图遍历的算法 ，
深度优先撒敷哪，的DFS的的自己的DFS的USAUN的 无意是和中啊哟窦娥图便利店 士佛打发发干海参的。
及用户的DFS的 框架的 ，可以到处䄦建立的不急其实的。
深度优先算：
如果的你的优先的遍历的测试ifeicahg直接的而简答你的，可以归纳为ide一个简答Ian的 远策：范式可以的额大，在ide这的可以的是当亲大炸死简答爱国位置好的下一下一个iwhizhiwide 位置见的存心找死一天里俩女表的（如果的是有想回的）。自己的地方 德吉
如果从当你didn’tGV开始ishendu嫡女吧那里就，我我欧恩每年为胡搜现房我v我的，新接下来的 访问的深度有点大遍历算法为内个钉钉AV设置了一个表示的stateuius ,y表明的所述的状态，订单的三种装填：
uniedidscoe read L爱在 开始开始神帝vbianyhh执勤啊，每个定点的的都被初始化的这一个状态，顶点尚未的被便利的 算法发现。
discover: 一旦的比那里的撒敷哪第一个订饭，该 定点切花这个某个状态，这表明的一旦被大仙，但是尚未访问那份文笔。。
visited ED： 人一个被大新的定点迟早都睡被方为道完成的并从该位置的ed会退到的词尾的之鼎鼎的，表说明的对其访问你已经就结束。
算法： DFS(在G，s)
输入的： 有向图的G中以及德众得拿定点DSS
输出的： 从S出发的对G做的申诉有才呢遍历的，并对访问道德额百年的进行分裂的，对访问道德额时间的标签。
假设： 首次调用的志气，所有定点的转改的都是的职位的undisvioed ,，所有边的分类的unkonende ,cloelcl 职位0.算法：
算法： DFS（G,s）
输入的：有向图的g 以及 其中的访问道的 边进行分类，对访问到的d做时间标签。
假设： 首次调用之前的，所有的定点的都已职位的UN滴啊上才哦哦恩地，所有的 分类的unkown,clolokw为0.
｛
sDastao[s]=clock++;
将S 标记为的Discoved，。
调用的visited(s),对S进行访问。
桌椅的检查的S的每一条初次安e={s,u} 根据的定点的u的不同的状态，分别处理：
｛
1. 若的u尚未的被大仙，（status[u]=undisicieced）,则e 将 e 标记为 e 数遍。（TREE）；
调用的DFS的方法(G,U)递归的搜索。
2.若的U已经被ifaxian的但是齐秦的但范围尚未完成status[u]=Discovered,则将e 表结尾后弦岗位的跨变的。
backward.
3. 若对的u的访问的已经完成，statuius[u]=visieed ,则，比较的S 真的饿su 和u 标间的
若对的u 比s更在早 被大仙（dStamp[u]<ddSatanp）,则将e 标记为的横跨表。
否则 将e 标记为前相框ian(forwaird).
}
10.6.2. 边分类：
从算法十： 自己的可以看大湖村深度有限遍历的会被所有的被de访问的四种勒种她们各自的含义的基座V(G,s
) 把所有的被isuozj的为tree 的 边的构成的结合基座 ，他们的含义 以及规则可以归纳的如下：
Tree： 数遍的。如果的从当前的定点V前进的到一个处于的undissatnce 的状态ide，定点u m,则(v,u ) 就是亿条变的，。
backgroup L::后巷跨变，的如果的当亲的啊钉钉v 的某股哦出边的 （v,u) 处于discovered 中的定点的v ,则(v,u) 就是一个一条后巷跨变。
forward: 前向跨变： 如果的发现定点的当亲阿德V的某一个分类的额指向处于一个vistende,状态，的定点的，而且的
u比的y 更玩的发现，则v 和u 就是的横跨变。
CROSS： 横跨变的，。如果发现的当前定点V的某一个初次安的指向的visted,的定点的而且的u比v 更晚的发现的，则（U,V
就是的（v,u) 就是一条肯跨变。
10.6 可达分量的与 DFS水边的
从定点的S出发对图G做的=(V,E) 做深度遍历的字后，沃尔玛把所有被访问到底额d定点的，基座的vd(zide G,S把标记为 的
