--- /dev/null
+## 简介
+
+在阅读下列内容之前，请务必了解 [图论相关概念](./concept.md) 部分。
+
+相关阅读： [割点和桥](./cut.md)。
+
+众所周知，树（或森林）有很好的性质，并且容易通过很多常见数据结构维护。
+
+而一般图则没有那么好的性质，所幸有时我们可以把一般图上的某些问题转化到树上考虑。
+
+而圆方树（Block forest 或 Round-square tree）[^ref1]就是一种将图变成树的方法。本文将介绍圆方树的构建，性质和一些应用。
+
+限于篇幅，本文中有一些结论未经证明，读者可以自行理解或证明。
+
+## 定义
+
+圆方树最初是处理“仙人掌图”（每条边在不超过一个简单环中的无向图）的一种工具，不过发掘它的更多性质，有时我们可以在一般无向图上使用它。
+
+要介绍圆方树，首先要介绍**点双连通分量**。
+
+一个**点双连通图**的一个定义是：图中任意两不同点之间都有至少两条点不重复的路径。
+点不重复既指路径上点不重复（简单路径），也指两条路径的交集为空（当然，路径必然都经过出发点和到达点，这不在考虑范围内）。
+
+可以发现对于只有一个点的图比较难定义它是不是一个点双，这里先不考虑节点数为 $1$ 的图。
+
+一个近乎等价的定义是：不存在割点的图。
+这个定义只在图中只有两个点，一条连接它们的边时失效。它没有割点，但是并不能找到两条不相交的路径，因为只有一条路径。
+（也可以理解为那一条路径可以算两次，的确没有交，因为不经过其他点）
+
+虽然原始的定义的确是前者，但是为了方便，我们规定点双图的定义采用后者。
+
+而一个图的**点双连通分量**则是一个**极大点双连通子图**。
+与强连通分量等不同，一个点可能属于多个点双，但是一条边属于恰好一个点双（如果定义采用前者则有可能不属于任何点双）。
+
+在圆方树中，原来的每个点对应一个**圆点**，每一个点双对应一个**方点**。
+所以共有 $n+c$ 个点，其中 $n$ 是原图点数，$c$ 是原图点双连通分量的个数。
+
+而对于每一个点双连通分量，它对应的方点向这个点双连通分量中的每个点连边。
+每个点双形成一个“菊花图”，多个“菊花图”通过原图中的割点连接在一起（因为点双的分隔点是割点）。
+
+显然，圆方树中每条边连接一个圆点和一个方点。
+
+下面有一张图，来自 WC 的 PPT，显示了一张图对应的点双和圆方树形态。
+
+
+
+圆方树的点数小于 $2n$，这是因为割点的数量小于 $n$，所以请注意各种数组大小要开两倍。
+
+其实，如果原图连通，则“圆方树”才是一棵树，如果原图有 $k$ 个连通分量，则它的圆方树也会形成 $k$ 棵树形成的森林。
+
+如果原图中某个连通分量只有一个点，则需要具体情况具体分析，我们在后续讨论中不考虑孤立点。
+
+## 构建
+
+对于一个图，如何构造出它的圆方树呢？首先可以发现如果图不连通，可以拆分成每个连通子图考虑，所以我们只考虑连通图。
+
+因为圆方树是基于点双连通分量的，而点双连通分量又基于割点，所以只需要用类似求割点的方法即可。
+
+求割点的常用算法是 Tarjan 算法，如果你会了理解下面的内容就很简单了，如果你不会也没关系。
+
+我们跳过 Tarjan 求割点，直接介绍圆方树使用的算法（其实是 Tarjan 的变体）：
+
+对图进行 DFS，并且中间用到了两个关键数组 `dfn` 和 `low`（类似于 Tarjan）。
+
+`dfn[u]` 存储的是节点 $u$ 的 DFS 序，即第一次访问到 $u$ 时它是第几个被访问的节点。
+`low[u]` 存储的是节点 $u$ 的 DFS 树中的子树中的某个点 $v$ 通过**最多一次返祖边或向父亲的树边**能访问到的点的**最小** DFS 序。
+如果没有听说过 Tarjan 算法可能会有点难理解，让我们举个例子吧：
+
+
+
+（可以发现这张图其实和上面图片中的图等价）
+这里树边从上至下用直线画出，返祖边从下至上用曲线画出。节点的编号便是它的 DFS 序。
+
+则有 `low` 数组如下：
+
+| $i$ | $1$ | $2$ | $3$ | $4$ | $5$ | $6$ | $7$ | $8$ | $9$ |
+|:---:|:---:|:---:|:---:|:---:|:---:|:---:|:---:|:---:|:---:|
+| $\mathrm{low}[i]$| $1$ | $1$ | $1$ | $3$ | $3$ | $4$ | $3$ | $3$ | $7$ |
