浅谈Manacher算法与扩展KMP之间的联系

        首先，在谈到Manacher算法之前，我们先来看一个小问题:给定一个字符串S，求该字符串的最长回文子串的长度.对于该问题的求解。网上解法颇多。时间复杂度也不尽同样，这里列述几种常见的解法.

解法一

      通过枚举S的子串。然后推断该子串是否为回文。因为S的子串个数大约为。加上每次推断须要的时间，所以总的时间复杂度为，空间复杂度为.

bool check(string &S, int left, int right)
{
    while (left < right && S[left] == S[right])
        ++left, --right;
    return left >= right;
}
int solution(string &S)
{
    int ans = 0;
    for (int i = 0; i < S.size(); ++i)
        for (int j = i; j < S.size(); ++j)
            if (check(S, i, j))
                ans = max(ans, j - i + 1);
    return ans;
}

解法二

        我们也能够利用动态规划求解该问题。

现如果得知S[i....j]是S的一个回文子串，那么，我们相同能够得到S[i+1.....j-1]也是S的一个回文字串，换句话说，我们能够通过已知的状态求解出未知状态。现定义dp[i][j]表示S以i为起点，j为终点的子串是否为回文，状态转移方程也非常easy想到:

          && 

因为状态存在种，所以时间复杂度为。利用滚动数组，我们能够将空间复杂度降为.

int solution(string &S)
{
    vector<vector<bool> > dp(2, vector<bool>(S.size(), false));
    int ans = 0;
    for (int i = S.size() - 1; i >= 0; --i)
    {
        for (int j = i; j < S.size(); ++j)
        {
            dp[i & 1][j] = i <= j - 2 ? (S[i] == S[j] && dp[(i + 1) & 1][j - 1]) : S[i] == S[j];
            if (dp[i & 1][j])
                ans = max(ans, j - i + 1);
        }
    }
    return ans;
}

解法三

         该解法是基于解法一的一种优化。在解法一中，check函数对于以i为起点，j为终点的回文子串，须要推断(j - i + 1) / 2次，但这里面也存在着某个子串不是回文，但也须要推断(j - i + 1) / 2次的情况，比方:aaabaa，aaaabcaaa....为了避免出现这样的情况，我们能够去枚举回文子串的中点。然后以中点为中心，向两边扩展。这样就能避免上述的最坏情况。枚举子串中点时须要分长度为奇数和偶数的情况，详细的能够參考下这两组例子:aabaa,aabb。中点的个数存在个，每次以中点为中心向两边扩展最坏须要。所以总时间复杂度为，空间复杂度.

int solution(string &S)
{
    const int n = S.size();
    int ans = 0;
    for (int i = 0; i < n; ++i)
    {
        //for the odd case
        for (int j = 0; (i - j >= 0) && (i + j < n) && S[i - j] == S[i + j]; ++j)
            ans = max(ans, j << 1 | 1);
        //for the even case
        for (int j = 0; (i - j >= 0) && (i + 1 + j < n) && S[i - j] == S[i + 1 + j]; ++j)
            ans = max(ans, 2 * j + 2);
    }
    return ans;
}

解法四

            在解法三中，当枚举以i中点的最长回文子串。须要以i为中点，向两边进行扩展，无疑，最坏情况下会退化到。

这里，我们能够通过利用字符串的hash来减少时间复杂度(注:不熟悉字符串hash的朋友，能够參考下这篇博客点击打开链接，整理的非常具体)。

如果当前推断的是以i为中点偶数长度的最长回文，对于随意一个长度k，如果S[i - k + 1....i]的hash值与S[i + 1.....i + k]的hash值不同，那么以i为中点的最长回文子串的长度必然小于2 * k，因此。能够通过该条件进行二分。这样就能在的时间范围内找到最优解。因为每次推断的时间复杂度仅仅须要，所以该解法的时间复杂度为，空间复杂度为。

