给两个串，第一个循环写$n1$次，求第二个最多可以循环写多少次使得其能与第一个循环串非连续匹配。$s leqslant 100,n leqslant 10^6$
这个博客貌似鸽了许久了。。
可以想到朴素算法，就是拿第二个串去暴力匹配第一个串，第一个串匹配完了后面再补，直到补到其制限次数。或者用序列自动机？循环串循环次数太多了2333。
可以看出，朴素算法中的一步一步匹配显然效率低下，考虑可不可以向后匹配一次就跳很多格？先处理出原串每个字符和模式串对应上之后向后再匹配1个字符跳的步数，然后由于循环节不大，用倍增优化即可。
$f[i][j][k]$表示文本串第$i$位和模式串第$j$位对应，然后向后匹配成功了$2^k$个字符后跳到文本串什么位置（取模），$g[i][j][k]$表示产生这种行为后文本串会被向后拓展多少次。
设$i'=f[i][j][k-1],j'=(j+2^{k-1}-1)mod$ $len_{s2}+1$
则转移为$f[i][j][k-1]=f[i'][j'][k-1]$，$g[i][j][k]=g[i][j][k-1]+g[i'][j'][k-1]$。
事实上设两种状态表示麻烦了，完全可以用f表示匹配若干2次幂字符后跳到文本串拓展后的哪一位，反正循环次数再多下标也只在int范围内，g数组就可以直接不求而利用f得知了。
最后开始匹配，枚举指数，拼凑最多可以跳多少次，除以$len_{s2}$出答案。
#include<iostream> #include<cstdio> #include<cstring> #include<cmath> #include<algorithm> #include<queue> #include<vector> #define dbg(x) cerr<<#x<<" = "<<x<<endl #define _dbg(x,y) cerr<<#x<<" = "<<x<<" "<<#y<<" = "<<y<<endl using namespace std; typedef long long ll; template<typename T>inline char MIN(T&A,T B){return A>B?A=B,1:0;} template<typename T>inline char MAX(T&A,T B){return A<B?A=B,1:0;} template<typename T>inline T _min(T A,T B){return A<B?A:B;} template<typename T>inline T _max(T A,T B){return A>B?A:B;} template<typename T>inline T read(T&x){ x=0;int f=0;char c;while(!isdigit(c=getchar()))if(c=='-')f=1; while(isdigit(c))x=x*10+(c&15),c=getchar();return f?x=-x:x; } const int N=100+5,LOG=30; vector<int> pos[128]; int f[N][N][LOG],g[N][N][LOG],p[LOG]; char a[N],b[N]; int n1,n2,len1,len2,m,cnt,ans; inline void calc_pow(){for(register int i=0;i<=27;++i)p[i]=(1<<i)%len2;} inline void Reset(){ for(register int i='a';i<='z';++i)pos[i].clear(); memset(f,0,sizeof f),memset(g,0,sizeof g); } inline char preprocess(){ int k,l; for(register int i=1;i<=len1;++i)pos[a[i]].push_back((int)i); for(register int i=1;i<=len2;++i)if(pos[b[i]].empty())return 1; for(register int j=1;j<=len2;++j) for(register int x=0,i=pos[b[j]][0];x<(int)pos[b[j]].size();++x,i=pos[b[j]][x]){ (k=j+1)>len2?k=1:k; if(*--pos[b[k]].end()<=i)l=pos[b[k]][0];else l=*upper_bound(pos[b[k]].begin(),pos[b[k]].end(),(int)i); f[i][j][0]=l,g[i][j][0]=l<=i; } calc_pow(); for(register int k=1;k<=m;++k) for(register int j=1;j<=len2;++j) for(register int x=0,i=pos[b[j]][0];x<(int)pos[b[j]].size();++x,i=pos[b[j]][x]) if(f[i][j][0]){ int i0=f[i][j][k-1],j0=j+p[k-1]-1;j0>=len2&&(j0-=len2);++j0; f[i][j][k]=f[i0][j0][k-1],g[i][j][k]=g[i][j][k-1]+g[i0][j0][k-1]; } return 0; } int main(){//freopen("test.in","r",stdin);freopen("test.out","w",stdout); while(~scanf("%s%d",b+1,&n2)){ scanf("%s%d",a+1,&n1); len1=strlen(a+1),len2=strlen(b+1); m=__lg(n1*len1);Reset(); if(preprocess()){printf("0 ");continue;} int x=pos[b[1]][0],y=1;cnt=1,ans=1; for(register int i=m;~i;--i){ if(cnt+g[x][y][i]<=n1){ cnt+=g[x][y][i],ans+=(1<<i); x=f[x][y][i]; y+=p[i]-1;y>=len2&&(y-=len2);++y; } } printf("%d ",ans/len2/n2); } return 0; }
等一下。。我傻掉了。状态还可优化。将f改为$f[i][k]$表示从$i$开始匹配模式串（不管$i$自己有没有匹配上，简化了我原来强制要与$j$对应开始匹配的条件），至少匹配多少个字符才可以匹配出$2^k$个模式串。这样暴力预处理匹配单串之后，进行转移。空间和时间上都省了很多很多。→这种方法参考自lyd书。果然菜是原罪。QwQ