问题简介

给定字符串S和T，在主串S中寻找子串T。称为模式匹配。其中，T称为模式串。

问题分类：

单串匹配：给定一个模式串，找出前者在后者中的所有位置。
多串匹配：给定多个模式串和一个待匹配串，找出这些模式串在后者中的所有位置。
其他类型：匹配一个串的任意后缀，匹配多个串的任意后缀等等。（这个笔记，没有看太懂。）

问题方法：

暴力算法 $(Brute{\quad}Force)$
字符串哈希。
KMP算法。

字符串哈希算法。 $BKDR{ \quad}hash$

根本思想：

构造一个字符串到正整数的一个单射函数。通过对函数值得查询，判读判定字符串是否相等。

具体解决问题：

构造多项式哈希函数：
优化准确率，时间复杂度。

构造多项式哈希函数：

形式： $f\left( x\right) =\sum ^{1}_{i=1}S_{|i|}\times b^{l-i}\left( mod{\quad}M\right)$
原理：
前面部分为什么是这样的多项式？
- 进制系统之间是一个单射关系。这里可以把字符串的意义转变为一个b进制数值表达式。由此，它们的哈希函数值，就是它们十进制上的表示。这样就保证了，随着字符串的不同，它们的哈希函数值不同。查询过程中不会产生多义性。
为什么要取一个模？
- 可以看到，字符串的长度一旦超过10或者20.哈希函数值就会非常的大，导致出现溢出问题。这样就无法得到理想的哈希函数值，可能导致导致发生哈希碰撞。借助求模运算，可以辅助完成多个角度判断理想哈希值是否相等相等、减少哈希碰撞发生概率。
优化角度：
- 减小冲突概率：
  - 数的选取上x取133331类型的数。根据统计学可以让冲突的概率最小。
  - 双哈希。
  - 布隆过滤。
  - mod数取较大素数。$专门挑一些特殊的数字来卡。
    - $1000000007$ 最小的十位素数。
    - 最大的十位素数, $9999999967$
- 优化时间
  - 不取mod数，如果溢出相当于对 $2^{64}$ 取模。而且效率比取模运算快。
  - 利用匹配串的前缀哈希值。预处理 $O (n)$ ，查询判断 $O (1)$ 。

代码实例：基于查询字符串任意子串的问题。

#include <iostream>
#include <set>
#include <vector>
using namespace std;
typedef unsigned long long ULL;
string s;
const ULL X = 13331; //构建问题情形。查询字符串中任意段落的哈希值。
vector<ULL> h;        //这个相当于前缀为0的哈希值统计；
vector<ULL> p;        //这个是对x的倍数的保存。用这个实现，快速运用原有的前缀的结果来得到目标任意段的哈希值。
void BKDR_hash()           //初始化,这里没有使用双哈希。
{
    h[0] = s[0];
    p[0] = 1;
    for (int i = 1,size=s.size(); i < size; i++)
    {
        h[i] = h[i - 1] * X + s[i];
        p[i] = p[i - 1] * X;
    }
}
ULL get_hash(int l,int r)
{
    return l ? h[r] - h[l-1] * p[r - l + 1] : h[r];
}
int main()
{
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr);
    cout.tie(nullptr);
    cin >> s;
    h.resize(s.size());
    p.resize(s.size()); 
}

更新
- 单哈希不成功时，角度。
  - 用双哈希减少冲突的概率。
  - 另取一个模数时（不是选择自然溢出的方案。）就要注意，数据溢出。将使哈希函数值不可控。，起码在不同的子串中由于 $g e t - h a s h$ 对同一个子串，可能用到了不同的 $X^{l-r-1}$ 等等。即使是同一个子串，也会得到不同的哈希函数值。
  - 例子如下： problem相关

