Suffix Array Summay
参考：罗大佬后缀数组论文
单个字符串问题
不可重叠最长重复子串 (poj1743)
二分答案把题目变成判定性问题。判断是否存在两个长度为(k)的子串是相同的。利用(height)数组将排序的后缀分成若干组，其中每组后缀的(height)都小于(k)。记录每组中(sa[i])的最大值和最小值即可。
可重叠的 (k)次最长重复子串 (poj3261)
出现次数至少(k)次，还是二分答案，常用套路按(height)分组，若存在一组后缀个数不小于(k)即有解。
本质不同的子串个数 (spoj694,spoj705,2019牛客多校4I)
每个子串定是某个后缀的前缀，问题转化为求所有后缀之间不相同的前缀个数。枚举排序后的后缀数组，新加入一个后缀(suffix(sa[k]))后将产生(n-sa[k]+1-height[k])个新的子串，累加即可答案为(frac {n*(n+1)}2-sum height[i])。
最长回文子串 (ural11297,UVA11475)
将原串反过来用一个特殊字符拼在一起，枚举每一位，分奇数串和偶数串计算以这个字符为中心的最长回文子串。两种情况都可转化为求一个后缀和反过来写的后缀的(lcp)，求出(height)数组即可解决此问题。
连续重复子串 (poj 2406)
连续重复串：如果一个字符串(L)是由某个字符串(S)重复(R)次而得到的，则称(L)是一个连续重复串。(R)是这个字符串的重复次数。
求最小循环节，(kmp：frac {len}{len-nex[len]})；枚举答案(k)，若(lcp(suf(1),suf(1+k))==n-k)即可。
重复次数最多的连续重复子串 (spoj687,poj3693)
这题看到网上很多大致思路相同，但是做法是假的的写法，我自己乱改了一下复杂度很稳定了。
先枚举(len)，得到重复次数最多的那些(len)，然后枚举求解字典序最小。记这个子字符串为(S)，那么(S)肯定包括了字符(r[0],r[len],r[len*2],...)中的某相邻的两个。先看字符(r[len*i],r[len*(i+1)])往后能匹配长度(L)，因为答案的字符串可能不是以(r[L*i])开头，但我们知道他错位数一定是(cha=len-L\%len)。所以我们把当前枚举的字符向前移(cha)位那个字符开始再求一遍(lcp(suf(x),suf(x+len)))即可，答案是(frac L{len}+1)。
得到重复次数最多的那些(len)后，枚举排序后的后缀，在枚举(len)看是否合法即可。
两个字符串问题
最长公共子串 (poj2774, ural11517)
按后缀排序后求排名相邻的不在同一串的两个后缀的(height)值的最大值。
长度不小于(k)的公共子串的个数 (poj3415)
两串用一个不出现字符拼在一起求一遍后缀数组，分别算一次(s)串对(t)串的贡献和(t)串对(s)串的贡献。
令(height[i]=max(height[i]-k+1,0))这是合法的贡献数量，维护一个单调递增的栈，栈里每个元素记录两个值：(height[],num)（(num)是贡献次数）。压入元素进栈后，弹出的元素的(height)值肯定把你压入元素的(height)要大，你要把弹出元素的(num)累加到新元素里面去。压入和弹出时要动态维护贡献值。每个元素贡献都是(height)乘上(num)。大致代码如下：
for(int i = 2; i <= n + m + 1; ++i) {//分别算一次s对t的贡献和t对s的贡献
vs.eb(SA.height[i]);
if(SA.sa[i-1] > n) sum += SA.height[i];is.eb(1); else is.eb(0);
while(vs.size() > 2 && vs.back() <= vs[vs.size()-2]) {
LL vsa = vs.back(), isa = is.back();
vs.pop_back(); is.pop_back();
sum -= is.back()*(vs.back() - vsa);
is[is.size()-1] += isa, vs[vs.size()-1] = vsa;
}
if(SA.sa[i] < n) ans += sum;
}
多个字符串问题
不少于(k)个字符串中的最长重复子串 (poj3294,poj3450,poj3080)
给定(n(100))个字符串(1000)，求出现在不小于(k)个字符串中的最长子串。here
可以拼串+二分+常用套路分组判定解决，判断每组的后缀是否出现在不小于(k)个的原串中。
也可以直接单调栈写，拼串后记录每个字符所属字符串标号。
记录栈里面属于不同编号的后缀的数量。当栈里面(lcp)大小为(0)时，要移动左端点。当数量一旦达到(k)个，就求一下他们的(lcp)，取(max)。然后移动左端点，直到不同编号的后缀数量小于k。
int ans = 0, cnt = 1, aim = k/2 + 1, l = 1; ++ vis[id[SA.sa[1]]];
for(int i = 2; i <= len; ++i) {
if(vis[id[SA.sa[i]]] == 0 && id[SA.sa[i]]) ++ cnt; ++ vis[id[SA.sa[i]]];
