割点原理及封装好的割点类

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本分析针对：连通无向图G。

搜索树

节点的父子关系：任意节点的邻接节点除了已处理节点，都是它的子节点。以任意一点为根开始DFS，计算所有节点的父子关系。只保留个子节点到父节点形成边，形成的树是搜索树。搜索树上的边是树边，非树边是回边。
节点级别，根节点级别0，它的子节点级别1,它的孙节点级别2。
cur子树：搜索树中，以cur为根的子树。
cur子图：dfs(cur) ，依次dfs(next各子节点)。整个dfs过程，所有cur $\rightarrow$ next 形成的边组成的子图简称cur子树。dfs(next)前，如果next已编号（分配时间戳、访问、处理），则不是子节点。

时间戳

计算搜索树上时，各节点的时间顺序，我的习惯是从0开始。伪代码如下：
m_iTime=0
DFS( cur)
{
cur的时间戳是m_iTime++。
for(next: cur的未编号邻接点)
{
dfs(next)
}
}

若干性质

性质一：搜索树上的两点连通，则对应的图一定连通。因为：搜索树有的边，对应的图都有。
性质二：搜索树上，假定一个节点n1有m个子节点，则删除n1和相关边后，有1+m个连通区域。各子节点各一个连通区域，其它节点一个连通区域（简称根子树）。根据性质一，对应的图最多1+m个连通区域。
性质三：dfs(c1)前，c1到c10的某条路径全部是未访问节点，则dfs(c1)时一定会访问c10。
令在这条路径上：c1的后继点是c2,c2是c3,c3是c4 $\cdots$
第一次处理c1时，c1处理完c2的哥哥节点后，如果c2未处理，则处理c2，故c2一定会被处理。
第一次处理c2时，c2处理完c3的哥哥节点后，如果c3未处理，则处理c3，故c3一定会被处理。
$\vdots$
性质四：从两个兄弟子树c1,c2的各选择一个节点c11和c21，他们在原图中，要么不连通；要么任何从c11开始到c21结束的路径一定包括他们的某个公共祖先节点。换种说法：c11和c21如果连通，一定经过他们的公共祖先。
性质四1:令两个兄弟子树的父亲节点是搜索树的根（级别0)，假定存在若干组兄弟子树不符合性质四，不失一般性，假定c1这些组子树中最年长，即c1和它的哥哥子树不连通，删除它所有的哥哥子树。因为c1和c11存在不过经过根节点的路径，c11和c21存在不经过根节点的路径，故c1到c21存在不经过根节点的路径。由于c1是最年长的哥哥节点，故dfs(c1)之前，只有根节点已处理，故c1到c21是全部未处理的路径，根据性质三，dfs(c1)是会处理c21，故c21和c1是一棵子树。与假设矛盾。
性质四2：如果某节点cur级别小于等于leve，符合性质四。则级别为leve+1的节点也符合性质四。
如果c11到c21的某条路径经过cur子树以外的节点c31，则必定经过c31和cur的公共祖先，必定是c11和c21的公共祖先，符合性质四。
如果不经过cur子树以外的节点，则删除cur子树外的所有节点。问题就变成性质四1。

判断割点

在一个无向图中，如果删除一个节点（顶点）及相关联的边后，图的连通区域（分量）增加。则此节点是割点。

性质五
dfs(cur) 返回本次dfs直接或间接dfs各节点的时间戳最小值。dfs(cur) 是节点类型(以cur等于6为例），节点类型：
一，cur的祖先节点，部分访问，紫色显示。
二，cur的祖先节点的哥哥子树，访问完成，红色显示。
三，cur的祖先节点的弟弟子树，没有开始访问，蓝色显示。
在这里插入图片描述
排除next已经访问，DFS的返回值，分如下几种情况：
一，只访问了本子树，如DFS(3) ，等于time[next]。必定和根子树不连通。
二，只访问了本子树，本子树和cur有两个或以上条边相连，如6和12都和2相连。返回值time[cur]。必定和根子树不连通。
三，访问了紫,dfs(next)是这些点和cur的最早公共祖先的最小时间戳。如果返回值是time[cur]，则说明next子树和cur子树外的节点全部通过cur，删除cur后，无法和根子树连通。如果小于time[cur]则表示和根子树连通。
四，根据性质四，访问红蓝节点必定经过紫点，而紫点都已经访问，故在访问到红蓝点之前DFS会结束。
推论：以绿点为起点的边，终点要么是绿点，要么是紫点。即要么是树边，回边（非树边）一定指向它祖宗。

性质六：
假设存在不经过cur，存在从next到某个pub的路径，则一定可以FDS到。如果此路径经过多个pub ，删除第一pub后面的边。因为：因为dfs一个和dfs多个pub的结果一样。假设不经过cur，性质五证明不经过红色蓝色，pub只有一个且在最后，其它节点都是绿点。根据性质三，最后一个绿点一定会访问，访问的时候一定会dfs到此pub。

