連通性 (Connectivity)

一張任意兩點接連通的圖叫做連通圖，在實際情況，例如網路或電力的架設都希望線路是連通的，要是地方壞掉，我們希望影響能越小越好。在圖論中，有算法可以找出去掉那些部分會使得圖變成不連通的，以下詳細說明。

DFS 邊分類

根據 DFS 的順序（時間戳記），對邊進行分類，這些分類在之後的章節會用到。

名稱	指向	無向圖	有向圖
樹邊 (Tree edge)	兒子	有	有
回邊 (Back edge)	祖先	有	有
前向邊 (Forward edge)	非兒子的子孫	無	有
交錯邊 (Cross edge)	旁系血親	無	有

無向圖的雙連通

• 點連通度：最少要移除多少個點才會讓整張圖不再連通。
• 邊連通度：最少要移除多少條邊才會讓整張圖不再連通。
• 點雙連通：移除任意一個點後，圖依然是連通的（點連通度 $>1$ )。
• 邊雙連通：移除任意一個邊後，圖依然是連通的（邊連通度 $>1$ )。

在之前提到的例子，網路的架設，需要特別注意雙連通的問題，萬一有部分的線路（邊）或是設備（點）損壞，就有可能導致一部分的網路不連通。以下分別從點和邊的角度探討雙連通。

Tarjan 算法：找 $low$ 函數

Tarjan 算法，可解決許多連通性的問題，最核心的是找出每個點 $low$ 函數。

• $depth[u]$ : 點 $u$ 的深度。
• $low[u]$ : $u$ 在不經過父親連到自己的 Tree Edge 的情況下，所能到達祖先的最淺深度。

在無向圖中，只會遇到 Tree Edge 和 Back Edge，以下針對兩種情況說明：

• Edge $u\to v$ is a tree edge: $v$ 是 $u$ 的兒子， $u$ 可能經由 $v$ 走到其他祖先，遞迴找尋 $low[v]$ ，再更新 $low[u]=min(low[u],low[v])$ 。

• Edge $u\to v$ is a back edge: $v$ 是 $u$ 的祖先，更新 $low[u]=min(low[u],depth[v])$ 。

• 

int low[MXV], depth[MXV];
bool visit[MXV];
vector<int> G[MXV];

void dfs(int now, int cur_depth)
{
    visit[now] = true;
    depth[now] = low[now] = cur_depth;
    for (auto i : G[now])
    {
        if (visit[i])
        { // ancestor
            low[now] = min(low[now], depth[i]);
        }
        else
        { // offspring
            dfs(i, cur_depth + 1);
            low[now] = min(low[now], low[i]);
        }
    }
    return;
}

點雙連通：找割點

要判斷一張圖是否點雙連通，就要檢查他是否有割點，如果沒有割點，則這張圖為點雙連通。

割點：給定一張圖 $G$ ，如果移除點 $v$ 及連接 $v$ 的邊之後，圖 $G$ 不再連通，點 $v$ 都被稱為 $G$ 的一個割點（cut-vertex）或關節點（articulation-vertex, articulation-point)。

根據 $low$ 函數，以下兩種情況能判斷一個點為割點：

• 非根節點 $u$ ：存在一個孩子 $v, low[v]\leq depth[u]$ 。
• 根節點 $root$ ：擁有 $\geq$ 兩個兒子。

int low[MXV], depth[MXV];
bool is_cut_vertex[MXV], visit[MXV];
vector<int> G[MXV];

void dfs(int now, int cur_depth)
{
    visit[now] = true;
    depth[now] = low[now] = cur_depth;
    int cut_son = 0;
    for (auto i : G[now])
    {
        if (visit[i])
        { // ancestor
            low[now] = min(low[now], depth[i]);
        }
        else
        { // offspring
            dfs(i, cur_depth + 1);
            cut_son += 1;
            low[now] = min(low[now], low[i]);
            if (low[i] >= depth[now])
                is_cut_vertex[now] = true;
        }
    }
    if (cur_depth == 0)
        is_cut_vertex[now] = (cut_son != 1);
    return;
}

