求解强连通分量算法之---Kosaraju算法

本文提纲：

问题描述

Kosaraju 算法

问题描述：

什么是强连通分量(StronglyConnected Component)(或者，被称为强连通子图，Strongly
Connected Subgraph)?

首先需要明白的是，强连通分量只可能存在于有向图中，无向图中是不存在强连通分量的，当然，无向图中也有对应物，被称为连通分量(Connected Component)，求解无向图中的连通分量，根据具体要求，可以选择使用并查集或者DFS。

看一张取自wiki的图就明白什么是强连通分量了：



以上用虚线围绕的部分就是一个强连通分量，因此上图中总共含有三个。

对于一个强连通分量中的任意一对顶点(u，v)，都能够保证分量中存在路径使得u->v，v->u

比如上图中由a，b，e这三个顶点构成的分量中，任意两个顶点间都存在路径可达。

 

顺便也介绍一下有关“缩点”的概念：

由于强连通分量的特殊性，在一些实际应用中，会将每个强连通分量看成一个点，然后进行处理。这样做主要是为了降低图的复杂度，特别是在强连通分量规模大、数量多的情况中，利用“缩点”能大幅度降低图的复杂度。

缩点后得到的图，必定是DAG。用反正能够很方便的进行证明：因为若图中含有环路，即意味着至少有两个点彼此可达，那么按照强连通分量的定义，这两个点应该属于一个分量中，因而在缩点发生后，会被一个点所代表。由此推导出矛盾。比如，对上图进行缩点处理，最后的结果就是：

设(a，b，c)
-> a'，(f，g)
-> b'，(c，d，h)
-> c'

因此最后的图就可以表示为：



更加具体，更加严谨的表述，可以参考：

http://en.wikipedia.org/wiki/Strongly_connected_component

Kosaraju 算法

首先摘录一段wiki上的算法过程描述：

(取自http://en.wikipedia.org/wiki/Kosaraju%27s_algorithm)

Let G be a directed graph and S be an empty stack.

While S does not contain all vertices:

Choose an arbitrary vertex v not in S. Perform a depth-first search starting at v. Each time that depth-first search finishes expanding a vertex
u, push u onto S.

Reverse the directions of all arcs to obtain the transpose graph.

While S is nonempty:

Pop the top vertex v from S. Perform a depth-first search starting at v. The set of visited vertices will give the strongly connected component
containing v; record this and remove all these vertices from the graph G and the stack S. Equivalently, breadth-first search (BFS) can be used instead of depth-first search.

仔细观察步骤2-a，可以发现，这个过程和使用基于DFS的拓扑排序中添加顶点到最终结果栈中的过程几乎一致。(请参考这里)只不过这里的图不一定是DAG，而拓扑排序中的图一定是DAG。

在这里顺便提一下在调用dfs的过程中，几种添加顶点到集合的顺序。一共有四种顺序：
Pre-Order，在递归调用dfs之前将当前顶点添加到queue中
Reverse Pre-Order，在递归调用dfs之前将当前顶点添加到stack中
Post-Order，在递归调用dfs之后将当前顶点添加到queue中
Reverse Post-Order，在递归调用dfs之后将当前顶点添加到stack中

最后一种的用途最广，至少目前看来是这样，比如步骤2-a以及拓扑排序中，都是利用的Reverse Post-Order来获取顶点集合。

 

对于DAG，利用Reverse Post-Order最终获取的集合就代表对该图进行拓扑排序的结果，但是对于非DAG而言，这样处理之后得到的是一种“伪拓扑排序”结果，为什么这样说，因为最终的结果不一定满足拓扑排序中严格的偏序定义，比如对文中第一幅图进行“伪拓扑排序“后的结果为可能为(结果不唯一，具体可以参考拓扑排序那篇文章中的相关部分)：

(a，b，e，c，d，h，g，f)

将结果和原图对比，可以发现，结果不满足偏序关系，因为存在回向边：

e->a，d->c，h->d，f->g

 

而这些回向边，就是构成强连通分量的关键。为了突出这些回向边，Kosaraju算法的步骤三就是将图进行转置。转置后，原来的回向边就都变成正向边了：

a->e，c->d，d->h，g->f

对转置后的图按照上面”伪拓扑排序“中顶点出现的顺序(a，e，b，c，d，h，g，f)调用DFS，即步骤4。

而每次调用DFS形成的一颗搜索树，就构成了原图中的一个强连通分量。比如调用dfs(a)，会调用dfs(e)，紧接着后者有调用了dfs(b)。然后依次返回，因此a，b，e就构成了一个强连通分量。依次类推，c，d，h以及g，f也分别构成强连通分量。

