KMP非常に古典的な文字列のパターンマッチングアルゴリズム
最初は、KMP、それの歴史ということです。
一、背景
モリス- -人々はクヌース呼び出すようKMPアルゴリズムは、DEKnuth、JHMorrisとVRPrattによって提案された改良された文字列照合アルゴリズム、あるプラット操作（KMPアルゴリズムをいいます）。情報を用いてコアKMPアルゴリズムは高速マッチングの目的を達成するために、メインの文字列パターン文字列の一致の数を最小限にするために、一致しません。特定の実装は、（次関数）、自身が情報パターン文字列が含まれているローカルマッチング機能によって実現されます。アルゴリズムのKMP時間複雑性はO（M + N）です。KMPも......ここで、長男の文字列の最長部分列問題を最も繰り返し質問を扱うの簡単な質問leetcode実装ハングアップすることができますはstrstr（）は、あなたがしようとする読み取ることができます。
追加情報：
：二つの概念を重視本当に真実の接頭辞、接尾辞
示され、いわゆる真の接頭辞として、配列組成を指し、自分の頭に追加された文字列のすべて、および「最後に真」以外の文字列のすべての末尾の文字列を指し、組み合わせシーケンス。そして接尾辞は、異なるプレフィックス：
トゥループリ/接尾辞には、独自の文字が含まれていません！！！
第二に、単純な文字列照合アルゴリズム
実際には、我々は文字列マッチングを書く当初は、私たちは2つの文字列を一致させる必要があります。次のように詳しくありません、ん
/ * * * @brief朴素字符串匹配 * @note * @paramのMainString：主串 * @paramパターン：模式串 * @retval * / INT SimpleStringMatch（CHAR * MainString、チャー *のパターン） { int型 I = 0 。 int型 J = 0 ; int型 PatternLen = strlen関数（パターン）。 INT MainStringLen = STRLEN（MainString）。 ながら（iは<MainStringLen && J < PatternLen） { 場合（S [I] == パターン[J]） { I ++ ; J ++ ; } 他 { I = I - J + 1 。 J = 0 ; } } 場合（J == PatternLen）は { 返すのI - J。 } リターン - 1 。 }
明らかにO（M×n個）の時間計算量と一致暴力。M、N、SおよびPの長さに依存しており、いくつかの時間複雑度が高いので、我々は、アルゴリズムが採用されKMPがあることは明らかです。
三、KMP文字列のパターンマッチングアルゴリズム
3.1アルゴリズム・プロセス：
（1）
メインの文字列の最初のステップ「E ......」パターン文字列「ABCDABD」最初の文字比較。「E！=「A、パターン文字列定数のインデックス、列+1の主要指標
（2）
AとEは、任意の天然のリガンドを持つ最初の既知の位置合わせの後に移動していきません
（3）
最初の同じ点に到達
（4）
同様に第二の時点で、継続
（5）
ああ！、それを行う方法を、一致しません。
（6）
最初の反応は、これは問題ではありませんように、全体のパターン文字列の比較をシフトして、ビットを再することですが、これはKMPではないの後に確かに、何の情報が一致するものを使用して完了していません。
（7）
当我们发现D和空格不匹配的时候，我们已经知道了前面6个字符为ABCDAB（主串）。KMP就是充分利用了这个信息。将模式串继续后移，没有将其移回比较过的位置。
（8）
计算机不比我们大脑，这种的事情对它来说已经很困难了，肯定要给它写个专门的算法了。KMP的索引的转跳依赖的是next[] 数组。如图，我们先用，先对KMP有一个完整的理解再来进行实现。理解才是关键。
| i | 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 |
| 模式串 | A | B | C | D | A | B | D | '\0' |
| next[i] | -1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1· | 2 | 0 |
（9）
如图，D与空格不匹配，D之前的字符已经完成匹配，为已知信息。根据转跳数组可知，不匹配出D的next值为2，因此接下来从模式串所引为2的位置进行匹配。
（10）
同样的，C与空格不匹配，C处的next为0，所以下一个从索引为0的位置进行匹配。
（11）
A与空格比较不匹配，此处next值为-1，表示模式串的索引为1字符就不匹配，那么直接往后移一位。
