一般用 tarjan 演算法解決
橋和割邊是乙個東西
若對於無向連通圖的乙個點 \(x\)，從圖中刪去這個點和與這個點相連的所有邊後，圖不再是連通圖，則 \(x\) 為這個圖的割點。
若對於無向連通圖的一條邊 \(e\)，從圖中刪去這條邊後，圖不再是連通圖，則 \(e\) 為這個圖的割邊。
當然那張圖可能本來就不連通，所以嚴格來說是把乙個連通塊斷開了，改變了原來的連通塊是否連通，是這個連通塊的割點或割邊。不過從總體來看，刪除這個點或邊還是改變了整張圖的連通性。
與有向圖 dfs 樹類似。
任選乙個點開始出發進行 dfs，保證每乙個點只訪問一次，把所有發生了遞迴的邊標為樹邊，所有樹邊構成一棵樹。
對應到樹上，每乙個點都只有乙個父親節點，就是第一次訪問這個點時對應的那個點（第二次訪問時就直接跳過這個點了）。
還是來張圖（紅色為樹邊）：
然後將邊分為兩類，樹邊和返祖邊，返祖邊連線了乙個點和它的乙個祖先。
注意，與有向圖不同，無向圖 dfs 樹沒有橫叉邊。
在 dfs 的過程中，按每乙個節點第一次被訪問的順序，給每個點標上乙個數字，代表是第幾個被第一次訪問的，記為時間戳。
\(u\) 的追溯值指的是 \(u\) 的子樹中所有點 和 從 \(u\) 的子樹中的點通過僅一條返祖邊可以到達的點的時間戳的最小值。
下圖中，黑色數字代表每個點的 dfn，紅色數字代表 low。
首先注意到，割邊只可能是樹邊，不可能是返祖邊。
假設 \(u\) 是 \(v\) 的父親，如果從 \(v\) 的子樹中任意一點出發都不能到達 \(u\) 或 \(u\) 的祖先，也就是時間戳比 \(x\) 小的點（不要管那些點的其它子樹，由於沒有橫叉邊，它們只能通過先走到 \(u\) 或 \(u\) 的祖先再往下走到達），那麼刪去這條邊後，\(v\) 的子樹就與圖的其它部分斷開了。
判斷條件就是 \(low_v>dfn_u\)
否則的話，\(v\) 就有至少兩條路到達 \(u\)，一條是 \((v,u)\) 另一條是先向下走到子樹中某個點，再走返祖邊，再向下走到 \(u\)。
void tarjan(ll u,ll fe)
else if(i != (fe ^ 1)) low[u] = min(low[u],dfn[v]);
// 這條邊是返祖邊，所以取 dfn，這裡一定不能取 low
// 存邊的時候，把 (u,v) 和 (v,u) 分別存為 2,3/4,5/6,7/... 通過 ^1 就是另一條邊的編號
// 算 low 的時候不能把父親節點的 dfn 算進去
// 同時，這樣可以處理重邊的情況
}}
若 \(u\) 是割點，那麼只要存在\(u\) 的乙個子節點 \(v\)，使得 \(low_v \geq dfn_u\)，則 \(u\) 是割點。
相應的，刪去 \(u\) 後 \(v\) 無法到達 \(u\) 或 \(u\) 的祖先了
還有乙個特殊情況，就是對於搜尋樹的根，如果它只有 1 個兒子（通過樹邊與之直接相連的點），它不能成為割點，這裡需要特判。
樹的葉子節點由於沒有兒子，也不會成為割點。
inline void tarjan(ll u,ll fa)
else low[u] = min(low[u],dfn[v]);
// 這裡判定的時候取的是小於等於，所以可以無視父邊影響
// 重邊也是沒有影響的，因為我刪除的是點}}
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在上一節我們已經知道tarjan演算法可以求聯通圖，在這裡我們也運用tarjan的思想求割點與割邊，首先我們先來說說割點，那麼什麼事割點呢，先來看一張圖 a 來自網路 在 a 圖中，我們將a點以及與a點相連的邊全部去除，會發現這個聯通圖被分成了倆個聯通圖，乙個是節點f，另外乙個是餘下的所有的節點組成...
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割點和割邊
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