算法详解 很长时间内都没有能够很理解KMP算法的精髓，尤其是很多书上包括《算法导论》没有把next函数（亦或 π函数）讲解的很透彻。 今天去看了matrix67大牛博客中关于kmp部分的讲解，有点儿醍醐灌顶的感觉，当然也只是理解了一点浅层次罢了。 我尝试着用自己的语言说一下自己的理解，顺便锻炼一下自己渣一般的逻辑组织能力。。。。。。 下面开始正题吧~~~   我们知道单模字符串匹配基本就是三种方法： 一、朴素枚举。最坏时间复杂度O(mn)。 二、Rabin-Karp。需要O(m)的预处理。虽然最坏时间复杂度也是O(mn)，但出现最坏情况的几率比朴素法小很多，所以这种方法实际应用还是比较广泛的。 三、Knuth-Morris-Pratt。即KMP算法。O(m)的预处理时间，O(n)的匹配时间，非常高效。   先从朴素枚举法说起吧。枚举法就是从字符串的第一位开始，把每一位都作为开头来与模式串逐位匹配一次，如果匹配失败则开始下一位做开头试，直到找到匹配为止。 i  = 1 2 3 4 5 6 …… A = a a a b a a … B = a a a b a c b j  = 1 2 3 4 5 6 7 我们知道，要优化一个算法就要知道它哪里做了多余的事情。从上面情况来看，在i == j == 6时当前匹配失败，朴素法会把模式串试着与i == 2做开头匹配，但是从我们前面已经得到的信息已经可以得出，i == 2做开头是不可能匹配成功的，所以朴素枚举在这里就做了无用功（也可以说 i 指针做了无用的回溯）。（而且我们要发现在某种坏的情况下它做了相当多的无用功！比如这种情况：000000000000000000000001，模式串00000000001） 那么我们应该想到一个优化了。抽象一下就是，当我们前面已经匹配A[i-j..i-1] == B[1..j]，而遇到A[i] != B[j+1]时，我们可以快速（O(1)时间内）找到一个新的j，使得新的A[i-j..i-1] == B[1..j]，并且A[i] == B[j+1]，这样我们的 i 指针就可以不动，紧接着向下匹配就好了。为了能够快速找到这样的j，我们使用一个辅助的next[]数组（π数组），next[j]记录当B[j+1] != A[i]时，新的j的位置。 这样我们的KMP算法的大致代码就是： [cpp] string T,P; bool KMP() { bool flag = false; int n = T.length(); int m = P.length(); int j = -1; for (int i = 0; i < n; i ++) { while(j > -1 && B[j+1] != A[i]) j = next[j]; if (B[j+1] == A[i]) j ++; if (j == m - 1) { flag = true; //匹配成功 break; //j = next[j]; } } return flag; }[/cpp] 前面说过，next[]的值是由前面匹配时已经得到的信息得出来的，那么我们发现next[]的值只与模式串有关。（因为前面已经匹配的地方A、B串是一样的，所以只由一个B串是可以得到信息的），这样我们就可以通过对模式串（B串）进行预处理来求出next[]。 那么怎么样根据模式串求出next[]呢？举个例子来说明： i  = 1 2 3 4 5 6 …… A = a b a b a b … B = a b a b a c b j  = 1 2 3 4 5 6 7 当i == 6 ，j == 5时A[i] != B[j+1]，那么这时我们应该调整j了，手动调整一下可以发现新的j == 3，即next[5] = 3。 i  = 1 2 3 4 5 6 …… A = a b a b a b … B =      a b a b a c b j  =      1 2 3 4 5 6 7 发现没有，新的j'要满足情况，则需要满足B[1..j‘]与B[j-j'+1..j]匹配。 那么我们可以得出一个朴素的O(m²)的求next[]的方法了。对于每一个j，枚举j'，找出符合条件的最大的j'就行了。但是明显这个算法是不够优的（如果m很大怎么办？） 实际上上面一句话已经启示我们到底该怎么求next[]了，“满足B[1..j']与B[j-j'+1..j]匹配”，这就是一个模式串自身匹配的过程啊！ 我们看个求next[]（这里是π[]）的图： 我们看看next[j]可不可以由next[1..j]的信息得出。假设当前要求next[6]。由j == next[5] == 3可得到，B[1..3] == B[3..5]，而此时B[4] != B[6]，所以此时匹配失败，需要回溯重新匹配了。但我们不想回溯啊！前面说了回溯是做无用功啊！那么我们是不是要找一个新的j'使得B[1..j'] == B[5-j'+1..5]。那么怎么找呢？由B[1..3] == B[3..5]可以知道我们可以这么求：B[1..j'] == B[3-j'+1..3]（想想为什么可以这样，可以看看上面那个图），那不就是next[j]了么~~~ 写一下代码来加深理解： [cpp] void GetNext() { next[0] = -1; int j = -1; int m = p.length(); for (int i = 1; i < m; i ++) { while(j > -1 && p[j+1] != p[i]) j = next[j]; if (p[j+1] == p[i]) j++; next[i] = j; } } [/cpp] 这样我们的KMP算法就描述完了~~~   专题训练：   ♦POJ 3461 Oulipo（入门题） 光看样例就一脸纯模板题的样儿。。。。。。

