AC 自动机
概述
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坐，都坐。我知道各位都很激动，但这个缩写的全称是 Aho-Corasick automaton，AC 是两位发明者的姓氏，automaton：自动机。
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AC 自动机通过将 trie 的结构和 KMP 的思想结合起来，利用 trie 的结构存储多模式串（或者说构建对应的图论模型），然后将 KMP 自动机的后缀链接推广到多串情况，利用 trie 的结构将状态从匹配位置推广到 trie 上的点，建立对应的后缀链接树并与 trie 的正边合并得到 trie 图，从而高效解决多个模式串相对文本串的各种出现问题。
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记 \(\Sigma\) 为字符集，则 AC 自动机的空间复杂度和建立时间复杂度均为 \(O(\sum |P|\times |\Sigma|)\)。这里认为预先输入的是模式串，询问相关的是文本串，因一般是求输入的串在询问串中的出现。
实现原理
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trie 部分参见“字典树”。
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朴素实现：
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\(fail\) 数组表示当前节点代表的状态的最大有效后缀对应的节点。
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我们需要谈谈什么是有效。考虑一个只插入了 \(abca\) 的 AC 自动机：
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\(abca\) 的最大真后缀显然是 \(bca\)，\(bca\) 的是 \(ca\)，\(ca\) 的是 \(a\)。但 \(bca,ca\) 对我们来说都是无效的：它不是任何一个模式串的前缀。
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事实上，我们不妨把 \(bca,ca\) 都建出来：我们会发现，这里 \(abca\) 是“关键点”，而我们只要保留“关键点”相关的点——这是个虚树！而这里的相关，或者说“lca”，是前缀。
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这也是 AC 自动机必须全部插完之后才构建的理由：如果在线，那么旧有的 fail 边可能是错误的，并没有指向最大有效后缀。
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当查询某个文本串时，如果发现不存在对应的 \(e_{now,c}\)，那么 \(now=fail_{now}\) 并再次尝试，直到匹配成功或 \(now=0\) 且仍然匹配失败，此时放弃前面所有的字符从头开始。
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实际形态的话，我们看一张图。黄点为字符串结束点，黑边为 trie 边，红边为 fail 边。
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称黑边即 trie 边构成的树为 trie 树，红边即 fail 边构成的树为 fail 树。两者是 AC 自动机的灵魂；trie 图也只是由这两者共同递推出的罢了。
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trie 图实现：
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容易看出，上面这个算法的主要弊病在于可能会连续多次失配，于是回跳次数太多。
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考虑路径压缩！
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显而易见 \(dep_{fail_{now}}<dep_{now}\)，从而我们使用 bfs 实现，并设法让子节点的 \(fail\) 利用上父节点的 \(fail\)。
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我们站在父亲处理儿子。假如我有这个儿子，那么 \(fail_{e_{now,c}}=e_{fail_{now},c}\)，即我儿子的最大有效后缀 \(=\) 我的最大有效后缀 \(+c\)。
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咦？万一我的最大有效后缀没有对应 \(c\) 的边怎么办？
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这就不得不谈及非常妙的第二种操作了。假如我没有这个儿子，那么 \(e_{now,c}=e_{fail_{now},c}\)！让虚边来承担 \(fail\)，或者说，把 \(fail\) 的效果等效到 \(e\) 里。
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考虑 \(fail_{now}\) 没有对应 \(c\) 的转移的情况，此时我们有 \(e_{fail_{now},c}=e_{fail_{fail_{now}},c}\)！
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即，这实质上不是 \(fail\) 了一次，而是不断 \(fail\) 直到找到匹配。
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如果一直找不到匹配，则最终会达到根节点的某个子节点，从而有 \(e_{fail_{now},c}=e_{0,c}=0=rt\)，抛弃了所有前缀。
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相当于这是一种自动的路径压缩。相较于并查集的由儿子递归地压缩父亲，这里父亲已经压好了，儿子只要连上去就相当于把自己也压了（妙啊）。
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为了避免把每个 \(dep=1\) 的节点的 \(fail\) 以及无匹配的 \(e_{rt,c}\) 都设为 \(1\) 带来的繁琐特判，我们选择令 \(rt=0\)。
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给出 trie 图实现的示范代码（年久失修）：
struct AC_automaton{
int e[maxn][26],tot;
int cnt[maxn],fail[maxn];
il void ins(string &s){
int now=0,to=s.size()-1;
For(i,0,to){
if(!e[now][s[i]-'a'])
e[now][s[i]-'a']=++tot;
now=e[now][s[i]-'a'];
}
++cnt[now]; return;
}
int q[maxn],hd,tl;
il void build(){
hd=1,tl=0;
For(i,0,25)
if(e[0][i])
q[++tl]=e[0][i];
while(tl>=hd){
int now=q[hd++];
For(i,0,25)
if(e[now][i]){
fail[e[now][i]]=e[fail[now]][i];
q[++tl]=e[now][i];
}
else e[now][i]=e[fail[now]][i];
}
}
};
例题
P5357 【模板】AC 自动机（二次加强版）
