2015-04-22  1,782 views 评论

从头到尾彻底理解KMP[转载]

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从头到尾彻底理解KMP

作者:July

原文地址:http://blog.csdn.net/v_july_v/article/details/7041827

1. 引言

本KMP原文最初写于2年多前的2011年12月,因当时初次接触KMP,思路混乱导致写也写得混乱。所以一直想找机会重新写下KMP,但苦于一直以来对KMP的理解始终不够,故才迟迟没有修改本文。

然近期因在北京开了个算法班,专门讲解数据结构、面试、算法,才再次仔细回顾了这个KMP,在综合了一些网友的理解、以及跟我一起讲算法的两位讲师朋友曹博、邹博的理解之后,写了9张PPT,发在微博上。随后,一不做二不休,索性将PPT上的内容整理到了本文之中(后来文章越写越完整,所含内容早已不再是九张PPT 那样简单了)。

KMP本身不复杂,但网上绝大部分的文章(包括本文的2011年版本)把它讲混乱了。下面,咱们从暴力匹配算法讲起,随后阐述KMP的流程 步骤、next 数组的简单求解 递推原理 代码求解,接着基于next 数组匹配,谈到有限状态自动机,next 数组的优化,KMP的时间复杂度分析,最后简要介绍两个KMP的扩展算法。

全文力图给你一个最为完整最为清晰的KMP,希望更多的人不再被KMP折磨或纠缠,不再被一些混乱的文章所混乱,有何疑问,欢迎随时留言评论,thanks。

2. 暴力匹配算法

假设现在我们面临这样一个问题:有一个文本串S,和一个模式串P,现在要查找P在S中的位置,怎么查找呢?

如果用暴力匹配的思路,并假设现在文本串S匹配到 i 位置,模式串P匹配到 j 位置,则有:

  • 如果当前字符匹配成功(即S[i] == P[j]),则i++,j++,继续匹配下一个字符;
  • 如果失配(即S[i]! = P[j]),令i = i - (j - 1),j = 0。相当于每次匹配失败时,i 回溯,j 被置为0。
    理清楚了暴力匹配算法的流程及内在的逻辑,咱们可以写出暴力匹配的代码,如下:

int ViolentMatch(char* s, char* p)

{

int sLen = strlen(s);

int pLen = strlen(p);

 

int i = 0;

int j = 0;

while (i < sLen && j < pLen)

{

if (s[i] == p[j])

{

//①如果当前字符匹配成功(即S[i] == P[j]),则i++,j++    

i++;

j++;

}

else

{

//②如果失配(即S[i]! = P[j]),令i = i - (j - 1),j = 0    

i = i - j + 1;

j = 0;

}

}

//匹配成功,返回模式串p在文本串s中的位置,否则返回-1

if (j == pLen)

return i - j;

else

return -1;

}

举个例子,如果给定文本串S“BBC ABCDAB ABCDABCDABDE”,和模式串P“ABCDABD”,现在要拿模式串P去跟文本串S匹配,整个过程如下所示:

1. S[0]为B,P[0]为A,不匹配,执行第②条指令:“如果失配(即S[i]! = P[j]),令i = i - (j - 1),j = 0”,S[1]跟P[0]匹配,相当于模式串要往右移动一位(i=1,j=0)

2. S[1]跟P[0]还是不匹配,继续执行第②条指令:“如果失配(即S[i]! = P[j]),令i = i - (j - 1),j = 0”,S[2]跟P[0]匹配(i=2,j=0),从而模式串不断的向右移动一位(不断的执行“令i = i - (j - 1),j = 0”,i从2变到4,j一直为0)

3. 直到S[4]跟P[0]匹配成功(i=4,j=0),此时按照上面的暴力匹配算法的思路,转而执行第①条指令:“如果当前字符匹配成功(即S[i] == P[j]),则i++,j++”,可得S[i]为S[5],P[j]为P[1],即接下来S[5]跟P[1]匹配(i=5,j=1)

     

4. S[5]跟P[1]匹配成功,继续执行第①条指令:“如果当前字符匹配成功(即S[i] == P[j]),则i++,j++”,得到S[6]跟P[2]匹配(i=6,j=2),如此进行下去

    

