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Tarjan爷爷发明了很多图论算法，这些图论算法有很多相似之处（其中一个就是我都不会）。这里会对这三种算法进行简单介绍。
强连通(strongly connected)： 在一个有向图\(G\)里，设两个点$ a, b \(发现，由\)a\(有一条路可以走到\)b\(，由\)b\(又有一条路可以走到\)a\(，我们就叫这两个顶点\)（a,b）$强连通。
强连通图： 如果 在一个有向图\(G\)中，每两个点都强连通，我们就叫这个图，强连通图。
分量：把一个向量分解成几个方向的向量的和，那些方向上的向量就叫做该向量（未分解前的向量）的分量。
强连通分量(strongly connected components/SCC)：在一个有向图G中，有一个子图，这个子图每2个点都满足强连通，我们就叫这个子图叫做强连通分量。
比如说这个图，在这个图中呢，点1与点2互相都有路径到达对方，所以它们强连通。
而在这个有向图中，点1 2 3组成的这个子图，是整个有向图中的强连通分量。
dfn[i]：指第\(i\)个点的\(dfs\)序。
low[i]：指第\(i\)个点的子树内的所有点通过反祖边能走到的点的\(dfn\)的最小值。
首先，一个比较显然的结论就是所有的叶子结点和根节点都不是割点。对于其他节点u来说，只要有至少一个儿子v满足low[u]>=dfn[v]，就证明v若不通过他父亲就回不去。那这个点就是割点。根节点只需要判断是不是有两棵子树就好了。实现起来可以当作有两个点满足low[u]>=dfn[b]。因为因为根节点\(dfn\)为1，所以一定满足条件。如果两个根结点儿子不通过根节点就能联通，那么他们一定在一个子树。
void tarjan(int now,int ff){
low[now]=dfn[now]=++idx;
for(int i=head[now];i;i=side[i].next){
int v=side[i].v;
if(side[i].id==ff)continue;
if(!dfn[v]){
tarjan(v,side[i].id);
low[now]=min(low[now],low[v]);
if(low[v]>=dfn[now]){ans[now]++;}
}
else{
low[now]=min(dfn[v],low[now]);
}
}
return;
}
void output(){
for(int i=1;i<=n;i++){
if((ans[i]&&!root[i])||(ans[i]>=2&&root[i])){
cout<<i<<' ';//输出所有割点
}
}
} 和割点基本一样。只需要把\(low[v]>=dfn[u]\)改成\(low[v]>dfn[u]\)即可。同时需要判断，不能再次走刚刚走过的边。
如果点u的至少一个儿子v满足low[v]>dfn[u]。就证明不通过这条边无法走到上面。所以这是条割边。
和楼下的强连通分量很像，唯一的区别就是需要特殊判断一下，不能通过从父亲下来的那条边走上去。（因为强连通分量是有向图，走不上去，所以不存在这个问题）
实现起来也很简单，只用简单修改一下dfs函数：
dfs(u,f)其中u为当前节点，f为走到这个点通过的边的编号。
当在遍历u的所有边试图向下dfs时，只需要加一个if(现在准备选择的边的编号==f)continue;即可。
咕咕咕
stack<int> tp;
void dfs(int u)
{
dfn[u]=low[u]=++cnt1;//初始化每个未访问过的节点
tp.push(u);
for(int i=head[u];i;i=side[i].next)
{
int v=side[i].v;
if(!dfn[v])dfs(v),low[u]=min(low[u],low[v]);
else if(!scc[v])low[u]=min(low[u],dfn[v]);//被访问过却没有SCC编号（在栈里），证明在同一个强连通分量。因为栈维护的是一条有一个节点到它儿子的路径。所以如果栈顶的点u到栈中任意一点v有边。就证明存在u到v的一个环。
}
if(dfn[u]==low[u])//如果这个点是它所在强连通分量中dfn最小的，则有它来承担输出整个SCC的任务
{
int s=tp.top(),id=++cnt2;tp.pop();
scc[s]=id;
while(s!=u)s=tp.top(),tp.pop(),scc[s]=id;
}
}
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原文地址：https://www.cnblogs.com/GavinZheng/p/11791970.html
