后缀自动机相关

也许更好的阅读体验

写在前面

本篇博客主要讲一些自己的理解，不喜勿喷
发现网上的博客关于(right)集合只讲了如何做，没有讲清原因，于是和同学讨论了很久之后记录一下
如有没有看懂的地方或者错误的地方，欢迎提问或者指出
如有其它疑问也可提出，博主也会进行解答
本博客内容为对各种方法的理解与深入分析，所以有点部分会长了一点点
若只想知道方法，可跳过中间的思考

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后缀自动机的图的理解

1. (Parent)树上的节点与后缀自动机的节点完全一样，但是边 不一样
2. 从 根节点出发，能走出所有的子串，并只能走出子串
3. (endpos)是一个集合，表示一个串出现的所有位置，以最后一个字符所在位置为出现位置
4. (right)集合表示(endpos)相同的子串的集合，一个(right)集合可以表示多个子串，这些子串的长度一定是连续的，并且有后缀关系，(right)的大小表示的就是其所表示的(endpos)集合的大小，即该(endpos)集合有多少元素
5. 两个(right)的关系只有两种，要么是包含关系，要么互相独立，不会有交集

   若两个串有相同的(endpos)，那么必有一个为另一个的子串

6. 一个(right)集合(r1)可以被另一个(right)集合(r2)包含，此时一定满足(r2)是(r1)的后缀
7. 根据2.，我们可以在后缀自动机上从根节点开始跑，可以跑出所有子串，跑到某个点时，此时该点的(right)的大小，亦表示当前匹配到的这个字符串 出现次数
8. (Parent)树可由后缀自动机建出来，每个节点的(fail)节点所表示出的字符串一定是其后缀，因为(fail)节点的(right)集合包含该节点。

   为什么？因为后缀自动机就是要建出这样的树 怎么建出来可去看其它dalao的详细讲解，本文只会讲关键意义

9. 自动机节点的后缀表示的是以该节点为 末尾 的后缀

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构建自动机

事先申明，本人打的是数组版

约定

(egin{aligned} &fa ightarrow fail \ &len ightarrow longest length \ &size ightarrow size of right end{aligned})
主串为原串的前缀，旧主串为上一个前缀加入自动机后是哪个节点
另外，(size)不影响构建后缀自动机，可以忽视，本文会在后面讲(Parent)时讲(size)
主要内容写在代码里，会重复上面的内容以便理解
如果觉得这里的注释太丑可将其扒下自己开编辑器看，或者到CSDN阅读，上方有链接

#include <cstdio>
#include <cstring>
const int maxn = 2000006;
const int maxc = 27;
int tot=1,last=1;//last -> 旧主串的节点
int fa[maxn],len[maxn],size[maxn];
//fa -> fail  fa[x]的right集合一定包含x   fa[x]一定是x的后缀
//len[x] -> x为后缀最长串长度
//size[x] -> x 号节点表示的right集合的大小
int son[maxn][maxc];//son[p][c] -> 在p所代表的集合后加c字符，该字符c是哪个节点 亦可认为是边

//1 号节点为初始节点 初始节点没有fa

//{{{构建SAM
void extend (int c)
{
	int p=last,np=++tot;
	last=tot,len[np]=len[p]+1;
	while (p&&!son[p][c])	son[p][c]=np,p=fa[p];//跳后缀 因为是旧主串的后缀 它们全都可以加一个c
	//当前p没有c，表示该子串是第一次出现，p向np连一条c边
	//若当前p有c了表示后面的fa所表示的后缀有节点集合表示了以c为结尾的后缀了(因为曾经出现过)，此时出现了两个以c结尾的right集合
	if (!p)	fa[np]=1;//表示c从未出现过 它的后缀为空
	else{
		//要处理这两个以c为末尾的节点
		int q=son[p][c];
		if (len[q]==len[p]+1)	fa[np]=q;//q是新主串的后缀
		else{
			//即len[q]>len[p]+1
			int nq=++tot;//不是新主串的后缀 因为p是新主串的后缀 而len[q]>len[p]+1且q还没被跳过（若是其后缀，按理说应该先被跳到
			len[nq]=len[p]+1;//p的endpos多了个n 所以要新节点 表示由p+c得到的后缀 即nq 
			fa[nq]=fa[q];//nq只是endpos变多 其样子仍是原来那样  其后缀仍是原来的后缀
			fa[np]=fa[q]=nq;//nq 是 q的后缀 也是新主串的后缀
			memcpy(son[nq],son[q],sizeof(son[q]));
			while (son[p][c]==q)	son[p][c]=nq,p=fa[p];//p的后缀的endpos也多了个n 
		}
	}
	size[np]=1;//该节点right大小初值赋值为1
}
//}}}

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(right)集合

求(right)集合的大小

我们知道，(right)在(Parent)树上是有各种包含关系
所以要在(Parent)上求(right)集合大小
先将主串的(right)集合的大小赋初值为1,该过程在构建后缀自动机时完成
一个(right)集合的大小即为其儿子(right)集合的大小的和加上其原本的大小(可能为1)

