定义与声明

一个有向图 $G$。给定一个起点 $s$，假设 $s$ 能到达所有点。

若去掉某个点 $i$ 后，$s$ 无法到达 $j$，则称 $i$ 为 $j$ 的支配点。

显然支配点存在传递关系。

以 $s$ 为根，使得对于任意节点 $i$，其树上祖先均为 $i$ 的支配点，这样的树称之为支配树。（有的人叫做灭绝树）

任一有向图都存在支配树，前提是满足 $s$ 能到达所有点。

支配树不一定是图 $G$ 的树形图，即树上有些边不存在于图 $G$ 中。

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• $\text{dfs}$ 树。

对图 $G$ 建 $\text{dfs}$ 树。每个点有一个 $\text{dfn}$ 序，即 $\text{dfs}$ 的时间戳。

$\text{dfs}$ 树中的边称为树边，除此之外的原图中的边称为非树边。

非树边又分为前向边，返祖边，横叉边。前向边是 $\text{dfn}$ 序小的连向大的，返祖边和横叉边则相反。

• 最近支配点 $\text{idom}$。

点 $i$ 的支配点中 $\text{dfn}$ 序最大的点，即支配树上 $i$ 的父亲。

注意：支配树上的父亲不一定就是 $\text{dfs}$ 树上的父亲。

显然，除 $s$ 以外的所有点均有唯一的 $\text{idom}$。

• 半支配点 $\text{sdom}$。

点 $v$ 的半支配点 $u$ 是满足『 $G$ 中存在一条从点 $u$ 到点 $v$ 的路径，且路径上经过点的 $\text{dfn}>\text{dfn}[v]$（不包含 $u,v$）』的$\text{dfn}$ 最小的点。

即 $u$ 只走非树边能到达 $v$ 的 $\text{dfn}$ 最小的 $u$。

特别的，如果 $u$ 有一条边直接连向 $v$，则也是 $\text{sdom}(v)$ 的候选点，这相当于路径上没有其他点。

$u\to v:u$ 存在一条直接连向 $v$ 的边。

$u\widehat{⇝}v:$ 存在一条由树边组成的 $u$ 到 $v$ 的路径，且 $u\ne v$。

$u\ddot{⇝}v:$ 存在一条由树边组成的 $u$ 到 $v$ 的路径，允许 $u=v$。

注意：下面引理和定理的树均指 $\text{dfs}$ 树，而非支配树。树边/非树边也是在 $\text{dfs}$ 树的基础上定义的。

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引理与定理

• 引理Ⅰ：${\forall }_{i\ne s}$ 有 $\text{idom}(i)\widehat{⇝}i$。$\text{idom}(i)$ 一定是 $\text{dfs}$ 树上 $i$ 的某个祖先点。

  显然。如果不是，那么去掉 $\text{idom(i)}$ 后，$s$ 可以通过走树边访问到 $i$。这就不满足『支配 』的定义了。

• 引理Ⅱ：${\forall }_{i\ne s}$ 有 $\text{sdom}(i)\widehat{⇝}i$。$\text{sdom(i)}$ 一定是 $\text{dfs}$ 树上 $i$ 的某个祖先点。

  假设 $\text{sdom}(i)$ 不是 $i$ 的祖先，那么我们可以从 $\text{sdom}(i)$ 开始沿着树边往上走，直到走到 $i$ 的某个祖先点 $x$ 上。

  这期间肯定不会经过除 $x$ 外的任何一个 $i$ 的祖先点。

  显然 $x$ 更符合 $\text{sdom}$ 的条件。

• 引理Ⅲ：${\forall }_{i\ne s}$ 有 $\text{idom}(i)\ddot{⇝}\text{sdom}(i)$。$\text{idom}(i)$ 要么是 $\text{sdom}(i)$，要么是 $\text{sdom}(i)$ 的祖先。

  通过前面的引理，我们知道 $\text{idom}(i),\text{sdom}(i)$ 一定都在支配树中 $i$ 到根的路径上，即是 $i$ 的某个祖先点。

  所以引理如果不成立，我们就可以从 $s$ 直接走到 $\text{sdom(i)}$ 然后走到 $i$，且没有经过 $\text{idom}(i)$。

  这显然不符合 $\text{idom}(i)$ 的定义。所以引理一定成立。

• 引理Ⅳ：$\forall u\ddot{⇝}v$ ，有 $u\ddot{⇝}\text{idom}(v)$ 或 $\text{idom}(v)\ddot{⇝}\text{idom}(u)$。

  $u,v,\text{idom}(u),\text{idom}(v)$ 都在根到某个叶子节点的路径上。

  引理也就是说这两条 $\text{idom}(x)$ 到 $x$ 的路径完全不交或包含。

  分情况讨论：

  • $\text{dfn}[u]\le \text{dfn}[\text{idom}(v)]$。

    此时有 $u\ddot{⇝}\text{idom(v)}\ddot{⇝}v$。完全不交。

  • $\text{dfn}[u]>\text{dfn}[\text{idom}(v)]$。

    此时有 $\text{idom}(v)\ddot{⇝}u$。

    然后要么有 $\text{idom}(u)\ddot{⇝}\text{idom}(v)$，要么有 $\text{idom}(v)\ddot{⇝}\text{idom}(u)$。