5. 直到S[10]为空格字符,P[6]为字符D(i=10,j=6),因为不匹配,重新执行第②条指令:“如果失配(即S[i]! = P[j]),令i = i - (j - 1),j = 0”,相当于S[5]跟P[0]匹配(i=5,j=0)

     

6. 至此,我们可以看到,如果按照暴力匹配算法的思路,尽管之前文本串和模式串已经分别匹配到了S[9]、P[5],但因为S[10]跟P[6]不匹配,所以文本串回溯到S[5],模式串回溯到P[0],从而让S[5]跟P[0]匹配。

而S[5]肯定跟P[0]失配。为什么呢?因为在之前第4步匹配中,我们已经得知S[5] = P[1] = B,而P[0] = A,即P[1] != P[0],故S[5]必定不等于P[0],所以回溯过去必然会导致失配。那有没有一种算法,让i 不往回退,只需要移动j 即可呢?

答案是肯定的。这种算法就是本文的主旨KMP算法,它利用之前已经部分匹配这个有效信息,保持i 不回溯,通过修改j 的位置,让模式串尽量地移动到有效的位置。

3. KMP算法

3.1 定义

    Knuth-Morris-Pratt 字符串查找算法,简称为 “KMP算法”,常用于在一个文本串S内查找一个模式串P 的出现位置,这个算法由Donald Knuth、Vaughan Pratt、James H. Morris三人于1977年联合发表,故取这3人的姓氏命名此算法。
    下面先直接给出KMP的算法流程(如果感到一点点不适,没关系,坚持下,稍后会有具体步骤及解释,越往后看越会柳暗花明☺):
  • 假设现在文本串S匹配到 i 位置,模式串P匹配到 j 位置
    • 如果j = -1,或者当前字符匹配成功(即S[i] == P[j]),都令i++,j++,继续匹配下一个字符;
    • 如果j != -1,且当前字符匹配失败(即S[i] != P[j]),则令 i 不变,j = next[j]。此举意味着失配时,模式串P相对于文本串S向右移动了j - next [j] 位。
      • 换言之,当匹配失败时,模式串向右移动的位数为:失配字符所在位置 - 失配字符对应的next 值(next 数组的求解会在下文的3.3.3节中详细阐述),即移动的实际位数为:j - next[j],且此值大于等于1。

很快,你也会意识到next 数组各值的含义:代表当前字符之前的字符串中,有多大长度的相同前缀后缀。例如如果next [j] = k,代表j 之前的字符串中有最大长度为k 的相同前缀后缀。

    此也意味着在某个字符失配时,该字符对应的next 值会告诉你下一步匹配中,模式串应该跳到哪个位置(跳到next [j] 的位置)。如果next [j] 等于0或-1,则跳到模式串的开头字符,若next [j] = k 且 k > 0,代表下次匹配跳到j 之前的某个字符,而不是跳到开头,且具体跳过了k 个字符。
    转换成代码表示,则是:

int KmpSearch(char* s, char* p)

{

int i = 0;

int j = 0;

int sLen = strlen(s);

int pLen = strlen(p);

while (i < sLen && j < pLen)

{

//①如果j = -1,或者当前字符匹配成功(即S[i] == P[j]),都令i++,j++    

if (j == -1 || s[i] == p[j])

{

i++;

j++;

}

else

{

//②如果j != -1,且当前字符匹配失败(即S[i] != P[j]),则令 i 不变,j = next[j]    

//next[j]即为j所对应的next值      

j = next[j];

}

}

if (j == pLen)

return i - j;

else

return -1;

}

    继续拿之前的例子来说,当S[10]跟P[6]匹配失败时,KMP不是跟暴力匹配那样简单的把模式串右移一位,而是执行第②条指令:“如果j != -1,且当前字符匹配失败(即S[i] != P[j]),则令 i 不变,j = next[j]”,即j 从6变到2(后面我们将求得P[6],即字符D对应的next 值为2),所以相当于模式串向右移动的位数为j - next[j](j - next[j] = 6-2 = 4)。