(right)集合没有交集，主串节点的(right)集合的大小就是1

只有主串表示的点能是叶子节点，但是叶子节点的(right)集合不仅仅表示主串上的点，且主串上的点不一定是叶子节点
为什么
两种理解

• (Parent)树上的边是由(fa[i])连向(i)
  新开出来的辅助节点都是别人的(fa)，那么其一定不会是叶子节点
• 考虑任意一个子串，若其只出现一次，那么以该子串为末尾的主串(前缀)一定比它长，(它是该主串的后缀)，该节点一定是主串节点
  所以在构建自动机时只需将主串的(size)赋初值为1
  那么，一个主串可以重复出现，则其就有儿子了，为什么仍然给其赋初值为1呢
  • 对于字符串(abac)，我们画一下(Parent)树
    
    会发现，将一个(right)集合分成小(right)集合时，有元素丢失了(2号节点到4号节点)
    这种情况为第一个字符在后面出现过的情况
    考虑任意一个靠后的点的(endpos)集合，它的后缀的(endpos)集合一定被其包含，若(endpos)元素个数为1，那就是主串节点，不为1，则一定有儿子(endpos)元素比它少
    只有最前面的这一个字符是没有后缀的，它的儿子中是没有({1})这个集合的，也就是说少了1个元素，所以其赋初值为1没有问题
  • 将上面的情况扩展，若有主串重复出现(即一个前缀在中间出现了),如(abcab)
    不算第一个字符的那种情况，(ab)的(right)集合的儿子里又丢失了({2})
    上面的情况是因为其没有后缀，而该种情况则为，其后缀的(right)集合要么是它的父亲，要么和它相同
    于是就丢失了它第一次出现的位置

所以给主串赋初值为1是正确且必须的

所以我们要做的就是，先建出(Parent)树，然后在上面跑一次(dfs)
当然，我们也可以直接递推，因为是(DAG)，所以可以拓扑的去计算，即由儿子算父亲，长度越大自然在(Parent)树上就处于越下面的位置，所以按照长度从大到小排序，这一步可以选择(sort)，也可以基数排序
(mathcal{Code})

for (int i=2;i<=tot;++i)	add(fa[i],i);//因为根节点没有fa，所以要从2开始枚举，当然也可以设根节点为0，那么还得给根节点的fa赋初值为-1，上面特判也得改一下
dfs(1);

void dfs (int p)
{
	for (int e=head[p];e;e=nxt[e]){
		dfs(to[e]);
		size[p]+=size[to[e]];
	}
}

//基数排序 常数较小
for (int i=1;i<=tot;++i)	++cup[len[i]];
for (int i=1;i<=n;++i)		cup[i]+=cup[i-1];
for (int i=1;i<=tot;++i)	mp[cup[len[i]]--]=i;
for (int i=1;i<=tot;++i)	size[fa[i]]+=size[i];

(right)集合的理解

(right)集合个人认为很神奇
我们会发现，(right)集合的大小仅由主串节点更新，遇到主串节点时其(size)就会加1
换句话说，一个节点(right)集合的大小等于其子树(包括它自己)中，有多少个节点是主串节点
这句话该怎么理解

• 一个子串一定是一个主串(前缀)的后缀
• 每个主串(前缀)不相同

那么 一个节点的(right)集合大小等于该串是多少个前缀的后缀

所以，在(Parent)树上一个节点的(right)集合的大小亦可表示为
(endpos)为该(right)集合所对应的(endpos)集合的串是多少个前缀的后缀
亦可表示该子树中有多少个主串节点

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后缀自动机的应用

判断是否是子串

根据2.

从 根节点出发，能走出所有的子串，并只能走出子串

在后缀自动机上从根节点出发跑一遍即可
Trie树又被吊打了

不同子串个数

这个有两种方式

• 我们知道可能有多个字符串共用一个(right)，这些串的长度肯定不一样，一样就是相同串了，那么我们用(len[i]-len[fa[i]])即可得出该(right)集合是几个串共用的，对每个结点都这么求一次，总数便是不同子串个数
  即要求(sum_{i=1}^{tot}(len[i]-len[fa[i]]))

• 考虑(DP)，根据上面 2. ，我们可以从根节点出发，把整个后缀自动机都跑一边，每遇到一个结点就给答案加一

若该不同子串有这样的定义
位置不同的相同子串算不同子串
我们就可考虑7.

根据2.，我们可以在后缀自动机上从根节点开始跑，可以跑出所有子串，跑到某个点时，此时该点的(right)的大小，亦表示当前匹配到的这个字符串 出现次数

先求出每个(right)的大小，每遇到一个结点给答案加(size)即可

第K小子串

把从该节点出发还有多少子串记录下来，然后向(Splay)那样跑即可

ll dfs (int x)//先处理出还有多少子串
{
	if (num[x]!=-1)	return num[x];
	num[x]=size[x];
	for (int i=1;i<=26;++i)
		if (son[x][i])	num[x]+=dfs(son[x][i]);
	return num[x];
}

void kth (int x,ll k)//求第k小
{
	if (k<=size[x])	return;
	k-=size[x];
	for (int i=1;i<=26;++i){
		if (son[x][i]){
			if (k<=num[son[x][i]]){
				printf("%c",i+'a'-1);
				kth(son[x][i],k);
				return;
			}
			else	k-=num[son[x][i]];
		}
	}
}

求第(k)大只需把循环改为从(26)向(1)枚举即可

最小循环移位(最小表示法)

用最小表示法既简单代码又短，用什么后缀自动机
我们将(s+s)的后缀自动机建出
然后就是要找一个最小的长度为(|s|)的子串了
同上方代码...

就讲这么多吧
这么辛苦写了好几天(写了一半发现有新问题于是又想了两天)
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