数据结构——拓扑排序
拓扑排序
在学习有向无环图的应用之前，读者通常会先询问一个最基本的问题：怎样给图中的所有顶点安排一个线性次序，使得每条有向边都“从前指向后”。为了回答这个问题，需要引入“拓扑排序”的概念，并通过可视化过程、算法步骤与带注释的 C 语言实现，帮助读者把抽象的定义变成可操作的步骤。
**引导语——**为了把“先后依赖关系”变成“线性执行顺序”，需要一种能消除依赖、不断“解锁”后继顶点的方法。这种方法的核心思想是优先处理当前入度为零的顶点，并将其对后继的约束从图中移除，从而逐步得到一个满足所有依赖关系的线性序列。
1. 概念与问题背景
拓扑排序是针对有向无环图的一种线性排序方法。排序结果是把图中所有顶点排成一个序列，使得任意一条有向边“u→v”都满足顶点 u 在顶点 v 的前面。这样的排序体现了偏序关系的线性扩展，是任务编排、课程先修体系、构建系统依赖、数据管道调度等场景的基础操作。
图中不允许存在有向环，是开展拓扑排序的前提条件。若存在有向环，任何线性序列都无法同时满足环上各边的“先于”约束。实际应用中，拓扑排序往往同时承担两个目标：其一，给出可执行的先后顺序；其二，帮助检测是否存在环。
2. 有向无环图与偏序关系
将依赖关系建模为有向边后，图的无环性质对应着“可被线性化的偏序”。如果把顶点看成事件或任务，把有向边看成“必须先发生”，拓扑序列就是把“必须先发生”的约束尽可能保持住的一条线性链。相比任意的线性排列，拓扑序列不任意，它遵循所有已知的因果或依赖约束，因此常被用作“正确的执行顺序”的近似定义。
为了直观展示后续算法的运行过程，先准备一张小型有向无环图，顶点集合为 {A，B，C，D，E，F}，边集合如下：
A→C，A→D，B→D，C→E，D→E，E→F。该图体现了“由前向后逐层解锁”的依赖结构。
3. 两类主算法的总览
在实践中，拓扑排序常见的实现路径有两类。其一是基于入度削减的 Kahn 算法，思路是反复选取入度为零的顶点输出，并删除其外发边以降低后继入度。其二是基于深度优先搜索的后序入栈法，思路是沿着边做深度搜索，在回溯时把顶点压入栈顶，最终逆栈序得到拓扑序列。两种方法都能在线性时间内完成，但实现细节和适用习惯略有不同。
**引导语——**为了把抽象的过程具体化，先用一段可视化的“状态快照”展示 Kahn 算法在样例图上的推进过程。随后再给出 Kahn 与 DFS 两种实现的 C 语言代码与复杂度分析。
4. Kahn 算法的直观过程与细化步骤
在直觉层面，Kahn 算法可以理解为“不断从图的入口处取点”。所谓入口，就是当前没有任何入边指向它的顶点。把这些顶点取走并输出后，与它们相连的出边就会被删除，于是又会有新的顶点“变成入口”。这个过程一直持续，直到所有顶点都被输出，或者没有入口但仍有顶点残留（此时存在环）。
（1）整体流程说明。
· 初始化每个顶点的入度；
· 将所有入度为零的顶点加入候选集合（通常用队列）；
· 反复从候选集合取出一个顶点，输出到结果序列，并删除它发出的每条边；
· 每删除一条边，就把该边的终点入度减一；若减为零，将该终点加入候选集合；
· 最终若输出顶点数等于图中顶点总数，则得到一个有效拓扑序列；否则图中存在有向环。
（2）样例图初始状态与快照展示。为了让读者能够“看见”算法如何逐步推进，下面给出从初始图到序列完成的多个状态快照。灰色实心表示“已输出的顶点”，绿色表示“当前候选集合中的顶点”，白色表示“尚未解锁的顶点”。图随步骤推进而更新。
状态快照①——初始图。
说明：A、B 的入度为零，最先进入候选集合。其余顶点暂不可输出。
状态快照②——输出 A，更新入度后，C、D 的入度变化。
说明：A 被输出并从图中“移除”。A→C、A→D 被删除后，C 的入度降为零加入候选集合；D 仍有来自 B 的入边，入度暂不为零。候选集合现在包含 B、C。
状态快照③——输出 B，再次更新入度。
说明：删除 B→D 后，D 的入度也降为零，加入候选集合。此时候选集合包含 C、D。
状态快照④——输出 C，再输出 D，推动 E 的入度清零。
说明：删除 C→E 与 D→E 后，E 入度变为零，可以进入候选集合。
状态快照⑤——输出 E，最后输出 F，得到一个拓扑序列。
说明：所有顶点均已输出，样例的一种拓扑序列为“A，B，C，D，E，F”。若候选集合在某些时刻包含多个顶点，具体的弹出顺序可能不同，从而产生不同的合法序列。
