割点和桥
相关阅读:双连通分量,
割点和桥更严谨的定义参见 图论相关概念。
割点
对于一个无向图,如果把一个点删除后这个图的极大连通分量数增加了,那么这个点就是这个图的割点(又称割顶)。
过程
如果我们尝试删除每个点,并且判断这个图的连通性,那么复杂度会特别的高。所以要介绍一个常用的算法:Tarjan。
首先,我们上一个图:
很容易的看出割点是 2,而且这个图仅有这一个割点。
首先,我们按照 DFS 序给他打上时间戳(访问的顺序)。
这些信息被我们保存在一个叫做 dfn
的数组中。
还需要另外一个数组 low
,用它来存储不经过其父亲能到达的最小的时间戳。
例如 low[2]
是 1,low[5]
和 low[6]
是 3。
然后我们开始 DFS,我们判断某个点是否是割点的根据是:对于某个顶点 ,如果存在至少一个顶点 ( 的儿子),使得 ,即不能回到祖先,那么 点为割点。
此根据惟独不适用于搜索的起始点,其需要特殊考虑:若该点不是割点,则其他路径亦能到达全部结点,因此从起始点只「向下搜了一次」,即在搜索树内仅有一个子结点。如果在搜索树内有两个及以上的儿子,那么他一定是割点了(设想上图从 2 开始搜索,搜索树内应有两个子结点:3 或 4 及 5 或 6)。如果只有一个儿子,那么把它删掉,不会有任何的影响。比如下面这个图,此处形成了一个环。
我们在访问 1 的儿子时候,假设先 DFS 到了 2,然后标记用过,然后递归往下,来到了 4,4 又来到了 3,当递归回溯的时候,会发现 3 已经被访问过了,所以不是割点。
更新 low
的伪代码如下:
例题
洛谷 P3388【模板】割点(割顶)
例题代码
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56 | /*
洛谷 P3388 【模板】割点(割顶)
*/
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
int n, m; // n:点数 m:边数
int dfn[100001], low[100001], inde, res;
// dfn:记录每个点的时间戳
// low:能不经过父亲到达最小的编号,inde:时间戳,res:答案数量
bool vis[100001], flag[100001]; // flag: 答案 vis:标记是否重复
vector<int> edge[100001]; // 存图用的
void Tarjan(int u, int father) { // u 当前点的编号,father 自己爸爸的编号
vis[u] = true; // 标记
low[u] = dfn[u] = ++inde; // 打上时间戳
int child = 0; // 每一个点儿子数量
for (auto v : edge[u]) { // 访问这个点的所有邻居 (C++11)
if (!vis[v]) {
child++; // 多了一个儿子
Tarjan(v, u); // 继续
low[u] = min(low[u], low[v]); // 更新能到的最小节点编号
if (father != u && low[v] >= dfn[u] && !flag[u]) { // 主要代码
// 如果不是自己,且不通过父亲返回的最小点符合割点的要求,并且没有被标记过
// 要求即为:删了父亲连不上去了,即为最多连到父亲
flag[u] = true;
res++; // 记录答案
}
} else if (v != father) { // 如果这个点不是自己,更新能到的最小节点编号
low[u] = min(low[u], dfn[v]);
}
}
// 主要代码,自己的话需要 2 个儿子才可以
if (father == u && child >= 2 && !flag[u]) {
flag[u] = true;
res++; // 记录答案
}
}
int main() {
cin >> n >> m; // 读入数据
for (int i = 1; i <= m; i++) { // 注意点是从 1 开始的
int x, y;
cin >> x >> y;
edge[x].push_back(y);
edge[y].push_back(x);
} // 使用 vector 存图
for (int i = 1; i <= n; i++) // 因为 Tarjan 图不一定连通
if (!vis[i]) {
inde = 0; // 时间戳初始为 0
Tarjan(i, i); // 从第 i 个点开始,父亲为自己
}
cout << res << endl;
for (int i = 1; i <= n; i++)
if (flag[i]) cout << i << " "; // 输出结果
return 0;
}
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割边
和割点差不多,叫做桥。
对于一个无向图,如果删掉一条边后图中的连通分量数增加了,则称这条边为桥或者割边。严谨来说,就是:假设有连通图 , 是其中一条边(即 ),如果 是不连通的,则边 是图 的一条割边(桥)。
比如说,下图中,
红色的边就是割边。
过程
和割点差不多,只要改一处: 就可以了,而且不需要考虑根节点的问题。
割边是和是不是根节点没关系的,原来我们求割点的时候是指点 是不可能不经过父节点 为回到祖先节点(包括父节点),所以顶点 是割点。如果 表示还可以回到父节点,如果顶点 不能回到祖先也没有另外一条回到父亲的路,那么 这条边就是割边。
实现
下面代码实现了求割边,其中,当 isbridge[x]
为真时,(father[x],x)
为一条割边。
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23 | int low[MAXN], dfn[MAXN], dfs_clock;
bool isbridge[MAXN];
vector<int> G[MAXN];
int cnt_bridge;
int father[MAXN];
void tarjan(int u, int fa) {
father[u] = fa;
low[u] = dfn[u] = ++dfs_clock;
for (int i = 0; i < G[u].size(); i++) {
int v = G[u][i];
if (!dfn[v]) {
tarjan(v, u);
low[u] = min(low[u], low[v]);
if (low[v] > dfn[u]) {
isbridge[v] = true;
++cnt_bridge;
}
} else if (dfn[v] < dfn[u] && v != fa) {
low[u] = min(low[u], dfn[v]);
}
}
}
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23 | low = [0] * MAXN
dfn = [0] * MAXN
dfs_clock = 0
isbridge = [False] * MAXN
G = [[0 for i in range(MAXN)] for j in range(MAXN)]
cnt_bridge = 0
father = [0] * MAXN
def tarjan(u, fa):
father[u] = fa
low[u] = dfn[u] = dfs_clock
dfs_clock = dfs_clock + 1
for i in range(0, len(G[u])):
v = G[u][i]
if dfn[v] == False:
tarjan(v, u)
low[u] = min(low[u], low[v])
if low[v] > dfn[u]:
isbridge[v] = True
cnt_bridge = cnt_bridge + 1
elif dfn[v] < dfn[u] and v != fa:
low[u] = min(low[u], dfn[v])
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练习
Tarjan 算法还有许多用途,常用的例如求强连通分量,缩点,还有求 2-SAT 的用途等。
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