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using namespace std;const int N = 1000100;
string A, B;
int pi[N];void getp()
{memset(pi,0,sizeof(pi));int m = B.length();pi[0] = -1;int j = -1;for (int i = 1;i < m; i ++){while(j > -1 &&B[j+1] != B[i])  j = pi[j];if (B[j+1] == B[i]) j++;pi[i] = j;}
}
int kmp()
{int res = 0;getp();int n = A.length();int m = B.length();int j = -1;for (int i = 0; i < n; i ++){while(j > -1 && A[i] !=B[j+1])  j = pi[j];if (A[i] == B[j+1]) j++;if (j == m - 1){res ++;j = pi[j];}}return res;
}
int main()
{int tt;scanf("%d",&tt);while (tt--){cin>>B;cin>>A;cout<♦POJ 1226 Substrings （最长公共子串。KMP + 二分）数据范围很小，随便搞吧？=。=。其实就是二分答案长度，枚举出该长度的每一个串，然后用KMP验证。总复杂度O(n*len2*log(len))吧，可以接受的。但是我怎么可以这么弱？各种小错误啊调试了2个小时了吧靠靠靠靠这么个水题。。。。。。

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using namespace std;char s[110][110];
char p[110];
int pi[110];
void getpi()
{int m = strlen(p);int j = -1;pi[0] = -1;for (int i = 1; i < m; i ++){while(j > -1 && p[j+1] != p[i]) j = pi[j];if (p[j+1] == p[i]) j++;pi[i] = j;}
}
bool kmp(int x)
{getpi();int n = strlen(s[x]);int m = strlen(p);int j = -1;for (int i = 0; i < n; i ++){while(j > -1 && s[x][i] != p[j+1])  j = pi[j];if (s[x][i] == p[j+1])  j++;if (j == m - 1){return true;}}return false;
}
int BS(int n)
{if (n == 1) return strlen(s[0]);int h = 0, t = strlen(s[0]) + 1;while(h <= t){memset(p,0,sizeof(p));int fg = 1;int mid = (h + t) >> 1;for (int i = 0; i < strlen(s[0]) - mid + 1; i ++){if (fg == n) break;else fg = 1;for (int k = 1; k < n; k ++){for (int j = 0; j < mid; j ++)p[j] = s[0][i + j];if (kmp(k)) fg++;else{for (int j = 0; j < mid; j ++)p[mid - j - 1] = s[0][i + j];if (kmp(k)) fg++;else break;}}}if (fg == n)h = mid + 1;else t = mid - 1;}return h - 1;
}
int main()
{int t;scanf("%d",&t);while(t--){memset(p,0,sizeof(p));int n;scanf("%d",&n);for (int i = 0; i < n; i ++)scanf("%s",s[i]);printf("%d\n",BS(n));}return 0;
}

♦POJ 2406 Power String （最小周期（重复）子串。加深对next函数的理解） 首先要理解next数组表示的是字符串前缀的“对称”程度。 然后记住这个结论：对于一个字符串s，如果len是(len - next[len])的倍数，那么len - next[len]就是s的最小周期子串。 证明一下（解释不太清楚>.<……）：如果len是len-next[len]的倍数，假设m = len-next[len] ，那么str[1-m] = str[m-2*m]，……，以此类推下去，m肯定是str的最小重复单元的长度。假如len不是len-next[len]的倍数， 如果前缀和后缀重叠，那么最小重复单元肯定str本身了，如果前缀和后缀不重叠，那么str[m-2*m] != str[len-m,len]，所以str[1-m] != str[m-2*m] ,最终肯定可以推理出最小重复单元是str本身，因为只要不断递增m证明即可。 还是自己在纸上好好推演一下比较好。

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using namespace std;const int N = 1000010;
int pi[N];
char p[N];int getpi()
{int m = strlen(p);pi[0] = -1;int j = -1;for (int i = 1; i < m; i ++){while(j > -1 && p[j+1] != p[i]) j = pi[j];if (p[j+1] == p[i]) j++;pi[i] = j;}int x = m - 1 - pi[m - 1];if (m % x == 0)return x;else return m;
}int main()
{while(scanf("%s",p)!=EOF){if (p[0] == '.')    break;int l = strlen(p);printf("%d\n",l / getpi());}return 0;
}

♦HDU 3336 Count the String （KMP+DP） 问题抽象：求所有前缀在字符串中出现的次数。 暴力枚举会达到O(n³)是不行的，枚举前缀然后KMP也会达到O(n²)。当然对于前缀的情况我们应该利用好“前缀数组”------next数组。实际上现在很多题也都不是考KMP而是考next数组的灵活运用。（KMP裸模板题有什么好考的。。。） 我们把问题分成几个子问题来看，用DP解决：f[i]表示以第i位为结尾的字符串匹配数。则sum = ∑f[i] 。 怎么利用next数组呢？我们知道next[i] = j表示串B[1...j] == B[i-j+1...i]，那么一部分串（B[i-j+1...i]的后缀串）与前缀的匹配是可以通过j来求出来的，因为相等关系，所以这部分f[i]等价于f[next[i]]。这只是一部分以i结尾的啊，那么以[1...i-j]某处开头、以 i 结尾的串有没有可能呢？答案是不可能的，如果与前缀匹配成功那么next[i]就不是j了（想想是不是~），当然要加上他本身（B[1..i]）是整个串前缀的情况，所以得出f[i] = f[next[i]] + 1。然后再算出sum就行了~~~

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using namespace std;const int N = 200010;
string s;
int f[N],pi[N];
void getpi()
{int m = s.length();pi[0] = -1;int j = -1;for (int i = 1; i < m; i ++){while(j > -1 && s[j+1] != s[i]) j = pi[j];if (s[j+1] == s[i]) j++;pi[i] = j;}
}
int ff()
{getpi();int sum = 1;int m = s.length();f[0] = 1;for (int i = 1; i < m; i ++){f[i] = f[pi[i]] + 1;sum += f[i];sum %= 10007;}return sum;
}
int main()
{int t;scanf("%d",&t);while(t--){int n;scanf("%d",&n);cin>>s;printf("%d\n",ff()%10007);}return 0;
}

（未完待续。。。）