向右移动4位后,S[10]跟P[2]继续匹配。为什么要向右移动4位呢,因为移动4位后,模式串中又有个“AB”可以继续跟S[8]S[9]对应着,从 而不用让i 回溯。相当于在除去字符D的模式串子串中寻找相同的前缀和后缀,然后根据前缀后缀求出next 数组,最后基于next 数组进行匹配(不关心next 数组是怎么求来的,只想看匹配过程是咋样的,可直接跳到下文3.3.4节)。

3.2 步骤

  • ①寻找前缀后缀最长公共元素长度
    • 对于P = p0 p1 ...pj-1 pj,寻找模式串P中长度最大且相等的前缀和后缀。如果存在p0 p1 ...pk-1 pk = pj- k pj-k+1...pj-1 pj,那么在包含pj的模式串中有最大长度为k+1的相同前缀后缀。举个例子,如果给定的模式串为“abab”,那么它的各个子串的前缀后缀的公共元素的最大长度如下表格所示:

比如对于字符串aba来说,它有长度为1的相同前缀后缀a;而对于字符串abab来说,它有长度为2的相同前缀后缀ab(相同前缀后缀的长度为k + 1,k + 1 = 2)。

  • ②求next数组
    • next 数组考虑的是除当前字符外的最长相同前缀后缀,所以通过第①步骤求得各个前缀后缀的公共元素的最大长度后,只要稍作变形即可:将第①步骤中求得的值整体右移一位,然后初值赋为-1,如下表格所示:

比 如对于aba来说,第3个字符a之前的字符串ab中有长度为0的相同前缀后缀,所以第3个字符a对应的next值为0;而对于abab来说,第4个字符b 之前的字符串aba中有长度为1的相同前缀后缀a,所以第4个字符b对应的next值为1(相同前缀后缀的长度为k,k = 1)。

  • ③根据next数组进行匹配
    • 匹配失配,j = next [j],模式串向右移动的位数为:j - next[j]。换言之,当模式串的后缀pj-k pj-k+1, ..., pj-1 跟文本串si-k si-k+1, ..., si-1匹配成功,但pj 跟si匹配失败时,因为next[j] = k,相当于在不包含pj的模式串中有最大长度为k 的相同前缀后缀,即p0 p1 ...pk-1 = pj-k pj-k+1...pj-1,故令j = next[j],从而让模式串右移j - next[j] 位,使得模式串的前缀p0 p1, ..., pk-1对应着文本串 si-k si-k+1, ..., si-1,而后让pk 跟si 继续匹配。如下图所示:

    综上,KMP的next 数组相当于告诉我们:当模式串中的某个字符跟文本串中的某个字符匹配失配时,模式串下一步应该跳到哪个位置。如模式串中在j 处的字符跟文本串在i 处的字符匹配失配时,下一步用next [j] 处的字符继续跟文本串i 处的字符匹配,相当于模式串向右移动 j - next[j] 位。
    接下来,分别具体解释上述3个步骤。

3.3 解释

3.3.1 寻找最长前缀后缀

    如果给定的模式串是:“ABCDABD”,从左至右遍历整个模式串,其各个子串的前缀后缀分别如下表格所示:
    也就是说,原模式串子串对应的各个前缀后缀的公共元素的最大长度表为(下简称《最大长度表》):

3.3.2 基于《最大长度表》匹配

    因为模式串中首尾可能会有重复的字符,故可得出下述结论:
失配时,模式串向右移动的位数为:已匹配字符数 - 失配字符的上一位字符所对应的最大长度值

下面,咱们就结合之前的《最大长度表》和上述结论,进行字符串的匹配。如果给定文本串“BBC ABCDAB ABCDABCDABDE”,和模式串“ABCDABD”,现在要拿模式串去跟文本串匹配,如下图所示:

        

  • 1. 因为模式串中的字符A跟文本串中的字符B、B、C、空格一开始就不匹配,所以不必考虑结论,直接将模式串不断的右移一位即可,直到模式串中的字符A跟文本串的第5个字符A匹配成功:

  • 2. 继 续往后匹配,当模式串最后一个字符D跟文本串匹配时失配,显而易见,模式串需要向右移动。但向右移动多少位呢?因为此时已经匹配的字符数为6个 (ABCDAB),然后根据《最大长度表》可得失配字符D的上一位字符B对应的长度值为2,所以根据之前的结论,可知需要向右移动6 - 2 = 4 位。
  • 3. 模式串向右移动4位后,发现C处再度失配,因为此时已经匹配了2个字符(AB),且上一位字符B对应的最大长度值为0,所以向右移动:2 - 0 =2 位。
           
