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这题是个大好题，良心啊！

我要写题解啊啊啊…

交这题的全都是tarjan的大佬啊，没有kosaraju，我来水一发

至于效率吗，由于STL~~（咳咳）~~，感人的很TAT

下面我来讲解一下kosaraju：

kosaraju算法进行两次dfs，第一次在原图上进行，并在结点递归调用返回时将结点压入一个栈中，第二次dfs在原图的逆图上进行，并且初始点选择栈中最上面的点，每次dfs所访问的点构成一个强连通分量。

这里就要好好研究一下为什么第一次遍历能够为第二次遍历打下这么神奇的基础。其实第一次dfs的操作，非常像一个基础的算法——拓补排序，对，操作基本是一样的，只是这里的目的不是得到每个结点的拓补有序序列，而是。。。。对，其实不难想到，是强连通分量的拓补有序序列，可以看下面的图片：

我们可以发现，第一遍dfs得到的是缩点后，图的拓补排序。这样，第二遍dfs的调用开始点的顺序，一定是按照缩点图的拓补序列进行的。以上图为例，第二遍肯定是先在缩点1中的某个点开始，而由于第二遍遍历的是原图的逆图，于是这次dfs只可能访问强连通分量中的点而且每个都会访问到，而不会通过强连通分量之外的路径访问其他分量，因为路径的方向都变了。

kosaraju算法非常巧妙的利用了拓补排序

Code：

#include<bits/stdc++.h>
#define maxn 200010
using namespace std;
vector<int>G[maxn],rG[maxn];
vector<int>vs,cmp[maxn];
int vis[maxn],book[maxn],cnt,flag;
void dfs(int u)
{
    if(vis[u])
        return ;
    vis[u]=1;
    for(int i=0;i<G[u].size();i++)
        dfs(G[u][i]);
    vs.push_back(u);
}
void rdfs(int u)
{
    if(book[u])
        return ;
    book[u]=cnt;
    if(!flag)
        cmp[cnt].push_back(u);
    for(int i=0;i<rG[u].size();i++)
        rdfs(rG[u][i]);
}
int main(){
    int n,m;
    scanf("%d%d",&n,&m);
    for(int i=1;i<=m;i++)
    {
        int x,y;
        scanf("%d%d",&x,&y);
        G[x].push_back(y);
        rG[y].push_back(x);
    }
    for(int i=1;i<=n;i++)
        dfs(i);
    for(int i=n-1;i>=0;i--)
    {
        if(!book[vs[i]])
        {
            cnt++;
            rdfs(vs[i]);
        }
    }
    flag=1;
    memset(book,0,sizeof(book));
    rdfs(cmp[cnt][0]);
    for(int i=1;i<=n;i++)
        if(!book[i])
            cmp[cnt].resize(0);
    printf("%d\n",cmp[cnt].size());
    return 0;
}

以上，撒花