标签：i++ 前言 情况 check can 需要 har 初始 scanf
本篇博客的字符串下标是从1开始的。
给出两个字符串\(A,B\)，询问\(B\)是否是\(A\)的子串。
对于以上问题，我们有一个比较暴力的想法，就是一位一位去配对呀。
给出代码：
int Check(){
for(int i=1;i+M-1<=N;i++){
int j=0;
while(j<M&&A[i+j]==B[j+1])j++;
if(j==M)return 1;
}
return 0;
}但是显然，这个算法并不太优秀。（可以被卡到\(O(N\cdot M)\)）
（尽管对于大多数题够用了）
引入KMP算法。
对于A=ababababc，B=ababc的例子，我们观察一下Check函数的过程。
第一步，两个字符串可以配对到abab（绿边），直到遇到a与c，发现不能配对（红边）。此处贡献4步。
第二步，两个字符串再次配对到abab，并再次不能配对，贡献4步。
第三步，两个字符串完全配对，出解，并再次贡献4步。
注：以上贡献次数指除开了遍历了一次A串的步数。
考虑对以上过程优化。
可以发现，我们在第一步失配时，完全可以直接跳到下图的情况。
即我们的j的下标完全可以从4跳到2（失配前的下标）。
即我们如果能够处理出关于B串的一个数组，使得我们可以进行刚才的跳跃操作就好了。
于是乎，我们定义一个 \(Next\) 数组：
\(Next[i]\)表示的是满足如下条件的一个串的末端下标。
该串是\(B[1]\)~\(B[i]\)这个子串的后缀，也是该串的某个前缀，并且是满足以上两个条件的串中长度最长的串。
（限制\(Next[i]\)值不能为\(i\)，即跳跃操作至少往前跳1格）。
（语言表达不好，不如来看看例子）
还是之前那个例子：（B=ababc）
那么在处理\(Next[4]\)时（即子串abab时），我们暴力的过程如下：
找出该子串的所有后缀（不算自己）：
然后找出其所有前缀（同样不算自己）：
发现ab为两次查找均出现过串中最长的串，故满足要求，即\(Next[4]\)的值就为\(2\)。
对于该例子（B=ababc）的所有\(Next\)值就是：
失配时跳跃情况如下：
那么我们应该如何求出\(Next\)数组呢？
考虑求解\(Next[i]\)时（假设\(Next[1]\)~\(Next[i-1]\)都求好了），我们如何用之前的状态转移。设之前的状态长这样：紫点与绿点是完全相等的两个子串，弧线表示\(Next[i-1]\)，我们现在要求红点的\(Next\)值。
那么我们只需要去比较一下下图的红点与橙点是否相等就行了：
如果相等，那么 \(Next[i]\) 就等于 \(Next[i-1]+1\) 。
否则，我们就去访问下标为 \(Next[Next[i]]+1\) 的点再次比较，直到不能比较为止。
因为这样的话，同样也满足\(Next\)数组的性质：
\(B[i-1]=B[Next[i-1]]=B[Next[Next[i-1]]]=...=B[Next[....]]\)
而最终求得的那个前缀，同样会是\(B[1]\)~\(B[i]\)的某个后缀。
基于P1与P2的内容，P3就比较好理解了。
我们在最初那个暴力Check上改改就行了。
如果失配了，回到一个满足条件的Next[j]就行了。
原理呢，其实和P2初始化部分是一样的。
实在不懂的话，那还是举个例子吧。
对于A=ababababc，B=ababc时，我们用KMP算法来做一下。
发现a和c失配，现在\(j=4\)，考虑让\(j=Next[j]\)，更改后\(j=2\)，贡献为4。
继续往后，发现失配，现在\(j=4\)，再次让\(j=Next[j]\)，更改后\(j=2\)，贡献为3。
情况变化成下图：
最后出解，贡献为3。
虽然只比暴力的总贡献少两步，但在某些恶意卡暴力的题中，还是得用KMP算法。
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
using namespace std;
const int MAXN=1000005;
int K,N,M,Next[MAXN],Ans;
char A[MAXN],B[MAXN];
void Prepare(){
for(int i=2;i<=M;i++){//注意从2开始.
int j=Next[i-1];
if(B[j+1]!=B[i]&&j>0)j=Next[j];
if(B[i]==B[j+1])j++;//判等于0的情况.
Next[i]=j;
}
}
int Find(){
int i=1,j=0;
for(int i=1,j=0;i<=N;i++){
while(j&&A[i]!=B[j+1])j=Next[j];
if(A[i]==B[j+1])j++;
if(j==M){
Ans++;
j=Next[j];
}
}
}
int main(){
scanf("%d",&K);
while(K--){
scanf("%s%s",B+1,A+1);
N=strlen(A+1);M=strlen(B+1);
Ans=0;Prepare();Find();
printf("%d\n",Ans);
}
}
/*
ababababc
ababc
*/关于KMP算法的时间复杂度：
Q：求解\(Next\)时，\(j\)指针难道不会跳很多次吗，这个复杂度难道不是\(O(M^2)\)吗？
A：其实可以发现，每次j=Next[j]的操作都会使当前的\(Next\)值比上一次的\(Next\)值小。
画出\(Next\)的函数图像如下：
那么对于满足\(Next[i]>Next[i-1]\)的\(Next[i]\)肯定都是在\(O(1)\)的时间里出解的。
而那些\(Next[i]<Next[i-1]\)的\(Next[i]\)总跳跃次数并不会超过\(M\)。
因为\(Next\)函数的值域是在\(M\)以内的，而且一次上升的差距肯定为1。
（即若\(Next[i]>Next[i-1]\)，那么有\(Next[i]=Next[i-1]+1\)）
而一次回跳至少跳1格，故总回跳次数是不会超过\(M\)次的。
Q：求解时每次失配，\(j\)指针最多还是会跳\(M\)次嘛，看似还是可以卡到\(O(N\cdot M)\)嘛。
A：实则不然，指针\(j\)每次都是和\(i\)一起变化的，只有在\(i\)加1时，\(j\)才有可能跟着加1。这样的话，\(j\)失配往回跳的总次数是不会超过\(N\)次的（每次跳都至少跳1格）。故KMP算法的时间复杂度是十分优秀的\(O(N)+O(M)=O(N+M)\)啦。
标签：i++ 前言 情况 check can 需要 har 初始 scanf
原文地址：https://www.cnblogs.com/ftotl/p/11823048.html
