t1：這是一道規律題，但是我沒有想出來。
首先我們發現所有的家庭一定是繞圈放置時答案才是最優的，由此我們可以手玩幾個小資料來推出規律。
正解的規律是對於乙個正六邊形：我們第一次可以花費1的代價擴充套件它的一條邊，產生k-1個新的格仔（k代表邊長）；第二次可以花費1的代價擴充套件它的第二條邊，這時會產生新的k個格仔；以此類推，第
三、第四、第五條邊都是花費1的代價產生k個新的格仔，但是第六條邊時花費1的代價產生k+1個新的格仔。
所以我們首先找到乙個面積不超過n的最大的正六邊形，然後列舉要擴充套件它的幾條邊才能容下n個家庭，這樣就可以算出答案了。
**如下：
#include#include#include#define ll long long
ll n,ans;
int main()
s=s+k-1;ans++;
if(s>=n)
s=s+k;ans++;
if(s>=n)
s=s+k;ans++;
if(s>=n)
s=s+k;ans++;
if(s>=n)
s=s+k;ans++;
if(s>=n)
s=s+k+1;ans++;
if(s>=n)
}
首先我們從f[i]想i連邊，邊權為d[f[i]]-c[i]，然後我們發現整個圖就是乙個環套樹。接著我們就可以用類似拓撲的方法搞定樹的答案（即選最大的邊乘上a[f[i]]）。然後乙個環上一定要刪掉一條邊，那麼我們就選擇刪掉收益最小的那一條邊，然後環就變成了一棵樹，用樹的方法處理就好了。
注意：1、自環的情況。
2、我們其實可以把所有的物品取剩只有1個時再來割環邊，我比賽時就錯了這個地方。
t3：這一題不難，但是考思維。
首先我們列舉p串，這裡注意p串的長度一定要是n的約數，所以列舉的複雜度是o(n*logn)的。
接著我們可以取件dp，一開始設f[i][j][k]表示i~j這乙個區間，去掉所有完整的串之後剩下的幾個部分匹配到p的第k位是否可行。
然後我們又可以發現其實k=(j-i+1)*len（len是p的長度），這個想一想就清楚了。所以現在只剩下i、j兩維。
接著我們就列舉l表示k+1位匹配的位置，這時又注意到l=j+1+x*len（這個想一想也可以知道為什麼），所以l的列舉是o(logn)的。
綜上所述，總的時間複雜度是o(n*logn*n^2*logn)=o(n^3*(logn)^2)。有點大，但是優化一下能過。
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