题意
给出一个长度为 (n) 的字符串 (s[1])，由小写字母组成。定义一个字符串序列 (s[1....k]) ,满足性质：(s[i]) 在 (s[i-1]) ((i ge 2)) 中出现至少两次（位置可重叠），问最大的 (k) 是多少，使得从 (s[1]) 开始到 (s[k]) 都满足这样一个性质。
Sol
某模拟赛出了这样一道题
然后因为测试没开无限栈，没有AC
建立后缀自动机，那么每个点就是字符串中的一个子串
设 (f[i]) 表示以 (i) 这个子串结尾的最大的答案
显然在 (parent) 树上，(f[i]) 可以由父亲转移而来
然后考虑可以接在什么样的串后面
如果 (i) 可以接在 (j) 后面，那么 (i) 也可以接在 (j) 的某个前缀(包括自己)的后面，并且这个前缀的某个后缀就是 (i)
这其实就是 (parent) 树上的祖先和后代的关系
怎么样找到这样一个点？
假设 (i) 要找到一个 (j)
显然 (j) 的 (right) 集合包含 (i) 的集合，不论 (i) 出现在 (right) 集合的那个位置上，它始终含有 (j) 这个子串，并且有 (ge2) 个
所以 (j) 只要满足 (i) 的任意一个位置 (pos)
使得 (j) 的 (right) 集合有 ([pos-len_i+len_j,pos-1]) 区间内的元素，并且 (j) 是 (i) 的祖先即可
(right) 集合和查询直接线段树合并+查询即可
暴力找显然不划算
转移都出来了，那么 (f) 显然是从祖先到后代不降的
显然如果 (j) 满足 (i) 的要求，那么 (j) 的祖先显然也满足，所以可以倍增找
复杂度 (O(nlog_n^2n))
或者是直接在一条链上 (two-points) 即可
复杂度 (O(nlog_nn))
# include <bits/stdc++.h>
# define IL inline
# define RG register
# define Fill(a, b) memset(a, b, sizeof(a))
# define File(a) freopen(a".in", "r", stdin), freopen(a".out", "w", stdout)
using namespace std;
typedef long long ll;
IL int Input(){
RG int x = 0, z = 1; RG char c = getchar();
for(; c < '0' || c > '9'; c = getchar()) z = c == '-' ? -1 : 1;
for(; c >= '0' && c <= '9'; c = getchar()) x = (x << 1) + (x << 3) + (c ^ 48);
return x * z;
}
const int maxn(4e5 + 5);
int n, tot, last, trans[26][maxn], fa[maxn], len[maxn];
int first[maxn], nxt[maxn], rt[maxn], sz[maxn * 20], cnt, ls[maxn * 20], rs[maxn * 20];
int nt[maxn], fp[maxn], f[maxn], pos[maxn], ans;
char s[maxn];
IL void Modify(RG int &x, RG int l, RG int r, RG int p){
if(!x) x = ++cnt;
++sz[x];
if(l == r) return;
RG int mid = (l + r) >> 1;
p <= mid ? Modify(ls[x], l, mid, p) : Modify(rs[x], mid + 1, r, p);
}
IL int Merge(RG int x, RG int y){
if(!x || !y) return x + y;
RG int z = ++cnt;
sz[z] = sz[x] + sz[y];
ls[z] = Merge(ls[x], ls[y]);
rs[z] = Merge(rs[x], rs[y]);
return z;
}
IL int Query(RG int x, RG int l, RG int r, RG int ql, RG int qr){
if(!x || l > r) return 0;
if(ql <= l && qr >= r) return sz[x];
RG int mid = (l + r) >> 1, sum = 0;
if(ql <= mid) sum = Query(ls[x], l, mid, ql, qr);
if(qr > mid) sum += Query(rs[x], mid + 1, r, ql, qr);
return sum;
}
IL void Extend(RG int c, RG int id){
RG int p = last, np = ++tot;
len[last = np] = len[p] + 1, pos[np] = id;
while(p && !trans[c][p]) trans[c][p] = np, p = fa[p];
if(!p) fa[np] = 1;
else{
RG int q = trans[c][p];
if(len[q] == len[p] + 1) fa[np] = q;
else{
RG int nq = ++tot;
fa[nq] = fa[q], len[nq] = len[p] + 1;
for(RG int i = 0; i < 26; ++i) trans[i][nq] = trans[i][q];
fa[np] = fa[q] = nq;
while(p && trans[c][p] == q) trans[c][p] = nq, p = fa[p];
}
}
Modify(rt[last], 1, n, id);
}
IL void Dfs1(RG int u){
for(RG int v = first[u]; v; v = nxt[v]){
Dfs1(v);
rt[u] = Merge(rt[u], rt[v]);
if(!pos[u]) pos[u] = pos[v];
}
}
IL void Dfs2(RG int u){
fp[u] = 1;
if(u != 1){
if(fa[u] == 1) f[u] = 1;
else{
RG int p = fp[fa[u]]; f[u] = f[fa[u]];
while(p != u && Query(rt[p], 1, n, pos[u] - len[u] + len[p], pos[u] - 1)){
f[u] = max(f[u], f[fp[u] = p] + 1);
p = nt[p];
}
}
}
for(RG int v = first[u]; v; v = nxt[v]) nt[u] = v, Dfs2(v);
}
int main(){
n = Input(), scanf(" %s", s + 1), tot = last = 1;
for(RG int i = 1; i <= n; ++i) Extend(s[i] - 'a', i);
for(RG int i = 1; i <= tot; ++i) nxt[i] = first[fa[i]], first[fa[i]] = i;
Dfs1(1), Dfs2(1);
for(RG int i = 1; i <= tot; ++i) ans = max(ans, f[i]);
printf("%d
", ans);
return 0;
}