连通图算法详解之① :Tarjan 和 Kosaraju 算法
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简介
在阅读下列内容之前,请务必了解 图论相关概念 中的基础部分。
强连通的定义是:有向图 G 强连通是指,G 中任意两个结点连通。
强连通分量(Strongly Connected Components,SCC)的定义是:极大的强连通子图。
这里想要介绍的是如何来求强连通分量。
Tarjan 算法发明人
Robert E. Tarjan
(1948~) 美国人。
你是不是感觉Robert E. Tarjan 这个名字很熟悉?
没错,Robert E. Tarjan和John E. Hopcroft就是发明了深度优先搜索的两个人——1986年的图灵奖得主。
除此之外 Tarjan 发明了很多算法结构。光 Tarjan 算法就有很多,比如求各种连通分量的 Tarjan 算法,求 LCA(Lowest Common Ancestor,最近公共祖先)的 Tarjan 算法。并查集、Splay、Toptree 也是 Tarjan 发明的。
你看牛人们从来都不闲着的。他们到处交流,寻找合作伙伴,一起改变世界。
我们这里要介绍的是他的在有向图中求强连通分量的 Tarjan 算法。
另外,Tarjan 的名字 j
不发音,中文译为塔扬。
DFS 生成树
在介绍该算法之前,先来了解 DFS 生成树 ,我们以下面的有向图为例:
有向图的 DFS 生成树主要有 4 种边(不一定全部出现):
- 树边(tree edge):绿色边,每次搜索找到一个还没有访问过的结点的时候就形成了一条树边。
- 反祖边(back edge):黄色边,也被叫做回边,即指向祖先结点的边。
- 横叉边(cross edge):红色边,它主要是在搜索的时候遇到了一个已经访问过的结点,但是这个结点 并不是 当前结点的祖先时形成的。
- 前向边(forward edge):蓝色边,它是在搜索的时候遇到子树中的结点的时候形成的。
我们考虑 DFS 生成树与强连通分量之间的关系。
如果结点 (u) 是某个强连通分量在搜索树中遇到的第一个结点,那么这个强连通分量的其余结点肯定是在搜索树中以 (u) 为根的子树中。 (u) 被称为这个强连通分量的根。
反证法:假设有个结点 (v) 在该强连通分量中但是不在以 (u) 为根的子树中,那么 (u) 到 (v) 的路径中肯定有一条离开子树的边。但是这样的边只可能是横叉边或者反祖边,然而这两条边都要求指向的结点已经被访问过了,这就和 (u) 是第一个访问的结点矛盾了。得证。
Tarjan 算法求强连通分量
在 Tarjan
算法中为每个结点 (u) 维护了以下几个变量:
-
(dfn[u]) :深度优先搜索遍历时结点 (u) 被搜索的次序。
-
(low[u]) :设以 (u) 为根的子树为 (Subtree(u)) 。 (low[u]) 定义为以下结点的 (dfn) 的最小值: (Subtree(u)) 中的结点;从 (Subtree(u)) 通过一条不在搜索树上的边能到达的结点。
ps:每次找到一个新点,这个点(low []=dfn [])。
一个结点的子树内结点的 dfn 都大于该结点的 dfn。
从根开始的一条路径上的 dfn 严格递增,low 严格非降。
按照深度优先搜索算法搜索的次序对图中所有的结点进行搜索。在搜索过程中,对于结点 (u) 和与其相邻的结点 (v) (v 不是 u 的父节点)考虑 3 种情况:
- (v) 未被访问:继续对 (v) 进行深度搜索。在回溯过程中,用 (low[v]) 更新 (low[u]) 。因为存在从 (u) 到 (v) 的直接路径,所以 (v) 能够回溯到的已经在栈中的结点, (u) 也一定能够回溯到。
- (v) 被访问过,已经在栈中:即已经被访问过,根据 (low) 值的定义(能够回溯到的最早的已经在栈中的结点),则用 (dfn[v]) 更新 (low[u]) 。
- (v) 被访问过,已不在在栈中:说明 (v) 已搜索完毕,其所在连通分量已被处理,所以不用对其做操作。
将上述算法写成伪代码:
TARJAN_SEARCH(int u)
vis[u]=true
low[u]=dfn[u]=++dfncnt // 为节点u设定次序编号和Low初值
push u to the stack // 将节点u压入栈中
for each (u,v) then do // 枚举每一条边
if v hasn‘t been search then // 如果节点v未被访问过
TARJAN_SEARCH(v) // 继续向下搜索
low[u]=min(low[u],low[v]) // 回溯
