题目描述：
为了从F(1≤F≤5000)个草场中的一个走到另一个，贝茜和她的同伴们有时不得不路过一些她们讨厌的可怕的树．奶牛们已经厌倦了被迫走某一条路，所以她们想建一些新路，使每一对草场之间都会至少有两条相互分离的路径，这样她们就有多一些选择．
每对草场之间已经有至少一条路径．给出所有R(F-1≤R≤10000)条双向路的描述，每条路连接了两个不同的草场，请计算最少的新建道路的数量, 路径由若干道路首尾相连而成．两条路径相互分离，是指两条路径没有一条重合的道路．但是，两条分离的路径上可以有一些相同的草场． 对于同一对草场之间，可能已经有两条不同的道路，你也可以在它们之间再建一条道路，作为另一条不同的道路．
简单说，就是加多少条边可以让所有点都在环上（不一定是一个环）
题解：
边双联通：删掉一条边，图仍旧联通。于是乎：
这不就是题面的意思吗？！
模板题？？？
于是思路非常明确：tarjan完之后硬跑即可。
怎么硬跑呢？把所有的边双给找出来，缩成一个联通块，然后把点之间的边转化为联通块之间的边，这样，只要统计度为1的联通快，答案就get了。
把所有已有的环给缩起来，然后再找多少入度为1的点，加边肯定是给他们两两相连，达到最优
为什么嘞？
首先，在度为大于1的点上加边，找到的环不是最大环，就导致原本可以一条边解决的事被分了多次解决，于是只对度为1的点，把他们两两相连，统计出的数量即为答案。
于是，整个题目就很明朗了：
技巧：
1、因为是无向图，每两个点就构成了一个环，所有有一个神一般的操作：^1
2^1=3,3^1=2；4^1=5,5^1=4....
因为两个正反边是在一起存的，所以搜到一个边，然后用异或操作，就可以搞到下一条边得下标了，把它们都打上vis标记，就可以跑有向图了。
坑点：
1、因为有异或操作，所以1的话异或起来会是0，于是就跑不到了，所有cnt要初始化为1.....
2、如果ans是奇数，在/2的过程中，可能会损失精度，所有+1/2......
3、没了.....
代码：
#include<bits/stdc++.h> using namespace std; const int maxn=100005; struct edge { int to,next; }e[maxn<<1]; int n,m,ans; int head[maxn<<1],cnt=1; int x[maxn],y[maxn]; inline void addedge(int from,int to) { e[++cnt].next=head[from]; e[cnt].to=to; head[from]=cnt; } int dfn[maxn],low[maxn],tot,vis[maxn],top; int st[maxn],color[maxn],col; int ru[maxn]; void tarjan(int u) { dfn[u]=low[u]=++tot; st[++top]=u; for(int i=head[u];i;i=e[i].next) { int v=e[i].to; if(!vis[i]) { vis[i]=vis[i^1]=1; if(dfn[v]==0) { tarjan(v); low[u]=min(low[u],low[v]); } else { low[u]=min(low[u],dfn[v]); } } } if(dfn[u]==low[u]) { color[u]=++col; while(st[top]!=u) color[st[top]]=col,top--; top--; } } int main() { scanf("%d%d",&n,&m);//n=read();m=read(); for(int i=1;i<=m;i++) { scanf("%d%d",&x[i],&y[i]);//x[i]=read();y[i]=read(); addedge(x[i],y[i]); addedge(y[i],x[i]); } for(int i=1;i<=n;i++) { if(!dfn[i]) tarjan(i); } for(int i=1;i<=m;i++) if(color[x[i]]!=color[y[i]]) ru[color[x[i]]]++,ru[color[y[i]]]++; for(int i=1;i<=col;i++) if(ru[i]==1) ans++; printf("%d ",ans+1>>1); return 0; }
（ zrxdl %%%）
（完）