（3）入度与候选集合的“账本”跟踪。为了让过程更易核对，下表记录了每一步的入度与候选集合变化。表中“入度变化”列仅给出发生变化的顶点。
| 步骤 | 输出顶点 | 入度变化（变为零的顶点） | 候选集合（输出后） |
|---|---|---|---|
| 初始 | 无 | A，B 入度为 0 | {A，B} |
| ① | A | C 入度→0 | {B，C} |
| ② | B | D 入度→0 | {C，D} |
| ③ | C | E 入度暂未清零 | {D} |
| ④ | D | E 入度→0 | {E} |
| ⑤ | E | F 入度→0 | {F} |
| ⑥ | F | 无 | {} |
5. Kahn 算法的 C 语言实现与注释
**引导语——**为了将上述过程落到代码层面，下面给出一个使用邻接表与顺序队列的实现。实现重点是两张“账本”：一张是入度数组，另一张是队列维护的候选集合。每删除一条外发边，就在入度账本上做减法，并在入度归零时把相应顶点入队。
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>/* * 拓扑排序（Kahn 算法）——邻接表 + 顺序队列* 顶点编号假定为 0..n-1，对应示例可自行映射 A..F*/typedef struct Edge {int to;int next;
} Edge;typedef struct {int *head; // 邻接表表头数组，head[u] 指向第一条以 u 为起点的边下标Edge *edges; // 边数组，使用 next 串成链int edge_cnt; // 已插入的边数int n; // 顶点数
} Graph;Graph* create_graph(int n, int m) {Graph* g = (Graph*)malloc(sizeof(Graph));g->n = n;g->edge_cnt = 0;g->head = (int*)malloc(sizeof(int) * n);g->edges = (Edge*)malloc(sizeof(Edge) * m);for (int i = 0; i < n; ++i) g->head[i] = -1;return g;
}void add_edge(Graph* g, int u, int v) {// 插入一条 u->v 的有向边g->edges[g->edge_cnt].to = v;g->edges[g->edge_cnt].next = g->head[u];g->head[u] = g->edge_cnt++;
}int* kahn_toposort(Graph* g, int *indeg, int *out_len) {int n = g->n;int *q = (int*)malloc(sizeof(int) * n); // 简单顺序队列int front = 0, rear = 0;// 结果序列int *order = (int*)malloc(sizeof(int) * n);int cnt = 0;// 将所有入度为 0 的顶点入队for (int i = 0; i < n; ++i) {if (indeg[i] == 0) q[rear++] = i;}while (front < rear) {int u = q[front++]; // 取一个当前无前驱的顶点order[cnt++] = u; // 输出到拓扑序列// 删除 u 的所有外发边：对每条 u->v，将 v 的入度减一for (int e = g->head[u]; e != -1; e = g->edges[e].next) {int v = g->edges[e].to;if (--indeg[v] == 0) {q[rear++] = v; // v 入度降为 0，后继被“解锁”，入队}}}free(q);// 若未输出完所有顶点，说明存在有向环if (cnt != n) {*out_len = 0;free(order);return NULL;}*out_len = cnt;return order;