KMP (knuth ,Morris, Pratt) $O (n + m)$

概述：
- 在基于brute force的算法上进行改进。主要角度有，双指针管理一一匹配时，j指针不用动。利用前一次的信息，减少check目标字串和模式串前缀匹配的工作。归结起来就是，根据某些现象规律确认下一个检查的匹配子串子串。减少check模式串和待匹配串前缀的工作。
- 如
- $question\quad {first}:$ $\quad j\quad$ 为什么对齐头匹配失败后，下一步就立刻移到当前图示位置？
  - 这样移动的根据：相关自定义名称： $S$ （检查过程中遇到到第一个匹配的符号时，已经匹配成功的子段。即对于(a)模式串，j指针指向的'c'以前的的子串） $S_{1}$ ， $S_{2}$ 。 $S_{1}$ 是 $S$ 的子串尾部为 $S_{first}$ 。 $S_{2}$ 为 $S$ 的子串 , 首部对应了 $S_{first}$ 。其中满足， $S_{1} = = S_{2}$ 同时是满足该条件的最大长度子串,且 $S_{1}$ 长度小于 $S$
  - 根据算法匹配失败后下一步的目标匹配串的前缀就是 $S_{2}$ .
    - 如果往前挪一点，显然目标匹配串不可能会和模式串相等。反证法证明如下：
      - 如果匹配成功，说明前缀相同，原J位置之前，的前缀满足上 $S_{2}$ 相似的定义前提。但是该前缀串长度大于 $S_{2}$ 矛盾。故前挪没有意义。
    - 如果往后挪，显然可能会漏解。综上所述。该位置为最接近的可能位置。

实现该算法的几个关键。

1. match函数：（对应next数组 , 最初论文版本是failer函数）。

$\begin{aligned}math\left( j\right) =\begin{cases}\max \left( S_1\right) \& \& S_{1}=S_{2}\\ -1\left( not\quad found\right)\quad( i<j) \end{cases}\\ .\end{aligned}$

说明： $S_{2}$ 以 $P_{j}$ 为结尾, $P$ 为模板串。

2. 计算得到match数组（next数组）。

暴力枚举就是 $O (m^{3})$ .
计算 $m a t c h (j)$ ，利用好 $m a t c h (j - 1) .$ 如下：
- 1. 令 $i = j - 1$ .
- 2. 令 $i = m a t c h (i)$
- 3. 则 $m a t c h (j) < = i + 1$
- 4. 若 $P_j==P_{i+1}\quad ,\quad match(j)=i+1;$
- 5. 否则回到过程2直到结束，或者 $\quad i\quad$ 小于0.

示例

int m;  //代表模式串的长度。
int match[m];
void build_match( )
{
 match[0] = -1;
    for (int j = 1, i; j < m; j++)
    {
        i = match[j - 1];
        while (i >= 0 && par[i + 1] != par[j])
            i = match[i];
        if (par[i + 1] == par[j])
            match[j] = i + 1;
        else
            match[j] = -1;
    }
}

对上面一些结论证明：

$point\quad first:$ ——— $m a t c h (j) < = m a t c h (j - 1) + 1$
- 若是 $m a t c h (j) > m a t c h (j - 1) + 1$ 成立。那么说明 $P_1P_2.....P_{match(j-1)}P_{match(j-1)+1}$ 在字符串 $P_{\quad 0{\color{Brown} \sim }(j-1)}$ 。同时作为前缀和后缀。可以推出 $m a t c h (j - 1)$ 应该更大。矛盾。
$point \quad second:$ ——— $m a t c h (j) < j$
- 溯源分析这个数组的构造过程。假设 $P$ 足够大。 $m a t c h (0) = - 1$ .即不存在满足题意得条件。下一次构造 $m a t c h$ 假设 $match_{j_1}$ 由 $match_{j_2}$ 得到。 $match_{j_1}<=match_{j_2}+1$ .由于 $j_{1} > j_{2}$ .所以若 $m a t c h (j_{2})! = j_{2}$ 则 $m a t c h (j_{1})! = j_{1}$ .因为match(0)<0.由数学归纳法得 $m a t c h (j) < j$ .
$point\quad third$ ：———当发现 $m a t c h (j)! = m a t c h (j - 1) + 1$ 后。为什么下一步关注的是 $m a t c h (i) ? (i = m a t c h (j - 1))$
- 令 $a = m a t c h (j - 1), b = m a t c h (a), b < c < = a$ .证明不可能出现 $m a t c h (j) = c + 1$ .反证法如下：假设出现了该情况：r若 $m a t c h (j) = c + 1$ .那么 $P_{0{\color{Brown} \sim }c}$ 是 $P_{0{\color{Brown} \sim }a}$ 的一段前缀。是 $P_{j-a{\color{Brown} \sim }j-1}$ 的一段前缀。由于
$P_{0{\color{Brown} \sim }a}=P_{j-a{\color{Brown} \sim }j-1}$