    如果 $\text{idom}(u)\ddot{⇝}\text{idom}(v)$，那么去掉 $\text{idom}(v)$，$\text{idom}(u)$ 一定还能到达 $u$，否则 $\text{idom(u)}$ 就不是 $u$ 的支配点，而 $\text{idom}(v)$ 才是了。

    所以也一定能到达 $v$。这样又不符合 $\text{idom}(v)$ 的定义了。矛盾。

    所以有 $\text{idom}(v)\ddot{⇝}\text{idom}(u)$。包含。

• 定理Ⅰ：$\forall u\ne s$，如果 $\text{sdom}(u)\widehat{⇝}v\ddot{⇝}u\wedge \text{dfn}[\text{sdom}(v)]\ge \text{dfn}[\text{sdom}(u)]$，则有 $\text{idom}(u)=\text{sdom}(u)$。

  前提条件意思就是：

  对于所有满足 $\text{sdom}(u)$ 是 $v$ 祖先，$v$ 是 $u$ 祖先（可以相等）的 $v$，均满足 $\text{sdom(u)}$ 到 $u$ 的路径完全包含 $\text{sdom}(v)$ 到 $v$ 的路径。

• 定理Ⅱ：$\forall u\ne s$，如果 $\text{sdom}(u)\widehat{⇝}v\ddot{⇝}u$，假设 $v$ 是 $\text{dfn}[\text{sdom(v)}]$ 最小的点，

  且如果 $\text{dfn}[\text{sdom}(v)]<\text{dfn}[\text{sdom}(u)]$，则有 $\text{idom}(u)=\text{idom(v)}$。

  • 结合以上两个定理有，推论Ⅰ：$\forall u\ne s$，令 $u$ 为所有满足 $\text{sdom}(v)\widehat{⇝}u\ddot{⇝}v$ 的 $u$ 中 $\text{dfn}[\text{sdom}(u)]$ 最小的点。

    有 $\text{idom}(v)=\{\begin{array}{ll}\text{sdom}(v)& \text{sdom}(u)=\text{sdom}(v)\\ \text{idom}(u)& \text{sdom}(u)<\text{sdom}(v)\end{array}$。

• 定理Ⅲ：$\forall u\ne s$，有 $\text{sdom}(u)=\min \{v\mid (v,u)\in E,v<u\}$

  $\text{sdom}(u)$ 的候选点只用考虑两类：

  • 由树边或者前向边直接连过来的点。
  • $\text{dfn}$ 更大的且与 $u$ 有边相连的点及其祖先的 $\text{sdom}$。这又可以分为两类：
    • $\text{dfn}[v]>\text{dfn}[u],\exists (v,u)\in E$，则 $\text{sdom}(v)$ 一定是 $\text{sdom}(u)$ 的一个候选点。
    • 满足 $\text{dfn}[v]>\text{dfn}[u],\exists (v,u)\in E$ 的 $v$ 的部分祖先，且这些祖先的 $\text{dfn}>\text{dfn}[u]$，则这些祖先的 $\text{sdom}$ 也是候选点。

定理Ⅰ，Ⅱ实在不会证明，感性理解好了，直接开始摆烂

大本钟下寄快递，上面开摆下面寄

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算法步骤

建立支配树的算法步骤：

• 如果对于一棵树，树根为 $s$，那么这棵树本身就是一棵支配树。

• 如果是一个 $\text{DAG}$ ，则可以拓扑排序。然后依次确定每个点的 $\text{idom}$。

  设当前点为 $i$，有 $j\to i$，则所有 $j$ 在支配树中的 $\text{LCA}$ 就是 $\text{idom}(i)$。

  拓扑$+$倍增时间大概 $O((n+m)\log n)$。

• 如果是一般图问题，则可以先求出每个点的 $\text{sdom}$，然后对所有点，连边 $(\text{sdom}(i),i)$，去掉非树边，就形成了 $\text{DAG}$。支配关系与原图一致。

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代码实现

$\text{DAG}$ 模板题：ZJOI2012 灾难

代码实现：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define maxn 66000
int dep[maxn], deg[maxn], f[maxn][20], siz[maxn];
vector < int > pre[maxn], G[maxn], rG[maxn];
queue < int > q;
int n;void dfs( int u, int fa ) {siz[u] = 1;for( int v : rG[u] ) if( v ^ fa ) dfs( v, u ), siz[u] += siz[v];
}int LCA( int u, int v ) {if( dep[u] < dep[v] ) swap( u, v );for( int i = 19;~ i;i -- ) if( dep[f[u][i]] >= dep[v] ) u = f[u][i];if( u == v ) return u;for( int i = 19;~ i;i -- ) if( f[u][i] ^ f[v][i] ) u = f[u][i], v = f[v][i];return f[u][0];
}int main() {scanf( "%d", &n );for( int i = 1, x;i <= n;i ++ ) {while( ~ scanf( "%d", &x ) and x ) //G[x]:x有dfs树路径到的点的集合G[x].push_back( i ), deg[i] ++;}int root = 0; //新建大起点 即使其变成有根树//pre[i]:i的前驱集合 即从根开始有dfs树路径到i的点for( int i = 0;i <= n;i ++ )if( ! deg[i] ) pre[i].push_back( root ), q.push( i );while( ! q.empty() ) {int u = q.front(); q.pop();int lca = pre[u][0];for( int x : pre[u] ) lca = LCA( lca, x );dep[u] = dep[lca] + 1;f[u][0] = lca;//建立支配树上的关系for( int i = 1;i < 20;i ++ )f[u][i] = f[f[u][i - 1]][i - 1];rG[lca].push_back( u );for( int v : G[u] ) {pre[v].push_back( u );//u是v的前驱之一if( ! -- deg[v] ) q.push( v );}}dfs( root, -1 );for( int i = 1;i <= n;i ++ ) printf( "%d\n", siz[i] - 1 );return 0;
}