if(cnt >= aim) ans = max(ans, SA.RMQ_query(SA.sa[l+1], SA.sa[i]));
while(l < i && SA.RMQ_query(SA.sa[l+1], SA.sa[i]) == 0) {
-- vis[id[SA.sa[l]]];
if(id[SA.sa[l]] && vis[id[SA.sa[l]]] == 0) -- cnt;
++ l; if(cnt >= aim) ans = max(ans, SA.RMQ_query(SA.sa[l+1], SA.sa[i]));
}
while(cnt >= aim && l < i) {
-- vis[id[SA.sa[l]]];
if(id[SA.sa[l]] && vis[id[SA.sa[l]]] == 0) -- cnt;
++ l; if(cnt >= aim) ans = max(ans, SA.RMQ_query(SA.sa[l+1], SA.sa[i]));
}
}
每个字符串至少出现两次且不重叠的最长子串 (spoj220,poj1226)
给定(n)个字符串，求在每个字符串中至少出现两次且不重叠的最长子串。
拼串+二分+常用套路分组判定解决。按(height)分组后记录来自每个字符串的(sa[i])的最大值和最小值，当差大于二分的(mid)时，(cnt++)。
AC-Automaton Summary
AC 自动机是 以 TRIE 的结构为基础 ，结合 KMP 的思想 建立的。可进行多模式匹配。
kmp的next 指针求的是最长 Border（即最长的相同前后缀），而 fail 指针指向所有模式串的前缀中匹配当前状态的最长后缀。
求长度为n(2e9)不包含给定字符串的合法串个数
给定10个长度不超过10的字符串，对其建立AC自动机，将包含给定字符串的节点标记为坏节点。将非坏节点拎出来建立一个矩阵，两点权值为相互转换的方法数。跑一遍矩阵快速莫，第一行总和即为答案。
若n不是很大，可以dp求，(dp[i][j]=sum dp[i-1][k]*dis[k][j])。
包含至少一个词根长度不超过n(2e9)的字符串个数
5个长度不超过5的词根。用总方案数减去不合法方案数，不合法方案数和上题一样建立AC自动机，取出矩阵。上题总串长度给定，本题貌似需要求一个前缀和，只需在原矩阵基础在最右边添加一列值全为1即可。跑完矩阵快速幂后对第一行求和即可所有不合法方案数。总方案数也是一个简单矩阵构造。
Suffix Automaton Summary
参考：OI-wiki
SAM 的定义
字符串(s)的 SAM 是一个接受(s)的所有后缀的最小 DFA （确定性有限自动机或确定性有限状态自动机）。
- SAM 是一张有向无环图。节点被称作状态，边被称作状态间的转移。
- 图存在一个源点(t_0)，称作初始状态，其他各节点均可从(t_0)出发到达。
- 每个转移都标有一些字母。从一个节点出发的所有转移均不同。
- 存在一个或多个终止状态。每个终止状态都是字符串(s)的一个后缀。(s)的每个后缀均可用一条从(t_0)到某个终止状态的路径构成。
- 在所有满足上述条件的自动机中，SAM的节点数是最少的。
SAM的性质
子串的性质
SAM 最简单、也最重要的性质是，它包含关于字符串(s)的所有子串的信息。任意从初始状态(t_0)开始的路径，如果我们将转移路径上的标号写下来，都会形成(s)的一个 子串 。反之每个(s)的子串对应从(t_0)开始的某条路径。
到达某个状态的路径可能不止一条，因此我们说一个状态对应一些字符串的集合，这个集合的每个元素对应这些路径。
结束位置 endpos
考虑字符串(s)的任意非空子串(t)，我们记(endpos(t))为在字符串(s)中(t)的所有结束位置（假设对字符串中字符的编号从零开始）。
字符(s)的所有非空子串都可以根据它们的(endpos)集合被分为若干 等价类 。
显然，SAM 中的每个状态对应一个或多个(endpos)相同的子串。换句话说，SAM 中的状态数等于所有子串的等价类的个数，再加上初始状态。SAM 的状态个数等价于(endpos)相同的一个或多个子串所组成的集合的个数(+1)。
引理1：两个非空子串(u)和(w)（假设(|u|le|w|)）的(endpos)相同，当且仅当字符串(u)是(w)的后缀。
引理2：考虑两个非空子串(u)和(w)（假设(|u|le|w|)）。那么要么(endpos(u)cap endpos(w)=emptyset)，要么(endpos(w)subseteq endpos(u))，取决于是否为的一个后缀：
Palindromic Tree(回文自动机) Summary
参考：poursoul
回文树可以干啥？
假设我们有一个串(S)，(S)下标从(0)开始，则回文树能做到如下几点：
1.求串(S)前缀(0 - i)内本质不同回文串的个数（两个串长度不同或者长度相同且至少有一个字符不同便是本质不同）
2.求串(S)内每一个本质不同回文串出现的次数
3.求串(S)内回文串的个数（其实就是1和2结合起来）
4.求以下标(i)结尾的回文串的个数
空间复杂度为(O(N*CharSize))，时间复杂度为(O(N*log(CharSize)))。
应用：hdu6599,2019牛多校4I