const int BASE = 131, N = 1e+6 + 7;
typedef unsigned long long ULL;
//rec: record forward direction hash value
//rRec:record backward direction hash value
//P: record power of BASE
ULL rec[N], rRec[N], P[N];
int Bin(int len, int end, int rEnd, int __len)
{
    int l = 1, r = len;
    while (l <= r)
    {
        int mid = l + (r - l) / 2;
        ULL lHash = rec[end] - (end - mid >= 0 ? rec[end - mid] : 0) * P[mid];
        ULL rHash = rRec[rEnd] - (rEnd + mid < __len ? rRec[rEnd + mid] : 0) * P[mid];
        if (lHash ^ rHash)
            r = mid - 1;
        else
            l = mid + 1;
    }
    return r;
}
int solution(char *S)
{
    const int len = strlen(S);
    P[0] = 1ULL;
    //calculate power of BASE
    for (int i = 1; i < =len; ++i)
        P[i] = P[i - 1] * 131;
    rec[0] = S[0], rRec[len - 1] = S[len - 1];
    //calculate the string <span style="font-family:Microsoft YaHei;">hash </span>value
    for (int i = 1, j = len - 2; i < len; ++i, --j)
        rec[i] = rec[i - 1] * BASE + S[i], rRec[j] = rRec[j + 1] * BASE + S[j];
    int ans = 0;
    for (int i = 0; i < len; ++i)
    {
        int tmp;
        //for the even case
        tmp = Bin(min(i + 1, len - i - 1), i, i + 1, len);
        ans = max(ans, tmp << 1);
        //for the odd case
        tmp = Bin(min(i, len - i - 1), i - 1, i + 1, len);
        ans = max(ans, tmp << 1 | 1);
    }
    return ans;
}

       上述代码有两个地方须要说明一下:1.无符号长整型溢出时，编译器会自己主动取模 2.关于计算P数组。假设是单case，P数组的求解能够放到solution函数中，假设是多case，P数组的求解必须放到外面，由于P数组仅仅用计算一次就能够了.此种解法。能跑过POJ 3974和hdu 3068，感兴趣的朋友能够试试这样的解法.

解法五

          该问题也能够用后缀数组求解，在源字符串末尾加入一个源字符串中未出现过的字符，然后将源字符串的反转串连接在后面，那该问题就转换为在新得到的字符串中求解某两个后缀的LCP。而求解LCP是后缀数组典型的应用。因为后缀数组构造和实现。相比前面简述的几种方法，实现和理解相比之下要困难的多。这里就不做过多解释.

Manacher算法

        前面简述了五种解法，而各种解法的时间复杂度、空间复杂度也不尽同样。这里在介绍一种时间复杂度、空间复杂度均为的算法:Manacher算法。该算法首先对源字符串进行处理，在源字符串的每个字符前后加一个源字符串中未出现过的字符，比如源字符串为:aba，通过预处理后。源串变为:#a#b#a#。对于新得到的字符串，easy得知，该串没有长度为偶数的回文子串，由于串中没有相邻字符是同样的。这样就避免了讨论奇数、偶数的讨论。

         现定义数组P[i] = x。表示以i为中心[i - x...i + x]是最长且回文的，那么就是源字符串的最长回文子串的长度。以字符串abaaba为例：

                                                   S :  #    a    #    b    #    a    #    a     #    b    #     a    #

                                                   P :  0    1    0    3    0     1    6    1     0    3     0     1    0

         通过观察P数组，发现其最大值是6，而源串中的最长回文子串abaaba的长度也正好是6。如今。面临的问题是怎么求解P数组？

         如果计算P[i]时。P[0..i - 1]已经计算好了。对于前面的P[x]（0 <= x < i）。定义一个框[x - P[x]...x + P[x]]，right等于max{x + P[x]}。center值为取到right时的x值。如今要计算P[i]，对于i值，这里要分两种情况:

1. i <= right:  先计算i关于center的对称点i' = 2 * center - i，依据回文串的对称性，从框左边left...i'和i...right是一致的。假设P[i']的值能把i + P[i']的值限定在框里，那么P[i] = P[i']，由于框里的东西已经比較过了。比如源串为babcbabcbaccba，如今要计算P[13]值，例如以下图所看到的:                                                               
   i = 13关于center的对称点是i' = 9。将[i' - P[i']......i + P[i]]子串取出(这里为了便于叙述，先如果i' - P[i'] >L)。得到例如以下的图:             通过对照上图能够发现，以i'为中点的最长回文子串S[8..10]相应着S[12...14]，也就是说，S[i' - P[i']...i' + P[i']]与S[i - P[i']...i + P[i']]一定是相等的（注:此处的前提条件是i' - P[i'] >L)，并且P[i]一定等于P[i']，由于S[i + P[i'] + 1] 一定不等于S[i - P[i'] - 1]，这在求P[i']时，就已经比較过了。当i' - P[i'] <= L时，能够得到S[L...2 * i' - L]一定是回文子串，而S[L...2 * i' - L]恒等于S[2 * i - R....R]。此时，P[i]的值至少是R - i。而大于right部分的，都是没有比較过的，所以仅仅能以i为中点，以R - i + 1为半径向两边扩展。结合i' - P[i'] > L和i' - P[i'] <= L的情况，能够发现P[i]的值至少等于min(P[i'], R - i)，所以，在i < right的情况下。使P[i] = min(P[i'], R - i)，然后以i为中心，P[i]为半径，向两边扩展。并更新对应的center和right值就可以.
   
