掉u之后,图必然分裂为两个子图。这样我们处理点u时,首先递归u的子节点v,然后从v回溯至u后,如果发现上述不等式成立,则找到了一个割点u,并且u和v的子树构成一个块。
若low[v]>dfn[u],则(u,v)为割边。 但是实际处理时我们并不这样判断,因为有的图上可能有重边,这样不好处理。我们记录每条边的标号(一条无向边拆成的两条有向边标号相同),记录每个点的父 亲到它的边的标号,如果边(u,v)是v的父亲边,就不能用dfn[u]更新low[v]。这样如果遍历完v的所有子节点后,发现low[v]=dfn[v],说明u的父亲边(u,v)为割边。
2.求双连通分量以及构造双连通分量:
对于点双连通分支,实际上在求割点的 过程中就能顺便把每个点双连通分支求出。建立一个栈,存储当前双连通分支,在搜索图时,每找到一条树枝边或后向边(非横叉边),就把这条边加入栈中。如果 遇到某时满足DFS(u)<=Low(v),说明u是一个割点,同时把边从栈顶一个个取出,直到遇到了边(u,v),取出的这些边与其关联的点,组 成一个点双连通分支。割点可以属于多个点双连通分支,其余点和每条边只属于且属于一个点双连通分支。
对于边双连通分支,求法更为简单。只需在求出所有的桥以后,把桥边删除,原图变成了多个连通块,则每个连通块就是一个边双连通分支。桥不属于任何一个边双连通分支,其余的边和每个顶点都属于且只属于一个边双连通分支。
一个有桥的连通图,如何把它通过加边变成边双连通图?方法为首先求出所有的桥,然后删除这些桥边,剩下的每个连通块都是一个双连通子图。把每个双连通子图收缩为一个顶点,再把桥边加回来,最后的这个图一定是一棵树,边连通度为1。
统 计出树中度为1的节点的个数,即为叶节点的个数,记为leaf。则至少在树上添加(leaf+1)/2条边,就能使树达到边二连通,所以至少添加的边数就 是(leaf+1)/2。具体方法为,首先把两个最近公共祖先最远的两个叶节点之间连接一条边,这样可以把这两个点到祖先的路径上所有点收缩到一起,因为 一个形成的环一定是双连通的。然后再找两个最近公共祖先最远的两个叶节点,这样一对一对找完,恰好是(leaf+1)/2次,把所有点收缩到了一起。
beyong the void
该算法是R.Tarjan发明的。对图深度优先搜索,定义DFS(u)为u在搜索树(以下简称为树)中被遍历到的次序号。定义Low(u)为u或u的子树中能通过非父子边追溯到的最早的节点,即DFS序号最小的节点。根据定义,则有:
Low(u)=Min { DFS(u) DFS(v) (u,v)为后向边(返祖边) 等价于 DFS(v) < DFS(u)且v不为u的父亲节点 Low(v) (u,v)为树枝边(父子边) }
一个顶点u是割点,当且仅当满足(1)或(2)
(1) u为树根,且u有多于一个子树。
(2) u不为树根,且满足存在(u,v)为树枝边(或称父子边,即u为v在搜索树中的父亲),使得DFS(u)< =Low(v)。
一条无向边(u,v)是桥,当且仅当(u,v)为树枝边,且满足DFS(u) < Low(v)。
[求双连通分支]
下面要分开讨论点双连通分支与边双连通分支的求法。
对于点双连通分支,实际上在求割点的过程中就能顺便把每个点双连通分支求出。建立一个栈,存储当前双连通分支,在搜索图时,每找到一条树枝边或后向边(非横叉边),就把这条边加入栈中。如果遇到某时满足DFS(u)<=Low(v),说明u是一个割点,同时把边从栈顶一个个取出,直到遇到了边(u,v),取出的这些边与其关联的点,组成一个点双连通分支。割点可以属于多个点双连通分支,其余点和每条边只属于且属于一个点双连通分支。
对于边双连通分支,求法更为简单。只需在求出所有的桥以后,把桥边删除,原图变成了多个连通块,则每个连通块就是一个边双连通分支。桥不属于任何一个边双连通分支,其余的边和每个顶点都属于且只属于一个边双连通分支。
[构造双连通图]
一个有桥的连通图,如何把它通过加边变成边双连通图?方法为首先求出所有的桥,然后删除这些桥边,剩下的每个连通块都是一个双连通子图。把每个双连通子图收缩为一个顶点,再把桥边加回来,最后的这个图一定是一棵树,边连通度为1。
统计出树中度为1的节点的个数,即为叶节点的个数,记为leaf。则至少在树上添加(leaf+1)/2条边,就能使树达到边二连通,所以至少添加的边数就是(leaf+1)/2。具体方法为,首先把两个最近公共祖先最远的两个叶节点之间连接一条边,这样可以把这两个点到祖先的路径上所有点收缩到一起,因为一个形成的环一定是双连通的。然后再找两个最近公共祖先最远的两个叶节点,这样一对一对找完,恰好是(leaf+1)/2次,把所有点收缩到了一起。