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题意：求文本串 \(T\) 中 \(n\) 个模式串 \(P_{1\sim n}\) 分别的出现次数。
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数据范围：\(n\leqslant 2\times 10^5,\sum |P|\leqslant 2\times 10^5,|T|\leqslant 2\times 10^6\)。
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直觉上我们可以在 trie 图上，即按 \(e\)，把 \(T\) 跑一遍。访问到的点标上 \(vis\)。但这不对。
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我们知道这里的 \(e_{now,c}\) 很多本质上都是 \(fail\) 边的等效，是舍弃了一部分前缀之后再接一个的结果。
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通过这些边走到的点，其实相当于从根走到了那个点，这条链上的所有点都是文本串的一部分！
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考虑一种暴力做法：每到一个点，暴力回跳 \(fail\)，每个点都打 \(vis\)。
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啊...复杂度很不乐观啊，极限情况（虽然不可能）为 \(\sum |P|\times AC.dep\)。
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考虑把指向没有打 \(vis\) 必要的点（不是字符串结尾）的 \(fail\) 压缩成另一个 \(FAIL\) 用于回跳。
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假优化。这上界是一样的。
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铛铛！正解：树形 DP（？？）！
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考虑把 \(fail\) 数组对应的 \(fail\) 树建出来（不是 \(fail\) 边这种反边构成的内向树，是正边，正常的可以 dfs 的外向树）。
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而我们假做法中打的 \(vis\) 的含义其实是从这里到根的路径都 \(vis\) 了，就是说任意的直接/间接 fail...任意的有效后缀，即可能是某个模式串前缀的后缀，都 \(vis\) 了...咦？
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树形 DP。\(rvis_{now}=\sum rvis_{sons}+vis_{now}\)。
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从而我们有一个稳定的单次询问复杂度为 \(O(|T|+|AC|)\)。
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模板题的对偶问题
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求文本串中所有模式串的总出现次数，多组询问，\(n=Q=\sum |P|=\sum |T|\)。
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发现瓶颈在于 \(O(|AC|)\) 部分太大了。但不要求对每个模式串分别求出现次数，故考虑反其道而行之，预先做树形 DP！将 \(w\) 推下去（\(w\) 表示有多少个串在该点结尾，准确地说是从根到该点在 trie 上的链对应的串的插入次数），算出 \(rw\) 表示从该点到根在 fail 树上的链的 \(\sum w\)，其相当于“有多少个串恰右对齐地和该点对应的串匹配”，于是只要单次 \(O(|T|)\) 即可求出。
P2292 [HNOI2004] L 语言
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题意：给出 \(n\) 个模式串 \(P_{1\sim n}\)，给出 \(Q\) 组询问，每组询问形如求 \(T\) 的最大可理解前缀长度。所谓“可理解”，指的是可以划分成若干个可重的模式串。
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数据范围：\(n,|P|\leqslant 20,Q\leqslant 50,|T|\leqslant 2\times 10^6\)。实际上似乎并没有 \(10^8\) 的输入，不然不管怎么挣扎都 T 了。
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首先我们肯定不能上去跑，这就退化成暴搜了，多种并行决策没法决策。
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故考虑设计 dp：
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状态设计：\(dp_i\) 表示长为 \(i\) 的前缀是否可理解。
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初始化：\(dp_0=1\)。
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状态转移：...我们下面慢慢说。
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首先考虑一个朴素转移：\(dp_i=\bigvee_{j<i} dp_j\land [T_{j+1\sim i}\in P]\)。
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我们可以暴力枚举是 \(P\) 中那个，然后用字符串 hash 来比较。
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然而，端下去罢。\(\sum |T|\sim 10^8\)，你怎么敢转移不 \(O(1)\) 的？你怎么敢？
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考虑利用 AC 自动机的性质。既然 \(|P|\leqslant 20\)，就把 \(T_{i-19,i}\) 扔上去跑一遍，利用如上题中的 \(rw\) 般预处理出的
\(rsta\)（表示有哪些串恰右对齐地和该点对应的串匹配），可以 \(O(20)\) 地检查出来每个串是否合法。 -
不行，还是不够快。考虑暴力转递推，既然可以跑 \(T_{i-19,i}\)，那岂不是也可以 \(O(1)\) 递推到 \(T_{i-18,i+1}\)？毕竟过程中经过的点其实是啥用都没有，我们关心的是它最后停在了哪里。
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它是个 \(20\) 位二进制状态。那么，我们把 \(dp_{i-20\sim i-1}\) 也压成 \(20\) 位二进制状态！显然它也可以 \(O(1)\) 递推，每次把高位挤掉加个低位就行了，而 \(dp\) 和 \(rsta\) 取交的结果就是 \(dp_i\)（这是未压的，压后应该是 \(dp_{i,0}\)）。
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好了，解决了。\(O(\sum |T|)\)。
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P2414 阿狸的打字机
- 见树形 DP-欧拉环游序式。
