字尾自動機

又開坑？

**看不懂，網上資料又過於簡單？……

反正還是不懂。找到幾個資料，雲說好好看**最好，但是真的看不懂（zzs：我不知道你們看不看得懂clj的課件，因為我看不懂），子陵小孩子也是直接背，kpm大神直接看網上就懂其精髓（orz！！）。還是再去看**吧……&

2015.02.18 0:40 在雲的幫助下看完了……只能稱麗潔姐太神了，明天看能不能整理下……

字尾自動機

學了字尾陣列之後，寫出了個比較快的版本，然後又聽到kpm大神虐完字尾陣列又去虐sam了。於是終於在某天決定開坑。（隨便坑了kpm大神乙個中午和雲一天）。

雲這樣評價clj的**：至今能找到的最最科學的東西了

所以我還是按照**說說乙個蒟蒻的理解吧

也就是乙個能識別字串s的字尾的自動機。當且僅當sam(x)=true是字串x是s的字尾（同時sam也可以識別s的所有的字串哦！）

sam就是建立乙個最簡狀態字尾自動機。

定義了很多東西：

令st(str)表示trans(init,str)。就是初始狀態開始讀入字串str之後，能到達的狀態。

令reg（a）表示自動機a能識別的字元。由於我們現在建的是字串s的字尾自動機，所以reg（a）就是s的所有字尾。（或者這樣表示reg（st(s)）就是s的所有字尾）

首先如果某個字串x是s的字串，那麼在這個字串x後加上一些字元後就有可能成為s的字尾，而且有可能有不同種方法使它成為s的字尾，也就是說它可能是s的多個字尾的共同字首！

比如說我們現在建立起s的sam了。然後讀入了字串s1，那麼現在sam就走到st（s1），那麼x如果可以被st（s1）識別，那麼x必須是s的字尾，現在走到了st（s1）可以識別x，那麼s1+x也是s的字尾。那麼可以說乙個狀態st（s1）可以識別的一定是s的字尾。

現在我們來舉個看個例子。

s=abbbabbabbbbbabba（直接用**）

其中bba出現的位置有

bbabbabbbbbabba

bbabbbbbabba

bbabba

bba也就是bba一共出現在

我們記右端點為right，也就是right(bba)=

然後我們發現有些時候有些字串的right集合一樣的，那我們乾脆就記在一起，即有個狀態f表示所有right相同的字串的集合，這個集合就記為right（f）吧。

然後字串的出現的區間中無論長度如何，從ri往前數不超過li所得到的字串一定是一樣的，比如上面的bba=，那麼6,9,15,18往前數兩個字元都是ba。也就是給個right集合，然後再個適合的長度，就可以確定乙個字串了。

所有right集合相同的字串構成乙個狀態f，那麼對於乙個狀態，也比如存在乙個長度範圍，【l，r】，這個範圍內從ri外前數多上個字元所構成的字串的right集合還是right（f）。我們記為【min（f），max（f）】。

現在有兩個狀態a和b，他們的right集合就分別叫ra和rb吧。

如果ra和rb有交集，即其中有相同的ri，那麼他們的適合長度區間一定不會有交集（否則某個字串的right即等於ra又等於rb但是ra<>rb，顯然不可能）。但是ra和rb又有交集啊？所以，只能是這樣——乙個是另乙個的真子集。比如上面的bba和bbba（兩個屬於不同的狀態），可以發現bbba的right是bba的right的子集，同時bba是bbba的字尾。so，「個串的right集合，要麼不相交，要麼乙個是另乙個的真子集。」

結果可以發現right集合其實構成了乙個樹（大集合的兒子們是小集合）。而且還可以發現兒子的min一定是爸爸的max+1（如果不是那爸爸的max+1才是兒子min，矛盾嘛）。

p.s 子串的性質。

首先每個子串都有屬於某個狀態，求這個子串出現的個數就變成了求這個子串所在狀態的right集合的大小。但是維護這個集合的大小有點麻煩，我們想到right集合是個樹形結構，right集合就是它的兒子們right的和，而兒子們的right又是孫子們right的和……最後就是right集合就是它的子樹中所有葉子節點的right的和，那麼直接用dfs序統計不就好了？！

怎麼做乙隻sam？

我們先來看狀態間的轉移：乙個狀態a，它的right（a）=，然後它可以沿一條標號為c的邊轉移到狀態b，那麼right(b)必須是right（a）中那些s[ri]=c的ri+1組成的集合。即right（b）=。

然後如果a有一條標號為c的邊，那麼他在樹中的父親f也一定有一條標號為c的邊。比如a表示aa，f表示a，那麼a有一條編號為c的到它的兒子，那麼f中可能有一條c到f的兒子（ac是aac的子串嘛）。

現在來想怎麼做。

令當前字串為t，新字元為x，令t的長度為l。

現在用sam(t)構造sam(tx)。新增了一些字元，這些字串都是tx的字尾，而tx的字尾，就是t的字尾後面加乙個x。

記v1，v2，v3，。。。，vk，v為right集合中包括l的節點，然後這些v必然是從曾孫子到曾祖父，也就是從最小的v1，（right（v1）=）開始到root的整條路徑。

設加入x後新的節點為np，即st（tx）=np，然後right（np）=（這些都是顯然的）。

舉個例子：

如果當前要加入x，然後第乙個x的邊為vp（也就是aaaaa所在狀態），然後q就是aaaaax所在狀態，right（q）==，長度是【1,7】。如果讓q直接插入l+1，那麼right（q）=，但是長度變成了【1,6】。所以不能直接插入。

aaaaaaxaaaaaaaaaaaaaaxaaaaaaaabaaaaax

顯然如果max（q）=max（vp）+1就沒有任何問題啦。

解釋？：（霧）直接插會讓長度變短，但是無論多短，都要》=max(vp)+1，如果原來就是max（q）=max（vp）+1，就不用擔心長度變短的影響了……

但是max（q）>max(vp)+1怎麼破？

接下來考慮節點nq,在轉移的過程中,結束位置l+1是不起作用的，所以trans(nq)就跟原來的trans(q)是一樣的，拷貝即可。

（後面覺得麗潔姐講的挺好的，其實是我太弱了似乎又理解得不那麼透徹？）

procedure
add(x:longint);
vari,new,now,old,more:longint;
begin
new:=addpoint;
now:=last;
step[new]:=step[now]+1;  
while (now>=0) and (son[now,x]=-1) do
begin
son[now,x]:=new;
now:=pre[now];
end;  last:=new;
if now<0
then pre[new]:=0
else
if step[son[now,x]]=step[now]+1
then
pre[new]:=son[now,x]
else
begin
old:=son[now,x];
more:=addpoint;
for i:=0
to25
do son[more,i]:=son[old,i];
step[more]:=step[now]+1
;      pre[more]:=pre[old];
pre[old]:=more;
pre[new]:=more;
while (now>=0) and (son[now,x]=old) do
begin
son[now,x]:=more;
now:=pre[now];
end;
end;
end;

view code

（就不要吐槽**醜了）

字尾自動機

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