}int main(void) {// 样例：A..F 映射为 0..5// 边：A->C, A->D, B->D, C->E, D->E, E->Fint n = 6, m = 6;Graph* g = create_graph(n, m);add_edge(g, 0, 2); // A->Cadd_edge(g, 0, 3); // A->Dadd_edge(g, 1, 3); // B->Dadd_edge(g, 2, 4); // C->Eadd_edge(g, 3, 4); // D->Eadd_edge(g, 4, 5); // E->F// 预置入度int indeg[6] = {0};// 手工统计或在 add_edge 时同步维护indeg[2]++; // Cindeg[3]+=2; // Dindeg[4]+=2; // Eindeg[5]++; // Fint out_len = 0;int *order = kahn_toposort(g, indeg, &out_len);if (!order) {printf("图中存在有向环，无法得到拓扑序列。\n");} else {printf("一种拓扑序列为：");for (int i = 0; i < out_len; ++i) {// 将 0..5 映射回 A..F 展示printf("%c%s", 'A' + order[i], (i + 1 == out_len) ? "\n" : " ");}free(order);}free(g->edges);free(g->head);free(g);return 0;
}
实现要点说明。
· 顶点表使用“表头数组＋边数组”的紧凑邻接表，便于线性遍历外发边。
· 入度数组是驱动算法的“账本”，每删除一条外发边，就在终点的入度上做自减操作。
· 候选集合用顺序队列即可，若需要按字典序输出，可将队列替换为小根堆或有序容器。
· 以输出顶点计数与总顶点数比较，能在同一遍扫描中完成“是否有环”的判定。
6. 基于 DFS 的后序入栈法与实现
**引导语——**另一种思路是利用深度优先的“后序”性质。沿着边深入访问到最深处后再回溯，将回溯时刻的顶点依次压栈，最终弹栈反向得到拓扑次序。若在 DFS 过程中遇到“回到递归栈中的祖先顶点”的情况，就说明存在有向环。
（1）核心思想与状态约定。
· 使用三色标记或等价的访问数组区分“未访问”“递归栈中”“已完成”三种状态；
· 当沿边访问到一个“递归栈中”的顶点时，即检测到有环；
· 每个顶点在所有后继都处理完毕时入栈，最终逆栈序即为拓扑序列。
（2）C 语言实现（递归版）。为便于理解，下面示例仍使用邻接表，颜色数组取值 0 表示未访问，1 表示递归栈中，2 表示已完成。
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>typedef struct Edge {int to;int next;
} Edge;typedef struct {int *head;Edge *edges;int edge_cnt;int n;
} Graph;Graph* create_graph2(int n, int m) {Graph* g = (Graph*)malloc(sizeof(Graph));g->n = n;g->edge_cnt = 0;g->head = (int*)malloc(sizeof(int) * n);g->edges = (Edge*)malloc(sizeof(Edge) * m);for (int i = 0; i < n; ++i) g->head[i] = -1;return g;
}void add_edge2(Graph* g, int u, int v) {g->edges[g->edge_cnt].to = v;g->edges[g->edge_cnt].next = g->head[u];g->head[u] = g->edge_cnt++;
}int *stack_arr;
int top_ptr;
int *color; // 0: 未访问；1: 递归栈中；2: 已完成
int has_cycle;void dfs(Graph* g, int u) {color[u] = 1; // 入栈路径for (int e = g->head[u]; e != -1; e = g->edges[e].next) {int v = g->edges[e].to;if (color[v] == 0) {dfs(g, v);if (has_cycle) return; // 提前结束} else if (color[v] == 1) {has_cycle = 1; // 发现回到递归栈，存在环return;}}color[u] = 2; // 完成回溯stack_arr[++top_ptr] = u; // 后序入栈
