由于只需要考虑相邻的位置，所以每一段连续的 F 是互不影响的，可以分别进行考虑。而连续的一段 F 又可以分成两类：靠边的和被夹在中间的。
靠边的 F 段较为简单，假定有 \(c\) 个 F ，不难发现只要让 EB 交错出现就可以达到最少次数 ，而让所有的 F 都变成最近的非 F 就可以达到最多次数 \(c\)，由内向外减少交错的长度就可以逐渐增加次数，使得 \([0,c]\) 中的任意次数都是可行的。
夹在中间的 F 段稍微复杂一些，段的长度与两边字符的异同都会影响答案，不过还是可以先用贪心按顺序考虑每个 F ，分别尽量保持不同和尽量保持不变就可以求出最少次数 \(l\) 和最大次数 \(r\)。接下来再进行调整并观察可能的次数，不难发现每次调整都会使得答案刚好变化 \(2\)。
综上所述，我们可以对每一段的下界和上界分别进行累加，就得到了最终答案的下界与上界。若只有夹在中间的 F 段，那么次数变化的步长为 \(2\)，否则只要有任意靠边的 F 段，就可以让变化的步长变成 \(1\)，由此可以算出次数的数量，最后进行输出即可。
实现时不需要分段进行处理，通过判断首字母与末字母是否为 F 就可以知道是否有靠边的段，然后直接贪心求解上下界即可。
时间复杂度 \(O(n)\)。
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int n;
int l,r,d;
string s,t;
int main(){
cin>>n>>s,t=s;
d=2-(s[0]=='F'||s[n-1]=='F');
for(;r<n-1&&s[r]=='F';r++);
for(int i=r+1;i<n;i++){
if(s[i]=='F')
t[i]=t[i-1],s[i]=(s[i-1]=='E'?'B':'E');
l+=(s[i]==s[i-1]),r+=(t[i]==t[i-1]);
}
cout<<(r-l)/d+1<<'\n';
for(int i=l;i<=r;i+=d) cout<<i<<'\n';
return 0;
}
