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KMP 算法在 LeetCode 刷题的过程中看见过好几次，这几天终于去学习了一下，然后，我就发现，Google 出来的 KMP 和我书上的不太一样……
我的书是《算法 第 4 版》，上面的 KMP 是基于 DFA 实现的，而 Google 出来的大多是基于 PMT 的，似乎是《算法导论》那本书上的。
虽然实现方式咋一看是不一样的，但是了解了一番后，发现，两个实现思路是一样的，难怪都叫 KMP 算法。
这篇博客的主要内容就是 KMP 算法的这两种实现和它们间的一些联系。
KMP 算法是用来解决 子字符串查找 问题的算法，这个问题有一个很朴素（暴力）的解决方式，通常的写法是：
def bf_search(txt: str, pat: str) -> int:
txt_len, pat_len = len(txt), len(pat)
for i in range(txt_len - pat_len + 1):
for j in range(pat_len):
if not txt[i + j] == pat[j]:
break
if j == pat_len:
return i
return -1
在查找过程中，分别使用了文本指针 i 和模式指针 j 来进行匹配操作，发现不匹配时，会隐式回退两个指针， 下面是显式回退的版本：
def bf_search(txt: str, pat: str) -> int:
i, j, txt_len, pat_len = 0, 0, len(txt), len(pat)
while i < txt_len and j < pat_len:
if txt[i] == pat[j]:
j += 1
else:
i -= j # 回退文本指针 i
j = 0 # 回退模式指针 j
i += 1
if j == pat_len:
return i - pat_len
return -1
虽然朴素算法在大多数情况下能够工作的很好，但是在遇到类似 AAAAAAAAAAB 和 AAAB 的情况时， 对于每一个文本指针 i 都会遍历一次模式字符串，时间复杂度达到 \(O(MN)\) 的级别。
而 KMP 算法能够以最坏为 \(O(M + N)\) 级别的时间复杂度解决这个问题。
无论是基于 DFA 的 KMP 实现还是基于 PMT 的 KMP 实现，两者的基本思想都是一样的，就是在出现不匹配时，利用已知的一部分文本的内容避免回退文本指针， 而是只回退模式指针。
比如说在模式指针在 j 处出现了不匹配的情况，那么，这个时候，文本字符串必然已经匹配了 pat[0:j] 这部分模式字符串，此时，在朴素算法中， 我们会回退文本指针并在 右移一位 后继续尝试匹配模式字符串。
也就是说，接下来要尝试匹配的文本字符串是以 pat[1:j] 这个前缀开头的字符串，我们可以利用这一特性，避免重新匹配这个前缀。
这样一来，所有已经匹配过的文本字符都不需要重新匹配，只需要不断调整模式字符串完成匹配就可以了。
DFA 也就是确定有限自动状态机，第一次接触这个概念还是在编译原理里面。在基于 DFA 的 KMP 中，我们首先需要根据模式字符串构建一个这样的状态机：
[0, len(pat)], 状态为 len(pat) 时，说明成功完成模式字符串的匹配比如，基于模式字符串 ABABAC 构建得到的状态机是这样的：
解释：
0 且输入的字符是 A 时，说明匹配字符 pat[0] 成功，下一个需要匹配的字符为 pat[1], 因此下一个状态为 10 且输入的字符不是 A 时，说明匹配字符 pat[0] 失败，需要移动文本字符并重新从状态 0 开始匹配，因此下一个状态为 0可以通过 [输入][状态] = 下一个状态 或 [状态][输入] = 下一个状态 的形式来表示这个状态机，当状态对应的 模式字符 和输入对应的 文本字符 相同时， 说明匹配成功，下一个状态必然为 当前状态 + 1, 也就是说，我们需要考虑的是不同时应该怎么解决。
在朴素算法中，在位置 j 出现不匹配时，我们会回退文本指针并右移 1 位重新开始匹配，这时，这部分 文本字符串 字串等于 pat[1:j] 这个 模式字符串 子串：
txt: A B A B A D A
i
pat: A B A B A C
1 j
5
pat[1:j] 对应的是 BABA 这个子串，把这个子串放到 DFA 中重新匹配最后可以达到的状态为 3，也就是说，在匹配过程中，就算匹配失败，重新匹配时， 也必然会在继续匹配到 j - 1 时到达另一个状态。
我们把这个状态叫做【重启状态】，在状态 j 处匹配成功时，下一个状态为 j + 1，匹配失败时，重新匹配会在状态 j - 1 处到达重启状态，此时， 在状态 j 处的状态转换应该和 重启状态 处的状态转换相同。
假设状态 j 的重启状态为 X，那么状态 j 处可能的转换就应该是：
for ch in pat_chrs: # 遍历模式字符串中的字符
dfa[ch][j] = dfa[ch][x] # 不匹配时转换和重启状态 x 处相同
dfa[pat[j]][j] = j + 1 # 匹配时下一个状态为 j + 1
