乙個神奇的演算法，求最大連通分量用o（n）的時間複雜度，真實令人不可思議。
廢話少說，先上題目
題目描述：
給出乙個有向圖g，求g連通分量的個數和最大連通分量。
輸入：n,m，表示g有n個點，m條邊
下面m行每行包含 x，y，表示有一條x到y的有向邊
輸出：第乙個數表示連通分量的個數，第二個數代表最大連通分量
輸入示例（如下圖）
681輸入示例2142
3253
6455156
4很多人會想到dfs，但是時間複雜度為o（n^2），但是時間容易超限，所以我們要用到tarjan3
先理清一下概念：
連通分量：對於圖g來的乙個子圖中，任意兩個點都可以彼此到達，這個子圖就被稱為圖g的連通分量（乙個點就是最小的連通分量）
最大連通分量：對於圖g的乙個子圖，這個子圖為圖g的連通分量，且是圖g所有連通分量中包含節點數最多的那個，即為g的最大聯通分量
時間戳：搜尋時第幾個搜尋到這個點。如搜尋順序是1->2->3->6則6的時間截為4
下面就是tarjan的思路（第一次看不懂可以跳過，直接看詳細步驟，回來再看）：
每個點都有兩個引數：low，dfn。dfn表示這個點的時間戳，而low代表這個點所能到達的最小的時間戳，開始low都等於dfn，但會經過不斷更新而減少。
從1節點進行深度優先搜尋，途中用樹（乙個轉化為棧的樹）維護。
當遇到乙個點時，有如下判斷：
1、如果這個點沒有訪問過，就將這個點加入樹（棧）
2、如果這個點訪問過，且在樹（棧）裡，與這個點的low比較，更新自己的low
返回時更新low
當乙個點遍歷所有的邊後這個點的low還是等於dfn，將個點及以上出棧，這個點及棧以上的點構成乙個連通分量。
來一點chinese++（就是偽**）
void tarjan(int詳細過程：當前點)
如果目標點被訪問過
}如果當前點的low==dfn
}
開啟黑暗之門
開始，從1節點開始，時間截和low都是1，將1入棧
走到2節點，2的時間戳dfn和low都是2,2入棧
以此類推，將3、6入棧，時間戳分別為3、4
此時，發現6節點遍歷了其所有出邊（本來就沒有）以後，它的low等於dfn，這就說明了6號節點沒有路徑能回到能到達它的節點，所以6就是乙個單獨的連通分量，因此將6出棧，再回溯，此時在棧中比6（含）高的點都出棧，這些點構成乙個連通分量（因為此時比6在棧頂，所以6是乙個單獨的連通分量）ans++
和剛才一樣，3節點的所有出邊已經遍歷一般，但low還是和dfn相等，所以3出棧，因為此時3在棧頂，所以3是乙個單獨的連通分量。ans++
再次遍歷從2遍歷到5，將5入棧，並且low和dfn都為5。
stack：1,2,5
然後5搜尋到6，但是6不在棧裡面，所以不管它
這是搜尋到了1，發現1的時間戳1小於5的low，所以將5的low更新為1,。這時發現5沒有其他邊可以走了，所以返回
返回到2時，發現5的low比2的low小，所以更新2的low為1，繼續返回到1
再從1走到4，4的時間戳和low為6，將4入棧
stack：1,2,5,4
從4走到5，發現5在棧中，且5的low比4的low小，所以4的low變成1，因為沒有邊再返回到1
此時，1的所有邊都走完啦，並且1的low等於dfn，所以把1及以上的節點出棧，構成連通分量，ans++
繼續列舉每乙個點，如果這個點的時間戳為0（也就是沒有訪問過）tarjan(i);
現在貼上**，但是沒有完，我會對原理做詳細解釋：
void tarjan(int演員表：u)
else
if(vis[to[e]])
low[u]=min(low[u],dfn[to[e]]);
}if(low[u]==dfn[u])
vis[u]=0
; s.pop();
ans++;}}
in:時間戳下標
dfn[i]:i節點的時間戳
low[i]:i所能到達的最小的時間戳
head[i],next[i],to[i]:鄰接表群演
vis[i]:i是否在棧裡
s：棧ans:計數
u：當前點
原理詳解：
1、其實雖說整個過程都在用棧維護，但是原理卻是一顆樹，比如當搜尋到1、2、3、6時，樹是這樣的
你想象成樹就好，當我們確定6為乙個單獨的連通分量的時候，把它咔嚓掉。現在6及以下的節點（這次沒有）成為一顆新的樹。
然後再用霜之哀傷砍掉3，3及以下節點（也是沒有）又變成了乙個新的樹。
然後我們搜尋到5，將5加入樹
然後再從1搜尋到4，加入樹
然後返回到1，拔出1節點的霜之哀傷與耐奧祖融合，成為新的巫妖王。
這就是tarjan的關於連通分量個數的應用了，後續會帶來割點割邊。
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