判断割点的代码

时间复杂度O(n)+O(m)。n是顶点数，m是边数。每个顶点只会dfs一次，每次dfs会循环所有临接点。
【分类讨论】【割点】1568. 使陆地分离的最少天数
如果有多个连通区域，同一个连通区域的时间戳是连续的，故用m_vRegionFirstTime 记录每个连通区域的最小时间戳。m_vCutNewRegion[c]如果存在[left,r) 表示割掉c后，时间戳[left,r)的节点会形成新区域
m_vNodeToTime 各节点的时间戳。

//割点
class CCutPoint
{
public:
	CCutPoint(const vector<vector<int>>& vNeiB) : m_iSize(vNeiB.size())
	{
		m_vNodeToTime.assign(m_iSize, -1);
		m_vCutNewRegion.resize(m_iSize);
		for (int i = 0; i < m_iSize; i++)
		{
			if (-1 == m_vNodeToTime[i])
			{
				m_vRegionFirstTime.emplace_back(m_iTime);
				dfs(vNeiB, i, -1);
			}
		}	
	}
	int dfs(const vector<vector<int>>& vNeiB,const int cur, const int parent)
	{
		int iMinTime = m_vNodeToTime[cur] = m_iTime++;
		int iRegionCount = (-1 != parent);//根连通区域数量
		for (const auto& next : vNeiB[cur])		{
			if (-1  != m_vNodeToTime[next])			{
				iMinTime = min(iMinTime, m_vNodeToTime[next]);
				continue;
			}
			const int childMinTime = dfs(vNeiB, next, cur);
			iMinTime = min(iMinTime, childMinTime);
			if (childMinTime >= m_vNodeToTime[cur])			{
				iRegionCount++;
				m_vCutNewRegion[cur].emplace_back(m_vNodeToTime[next], m_iTime);
			}
		}
		if (iRegionCount < 2)
		{
			m_vCutNewRegion[cur].clear();
		}
		return iMinTime;
	}
	const int m_iSize;
	const vector<int>& Time()const { return m_vNodeToTime; }//各节点的时间戳
	const vector<int>& RegionFirstTime()const { return m_vRegionFirstTime; }//各连通区域的最小时间戳
	vector<bool> Cut()const { 
		vector<bool> ret;
		for (int i = 0; i < m_iSize; i++)
		{
			ret.emplace_back(m_vCutNewRegion[i].size());
		}
		return ret; }//是否是割点
protected:
	vector<int> m_vNodeToTime;
	vector<int> m_vRegionFirstTime;
	vector < vector<pair<int, int>>> m_vCutNewRegion; //m_vCutNewRegion[c]如果存在[left,r) 表示割掉c后，时间戳[left,r)的节点会形成新区域
	int m_iTime = 0;
};

判断割点后，两点是否连通

增加函数判断割点后，两个点是否连通，每次调用时间复杂度O(logn)，内部用到了二分查找。
【广度优先搜索】【网格】【割点】1263. 推箱子
获取：指定割点将所在连通区域，分割成若干个子连通区域。时间复杂度：O(n)。
【树上倍增】【割点】【换根法】3067. 在带权树网络中统计可连接服务器对数目

代码

class CCutPoint
{
public:
	CCutPoint(const vector<vector<int>>& vNeiB) : m_iSize(vNeiB.size())
	{
		m_vNodeToTime.assign(m_iSize, -1);
		m_vCutNewRegion.resize(m_iSize);
		for (int i = 0; i < m_iSize; i++)
		{
			if (-1 == m_vNodeToTime[i])
			{
				m_vRegionFirstTime.emplace_back(m_iTime);
				dfs(vNeiB, i, -1);
			}
		}	
	}
	int dfs(const vector<vector<int>>& vNeiB,const int cur, const int parent)
	{
		int iMinTime = m_vNodeToTime[cur] = m_iTime++;
		int iRegionCount = (-1 != parent);//根连通区域数量
		for (const auto& next : vNeiB[cur])		{
			if (-1  != m_vNodeToTime[next])			{
				iMinTime = min(iMinTime, m_vNodeToTime[next]);
				continue;
			}
			const int childMinTime = dfs(vNeiB, next, cur);
			iMinTime = min(iMinTime, childMinTime);
			if (childMinTime >= m_vNodeToTime[cur])			{
				iRegionCount++;
				m_vCutNewRegion[cur].emplace_back(m_vNodeToTime[next], m_iTime);
			}
		}
		if (iRegionCount < 2)
		{
			m_vCutNewRegion[cur].clear();
		}
		return iMinTime;
	}
	const int m_iSize;
	const vector<int>& Time()const { return m_vNodeToTime; }//各节点的时间戳
	const vector<int>& RegionFirstTime()const { return m_vRegionFirstTime; }//各连通区域的最小时间戳
	vector<bool> Cut()const { 
		vector<bool> ret;
		for (int i = 0; i < m_iSize; i++)
		{
			ret.emplace_back(m_vCutNewRegion[i].size());
		}
		return ret; }//
	const vector < vector<pair<int, int>>>& NewRegion()const { return m_vCutNewRegion; };
protected:
	vector<int> m_vNodeToTime;
	vector<int> m_vRegionFirstTime;
	vector < vector<pair<int, int>>> m_vCutNewRegion; //m_vCutNewRegion[c]如果存在[left,r) 表示割掉c后，时间戳[left,r)的节点会形成新区域
	int m_iTime = 0;
};