/*
pos[]数组记录原字符串端点对应回文树上的端点
len[i]表示编号为i的节点表示的回文串的长度（一个节点表示一个回文串）
next[i][c]表示编号为i的节点表示的回文串在两边添加字符c以后变成的回文串的编号（和字典树类似）。
fail[i]表示节点i失配以后跳转不等于自身的节点i表示的回文串的最长后缀回文串（和AC自动机类似）。
cnt[i]表示节点i表示的本质不同的串的个数(建树时求出的不是完全的，最后count()函数跑一遍以后才对)
num[i]表示以节点i表示的最长回文串的最右端点为回文串结尾的回文串个数。
last指向新添加一个字母后所形成的最长回文串表示的节点。
S[i]表示第i次添加的字符（一开始设S[0] = -1（可以是任意一个在串S中不会出现的字符））。
p表示添加的节点个数。（p-2为本质不同回文串的个数）
n表示添加的字符个数。
一开始回文树有两个节点，0表示偶数长度串的根和1表示奇数长度串的根，且len[0] = 0，len[1] = -1，last = 0，S[0] = -1，n = 0，p = 2（添加了节点0、1）。
*/
struct Palindromic_Tree {
static const int MAXN = 600005 ;
static const int CHAR_N = 26 ;
int next[MAXN][CHAR_N];//next指针，next指针和字典树类似，指向的串为当前串两端加上同一个字符构成
int fail[MAXN];//fail指针，失配后跳转到fail指针指向的节点
int cnt[MAXN];
int num[MAXN];
int len[MAXN];//len[i]表示节点i表示的回文串的长度
int S[MAXN];//存放添加的字符
int last;//指向上一个字符所在的节点，方便下一次add
int n;//字符数组指针
int p;//节点指针
int pos[MAXN];
int newnode(int l) {//新建节点
for (int i = 0; i < CHAR_N; ++i) next[p][i] = 0;
cnt[p] = 0;
num[p] = 0;
len[p] = l;
return p++;
}
void init() {//初始化
p = 0;
newnode(0);
newnode(-1);
last = 0;
n = 0;
S[n] = -1;//开头放一个字符集中没有的字符，减少特判
fail[0] = 1;
}
int get_fail(int x) {//和KMP一样，失配后找一个尽量最长的
while (S[n - len[x] - 1] != S[n]) x = fail[x];
return x;
}
void add(int c, int id) {
c -= 'a';
S[++n] = c;
int cur = get_fail(last);//通过上一个回文串找这个回文串的匹配位置
if (!next[cur][c]) {//如果这个回文串没有出现过，说明出现了一个新的本质不同的回文串
int now = newnode(len[cur] + 2);//新建节点
fail[now] = next[get_fail(fail[cur])][c];//和AC自动机一样建立fail指针，以便失配后跳转
next[cur][c] = now;
num[now] = num[fail[now]] + 1;
}
last = next[cur][c];
cnt[last] ++;
pos[last] = id;
}
void count() {
for (int i = p - 1; i >= 0; --i) cnt[fail[i]] += cnt[i];
//父亲累加儿子的cnt，因为如果fail[v]=u，则u一定是v的子回文串！
for(int i = 0, tmp; i < p; ++i) {
tmp = pos[i];
if(len[i] % 2 == 0 && get_hash(tmp - len[i] + 1, tmp - len[i]/2) == get_hash(tmp - len[i]/2 + 1, tmp)) ANS[len[i]] += cnt[i];
else if((len[i] & 1) && get_hash(tmp - len[i] + 1, tmp - len[i]/2) == get_hash(tmp - len[i]/2, tmp)) ANS[len[i]] += cnt[i];
}
}
} pt;
Kmp & ExKmp Summary
Manacher Summary
Hash Summary
习题
hdu 6704
#include<bits/stdc++.h>
#define fi first
#define se second
#define endl '
'
#define mk make_pair
#define eb emplace_back
#define all(x) (x).begin(), (x).end()
using namespace std;
typedef long long LL;
typedef pair<int, int> pii;