同时，状态 j 和状态 j + 1 的重启状态是存在递推关系的，假如状态 j 的重启状态为 X，那么，我们将我们将 j 处的字符作为重启状态的输入， 得到的下一个值不就应该是 j + 1 的重启状态了吗？
x = dfa[pat[j]][x] # state x, in pat[j]
我们可以轻易得到状态为 0 时的状态转换和重启状态（你第一个字符都不匹配，重启状态肯定是 0 啊），然后根据状态的转换规律就可以很容易的构建 DFA 了：
x, dfa[pat[0]][0] = 0, 1
for j in range(1, pat_len):
for ch in pat_chrs:
dfa[ch][j] = dfa[ch][x]
dfa[pat[j]][j] = j + 1
x = dfa[pat[j]][x] # j + 1 时的重启状态
使用 DFA 来查找子字符串的过程就很简单了，就是跑这个状态机的过程：
while i < txt_len and j < pat_len:
j = dfa[txt[i]][j] # state => j, in => txt[i], next state => dfa[txt[i]][j]
i += 1
if j == pat_len:
return i - pat_len
return -1
完整的实现：
def kmp_search(txt: str, pat: str) -> int:
txt_len, pat_len = len(txt), len(pat)
def make_dfa():
dfa = [{} for i in range(pat_len)] # [state][in] => next state
x, dfa[0][pat[0]] = 0, 1
for j in range(1, pat_len):
for ch in pat:
dfa[j][ch] = dfa[x].get(ch, 0)
dfa[j][pat[j]] = j + 1
x = dfa[x].get(pat[j], 0)
return dfa
i, j, dfa = 0, 0, make_dfa()
while i < txt_len and j < pat_len:
j = dfa[j].get(txt[i], 0)
i += 1
if j == pat_len:
return i - pat_len
return -1
相对来说，基于 PMT 的 KMP 实现理解起来更加简单，其中，PMT 是一个被称为部分匹配表(Partial Match Table)的数组：
PMT[i] 的值为 v 时，表示子串 pat[0: i + 1] 前缀集合与后缀集合的交集中最长元素的长度为 v对于字符串 ABA 来说，它的前缀集合为 [A, AB]，后缀集合为 [BA, A]，两者的交集为 [A]，最长元素的长度为 1。
通过这个 PMT 数组，我们可以加速子字符串的查找过程：
当我们在模式指针 j 处匹配失败时，我们可以知道的是，前一段文本字符串为 pat[0:j]，需要重新匹配的部分为 pat[1:j]
这时，我们可以尽可能地尝试匹配串 pat[1:j] 的后缀和 pat 的前缀，在匹配成功部分的后面继续匹配模式字符串
如上图（来自 - 如何更好地理解和掌握 KMP 算法? - 海纳的回答 - 知乎）。
PMT[j - 1] 中的值保存了子串 pat[0:j] 前缀集合与后缀集合的交集中最长元素的长度 v，因此，我们可以直接使用这个值， 将模式指针的值更新为 v
PS: 这里需要注意长度值和数组索引值之间的差异，有点绕
可以看到，我们可以通过 PMT 数组来完成查找过程，但是每次匹配失败后都需要取 j - 1 处的值太麻烦，因此，可以将 PMT 数组整体右移 1 位， 将索引为 0 处的值设为 -1，就得到了新的 next 数组1。
如下图（来自 - 如何更好地理解和掌握 KMP 算法? - 海纳的回答 - 知乎）：
这样，我们在匹配失败时就可以根据 next 调整模式指针，具体查找逻辑就为：
def kmp_search(txt: str, pat: str) -> int:
txt_len, pat_len = len(txt), len(pat)
i = j = 0
while i < txt_len and j < pat_len:
if j == -1 or txt[i] == pat[j]:
i += 1
j += 1
else:
j = next[j]
if j == pat_len:
return i - pat_len
return -1
next[0] = -1, 当 txt[i] != pat[0] 时，j 的值会变为 -1，这时就可以进入另一个分支让 i + 1 并让 j 归 0
现在的问题是，如何构建这个 next 数组，很巧的是，这个构建过程也是有规律的，由于值 PMT[j] 表示的是串 pat[0:j + 1] 中的最大公共长度， 那么，值 next[j] 表示的是串 pat[0:j] 中的最大公共长度。
假如该值等于 2，那么就是说存在类似 AB...AB 的情况：
0 j
A B ... A B ?