class CConnectAfterCutPoint 
{
public:
	CConnectAfterCutPoint(const vector<vector<int>>& vNeiB) :m_ct(vNeiB)
	{
		m_vTimeToNode.resize(m_ct.m_iSize);
		m_vNodeToRegion.resize(m_ct.m_iSize);
		for (int iNode = 0; iNode < m_ct.m_iSize; iNode++)
		{
			m_vTimeToNode[m_ct.Time()[iNode]] = iNode;
		}
		for (int iTime = 0,iRegion= 0; iTime < m_ct.m_iSize; iTime++)
		{
			if ((iRegion < m_ct.RegionFirstTime().size()) && (m_ct.RegionFirstTime()[iRegion] == iTime))
			{
				iRegion++;
			}
			m_vNodeToRegion[m_vTimeToNode[iTime]] = (iRegion - 1);
		}
	}
	bool Connect(int src, int dest, int iCut)const
	{
		if (m_vNodeToRegion[src] != m_vNodeToRegion[dest])
		{
			return false;//不在一个连通区域
		}
		if (0 == m_ct.NewRegion()[iCut].size())
		{//不是割点
			return true;
		}
		const int r1 = GetCutRegion(iCut, src);
		const int r2 = GetCutRegion(iCut, dest);
		return r1 == r2;
	}
	vector<vector<int>> GetSubRegionOfCut(const int iCut)const
	{//删除iCut及和它相连的边后，iCut所在的区域会分成几个区域：父节点一个区域、各子节点		一个区域
			//父节点所在区域可能为空，如果iCut所在的连通区域只有一个节点，则返回一个没有节点的			区域。
		const auto& v = m_ct.NewRegion()[iCut];
		vector<int> vParen;
		const int iRegion = m_vNodeToRegion[iCut];
		const int iEndTime = (iRegion + 1 == m_ct.RegionFirstTime().size()) ? m_ct.m_iSize : m_ct.RegionFirstTime()[iRegion+1];
		vector<vector<int>> vRet;	
		for (int iTime = m_ct.RegionFirstTime()[iRegion],j=-1; iTime < iEndTime; iTime++)
		{
			if (iCut == m_vTimeToNode[iTime])
			{
				continue;
			}
			if ((j + 1 < v.size()) && (v[j + 1].first == iTime))
			{
				j++;
				vRet.emplace_back();
			}
			const int iNode = m_vTimeToNode[iTime];
			if ((-1 != j ) && (iTime >= v[j].first) && (iTime < v[j].second))
			{
				vRet.back().emplace_back(iNode);
			}
			else
			{
				vParen.emplace_back(iNode);
			}			
		}
		vRet.emplace_back();
		vRet.back().swap(vParen);
		return vRet;
	}	
protected:
	int GetCutRegion(int iCut, int iNode)const
	{
		const auto& v = m_ct.NewRegion()[iCut];
		auto it = std::upper_bound(v.begin(), v.end(), m_ct.Time()[iNode], [](int time, const std::pair<int, int>& pr) {return  time < pr.first; });
		if (v.begin() == it)
		{
			return v.size();
		}
		--it;
		return (it->second > m_ct.Time()[iNode]) ? (it - v.begin()) : v.size();
	}
	vector<int> m_vTimeToNode;
	vector<int> m_vNodeToRegion;//各节点所在区域
	const CCutPoint m_ct;
};

扩展阅读

视频课程

有效学习：明确的目标及时的反馈拉伸区（难度合适），可以先学简单的课程，请移步CSDN学院，听白银讲师（也就是鄙人）的讲解。
https://edu.csdn.net/course/detail/38771

如何你想快

速形成战斗了，为老板分忧，请学习C#入职培训、C++入职培训等课程
https://edu.csdn.net/lecturer/6176

我想对大家说的话
闻缺陷则喜是一个美好的愿望，早发现问题，早修改问题，给老板节约钱。
子墨子言之：事无终始，无务多业。也就是我们常说的专业的人做专业的事。
如果程序是一条龙，那算法就是他的是睛