這個演算法主要是做 DFS，所以時間複雜度為 $O(V+E)$

邊雙連通：找割邊

和點連通相似，要判斷一張圖是否邊雙連通，就要檢查他是否有割邊，如果沒有割邊，則這張圖為邊雙連通。

割邊：割邊：給定一張圖 $G$ ，如果移除邊 $e$ ，圖 $G$ 不再連通，邊 $e$ 都被稱為 $G$ 的一個割邊（cut-edge）或橋（bridge)。

樹邊才有可能是橋，其他的邊拔除仍然可以藉由樹邊連通。

根據 $low$ 函數，以下情況能判斷割邊：

• 樹邊 $u\to v$ ： $low[v] > depth[u]$ 。
  • $low[v] == depth[u]$ 代表有 $u,v$ 之間存在至少兩條路徑。

int low[MXV], depth[MXV];
bool visit[MXV];
vector<int> G[MXV];
vector<pair<int, int>> my_cut_edge;

void dfs(int now, int cur_depth, int parent)
{
    visit[now] = true;
    depth[now] = low[now] = cur_depth;
    // int cut_son = 0;
    for (auto i : G[now])
    {
        if (i != parent)
            continue;
        if (visit[i])
        { // ancestor
            low[now] = min(low[now], depth[i]);
        }
        else
        { // offspring
            dfs(i, cur_depth + 1, now);
            // cut_son += 1;
            low[now] = min(low[now], low[i]);
            if (low[i] > depth[now])
                my_cut_edge.push_bach({now, i});
        }
    }
    return;
}

bool is_2_edge_connected(int n)
{
    int cut_edge = 0;
    memset(visit, 0, sizeof(visit));
    dfs(1, 0, -1);
    return my_cut_edge.size() == 0;
}

和前面點雙連通相同，時間複雜度為 $O(V+E)$

重邊處理

如果不處理重邊，有可能讓一條邊從非割邊判成割邊。 處理方式為用 set,map 存邊的兩點編號，當遇到一條往父親的邊 $e$ ，如果出現過相同起始點的邊 $e_1$ ，那麼 $e$ 不是樹邊，可以透過 $e$ 回到父親。

雙連通元件

• 連通元件：一張圖 $G$ 有很多子圖，如果一個子圖 $G'$ 是連通的，我們稱之為連通元件（connected component)，如果一個連通元件滿足 "加上任意一個其他的點就不再連通"，則稱這樣的連通元件是 "極大的"(maximal)。
• 邊雙連通元件：如果一張的某個子圖是一張邊雙連通圖，我們就成這張子圖為邊連通元子圖（bi-edge-connected graph）或邊雙連通元件（bi-edge-connected component)。
• 點雙連通元件：如果一張的某個子圖是一張點雙連通圖，我們就成這張子圖為點連通元子圖（bi-vertex-connected graph）或點雙連通元件（bi-vertex-connected component)。

一般來說，我們會討論極大的連通元件，以下所有的連通元件都是極大的。

要求出一張圖的所有邊雙連通元件，只要拔掉所有橋，剩下的圖就是原圖所有的邊連通元件。

至於點連通元件就沒那麼簡單了，因為同一個割點有可能同時存在多的點連通元件內，並且點的相鄰邊不一定不同的點連通元件中，所以我們不能直接拔點拔掉來求出點雙連通元件。

至於為什麼會有這樣的差異，是因為一般的圖是以點為主題，邊用來描敘點和點之間的東西。而點連通問題則是以邊為主體，點用來描述邊和邊之間的關係，後者描述的關係不是二元關係，所以讓問題變得複雜。

那我們就以邊的角度來思考點雙連通元件，對於一個點 $p$ ，與父親點 $f$ 之間有條邊 $e_f$ ，與兒子點 $c$ 之間有條邊 $e_c$ ，如果 $low(c)>depth(p)$ （不計算樹邊），則 $e_f$ 和 $e_c$ 不在同一個點連通元件內，反之 $e_f$ 和 $e_c$ 在同一個點雙連通元件內。根據以上性質，我們可以在 DFS 過程中維護一個 stack ，紀錄目前經過的邊，當遇到割點時，可以快速找出點雙連通元件。

