Двусвязные компоненты
Задан связный неориентированный граф 
.
является двусвязным, если он остается связным при выбрасывании любой его вершины с инцидентными ребрами.
содержит т очку сочленения 
, если для некоторой пары вершин 
и 
все пути из в проходят через .
Удаление точки сочленения (точки разрыва) разбивает граф, по крайней мере, на 2 несвязные части.
 |
На мн-ве ребер 
графа можно определить отношение эквивалентности: 
, если 
или оба ребра лежат в одном цикле.
Пусть 
– классы эквивалентности (
) и 
– соответствующие им множества вершин. Тогда 
– это двусвязные компоненты .
Лемма, определяющая двусвязные компоненты, точки сочленения и их свойства (Ахо):
1. Графы 
– двусвязные 
.
2. 
мн-во 
содержит не более одной вершины.
3. – точка сочленения 
для некоторых 
.
=> Точки сочленения разделяют двусвязные компоненты.
Лемма (Ахо). Пусть построено глубинное остовное дерево. Вершина будет точкой сочленения тогда и только тогда, когда выполняется одно из условий:
1. – корень и имеет более 1 сына (поддеревья связаны только через ).
2. – не корень и для некоторого его сына 
нет обратных ребер, соединяющих и\или ее потомков с предками .
 |
Пусть при поиске в глубину вершинам присвоена новая нумерация в порядке их обхода. Тогда, если – потомок , 
– обратное ребро и 
, то – предок .
Определим функцию «нижний» 
:
обратное ребро , где – потомок 
(или 
), а 
– предок (не отец при 
, т.к. – обратное ребро).
 |
(На рисунке значения 
– черные, 
– красные).
Значения функции 
нужно определять рекурсивно, вместе с поиском в глубину, как минимальное из 3 значений:
|
|
1. 
(начальное значение).
2. 
, где – сын .
3. 
, если 
обратное ребро 
.
Следствие последней леммы:
– не корень и точка сочленения 
, где 
– сын .
При поиске в глубину будем помещать все выделенные ребра (древесные и обратные) в стек и выталкивать оттуда мн-ва ребер, принадлежащих отдельным двусвязным компонентам. Для этого достаточно при рекурсивном подъеме находить древесные ребра 
, для которых 
: все ребра от и выше в стеке 
одной компоненте.
В программе ниже используются массивы:
Old[n] – старая или новая (непроверенная) вершина,
NV[n] – новый номер вершины,
Low[n] – значения функции,
Fath[n] – номера вершин-отцов.
Граф задан списками смежных вершин L[n].
Подготовка массивов, выделение корней глубинных остовных деревьев (для отдельных компонент связности), вызов рекурсивной функции поиска в глубину:
dcomp = 0; newnum = 0;
for (k = 0; k < n; k++) {
Old[k] = false; Fath[k] = -1;
}
for (k = 0; k < n; k++)
if (!Old[k]) search2(k);
Поиск в глубину с выделением двусвязных компонент:
void search2(int v) {
Old[v] = true; Low[v] = NV[v] = ++newnum;
for (w L[v])
if (Old[w] == 0) { // (v,w) - древесное
push(v, w); Fath[w] = v; search2(w);
if (Low[w]>=NV[v]) {dcomp++; //v – ТС
do rib=pop(); добавить(rib, dcomp);
while (rib!= (v,w));
} Low[v] = min(Low[v], Low[w]);
}
else if (NV[w]<NV[v] && w!=Fath[v]) { // обр
push(v,w); Low[v] = min(Low[w], NV[w]);
}
}
Трудоемкость данного алгоритма составляет 
.
Сильно связные компоненты
Задан ориентированный граф 
. Для него могут быть определены компоненты трех типов, в зависимости от условий связности произвольной пары вершин и 
, принадлежащих одной компоненте:
1. Слабо связные – из и существует маршрут, если все дуги 
заменить на ребра.
|
|
2. Односторонние – существует либо путь из 
в 
, либо из в , либо оба вместе.
3. Сильно связные – существуют пути из в и обратно (т.е. цикл, образованный дугами).
Слабо связные компоненты можно найти поиском в глубину на графе, в котором все дуги заменены ребрами.
Односторонние можно выделить с помощью построения и объединения глубинных остовных деревьев со всеми возможными корневыми вершинами.
На множестве вершин 
можно определить отношение эквивалентности: 
пути из в и обратно.
