最小表示法就是对于一个循环字符串，其字典序最小的状态；
显然任意一个循环串的最小表示法是唯一的，那么可以同过比较两个循环串的最小表示法来判断它们是否相同；
对于朴素算法：
初始化：i = 0, j = 1, k = 0;
若 s[i] < s[j]，j++；
若 s[i] > s[j]，i = j, j++；
若 s[i] == s[j]，则 k++，直至 s[i + k] != s[j + k]
对于 s[i + k] < s[j + k]，j++；
否则 i = j, j++；
返回 min(i, j)；
时间复杂度 O(n^2)，其中 n 为字符串 s 的长度；
代码：
1 int get_min(string s){
2 int len = s.size();
3 int i = 0, j = 1, k = 0;
4 while(i < len && j < len){
5 if(s[i] < s[j]) j++;
6 else if(s[i] > s[j]) i = j++;
7 else{
8 k = 0;
9 while(k < len && s[i + k] == s[j + k]){
10 k++;
11 }
12 if(s[i + k] < s[j + k]) j++;
13 else i = j++;
14 }
15 }
16 return i < j ? i : j;
17 }
优化：
s[i + k] != s[j + k]时：
对于 s[i + k] > s[j + k]， 可直接令 i += k + 1；
关于其正确性证明：
i += k + 1 可行，只需证明 1) 以 i ~ i + k 中字符为头首字符的串不可能字典序最小；
证明 1) ，只需证明 2) 对于以 i ~ i + k 开头，以 i + k 结尾的后缀，一定存在等长的子串字典序比其小；
证明 2)： 任取 i <= i‘ <= i + k，构造子串 s[i‘, i + k]，len = i + k - i‘ + 1；取与其等长子串 s[j + k - len + 1 , j + k]；
显然有：s[i‘, i + k - 1] = s[j + k - len + 1, j + k - 1] && s[i + k] > s[j + k]，所以 s[i‘, i + k] > s[j + k - len + 1, j + k]；
所以结论 2) 得证，即结论 1) 得证；
对于 s[i + k] < s[j + k]，可令 j += k + 1 ；
其正确性证明与上面类似：
j += j + 1 可行，只需证明 1) 以 j ~ j + k 中字符为头首字符的串不可能字典序最小；
证明 1) ，只需证明 2) 对于以 j ~ j + k 开头，以 j + k 结尾的后缀，一定存在等长的子串字典序比其小；
证明 2)： 任取 j <= j‘ <= j + k，构造子串 s[j‘, j + k]，len = j + k - j‘ + 1；取与其等长子串 s[i + k - len + 1 , i + k]；
显然有：s[j‘, j + k - 1] = s[i + k - len + 1, i + k - 1] && s[j + k] > s[i + k]，所以 s[j‘, j + k] > s[i + k - len + 1, i + k]；
所以结论 2) 得证，即结论 1) 得证；
注意：若出现 i == j 的情况，则将 j 往后移一位；
时间复杂度 O(n)，其中 n 为字符串 s 的长度；
代码：
1 void get_min(int n, int m){//最小表示法
2 int i = 0, j = 1 ,k = 0, t;
3 while(i < m && j < m && k < m){
4 t = a[n][(i + k) % m] - a[n][(j + k) % m];
5 if (!t) k++;
6 else{
7 if(t > 0) i += k + 1;
8 else j += k + 1;
9 if (i == j) j++;
10 k = 0;
11 }
12 }
13 a[n][m] = i < j ? i : j;
14 }