又开坑？
论文看不懂，网上资料又过于简单？……
反正还是不懂。找到几个资料，云说好好看论文最好，但是真的看不懂（ZZS：我不知道你们看不看得懂clj的课件，因为我看不懂），子陵小孩子也是直接背，kpm大神直接看网上就懂其精髓（orz！！）。还是再去看论文吧……&
2015.02.18 0:40 在云的帮助下看完了……只能称丽洁姐太神了，明天看能不能整理下……
后缀自动机
学了后缀数组之后，写出了个比较快的版本，然后又听到kpm大神虐完后缀数组又去虐sam了。于是终于在某天决定开坑。（随便坑了kpm大神一个中午和云一天）。
网上资料好多，严谨的看不懂（orz clj），通俗的看了心虚（orz 19世纪30年代的空间的百度空间）。
先上一些网址吧（看多了只会让自己更乱？！）
http://hi.baidu.com/myidea/item/142c5cd45901a51820e25039?qq-pf-to=pcqq.group
http://blog.sina.com.cn/s/blog_70811e1a01014dkz.html
http://blog.sina.com.cn/s/blog_7812e98601012cim.html
云这样评价clj的论文：至今能找到的最最科学的东西了
所以我还是按照论文说说一个蒟蒻的理解吧
什么是后缀自动机（sam）
也就是一个能识别字符串s的后缀的自动机。当且仅当sam(x)=true是字符串x是s的后缀（同时sam也可以识别s的所有的字串哦！）
Sam就是建立一个最简状态后缀自动机。
定义了很多东西：
令ST(str)表示trans(init,str)。就是初始状态开始读入字符串str之后，能到达的状态。
令Reg（A）表示自动机A能识别的字符。由于我们现在建的是字符串s的后缀自动机，所以Reg（A）就是s的所有后缀。（或者这样表示Reg（ST(s)）就是s的所有后缀）
分析：
首先如果某个字符串x是s的字串，那么在这个字符串x后加上一些字符后就有可能成为s的后缀，而且有可能有不同种方法使它成为s的后缀，也就是说它可能是s的多个后缀的共同前缀！
比如说我们现在建立起s的sam了。然后读入了字符串s1，那么现在sam就走到ST（s1），那么x如果可以被ST（s1）识别，那么x必须是s的后缀，现在走到了ST（s1）可以识别x，那么s1+x也是s的后缀。那么可以说一个状态ST（s1）可以识别的一定是s的后缀。
现在我们来举个看个例子。
S=ABBBABBABBBBBABBA（直接用论文）
其中BBA出现的位置有
BBABBABBBBBABBA
BBABBBBBABBA
BBABBA
BBA
也就是BBA一共出现在{ [3,6) , [6,9) , [12,15) , [15,18) }
我们记右端点为right，也就是right(BBA)={6 , 9 , 15 , 18}
然后我们发现有些时候有些字符串的right集合一样的，那我们干脆就记在一起，即有个状态f表示所有right相同的字符串的集合，这个集合就记为right（f）吧。
然后字符串的出现的区间中无论长度如何，从ri往前数不超过li所得到的字符串一定是一样的，比如上面的BBA={ [3,6) , [6,9) , [12,15) , [15,18) }，那么6,9,15,18往前数两个字符都是BA。也就是给个right集合，然后再个适合的长度，就可以确定一个字符串了。
所有right集合相同的字符串构成一个状态f，那么对于一个状态，也比如存在一个长度范围，【l，r】，这个范围内从ri外前数多上个字符所构成的字符串的right集合还是right（f）。我们记为【min（f），max（f）】。
现在有两个状态a和b，他们的right集合就分别叫Ra和Rb吧。
如果Ra和Rb有交集，即其中有相同的ri，那么他们的适合长度区间一定不会有交集（否则某个字符串的right即等于Ra又等于Rb但是Ra<>Rb，显然不可能）。但是Ra和Rb又有交集啊？所以，只能是这样——一个是另一个的真子集。比如上面的BBA和BBBA（两个属于不同的状态），可以发现BBBA的right是BBA的right的子集，同时BBA是BBBA的后缀。So，“个串的right集合，要么不相交，要么一个是另一个的真子集。”
