这是上上周天机房一位神仙讲的，\(gu\)了这么久才来整理\(w\),神仙讲的基本思路已经全都忘记了，幸好的是神仙写了\(blog\),吹爆原博浅谈\(Manacher\)算法，以及原博神仙\(ych\)!
再吹一波\(ych\)：
太巨了！
\(Manacher\)是一种\(O(n)\)求回文字符子串的算法。（然后迷惑的记得当时问神仙\(ych\)一个sha diao问题：子串是连续的嘛？显然这里的回文子串是连续的；
\(Solution:\)
对于一串字符串，对于其中的每一个字符我们都维护一个\(R[i]\)表示这个字符串的最长回文半径，但是这个时候出现了\(bug\)：
\(ykyyky\)
\(ykykyky\)
对于前一个子串，是偶数回文子串，而后一个回文子串是奇数回文子串。这个时候我们该怎么表示它们回文半径的差别？\(3\)和\(3.5\)?✘ 这个时候我们可以在每个字符串之间加‘\(\#’\)
\(\#y\#k\#y\#y\#k\#y\#\)
\(\#y\#k\#y\#k\#y\#k\#y\#\)
于是这样它们的回文半径就唯一确定了；
看处理：\(R[i]\)表示最长回文半径，当我们求得每个位置的\(R[i]\)，当加了\('\#'\)之后，\(R[i]_{max}-1\)就是我们要求的最长回文串长度（感性 举例李姐
怎么处理？
求\(R[i]\)
设前\(i-1\)个数中的回文串的右端点的最大值为\(r\)，取得最大右端点的数为\(mid\)。显然\(r=mid+R[mid]\)
\(\mathfrak{A}.\)\(i\leq r\)
计算\(i\)关于\(mid\)的对称点\(j=mid*2-i\),
\(\mathfrak{a}.\)\(j-R[j]>mid-R[mid]\),即\(i\)的对称点的回文串的范围包含在\(mid\)对应点的回文串范围，那么\(i\)的回文串和\(j\)的回文串一定是对称分布的（因为\(i、j\)关于\(mid\)对称并且在\(mid\)的回文半径内），则\(R[i]=R[j]\)
\(\mathfrak{b}.\) \(j-R[j]\leq mid-R[mid]\),则此时关于\(i、j\)关于\(mid\)对称分布并且在\(mid\)回文半径内的一定是对称的，但是在回文半径之外是否对称我们不清楚，因此我们用最简单粗暴的办法：暴力拓展；
\(\mathfrak{B}.i>r\)
于是暴力拓展√
在每次完成以上三项后，尝试更新\(r、mid\)：
if(r<i+R[i]) {
r=i+R[i]-1;
mid=i;
}然后复杂度不会证,（一定是我太菜了.
\(Code:\)
码量不是很大，注意字符串头尾都要插入一个\('\#'\)
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
char s[22000703];
int R[22000703],len;
void read() {
char ch=getchar();
s[0]='~';s[++len]='#';
while(ch>'z'||ch<'a') ch=getchar();
while(ch>='a'&&ch<='z') s[++len]=ch,s[++len]='#',ch=getchar();
}
int main () {
read();
int r=0,mid=0,ans=0;
for(int i=1;i<=len;i++) {
if(i<=r) R[i]=min(R[2*mid-i],r-i+1);
while(s[i-R[i]]==s[i+R[i]]&&s[i-R[i]]!='~') ++R[i];
if(r<i+R[i]) {
r=i+R[i]-1;
mid=i;
}
ans=max(ans,R[i]);
}
printf("%d",ans-1);
return 0;
}