+
+并不是很难理解吧，注意这里 $9$ 的 `low` 是 $7$，与一些求割点的做法有差异，因为为了方便，我们规定了可以通过父边向上，但主要思想是相同的。
+
+我们可以很容易地写出计算 `dfn` 和 `low` 的 DFS 函数（初始时 `dfn` 数组清零）：
+
+```cpp
+void Tarjan(int u) {
+ low[u] = dfn[u] = ++dfc; // low 初始化为当前节点 dfn
+ for (int v : G[u]) { // 遍历 u 的相邻节点
+ if (!dfn[v]) { // 如果未访问过
+ Tarjan(v); // 递归
+ low[u] = std::min(low[u], low[v]); // 未访问的和 low 取 min
+ } else low[u] = std::min(low[u], dfn[v]); // 已访问的和 dfn 取 min
+ }
+}
+```
+
+接下来，我们考虑点双和 DFS 树以及这两个数组之间的关联。
+
+可以发现，每个点双在 DFS 树上是一棵连通子树，并至少包含两个点；特别地，最顶端节点仅往下接一个点。
+
+同时还可以发现每条树边恰好在一个点双内。
+
+我们考虑一个点双在 DFS 树中的最顶端节点 $u$，在 $u$ 处确定这个点双，因为 $u$ 的子树包含了整个点双的信息。
+
+因为至少有两个点，考虑这个点双的下一个点 $v$，则有 $u$，$v$ 之间存在一条树边。
+
+不难发现，此时一定有 $\mathrm{low}[v]=\mathrm{dfn}[u]$。
+更准确地说，对于一条树边 $u\to v$，$u,v$ 在同一个点双中，且 $u$ 是这个点双中深度最浅的节点**当且仅当** $\mathrm{low}[v]=\mathrm{dfn}[u]$。
+
+那么我们可以在 DFS 的过程中确定哪些地方存在点双，但是还不能准确确定一个点双所包含的点集。
+
+这并不难处理，我们可以在 DFS 过程中维护一个栈，存储还未确定所属点双（可能有多个）的节点。
+
+在找到点双时，点双中除了 $u$ 以外的其他的点都集中在栈顶端，只需要不断弹栈直到弹出 $v$ 为止即可。
+
+当然，我们可以同时处理被弹出的节点，只要将其和新建的方点连边即可。最后还要让 $u$ 和方点连边。
+
+这样就很自然地完成了圆方树的构建，我们可以给方点标号为 $n+1$ 开始的整数，这样可以有效区分圆点和方点。
+
+这部分可能讲述得不够清晰，下面贴出一份代码，附有详尽注释以及帮助理解的输出语句和一份样例，建议读者复制代码并自行实践理解，毕竟代码才是最能帮助理解的（不要忘记开 `c++11`）。
+
+```cpp
+#include <cstdio>
+#include <vector>
+#include <algorithm>
+
+const int MN = 100005;
+
+int N, M, cnt;
+std::vector<int> G[MN], T[MN * 2];
+
+int dfn[MN], low[MN], dfc;
+int stk[MN], tp;
+
+void Tarjan(int u) {
+ printf(" Enter : #%d\n", u);
+ low[u] = dfn[u] = ++dfc; // low 初始化为当前节点 dfn
+ stk[++tp] = u; // 加入栈中
+ for (int v : G[u]) { // 遍历 u 的相邻节点
+ if (!dfn[v]) { // 如果未访问过
+ Tarjan(v); // 递归
+ low[u] = std::min(low[u], low[v]); // 未访问的和 low 取 min
+ if (low[v] == dfn[u]) { // 标志着找到一个以 u 为根的点双连通分量
+ ++cnt; // 增加方点个数
+ printf(" Found a New BCC #%d.\n", cnt - N);
+ // 将点双中除了 u 的点退栈，并在圆方树中连边
+ for (int x = 0; x != v; --tp) {
+ x = stk[tp];
+ T[cnt].push_back(x);
+ T[x].push_back(cnt);
+ printf(" BCC #%d has vertex #%d\n", cnt - N, x);
+ }
