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[有向圖強連通分量]
在有向圖G中，如果兩個頂點間至少存在一條路徑，稱兩個頂點強連通(strongly connected)。如果有向圖G的每兩個頂點都強連通，稱G是一個強連通圖。非強連通圖有向圖的極大強連通子圖，稱爲強連通分量(strongly connected components)。
下圖中，子圖{1,2,3,4}爲一個強連通分量，因爲頂點1,2,3,4兩兩可達。{5},{6}也分別是兩個強連通分量。
直接根據定義，用雙向遍歷取交集的方法求強連通分量，時間複雜度爲O(N^2+M)。更好的方法是Kosaraju算法或Tarjan算法，兩者的時間複雜度都是O(N+M)。本文介紹的是Tarjan算法。
[Tarjan算法]
Tarjan算法是基於對圖深度優先搜索的算法，每個強連通分量爲搜索樹中的一棵子樹。搜索時，把當前搜索樹中未處理的節點加入一個堆棧，回溯時可以判斷棧頂到棧中的節點是否爲一個強連通分量。
定義DFN(u)爲節點u搜索的次序編號(時間戳)，Low(u)爲u或u的子樹能夠追溯到的最早的棧中節點的次序號。由定義可以得出，
Low(u)=Min
{
DFN(u),
Low(v),(u,v)爲樹枝邊，u爲v的父節點
DFN(v),(u,v)爲指向棧中節點的後向邊(非橫叉邊)
}
當DFN(u)=Low(u)時，以u爲根的搜索子樹上所有節點是一個強連通分量。
算法僞代碼如下
tarjan(u)
{
DFN[u]=Low[u]=++Index // 爲節點u設定次序編號和Low初值
Stack.push(u) // 將節點u壓入棧中
for each (u, v) in E // 枚舉每一條邊
if (v is not visted) // 如果節點v未被訪問過
tarjan(v) // 繼續向下找
Low[u] = min(Low[u], Low[v])
else if (v in S) // 如果節點v還在棧內
Low[u] = min(Low[u], DFN[v])
if (DFN[u] == Low[u]) // 如果節點u是強連通分量的根
repeat
v = S.pop // 將v退棧，爲該強連通分量中一個頂點
print v
until (u== v)
}
接下來是對算法流程的演示。
從節點1開始DFS，把遍歷到的節點加入棧中。搜索到節點u=6時，DFN[6]=LOW[6]，找到了一個強連通分量。退棧到u=v爲止，{6}爲一個強連通分量。
返回節點5，發現DFN[5]=LOW[5]，退棧後{5}爲一個強連通分量。
返回節點3，繼續搜索到節點4，把4加入堆棧。發現節點4向節點1有後向邊，節點1還在棧中，所以LOW[4]=1。節點6已經出棧，(4,6)是橫叉邊，返回3，(3,4)爲樹枝邊，所以LOW[3]=LOW[4]=1。
繼續回到節點1，最後訪問節點2。訪問邊(2,4)，4還在棧中，所以LOW[2]=DFN[4]=5。返回1後，發現DFN[1]=LOW[1]，把棧中節點全部取出，組成一個連通分量{1,3,4,2}。
至此，算法結束。經過該算法，求出了圖中全部的三個強連通分量{1,3,4,2},{5},{6}。
可以發現，運行Tarjan算法的過程中，每個頂點都被訪問了一次，且只進出了一次堆棧，每條邊也只被訪問了一次，所以該算法的時間複雜度爲O(N+M)。
求有向圖的強連通分量還有一個強有力的算法，爲Kosaraju算法。Kosaraju是基於對有向圖及其逆圖兩次DFS的方法，其時間複雜度也是O(N+M)。與Trajan算法相比，Kosaraju算法可能會稍微更直觀一些。但是Tarjan只用對原圖進行一次DFS，不用建立逆圖，更簡潔。在實際的測試中，Tarjan算法的運行效率也比Kosaraju算法高30%左右。此外，該Tarjan算法與求無向圖的雙連通分量(割點、橋)的Tarjan算法也有着很深的聯繫。學習該Tarjan算法，也有助於深入理解求雙連通分量的Tarjan算法，兩者可以類比、組合理解。
求有向圖的強連通分量的Tarjan算法是以其發明者Robert Tarjan命名的。Robert Tarjan還發明瞭求雙連通分量的Tarjan算法，以及求最近公共祖先的離線Tarjan算法，在此對Tarjan表示崇高的敬意。
附：tarjan算法的C++程序
void tarjan(int i)
{
int j;
DFN[i]=LOW[i]=++Dindex;
instack[i]=true;
Stap[++Stop]=i;
for (edge *e=V[i];e;e=e->next)
{
j=e->t;
if (!DFN[j])
{
tarjan(j);
if (LOW[j]<LOW[i])
LOW[i]=LOW[j];
}
else if (instack[j] && DFN[j]<LOW[i])
LOW[i]=DFN[j];
}
if (DFN[i]==LOW[i])
{
Bcnt++;
do
{
j=Stap[Stop--];
instack[j]=false;
Belong[j]=Bcnt;
}
while (j!=i);
}
}
void solve()
{
int i;
Stop=Bcnt=Dindex=0;
memset(DFN,0,sizeof(DFN));
for (i=1;i<=N;i++)
if (!DFN[i])
tarjan(i);
}
[參考資料]
BYVoid 原創作品，轉載請註明。
上次修改時間 2017-05-26