（12）
一位位的比较直到完全匹配。
其实KMP的比较算法和朴素匹配的方法是一样的，KMP之所以快是块在索引的转跳上。接着我们就来说一下next数组是u如何实现的。
3.2 next数组实现：
next数组的求解基于 "真前缀" 和 "真后缀" ，即next[i]等于P[0]...P[i - 1]最长的相同真前后缀的长度。（忘记的赶紧上去看看，要不然会一直懵的）。
| i | 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 |
| 模式串 | A | B | C | D | A | B | D | '\0' |
| next[i] | -1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1· | 2 | 0 |
- i = 0，对于模式串的首字符，我们统一为next[0] = -1；
- i = 1，前面的字符串为A，其最长相同真前后缀长度为0，即next[1] = 0；
- i = 2，前面的字符串为AB，其最长相同真前后缀长度为0，即next[2] = 0；
- i = 3，前面的字符串为ABC，其最长相同真前后缀长度为0，即next[3] = 0；
- i = 4，前面的字符串为ABCD，其最长相同真前后缀长度为0，即next[4] = 0；
- i = 5，前面的字符串为ABCDA，其最长相同真前后缀为字符A，即next[5] = 1；
- i = 6，前面的字符串为ABCDAB，其最长相同真前后缀为字符AB，即next[6] = 2；
- i = 7，前面的字符串为ABCDABD，其最长相同真前后缀长度为0，即next[7] = 0。
那么，这个数组是如何实现不匹配自动跳转的呢？
举个栗子：前置字符串
假如 i = 6 时不匹配，其前置字符串为 “ABCDAB”，仔细观察，首尾都有 “AB”，这意味着主串和模式串刚刚比较完 “AB”。那，当进行下一次比较的时候，我们就可以直接用 i = 2 时的字符C进行下一次匹配。因为刚刚模式串后方的“AB”刚比较完，所以没有必要再进行。i = 6 时候字符D的其最长相同真前后缀为字符恰好也为“AB”，长度恰好等于索引，刚好能转跳到C。
但是现在有一个问题，看表中 i = 5 时，匹配失败， next数组值为1，这不符KMP的理念啊。理论上，我们应该把 i = 2 处的字符拿过来匹配，如果拿 i = 1 处的字符那就会产生一次多余的比较。这个问题的遗留并不是算法问题，而是算法没有优化，KMP未优化的算法是用也是有特定作用的。两种算法应用场景不同，各有所长。（最后会说明优化算法的）。
下面是代码实现：
/** * @brief next[] * @note 未优化KMP，j == -1 不可删除 * @param Pattern: 模式串 * @param next[]: 转跳数组 * @retval None */ void GetNext(char* Pattern, int next[]) { int Pattern_len = strlen(Pattern); int i = 0; // Pattern 的下标 int j = -1; next[0] = -1; while (i < Pattern_len - 1) { if (j == -1 || Pattern[i] == Pattern[j]) { i++; j++; next[i] = j; } else { j = next[j]; } } }
有没有看懂的，我觉得肯定有。有我也得分析一下这个算法干了什么。
其实，这个代码最难理解的就在于 if……else……
先上张图（感谢大佬给我画的图）
现在我假设 i 和 j 的位置如上，由前面代码中的 next[i] = j 得， i 的最长相同真前后缀分别是 [0, j-1] 和 [i-j, i-1]，即这两段内容相同
走流程：
if (j == -1 || Pattern[i] == Pattern[j]) {
i++; j++; next[i] = j; } else {
j = next[j]; }
next[j] 表 [0，j - 1] 区间中最长相同真前后缀的长度。如图
左侧两个椭圆来表示这个最长相同真前后缀，即这两个椭圆代表的区段内容相同；同理，右侧也有相同的两个椭圆。所以else语句就是利用第一个椭圆和第四个椭圆内容相同来加快得到[0, i - 1]区段的相同真前后缀的长度。说到在透彻一些就是 j = next[j]，这句语句减少了无用的比较。
有没有想过，为什么next的第一个值为-1呢？
第一，
