tarjan可以求强连通分量，在强连通分量的基础上，可以加一些操作来缩点。
（我觉得此处应该有个图，即使不太用qwq）
比如有一张这个图（懒得不想标号系列）
它的强连通分量的情况大概是这样子（忽视无意间甩过去的那一笔）
于是把它的强连通分量缩成点，就得到了这个东西
（小精简变得真东西）
现在已经知道了缩点是什么东西，那么如何缩呢？
只需要记录一个belong数组，belong[x]表示x所属的强连通分量的分量主
然后我们遍历原图，如果原图中有一条边，其两个端点（u，v）的belong值不同，就在新图中给belong[u],belong[v]连边。
然后你就过了。
一道模板题
这道题的思路，就是缩点+拓扑松弛（貌似SPFA也可行）
既然新图中的一些点是由强连通分量缩来的，点内各点必定能各自到达。所以只需要tarjan时顺手改一下点权（代码里是p[]），最后用d[]做松弛，跑一边就好了。
因为缩过点，这个复杂度显然是比较优秀的。
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<string>
#include<cstring>
#include<queue>
#include<algorithm>
#define maxn 10005
#define maxm 100005
using namespace std;
int n,m;
int head[maxn],h[maxn],tot=0;//建图用的数组
int dfn[maxn],low[maxn],v[maxn],sta[maxn],id=0;//tarjan用的数组
int bel[maxn],p[maxn],d[maxn],in[maxn],tp=0;//拓扑用的数组
struct node{
int x,y,nxt;
}e[maxm],ed[maxm];
inline void ad(int x,int y)
{
++tot;
e[tot].nxt=head[x];e[tot].x=x;e[tot].y=y;head[x]=tot;
}
inline void tarjan(int x)
{
low[x]=dfn[x]=++id;
sta[++tp]=x;v[x]=1;
for(int i=head[x];i;i=e[i].nxt){
int y=e[i].y;
if(!dfn[y]){
tarjan(y);
low[x]=min(low[x],low[y]);
}
else if(v[y]){
low[x]=min(low[x],dfn[y]);
}
}
if(dfn[x]==low[x]){
int y;
while(y=sta[tp--])
{
bel[y]=x;//在这个强连通分量里的点都归顺于x
v[y]=0;
if(x==y)break;
p[x]+=p[y];
}
}
}
inline int tps()
{
queue<int> q;
tot=0;
for(int i=1;i<=n;++i)
if(bel[i]==i&&!in[i])//是团队主且入度为0
{
q.push(i);
d[i]=p[i];
}
while(!q.empty())
{
int x=q.front();q.pop();
for(int i=h[x];i;i=ed[i].nxt)
{
int y=ed[i].y;
d[y]=max(d[y],d[x]+p[y]);
--in[y];
if(!in[y])q.push(y);
}
}
int ans=0;
for(int i=1;i<=n;++i)
ans=max(ans,d[i]);
return ans;
}
int main()
{
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=1;i<=n;++i)
scanf("%d",&p[i]);
int x,y;
for(int i=1;i<=m;++i)
{
scanf("%d%d",&x,&y);
ad(x,y);
}
for(int i=1;i<=n;++i)
if(!dfn[i])tarjan(i);
int sum=0;
for(int i=1;i<=m;++i)
{
int x=bel[e[i].x],y=bel[e[i].y];
if(x!=y)
{
ed[++sum].nxt=h[x];
ed[sum].y=y;
ed[sum].x=x;
h[x]=sum;
++in[y];
}
}//构建新图
printf("%d",tps());
return 0;
}完结撒花~
明天还要上学啊qwq