}int main(void) {int n = 6, m = 6;Graph* g = create_graph2(n, m);// A..F -> 0..5add_edge2(g, 0, 2); // A->Cadd_edge2(g, 0, 3); // A->Dadd_edge2(g, 1, 3); // B->Dadd_edge2(g, 2, 4); // C->Eadd_edge2(g, 3, 4); // D->Eadd_edge2(g, 4, 5); // E->Fcolor = (int*)calloc(n, sizeof(int));stack_arr = (int*)malloc(sizeof(int) * n);top_ptr = -1;has_cycle = 0;for (int i = 0; i < n; ++i) {if (color[i] == 0) {dfs(g, i);if (has_cycle) break;}}if (has_cycle) {printf("图中存在有向环，无法拓扑排序。\n");} else {printf("一种拓扑序列为：");while (top_ptr >= 0) {int u = stack_arr[top_ptr--];printf("%c%s", 'A' + u, (top_ptr < 0) ? "\n" : " ");}}free(stack_arr);free(color);free(g->edges);free(g->head);free(g);return 0;
}
（3）两种方法的对照理解。
1）Kahn 方法“从入口拆边”，显式维护入度与候选集合，适合实时调度、并行可行性判断等场景。
2）DFS 方法“从末端回溯”，不直接维护入度，代码更短，适合快速生成一个合法顺序与检测环存在。
3）两者时间复杂度均为 O(V＋E)，空间复杂度主要来自邻接表、队列或递归栈，通常为 O(V＋E)。
7. 复杂度、唯一性与健壮性讨论
**引导语——**在掌握了基本实现后，常见的进一步问题是：是否唯一、如何判环、怎样保证输出序列的“稳定可控”。这些问题决定了算法在工程中的可用性与可维护性。
（1）时间与空间复杂度。
· 两种算法都对每条边与每个顶点做常数次处理，时间复杂度为 O(V＋E)。
· 邻接表占用 O(V＋E) 空间；Kahn 的队列最多装下 O(V) 个顶点；DFS 的递归深度最坏为 O(V)。
（2）唯一性判定。
· 若在 Kahn 的执行过程中，任意时刻候选集合的大小都为 1，则拓扑序列唯一；
· 若出现某一步候选集合里有多个顶点，则至少存在两种不同的合法序列。
（3）环的检测。
· Kahn：输出计数小于顶点总数即可判定存在环，因为没有入度为零的顶点但仍有顶点残留；
· DFS：访问到“递归栈中的顶点”即检测到回到祖先的反向路径，从而判定为环。
（4）稳定性与可控输出。
· 若希望得到“字典序最小”的拓扑序列，可将 Kahn 的队列结构改用小根堆或有序集合；
· 若图很大且入度变化频繁，可考虑“批量入队”的策略减少堆操作次数。
8. 样例数据的“操作台”复盘
**引导语——**为了便于与前面的状态快照互相验证，下面把样例的入度账本、队列账本与输出序列三者并排展示。读者只需按行比对，就能理解每一步的逻辑一致性。
| 轮次 | 候选集合取出 | 输出序列累计 | 入度被削减的顶点 | 新进入候选集合 |
|---|---|---|---|---|
| 初始 | 无 | 空 | A（0），B（0） | {A，B} |
| 1 | A | A | C：1→0，D：2→1 | {B，C} |
| 2 | B | A，B | D：1→0 | {C，D} |
| 3 | C | A，B，C | E：2→1 | {D} |
| 4 | D | A，B，C，D | E：1→0 | {E} |
| 5 | E | A，B，C，D，E | F：1→0 | {F} |
| 6 | F | A，B，C，D，E，F | 无 | {} |
