因为Monster是懒狗，所以题解也很水。

树是一个连通且无环的无向图，在树中多了一条附加的边之后就会出现环，因此要删去的的边即为导致环出现的边。

可以通过并查集寻找这条边。初始时，每个节点都属于不同的连通分量。遍历每一条边，判断这条边连接的两个顶点是否属于相同的连通分量。

如果两个顶点属于不同的连通分量，则说明在遍历到当前的边之前，这两个顶点之间不连通，因此当前的边不会导致环出现，合并这两个顶点的连通分量。

如果两个顶点属于相同的连通分量，则说明在遍历到当前的边之前，这两个顶点之间已经连通，因此当前的边导致环出现，将当前的边作为答案返回。

时间复杂度：$O(nlogn)$，其中$n$是图中的节点个数。需要遍历图中的$n$条边，对于每条边，需要对两个节点查找祖先，如果两个节点的祖先不同则需要进行合并，需要进行 2 次查找和最多 1 次合并。一共需要进行$2n$次查找和最多$n$次合并，因此总时间复杂度是$O(2nlogn)=O(nlogn)$。这里的并查集使用了路径压缩，但是没有使用按秩合并，最坏情况下的时间复杂度是$O(nlogn)$，平均情况下的时间复杂度依然是$O(nα(n))$，其中$α$为阿克曼函数的反函数，$α(n)$可以认为是一个很小的常数。

空间复杂度：$O(n)$，其中$n$是图中的节点个数。使用数组$fa$记录每个节点的祖先。

代码

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
int find(int x, vector<int> &fa) { return x == fa[x] ? x : fa[x] = find(fa[x], fa); }
int main()
{
    int n, x, y;
    cin >> n;
    vector<int> fa(n + 1, 0);
    for (int i = 1; i <= n; i++)
        fa[i] = i;
    for (int i = 0; i < n; i++) {
        cin >> x >> y;
        if (find(x, fa) != find(y, fa))
            fa[find(x, fa)] = find(y, fa);
        else {
            cout << x << " " << y << endl;
            break;
        }
    }
    return 0;
}