撰写求割点需要用到tarjan算法，但却与缩点有所不同。
缩点，前提是有向图（无向图里到处是环，整张图都是强联通）。
右图中，可以清晰地看到，2,3,4点可以相互到达，故其为整张图的强联通分量。缩点的目的，便是将2.3.4三个可以相互到达的点，缩成一个5号点，该点承载了2.3.4点所有连边、信息（如点权和、最大值）。
缩点完成后，变成下图。
简单求解思想：从任意一点出发进行深搜，能回来的就是环。可是当有如下情况时就有了问题：大环小环套在一起。贪心的想法就会出错。于是我们就要借助Tarjan算法求解。
思想:记录（学名维护）dfn[]、low[]两个数组，并用栈来维护各点的先后顺序。
dfn[]数组记录时间戳，意为记下在深搜过程中，该点（习惯性地，称呼当前点为u，连边另一点为v）u，为第++tim（即为时间戳）个进行搜索的点。如图，dfn[1]=1,dfn[2]=2,dfn[3]=3……
而对于low[]数组就显得有些麻烦，大体是指u点通过返祖边（顾名思义，就是通往已经搜索过的点的一条边，其标志为dfn[v]!=0）能到达的，时间戳最小的点。这里可以思考一下，对于刚才相依为命的两个环，4点通向2点构成了2.3.4的小环，而4点通向1点构成图中的大环。dfn[1]=1>dfn[2]=2;所以low[4]=1。
其次，对于st[]数组，作用是模拟栈。tarjan算法通过深搜实现，故递归结束的条件是没有其他出边，这时程序返回当前u点，并结束对边的遍历。这对环的确定有重要作用。对于一条返祖边（设其连向v点），作用仅限于更新low[u]；由于其已有时间戳，不会在深搜下去。当程序回到v点一层时，就可以确定这个环。
详见代码。
void tarjan(int u,int f) {
dfn[u]=low[u]=++tim;
st[++top]=u;
in[u]=true;
for(int i=head[u]; i; i=e[i].net) {
if(v==f) continue;
int v=e[i].to;
if(!dfn[v]) {
tarjan(v,u);
low[u]=min(low[u],low[v]);
} else if(in[v]) low[u]=min(low[u],dfn[v]);
}
if(dfn[u]==dfn[v]) {
++col;
while(st[top]!=u) {
in[st[top]]=false;
co[st[top--]=col;
}
co[u]==col;
top--;
}
}
没什么可以多解释，详见CSDN。有一句经典的话，我一并写出来。孤点也是强联通。判断强联通的标志，是dfn[u]==low[u]。可以看到，low[u]记录着u点通过前向的链能到达的时间戳最小的点。low[u]==dfn[u],意味着u点不能到达更早的点，于是u点以及栈中在u点以上的点都构成了一个环。