• 

typedef pair<int, int> PII;
int low[MXV], depth[MXV];
bool is_cut_vertex[MXV], visit[MXV];
vector<int> G[MXV];
vector<PII> BCC[MXV];
int bcc_cnt = 0;
stack<PII> st;

void dfs(int now, int cur_depth, int f)
{
    visit[now] = true;
    depth[now] = low[now] = cur_depth;
    int cut_son = 0;
    for (auto i : G[now])
    {
        if (i == f)
            continue;
        if (visit[i])
        { // ancestor
            if (depth[i] < depth[now])
            {
                low[now] = min(low[now], depth[i]);
                st.push({now, i});
            }
        }
        else
        { // offspring
            st.push({now, i});
            dfs(i, cur_depth + 1, now);
            cut_son += 1;
            low[now] = min(low[now], low[i]);
            if (low[i] >= depth[now])
            {
                is_cut_vertex[now] = true;
                auto t = st.top();
                st.pop();
                while (t != make_pair(now, i))
                {
                    BCC[bcc_cnt].push_back(t);
                    t = st.top();
                    st.pop();
                }
                BCC[bcc_cnt].push_back(t);
                ++bcc_cnt;
            }
        }
    }
    if (cur_depth == 0)
        is_cut_vertex[now] = (cut_son != 1);
    return;
}

這個演算法一樣有做 DFS，並且維護一個 stack，每條邊都會被丟進去一次，因此時間複雜度為 $O(V+E)$ 。

有向圖的強連通

談完了無向圖，就來談論有向圖，有向圖的邊具有方向性，因此比無向圖更難達成 "連通" 的性質，於是為了跟無向圖做區分，訂了一個術語 "強連通" 來表示有向圖的連通性。

• 強連通：對於有向圖上的兩點 $A,B$ ，若存在一條路徑從 $A$ 到 $B$ ，以及存在一條路徑從 $B$ 到 $A$ ，則我們稱 $A,B$ 兩點強連通（strongly connected)
• 強連通圖：如果一張有向圖上任意兩點皆強連通，則這張圖為強連通圖（strongly connected graph)
• 強連通元件：如果一張圖中的某個子圖是一張強連通圖，我們稱這個子圖為強連通子圖（strongly connected subgraph)，或是強連通元件（strongly connected component, SCC)

強連通為有向圖中很重要的性質，如果將強連通元件各自縮成一點，新圖是一張有向無環圖（Directed Acyclic Graph, DAG)，DAG 有許多強力性質，可以讓圖上的問題變得有解，有些圖論題目一開始會先找出 SCC 來解題。

強連通元件

這裡會介紹兩種做法，Tarjan 和 Kosaraju's algorithm。

Tarjan

Tarjan 的思維如下：SCC 是由一個或多個環組成， $dep$ 改成維護節點的時間戳，當一個節點深度等於 $low$ 函數時，代表找到一個 SCC。和找雙連通元件相似，開一個 stack 維護目前走過的點。

• 

以下是程式碼，和上述相似，此算法會做一次 $DFS$ ，時間複雜度為 $O(V+E)$ 。

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int MXV = 100005;
int sccCnt, sccNo[MXV];
vector<int> G[MXV], dep(MXV), low(MXV);
bitset<MXV> isStack, isRoot;
stack<int> st;
int t;

void init(int n, int m)
{
    t = 0;
    fill(dep.begin(), dep.end(), 0);
    sccCnt = 0;
    memset(sccNo, 0, sizeof(sccNo));
    isStack.reset();
    isRoot.set();
    while (!st.empty())
    {
        st.pop();
    }
    for (int i = 1; i <= n; ++i)
    {
        G[i].clear();
    }
    for (int i = 0, x, y; i != m; ++i)
    {
        cin >> x >> y;
        G[x].push_back(y);
    }
}

void tarjan(int u)
{
    dep[u] = low[u] = ++t;
    st.push(u);
    isStack[u] = true;
    for (auto v : G[u])
    {
        if (dep[v] == 0)
        {
            tarjan(v);
            low[u] = min(low[u], low[v]);
        }
        else if (isStack[v])
        {
            low[u] = min(low[u], dep[v]);
        }
    }
    if (low[u] == dep[u])
    {
        ++sccCnt;
        int tmp;
        do
        {
            tmp = st.top();
            st.pop();
            isStack[tmp] = false;
            sccNo[tmp] = sccCnt;
        } while (tmp != u);
    }
}

int main()
{
    init(n, m); // |V| = n, |E| = m
    for (int i = 1; i <= n; ++i)
    {
        if (dep[i] == 0)
        {
            tarjan(i);
        }
    }
}