$\quad$ 所以 $P_{0{\color{Brown} \sim }c}$ 是 $P_{0{\color{Brown} \sim }a}$ 的前后缀。推出 $m a t c h (a) = c$ 矛盾。因此，下一个可能的匹配就在 $\quad b+1$ 处.也就是 $m a t c h (a)$ 处。

3. 使用match的数组。

int kmp(string &str, string &par)
{
    const int n = str.length();
    const int m = par.length();
    int *match = new int(m);
    build_match(match, par);
    int s = 0, p = 0; // s—>str , p->par。
    while (p < m && s < n)
    {
        if (str[s] == par[p])
            s++, p++;
        else if (p > 0)
            p = match[p - 1] + 1;
        else
            s++;
    }
    return p == m ? s - m : -1; //跳出循环的时候，m的大小成功匹配子串的末索引加一。
}

示例：寻找第一个匹配的子串.不面向竞赛式的代码。

#include <iostream>
using namespace std;
void build_match(int *match, string &par)
{
    match[0] = -1;
    int m = sizeof(match);
    for (int j = 1, i; j < m; j++)
    {
        i = match[j - 1];
        while (i >= 0 && par[i + 1] != par[j])
            i = match[i];
        if (par[i + 1] == par[j])
            match[j] = i + 1;
        else
            match[j] = -1;
    }
}
int kmp(string &str, string &par)
{
    const int n = str.length();
    const int m = par.length();
    int *match = new int(m);
    build_match(match, par);
    int s = 0, p = 0; // s—>str , p->par。
    while (p < m && s < n)
    {
        if (str[s] == par[p])
            s++, p++;
        else if (p > 0)
            p = match[p - 1] + 1;
        else
            s++;
    }
    return p == m ? s - m : -1; //跳出循环的时候，m的大小成功匹配子串的末索引加一。
}
int main()
{
    string s, p;
    cin >> s >> p;
    int f = kmp(s, p);
    cout << f;
}

关于复杂度的证明：

显然构造match数组的过程中，一次循环过去，主要时间都是再花在确认 $m a t c h (j)$ 上。由于求取它的过程中while循环都是依托于迁移到其它的 $m a t c h (j)$ 上。于是最多迭代次数为 $\mathcal{\sum match(j)}$ ，其中由于对于每一个 $m a t c h (j)$ 最多变化一次。显然求和结果上界是 $O (m)$ 所以最终算法复杂度是 $O (n + m)$ .

一般竞赛问题提取出来的问题不会仅仅寻找找一个子串。而是寻找所有子串的信息。

问题示例:

kmp字符串匹配模板题

题目描述

给出两个字符串 $s_{1}$ 和 $s_{2}$ ，若 $s_{1}$ 的区间 $[l, r]$ 子串与 $s_{2}$ 完全相同，则称 $s_{2}$ 在 $s_{1}$ 中出现了，其出现位置为 $l$ 。
现在请你求出 $s_{2}$ 在 $s_{1}$ 中所有出现的位置。

