任务

任务是打入您选择的实时精确字符串匹配算法。

输入值

标准输入上提供两行文本，并用新行分隔。第一行包含“模式”，将只是从字母中提取的ASCII字符串a-z。

第二行包含较长的“文本”，也将只是从字母中提取的ASCII字符串a-z。

输出量

精确匹配发生位置的索引列表。您应该输出发生的每个比赛的开始位置。

规格

您的算法可以花费线性时间对模式进行预处理。然后，它必须从左到右读取文本，并为文本中的每个单个字符花费恒定的时间，并在出现任何新匹配项时立即输出。匹配当然可以彼此重叠。

算法

有许多实时精确匹配算法。例如，在KMP Wiki上提到了一个。您可以使用任意一个，但必须始终输出正确的答案。

我将保留每个语言领导者的表格，以便那些喜欢流行语言的人也能以自己的方式获胜。请说明您实施了哪种算法。

即时的

对于实时的含义似乎有很多困惑。这不仅仅是线性时间。因此，标准的KMP 不是实时的。问题中的链接明确指向KMP Wiki页面上有关KMP实时变体的部分。Boyer-Moore-Galil也不是实时的。这个理论性的问题/答案讨论了这个问题，或者只是谷歌“实时精确匹配”或类似的条款。

Python 2，495字节

这是一个实时KMP，它比BMG算法（通常是次线性的）要短得多，并且速度稍慢。致电K(pattern, text); 输出与BMG算法相同。

L,R,o=len,range,lambda x:ord(x)-97
def K(P,T):
 M,N=L(P),L(T);Z=[0]*M;Z[0]=M;r=l=0
 for k in R(1,l):
    if k>r:
     n=0
     while n+k<l<P[n]==P[n+k]:n+=1
     Z[k]=n
     if n>0:l,r=k,k+n-1
    else:
     p,_=k-l,r-k+1
     if Z[p]<_:Z[k]=Z[p]
     else:
        i=r+1
        while i<M<P[i]==P[i-k]:i+=1
        Z[k],l,r=i-k,k,i-1
 F=[[0]*26]*M
 for j in R(M-1,0,-1):z=Z[j];i,x=j+z-1,P[z+1];F[i][o(x)]=z
 s=m=0
 while s+m<N:
    c=T[s+m]
    if c==P[m]:
     m+=1
     if m==M:print s,;s+=1;m-=1
    else:
     if m==0:s+=1
     else:f=F[m][o(c)];s+=m-f;m=f

Python 2，937字节

这绝不算短，但是（a）有效，（b）满足所有要求，并且（c）尽我所能打高尔夫球。

L,r,t,o,e,w=len,range,26,lambda x:ord(x)-97,enumerate,max
def m(s,M,i,j,c=0):
 while i<M-c>j<s[i+c]==s[j+c]:c+=1
 return[c,M-i][i==j]
def Z(s):
 M=L(s)
 if M<2:return[[],[1]][M]
 z=[0]*M;z[0:2]=M,m(s,M,0,1)
 for i in r(2,1+z[1]):z[i]=z[1]-i+1
 l=h=0
 for i in r(2+z[1],M):
    if i<=h:k=i-l;b,a=z[k],h-i+1;exec["z[i]=b+m(s,M,a,h+1);l,h=i,i+z[i]-1","z[i]=b","z[i]=min(b,M-i);l,h=i,i+z[i]-1"][cmp(a,b)]
    else:
     z[i]=m(s,M,0,i)
     if z[i]>0:l,h=i,i+z[i]-1
 return z
def S(P,T):
 M,N=L(P),L(T)
 if not 0<M<N:return
 R,a=[[-1]]*t,[-1]*t
 for i,c in e(P):
    a[o(c)]=i
    for j in r(t):R[j]+=a[j],
 if M<=0:R=[[]]*t
 n,F,z,l=Z(P[::-1])[::-1],[0]*M,Z(P),0;G=[[-1,M-n[j]][n[j]>0]for j in r(M-1)]
 for i,v in e(z[::-1]):l=[l,w(v,l)][v==i+1];F[~i]=l
 k,p=M-1,-1
 while k<N:
    i,h=M-1,k
    while 0<=i<[]>h>p<P[i]==T[h]:i-=1;h-=1
    if i<0 or h==p:print-~k-M,;k+=[1,M-F[1]][M>1]
    else:c,q=i-R[o(T[h])][i],i+1;s=w(c,q==M or M-[G,F][G[q]<0][q]);p=[p,k][s>=q];k+=s

这是Boyer-Moore-Galil算法的实现。相当简单-用调用S(pattern,text); 其他两个功能用于预处理。实际上，除了最后5行外，其他所有内容都是预处理。

