我是来帮加藤大佬写题解的……全世界都没找到加藤大佬写法的说明……很难受……
首先我们把(p)看成(1)，(j)看成(-1)，一个区间满足条件就意味着这个区间的所有前缀和都大于等于(0)，所有后缀和都大于等于(0)
我们记录一下前缀和，所有前缀和大于等于(0)就是(sum[i]-sum[l-1]geq 0)，所有后缀和都大于等于(0)就意味着(sum[n]-sum[i-1]geq sum[n]-sum[r])，即(sum[i-1]leq sum[r])，然后因为(sum[r]geq sum[l-1])已经在第一个条件里满足了，所以合起来就是(sum[i]geq sum[l-1])，(sum[r]geq sum[i])。用人话说，一个区间满足条件，那么这个区间内的(sum)都不小于(sum[l-1])且(sum[r])是这个区间中最大的数
于是我们定义(to[i])，意思是([i,to[i]])中的所有数都大于等于(sum[i])，且(sum[to[i]])为这个区间中最大的数，(to[i])为所有满足条件的数中最靠右的。那么我们就可以枚举左端点(i)，如果(s[i]==j)这个左端点肯定不行，否则这个左端点能匹配的最大的右端点就是(to[i-1])
现在的问题就是怎么求出(to[i])了，我们一开始先把所有的(to[i])都赋值为(i)，这样到时候可以少讨论一些边界情况。
首先，如果(sum[i+1]<sum[i])，即(s[i+1])为(p)，那么(to[i])只能等于(i)，因为它的下一个就小于它了。所以我们只考虑讨论(s[i+1])为(j)的情况
我们考虑从后往前做，定义(nxt[i])为它后面的第一个与它(sum)相等的位置，记录一个指针(las)，表示每一次的(to[i])，现在做到了(i)，那么(las)应该是指在(to[i+1])的位置。
那么转移会有两种情况
1.(to[i]=to[i+1])，那么直接转移即可
2.(to[i])变大。比如图中，(k)的位置才是(to[i])
我们发现，在本题中，相邻两个数的值最多只会相差(1)，于是若是存在如图(2)的情况，那么必然存在(nxt[i])。不难证明([i+1,nxt[i]-1])区间内的数肯定同时大于(sum[i])或同时小于(sum[i])，如果全都小于那么有(sum[i+1]<sum[i])，我们之前已经处理掉了。所以([i+1,nxt[i]-1])之间的数必然全都大于(sum[i])。因为(to[nxt[i]])已经求出来了，如果(sum[to[nxt[i]]]geq sum[las])，我们可以把([i,nxt[i]-1])这一段给接上去，那么新的区间([i,to[nxt[i]]])肯定还是满足条件的，且不难证明不存在比它更优的。这种情况下我们让(las)指向(to[nxt[i]])并更新(to[i])即可。
只要处理出([0,n-1])的所有的(to[i])就可以了，最后的答案就是(max{to[i-1]-i+1}(s[i]==p))，时间复杂度(O(n))
// luogu-judger-enable-o2
//minamoto
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=1e6+10;
int n,sum[N],head[N],nxt[N],to[N],mn;char s[N];
int main(){
// freopen("testdata.in","r",stdin);
memset(head,-1,sizeof(head));
scanf("%d%s",&n,s+1);
for(int i=1;i<=n;++i)sum[i]=sum[i-1]+(s[i]=='p'?1:-1),mn=min(mn,sum[i]);
for(int i=n;~i;--i)
nxt[i]=head[sum[i]-mn],head[sum[i]-mn]=i,to[i]=i;
int ans=0;
for(int i=n,las=n;i;--i){
if(s[i]=='j')las=i-1;
else{
if(nxt[i-1]>=0&&sum[to[nxt[i-1]]]>=sum[las])las=to[nxt[i-1]];
to[i-1]=las,ans=max(ans,las-i+1);
}
}
printf("%d
",ans);return 0;
}