题意：给一张无向图，判断能否分成两个生成森林。

$n\le 2\times 10^3,m\le 4\times 10^3$

题目中这样的图称为“丛林”，下面以此来简称。

结论 一张图是丛林的充要条件是它的每一个子图 $G=(|V|,|E|)$ 有 $|E|\le 2|V|-2$

必要性显然。

充分性：考虑归纳法，当 $|V|=1$ 时显然成立，$|V|>1$ 假设结点数小于 $|V|$ 的满足条件的图都是丛林。

引理1 定义满图为满足 $|E|=2|V|-2$ 的图，对于当前图的两个交非空的子图 $G_1=(V_1,E_1),G_2=(V_2,E_2)$，它们的并也是满图。

证明 设它们的交为 $G_3=(V_3,E_3)$，并为 $G=(V,E)$。由假设知 $|E_1|=2|V_1|-2,|E_2|=2|V_2|-2,|E_3|\le 2|V_3|-2$，所以 $|E|\ge 2|V|-2$。又因为 $|E|\le 2|V|-2$，所以 $|E|=2|V|-2$。得证。

引理2 一个丛林最小的点度数小于 $4$。

证明 显然。

对于一张满足右边的条件的图，它的每一个真子图都是丛林。我们考虑它的一个最小的点的度数，如果是 $0,1,2$，就把这些边连到外面对应个数的生成森林上，得到整张图是丛林。下面讨论度数为 $3$ 的情况。

引理3 当度数为 $3$ 时，设相邻的三个点为 $a,b,c$，删掉这个点 $u$ 及这三条边后的图为 $G$，那么一定存在 {x,y}⊆{a,b,c}\{x,y\}\subseteq \{a,b,c\}{x,y}⊆{a,b,c} 使得 $G$ 中不存在一个满子图包含 $x,y$。

证明 假设 $a,b,c$ 两两都被一个满子图包含，把这三个满子图合并起来，由引理 1，合并后的图 $F$ 也是满子图，即 $|E(F)|=2|V(F)|-2$。我们加入 $u$ 和这三条边，就得到了一张 $|E|=2|V|-1$ 的图，它是原图的子图，矛盾，得证。

我们在 $G_1$ 中加入一条边 $(x,y)$，因为不存在包含 $(x,y)$ 的满图，所以加入后 $G_1$ 仍然是丛林。考虑这棵丛林的两棵生成树，在包含 $(x,y)$ 的树上断掉这条边，然后 $u$ 分别通过 $x,y$ 连接两个连通分量，剩下一个直接连，就构造了两棵原图的生产树，原命题得证。

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现在我们要判断是否对于每一个子图都有

$$|E|\le 2|V|-2$$

$$|E|-2|V|\le -2$$

就是最大权闭合子图对于每条边建一个点，从 $S$ 连边权为 $1$ 的边，向两个端点连 $+\infty$ 的边，每个点到 $T$ 连边权为 $2$ 的边，跑最小割即可。

设最小割为 $c$,边数为 $m$，我们需要判断是否

$$m-c\le -2$$

然后你会发现至少有一个大小为 $m$ 的割，所以会永远输出 No。

冷静分析，这样的原因是空图的存在。所以我们要枚举一个点强制选，也就是断掉对应的边，最后最小割 $+2$，当 $c-2<m$ 时输出 No。

然后要跑 $n$ 次完整的 dinic，会 T。注意到每次流量改变是常数，所以在断掉 $(u,v)$ 时从 $u$ 到 $S$ 流 $c(u,v)$ 的流量来模拟退流，然后物理断掉这条边。再从 $S$ 到 $T$ 跑 dinic，因为是在几乎已经增广完的残余网络上跑的所以很快。

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <cctype>
#include <queue>
#define MAXN 6005
#define MAXM 40005
using namespace std;
const int INF=0x7fffffff;
inline int read()
{int ans=0;char c=getchar();while (!isdigit(c)) c=getchar();while (isdigit(c)) ans=(ans<<3)+(ans<<1)+(c^48),c=getchar();return ans;
}
struct edge{int u,v,c;}e[MAXM];
int head[MAXN],cur[MAXN],nxt[MAXM],cnt=1;
inline void insert(int u,int v,int c){e[++cnt]=(edge){u,v,c};nxt[cnt]=head[u];head[u]=cnt;}
inline void addnode(int u,int v,int c){insert(u,v,c),insert(v,u,0);}
int dis[MAXN];
bool bfs(int S,int T)
{queue<int> q;q.push(T);memset(dis,-1,sizeof(dis));dis[T]=0;while (!q.empty()){int u=q.front();q.pop();for (int i=head[u];i;i=nxt[i])if (e[i^1].c&&dis[e[i].v]==-1){dis[e[i].v]=dis[u]+1;q.push(e[i].v);if (e[i].v==S) return true;}}return false;
}
int dfs(int u,int f,int T)
{if (u==T||!f) return f;int used=0;for (int& i=cur[u];i;i=nxt[i])if (e[i].c&&dis[u]==dis[e[i].v]+1){int w=dfs(e[i].v,min(e[i].c,f),T);e[i].c-=w,e[i^1].c+=w;f-=w,used+=w;if (!f) break;}if (!used) dis[u]=-1;return used;
}
inline int dinic(int S,int T,int f=INF)
{int ans=0;while (f>ans&&bfs(S,T))memcpy(cur,head,sizeof(head)),ans+=dfs(S,f-ans,T);return ans;
}
int pos[MAXN];
int solve()
{memset(head,0,sizeof(head));memset(nxt,0,sizeof(nxt));cnt=1;int n,m;n=read(),m=read();int S=n+m+1,T=S+1;for (int i=1;i<=m;i++){addnode(n+i,read(),INF);addnode(n+i,read(),INF);addnode(S,n+i,1);}for (int i=1;i<=n;i++) addnode(i,T,2),pos[i]=cnt;int ans=dinic(S,T);for (int i=1;i<=n;i++){int f=e[pos[i]].c;e[pos[i]].c=e[pos[i]^1].c=0;if (f) ans-=dinic(i,S,f);if (i>1) e[pos[i-1]^1].c=2;ans+=dinic(S,T);if (ans<m) return puts("No"),0;}puts("Yes");return 0;
}
int main()
{for (int T=read();T;T--) solve();return 0;
}