+ // 注意 u 自身也要连边（但不退栈）
+ T[cnt].push_back(u);
+ T[u].push_back(cnt);
+ printf(" BCC #%d has vertex #%d\n", cnt - N, u);
+ }
+ } else low[u] = std::min(low[u], dfn[v]); // 已访问的和 dfn 取 min
+ }
+ printf(" Exit : #%d : low = %d\n", u, low[u]);
+ printf(" Stack:\n ");
+ for (int i = 1; i <= tp; ++i) printf("%d, ", stk[i]);
+ puts("");
+}
+
+int main() {
+ scanf("%d%d", &N, &M);
+ cnt = N; // 点双 / 方点标号从 N 开始
+ for (int i = 1; i <= M; ++i) {
+ int u, v;
+ scanf("%d%d", &u, &v);
+ G[u].push_back(v); // 加双向边
+ G[v].push_back(u);
+ }
+ // 处理非连通图
+ for (int u = 1; u <= N; ++u)
+ if (!dfn[u]) Tarjan(u), --tp;
+ // 注意到退出 Tarjan 时栈中还有一个元素即根，将其退栈
+ return 0;
+}
+```
+
+提供一个测试用例：
+
+```cpp
+13 15
+1 2
+2 3
+1 3
+3 4
+3 5
+4 5
+5 6
+4 6
+3 7
+3 8
+7 8
+7 9
+10 11
+11 10
+11 12
+```
+
+这个例子对应的图（包含了重边和孤立点的情况）：
+
+
+
+## 例题
+
+我们讲一些可以使用圆方树求解的例题。
+
+???+note "[「APIO2018」铁人两项](https://loj.ac/p/2587)"
+ ??? mdui-shadow-6 "题意简述"
+ 给定一张简单无向图，问有多少对三元组 $\langle s, c, f \rangle$（$s, c, f$ 互不相同）使得存在一条简单路径从 $s$ 出发，经过 $c$ 到达 $t$。
+
+ ??? mdui-shadow-6 "题解"
+ 说到简单路径，就必须提一个关于点双很好的性质：对于一个点双中的两点，它们之间简单路径的并集，恰好完全等于这个点双。
+ 即同一个点双中的两不同点 $u,v$ 之间一定存在一条简单路径经过给定的在同一个点双内的另一点 $w$。
+
+ 这个性质的证明：
+
+ - 显然如果简单路径出了点双，就不可能再回到这个点双中，否则会和点双的定义冲突。
+ - 所以我们只需考虑证明一个点双连通图中任意三不同点 $u,v,c$，必存在一条从 $u$ 到 $v$ 的简单路径经过 $c$。
+ - 首先排除点数为 $2$ 的情况，它满足这个性质，但是无法取出 $3$ 个不同点。
+ - 对于余下的情况，考虑建立网络流模型，源点向 $c$ 连容量为 $2$ 的边，$u$ 和 $v$ 向汇点连容量为 $1$ 的边。
+ - 原图中的双向边 $\langle x,y\rangle$，变成 $x$ 向 $y$ 连一条容量为 $1$ 的边，$y$ 也向 $x$ 连一条容量为 $1$ 的边。
+ - 最后，给除了源点，汇点和 $c$ 之外的每个点赋上 $1$ 的容量，这可以通过拆点实现。
+ - 因为源点到 $c$ 的边的容量为 $2$，那么如果这个网络最大流为 $2$，则证明一定有路径经过 $c$。
+ - 考虑最大流最小割定理，显然最小割小于等于 $2$，接下来只要证最小割大于 $1$。
+ - 这等价于证明割掉任意一条容量为 $1$ 的边，是无法使源点和汇点不连通的。
+ - 考虑割掉 $u$ 或 $v$ 与汇点连接的点，根据点双的第一种定义，必然存在简单路径从 $c$ 到另一个没割掉的点。
+ - 考虑割掉一个节点拆点形成的边，这等价于删除一个点，根据点双的第二种定义，余下的图仍然连通。
+ - 考虑割掉一条由原先的边建出的边，这等价于删除一条边，这比删除一个点更弱，显然存在路径。
+ - 所以我们证明了最小割大于 $1$，即最大流等于 $2$。证毕。
+
+ 这个结论能告诉我们什么呢？它告诉了我们：考虑两圆点在圆方树上的路径，与路径上经过的方点相邻的圆点的集合，就等于原图中两点简单路径上的点集。
+