Пусть 
– классы эквивалентности, а 
– множества дуг, соединяющих вершины . Тогда 
– сильно связные компоненты .
1-й алгоритм выделения ССК (1 поиск в глубину, Ахо)
При поиске в глубину на орграфе образуются 4 типа дуг:
1. Древесные.
2. Прямые – от предков к потомкам (не древесные).
3. Обратные – от потомков к предкам.
4. Поперечные – соединяют вершины, не являющиеся предками и потомками друг друга.
(на рисунке: 1 – синие, 2 – зеленые, 3 – красные, 4 – розовые; цифры – номера вершин в порядке обхода в глубину).
 |
Лемма: если – поперечная дуга, то 
.
Док-во:
1. ведет в уже пройденную вершину , иначе эта дуга была бы древесной.
2. Если проверяется дуга 
, то поиск в глубину из вершины 
пока не закончен (необходимо проверить все возможные пути из ). Пусть была пройдена раньше, чем , т.е. 
. Это возможно только в том случае, когда лежит на некотором пути из (состоящем из древесных дуг), но тогда дуга – прямая.
Основная лемма об ССК (без док-ва, Ахо):
Пусть 
– ССК, а 
– глубинный остовный лес на 
. Тогда вершины вместе с дугами, входящими в 
, образуют дерево.
|
|
Следствие:
- любые вершины 
имеют общего предка;
- предок 
с минимальным номером, присвоенным при поиске, является корнем дерева (и однозначно определяет дерево).
Если перенумеровать в том порядке, в каком для 
заканчивается поиск в глубину (т.е., сначала 
, затем 
,…), то выполняется следующая
Лемма: 
граф состоит из вершин, являющихся потомками и не принадлежащих ни одному из 
.
Практическое следствие: при поиске в глубину будем помещать вершины в стек в порядке их обхода; при обнаружении корня 
какой-либо ССК вытолкнем из стека все вершины до включительно – все они принадлежат одной ССК.
Каждая вершина принадлежит только одной ССК, но могут существовать дуги, соединяющие вершины из разных ССК.
Рассмотрим ССК 
и 
, где выделяется раньше, чем 
.
 |
Варианты соединений:
1. обе дуги – 
и 
. Невозможен, т.к. в этом случае 
образуют одну ССК.
2. только дуга . Поиск для не закончится, пока не будут проверены все возможные пути из ее вершин, в том числе и включающие дугу . Поэтому 
не может быть выделена раньше, чем .
3. только дуга . Если по этой дуге мы впервые приходим в , то будет древесной дугой, а 
корнем дерева 
. В противном случае ССК уже выделена (ее вершины вытолкнуты из стека) и поперечную дугу 
вообще не нужно обрабатывать.
Пути, состоящие из древесных дуг, ведут от предков к потомкам в дереве.
Прямые дуги просто дублируют участки путей на дереве, поэтому их можно вообще не рассматривать.
Пути от потомков к предкам в дереве определяют обратные и, потенциально, поперечные дуги.
Пусть поперечная дуга , где 
– потомок 
или 
. Если обратная дуга 
, где 
– потомок 
или 
, а 
– предок 
, то вершины 
принадлежат одной ССК.
 |
Для каждой вершины нужно найти ее предка , достижимого из по путям, содержащим обратные и поперечные дуги, и имеющего минимальный номер 
– это корень ССК, содержащей .
Введем функцию «нижняя связь»
: 
поперечная или обратная дуга из или некоторого потомка в вершину 
, причем корень ССК, к-рая содержит , является предком .
Лемма:
явл-ся корнем ССК 
.
В приведенной ниже программе используется стек для выделения вершин ССК.
Значения 
вычисляются рекурсивно в массиве LCon.
Для того, чтобы не учитывать поперечные дуги, соединяющие разные ССК, исп-ся массив InS: InS[v] = 1, если v – в стеке.
