随笔分类 - 图论—tarjan
摘要：首先最直观的，列一排是罪犯一排不是罪犯，对于一个条件u说v（0是1否）f罪犯，如果u不是，那么vf罪犯；如果u是，枚举他说谎的一条wg罪犯，令w(g^1)罪犯连其他条的vf 但是这样有个电度数方，会炸 考虑前缀和优化建图，在原来两排下面再接上两排表示这个人说这条以及这条之前没有/有说过谎，pr[u]
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摘要：圆方树不仅能解决仙人掌问题（虽然我仙人掌问题也没用过圆方树都是瞎搞过去的），还可以解决一般图的问题 一般图问题在于缩完环不是一棵树，所以就缩点双（包括双向边） 每个方点存他所在点双内除根以外的点的最小权值，这样的好处是更新原点的时候不用更新它一圈的方点，只更新父亲即可 树剖维护，然后查的时候如果lc
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摘要：本来想先求出点双再一个一个处理结果写了很长发现太麻烦 设f[u]为u点向下的最长链 就是再tarjan的过程中，先照常处理，用最长儿子链和次长儿子链更新按ans，然后处理以这个点为根的环，也就是这个点是dfs第一次到这个环访问到的点 环用来更新ans的是儿子链+到根的一段，这个直接for一边就行，还
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摘要：振り返り方、教えて頂戴よ
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摘要：举手招云入怀袖 南岳既立我则来游
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摘要：ねえ、あいをさけぶのなら
あたしはここにいるよ
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摘要：梧桐顶凤有尖爪利吻而不施
冲碧霄一鸣则群禽皆飞至
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摘要：あなたと迎えたい明日のために
涙を隠しては
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摘要：Generals order their soldiers to kill
And to fight for a cause they've long ago forgotten
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摘要：没看太懂题意orz 最优的是tarjan缩点之后问入度为0的点，因为问这个点可以知道整个块的情况 答案是这ans个入度为0的点都不是杀手的概率\\( \frac{n ans}{n} \\) 但是有特殊情况就是size为1的单独scc，这是ans ，因为其他点确定之后这个点就确定了 cpp inclu
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摘要：先tarjan缩成DAG，然后答案就变成了最长链，dp的同时计数即可 就是题面太唬人了，没反应过来
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摘要：先tarjan找割点和点双连通分量，然后对一个点双，如果没有割点，那么需要建立两个出口（割掉一个另一个备用）；如果只有一个割点，出口可以设立在任意一个非割点的地方；如果有两个及以上个割点，就不用建出口（可以直接到达其他联通块） cpp include include include using na
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摘要：一眼最大权闭合子图，然后开始构图，画了画之后发现~~我其实是个智障~~网络流满足不了m，于是发现正确的打开方式应该是一眼树上dp 然后仔细看了看性质，发现把依赖关系建成图之后是个奇环森林，这个显然不能直接dp 发现这个环要选的话只能选整个环，所以tarjan缩一下点，然后再跑树上背包就行了 cpp
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摘要：首先转换图论模型，把某个客户一个终端的维修时间(+1)%h之后和另一个终端维修时间一样，这样的两个终端连一条有向边，表示推后一个终端就必须推后另一个 然后tarjan缩点，一个scc里的终端是要一起推迟的，scc内点数为新图点权 根据贪心的思想，在缩完点的DAG里，一定是出度为0的点能获得更小的值，
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摘要：首先认识一下01邻接矩阵k次幂的意义：经过k条边(x,y)之间的路径条数 所以可以把矩阵当成邻接矩阵，全是 0的话意味着两两之间都能相连，也就是整个都要在一个强连通分量里，所以直接tarjan染色，如果只有一个色块的话就是YES否则都是NO（其实应该能更简单一些，不过tarjan比较顺手） 还有就是
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摘要：几乎是板子，求有几个size 1的scc 直接tarjan即可 cpp include include include using namespace std; const int N=10005; int n,m,h[N],cnt,ans,tmp,dfn[N],low[N],s[N],top; b
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摘要：首先来分析一下，这是一张无向图，要求没有两条路联通的点对个数 有两条路连通，无向图，也就是说，问题转化为不在一个点双连通分量里的点对个数 tarjan即可，和求scc还不太一样…… cpp include include using namespace std; const int N=5005;
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