  • 4. A与空格失配,向右移动1 位。
  • 5. 继续比较,发现D与C 失配,故向右移动的位数为:已匹配的字符数6减去上一位字符B对应的最大长度2,即向右移动6 - 2 = 4 位。
           
  • 6. 经历第5步后,发现匹配成功,过程结束。

         

通过上述匹配过程可以看出,问题的关键就是寻找模式串中最大长度的相同前缀和后缀,找到了模式串中每个字符之前的前缀和后缀公共部分的最大长度后,便可基于此匹配。而这个最大长度便正是next 数组要表达的含义。

3.3.3 根据《最大长度表》求next 数组

由上文,我们已经知道,字符串“ABCDABD”各个前缀后缀的最大公共元素长度分别为:

而且,根据这个表可以得出下述结论

  • 失配时,模式串向右移动的位数为:已匹配字符数 - 失配字符的上一位字符所对应的最大长度值
    上文利用这个表和结论进行匹配时,我们发现,当匹配到一个字符失配时,其实没必要考虑当前失配的字符,更何况我们每次失配时,都是看的失配字符的上一位字符对应的最大长度值。如此,便引出了next 数组。
    给定字符串“ABCDABD”,可求得它的next 数组如下:

把next 数组跟之前求得的最大长度表对比后,不难发现,next 数组相当于“最大长度值” 整体向右移动一位,然后初始值赋为-1。意识到了这一点,你会惊呼原来next 数组的求解竟然如此简单:就是找最大对称长度的前缀后缀,然后整体右移一位,初值赋为-1(当然,你也可以直接计算某个字符对应的next值,就是看这个字符之前的字符串中有多大长度的相同前缀后缀)。

换言之,对于给定的模式串:ABCDABD,它的最大长度表及next 数组分别如下:

根据最大长度表求出了next 数组后,从而有

失配时,模式串向右移动的位数为:失配字符所在位置 - 失配字符对应的next 值

而后,你会发现,无论是基于《最大长度表》的匹配,还是基于next 数组的匹配,两者得出来的向右移动的位数是一样的。为什么呢?因为:

  • 根据《最大长度表》,失配时,模式串向右移动的位数 = 已经匹配的字符数 - 失配字符的上一位字符的最大长度值
  • 而根据《next 数组》,失配时,模式串向右移动的位数 = 失配字符的位置 - 失配字符对应的next 值
    • 其中,从0开始计数时,失配字符的位置 = 已经匹配的字符数(失配字符不计数),而失配字符对应的next 值 = 失配字符的上一位字符的最大长度值,两相比较,结果必然完全一致。

所以,你可以把《最大长度表》看做是next 数组的雏形,甚至就把它当做next 数组也是可以的,区别不过是怎么用的问题。

3.3.4 通过代码递推计算next 数组

接下来,咱们来写代码求下next 数组。

基于之前的理解,可知计算next 数组的方法可以采用递推:

  • 1. 如果对于值k,已有p0 p1, ..., pk-1 = pj-k pj-k+1, ..., pj-1,相当于next[j] = k
    • 此意味着什么呢?究其本质,next[j] = k 代表p[j] 之前的模式串子串中,有长度为k 的相同前缀和后缀。有了这个next 数组,在KMP匹配中,当模式串中j 处的字符失配时,下一步用next[j]处的字符继续跟文本串匹配,相当于模式串向右移动j - next[j] 位。

举个例子,如下图,根据模式串“ABCDABD”的next 数组可知失配位置的字符D对应的next 值为2,代表字符D前有长度为2的相同前缀和后缀(这个相同的前缀后缀即为“AB”),失配后,模式串需要向右移动j - next [j] = 6 - 2 =4位。

向右移动4位后,模式串中的字符C继续跟文本串匹配。

  • 2. 下面的问题是:已知next [0, ..., j],如何求出next [j + 1]呢?

