题意:
给出2个串s和t
要求从s中选出连续一段区间[i,j],拼接上t的前k个字符是回文串
且区间[i,j]长度要大于k
问三元组(i,j,k)有多少种
s中选出的区间长度要大于t的前缀,且要拼接出来是回文串
等价于
s选出的区间中,后一块是自回文的,前一块拼上t的前缀是回文串
等价于
s选出的区间中,后一块是自回文的,前一块的反串等于t的前缀
如图所示
假设我们求出了s的所有回文串,并且可以枚举每个回文串位置
我们枚举一个回文串位置
那么区间[i,j]除去自回文剩下的前一块,有多少个后缀的反串和t的前缀匹配,这就是s的这个回文串的贡献
s一个区间后缀的反串和t的前缀匹配
等价于
s的反串上,对应区间后缀和t的前缀匹配
所对应的贡献就是最长匹配长度
这个可以用exkmp求
枚举回文串位置是不行的
我们可以先用mamacher求出每个位置的最长回文半径
回文半径覆盖的所有位置都有他们对应的最长匹配长度额贡献
把exkmp求出的extend数组做前缀和,就可以快速求一个s的一个回文中心对应的所有自回文串的所有贡献
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define N 1000004
char s[N],t[N];
char ss[N<<1];
int ls,lt;
int lss;
int extend[N],nxt[N];
long long suf[N];
int p[N<<1];
void getnext()
{
int a=0,p,l,j;
nxt[0]=lt;
while(a<lt-1 && t[a]==t[a+1]) ++a;
nxt[1]=a;
a=1;
for(int k=2;k<lt;++k)
{
p=a+nxt[a]-1;
l=nxt[k-a];
if(k-1+l>=p)
{
j=p-k+1>0 ? p-k+1 : 0;
while(k+j<lt && t[k+j]==t[j]) ++j;
nxt[k]=j;
a=k;
}
else nxt[k]=l;
}
}
void exkmp()
{
getnext();
int a=0;
int minlen=ls<lt ? ls : lt;
while(a<minlen && s[a]==t[a]) ++a;
extend[0]=a;
a=0;
int p,l,j;
for(int k=1;k<ls;++k)
{
p=a+extend[a]-1;
l=nxt[k-a];
if(k-1+l>=p)
{
j=p-k+1>0 ? p-k+1 : 0;
while(k+j<ls && j<lt && s[k+j]==t[j]) ++j;
extend[k]=j;
a=k;
}
else extend[k]=l;
}
suf[0]=extend[0];
for(int i=1;i<ls;++i) suf[i]=suf[i-1]+extend[i];
}
void manacher()
{
ss[0]='!';
for(int i=0;i<ls;++i)
{
ss[++lss]='#';
ss[++lss]=s[i];
}
ss[++lss]='#';
ss[lss+1]='@';
int id=0,pos=0,x=0;
for(int i=1;i<=lss;++i)
{
if(pos>i) x=min(p[id*2-i],pos-i);
else x=1;
while(ss[i-x]==ss[i+x]) ++x;
if(i+x>pos) pos=i+x,id=i;
p[i]=x;
}
}
void solve()
{
long long ans=0;
int r,ql,qr;
for(int i=2;i<=lss-2;++i)
{
r=p[i]-1>>1;
if((i&1) && !r) continue;
if(i&1)
{
ql=i/2+1;
qr=ql+r-1;
}
else
{
ql=i/2;
qr=ql+r;
}
if(qr==ls) --qr;
ans+=suf[qr]-suf[ql-1];
}
printf("%lld",ans);
}
int main()
{
scanf("%s%s",s,t);
ls=strlen(s);
lt=strlen(t);
reverse(s,s+ls);
exkmp();
manacher();
solve();
}
作者:xxy