一般有向图模板题：luogu-P5180 【模板】支配树

代码实现：

#include <queue>
#include <cstdio>
#include <vector>
#include <iostream>
using namespace std;
#define maxn 200005
struct node {vector < int > g[maxn];void AddEdge( int u, int v ) {g[u].push_back( v );}
}G, rG, Dfs, rDfs, dominate;//原图 反图 dfs树 反dfs树 支配树
queue < int > q;
int n, m, cnt;
int id[maxn], dfn[maxn], fa[maxn], anc[maxn], min_anc[maxn], sdom[maxn], d[maxn], dep[maxn], ans[maxn];
int f[maxn][20];
/*
Semi-domination半支配 表示v点的所有半支配点的最小的那个
半支配点：
存在从一个点u到v的路径中(不包括u，v)，所有dfs树的点的dfn都大于v的dfn
如果u是v在dfs树上的父节点，那么u也是v的半支配点
*/void dfs( int u ) {//寻找dfs树id[dfn[u] = ++ cnt] = u; //打时间戳for( int i = 0;i < G.g[u].size();i ++ ) {int v = G.g[u][i];if( dfn[v] ) continue; else;fa[v] = u;Dfs.AddEdge( u, v );dfs( v );}
}int find( int x ) {if( x == anc[x] ) return x;int father = anc[x];anc[x] = find( anc[x] );if( dfn[sdom[min_anc[x]]] > dfn[sdom[min_anc[father]]] )min_anc[x] = min_anc[father];// min_anc表示x到sdom[x]路径上dfn[sdom]值最小的点return anc[x];
}void build_dfs() {//建立与原图等价的DAGfor( int i = 1;i <= n;i ++ )anc[i] = min_anc[i] = sdom[i] = i;for( int i = n;i > 1;i -- ) {int u = id[i];if( ! dfn[u] ) continue;int t = n;for( int j = 0;j < rG.g[u].size();j ++ ) {int v = rG.g[u][j];if( dfn[v] < dfn[u] )t = min( t, dfn[v] );else {find( v );t = min( t, dfn[sdom[min_anc[v]]] );}}sdom[u] = id[t];anc[u] = fa[u];Dfs.AddEdge( sdom[u], u );}
}int lca( int u, int v ) {if( ! u || ! v ) return u + v;if( dep[u] < dep[v] ) swap( u, v );for( int i = 19;~ i;i -- )if( dep[f[u][i]] >= dep[v] ) u = f[u][i];if( u == v ) return u;for( int i = 19;~ i;i -- )if( f[u][i] != f[v][i] ) u = f[u][i], v = f[v][i];return f[u][0];
}void build_dominate( int u ) {int t = 0;for( int i = 0;i < rDfs.g[u].size();i ++ ) {int v = rDfs.g[u][i];t = lca( t, v );}dep[u] = dep[t] + 1;dominate.AddEdge( t, u );f[u][0] = t;for( int i = 1;i < 20;i ++ )f[u][i] = f[f[u][i - 1]][i - 1];
}void topo() {for( int i = 1;i <= n;i ++ )for( int j = 0;j < Dfs.g[i].size();j ++ ) {int k = Dfs.g[i][j];d[k] ++;rDfs.AddEdge( k, i );}for( int i = 1;i <= n;i ++ )if( ! d[i] ) {Dfs.AddEdge( 0, i );rDfs.AddEdge( i, 0 );}q.push( 0 );while( ! q.empty() ) {int u = q.front(); q.pop();for( int i = 0;i < Dfs.g[u].size();i ++ ) {int v = Dfs.g[u][i];if( -- d[v] <= 0 ) {build_dominate( v );q.push( v );}}}
}void work( int u ) {ans[u] = 1;for( int i = 0;i < dominate.g[u].size();i ++ ) {int v = dominate.g[u][i];work( v );ans[u] += ans[v];}
}int main() {scanf( "%d %d", &n, &m );for( int i = 1, u, v;i <= m;i ++ ) {scanf( "%d %d", &u, &v );G.AddEdge( u, v );rG.AddEdge( v, u );}dfs( 1 );build_dfs();topo();work( 0 );for( int i = 1;i <= n;i ++ )printf( "%d ", ans[i] );return 0;
}