POJ 2186 Popular Cows 强连通分量(Kosaraju)
2017-05-19 12:12
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题意:n个点m条边的有向图,n,m<=5e4,若所有点(除A)到A都有路径,则A点为合法 求合法的点的个数
直接暴力 从每个点出发 更新每个点的到达次数 最坏为O(NM) TLE
如果A为合法 B也为合法 则A,B显然能互相到达 即A,B在同一个强联通分量中
如果某个强连通分量中存在点A合法 则显然该强连通分量内所有的点也都合法.
则分解出强联通分量 缩点后 变为DAG 显然只要判断所有点是否能到达,拓扑序中最后一个强联通分量上即可
求强连通分量用的是 Kosaraju算法
转置图(同图中的每边的方向相反)具有和原图完全一样的强连通分量。
强联通分量缩点后为DAG ,eg: S1->S2<-S3 第一次dfs标记时间轴,第二次dfs,按时间轴大->小,在反向图中来找SCC,S1<-S2->S3,则反向后S1,S3时间轴大于S2,肯定先于S2找到
题意:n个点m条边的有向图,n,m<=5e4,若所有点(除A)到A都有路径,则A点为合法 求合法的点的个数
直接暴力 从每个点出发 更新每个点的到达次数 最坏为O(NM) TLE
如果A为合法 B也为合法 则A,B显然能互相到达 即A,B在同一个强联通分量中
如果某个强连通分量中存在点A合法 则显然该强连通分量内所有的点也都合法.
则分解出强联通分量 缩点后 变为DAG 显然只要判断所有点是否能到达,拓扑序中最后一个强联通分量上即可
求强连通分量用的是 Kosaraju算法
转置图(同图中的每边的方向相反)具有和原图完全一样的强连通分量。
强联通分量缩点后为DAG ,eg: S1->S2<-S3 第一次dfs标记时间轴,第二次dfs,按时间轴大->小,在反向图中来找SCC,S1<-S2->S3,则反向后S1,S3时间轴大于S2,肯定先于S2找到
#include <iostream> #include <vector> #include <cstring> #include <cstdio> using namespace std; typedef long long ll; const ll mod=1e9+7; const int N=5e5+20; const int M=5e5; vector<int> e ,re ; vector<int> vs;//sort by finished time int n,m,vis ,scc ; void dfs(int u) { vis[u]=1; for(int i=0;i<e[u].size();i++) { int v=e[u][i]; if(!vis[v]) dfs(v); } vs.push_back(u);//vs[i] 第i个访问结束的定点 } void re_dfs(int u,int k) { vis[u]=1; scc[u]=k;//u属于第k个强联通分量 for(int i=0;i<re[u].size();i++) { int v=re[u][i]; if(!vis[v]) re_dfs(v,k); } } int SCC()//O(V+E) { memset(vis,0,sizeof(vis)); vs.clear(); for(int i=1;i<=n;i++) if(!vis[i]) dfs(i); memset(vis,0,sizeof(vis)); int k=0; for(int i=vs.size()-1;i>=0;i--) { if(!vis[vs[i]]) re_dfs(vs[i],++k); } return k; } int main() { while(cin>>n>>m) { for(int i=1;i<=n;i++) e[i].clear(),re[i].clear(); int u,v; while(m--) { scanf("%d%d",&u,&v); e[u].push_back(v); re[v].push_back(u); } int num=SCC(); int ans=0; for(int i=1;i<=n;i++) { if(scc[i]==num)//反向图中最后一个发现的scc ans++,u=i; } memset(vis,0,sizeof(vis)); re_dfs(u,0);//所有点都能到u 即在反向图中,从u出发能到达所有点 for(int i=1;i<=n;i++) { if(!vis[i]) { ans=0; break; } } cout<<ans<<endl; } return 0; }
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