题面
n<=1e5
回文树的dp
首先最优解大概是先构出一个偶回文串，然后再将其他字符在首尾添加上。
考虑到操作2之后必定是偶回文串，我们可以先建出回文树，然后在上面dp.
对于奇回文串，我们可以不将他作为那个“较长的回文串”， 因为可以通过取他的一些子串来等价。
- 我们想计算出构造出每一个偶回文串需要多少步数。
对于偶回文串，其他回文串要构出他，
首先要是他的子串吧， 这保证在回文树转移与fail链（父亲指向儿子）构出的dag中，子串可以到大串，这是一个结论。
设f[i]表示，最后一次操作是翻转，构出i这个偶回文串的最小代价。 （空串也默认翻转一次，方便下面转移）
我们实际上只要支持两种转移，就可以覆盖所有子串了：
对于转移祖先：
差了首尾两个字符。
由于其他偶回文串也是翻转来的， 我们可以假装改变一下操作顺序： 先加字符再翻转， 这样是1的代价。
对于fail链上的转移：
即是他的回文后缀，此时我们考虑翻转（强制要求最后一次操作是翻转），那么这个串的长度不能超过一半。这个位置与fail求法相同，稍微判断一下就可以了。
然后，将其补齐一半再翻转，算一下代价即可（这个翻转是要计算代价的）
代码写的太丑就不放了。