标签：ext 注意 col size none pre 双连通分量 == 16px
一：有向图：dfs中，不需要记录pre，但是要instack标记，从而过滤‘横边’，如4-->5；
void dfs(int u) { instk[u]=1; q[++head]=u; dfn[u]=low[u]=++times; for(int i=Laxt[u];i;i=Next[i]){ int v=To[i]; if(!dfn[v]) { dfs(v); low[u]=min(low[u],low[v]); } else if(instk[v])low[u]=min(low[u],dfn[v]);//无向图与有向图的区别 } if(dfn[u]==low[u]){ scc_cnt++; while(true){ int x=q[head--]; scc[x]=scc_cnt; V[scc_cnt]+=w[x]; instk[x]=0; if(x==u) break; } } }
二：无向图：dfs中需要记录pre，避免回边；有时还要考虑重边，如HDU4612；不需要instack标记。
根据题意分为一下两种情况：
点的双连通存桥（边），每访问一条边操作一次。
边的双连通存割点（点），访问完所有边后操作。
?，边双连通算法：注意：dfn[u]==low[u]的时候并不是说u就是割点，还有可能是单个点。如图，A和B都满足（B为根），但是只有A是割点。
dfn[u]==low[u]的意义是：
因为low[u] == dfn[u]，对(parent[u],u)来说有dfn[u] > dfn[ parent[u] ]，因此low[u] > dfn[ parent[u]
所以(parent[u],u)一定是一个桥，那么此时栈内在u之前入栈的点和u被该桥分割
则u和之后入栈的节点属于同一个组
将从u到栈顶所有的元素标记为一个组，并弹出这些元素。
void dfs(int u,int pre) { q[++head]=u; dfn[u]=low[u]=++times; for(int i=Laxt[u];i;i=Next[i]){ int v=To[i]; if(pre==v) continue; if(!dfn[v]){ dfs(v,u); low[u]=min(low[u],low[v]); } else low[u]=min(low[u],dfn[v]); } if(low[u]==dfn[u]){ scc_cnt++; while(true){ int v=q[head--]; G[scc_cnt].push_back(v); scc[v]=scc_cnt; if(v==u) break; } } }
β,点双连通算法：如果只是求点连通块的数量，只需要求除割点数量即可：ans=割点+1；但是要对块进行具体操作时，得记录边。
γ,二者区别：点双连通分量一定是边双连通分量（除两点一线的特殊情况），反之不一定，最经典的例子：
它是边双连通，但不是点双连通，断点就是3.
δ,不一定：
上面说到dfn[u]==low[u]时u不一定是割点。
low[u]==low[v]时，u和v也不一定在一个连通组里。
求割点的代码：
int dfs(int u,int pre)
{
int son=0;
dfn[u]=low[u]=++times;
for(int i=Laxt[u];i;i=Next[i]){
if(To[i]==pre)
continue;//不然自环了
if(!dfn[To[i]]){
son++;
dfs(To[i],u);
low[u]=min(low[u],low[To[i]]);
if(dfn[u]<low[To[i]]){//割边
s[++cut_num].x=min(u,To[i]);
s[cut_num].y=max(u,To[i]);
}
if(u!=pre&&dfn[u]<=low[To[i]]){//非根割点
NUll=false;
node[u]=1;
}
}
else low[u]=min(low[u],dfn[To[i]]);
}
if(u==pre&&son>1) {//根割点
node[u]=1;
NUll=false;
}
}
求连通分量，可重新建树，代码：
void rebuild() { for(int i=1;i<=n;i++){ for(int j=Laxt[i];j;j=Next[j]){ if(scc[i]!=scc[To[j]]){ G[scc[i]].push_back(scc[To[j]]); } } } }
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原文地址：http://www.cnblogs.com/hua-dong/p/7798515.html
