分析

1. 首先可以採用dfs的方式，對每個點遍歷一遍，若其尚未訪問，則以它為起點dfs，那麼此次dfs中未遍歷到的點一定不可能與遍歷到的點形成強連通分量，因為強連通分量要求能夠互相到達。
2. 在一次dfs中，每個scc一定存在一個節點是這個scc中其他所有點的祖先節點。證明：否則，這個scc可以劃分為若干棵樹，這些樹之間只能以橫叉邊相連，而橫叉邊只能從dfn序大的指向小的，而強連通分量要求相互到達，且其中任意兩棵樹一定滿足其中的一棵樹的所有節點的dfn序一定大於另一顆樹的所有節點的dfn序，那麼這就會形成矛盾。
3. 我們考慮維護一個棧，儲存所有能夠到達當前節點x的節點。那麼棧中一定包括所有x的祖先節點，還有通過反向邊可以到達x的祖先節點的點。定義low[x]為x能通過最多一條非樹邊到達的dfn序最小的在棧中的節點。那麼當回溯時若有dfn[x]==low[x]則可判定從棧頂到x的所有節點構成一個scc
4. 訪問到一個新節點x時，把x壓進棧，dfn[x]=low[x]=++tot.
5. 對於x連向的每個節點y：若y尚未訪問過，則(x,y)是樹枝邊，先dfs(y),用lowy更新lowx（這裡其實有兩種情況，見Tip）；若y被訪問過，且y在棧中，用dfny更新lowx
6. 回溯時若有若有dfn[x]==low[x]，則可一直彈棧直到x出棧，彈出的所有節點構成一個scc
7. 縮點時列舉每條邊，若兩端點分屬不同scc，則加入新DAG中。
   Tip：若lowy可以到達x，那麼滿足條件，可以更新lowx。如果lowy不可以到達x，那麼lowy一定等於y，大於dfnx，一定不會對lowx造成影響。

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