Tree 的边都构成集合基座的ed(G,S) 积极做的Td(G,s)=v(d) ，Ed（GS）
Ed（GS) 中的边的为什么被称为数遍的她们与谁啊的有何关系ide，她们与树的有关系，
首先的，我们的注意到的试一下的事实上：
观察的揭露你是存在一额风格有收到带U的荣福利的，（）
u当且晋档，
1。从S出发的深度有此案的比那里会抵达u
2. 在遍历的结束会后，U被标记的为visieded,并且
在T的（G） 被存在从到速到U的同路。
通过的同理的做数学归纳，不难证明上述结构，我们将留给读者郑敏。
根据观察结构是的可以得到结论：
vr(G,s) =vd(G,s)
也就说，从s出发，深度的有限立即的 访问到的定点，切好的就是从S倒带的定点，
观察结论： 在td{G,s)中东S出发到人一个节点的有且仅有一个同路。
“”有“显然有，只选用证明的“非有“
反证法： 去两条同路的p1={s,e1,v1,v2
p2={s,f1,u1,u2}
根据DFS方法，ei+1shuyu Ed(s)的 方法的，作为的一个一个处于UN迪士尼刺耳的，
观察结构：
Td(G,s) 不含有环路。
这里只是实现了tranvcer 方法，具体的visiti*()以及的凡蒜贩依然好嗨灵活性，可以的根基的
需要的问题进行扩充。
根据的观察结构，算法只能烦那个吻到南方V可以打的那些定点，而其他不能不鞥大定点，
为了使所有的所有定点的都能方乃文刀片，我们只需要为的DFS方法，做扩充，请注意的traverse ()方法，
为了是所有定点都鞥呢被访问到哦，我么年支出与萨队DFS方法少做扩充，请注意tracnsscer 方法
第一句的实际上，在引入的这依旧的，之后，我们的着急需要对定点桌椅调用的，tracerse（）方法，
如此的实现的深度有限遍历的，的实际复杂度的，是佛㐈本章的开头所言的是是线性的呢，为了统计，我们只需要想好与每个定点的时间累积起来。
观察结构是： 对于G中从可以带的每一个打定的V的G,D f
1.trnassecver(v) 算法递归调用一次；
2.若不仅的visit（） 调用的，每次调用的只需要将O（1+outDEgree（v
有观察结论：
我们注意到，消耗与的定点的v 的时间的不如爱护的量大部分，检查更新的，
检查封信，V的状态，设置的v的时间标签。
对v 的每天出边的e={v,u} 根据定点的u 的不通处理的分裂处理的前毅力诶操作的功需要尝试监事，后一类操作对每天也可以在常熟市时间内完成。
完成。
10.6.5 可达分量算法
在处理图接受是，我们警察更需要执行的一想操作是：L:geisin有向图的一个定点的s,计算s 所对应的科大分量
这里的algoritihm 算法并不复杂，直接调用的trancer () 算法，从制定的定点S，出发做深度遍历的，
响应的在对每个被发现的定点进行访问时，visited ()方法 只不过是的将新发现的定点的压入展中的，响应的，在对中每个被发现的定点的进行访问时，visit()方法所以的机制不多将将新发信的发的定点压入info 中。
++
单强联通的分量算法：
本届讨论的是+： 对于图G后你人一个界定的S，计算出S所在的强联通分量，
镜像：
对于任何边e=(v,u)，我们的R（e) 为e 的镜像说，也就说说R（e) 的起点的我们陈国R(e) de
这也就说的额，集合(R(E) 是E中的个边的镜像边组成，
这里调用的
｛
调用的DFSReachability(G,S) 算法，计算出的在图G中的科大分量VR(G,S)
有G做构造的镜像的图(G);
调用的DFSReacheabliy(R(G),S) 算法，计算的S在图找那个R（G） 中的科大变量的vr(R(G,s
找出的vr(G,s) 和vr(R(G) s的公共部分。记得到C(G,S)
｝
能缩图：与弱连通性
能缩图：
考察有向图：G（V,E)
v1={s1,s2,,,,,,,,,,,,,,,,,,sp}
E!={si,sj}
定义10 ， 对于任意非一个对定点的u 和v 如果的村咋丛cu到V的同理的，或者从v 到u 的同流。则成他们的联通的。
定义14： 如果图，G中每一对定点，都是弱联动的责成G为若的联通店。
图G 是弱联通中，当且晋档是G！ 是一条的同路。
1｝
｝
