[题意]一个无向图可以有重边，下面q个操作，每次在两个点间连接一条有向边，每次连接后整个无向图还剩下多少桥（每次回答是在上一次连边的基础之上）
[分析]好题，做完后涨了很多姿势~ 普通做法当然就是每加一条边重新算一次桥，但这样复杂度将达到O(q*M)，显然要超时。。所以我们需要“动态地”在原图的基础上求桥~ 我们可以先把图求一次边双连通分量(BCC)然后缩点，因为同一双连通分量中没有桥，加边没有影响。一个很重要的性质就是
｛
一个图求一次边双连通分量缩点后将变成一颗树或者森林，并且树中的每条边都是桥｝。因为此题中说所有的点都有边连着，所以这里缩点后是一棵树。 显然，树中每添加一条边，就会形成一个环，而这个环中的边将不再是桥，并且他们构成新的边双连通分量，所以我们每次在桥中减去这些边，并把他们缩成一个点。 第一，
怎么求在树中加边(u,v)后形成的环？ 我们可以求出u,v的LCA，然后环就是v->LCA(u,v)->u>(u,v)->v. 第二，
怎么缩点？ 以前一直做的是“静态缩点”，就是求一遍边BCC后图的结构就不变了，此时我们可以在求出每个点所属的BCC(bcc[i])后以BCC的标号来代替缩后的点。如果我们动态地加边，则每次都要修改原BCC中所有的点成新BCC，所以直接这样改行不通。这里我们是不是发现它很像……并查集？对！就是用并查集维护bcc[]！这是我做这道题学到的最重要的姿势
：用并查集维护动态加边的缩点。 当然此题中我们没有用到bcc[],因为在求LCA时我们用的朴素的方法：｛用level[]表示每个节点的深度，两个点同时向根爬，深度深的节点先爬（LCA(u,v) = LCA(u, father[v]) ），深度相同时两个点一起爬（LCA(u, v) = LCA(father[u], father[v]) ），直到两个点相同。｝这种方法的好处是可以一边求LCA一边缩点。那么我们就需要一个father[]来维护节点的父节点。这样我们就不需要bcc[]了，直接用并查集维护father[]，并用它表示缩点及所属BCC。
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