定义一个字符串 $s$ 的 border 为 $s$ 的一个非 $s$ 本身的子串 $t$ ，满足 $t$ 既是 $s$ 的前缀，又是 $s$ 的后缀。
对于 $s_{2}$ ，你还需要求出对于其每个前缀 $s^{'}$ 的最长 border $t^{'}$ 的长度。

输入格式

第一行为一个字符串，即为 $s_{1}$ 。
第二行为一个字符串，即为 $s_{2}$ 。

输出格式

首先输出若干行，每行一个整数，按从小到大的顺序输出 $s_{2}$ 在 $s_{1}$ 中出现的位置。
最后一行输出 $∣ s_{2} ∣$ 个整数，第 $i$ 个整数表示 $s_{2}$ 的长度为 $i$ 的前缀的最长 border 长度。

$个人题解：$

#include <iostream>
#include <vector>
using namespace std; //记录有匹配串中有多少个子串和模式串匹配。
const int maxn = 1e5 + 10;
int match[maxn];
int n, m;
string str, par;
vector<int> ans;
void kmp()
{
 ios::sync_with_stdio(false);
 cin.tie(nullptr), cout.tie(nullptr);
 cin >> str >> par;
 n = str.length();
 m = par.length();
 match[0] = -1;
 //初始化match数组。
 for (int j = 1, i; j < m; j++)
 {
     i = match[j - 1];
     while (i >= 0 && par[i + 1] != par[j])
         i = match[i];
     if (par[i + 1] == par[j])
         match[j] = i + 1;
     else
         match[j] = -1; //如果不设置为-1.会漏解？
 }
 //进行有多少位。
 int s = 0, p = 0;
 while (s < n)
 {
     if (p >= m) //如果相同那么会怎么样？
     {
         ans.push_back(s - m);
         p = match[m - 1] + 1; //这里出现了一些困惑;//按照这个板子这里解决不了。
     }
     if (str[s] == par[p])
         s++, p++;
     else if (p > 0)
         p = match[p - 1] + 1;
     else
         s++;
 }
 if (p >= m)
     ans.push_back(s - m);
}
int main()
{
 kmp();
 for (int i = 0; i < ans.size(); i++)
     cout << ans[i] + 1 << '\n';
 for (int i = 0; i < m; i++)
     cout << match[i] + 1 << ' ';
 cout << '\n';
}

字符串匹配

问题简介

给定字符串S和T，在主串S中寻找子串T。称为模式匹配。其中，T称为模式串。

问题分类：

单串匹配：给定一个模式串，找出前者在后者中的所有位置。

多串匹配：给定多个模式串和一个待匹配串，找出这些模式串在后者中的所有位置。

其他类型：匹配一个串的任意后缀，匹配多个串的任意后缀等等。（这个笔记，没有看太懂。）

问题方法：

暴力算法(BruteForce)(Brute{\quad}Force)(BruteForce)

字符串哈希。

KMP算法。

字符串哈希算法。BKDRhashBKDR{ \quad}hashBKDRhash

根本思想：

具体解决问题：

构造多项式哈希函数：

原理：

前面部分为什么是这样的多项式？

为什么要取一个模？

优化角度：

代码实例：基于查询字符串任意子串的问题。

更新

KMP (knuth ,Morris, Pratt) O(n+m)O(n+m)O(n+m)

概述：

如

questionfirst:question\quad {first}:questionfirst: j\quad j\quad j为什么对齐头匹配失败后，下一步就立刻移到当前图示位置？

根据算法匹配失败后下一步的目标匹配串的前缀就是 S2S_2S2​.

如果往前挪一点，显然目标匹配串不可能会和模式串相等。 反证法证明如下：

如果匹配成功，说明前缀相同，原J位置之前，的前缀满足上 S2S_2S2​ 相似的定义前提。但是该前缀串长度大于 S2S_2S2​ 矛盾。故前挪没有意义。

如果往后挪，显然可能会漏解。综上所述。该位置为最接近的可能位置。

实现该算法的几个关键。

1. match函数：（对应next数组 , 最初论文版本是failer函数）。

2. 计算得到match数组（next数组）。

暴力枚举就是O(m3)O(m^3)O(m3).