 

回顾一下Kosaraju的主要步骤：
对G求解Reverse
Post-Order，即上文中的”伪拓扑排序“
对G进行转置得到GR
按照第一步得到的集合中顶点出现的顺序，对GR调用DFS得到若干颗搜索树

每一颗搜索树就代表了一个强连通分量

 

坦率地说，这个算法的想法很巧妙，为了突出回向边，而对图进行转置，然后对转置的图按照之前得到的顶点序列进行DFS调用。整个算法的确能够正确工作，但是总感觉怪怪的，确实，这个算法不太好理解，尽管它的实现十分简单直观。

代码：

#ifndef __KOSARAJU_SCC_H__
#define __KOSARAJU_SCC_H__

#include "Digraph.h"
#include "DepthFirstOrder.h"

class KosarajuSCC {
private:
bool* marked; // 已经访问过的顶点
int* id; // 强连通分量的标识符
int count; // 强连通分量的个数

public:
KosarajuSCC(Digraph G);
~KosarajuSCC() { delete[] marked; delete[] id; }

bool stronglyConnected(int v, int w)const { return id[v] == id[w]; }
int getId(int v)const { return id[v]; }
int getCount()const { return count; }

private:
void dfs(Digraph G, int v);
};

KosarajuSCC::KosarajuSCC(Digraph G) {
count = 0;
int vNum = G.getV();
marked = new bool[vNum];
id = new int[vNum];
for (int i = 0; i < vNum; ++i) {
marked[i] = false;
id[i] = i;
}
// 对反向图进行DFS
//DepthFirstOrder order(G.reverse());
// 得到逆后序
//std::stack<int> stk(order.getReversePost());
// 在原图中对逆后序排列进行dfs
//while (!stk.empty()) {
// if (!marked[stk.top()]) {
// dfs(G, stk.top());
// ++count;
// }
// stk.pop();
//}

// 第二种做法
// 对原图进行DFS
DepthFirstOrder order(G);
// 得到逆后序
std::stack<int> stk(order.getReversePost());
// 获得反向图
Digraph R = G.reverse();
// 在反向图中对逆后序排列进行dfs
while (!stk.empty()) {
if (!marked[stk.top()]) {
dfs(R, stk.top());
++count;
}
stk.pop();
}
}

void KosarajuSCC::dfs(Digraph G, int v) {
marked[v] = true;
id[v] = count;
for (int w : G.getAdj(v)) {
if (!marked[w])
dfs(G, w);
}
}

#endif

下面对这个算法的正确性进行证明：(如果没有兴趣，可以直接略过 ：D)

证明的目标，就是最后一步 --- 每一颗搜索树代表的就是一个强连通分量

证明：设在图GR中，调用DFS(s)能够到达顶点v，那么顶点s和v是强连通的。

两个顶点如果是强连通的，那么彼此之间都有一条路径可达，因为DFS(s)能够达到顶点v，因此从s到v的路径必然存在。现在关键就是需要证明在GR中从v到s也是存在一条路径的，也就是要证明在G中存在s到v的一条路径。

而之所以DFS(s)能够在DFS(v)之前被调用，是因为在对G获取ReversePost-Order序列时，s出现在v之前，这也就意味着，v是在s之前加入该序列的(因为该序列使用栈作为数据结构，先加入的反而会在序列的后面)。因此根据DFS调用的递归性质，DFS(v)应该在DFS(s)之前返回，而有两种情形满足该条件：
DFS(v) START -> DFS(v) END -> DFS(s) START -> DFS(s)
END
DFS(s) START -> DFS(v) START -> DFS(v) END -> DFS(s)
END

是因为而根据目前的已知条件，GR中存在一条s到v的路径，即意味着G中存在一条v到s的路径，而在第一种情形下，调用DFS(v)却没能在它返回前递归调用DFS(s)，这是和G中存在v到s的路径相矛盾的，因此不可取。故情形二为唯一符合逻辑的调用过程。而根据DFS(s)
START -> DFS(v) START可以推导出从s到v存在一条路径。

所以从s到v以及v到s都有路径可达，证明完毕。

 

复杂度分析：

根据上面总结的Kosaraju算法关键步骤，不难得出，该算法需要对图进行两次DFS，以及一次图的转置。所以复杂度为O(V+E)。

来自：http://blog.csdn.net/dm_vincent/article/details/8554244