Алгоритм
Дан связный неориентированный граф. Требуется найти все точки сочленения в нем.
| Теорема: |
Пусть [math]T[/math] — дерево обхода в глубину, [math]root[/math] — корень [math]T[/math]. Вершина [math]u \ne root[/math] — точка сочленения [math]\Leftrightarrow \exists v \in T[/math] — сын [math]u[/math] : из [math]v[/math] или любого потомка вершины [math]v[/math] нет обратного ребра в предка вершины [math]u[/math]. [math]root[/math] — точка сочленения [math]\Leftrightarrow root[/math] имеет хотя бы двух сыновей в дереве поиска в глубину. |
| Доказательство: |
| [math]\triangleright[/math] |
|
[math]\Leftarrow[/math]
- Удалим [math]u[/math] из [math]G[/math]. Докажем, что не существует пути из [math]v[/math] в любого предка вершины [math]u[/math]. Пусть это не так. Тогда [math]\exists x \in T[/math] — предок [math]u[/math] : [math]\exists[/math] путь из [math]v[/math] в [math]x[/math] в [math]G \backslash u[/math]. Пусть [math]w[/math] — предпоследняя вершина на этом пути, [math]w[/math] — потомок [math]v[/math]. [math](w, x)[/math] — не ребро дерева [math]T[/math](в силу единственности пути в дереве) [math]\Rightarrow (w, x)[/math] — обратное ребро, что противоречит условию.
- Пусть у [math]root[/math] хотя бы два сына. Тогда при удалении [math]root[/math] не существует пути между его поддеревьями, так как не существует перекрестных ребер [math]\Rightarrow root[/math] — точка сочленения.
[math]\Rightarrow[/math]
- Докажем что из отрицания второго утверждения следует отрицание первого. Обозначим через [math]G'[/math] граф, состоящий из вершин, не являющихся потомками [math]u[/math]. Удалим вершину [math]u[/math]. Очевидно, что граф [math]G'[/math] и все поддеревья вершины [math]u[/math] останутся связными, кроме того из каждого поддерева есть ребро в [math]G' \Rightarrow G \backslash u[/math] — связный [math]\Rightarrow u[/math] — не точка сочленения.
- Пусть [math]root[/math] — точка сочленения и у него есть только один сын. Тогда при удалении [math]root[/math] остается дерево с корнем в его сыне, содержащее все остальные вершины графа, то есть оставшийся граф связен — противоречие с тем, что [math]root[/math] — точка сочленения.
|
| [math]\triangleleft[/math] |
Пусть [math]tin[u][/math] — время входа поиска в глубину в вершину [math]u[/math]. Через [math]up[u][/math] обозначим минимум из времени захода в саму вершину [math]tin[u][/math], времен захода в каждую из вершин [math]p[/math], являющуюся концом некоторого обратного ребра [math](u,p)[/math], а также из всех значений [math]up[v][/math] для каждой вершины [math]v[/math], являющейся непосредственным сыном [math]u[/math] в дереве поиска.
Тогда из вершины [math]u[/math] или её потомка есть обратное ребро в её предка [math]\Leftrightarrow \exists[/math] такой сын [math]v[/math], что [math]up[v] \lt tin[u][/math].
Таким образом, если для текущей вершины [math]v \ne root [/math] существует непосредственный сын [math]v[/math]: [math]up[v] \ge tin[u][/math], то вершина [math]u[/math] является точкой сочленения, в противном случае она точкой сочленения не является.
Реализация
dfs([math]u[/math], [math]prev[/math])
Помечаем вершину [math]u[/math], как посещенную
[math]tin[u] \leftarrow up[u] \leftarrow time[/math]++
[math]count \leftarrow[/math] 0
for ([math]v[/math] : [math]uv[/math] из [math]E[/math])
if ([math]v[/math] родитель [math]u[/math])
Переходим к следующей итерации цикла
if ([math]v[/math] посещено) //[math]v[/math] — предок вершины [math]u[/math], [math]uv[/math] — обратное ребро
[math]up[u] \leftarrow min(up[u], tin[v])[/math]
else //[math]v[/math] — ребенок вершины [math]u[/math]
[math]count[/math]++
dfs([math]v, u[/math])
[math]up[u] \leftarrow min(up[u], up[v])[/math]
if ([math]up[v][/math] >= [math]tin[u][/math])
[math]answer[u] \leftarrow true[/math]
if ([math]u[/math] корень)
[math]answer[u] \leftarrow (count \gt 1)[/math]
main()
...
for ([math]root[/math] из [math]V[/math])
if ([math]root[/math] не посещен)
[math]time \leftarrow 0[/math]
dfs([math]root[/math], -1);
Время работы алгоритма совпадает с временем работы [math] dfs [/math].
Источники
Асанов М., Баранский В., Расин В. - Дискретная математика: Графы, матроиды, алгоритмы — Ижевск: ННЦ "Регулярная и хаотическая динамика", 2001, 288 стр.
