显然每一个连通块独立，不妨假设原图连通，并建立dfs树

假设树上有$k$条返祖边，并记其覆盖的点集分别为$V_{1},V_{2},...,V_{k}$

显然有奇环时无解，因此不妨假设$\forall 1\le i\le k,|V_{i}|\equiv 0(mod\ 2)$，进而$|V_{i}|\ge 4$

结论：恒有解$\iff \forall 1\le i<j\le k,V_{i}$和$V_{j}$满足以下条件之一：

• $|V_{i}|=|V_{j}|=|V_{i}\cap V_{j}|+1$
• $|V_{i}|$或$|V_{j}|=4,|V_{i}\cap V_{j}|=3$

必要性：考虑对$V_{i}\cap V_{j}$的情况分类讨论——

1. 若$V_{i}\cap V_{j}=\empty$，考虑两者树上最近点对，即得到两个环间一条路径的结构

将$V_{i}$和$V_{j}$均设为$\{A,B\},\{B,C\},\{C,D\},...,\{*,B\}$的形式，即可该路径两端点均选$A$

在此基础上，用$\{A,B\},\{B,C\},\{C,D\},...,\{*,A\}$形式连接路径，即无解

2. 若$|V_{i}\cap V_{j}|=1$，类似前者的做法，让两个简单环分别强制该公共点选$A$和$B$即可

3. 若$|V_{i}\cap V_{j}|\ge 2$，将两者交的端点提出，即得到两点间三条路径的结构

若其中有两条路径长度$\ge 3$，则将另一条路径均染成$\{A,B\}$，其余两条路径按$A,B$对称

具体形式仍类似前者，仅需注意结束时的$A/B$需取决于$\{A,B\}$路径长度奇偶性

若某条路径长度$=1$，由于奇环，其余两条路径长度至少为$3$，即为前者的情况

在此基础上，对两个环所对应的两条路径分类讨论，即必然为条件所述的形式

充分性：事实上，当满足结论的条件时，必然有$k\le 2$

关于这一点，考虑固定其中祖先最浅的返祖边$i$，并对其分类讨论：

1. 若$|V_{i}|=4$，则其余返祖边必然是从$V_{i}$中次浅点到$V_{i}$中最深点的子树内（除该点外）
2. 若$|V_{i}|>4$，则其余返祖边必然是从$V_{i}$中次浅点/倒数第三深点到$V_{i}$中最深点的某儿子

显然不论哪种情况，对应的返祖边内部两两不满足条件，因此至多存在一条

在此基础上，不断删去图中度数$\le 1$的点，最终形式即两点间三条路径且存在两条路径长度$=2$

关于这种形式，称另一条的路径为长链，并分类讨论：

1. 若长链上所有点颜色集合均相同，显然其长度为偶数，此时链端点颜色相同，必然有解

2. 若长链上所有点颜色集合不全相同，找到第一个不同的位置，其仅能限制左端点某种颜色时的右端点

换言之，左右端点间至少有三种颜色配对方式，不妨假设分别为$AC,AD$和$BD$（颜色相同更优）

考虑其余路径上两点，必然分别为$AC$和$AD$（否则选$A$并顺次选择即可），进而选$BDAA$即可

综上，即得证

时间复杂度为$o(n+m)$，可以通过

 1 #include<bits/stdc++.h>
 2 using namespace std;
 3 #define N 10005
 4 int t,n,m,x,y,flag,dfn[N],fa[N],dep[N];
 5 vector<int>e[N];vector<pair<int,int> >v;
 6 void dfs(int k,int f,int s){
 7     dfn[k]=++dfn[0],fa[k]=f,dep[k]=s;
 8     for(int i:e[k])
 9         if (i!=f){
10             if (!dfn[i])dfs(i,k,s+1);
11             else{
12                 if (dfn[i]<dfn[k]){
13                     v.push_back(make_pair(i,k));
14                     if (dep[k]-dep[i]+1&1)flag=1;
15                 }
16             }
17         }
18 }
19 int main(){
20     scanf("%d",&t);
21     while (t--){
22         scanf("%d%d",&n,&m),flag=0;
23         for(int i=1;i<=n;i++)e[i].clear();
24         for(int i=1;i<=m;i++){
25             scanf("%d%d",&x,&y);
26             e[x].push_back(y),e[y].push_back(x);
27         }
28         memset(dfn,0,sizeof(dfn));
29         for(int i=1;i<=n;i++)
30             if (!dfn[i]){
31                 v.clear(),dfs(i,0,1),flag|=(v.size()>2);
32                 if (v.size()==2){
33                     int cnt=0;
34                     for(int j=v[0].second;j!=v[0].first;j=fa[j])dfn[j]=-1;
35                     dfn[v[0].first]=-1;
36                     for(int j=v[1].second;j!=v[1].first;j=fa[j])cnt+=(dfn[j]<0);
37                     cnt+=(dfn[v[1].first]<0);
38                     int s0=dep[v[0].second]-dep[v[0].first]+1;
39                     int s1=dep[v[1].second]-dep[v[1].first]+1;
40                     if ((s0==s1)&&(s0==cnt+1)||((s0==4)||(s1==4))&&(cnt==3));else flag=1;
41                 }
42                 if (flag)continue;
43             }
44         if (flag)printf("NO\n");
45         else printf("YES\n");
46     }
47     return 0;
48 }