由暴力匹配引入kmp演算法 ---->問題：有乙個文字串s，和乙個模式串p，現在要查詢p在s中的位置。
如果用暴力匹配的思路，並假設現在文字串s匹配到 i 位置，模式串p匹配到 j 位置，則有：
示例：（上面s, 下面p）
比如從a這裡開始匹配上了：
一直這樣匹配下去：
到這裡匹配不上了：
就回滾回去重新開始：
這種回滾的問題在於：
在之前第4步匹配中，我們已經得知s[5] = p[1] = b，而p[0] = a，即p[1] != p[0]，故s[5]必定不等於p[0]，所以回溯過去必然會導致失配。
就是說，圖上s中紅框b我們之前就知道不等於下面這個紅框a了，回溯回去也沒用。
那有沒有一種演算法，讓i 不往回退，只需要移動j 即可呢？
yes===> kmp演算法，它利用之前已經部分匹配這個有效資訊，保持i 不回溯，通過修改j 的位置，讓模式串盡量地移動到有效的位置。
knuth-morris-pratt 字串查詢演算法，簡稱為 「kmp 演算法」，常用於在乙個文字串 s 內查詢乙個模式串 p 的出現位置，這個演算法由 donald knuth、vaughan pratt、james h. morris 三人於 1977 年聯合發表，故取這三人的姓氏命名此演算法。
下面先直接給出 kmp 的演算法流程（後續會詳述）：
假設現在文字串s匹配到 i 位置，模式串p匹配到 j 位置：
示例：接著看上面的例子，到這裡發現匹配不到：
完整的例子：
如果給定文字串「bbc abcdab abcdabcdabde」，和模式串「abcdabd」，現在要拿模式串去跟文字串匹配。
移動位數 = 已匹配的字元數 - 對應的部分匹配值
==> 最大長度
表 / next陣列
原模式串子串對應的各個字首字尾的公共元素的最大長度表/next 陣列為：
我們看下上表是如何構造的：
最大長度值（也稱"部分匹配值"）就是"字首"和"字尾"的最長的共有元素的長度。以"abcdabd"為例，
－ "a"的字首和字尾都為空集，共有元素的長度為0；再copy一遍上面的演算法流程：－ "ab"的字首為[a]，字尾為[b]，共有元素的長度為0；
－ "abc"的字首為[a, ab]，字尾為[bc, c]，共有元素的長度0；
－ "abcd"的字首為[a, ab, abc]，字尾為[bcd, cd, d]，共有元素的長度為0；
－ "abcda"的字首為[a, ab, abc, abcd]，字尾為[bcda, cda, da, a]，共有元素為"a"，長度為1；
－ "abcdab"的字首為[a, ab, abc, abcd, abcda]，字尾為[bcdab, cdab, dab, ab, b]，共有元素為"ab"，長度為2；
－ "abcdabd"的字首為[a, ab, abc, abcd, abcda, abcdab]，字尾為[bcdabd, cdabd, dabd, abd, bd, d]，共有元素的長度為0。
示例匹配過程如下：
1. 因為模式串中的字元a跟文字串中的字元b、b、c、空格一開始就不匹配，直接將模式串不斷的右移一位即可，直到模式串中的字元a跟文字串的第5個字元a匹配成功：
2. 繼續往後匹配，當模式串最後乙個字元d跟文字串匹配時失配，模式串需要向右移動。但向右移動多少位呢？因為此時已經匹配的字元數為6個（abcdab），然後根據《最大長度表》可得失配字元d的上一位字元b對應的長度值為2，所以根據之前的結論，可知需要向右移動6 - 2 = 4 位。
3. 模式串向右移動4位後，發現c處再度失配，因為此時已經匹配了2個字元（ab），且上一位字元b對應的最大長度值為0，所以向右移動：2 - 0 =2 位。
4. a與空格失配，向右移動1 位。
6. 經歷第5步後（匹配cdabd的部分），發現匹配成功，過程結束。
通過上述匹配過程可以看出，問題的關鍵就是尋找模式串中最大長度的相同字首和字尾，基於此匹配。
參考 1
參考 2
參考 3
參考 4
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