Kosaraju's algorithm

Kosaraju's algorithm 基於觀察到的兩件事而成，第一件事為將原圖每條邊都反向，得到的新圖，所有 SCC 的位置依舊相同。第二件事為如果我們用 "正確的" 順序遍歷圖，每次遍歷到的點視為同一個 SCC，那麼是有可能可以找出正確的 SCC 的。 我們分成三種情況來討論那樣才是正確的遍歷順序。

• $A,B$ 在同一個 SCC 裡：先拜訪誰都可以，反正另外一個點也會被拜訪到
• $A,B$ 互相都不能走到對方：這種情況也是先拜訪誰都可以，反正毫不相干
• $A$ 走的到 $B$ ， $B$ 走不到 $A$ （單向通行）：這種情況只能先走 $B$ 再走 $A$ ，否則先走 $A$ 的話， $B$ 會被認為和 $A$ 在同一個 SCC 內

所以只要給出一個順序，對於所有只有 $A$ 走的到 $B$ ， $B$ 走不到 $A$ 的點對 $(A,B)$ 都滿足 $B$ 會比 $B$ 先被走到，這個演算法就行得通了。基於這個道理，Kosaraju's algorithm 就誕生了：

• 將圖上所有邊反向，得到新圖 $G'$
• 在圖 $G'$ 上找一個未拜訪過的點 DFS 並且記錄離開的時間戳，DFS 完後，如果還有點未被 DFS，再進行前述動作。
• 依時間戳的離開戳記對點由大到小排序，所得序列即為所求。再根據這個序列在原圖 $G$ 做 DFS，每次 DFS 到的點形成一個 SCC。

現在來證明這個序列滿足我們的要求：

• 對於圖 G 上任意單向通行的點對 $A\rightarrow B$ ，在 $G'$ 上會變成單向通行的點對 $B\rightarrow A$ 。

• 如果 $A$ 先被拜訪，因為 $A$ 沒辦法做到 $B$ ，所以 $A$ 會先拜訪完畢，因此 $A$ 的離開戳記會小於 $B$ 的離開戳記。

• 如果 $B$ 先被拜訪， $B$ 一定會走到 $A$ ， $A$ 拜訪完畢時， $B$ 一定還沒拜訪完畢，因此 $A$ 的離開戳記依然會小於 $B$ 的離開戳記。

• 得證 $A$ 的離開戳記一定會小於 $B$ 的離開戳記，即 $B$ 在序列中會在 $A$ 前面。

• 

以下是程式碼，此算法會做兩次 $DFS$ ，時間複雜度為 $O(V+E)$ ，效率比 Tarjan 低一些，但 Kosaraju's algorithm 較容易實作。

vector<int> G[MXN];
vector<int> rev_G[MXN];
vector<int> leave;
bitset<MXN> visit;
int at_scc[MXN];

void dfs_for_stamp(int now)
{
    visit[now] = true;
    for (auto i : rev_G[now])
    {
        if (!visit[i])
        {
            dfs_for_stamp(i);
        }
    }
    leave.push_back(now);
}

void dfs_for_scc(int now, int cur_scc)
{
    visit[now] = true;
    at_scc[now] = cur_scc;
    for (auto i : G[now])
    {
        if (!visit[i])
        {
            dfs_for_scc(i, cur_scc);
        }
    }
}

int kosaraju(int n)
{
    visit.reset();
    leave.clear();
    for (int i = 0; i < n; ++i)
    {
        if (!visit[i])
        {
            dfs_for_stamp(i);
        }
    }
    visit.reset();
    int scc_count = 0;
    for (int i = n - 1; i >= 0; --i)
    {
        if (!visit[leave[i]])
        {
            dfs_for_scc(leave[i], scc_count++);
        }
    }
    return scc_count;
}

例題

• 割點模板題
  • UVa 00796 - Critical Links
• 割邊模板題
  • UVa 00315 - Network
• 雙連通元件
  • UVa 10972 - RevolC FaeLoN
• 強連通元件
  • UVa 11504 - Dominos
  • UVa 11324 - The Largest Clique

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1. 有向圖強連通分量的 Tarjan 算法 in https://byvoid.com/ ↩

2. 有向圖的強連通元件 Strongly Connected Component in 天邊。世界 ↩

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• 最近更新: 2024-01-01
• 本文貢獻者: allem40306,