后缀系列
后缀自动机
1、parent_tree
对于某一个子串，在某一些位置（为结尾）出现过，出现过的所有位置集合叫做endpos。
parent_tree是这样一棵树：一个节点代表一个endpos集合，节点上的字符串的endpos全部相等且恰为该节点代表的endpos集合；
每一个节点的endpos集合都是父亲节点的子集。
可以发现一个性质：设每一个点上的子串的最长串长为maxlen，最短为minlen，则父亲的maxlen+1必然等于儿子的minlen，而且minlen~maxlen必然每一个len都对应一个子串。
可以证明parent_tree的节点个数为O(n)。
后缀自动机的节点就是parent_tree的节点。
2、后缀自动机
自动机本身是个DAG。
通过DAG上从初始点出发的每一条路径，都能组成一个子串，且所有子串都能被表示出来。
维护下列东西：
fa:parent_tree上的fa。
len:每个节点的maxlen（如上所阐述）（minlen可以通过fa的maxlen来得到）
ch:儿子。DAG上的边指向的点。一个点的ch数量就是字符集，每一个ch代表了：在上一个点的子串后接上一个字符获得的子串所属的点。
每次加入一个字符c，创立一个新节点：
首先，对于上一次加入的字符的初始点，若它和它的祖先们（parent_tree上的）都没有儿子c，那就把儿子c连向自己。
然后找到第一个已经有了儿子c的点x。
考虑这个点的儿子c，称为ch[x][c]：如果这个len[x]+1=ch[x][c]，说明ch[x][c]里面存的东西正好是符合parent_tree定义的，把新节点的fa连向它；
否则，将x点拆成两个点u、v：len[u]+1=ch[x][c]，len[v]=len[x]；然后，v和新节点的fa都是u。u的fa就是x的fa。把连向x的ch中长度满足条件的连向u，长度不满足条件的连向v。u和v的ch和x是一样的。
这样就维护好了，可以证明边数也是O(n)的。
3、经典操作
parent_tree从下到上更新：
按照maxlen来对节点基数排序。
求两个串的最长公共子串：
在自动机上面跑（往下走ch、往上跳fa）就好了。注意nowlen的更新。
4、例题：
XSY3930 最长公共子串对