若将候选集合的数据结构替换为小根堆，且把 A…F 的字典序映射为相应编号，那么在每一步都会优先弹出字母序最小的顶点，最终得到字典序最小的拓扑序列。这个策略在课程编排、构建流水线中常用，用以保证输出结果的可解释性与稳定性。
9. 细节与边界情形的处理建议
**引导语——**真实数据往往会在细节处“刁难”实现者，例如单点无边、多源多汇、稀疏或稠密的极端度分布等。把这些情况预先纳入设计，有助于提升代码的鲁棒性。
（1）孤立点与无边图。
· 若某个顶点既无入边也无出边，其入度为零，会自然被最先输出；
· 一个完全无边的图，任何排列都是合法拓扑序列。
（2）并行可行性与层级划分。
· 可使用“分层输出”的思路，把同一轮入队的所有顶点视为同一层，从而得到一种“层序拓扑”；
· 这一做法常用于批量调度，单轮中互不依赖的任务可并行执行。
（3）数据规模与内存。
· 当边数接近顶点数的数量级时，邻接表的空间效率显著优于邻接矩阵；
· 极大规模图可考虑压缩存储与块式读取，但算法思想不变。
10. 过程可视化的“层序视角”
**引导语——**除了按步骤输出，很多读者也喜欢把拓扑排序理解为“按层剥离”的过程。下一张图把每一层的顶点摆放在同一列，读者可以把它看成“流水线的时间片”。
graph LRclassDef layer0 fill:#A7F3D0,stroke:#10B981,stroke-width:1px,color:#0B5;classDef layer1 fill:#BFDBFE,stroke:#1D4ED8,stroke-width:1px,color:#123;classDef layer2 fill:#FDE68A,stroke:#D97706,stroke-width:1px,color:#321;classDef layer3 fill:#FCA5A5,stroke:#B91C1C,stroke-width:1px,color:#311;subgraph L0[第 0 层（入度为零）]A((A)):::layer0B((B)):::layer0endsubgraph L1[第 1 层]C((C)):::layer1D((D)):::layer1endsubgraph L2[第 2 层]E((E)):::layer2endsubgraph L3[第 3 层]F((F)):::layer3endA --> CA --> DB --> DC --> ED --> EE --> F
说明：把同一轮被“解锁”的顶点放到同一层，可以一眼看出潜在的并行度。图中 L0 中的 A、B 可并行处理；当它们完成后，C、D 被解锁，进入 L1；随后 E 进入 L2，最后 F 进入 L3。
11. 常见错误与纠正思路
**引导语——**在练习与应用中，经常遇到一些“看似合理”的实现错误。总结这些错误并给出纠正策略，有助于在阅读他人代码或调试时快速定位问题。
（1）只在初始化时把入度为零的顶点入队。
纠正思路：每次削减入度后，一旦入度降为零，必须立刻入队，否则候选集合不完整，会漏解。
（2）删除边时少减入度或重复减入度。
纠正思路：以“遍历外发边”的粒度准确执行一次自减，不要用“统计后统一减”的粗放做法，否则容易与边多重性不一致。
（3）未做环检测或误检。
纠正思路：Kahn 用“输出计数是否等于顶点数”判定，DFS 用“三色标记回到递归栈”判定，两种方法都可靠。
（4）忽略输出的可控性。
纠正思路：若需要稳定的序列，必须把候选集合改为有序结构，在弹出时强制最小者优先。
12. 小结与延伸阅读建议
**引导语——**回顾全文，拓扑排序的关键在于把“局部无前驱”的顶点一批一批地拿走，同时保证任何时刻都不违反依赖。无论采用 Kahn 还是 DFS，本质都是沿着“先后约束”构造一条线性链。前者强调“显式削边”，后者依赖“后序回溯”，两者在复杂度上等价，在工程习惯与可控性上各有侧重。
为了在更复杂的调度系统中使用拓扑排序，读者可以进一步思考如下问题：如何在大规模稀疏图中维持字典序最小；如何与关键路径分析配合做时长估计；如何在增量更新的依赖图中维护拓扑序列的最小变更量。这些思考将把“正确性”与“工程性”结合起来，形成面向实际系统的完整能力。
本节要点回看（便于速览）：
· 拓扑排序的目标是把偏序关系线性化，满足每条边的“先于”约束。
· Kahn 算法以入度账本与候选集合为核心，按层“解锁”顶点；DFS 以后序回溯压栈为核心。
· 线性时间完成排序，借由输出计数或三色标记完成环检测。
· 候选集合的组织方式决定了输出序列的稳定性与可控性。