+ 回到题目，考虑固定 $s$ 和 $f$，求合法的 $c$ 的数量，显然有合法 $c$ 的数量等于 $s,f$ 之间简单路径的并集的点数减 $2$（去掉 $s,f$ 本身）。
+
+ 那么，对原图建出圆方树后，两点之间简单路径的点数，就和它们在圆方树上路径经过的方点（点双）和圆点的个数有关。
+
+ 接下来是圆方树的一个常用技巧：路径统计时，点赋上合适的权值。
+ 本题中，每个方点的权值为对应点双的大小，而每个圆点权值为 $-1$。
+
+ 这样赋权后则有两圆点间圆方树上路径点权和，恰好等于原图中简单路径并集大小减 $2$。
+
+ 问题转化为统计圆方树上 $\sum$ 两圆点路径权值和。
+
+ 换个角度考虑，改为统计每一个点对答案的贡献，即权值乘以经过它的路径条数，这可以通过简单的树形 DP 求出。
+
+ 最后，不要忘记处理图不连通的情况。下面是对应代码：
+
+ ??? mdui-shadow-6 "参考代码"
+ ```cpp
+ #include <cstdio>
+ #include <vector>
+ #include <algorithm>
+
+ const int MN = 100005;
+
+ int N, M, cnt;
+ std::vector<int> G[MN], T[MN * 2];
+ long long Ans;
+
+ int dfn[MN], low[MN], dfc, num;
+ int stk[MN], tp;
+
+ int wgh[MN * 2];
+
+ void Tarjan(int u) {
+ low[u] = dfn[u] = ++dfc;
+ stk[++tp] = u;
+ ++num;
+ for (int v : G[u]) {
+ if (!dfn[v]) {
+ Tarjan(v);
+ low[u] = std::min(low[u], low[v]);
+ if (low[v] == dfn[u]) {
+ wgh[++cnt] = 0;
+ for (int x = 0; x != v; --tp) {
+ x = stk[tp];
+ T[cnt].push_back(x);
+ T[x].push_back(cnt);
+ ++wgh[cnt];
+ }
+ T[cnt].push_back(u);
+ T[u].push_back(cnt);
+ ++wgh[cnt];
+ }
+ } else low[u] = std::min(low[u], dfn[v]);
+ }
+ }
+
+ int vis[MN * 2], siz[MN * 2];
+
+ void DFS(int u, int fz) {
+ vis[u] = 1;
+ siz[u] = (u <= N);
+ for (int v : T[u]) if (v != fz) {
+ DFS(v, u);
+ Ans += 2ll * wgh[u] * siz[u] * siz[v];
+ siz[u] += siz[v];
+ }
+ Ans += 2ll * wgh[u] * siz[u] * (num - siz[u]);
+ }
+
+ int main() {
+ scanf("%d%d", &N, &M);
+ for (int u = 1; u <= N; ++u) wgh[u] = -1;
+ cnt = N;
+ for (int i = 1; i <= M; ++i) {
+ int u, v;
+ scanf("%d%d", &u, &v);
+ G[u].push_back(v);
+ G[v].push_back(u);
+ }
+ for (int u = 1; u <= N; ++u) if (!dfn[u]) {
+ num = 0;
+ Tarjan(u), --tp;
+ DFS(u, 0);
+ }
+ printf("%lld\n", Ans);
+ return 0;
+ }
+ ```
+
+ 顺带一提，刚刚的测试用例在这题的答案是 $212$。
+
+
+## 外部链接
+
+immortalCO，[圆方树——处理仙人掌的利器](https://immortalco.blog.uoj.ac/blog/1955)，Universal OJ。
+
+## 参考资料与注释
+
+[^ref1]：2017 年陈俊锟同学在他的 IOI2017 中国国家集训队论文《〈神奇的子图〉命题报告及其拓展》中定义并命名了圆方树这一结构。
OSDN Git Service