Подготовка массивов, выделение корней глубинных остовных деревьев, вызов рекурсивной функции поиска в глубину:
sccomp = 0; newnum = 0;
for (k = 1; k <= n; k++) {
Old[k] = 0; InS[k] = 0;
}
for (k = 1; k <= n; k++)
if (Old[k] == 0) search_SCC(k);
Поиск в глубину с выделением ССК:
void search_SCC(int v) { Old[v]=1;
LCon[v]=NV[v]=++newnum; push(v); InS[v]=1;
for (w 
L[v])
if (Old[w] == 0) { // (v,w) - древесная
search_SCC(w);LCon[v]=min(LCon[v],LCon[w]);
}
else if (NV[w]<NV[v] && InS[w]==1) // О\П
LCon[v] = min(LCon[v], NV[w]);
if (LCon[v] == NV[v]) { sccomp++; //v–корень ССК
do x = pop(); InS[x] = 0;
сохранить_вершину(x, sccomp);
while (x!= v);
}
}
Трудоемкость данного алгоритма составляет 
.
Следующий рисунок иллюстрирует результаты работы алгоритма поиска в глубину с расчетом новых номеров NV и значений LCon (красные цифры).
При вычислении значений LCon не учитывались поперечные дуги, ведущие в вершины уже выделенных ССК (удаленные из стека).
2-й алгоритм выделения ССК (Кормен)
Данный алгоритм использует поиск в глубину дважды.
При 1-м поиске для каждой вершины вычисляется ее новый номер, но не в порядке прихода в нее (
), а в порядке завершения поиска (завершения проверки всех дуг, исходящих из данной вершины) – 
.
После этого исходный граф 
«транспонируется», т.е. в нем изменяется направление всех дуг. В результате получается граф 
: 
.
Далее проводится поиск в глубину на 
, причем вершины выбираются в порядке убывания значений , вычисленных при 1-м поиске. Полученные на данном шаге глубинные остовные деревья соответствуют сильно связным компонентам исходного графа 
.
Поиск в глубину с вычислением значений LV:
lastnum = 0; // тек. значение номера
for (k = 1; k <= n; k++) Old[k] = 0;
for (k = 1; k <= n; k++)
if (Old[k] == 0) search(k);
void search(int v) {
Old[v] = 1;
for (w 
L[v])
if (Old[w] == 0) search(w);
LV[v] = ++lastnum;
}
Иллюстрация работы предыдущего алгоритма (древесные дуги синие, для вершин указаны значения 
):
 |
Исходный порядок выбора вершин: 
.
Порядок первого прихода в вершину: 
.
Пусть 
– произвольная пара вершин 
. Очевидно, что 
достижима из на графе , тогда и только тогда, когда 
достижима из на . Поэтому графы и 
содержат одни и те же сильно связные компоненты (точнее, мн-ва вершин, образующих ССК).
При поиске в глубину все вершины одной ССК образуют одно дерево, т.е. имеют одного общего предка (основная лемма).
Дерево любой ССК является поддеревом некоторого глубинного дерева, и каждая вершина графа принадлежит какой-либо ССК. Поэтому корни глубинных деревьев являются также корнями ССК.
Выберем вершину с максимальным значением 
: 
.
– последняя вершина , в к-рой закончился поиск в глубину, следовательно, – это корень некоторого глубинного дерева (и корень некоторой ССК). Любая вершина этого дерева достижима из на графе .
Проведем поиск в глубину на «транспонированном» графе 
, начав с вершины . Очевидно, что будет корнем некоторого глубинного дерева со мн-вом вершин 
.
Любая вершина 
будет достижима из 
на , т.е. достижима из 
на исходном графе 
.
Предположим, что такая вершина 
, что 
недостижима из на .
Тогда и должны принадлежать разным глубинным деревьям 
и 
на графе .
является максимальным среди значений 
, следовательно, построение началось и закончилось раньше, чем .
Но построение не может закончиться, пока не проверены связи всех его вершин, а достижима из , т.е. должна принадлежать – противоречие.
Следовательно, все вершины 
достижимы из и наоборот, т.е. – это мн-во вершин одной ССК.
При поиске в глубину на 
будем помещать все пройденные вершины в стек и отмечать, как проверенные.
После выделения (проверки всех связей вершины 
) нужно вытолкнуть полученные вершины из стека и продолжить поиск в глубину, начиная с непроверенной вершины, имеющей максимальное значение 
. Очередное выделенное дерево будет содержать все вершины следующей ССК.
Таким образом, от графа будут последовательно «отщепляться» сильно связные компоненты.
Общая трудоемкость алгоритма составляет 
, если используются списки смежных вершин, или 
– для матрицы смежности.
Иллюстрация работы алгоритма поиска в глубину на графе 
. Вершины выбирались в порядке убывания значений : 
.
Выделено 3 ССК со мн-вами вершин: 
, 
, 
.