对于P的前j+1个序列字符:

  • 若p[k] == p[j],则next[j + 1 ] = next [j] + 1 = k + 1;
  • 若p[k ] ≠ p[j],如果此时p[ next[k] ] == p[j ],则next[ j + 1 ] =  next[k] + 1,否则继续递归前缀索引k = next[k],而后重复此过程。 相当于在字符p[j+1]之前不存在长度为k+1的前缀"p0 p1, …, pk-1 pk"跟后缀“pj-k pj-k+1, …, pj-1 pj"相等,那么是否可能存在另一个值t+1 < k+1,使得长度更小的前缀 “p0 p1, …, pt-1 pt” 等于长度更小的后缀 “pj-t pj-t+1, …, pj-1 pj” 呢?如果存在,那么这个t+1 便是next[ j+1]的值,此相当于利用已经求得的next 数组(next [0, ..., k, ..., j])进行P串前缀跟P串后缀的匹配。
   一般的文章或教材可能就此一笔带过,但大部分的初学者可能还是不能很好的理解上述求解next 数组的原理,故接下来,我再来着重说明下。
    如下图所示,假定给定模式串ABCDABCE,且已知next [j] = k(相当于“p0 pk-1” = “pj-k pj-1” = AB,可以看出k为2),现要求next [j + 1]等于多少?因为pk = pj = C,所以next[j + 1] = next[j] + 1 = k + 1(可以看出next[j + 1] = 3)。代表字符E前的模式串中,有长度k+1 的相同前缀后缀。

    但如果pk != pj 呢? 说明“p0 pk-1 pk”  ≠ “pj-k pj-1 pj”。换言之,当pk != pj后,字符E前有多大长度的相同前缀后缀呢?很明显,因为C不同于D,所以ABC 跟 ABD不相同,即字符E前的模式串没有长度为k+1的相同前缀后缀,也就不能再简单的令:next[j + 1] = next[j] + 1 。所以,咱们只能去寻找长度更短一点的相同前缀后缀。

    结合上图来讲,若能在前缀“ p0 pk-1 pk ” 中不断的递归前缀索引k = next [k],找到一个字符pk’ 也为D,代表pk’ = pj,且满足p0 pk'-1 pk' = pj-k' pj-1 pj,则最大相同的前缀后缀长度为k' + 1,从而next [j + 1] = k’ + 1 = next [k' ] + 1。否则前缀中没有D,则代表没有相同的前缀后缀,next [j + 1] = 0。
    那为何递归前缀索引k = next[k],就能找到长度更小的相同前缀后缀呢?这又归根到next数组的含义。为 了寻找长度相同的前缀后缀,我们拿前缀 p0 pk-1 pk 去跟后缀pj-k pj-1 pj匹配,如果pk 跟pj 失配,下一步就是用p[next[k]] 去跟pj 继续匹配,如果p[ next[k] ]跟pj还是不匹配,则下一步用p[ next[ next[k] ] ]去跟pj匹配。相当于模式串的自我匹配,所以不断的递归k = next[k],直到要么找到长度更小的相同前缀后缀,要么没有长度更小的相同前缀后缀。
    所以,因最终在前缀ABC中没有找到D,故E的next 值为0:

模式串的后缀:ABDE

模式串的前缀:ABC

前缀右移两位:     ABC

读到此,有的读者可能又有疑问了,那能否举一个能在前缀中找到字符D的例子呢?OK,咱们便来看一个能在前缀中找到字符D的例子,如下图所示:

    给定模式串DABCDABDE,我们很顺利的求得字符D之前的“DABCDAB”的各个子串的最长相同前缀后缀的长度分别为0 0 0 0 1 2 3,但当遍历到字符D,要求包括D在内的“DABCDABD”最长相同前缀后缀时,我们发现pj处的字符D跟pk处的字符C不一样,换言之,前缀DABC 的最后一个字符C 跟后缀DABD的最后一个字符D不相同,所以不存在长度为4的相同前缀后缀。
    怎么办呢?既然没有长度为4的相同前缀后缀,咱们可以寻找长度短点的相同前缀后缀,最终,因在p0处发现也有个字符D,p0 = pj,所以p[j]对应的长度值为1,相当于E对应的next 值为1。
    综上,可以通过递推求得next 数组,代码如下所示:

