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前言：之前翻譯過一篇英文的關於割點的文章（英文原文、翻譯），但是自己還有一些不明白的地方，這裏就再次整理了一下。有興趣可以點我給的兩個鏈接。

割點的概念

在無向連通圖中，如果將其中一個點以及所有連接該點的邊去掉，圖就不再連通，那麽這個點就叫做割點（cut vertex / articulation point）。

例如，在下圖中，0、3是割點，因為將0和3中任意一個去掉之後，圖就不再連通。如果去掉0，則圖被分成1、2和3、4兩個連通分量；如果去掉3，則圖被分成0、1、2和4兩個連通分量。

怎麽求割點

直接DFS

最容易想到的方法就是依次刪除每個割點，然後DFS，但這種方法效率太低，這裏不做討論。

DFS樹

首先需要了解一些關於DFS樹（DFS tree）的概念。以下圖為例：

從點1開始搜索整個圖， 對於每個點相鄰的頂點，按照頂點編號從小到大搜索（也可以按其它順序）。因此上圖的搜索順序如下：

第1步，與1相鄰的點有{2, 4}，選2。

第2步，與2相鄰的點有{1, 3, 4}，1訪問過，選3。

第3步，與3相鄰的點有{2, 5}，2訪問過，選5。

第4步，與5相鄰的點有{3}，訪問過，退出。

退回第3步，與3相鄰的點有{2

退回第2步，與2相鄰的點有{1, 3, 4}，1、3訪問過，選4。

第5步，與4相鄰的點有{1, 2}，都訪問過，退出。

退回第2步，與2相鄰的點有{1, 3, 4}，都訪問過，退出。

退回第1步，與1相鄰的點有{2, 4}，都訪問過，退出。

至此，訪問結束。

把訪問頂點的路徑表示出來就是這樣的（訪問已訪問過的頂點時加上刪除線並不再訪問，end表示與某個頂點相鄰的頂點遍歷完畢，{}裏是與一個頂點相鄰的所有頂點）。

1 {2,4}
　　2 {1,3,4}
　　　　1
　　　　3 {2,5}
　　　　　　2
　　　　　　5 {3}
　　　　　　　　3

訪問路徑可以繪制成下圖（綠邊為訪問未訪問頂點時經過的邊，紅邊為訪問已訪問節點是經過的邊）：

我們把上圖稱為DFS搜索樹（DFS tree），上圖中的綠邊稱為樹邊（tree edge），紅邊稱為回邊（back edge）。通過回邊可以從一個點返回到之間訪問過的頂點。

你可能會有疑問，“訪問已訪問節點時所經過的邊叫回邊”，我們上面不是沒有訪問嗎？其實是有的，但是為方便就不寫了，而且遇到已訪問的邊（在後面的算法裏）只是簡單計算一下，不再繼續DFS了。

註意，在上圖中，如果與一個頂點相鄰A的頂點B是A的父節點，不表示出來，接下來的算法遇到這種情況也不計算。

Tarjan算法

可以使用Tarjan算法求割點（註意，還有一個求連通分量的算法也叫Tarjan算法，與此算法類似）。（Tarjan，全名Robert Tarjan，美國計算機科學家。）

首先選定一個根節點，從該根節點開始遍歷整個圖（使用DFS）。

對於根節點，判斷是不是割點很簡單——計算其子樹數量，如果有2棵即以上的子樹，就是割點。因為如果去掉這個點，這兩棵子樹就不能互相到達。

對於非根節點，判斷是不是割點就有些麻煩了。我們維護兩個數組dfn[]和low[]，dfn[u]表示頂點u第幾個被（首次）訪問，low[u]表示頂點u及其子樹中的點，通過非父子邊（回邊），能夠回溯到的最早的點（dfn最小）的dfn值（但不能通過連接u與其父節點的邊）。對於邊(u, v)，如果low[v]>=dfn[u]，即v即其子樹能夠（通過非父子邊）回溯到的最早的點，最早也只能是u，要到u前面就需要u的回邊或u的父子邊。也就是說這時如果把u去掉，u的回邊和父子邊都會消失，那麽v最早能夠回溯到的最早的點，已經到了u後面，無法到達u前面的頂點了，此時u就是割點。

但這裏也出現一個問題：怎麽計算low[u]。假設當前頂點為u，則默認low[u]=dfn[u]，即最早只能回溯到自身。有一條邊(u, v)，如果v未訪問過，繼續DFS，DFS完之後，low[u]為low[u]和low[v]中的最小值，即low[u]=min(low[u], low[v])；如果v訪問過（且u不是v的父親），就不需要繼續DFS了，一定有dfn[v]<dfn[u]，low[u]為low[u]和dfn[v]中的最小值，即low[u]=min(low[u], dfn[v])。（哎，好難啊~）

代碼

DFS

先回憶一下怎麽用DFS遍歷一個圖，代碼如下：

bool vis[N];

// 調用dfs()前需將整個vis[]設為false
void dfs(int u)
{
    vis[u] = true;
    for (int v: edgesOf(u))
    {
        if (!vis[v])
            dfs(v);
    }
}

Tarjan算法

首先假設u是根節點。如果u有兩棵以上的子樹，則u為割點。代碼：

int children = 0;
for (int v: edgesOf(u))
{
    if (!vis[v])
    {
        children++;
        dfs(v);   // 繼續DFS
    }
}
if (children >= 2)
    // u是割點

首先，“根節點有n棵子樹”這句話，是說這n棵子樹是獨立的，沒有根節點不能互相到達。因此n不一定等於與根節點相鄰的頂點數。因此加入了vis[v]為false的條件，因為如果(u, v1)和(u, v2)在一棵子樹裏，對v1進行DFS，一定能去到v2，vis[v2]就會為true，此時就不會children++了。

非根節點呢？按照前面的描述，代碼如下：

// 默認u不能回溯到任何前面的點
low[u] = dfn[u];
for (int v: edgesOf(u))
{
    // (u, v)為樹邊
    if (!vis[v])
    {
        // 設置v的父親為u
        parent[v] = u;
        // 繼續DFS，遍歷u的子樹
        dfs(v);
        // u子樹遍歷完畢，low[v]已求出，low[u]取最小值
        low[u] = min(low[u], low[v]);

        if (low[v] >= dfn[u])
            // u是割點
    }
    // (u, v)為回邊，且v不是u的父親
    else if (v != parent[u])
        low[u] = min(low[u], dfn[v]);
}

綜合起來，加上一些其它部分，Tarjan算法的代碼如下：

const int V = 50;    // 可以將V改成其它值
const int E = 50;    // 可以將E改成其它值
const int NIL = -1;  // 根節點的parent值

vector<int> e[E];    // e[u]為與u相鄰的所有頂點
int dfn[V], low[V], parent[V];
bool vis[V];

// 在其它函數中調用tarjan()前需將parent[u]設為NIL
void tarjan(int u)
{
    static int count = 0;
    int children = 0;

    count++;
    dfn[u] = low[u] = count;
    vis[u] = true;

    for (int v: e[u])
    {
        if (!vis[v])
        {
            children++;
            parent[v] = u;
            tarjan(v);
            low[u] = min(low[u], low[v]);
            if (parent[u] != NIL && low[u] >= dfn[v])
                cout << "AP: " << u << endl;
        }
        else if (v != parent[u])
            low[u] = min(low[u], dfn[v]);
    }
    if (parent[u] == NIL && children >= 2)
        cout << "AP: " << u << endl;
}

Todo

對算法的詳細理解

割點（Tarjan算法）