如果有向图 G 的一个导出子图中的各个点两两可达，且满足其为极大导出子图，则这个导出子图是一个强连通分量。
其求解可以采取 tajan 算法。
从任意一个点进入搜索，访问的过程会形成一个搜索树，树上一共有四种边：
- 树边：当前结点 \(u\) 连向一个未访问过的结点 \(v\)，将递归到 \(v\) 继续搜索。
- 返祖边：当前结点 \(u\) 连向一个祖先结点 \(v\)，\(u\) 可以通过这条边返祖，形成强连通分量。
- 前向边：当前结点 \(u\) 连向一个已经访问过的（否则为树边）后代结点 \(v\)，如果经由 \(v\) 能访问到比 \(u\) 更早的结点，那么 \(u\) 可以通过 \(v\) 返祖，形成强连通分量。
- 横叉边：当前结点 \(u\) 连向一个已经访问过的非祖先非后代结点 \(v\)，如果经由 \(v\) 能访问到比 \(lca_{uv}\) 更早的结点，那么 \(u\) 可以通过 \(v\) 返祖，形成强连通分量。
对于树边，直接递归 DFS 即可。对于其他三类，如果他们能访问到的最高结点在根到 \(u\) 的路径上，则更新 \(u\) 能访问的最高结点。
可以发现，需要有一个办法方便地记录各个结点能访问的最高的结点，并且能够比较其距离根的距离。
我们可以用一个数组 dfn 为各个结点打上时间戳，再用一个数组 low 记录各个结点能访问的最高的节点。
当点 \(u\) 能够去到一个去过的点 \(v\)，而 \(low_v < low_u\) 时，\(u\) 能够通过 \(v\) 去到一个更高的结点。但是这里有一个问题，如果 \(e_{u \rightarrow v}\) 是一条横叉边，则虽然 \(low_v\) 比较小，但是并不一定能通过 \(v\) 回到 \(u\) 的祖先，此时需要确认 \(low_v\) 是 \(u\) 的祖先。
具体操作为可以再开一个栈，每访问一个结点，将其压入栈，再开一个数组，标记栈中元素。如果发现当前点无法再返回到更高的点了，那么这个点以下的所有点都无法访问到更高的点，需要依次出栈。
当发现返祖边、前向边、横叉边时，检查一下对方点是不是在栈内，也即能否返回到比 \(u\) 的祖先。
void dfs(int node) {low[node] = dfn[node] = ++ts;ins[node] = true, sk.push(node);for (int nxt : g[node]) {if (!dfn[nxt]) dfs(nxt);if (ins[nxt]) low[node] = min(low[node], low[nxt]);}if (low[node] == dfn[node]) {++scc;while (true) {int now = sk.top();ins[now] = false, sk.pop();bel[now] = scc, sz[scc]++;if (now == node) break;}}
}