有个错误：
        否则若px不是-1
              px=y
应改为：若px是-1,px=y


> 其实，如果仔细深究，就会发现：dfs本身也是分治！
> 看一下搜索树的产生过程：
> 随便选一个根，依次找把它剔除后产生的破碎的联通块，
> 再依次产生搜索子树。
> 
> 对于这种匹配的题，往往有两个思路：二分匹配或分治
> 二分匹配就是把题目套上现成的匹配模型，
> 往往需要找到一种巧妙的染色方法以形成“二分”的图。
> 分治，则是通过这样的一种思想：
> 随便选一个节点或一条边，
> 把图断开，递归解决子图，然后通过这个点或边“调剂”一下，
> 许多图上找回路、找割定的问题都是用这个思想。
> 
> 看一下这个题吧：
> 二分匹配似乎没戏了，那就分治。
> 断开一个点x，然后看分离出的子图。
> 对于每一个子图，需要大胆的不妨设只会有两种情况：
> 1.子图内部匹配成功。
> 2.子图内部无法匹配，富裕出一条连着x的某个邻居y的边(y,w)。
> 
> 这个其实是需要证明的，不过，以下的算法就是证明：
> 对于情况1，把x与那个子图的所有连边统统划归x的“待匹配边表”
> 对于情况2，把(x,y)这个边“赠送”给那个子图，使得它可以匹配，
> 剩下的边归入“待匹配边表”
> 最后，把x的“待匹配边表”中的所有边两两匹配一下，
> 再看一下是否可以匹配或富裕一条边。
> 
> 具体写的时候，可以用dfs巧妙地实现，dfs伪代码如下：
> dfs u
>    记录u的时间戳
>    px=-1//记录用于“调剂”的那个边
>    对于u的每一个邻居y
>       如果y还没有访问，dfs y，
>           如果返回多余一条边(y,w),则输出(u,y) (y,w)
>           否则若px不是-1
>               px=y
>           否则输出(px,u) (u,y)并px=-1
>       如果y访问过，但是它的时间戳比u晚，则
>           若px不是-1
>               px=y
>           否则输出(px,u) (u,y)并px=-1
>     最后返回px