EXKMP模版：最长共同前缀长度

模版题，嗯嗯，我也是这么觉得的。但是模版嘛还是很难的，要多背，不会背的话qaq呵呵。hz2016评测链接caioj链接题目链接就在上面，尽量过来我的给我增点能量嘛。先上代码
#include<map>#include<queue>#include<cmath>#include<cstdio>#include<cstdlib>#include<cstring>#include<iostream>#include<algorithm>#define Maxchar 1000000#define mes(x,y) memset(x,y,sizeof(x));#define mpy(x,y) memcpy(x,y,sizeof(x))#define INF 2147483647using namespace std;char sa[Maxchar+1],sb[Maxchar+1];int p[Maxchar+1],ex[Maxchar+1];//p[i]表示以i为开头的后缀和整个字符串的最长公共前缀的！！长度！！ int main(){int alen,blen,x;    scanf("%s",sa+1);alen=strlen(sa+1);    scanf("%s",sb+1);blen=strlen(sb+1);    p[1]=blen;x=1;while(sb[x]==sb[x+1]&&x+1<=blen)x++;    p[2]=x-1;//四个关键点，k、i、P、L    int k=2;//所能到达的最远点     for(int i=3;i<=blen;i++){//i：当前后缀的开头         int P=k+p[k]-1,L=p[i-k+1];        /*         站在k的角度看问题 定义P         先后位置是k(匹配的开头位置)~i~P(匹配的结束位置)        相对应的匹配位置是 1 ~ i-k+1 ~ P-k+1        k~P可以和1~P-k+1匹配，所以说i~P可以和i-k+1 ~ P-k+1匹配                 站在i-k+1的角度看问题 定义L         先后位置是i-k+1(匹配的开头位置)~i-k+L(匹配的结束位置)        相对应的匹配位置是1~L                 整理：i-k+1 ~ P-k+1 匹配 i~P        又有：i-k+1 ~ i-k+L 匹配 1~L        因为k点最优，公共前缀较长，所以 1~L又可以匹配 i~i+L-1          分情况讨论：                 如果 i-k+L<P-k+1，那么i+L-1<P        显然 i-k+L处于i-k+1 ~ P-k+1之中，i+L-1处于i~P之中        那么(i-k+L) +1 = (i+L-1) +1但因为求i-k+1的p数组时 (i-k+L)+1 和 L+1 匹配过，失败         所以 (i+L-1)+1 != L+1 也就是说 i~i+L-1 是匹配 1~L的 那么p[i]=L                 如果 i-k+L>P-k+1，那么i+L-1>P显然 P-k+1处于i-k+1 ~ i-k+L之中，以致i-k+1处于1~L之中 （利用整理）那么 i-k+1 ~ P-k+1 匹配 1~P-i+1所以 1~P-i+1 匹配 i~P 而且因为 求k的p数组时 (P-k+1)+1 和 P+1 匹配过，失败 由于第二句话显然 (P-k+1)+1=(P-i+1)+1，所以 p[i]=P-i+1 但是我们无法保证 P-i+1 大于0 因为P只和k有关。一旦P-i+1小于0上面的推论全部没用，所以说还是得枚举。 如果 i-k+L==P-k+1那 i-k+1 ~ P-k+1(=i-k+L) 既匹配 i~P 又匹配 1~L 因为求i-k+1的p数组时 (i-k+L)+1 和 L+1 匹配过，失败 而且因为求k的p数组时 (P-k+1)+1 和 P+1 匹配过，失败 所以 L+1 != (i-k+L)+1  P+1 != (P-k+1)+1但无法确定 L+1 == P+1 所以就枚举吧！ 最后2、3可以结合来做。         */         if(i-k+L<P-k+1)p[i]=L;        else{            int j=max(P-i+1,0);            while(sb[j+1]==sb[i+j]&&i+j<=blen)j++;            p[i]=j;k=i;        }    }    x=1;while(sa[x]==sb[x]&&x<=blen)x++;    ex[1]=x-1;    k=1;    for(int i=2;i<=alen;i++){        int P=k+ex[k]-1,L=p[i-k+1];        if(i-k+L<P-k+1)ex[i]=L;        else{            int j=max(P-i+1,0);            while(sb[j+1]==sa[i+j]&&i+j<=alen&&j<=blen)j++;            ex[i]=j;k=i;        }    }    for(int i=1;i<alen;i++)printf("%d ",ex[i]);    printf("%d\n",ex[alen]);    return 0;}
 
站在k的角度看问题 定义P         先后位置是k(匹配的开头位置)~i~P(匹配的结束位置)        相对应的匹配位置是 1 ~ i-k+1 ~ P-k+1        k~P可以和1~P-k+1匹配，所以说i~P可以和i-k+1 ~ P-k+1匹配                 站在i-k+1的角度看问题 定义L         先后位置是i-k+1(匹配的开头位置)~i-k+L(匹配的结束位置)        相对应的匹配位置是1~L                 整理：i-k+1 ~ P-k+1 匹配 i~P        又有：i-k+1 ~ i-k+L 匹配 1~L        因为k点最优，公共前缀较长，所以 1~L又可以匹配 i~i+L-1          分情况讨论：                 如果 i-k+L<P-k+1，那么i+L-1<P        显然 i-k+L处于i-k+1 ~ P-k+1之中，i+L-1处于i~P之中        那么(i-k+L) +1 = (i+L-1) +1但因为求i-k+1的p数组时 (i-k+L)+1 和 L+1 匹配过，失败         所以 (i+L-1)+1 != L+1 也就是说 i~i+L-1 是匹配 1~L的 那么p[i]=L                 如果 i-k+L>P-k+1，那么i+L-1>P显然 P-k+1处于i-k+1 ~ i-k+L之中，以致i-k+1处于1~L之中 （利用整理）那么 i-k+1 ~ P-k+1 匹配 1~P-i+1所以 1~P-i+1 匹配 i~P 而且因为 求k的p数组时 (P-k+1)+1 和 P+1 匹配过，失败 由于第二句话显然 (P-k+1)+1=(P-i+1)+1，所以 p[i]=P-i+1 但是我们无法保证 P-i+1 大于0 因为P只和k有关。一旦P-i+1小于0上面的推论全部没用，所以说还是得枚举。 如果 i-k+L==P-k+1那 i-k+1 ~ P-k+1(=i-k+L) 既匹配 i~P 又匹配 1~L 因为求i-k+1的p数组时 (i-k+L)+1 和 L+1 匹配过，失败 而且因为求k的p数组时 (P-k+1)+1 和 P+1 匹配过，失败 所以 L+1 != (i-k+L)+1  P+1 != (P-k+1)+1但无法确定 L+1 == P+1 所以就枚举吧！ 最后2、3可以结合来做。
 上面就是exkmp的思路啦。然后就开始a题吧。 

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