深刻理解kmp中的next數組

next數組

• 1. 若是對於值k，已有p0 p1, ..., pk-1 = pj-k pj-k+1, ..., pj-1，至關於next[j] = k。
• 此意味着什麼呢？究其本質，next[j] = k 表明p[j] 以前的模式串子串中，有長度爲k 的相同前綴和後綴。有了這個next 數組，在KMP匹配中，當模式串中j 處的字符失配時，下一步用next[j]處的字符繼續跟文本串匹配，至關於模式串向右移動j - next[j] 位。

舉個例子，以下圖，根據模式串「ABCDABD」的next 數組可知失配位置的字符D對應的next 值爲2，表明字符D前有長度爲2的相同前綴和後綴（這個相同的前綴後綴即爲「AB」），失配後，模式串須要向右移動j - next [j] = 6 - 2 =4位。

向右移動4位後，模式串中的字符C繼續跟文本串匹配。

• 2. 下面的問題是：已知next [0, ..., j]，如何求出next [j + 1]呢？

    對於P的前j+1個序列字符：

• 若p[k] == p[j]，則next[j + 1 ] = next [j] + 1 = k + 1；
• 若p[k ] ≠ p[j]，若是此時p[ next[k] ] == p[j ]，則next[ j + 1 ] =  next[k] + 1，不然繼續遞歸前綴索引k = next[k]，然後重複此過程。 至關於在字符p[j+1]以前不存在長度爲k+1的前綴"p0 p1, …, pk-1 pk"跟後綴「pj-k pj-k+1, …, pj-1 pj"相等，那麼是否可能存在另外一個值t+1 < k+1，使得長度更小的前綴 「p0 p1, …, pt-1 pt」 等於長度更小的後綴 「pj-t pj-t+1, …, pj-1 pj」 呢？若是存在，那麼這個t+1 即是next[ j+1]的值，此至關於利用已經求得的next 數組（next [0, ..., k, ..., j]）進行P串前綴跟P串後綴的匹配。

   通常的文章或教材可能就此一筆帶過，但大部分的初學者可能仍是不能很好的理解上述求解next 數組的原理，故接下來，我再來着重說明下。

    以下圖所示，假定給定模式串ABCDABCE，且已知next [j] = k（至關於「p0 pk-1」 = 「pj-k pj-1」 = AB，能夠看出k爲2），現要求next [j + 1]等於多少？由於pk = pj = C，因此next[j + 1] = next[j] + 1 = k + 1（能夠看出next[j + 1] = 3）。表明字符E前的模式串中，有長度k+1 的相同前綴後綴。

    但 若是pk != pj 呢？說明「p0 pk-1 pk」  ≠ 「pj-k pj-1 pj」。換言之，當pk != pj後，字符E前有多大長度的相同前綴後綴呢？很明顯，由於C不一樣於D，因此ABC 跟 ABD不相同，即字符E前的模式串沒有長度爲k+1的相同前綴後綴，也就不能再簡單的令：next[j + 1] = next[j] + 1 。因此，我們只能去尋找長度更短一點的相同前綴後綴。

    結合上圖來說，若能 在前綴 「 p0 pk-1 pk 」 中不斷的遞歸前綴索引k = next [k]，找到一個字符pk’ 也爲D，表明pk’ = pj，且知足p0 pk'-1 pk' = pj-k' pj-1 pj，則最大相同的前綴後綴長度爲k' + 1，從而next [j + 1] = k’ + 1 = next [k' ] + 1。不然前綴中沒有D，則表明沒有相同的前綴後綴，next [j + 1] = 0。

    那爲什麼遞歸前綴索引k = next[k]，就能找到長度更短的相同前綴後綴呢？這又歸根到next數組的含義。 咱們拿前綴 p0 pk-1 pk 去跟後綴pj-k pj-1 pj匹配，若是pk 跟pj 失配，下一步就是用p[next[k]] 去跟pj 繼續匹配，若是p[ next[k] ]跟pj仍是不匹配，則須要尋找長度更短的相同前綴後綴，即下一步用p[ next[ next[k] ] ]去跟pj匹配。此過程至關於模式串的自我匹配，因此不斷的遞歸k = next[k]，直到要麼找到長度更短的相同前綴後綴，要麼沒有長度更短的相同前綴後綴。以下圖所示：

    

    因此，因最終在前綴ABC中沒有找到D，故E的next 值爲0：

 

模式串的後綴：ABDE

模式串的前綴：ABC

前綴右移兩位：     ABC

    讀到此，有的讀者可能又有疑問了，那可否舉一個能在前綴中找到字符D的例子呢？OK，我們便來看一個能在前綴中找到字符D的例子，以下圖所示：

    給定模式串DABCDABDE，咱們很順利的求得字符D以前的「DABCDAB」的各個子串的最長相同前綴後綴的長度分別爲0 0 0 0 1 2 3，但當遍歷到字符D，要求包括D在內的「DABCDABD」最長相同前綴後綴時，咱們發現pj處的字符D跟pk處的字符C不同，換言之，前綴DABC的最後一個字符C 跟後綴DABD的最後一個字符D不相同，因此不存在長度爲4的相同前綴後綴。