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]表示前缀,p[j]表示后缀

if (k == -1 || p[j] == p[k])

{

++k;

++j;

next[j] = k;

}

else

{

k = next[k];

}

}

}

用代码重新计算下“ABCDABD”的next 数组,以验证之前通过“最长相同前缀后缀长度值右移一位,然后初值赋为-1”得到的next 数组是否正确,计算结果如下表格所示:

从上述表格可以看出,无论是之前通过“最长相同前缀后缀长度值右移一位,然后初值赋为-1”得到的next 数组,还是之后通过代码递推计算求得的next 数组,结果是完全一致的。

 

3.3.5 基于《next 数组》匹配

下面,我们来基于next 数组进行匹配。

还是给定文本串“BBC ABCDAB ABCDABCDABDE”,和模式串“ABCDABD”,现在要拿模式串去跟文本串匹配,如下图所示:

在正式匹配之前,让我们来再次回顾下上文2.1节所述的KMP算法的匹配流程:

  • 假设现在文本串S匹配到 i 位置,模式串P匹配到 j 位置
    • 如果j = -1,或者当前字符匹配成功(即S[i] == P[j]),都令i++,j++,继续匹配下一个字符;
    • 如果j != -1,且当前字符匹配失败(即S[i] != P[j]),则令 i 不变,j = next[j]。此举意味着失配时,模式串P相对于文本串S向右移动了j - next [j] 位。
      • 换言之,当匹配失败时,模式串向右移动的位数为:失配字符所在位置 - 失配字符对应的next 值,即移动的实际位数为:j - next[j],且此值大于等于1。
  • 1. 最开始匹配时
    • P[0]跟S[0]匹配失败
      • 所 以执行“如果j != -1,且当前字符匹配失败(即S[i] != P[j]),则令 i 不变,j = next[j]”,所以j = -1,故转而执行“如果j = -1,或者当前字符匹配成功(即S[i] == P[j]),都令i++,j++”,得到i = 1,j = 0,即P[0]继续跟S[1]匹配。
    • P[0]跟S[1]又失配,j再次等于-1,i、j继续自增,从而P[0]跟S[2]匹配。
    • P[0]跟S[2]失配后,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,开始执行此条指令的后半段:“如果j = -1,或者当前字符匹配成功(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, ...,直到当匹配到P[6]处的字符D时失配(即S[10] != P[6]),由于P[6]处的D对应的next 值为2,所以下一步用P[2]处的字符C继续跟S[10]匹配,相当于向右移动:j - next[j] = 6 - 2 =4 位。

  • 3. 向右移动4位后,P[2]处的C再次失配,由于C对应的next值为0,所以下一步用P[0]处的字符继续跟S[10]匹配,相当于向右移动:j - next[j] = 2 - 0 = 2 位。

  • 4. 移动两位之后,A 跟空格不匹配,模式串后移1 位。

  • 5. P[6]处的D再次失配,因为P[6]对应的next值为2,故下一步用P[2]继续跟文本串匹配,相当于模式串向右移动 j - next[j] = 6 - 2 = 4 位。

  • 6. 匹配成功,过程结束。

匹配过程一模一样。也从侧面佐证了,next 数组确实是只要将各个最大前缀后缀的公共元素的长度值右移一位,且把初值赋为-1 即可。

3.3.6 基于《最大长度表》与基于《next 数组》等价

我们已经知道,利用next 数组进行匹配失配时,模式串向右移动 j - next [ j ] 位,等价于已匹配字符数 - 失配字符的上一位字符所对应的最大长度值。原因是:

  1. j 从0开始计数,那么当数到失配字符时,j 的数值就是已匹配的字符数;
  2. 由于next 数组是由最大长度值表整体向右移动一位(且初值赋为-1)得到的,那么失配字符的上一位字符所对应的最大长度值,即为当前失配字符的next 值。

但为何本文不直接利用next 数组进行匹配呢?因为next 数组不好求,而一个字符串的前缀后缀的公共元素的最大长度值很容易求。例如若给定模式串“ababa”,要你快速口算出其next 数组,乍一看,每次求对应字符的next值时,还得把该字符排除之外,然后看该字符之前的字符串中有最大长度为多大的相同前缀后缀,此过程不够直接。而如 果让你求其前缀后缀公共元素的最大长度,则很容易直接得出结果:0 0 1 2 3,如下表格所示:

然后这5个数字 全部整体右移一位,且初值赋为-1,即得到其next 数组:-1 0 0 1 2。

3.3.7 Next 数组与有限状态自动机

next 负责把模式串向前移动,且当第j位不匹配的时候,用第next[j]位和主串匹配,就像打了张“表”。此外,next 也可以看作有限状态自动机的状态,在已经读了多少字符的情况下,失配后,前面读的若干个字符是有用的。

3.3.8 Next 数组的优化

行文至此,咱们全面了解了暴力匹配的思路、KMP算法的原理、流程、流程之间的内在逻辑联系,以及next 数组的简单求解(《最大长度表》整体右移一位,然后初值赋为-1)和代码求解,最后基于《next 数组》的匹配,看似洋洋洒洒,清晰透彻,但以上忽略了一个小问题。

比如,如果用之前的next 数组方法求模式串“abab”的next 数组,可得其next 数组为-1 0 0 1(0 0 1 2整体右移一位,初值赋为-1),当它跟下图中的文本串去匹配的时候,发现b跟c失配,于是模式串右移j - next[j] = 3 - 1 =2位。

右移2位后,b又跟c失配。事实上,因为在上一步的匹配中,已经得知p[3] = b,与s[3] = c失配,而右移两位之后,让p[ next[3] ] = p[1] = b 再跟s[3]匹配时,必然失配。问题出在哪呢?

   

问题出在不该出现p[j] = p[ next[j] ]。为什么呢?理由是:当p[j] != s[i] 时,下次匹配必然是p[ next [j]] 跟s[i]匹配,如果p[j] = p[ next[j] ],必然导致后一步匹配失败(因为p[j]已经跟s[i]失配,然后你还用跟p[j]等同的值p[next[j]]去跟s[i]匹配,很显然,必然失 配),所以不能允许p[j] = p[ next[j ]]。如果出现了p[j] = p[ next[j] ]咋办呢?如果出现了,则需要再次递归,即令next[j] = next[ next[j] ]。

所以,咱们得修改下求next 数组的代码。

//优化过后的next 数组求法

void GetNextval(char* p, int next[])

{

int pLen = strlen(p);

next[0] = -1;

int k = -1;

int j = 0;

while (j < pLen - 1)

{

//p[k]表示前缀,p[j]表示后缀  

if (k == -1 || p[j] == p[k])

{

++j;

++k;

//较之前next数组求法,改动在下面4行

if (p[j] != p[k])

next[j] = k;   //之前只有这一行

else

//因为不能出现p[j] = p[ next[j ]],所以当出现时需要继续递归,k = next[k] = next[next[k]]

next[j] = next[k];

}

else

{

k = next[k];

}

}

}

利用优化过后的next 数组求法,可知模式串“abab”的新next数组为:-1 0 -1 0。可能有些读者会问:原始next 数组是前缀后缀最长公共元素长度值右移一位, 然后初值赋为-1而得,那么优化后的next 数组如何快速心算出呢?实际上,只要求出了原始next 数组,便可以根据原始next 数组快速求出优化后的next 数组。还是以abab为例,如下表格所示:

只要出现了p[next[j]] = p[j]的情况,则把next[j]的值再次递归。例如在求模式串“abab”的第2个a的next值时,如果是未优化的next值的话,第2个a对应的next值为0,相当于第2个a失配时,下一步匹配模式串会用p[0]处的a再次跟文本串匹配,必然失配。所以求第2个a的next值时,需要再次递归:next[2] = next[ next[2] ] = next[0] = -1(此后,根据优化后的新next值可知,第2个a失配时,执行“如果j = -1,或者当前字符匹配成功(即S[i] == P[j]),都令i++,j++,继续匹配下一个字符”),同理,第2个b对应的next值为0。

对于优化后的next数组可以发现一点:如果模式串的后缀跟前缀相同,那么它们的next值也是相同的,例如模式串abcabc,它的前缀后缀都是abc,其优化后的next数组为:-1 0 0 -1 0 0,前缀后缀abc的next值都为-1 0 0。

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