如果，这个时候，满足 pat[next[j]] = pat[j] 这个条件，比如说是字符 C，那么，就变成了 ABC...ABC 这个情况，即：
0 j
A B C ... A B C
2
|
pat[next[j]]
可以发现：
pat[next[j]] = pat[j] 时，值 next[j + 1] 也就等于 next[next[j]] + 1如果不满足，那么，也就是说，最大公共长度还位于 更短 的串中，也就是在 pat[0:next[j]] 的内部：
0 j
A B D ... A B A
--- 2
|
pat[0:next[j]]
此时，便可以重复前面的过程，判断 pat[next[next[j]]] = pat[j] 是否成立，这里恰好一样，值 next[next[j]] 为 0，因此 next[j + 1] 的值就为 0 + 1。
构造 next 数组时便可以重复上述过程，直到 next[j] = pat[j] 或 j = 0 为止：
def make_next(pat):
i, j, pat_len, next = 0, -1, len(pat), [-1]
while i < pat_len:
if j == -1 or pat[i] == pat[j]:
i += 1
j += 1
next.append(j)
else:
j = next[j]
return next
完整实现：
def kmp_search(txt: str, pat: str) -> str:
txt_len, pat_len = len(txt), len(pat)
def make_next():
i, j, next = 0, -1, [-1]
while i < pat_len:
if j == -1 or pat[i] == pat[j]:
i += 1
j += 1
next.append(j)
else:
j = next[j]
return next
i, j, next = 0, 0, make_next()
while i < txt_len and j < pat_len:
if j == -1 or txt[i] == pat[j]:
i += 1
j += 1
else:
j = next[j]
if j == pat_len:
return i - pat_len
return -1
KMP 算法的历史故事：
在 1970 年，S.Cook 在理论上证明了一个关于某种特定类型的抽象计算机的结论。这个结论暗示了一种在最坏情况下用时也只是与 M + N 成正比的解决子字符串查找问题的算法。
D.E.Knuth 和 V.R.Pratt 改进了 Cook 用来证明定理的框架并将它提炼为一个相对简单而实用的算法。
J.H.Morris 在实现一个文本编辑器时，未来解决某个棘手的问题也发明了几乎相同的算法。
虽然不知道是谁搞得 DFA，又是谁搞得 PMT，但是，两个的实现思路其实是很接近的。在讨论构建 DFA 的过程中，有一个【重启状态】， 表示的是在位置 j 处匹配失败后，重新匹配可以达到的状态。
比如 ABABA 最后的重启状态到达的位置为 ABA, 这个串是啥？不就是串 ABABA 的最大公共长度吗？
通过思考尝试可以发现，在构造 DFA 的过程中，重启状态 X 的序列就是 PMT 数组！！！
真的好巧 ( ?? ω ?? )?
决定要看一下 KMP 是因为前几天 LeetCode 上的每日一题 另一个树的子树，难度是简单，我用 DFS 暴力 AC 后去看了一下题解……
评论区的一个评论是这样的：竟然用一个题涵盖 KMP DFS HASH 埃氏筛选法 收藏从未停止 学习从未开始。
而我的心情是这样的：（￣︶￣）↗ => (⊙_⊙)？
讲道理，这样的题基本没见过几个，恰好又用了 Copy 过几次的 KMP，所以就来研究了一下。
感觉还可以 (～￣▽￣)～
1 这里的 -1 和 next 数组都是为了编程方便，也可以选择不这样做
标签：子字符串查找 amp 交集 基本 改进 problems 每日一题 str get
原文地址：https://www.cnblogs.com/rgbit/p/12863617.html