2. i > right: 这样的情况下，仅仅能以i为中心，向两边扩展，并更新对应的center和right值。

复杂度分析

          计算过程中，须要用到额外的P数组，而right的值仅仅能添加n次，所以该算法的时间、空间复杂度均为。

const int N = 1e+6 + 7;
char orign[N << 1];
int P[N << 1];
int Manacher(char *S)
{
    int len = strlen(S);
    S[len << 1] = '#', S[len << 1 | 1] = '';
    for (int i = len - 1; i >= 0; --i)
        S[i << 1 | 1] = S[i], S[i << 1] = '#';
    int center = 0, right = 0, ans = 0;
    len <<= 1;
    for (int i = 0; i <= len; ++i)
    {
        P[i] = i <= right ? min(P[2 * center - i], right - i) : 0;
        while (i - P[i] - 1 >= 0 && i + P[i] + 1 <= len && S[i - P[i] - 1] == S[i + P[i] + 1])
            ++P[i];
        if (i + P[i] > right)
            right = i + P[i], center = i;
        ans = max(ans, P[i]);
    }
    return ans;
}

           前面已经讲述了Manacher算法的工作原理。这里谈一下Manacher算法的应用.

应用一:回文子串个数

         对于一个给定串S，是否能在线性时间复杂度内求出该字符串有多少个回文子串?

        答案是肯定的，统计存在多少个回文子串。仅仅用统计以i(0 <= i < len(S))为中心、长度为偶数的回文子串数量和以i为中心长度为奇数的回文子串数量。然后累加就可以。

如果如今须要求解以i为中心、长度为奇数的回文子串数量。仅仅须要找到以i为中心、长度为奇数的最长回文子串的长度值，然后将长度值加一除2。即为所求的解。偶数的处理方式一样。而在求解最长回文子串的长度时，计算出来的P[i]值。就已经计算出了以源串全部点为中心、长度各自是偶数和奇数的最长回文子串的长度。仅仅须要线性遍历一遍P[i]数组，将(P[i] + 1) / 2的值累加，就是S的回文子串的个数。

应用二:扩展KMP

         给定一个串S[0...n]，是否能在线性时间复杂度内求出P[i] = LCP(S[i...n]，S[0...n])(1 <= i <= n)?

         对于该问题，我们能够套用Manacher算法。

现计算P[i]，如果P[1...i - 1]都已经计算好了，设定right为max(P[x] - 1 + x)(1 <= x < i)。left为取到right值时的x值。(1)当right >= i时，通过已经计算出来的P[1..i-1]值，我们可知S[left....right] = S[0...right - left]。找到i的位置相当于S串的开头的位置:i' = i - left，假设i + P[i'] <= right。那么非常easy得出P[i] = P[i']。假设i + P[i'] > right，那么P[i]的值至少为right - i + 1，综上两个情况，易知P[i]值至少为min(P[i']。right - i + 1)，然后暴力比較，并更新对应的left和right。因为right的值仅仅能添加n次。所以该算法是。

        当然了，上述的算法并不局限于与串自身匹配LCP。比方给定两个串S、T，要在S串中查找是否出现T串，用一个在S、T中都没有出现的字符连接T和S，这里如果为'#'。得到新串T#S，最后在推断P数组中是否存在值为len(T)的元素就能推断T串是否在S串中出现。而在扩展KMP中。对于模式串T，须要计算LCP(S[i...n]，T)(0 <= i <= n)。相同能够利用上述的方法在的时间范围内求解，这也是Manacher算法与扩展KMP算法的相似之处。