一般用 Tarjan 算法解决
桥和割边是一个东西
割点和割边
定义
若对于无向连通图的一个点 (x)，从图中删去这个点和与这个点相连的所有边后，图不再是连通图，则 (x) 为这个图的割点。
若对于无向连通图的一条边 (e)，从图中删去这条边后，图不再是连通图，则 (e) 为这个图的割边。
当然那张图可能本来就不连通，所以严格来说是把一个连通块断开了，改变了原来的连通块是否连通，是这个连通块的割点或割边。不过从总体来看，删除这个点或边还是改变了整张图的连通性。
无向图的 dfs 树
与有向图 dfs 树类似。
任选一个点开始出发进行 dfs，保证每一个点只访问一次，把所有发生了递归的边标为树边，所有树边构成一棵树。
对应到树上，每一个点都只有一个父亲节点，就是第一次访问这个点时对应的那个点（第二次访问时就直接跳过这个点了）。
还是来张图（红色为树边）：
然后将边分为两类，树边和返祖边，返祖边连接了一个点和它的一个祖先。
注意，与有向图不同，无向图 dfs 树没有横叉边。
时间戳 dfn 与追溯值 low
在 dfs 的过程中，按每一个节点第一次被访问的顺序，给每个点标上一个数字，代表是第几个被第一次访问的，记为时间戳。
(u) 的追溯值指的是 (u) 的子树中所有点 和 从 (u) 的子树中的点通过仅一条返祖边可以到达的点的时间戳的最小值。
下图中，黑色数字代表每个点的 dfn，红色数字代表 low。
割边的判定
首先注意到，割边只可能是树边，不可能是返祖边。
假设 (u) 是 (v) 的父亲，如果从 (v) 的子树中任意一点出发都不能到达 (u) 或 (u) 的祖先，也就是时间戳比 (x) 小的点（不要管那些点的其它子树，由于没有横叉边，它们只能通过先走到 (u) 或 (u) 的祖先再往下走到达），那么删去这条边后，(v) 的子树就与图的其它部分断开了。
判断条件就是 (low_v>dfn_u)
否则的话，(v) 就有至少两条路到达 (u)，一条是 ((v,u)) 另一条是先向下走到子树中某个点，再走返祖边，再向下走到 (u)。
void tarjan(LL u,LL fe){
dfn[u] = low[u] = ++ dfc;
for(LL i = hed[u];i;i = nxt[i]){
LL v = to[i];
if(!dfn[v]){
tarjan(v,i);
low[u] = min(low[u],low[v]); // v 在 u 的 子树中，所以这里取 low
// 搜索完 v 的子树，找出 v 的子树的 low 再取最小值来求出 u 的 low
if(low[v] > dfn[u]) bri[i] = bri[i ^ 1] = 1;
}
else if(i != (fe ^ 1)) low[u] = min(low[u],dfn[v]);
// 这条边是返祖边，所以取 dfn，这里一定不能取 low
// 存边的时候，把 (u,v) 和 (v,u) 分别存为 2,3/4,5/6,7/... 通过 ^1 就是另一条边的编号
// 算 low 的时候不能把父亲节点的 dfn 算进去
// 同时，这样可以处理重边的情况
}
}
割点的判定
思想类似。
若 (u) 是割点，那么只要存在 (u) 的一个子节点 (v)，使得 (low_v geq dfn_u)，则 (u) 是割点。
相应的，删去 (u) 后 (v) 无法到达 (u) 或 (u) 的祖先了
还有一个特殊情况，就是对于搜索树的根，如果它只有 1 个儿子（通过树边与之直接相连的点），它不能成为割点，这里需要特判。
树的叶子节点由于没有儿子，也不会成为割点。
inline void tarjan(LL u,LL fa){
low[u] = dfn[u] = ++ ti;
LL tot = 0;
for(LL i = hed[u];i;i = nxt[i]){
LL v = to[i];
if(!dfn[v]){
++ tot; tarjan(v,fa);
low[u] = min(low[u],low[v]);
if((u == fa && tot >= 2) || (u != fa && dfn[u] <= low[v])) cut[u] = 1;
// dfn[u] == low[u] 其实也对
}
else low[u] = min(low[u],dfn[v]);
// 这里判定的时候取的是小于等于，所以可以无视父边影响
// 重边也是没有影响的，因为我删除的是点
}
}
应用之一：双连通分量