    怎麼辦呢？既然沒有長度爲4的相同前綴後綴，我們能夠尋找長度短點的相同前綴後綴，最終，因在p0處發現也有個字符D，p0 = pj，因此p[j]對應的長度值爲1，至關於E對應的next 值爲1（即字符E以前的字符串「DABCDABD」中有長度爲1的相同前綴和後綴）。

    綜上，能夠經過遞推求得next 數組，代碼以下所示：

void GetNext(char* p,int next[])
{
    int pLen = strlen(p);
    next[0] = -1;
    int k = -1;
    int j = 0;
    while (j < pLen - 1)
    {
        //p[k]表示前綴，p[j]表示後綴
        if (k == -1 || p[j] == p[k])
        {
            ++k;
            ++j;
            next[j] = k;
        }
        else
        {
            k = next[k];
        }
    }
}

    用代碼從新計算下「ABCDABD」的next 數組，以驗證以前經過「最長相同前綴後綴長度值右移一位，而後初值賦爲-1」獲得的next 數組是否正確，計算結果以下表格所示：

    從上述表格能夠看出，不管是以前經過「最長相同前綴後綴長度值右移一位，而後初值賦爲-1」獲得的next 數組，仍是以後經過代碼遞推計算求得的next 數組，結果是徹底一致的。

3.3.5 基於《next 數組》匹配

    下面，咱們來基於next 數組進行匹配。

 

    仍是給定文本串「BBC ABCDAB ABCDABCDABDE」，和模式串「ABCDABD」，如今要拿模式串去跟文本串匹配，以下圖所示：

    在正式匹配以前，讓咱們來再次回顧下上文2.1節所述的KMP算法的匹配流程：

• 「假設如今文本串S匹配到 i 位置，模式串P匹配到 j 位置
• 若是j = -1，或者當前字符匹配成功（即S[i] == P[j]），都令i++，j++，繼續匹配下一個字符；
• 若是j != -1，且當前字符匹配失敗（即S[i] != P[j]），則令 i 不變，j = next[j]。此舉意味着失配時，模式串P相對於文本串S向右移動了j - next [j] 位。
• 換言之，當匹配失敗時，模式串向右移動的位數爲：失配字符所在位置 - 失配字符對應的next 值，即移動的實際位數爲：j - next[j]，且此值大於等於1。」

• 1. 最開始匹配時
• P[0]跟S[0]匹配失敗
• 因此執行「若是j != -1，且當前字符匹配失敗（即S[i] != P[j]），則令 i 不變，j = next[j]」，因此j = -1，故轉而執行「若是j = -1，或者當前字符匹配成功（即S[i] == P[j]），都令i++，j++」，獲得i = 1，j = 0，即P[0]繼續跟S[1]匹配。
• P[0]跟S[1]又失配，j再次等於-1，i、j繼續自增，從而P[0]跟S[2]匹配。
• P[0]跟S[2]失配後，P[0]又跟S[3]匹配。
• P[0]跟S[3]再失配，直到P[0]跟S[4]匹配成功，開始執行此條指令的後半段：「若是j = -1，或者當前字符匹配成功（即S[i] == P[j]），都令i++，j++」。

• 2. P[1]跟S[5]匹配成功，P[2]跟S[6]也匹配成功, ...，直到當匹配到P[6]處的字符D時失配（即S[10] != P[6]），因爲P[6]處的D對應的next 值爲2，因此下一步用P[2]處的字符C繼續跟S[10]匹配，至關於向右移動：j - next[j] = 6 - 2 =4 位。

• 3. 向右移動4位後，P[2]處的C再次失配，因爲C對應的next值爲0，因此下一步用P[0]處的字符繼續跟S[10]匹配，至關於向右移動：j - next[j] = 2 - 0 = 2 位。

• 4. 移動兩位以後，A 跟空格不匹配，模式串後移1 位。

• 5. P[6]處的D再次失配，由於P[6]對應的next值爲2，故下一步用P[2]繼續跟文本串匹配，至關於模式串向右移動 j - next[j] = 6 - 2 = 4 位。

• 6. 匹配成功，過程結束。

    匹配過程如出一轍。也從側面佐證了，next 數組確實是只要將各個最大前綴後綴的公共元素的長度值右移一位，且把初值賦爲-1 便可。

3.3.6 基於《最大長度表》與基於《next 數組》等價

    咱們已經知道，利用next 數組進行匹配失配時，模式串向右移動 j - next [ j ] 位，等價於已匹配字符數 - 失配字符的上一位字符所對應的最大長度值。緣由是：

1. j 從0開始計數，那麼當數到失配字符時，j 的數值就是已匹配的字符數；
2. 因爲next 數組是由最大長度值表總體向右移動一位（且初值賦爲-1）獲得的，那麼失配字符的上一位字符所對應的最大長度值，即爲當前失配字符的next 值。

    但爲什麼本文不直接利用next 數組進行匹配呢？由於next 數組很差求，而一個字符串的前綴後綴的公共元素的最大長度值很容易求。例如若給定模式串「ababa」，要你快速口算出其next 數組，乍一看，每次求對應字符的next值時，還得把該字符排除以外，而後看該字符以前的字符串中有最大長度爲多大的相同前綴後綴，此過程不夠直接。而若是讓你求其前綴後綴公共元素的最大長度，則很容易直接得出結果：0 0 1 2 3，以下表格所示：

    而後這5個數字 所有總體右移一位，且初值賦爲-1，即獲得其next 數組：-1 0 0 1 2。