[图的双连通性问题例题]
备用交换机 求图的割点,直接输出。
pku 3177(3352) Redundant Paths 求桥,收缩边双连通子图,构造边双连通图。
POI 1999 仓库管理员 Store-keeper 求点双连通子图。
找到了kuangbin 大牛的模板,稍微改了一下:
/* 求无向图的割点和桥 可以找出 割点和桥,可以求出删掉每个点后增加的连通块 需要注意重边的处理,可以先用矩阵存,再转领接表,或者判重 */const int MAXN = 200010;//点数const int MAXM = 2000010;//边数,因为是无向图,所以这个值要*2struct Edge{ int to,next; bool cut;//是否是桥标记 bool cong;}edge[MAXM];int head[MAXN],tot;int Low[MAXN],DFN[MAXN],Stack[MAXN],Belong[MAXN];// Belong数组表示属于哪一个连通块int Index,top;bool Instack[MAXN];bool cut[MAXN]; //自然用来存割点int add_block[MAXN]; // 删除一个点后增加的连通块数int bridge;//桥的数目int block; // 连通块数量void addedge(int u,int v){ edge[tot].to = v;edge[tot].next = head[u];edge[tot].cut=false; head[u] = tot++;}void Tarjan(int u,int pre){ int v; Low[u] = DFN[u] = ++Index; Stack[top++] = u; Instack[u] = true; int son=0; // 统计某个点在搜索树中的儿子个数 for(int i = head[u];i != -1;i = edge[i].next) { v = edge[i].to; if(v == pre )continue; if( !DFN[v] ) { son++; Tarjan(v,u); if( Low[u] > Low[v] ) Low[u] = Low[v]; //一条边 (u,v)是桥,当且仅当(u,v)为树枝边(u,v都在栈里面),且满足DFN(u)<Low(v) if(Low[v] > DFN[u]) { bridge++; edge[i].cut = true; edge[i^1].cut = true; //因为是无向图,自然增加了两条边 } //割点 //一个顶点u是割点,当且仅当满足(1)或者(2); (1)u为树根,且u有多于一个子树。 //(2)u不为树根,且满足存在(u,v)为树枝边(u为v在搜索树中的父亲),使DFS(u)<=Low(v) if(u!=pre && Low[v] >= DFN[u]){ cut[u] =true; add_block[u]++; } } else if( Instack[v] && Low[u] > DFN[v] ) Low[u] = DFN[v]; } //数根,分支数>1 if(u== pre && son>1 ) cut[u]=true; if(u== pre) add_block[u]=son-1; Instack[u]=false; top--;}void init(){ tot = 0; memset(head,-1,sizeof(head));}void solve(int N){ memset(DFN,0,sizeof(DFN)); memset(Instack,false,sizeof(Instack); memset(add_block,,sizeof(add_block) ); memset(cut,false,sizeof(cut) ); Index=top=bridge=0; for(int i=1;i<=N;i++) if(!DFN[i]){ block++; Tarjan(i,i); }}
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