后缀自动机
这几天都在听lzh大神讲后缀自动机，感觉太神了，这东东能动态维护后缀数组，也就是说它能知道以某个位置为末尾的所有后缀，现在让我这蒟蒻来总结一下。
首先这是一个有限状态自动机，每个结点都能接收一些状态，注意是一些状态，在这里是后缀自动机，所以每个结点都能接收一些字符串（不一定为后缀），在后缀自动机中，边是代表字母。从源点出发，沿着实边能走到某个结点，这个结点就能接收该路径所代表的字符串。如果当前某个点为接收态，那么它能接收的字符串就是当前后缀。例如：
1接收的是""(空)
2: "a"
3: "ab"、"b"
4: "abc"、"ac"、"bc"
以上只是举例，并不保证能构造这样的字符串。
我们规定每个结点都有一个par指针，如果某个节点是接收态，那么它的par也是接收态。这就保证沿着par往上跳就能把所有后缀找出来（接收所有的后缀）
下面讲一下如何建后缀自动机。
对于每一个还要记住到达该点的最长路径长度len，全局变量
指针root(原点，也代表空)，last(当前字符串的最长后缀的接收点)。下面举abadd为例子。（实边为点连出去的边，虚边为par）（用u-ch-v表示u连出一条ch边到v）
首先，只有root，last=root，root为接收态，(len(root)=0)
接着插入a,root-a-1.
1为接收态，(len(1)=1),last=1（其实last肯定是一个接收态，然后沿par往上跳都是当前的接收态，其他的都不是）。
接着插入b,1-b-2,1往上跳到root，root-b-2
2的par为root，因为root是接收态，而1不是接收态，(len(2)=2)，由图可以看出某个点i能接收的后缀长度为((len(par), len(i)])，这个之后会有用。
接着插入a,2-a-3,2往上跳到root，发现root-a-1,而且(len(root)+1=len(1))，也就是说1只接收一个字符串(a)，那么只要把3的par指向1,把1变成接收态即可，（这就相当于在root接收的后缀后面加多了一个a，变成当前后缀），然后就不再往上跳(就算有par也不跳). (len(3)=3)
接着插入d，3-d-4, 3往上跳到1，1-d-4,1往上跳到root，root-d-4
4的par为root,(len(4)=4)
接着插入d, 4-d-5, 4往上跳到root，发现root-d-4,且(len(root)+1 eq len(4))，也就是说4不止接收一个字符串，如果把5的par指向4，则会使4中一些不是当前后缀当成当前后缀(其实在这个例子中，4中除了d为当前后缀，其它都不是当前后缀)，于是新建一个节点6，把4拆成4和6，使得6能接收([len(4->par)+1, len(4->par)+1])的后缀，而原来的4只能接收((len(4->par)+1, len(4)])，(注意：这里只是刚好这个例子中root=4->par，这是有可能不等的)这里的6有点像上面那种情况(因为6只接收原来4中一个字符d的部分)，所以4连出的边6也要连出。
因为root的par有可能连了一条d边到4(肯定会有一条d边，只是不知道是不是4，因为root比他的par能接收的字符串要长，且具有相同后缀，如果root加了d，他的par也有加上d，所以肯定有一条d边)。那么就要root->par-d-6,让6接收原来4中一个字符d的部分。然后一直往上跳，直到不是连向4。而那个点连向的正好就是4的par。下面会详细解释。
上图红色边为删掉的边
至于为什么直到不是连向4时，那个点连向的正好是4的par呢？见下图
设上述的那个点为p，向q连出d边，那么(len(p)+1=len(q)),因为q是4的par，如果(len(p)+1
eq len(q)),那么添加4时，4的par就不会连向q。
如果像这个例子，root已经没有par了，那么就把6的par指向root即可。
因为4失去了原本6那部分，因为要保证从4出发跳par还能找出abad的后缀，所以4的par=6，然后5的par=6(相当于第二种情况，6只接收一个字符串)
经过这样的处理，5和6就是最终的接收态，last=5，这就避免了重复。
代码时间
void insert(int num)
{
node *endd=mem++; //新加的点
node *cur=last; //之前的最长接收态
endd->len=last->len+1;
for (; cur && !cur->son[num]; cur=cur->par) cur->son[num]=endd; //第一种情况
if (!cur) endd->par=root;
else
if (cur->len+1==cur->son[num]->len) endd->par=cur->son[num]; //第二种情况
else
{
node *ed=mem++; //拆点
node *tmp=cur->son[num];
*ed=*cur->son[num]; //因为连出边和par都一样，直接复制信息就好了
ed->len=cur->len+1;
endd->par=tmp->par=ed;
//因为ed本来是tmp的一部分，tmp现已失去了接收ed那部分，所以要把tmp的par=ed。而endd的par=ed是因为这相当于第二种情况。
for (; cur && cur->son[num]==tmp; cur=cur->par)
cur->son[num]=ed;
//把原本连向tmp的属于ed的那一部分转移到ed
}
last=endd;//更新最长接收态
}
终于，到了时空复杂度的分析
对于空间复杂度，插入一个字母，最多只会新加两个点，所以点的空间复杂度为(O(2n))
至于边的空间复杂度，对于每一个点(p)，连向p的点中，只有一个点的(len)等于(len(p)-1)，这里就有(2n)条边。对于某一条边((u, v))，(len(u)+1<len(v))，那么从root沿最长路到(u)，(v)沿最长路到一个接收态，那么这整条路径就是一个后缀，而且这路径上只有一条(len(u)+1<len(v))的边，（就是上述那条）。当然一条这样的边有可能对应多个后缀。后缀最多只有(n)个，那么最多只有(n)条这样的边。所以边的空间复杂度为((3n))
至于时间复杂度，可以像AC自动机那样分析，时间复杂度为(O(n))