程序刚运行时，j是被初始为-1，直接进行 Pattern[i] == Pattern[j] 判断无疑会边界溢出；
第二，
else语句中j = next[j]，j 是不断后退的，若 j 在后退中被赋值为 -1（也就是 j = next[0]），在 Pattern[i] == Pattern[j] 判断也会边界溢出。
综上，其意义就是为了特殊边界判断，而且 j 一开始被赋值为-1，比较方便给第二项赋值。
四、KMP样例实现
最好自己实现一遍！！！
1 #include <stdio.h> 2 #include <stdlib.h> 3 #include <string.h> 4 5 int KMP(char* MainString, char* Pattern); 6 void GetNext(char* Pattern, int next[]); 7 8 int main() 9 { 10 printf("%d\n",KMP("ljhgfdsa asdfghjkl\0", "dfghj\0")); 11 } 12 13 int KMP(char* MainString, char* Pattern) 14 { 15 int next[22400] = {0}; 16 GetNext(Pattern, next); 17 18 int i = 0; 19 int j = 0; 20 int s_len = strlen(MainString); 21 int PatternLen = strlen(Pattern); 22 23 while (i < s_len && j < PatternLen) 24 { 25 if (j == -1 || MainString[i] == Pattern[j]) 26 { 27 i++; 28 j++; 29 } 30 else 31 { 32 j = next[j]; 33 } 34 } 35 36 if (j == PatternLen) 37 { 38 return i - j; 39 } 40 41 return -1; 42 } 43 44 void GetNext(char* Pattern, int next[]) 45 { 46 int PatternLen = strlen(Pattern); 47 int i = 0; 48 int j = -1; 49 next[0] = -1; 50 51 while (i < PatternLen - 1) 52 { 53 if (j == -1 || Pattern[i] == Pattern[j]) 54 { 55 i++; 56 j++; 57 next[i] = j; 58 } 59 else 60 { 61 j = next[j]; 62 } 63 } 64 }
五、KMP优化
还记得上面的那个问题吗？KMP不够完美的问题，其实只需要判断一下他们是不是相等的字符，然后进行处理即可。
处理方式：获取前一个字符的最长字串。
自己先试试
void GetNextval(char *Pattern, int nextval[]) { int p_len = strlen(Pattern); int i = 0; int j = -1; nextval[0] = -1; while (i < p_len - 1) { if (j == -1 || Pattern[i] == Pattern[j]) { i++; j++; //优化 if (Pattern[i] != Pattern[j]) { nextval[i] = j; } else { nextval[i] = nextval[j]; \\一样的时候最长字串来源于前一个 } } else { j = nextval[j]; } } }
KMP算法（未优化版）： next数组表示最长的相同真前后缀的长度，我们不仅可以利用next来解决模式串的匹配问题，也可以用来解决类似字符串重复问题等等，这类问题大家可以在各大OJ找到。
KMP算法（优化版）： 根据代码很容易知道（名称也改为了nextval），优化后的next仅仅表示相同真前后缀的长度，但不一定是最长（称其为“最优相同真前后缀”更为恰当）。此时我们利用优化后的next可以在模式串匹配问题中以更快的速度得到我们的答案（相较于未优化版），但是上述所说的字符串重复问题，优化版本则束手无策。
第一，程序刚运行时，j是被初始为-1，直接进行Pattern[i] == Pattern[j]判断无疑会边界溢出；第二，else语句中j = next[j]，j是不断后退的，若j在后退中被赋值为-1（也就是j = next[0]），在Pattern[i] == Pattern[j]判断也会边界溢出。综上两点，其意义就是为了特殊边界判断。