const int maxn = 3e5 + 7;
const int MXE = 2e5 + 7;
char s[maxn];
int bit[22], lg2[maxn];
int n;
struct qwe {
int l, r, sum;
} qu[MXE * 40];
int wnis, Rk[maxn];
void update(int l, int r, int last, int &cur, int x) {
qu[++wnis] = qu[last];
qu[wnis].sum = qu[last].sum + 1;
cur = wnis;
if (l == r) return;
int mid = (l + r) >> 1;
if (x <= mid)update(l, mid, qu[last].l, qu[cur].l, x);
else update(mid + 1, r, qu[last].r, qu[cur].r, x);
}
int query(int l, int r, int p, int lst, int cur) {
if (l == r) return l;
int mid = (l + r) >> 1;
int tmp = qu[qu[cur].l].sum - qu[qu[lst].l].sum;
if (p <= tmp) return query(l, mid, p, qu[lst].l, qu[cur].l);
else return query(mid + 1, r, p - tmp, qu[lst].r, qu[cur].r);
}
const int MAXN = 300005;
const int MAXS = MAXN * 2;
int rnk[MAXN], height[MAXN], sa[MAXN];
namespace SA {
int s[MAXS], t[MAXS];
int p[MAXN], cnt[MAXN], cur[MAXN];
#define pushS(x) sa[cur[s[x]]--] = x
#define pushL(x) sa[cur[s[x]]++] = x
#define inducedSort(v) fill_n(sa, n, -1); fill_n(cnt, m, 0);
for (int i = 0; i < n; i++) cnt[s[i]]++;
for (int i = 1; i < m; i++) cnt[i] += cnt[i-1];
for (int i = 0; i < m; i++) cur[i] = cnt[i]-1;
for (int i = n1-1; ~i; i--) pushS(v[i]);
for (int i = 1; i < m; i++) cur[i] = cnt[i-1];
for (int i = 0; i < n; i++) if (sa[i] > 0 && t[sa[i]-1]) pushL(sa[i]-1);
for (int i = 0; i < m; i++) cur[i] = cnt[i]-1;
for (int i = n-1; ~i; i--) if (sa[i] > 0 && !t[sa[i]-1]) pushS(sa[i]-1)
void sais(int n, int m, int *s, int *t, int *p) {
int n1 = t[n-1] = 0, ch = rnk[0] = -1, *s1 = s+n;
for (int i = n-2; ~i; i--) t[i] = s[i] == s[i+1] ? t[i+1] : s[i] > s[i+1];
for (int i = 1; i < n; i++) rnk[i] = t[i-1] && !t[i] ? (p[n1] = i, n1++) : -1;
inducedSort(p);
for (int i = 0, x, y; i < n; i++) if (~(x = rnk[sa[i]])) {
if (ch < 1 || p[x+1] - p[x] != p[y+1] - p[y]) ch++;
else for (int j = p[x], k = p[y]; j <= p[x+1]; j++, k++)
if ((s[j]<<1|t[j]) != (s[k]<<1|t[k])) {ch++; break;}
s1[y = x] = ch;
}
if (ch+1 < n1) sais(n1, ch+1, s1, t+n, p+n1);
else for (int i = 0; i < n1; i++) sa[s1[i]] = i;
for (int i = 0; i < n1; i++) s1[i] = p[sa[i]];
inducedSort(s1);
}
template<typename T>
int mapCharToInt(int n, const T *str) {
int m = *max_element(str, str+n);
fill_n(rnk, m+1, 0);
for (int i = 0; i < n; i++) rnk[str[i]] = 1;
