再谈KMP/BM算法（I）

之前我的《BM算法详解》一文中有一个巨大的缺憾，就是没能给出计算模式串好后缀跳转表的高效算法。Robert S.Boyer和J Strother Moore两人的论文中，不知什么原因，并没有给出这样的算法，蛮力算法O(n^3)的时间复杂度使得BM算法的实用性大打折扣。实际上线性时间内计算出模式串的好后缀跳转表的算法是存在，但是在介绍这个算法之前，我要向大家推荐一本字符串处理方面的权威著作《Algorithms on Strings，Trees and Sequences》，作者Dan Gusfield。书中几乎涵盖了当今具有实用价值的所有字符串处理技术，当然BM和KMP算法也涵盖其中，本文的内容就源于此书。不过这本书的内容可以说是非常非常的难，要想全部吃透十分不易。

在我的有关KMP，BM算法的两篇文章中，我已经提到了一个关键的问题，那就是前/后缀的自包含问题。无论是KMP算法还是BM算法的跳转表，都与自包含前/后缀有着直接的联系。这里我们需要引入一个概念Zi(S)，其中S代表模式串，对于模式串S[1...n]，Z_i(S)表示子串S[i...j]的长度，其中j是所有满足S[i...j]=S[1...j-i+1]的j中的最大者。说起来挺玄乎，实际就是以i为起始的最长包含前缀。对于S=aabcaabxaaz，我们有

• Z5(S)=3，(aab)c(aab)xaaz
• Z6(S)=1，(a)abca(a)baaz
  
• Z7(S)=Z8(S)=0，当S[i]！=S[1]时Zi(S)=0
• Z9(S)=2，(aa)bcaabx(aa)z

由上面Z5(S)=3我们知道S[5...7]=S[1...3]，且S[5...8]!=S[1...4]，这里我们把S[5...7]叫做字符串S的一个Z-block，对于Zi(S)，如果Zi(S)!=0，那么所标记的Z-block起始于i，结束于i+Zi(S)-1。显然，一个字符串可能包含若干个Z-block，而且各Z-block之间可能互相交叠。我们再定义两个值li，ri，其中li，ri是包含S[i]的所有Z-block中右端点最大的一个，如下图所示，这里包含i的Z-block有两个，只有标注a的Z-block的l值和r值，才是li和ri的实际值。实际上S[li...ri]=S[1...ri-li+1]。

现在我们就来介绍一下，在Z1(S)，……，Zi(S)，li，ri已知的情况下，如何求解Zi+1(S)，这里我们令li=l, ri=r, i+1=k, i-li+2=k'。

1. 如果k，Zk'(S)与l，r的所决定的Z-block关系如下图所示，因为S[l...r]=S[1...r-l+1]，所以我们可以把S[l...r]区间内的问题，放到S[1...r-l+1]区间内来考虑，此时k在1，r-l+1区间内的对应点就是k'。我们需要关注Zk'(S)这个已知量，在下图所示的这种情况中，Zk'(S)所决定Z-block完全包含在1，r-l+1区间内。也就是k'+Zk'(S)-1

2. 如果k，Zk'(S)与l，r的所决定的Z-block关系如下图所示。此时，我们也同样将S[l...r]区间内的问题，放到S[1...r-l+1]区间内来分析。此时Zk'(S)所决定的Z-block的右端要超过r-l+1，也就是说对于Zk(S)，我们已经知道其前r-k+1个元素与S[1...r-k+1]相同，但是对于S[r]以后的元素是否还可以与前面的r-k+1个元素连起来形成更长的包含前缀我们还只有进行比较后才能知道。由于之前我们的已经有S[k...r]=S[k'...r-l+1]=S[1...r-k+1]（注意图中几个标注beta的区域），所以我们可以省去对这两个区间的比较，直接从S[r-k+2]开始与S[r-k+2]进行比较，直到匹配失败为止，此时我们就得到新的右端点ri+1，同时将li+1更新为i+1。

3. 如果r<=k。那么之前计算出的Z-block对我们没有任何帮助，我们从r开始，找到最小的k，使得S[r...k]!=S[1...r-k+1]。此时我们同时还要更新对应的li+1=i+1，ri+1=k-1。

分别处理上述三种情况，我们就可以在线性时间内，递推填写S[1...n]的所有Zi(S)值。假设模式串S="aabaabcaxaabaabcy"，其对应的Zi(S)值如下表。

	1	2	3	4	5	6	7	8	9	10	11	12	13	14	15	16	17
S	a	a	b	a	a	b	c	a	x	a	a	b	a	a	b	c	y
Zi(S)	0	1	0	3	1	0	0	1	0	6	1	0	3	1	0	0	0

当我们要计算Z12(S)时，Z1(S)到Z11(S)都已经计算得到，此时的l=10，r=15，也就是说S[10...15]所形成的Z-block是当前的最右Z-block且包含S[12]。此时我们要计算Z12(S)，由于S[10...15]=S[1...6]，所以Z12(S)与Z3(S)密切相关，我们发现Z3(S)=0，3+Z3(S)=3<6，这个符合前面的第一种情况，所以Z12(S)=Z3(S)=0.

对于Z10(S)，当计算Z10(S)时，已知的最右Z-block是S[8]，l=8，r=8，因为10>8，所以符合上述第三种情况，我们直接从S[10]开始向后寻找S的包含前缀，找到S[10...15]是一个长度为6的S的包含前缀，所以Z10(S)=6，同时更新l=10，r=15.

在Zi(S)值计算中，第二种情况的场景比较少见，但是第二种情况也是Zi(S)计算中最容易出问题的部分。

下面给出我自己写的计算Z数组的算法

void ZBlock(const char* pattern, unsigned int length, unsigned int zvalues[])
{
	unsigned int i, j, k;
	unsigned int l, r;

	l = r = 0;
	zvalues[0] = 0;

	for(i = 1; i < length; ++i)
	{
		if(i >= r)
		{
			j = 0;
			k = i;
			zvalues[i] = 0;

			while(k < length && pattern[j] == pattern[k])
			{
				++j;
				++k;
			}

			if(k != i)
			{
				l = i;
				r = k - 1;
				zvalues[i] = k - i;
			}
		}
		else
		{
			if(zvalues[i - l] >= r - i + 1)
			{
				j = r - i + 1;
				k = r + 1;

				while(k < length && pattern[j] == pattern[k])
				{
					++j;
					++k;
				}

				l = i;
				r = k - 1;
				zvalues[i] = k - i;
			}
			else
			{
				zvalues[i] = zvalues[i - l];
			}
		}
	}
}

因为普通的字符串是从索引0开始，所以算法中对此作了调整。

Z-block算法从理论上彻底解决了前缀自包含的计算问题，从易理解的角度上讲，Z-block算法也要明显优于KMP算法中三人对next表构造过程的描述。拥有了模式串的Z值数组后，相应的KMP算法的next跳转表，BM算法的好后缀表的计算都将变得高效，直观。