神題啊，好吧，應該是因為我太弱了。。。

設f[i][k]表示到第i個村莊,第i個村莊一定會建基站,已經建了k個基站的最小費用.

f[i][k]=min{f[j][k-1]+cost(j+1,i-1)}+c[i];

//注意本題線段樹維護的是當我們列舉i的時候，線段樹來維護f【j】【k-1】+cost【j】【i】，就是之前的值和中間的值，整體維護dp方程中的東西。同時在列舉i增加的過程中，維護cost【j】【i】（此時的i已經++了），也就是根據題目的性質，改變cost【j】【i】的值，進而改變方程的值，都是線上段樹中處理，提取的時候就跳到前面的那個步驟了

cost(x,y)表示x到y這一段的最小補償費用.這個dp是O(n^3)的,TLE.

由於狀態數已經是N^2,主要的瓶頸在於轉移的複雜度cost(x,y)的計算.考慮y增加對solve(x,y)的影響.

原來被左端點覆蓋的沒有影響,被右端點覆蓋的會減少並且不會再被覆蓋.

考慮用線段樹優化這個dp.用線段樹維護f[x]+

cost(x+1,y)的最小值.

設bg[x],ed[x]表示在[bg[x],ed[x]]範圍內建造基站村莊x能被覆蓋.

每次處理完x位置,列舉所有r[a]=x的村莊a（鄰接表）,然後線上段樹中把[1,bg[a]-1]都加上w[a].

因為a村莊已經無法被右端點覆蓋,所以這些當做左端點也無法覆蓋a的村莊的f+cost值肯定要增加w[a];

列舉k,每次都要重新建樹.我們可以把n和k加1,這樣每次最優值都儲存在f[n]中

實際上本題的本質就是，寫出dp方程，用線段樹來維護dp中的資料，並且高效的進行區間更新，查詢最值

這道題思路是並不難理解，但是程式碼實現確實有一些技巧，剛開始我就寫不出來啊，細節詳見註釋

#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<cstdlib>
#include<cmath>
#include<algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int inf=0x3f3f3f3f;

int n,k;

ll f[200005],dis[200005],c[200005],w[200005],s[200005];

int ed[200005],bg[200005];

int tot,head[200005],pre[200005],to[200005];
void addedge(int x,int y)
{
	to[++tot]=y;pre[tot]=head[x];head[x]=tot;
}


struct aa
{
	int l,r;
	ll mi,add;
}a[200005<<2];
void up(int i)
{
	a[i].mi=inf;//注意。下面要min，這裡就應該先設為無窮大
	if (a[i<<1].l) a[i].mi=min(a[i<<1].mi,a[i].mi);//注意a【i<<1】.l，只有下面有節點才更新，否則會有0的情況
	if (a[i<<1|1].l) a[i].mi=min(a[i<<1|1].mi,a[i].mi);
}
void down(int i)
{
	if (a[i].add)
	{
		a[i<<1].add+=a[i].add;
		a[i<<1|1].add+=a[i].add;
		
		a[i<<1].mi+=a[i].add;
		a[i<<1|1].mi+=a[i].add;
		
		a[i].add=0;
	}
}
void build(int i,int l,int r)
{
	a[i].l=l;a[i].r=r;
	a[i].add=a[i].mi=0;
	if (l==r)
	{
		a[i].mi=f[l];//剛開始把所有的上一次計算的答案加進去
		return;
	}
	int mid=(l+r)>>1;
	build(i<<1,l,mid);
	build(i<<1|1,mid+1,r);
	up(i);
}
void add(int i,int l,int r,ll x)
{
	if (l>r) return ;//防止出現l>r,特殊情況的處理
	if (a[i].l==l&&a[i].r==r)
	{
		a[i].mi+=x;
		a[i].add+=x;
		return ;
	}
	down(i);
	int mid=(a[i].l+a[i].r)>>1;
	if (mid>=r) add(i<<1,l,r,x);
	else if (mid<l) add(i<<1|1,l,r,x);
	else add(i<<1,l,mid,x),add(i<<1|1,mid+1,r,x);
	up(i); 
}
ll query(int i,int l,int r)
{
	if (l>r) return 0;
	if (a[i].l==l&&a[i].r==r) return a[i].mi;
	int mid=(a[i].l+a[i].r)>>1;
	down(i);
	if (mid>=r) return query(i<<1,l,r);
	else if (mid<l) return query(i<<1|1,l,r);
	return min(query(i<<1,l,mid),query(i<<1|1,mid+1,r));
}




void init()
{
	scanf("%d%d",&n,&k);
	for (int i=2;i<=n;i++) scanf("%lld",&dis[i]);
	for (int i=1;i<=n;i++) scanf("%lld",&c[i]);
	for (int i=1;i<=n;i++) scanf("%lld",&s[i]);
	for (int i=1;i<=n;i++) scanf("%lld",&w[i]);
	n++;k++;
	
	dis[n]=w[n]=inf;//有距離，保證不影響答案 ，這裡因為f【n】【k】表示在第n個建總共k個的最小值，但是最優答案不一定是在n這個位置建，所以n++，通過分析保證n+1的值不會影響答案，主要是dis【n+1】要大於dis【n】
	
	for (int i=1;i<=n;i++)
	{
		bg[i]=lower_bound(dis+1,dis+i+1,dis[i]-s[i])-dis;
		ed[i]=upper_bound(dis+i,dis+n+1,dis[i]+s[i])-dis-1;
		
		addedge(ed[i],i);//鄰接表
	}
}

int main()
{
	init();
	ll tmp=0;
	for (int i=1;i<=n;i++)//初始計算邊界，f【i】【1】，前i個數選1個
	{
		f[i]=c[i]+tmp;
		for (int l=head[i];l;l=pre[l])
		tmp+=w[to[l]];//因為前邊不可能選，所以這裡沒有選到就是沒有選到了
	}
	ll ans=f[n];
	for (int j=2;j<=k;j++)
	{
		build(1,1,n);//迴圈佇列，這一次的狀態只與上一次有關，所以用上一次的f陣列來建線段樹
		memset(f,0,sizeof(f));
		for (int i=1;i<=n;i++)
		{
			f[i]=query(1,1,i-1)+c[i];//query詢問1~i-1的最小值
			for (int l=head[i];l;l=pre[l])
			{
				int x=to[l];
				add(1,1,bg[x]-1,w[x]);//在之前的cost都要增加
			}
		}
		ans=min(ans,f[n]);//因為是至多k個，所以可以選不到k個
	}
	printf("%lld",ans);
	return 0;
}