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本文章转载自 shangruolin 的博客，已经过作者（存疑）同意，帮TA宣传一下。

扩展 KMP/exKMP（Z 函数）学习笔记兼 P10479 匹配统计 题解。

LCP：最长公共前缀。

Z 函数，又称扩展 KMP（exKMP），能够在 $O(n)$ 的时间内求出一个字符串与其所有后缀的 LCP 的长度。

定义 $z_i$ 为字符串 $s$ 与字符串 $s$ 从第 $i$ 位开始的后缀的 LCP 长度。

那么求解 $z_i$ 便是我们的目标。直接暴力匹配复杂度为 $O(n^2)$。二分枚举长度再用哈希判断可以做到 $O(n\log n)$，足以通过本题。使用 Z 函数求解便可做到 $O(n)$ 求解。

假设现在已经求出了 $z_1\sim z_{i-1}$，想要求解 $z_i$。

定义 $r$ 为 $r$ 最大的匹配子串的右端点，$l$ 为 $r$ 最大的匹配子串的左端点。

那么如果 $i\le r$，$z_i$ 为 $min(z_{i-l+1},r-i+1)$。通俗的解释一下：由定义知，$s_l\sim s_{i-1}$ 与 $s_1\sim s_{i-l}$ 是匹配的，则
$s_i\sim s_r$ 与 $s_{i-l+1}\sim s_{r-l+1}$ 是匹配的，那么 $z_i$ 可以由 $z_{i-l+1}$ 继承而来。但是我们并不知道 $s_{r+1}$ 与 $s_{r-i+2}$ 是否匹配，所以 $z_i$ 需要对 $z_{i-l+1}$ 和 $r-i+1$ 取 $min$。

接着，我们尝试进行暴力匹配，如果 $s_{i+z_i}$ 与 $s_{z_i+1}$ 相同，就让 $z_i$ 加 $1$。

暴力匹配完后更新 $l,r$ 即可。

Z 函数的复杂度是 $O(n)$ 的，因为每个字符至多被暴力匹配 $1$ 次。

求解 $z$ 数组的代码：

z[1] = m; // 完全匹配
for (int i = 2, l = 0, r = 0; i <= m; i++) {
	if (i <= r) z[i] = min (z[i - l + 1], r - i + 1); // 获取初值
	while (i + z[i] <= m && b[i + z[i]] == b[z[i] + 1]) z[i] ++; // 暴力匹配
	if (i + z[i] - 1 > r) l = i, r = i + z[i] - 1; // 更新 l, r
}

同样，我们定义 $p_i$ 为为字符串 $b$ 与字符串 $a$ 从第 $i$ 位开始的后缀的 LCP 长度。

则类似的，可以得到求解 $p_i$ 的代码：

for (int i = 1, l = 0, r = 0; i <= n; i++) {
	if (i <= r) p[i] = min (z[i - l + 1], r - i + 1);
	while (i + p[i] <= n && a[i + p[i]] == b[p[i] + 1]) p[i] ++;
	if (i + p[i] - 1 > r) l = i, r = i + p[i] - 1;
	cnt[p[i]] ++; // 统计答案
}

对于每个询问，若询问长度为 $x$，则输出 $cn{t}_x$。

完整代码：

for (int i = 1, l = 0, r = 0; i <= n; i++) {
	if (i <= r) p[i] = min (z[i - l + 1], r - i + 1);
	while (i + p[i] <= n && a[i + p[i]] == b[p[i] + 1]) p[i] ++;
	if (i + p[i] - 1 > r) l = i, r = i + p[i] - 1;
	cnt[p[i]] ++; // 统计答案
}

本文没有图解，对初学者来说可能比较抽象。想要更好理解 Z 函数的同学可以前往 P5410 【模板】扩展 KMP/exKMP（Z 函数） 的题解区学习。

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