for (int i = 0; i < m; i++) rnk[i+1] += rnk[i];
for (int i = 0; i < n; i++) s[i] = rnk[str[i]] - 1;
return rnk[m];
}
template<typename T>
void suffixArray(int n, const T *str) {
int m = mapCharToInt(++n, str);
sais(n, m, s, t, p);
for (int i = 0; i < n; i++) rnk[sa[i]] = i;
for (int i = 0, h = height[0] = 0; i < n-1; i++) {
int j = sa[rnk[i]-1];
while (i+h < n && j+h < n && s[i+h] == s[j+h]) h++;
if ((height[rnk[i]] = h)) h--;
}
}
int dp[maxn][22];
int RMQ_query(int l, int r) {//看自己需求自由变换
int k = lg2[r - l + 1];
// int k = 0; while (1<<(k+1) <= r - l + 1) k++;
return min(dp[l][k], dp[r - (1 << k) + 1][k]);
}
void RMQ_init(int n) {
for (int i = 0; i < n; ++i) dp[i][0] = height[i];
for (int j = 1; (1 << j) <= n; ++j) {
for (int i = 0; i + (1 << j) - 1 < n; ++i) {
dp[i][j] = std::min(dp[i][j - 1], dp[i + (1 << (j - 1))][j - 1]);
}
}
}
};
pii samquery(int l, int r) {
-- l, -- r;
int len = r - l + 1, L = 1, R = rnk[l] - 1, mid, ans = rnk[l] - 1, up = -1, down = -1;
if (height[rnk[l]] >= len) {
// debug(1)
while (L <= R) {
mid = (L + R) >> 1;
if (SA::RMQ_query(mid + 1, rnk[l]) >= len) ans = mid, R = mid - 1;
else L = mid + 1;
}
down = ans;
} else down = rnk[l];
if (height[rnk[l] + 1] >= len) {
L = rnk[l] + 1, R = n, ans = rnk[l] + 1;
while (L <= R) {
mid = (L + R) >> 1;
if (SA::RMQ_query(rnk[l] + 1, mid) >= len) ans = mid, L = mid + 1;
else R = mid - 1;
}
up = ans;
} else up = rnk[l];
return mk(down, up);
}
int main() {
#ifndef ONLINE_JUDGE
freopen("/home/cwolf9/CLionProjects/ccc/in.txt", "r", stdin);
//freopen("/home/cwolf9/CLionProjects/ccc/out.txt", "w", stdout);
#endif
bit[0] = 1;
for (int i = 1; i < 22; i++) bit[i] = bit[i - 1] << 1;
for (int i = 2; i < maxn; ++i) lg2[i] = lg2[i >> 1] + 1;
int tim, Q;
scanf("%d", &tim);
while (tim--) {
scanf("%d%d%s", &n, &Q, s+1);
SA::suffixArray(n, s+1);
height[n+1] = 0;
SA::RMQ_init(n+1);
wnis = Rk[0] = qu[0].l = qu[0].r = qu[0].sum = 0;
for (int i = 1; i <= n; ++i) {
// cerr << sa[i] << " ";
update(1, n + 2, Rk[i - 1], Rk[i], sa[i] + 1);
}
// cerr << endl;
int l, r, k;
while (Q--) {
scanf("%d%d%d", &l, &r, &k);
// cerr << l << " " << r << endl;
pii a = samquery(l, r);
if (k > qu[Rk[a.se]].sum - qu[Rk[a.fi - 1]].sum) printf("-1
");
else printf("%d
", query(1, n + 2, k, Rk[a.fi - 1], Rk[a.se]));
}
}
return 0;
}