结果可以发现right集合其实构成了一个树（大集合的儿子们是小集合）。而且还可以发现儿子的min一定是爸爸的max+1（如果不是那爸爸的max+1才是儿子min，矛盾嘛）。
P.s 子串的性质。
首先每个子串都有属于某个状态，求这个子串出现的个数就变成了求这个子串所在状态的right集合的大小。但是维护这个集合的大小有点麻烦，我们想到right集合是个树形结构，right集合就是它的儿子们right的和，而儿子们的right又是孙子们right的和……最后就是right集合就是它的子树中所有叶子节点的right的和，那么直接用dfs序统计不就好了？！
终于到了构造
怎么做一只sam？
我们先来看状态间的转移：一个状态a，它的Right（a）={r1,r2,r3,r4,…..,rn}，然后它可以沿一条标号为c的边转移到状态b，那么right(b)必须是right（a）中那些s[ri]=c的ri+1组成的集合。即right（b）={ri+1 | s[ri]=c }。
然后如果a有一条标号为c的边，那么他在树中的父亲f也一定有一条标号为c的边。比如a表示AA，f表示A，那么a有一条编号为C的到它的儿子，那么f中可能有一条C到f的儿子（AC是AAC的子串嘛）。
现在来想怎么做。
令当前字符串为T，新字符为x，令T的长度为L。
现在用sam(T)构造sam(Tx)。新增了一些字符，这些字串都是Tx的后缀，而Tx的后缀，就是T的后缀后面加一个x。
记v1，v2，v3，。。。，vk，v为right集合中包括L的节点，然后这些v必然是从曾孙子到曾祖父，也就是从最小的v1，（right（v1）={L}）开始到root的整条路径。
设加入x后新的节点为np，即ST（Tx）=np，然后right（np）={L+1}（这些都是显然的）。
举个例子：
如果当前要加入x，然后第一个x的边为vp（也就是AAAAA所在状态），然后q就是AAAAAX所在状态，right（q）={ri+1 | s[ri]=x }={8,23}，长度是【1,7】。如果让q直接插入L+1，那么right（q）={8,23,38}，但是长度变成了【1,6】。所以不能直接插入。
AAAAAAXAAAAAAAAAAAAAAXAAAAAAAABAAAAAX
AAAAAAXAAAAAAAAAAAAAAXAAAAAAAABAAAAAX
显然如果max（q）=max（vp）+1就没有任何问题啦。
解释？：（雾）直接插会让长度变短，但是无论多短，都要>=max(vp)+1，如果原来就是max（q）=max（vp）+1，就不用担心长度变短的影响了……
但是max（q）>max(vp)+1怎么破？
接下来考虑节点nq,在转移的过程中,结束位置L+1是不起作用的，所以trans(nq)就跟原来的trans(q)是一样的，拷贝即可。
（后面觉得丽洁姐讲的挺好的，其实是我太弱了似乎又理解得不那么透彻？）
procedure add(x:longint);
var
i,new,now,old,more:longint;
begin
new:=addpoint;
now:=last;
step[new]:=step[now]+1;
while (now>=0) and (son[now,x]=-1) do begin
son[now,x]:=new;
now:=pre[now];
end;
last:=new;
if now<0 then pre[new]:=0
else
if step[son[now,x]]=step[now]+1 then
pre[new]:=son[now,x]
else begin
old:=son[now,x];
more:=addpoint;
for i:=0 to 25 do son[more,i]:=son[old,i];
step[more]:=step[now]+1;
pre[more]:=pre[old];
pre[old]:=more;
pre[new]:=more;
while (now>=0) and (son[now,x]=old) do begin
son[now,x]:=more;
now:=pre[now];
end;
end;
end;
（就不要吐槽代码丑了）