对于一个01字符串，如果将这个字符串0和1取反后，再将整个串反过来和原串一样，就称作“反对称”字符串。比如00001111和010101就是反对称的，1001就不是。
现在给出一个长度为N的01字符串，求它有多少个子串是反对称的。
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对于一个01字符串，如果将这个字符串0和1取反后，再将整个串反过来和原串一样，就称作“反对称”字符串。比如00001111和010101就是反对称的，1001就不是。
现在给出一个长度为N的01字符串，求它有多少个子串是反对称的。
第一行一个正整数N (N <= 500,000)。第二行一个长度为N的01字符串。
一个正整数，表示反对称子串的个数。
求一个01串中“反回文”子串的个数。“反回文”的定义为str[i]=!str[N-i+1]。
题解：
这道题枚举回文子串中间位置+二分答案即可AC，但实际上存在一种名为Manacher的线性算法。
我记得我个人解决回文子串问题的复杂度从O（N^3）到O（N^2）再到O（NlogN）不断进步，这次终于达到理论上的下限了……
（以下图片全部转自CSDN某dalao，侵删）
一般的回文串算法都是枚举回文串的中心位置然后分奇偶讨论。但Manacher算法提供了一种巧妙的方法使得可以将奇偶回文串在一起处理。
具体方法是在原串每两个字符间插入一个分隔符，再在头尾分别插入一个分隔符，分隔符要求不在原串中出现。如下：
然后我们考虑设len[i]表示在新串中以i为中心的回文串向右延伸的长度。如下：
接着归纳求解，假设我们已经求出了len[1~i-1]的值，现在要求len[i]，记其中向右延伸到的位置最远的len[Po]为P（与扩展kmp神似），有如下几种情况：
若i<=P，那么找到i相对于po的对称位置j，如果len[j]<=P-i，如图：
此时由对称性可得len[i]=len[j]。
如果len[j]>P-i，如图：
此时len[i]至少为P-i，由于i右边的字符没有被匹配过，我们需要依次匹配并更新Po与P。
若i>P，如图：
此时之前处理的信息对i没有什么用，我们仍然需要依次匹配并更新。
Manacher算法每次新匹配k个位置，匹配完即退出。每个位置会被计算且仅被计算一次，所以该算法的复杂度是线性的。
这道题即是Manacher算法的模板，只需要把匹配运算修改一下即可。
代码：
#include<algorithm> #include<iostream> #include<cstring> #include<cstdio> using namespace std; #define MAXN 500005 #define MAXM 500005 #define INF 0x7fffffff #define ll long long char tp[MAXN],str[MAXN<<1|1]; ll len[MAXN<<1|1]; inline ll read(){ ll x=0,f=1; char c=getchar(); for(;!isdigit(c);c=getchar()) if(c==‘-‘) f=-1; for(;isdigit(c);c=getchar()) x=x*10+c-‘0‘; return x*f; } inline void solve(ll N){ for(ll i=1;i<=N;i++) str[(i<<1)-1]=‘#‘,str[i<<1]=tp[i]; str[N<<1|1]=‘#‘;str[0]=‘!‘;str[(N<<1|1)+1]=‘?‘; return; } inline bool check(char x,char y){return (x==‘#‘&&y==‘#‘)||(((x-‘0‘)^(y-‘0‘))==1);} inline ll Manacher(ll N){ ll pos=0,lag=0,ans=0; for(ll i=1;i<=N;i++){ len[i]=(i<lag)?min(lag-i+1,len[(pos<<1)-i]):0; while(check(str[i+len[i]],str[i-len[i]])) len[i]++; if(i+len[i]-1>lag) lag=i+len[i]-1,pos=i; ans+=len[i]>>1;//cout<<len[i]<<endl; }return ans; } int main(){ ll N=read();cin>>tp+1;solve(N); printf("%lld\n",Manacher(N<<1|1)); return 0; }
【bzoj2084】[Poi2010]Antisymmetry
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原文地址：https://www.cnblogs.com/YSFAC/p/9818363.html