else if v has been in the stack then // 如果节点u还在栈内
low[u]=min(low[u],dfn[v])
if (DFN[u] == Low[u]) // 如果节点u是强连通分量的根
repeat v = S.pop // 将v退栈,为该强连通分量中一个顶点
print v
until (u== v)
对于一个连通分量图,我们很容易想到,在该连通图中有且仅有一个 (dfn[u]=low[u]) 。该结点一定是在深度遍历的过程中,该连通分量中第一个被访问过的结点,因为它的 DFN 值和 LOW 值最小,不会被该连通分量中的其他结点所影响。
因此,在回溯的过程中,判定 (dfn[u]=low[u]) 的条件是否成立,如果成立,则栈中从 (u) 后面的结点构成一个 SCC (强连通分量)。
实现
int dfn[N], low[N], dfncnt, s[N], in_stack[N], tp;
int scc[N], sc; // 结点 i 所在 scc 的编号
int sz[N]; // 强连通 i 的大小
void tarjan(int u) {
low[u] = dfn[u] = ++dfncnt, s[++tp] = u, in_stack[u] = 1;
for (int i = h[u]; i; i = e[i].nex) {
const int &v = e[i].t;
if (!dfn[v]) {
tarjan(v);
low[u] = min(low[u], low[v]);
} else if (in_stack[v]) {
low[u] = min(low[u], dfn[v]);
}
}
if (dfn[u] == low[u]) {
++sc;
while (s[tp] != u) {
scc[s[tp]] = sc;
sz[sc]++;
in_stack[s[tp]] = 0;
--tp;
}
scc[s[tp]] = sc;
sz[sc]++;
in_stack[s[tp]] = 0;
--tp;
}
}
时间复杂度 (O(n + m)) 。
Kosaraju 算法
Kosaraju
算法依靠两次简单的 DFS 实现。
第一次 DFS,选取任意顶点作为起点,遍历所有未访问过的顶点,并在回溯之前给顶点编号,也就是后序遍历。
第二次 DFS,对于反向后的图,以标号最大的顶点作为起点开始 DFS。这样遍历到的顶点集合就是一个强连通分量。对于所有未访问过的结点,选取标号最大的,重复上述过程。
两次 DFS 结束后,强连通分量就找出来了,Kosaraju 算法的时间复杂度为 (O(n+m)) 。
实现
// g 是原图,g2 是反图
void dfs1(int u) {
vis[u] = true;
for (int v : g[u])
if (!vis[v]) dfs1(v);
s.push_back(u);
}
void dfs2(int u) {
color[u] = sccCnt;
for (int v : g2[u])
if (!color[v]) dfs2(v);
}
void kosaraju() {
sccCnt = 0;
for (int i = 1; i <= n; ++i)
if (!vis[i]) dfs1(i);
for (int i = n; i >= 1; --i)
if (!color[s[i]]) {
++sccCnt;
dfs2(s[i]);
}
}
Garbow 算法
(Tarjan) 算法和 (Garbow) 算法是同一个思想的不同实现,但是 (Garbow) 算法更加精妙,时间更少,不用频繁更新 $ low $。
应用
我们可以将一张图的每个强连通分量都缩成一个点。
然后这张图会变成一个 DAG
(为什么?)。
DAG 好啊,能拓扑排序了就能做很多事情了。
举个简单的例子,求一条路径,可以经过重复结点,要求经过的不同结点数量最多。
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清晰的图示:https://www.byvoid.com/zhs/blog/scc-tarjan,
可视化过程(英文讲解):https://www.youtube.com/watch?v=TyWtx7q2D7Y
Garbow算法:https://blog.csdn.net/zhouzi2018/article/details/81623747
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(文章完)
连通图算法详解之① :Tarjan 和 Kosaraju 算法
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