计算match(j)match(j)match(j)，利用好match(j−1).match(j-1).match(j−1). 如下：

1. 令i=j−1i=j-1i=j−1.

2. 令i=match(i)i=match(i)i=match(i)

3. 则match(j)<=i+1match(j)<=i+1match(j)<=i+1

4. 若Pj==Pi+1,match(j)=i+1;P_j==P_{i+1}\quad ,\quad match(j)=i+1;Pj​==Pi+1​,match(j)=i+1;

5. 否则回到过程2直到结束，或者i\quad i\quadi 小于0.

示例

对上面一些结论证明：

pointfirst:point\quad first:pointfirst: ———match(j)<=match(j−1)+1match( j )<=match(j-1)+1match(j)<=match(j−1)+1

pointsecond:point \quad second:pointsecond:———match(j)<jmatch(j)<jmatch(j)<j

pointthirdpoint\quad thirdpointthird：———当发现match(j)!=match(j−1)+1match(j)!=match(j-1)+1match(j)!=match(j−1)+1后。为什么下一步关注的是 match(i)?(i=match(j−1))match(i)?(i=match(j-1))match(i)?(i=match(j−1))

\quad所以P0∼cP_{0{\color{Brown} \sim }c}P0∼c​是P0∼aP_{0{\color{Brown} \sim }a}P0∼a​的前后缀。推出match(a)=cmatch(a)=cmatch(a)=c矛盾。因此，下一个可能的匹配就在b+1\quad b+1b+1 处.也就是match(a)match(a)match(a)处。

3. 使用match的数组。

示例：寻找第一个匹配的子串.不面向竞赛式的代码。

关于复杂度的证明：

一般竞赛问题提取出来的问题不会仅仅寻找找一个子串。而是寻找所有子串的信息。

题目描述

输入格式

输出格式

个人题解：个人题解：个人题解：

暴力算法 $(Brute{\quad}Force)$

字符串哈希算法。 $BKDR{ \quad}hash$

KMP (knuth ,Morris, Pratt) $O (n + m)$

$question\quad {first}:$ $\quad j\quad$ 为什么对齐头匹配失败后，下一步就立刻移到当前图示位置？

根据算法匹配失败后下一步的目标匹配串的前缀就是 $S_{2}$ .

如果往前挪一点，显然目标匹配串不可能会和模式串相等。反证法证明如下：

如果匹配成功，说明前缀相同，原J位置之前，的前缀满足上 $S_{2}$ 相似的定义前提。但是该前缀串长度大于 $S_{2}$ 矛盾。故前挪没有意义。

暴力枚举就是 $O (m^{3})$ .

计算 $m a t c h (j)$ ，利用好 $m a t c h (j - 1) .$ 如下：

1. 令 $i = j - 1$ .

2. 令 $i = m a t c h (i)$

3. 则 $m a t c h (j) < = i + 1$

4. 若 $P_j==P_{i+1}\quad ,\quad match(j)=i+1;$

5. 否则回到过程2直到结束，或者 $\quad i\quad$ 小于0.

$point\quad first:$ ——— $m a t c h (j) < = m a t c h (j - 1) + 1$

$point \quad second:$ ——— $m a t c h (j) < j$

$point\quad third$ ：———当发现 $m a t c h (j)! = m a t c h (j - 1) + 1$ 后。为什么下一步关注的是 $m a t c h (i) ? (i = m a t c h (j - 1))$

$\quad$ 所以 $P_{0{\color{Brown} \sim }c}$ 是 $P_{0{\color{Brown} \sim }a}$ 的前后缀。推出 $m a t c h (a) = c$ 矛盾。因此，下一个可能的匹配就在 $\quad b+1$ 处.也就是 $m a t c h (a)$ 处。

$个人题解：$