一个示例运行耗时约一秒钟：

>>> a = 'a'*1000
>>> b = 'a'*1999 + 'b'
>>> S(a,b)
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56 57 58 59 60 61 62 63 64 65 66 67 68 69 70 71 72 73 74 75 76 77 78 79 80 81 82 83 84 85 86 87 88 89 90 91 92 93 94 95 96 97 98 99 100 101 102 103 104 105 106 107 108 109 110 111 112 113 114 115 116 117 118 119 120 121 122 123 124 125 126 127 128 129 130 131 132 133 134 135 136 137 138 139 140 141 142 143 144 145 146 147 148 149 150 151 152 153 154 155 156 157 158 159 160 161 162 163 164 165 166 167 168 169 170 171 172 173 174 175 176 177 178 179 180 181 182 183 184 185 186 187 188 189 190 191 192 193 194 195 196 197 198 199 200 201 202 203 204 205 206 207 208 209 210 211 212 213 214 215 216 217 218 219 220 221 222 223 224 225 226 227 228 229 230 231 232 233 234 235 236 237 238 239 240 241 242 243 244 245 246 247 248 249 250 251 252 253 254 255 256 257 258 259 260 261 262 263 264 265 266 267 268 269 270 271 272 273 274 275 276 277 278 279 280 281 282 283 284 285 286 287 288 289 290 291 292 293 294 295 296 297 298 299 300 301 302 303 304 305 306 307 308 309 310 311 312 313 314 315 316 317 318 319 320 321 322 323 324 325 326 327 328 329 330 331 332 333 334 335 336 337 338 339 340 341 342 343 344 345 346 347 348 349 350 351 352 353 354 355 356 357 358 359 360 361 362 363 364 365 366 367 368 369 370 371 372 373 374 375 376 377 378 379 380 381 382 383 384 385 386 387 388 389 390 391 392 393 394 395 396 397 398 399 400 401 402 403 404 405 406 407 408 409 410 411 412 413 414 415 416 417 418 419 420 421 422 423 424 425 426 427 428 429 430 431 432 433 434 435 436 437 438 439 440 441 442 443 444 445 446 447 448 449 450 451 452 453 454 455 456 457 458 459 460 461 462 463 464 465 466 467 468 469 470 471 472 473 474 475 476 477 478 479 480 481 482 483 484 485 486 487 488 489 490 491 492 493 494 495 496 497 498 499 500 501 502 503 504 505 506 507 508 509 510 511 512 513 514 515 516 517 518 519 520 521 522 523 524 525 526 527 528 529 530 531 532 533 534 535 536 537 538 539 540 541 542 543 544 545 546 547 548 549 550 551 552 553 554 555 556 557 558 559 560 561 562 563 564 565 566 567 568 569 570 571 572 573 574 575 576 577 578 579 580 581 582 583 584 585 586 587 588 589 590 591 592 593 594 595 596 597 598 599 600 601 602 603 604 605 606 607 608 609 610 611 612 613 614 615 616 617 618 619 620 621 622 623 624 625 626 627 628 629 630 631 632 633 634 635 636 637 638 639 640 641 642 643 644 645 646 647 648 649 650 651 652 653 654 655 656 657 658 659 660 661 662 663 664 665 666 667 668 669 670 671 672 673 674 675 676 677 678 679 680 681 682 683 684 685 686 687 688 689 690 691 692 693 694 695 696 697 698 699 700 701 702 703 704 705 706 707 708 709 710 711 712 713 714 715 716 717 718 719 720 721 722 723 724 725 726 727 728 729 730 731 732 733 734 735 736 737 738 739 740 741 742 743 744 745 746 747 748 749 750 751 752 753 754 755 756 757 758 759 760 761 762 763 764 765 766 767 768 769 770 771 772 773 774 775 776 777 778 779 780 781 782 783 784 785 786 787 788 789 790 791 792 793 794 795 796 797 798 799 800 801 802 803 804 805 806 807 808 809 810 811 812 813 814 815 816 817 818 819 820 821 822 823 824 825 826 827 828 829 830 831 832 833 834 835 836 837 838 839 840 841 842 843 844 845 846 847 848 849 850 851 852 853 854 855 856 857 858 859 860 861 862 863 864 865 866 867 868 869 870 871 872 873 874 875 876 877 878 879 880 881 882 883 884 885 886 887 888 889 890 891 892 893 894 895 896 897 898 899 900 901 902 903 904 905 906 907 908 909 910 911 912 913 914 915 916 917 918 919 920 921 922 923 924 925 926 927 928 929 930 931 932 933 934 935 936 937 938 939 940 941 942 943 944 945 946 947 948 949 950 951 952 953 954 955 956 957 958 959 960 961 962 963 964 965 966 967 968 969 970 971 972 973 974 975 976 977 978 979 980 981 982 983 984 985 986 987 988 989 990 991 992 993 994 995 996 997 998 999

KMP，Python 2（213字节）

R=raw_input
E=enumerate
p=R()
t=R()
f=[-1]*((len(p)+1))
j=-1
for i,c in E(p):
 while j+1 and p[j]!=c:j=f[j]
 f[i+1]=j=j+1
j=-1
for i,c in E(t):
 while j+1 and p[j]!=c:j=f[j]
 j+=1
 if j==len(p):print i+1-j;j=f[j]

非高尔夫版本。第一个循环是建立KMP自动机。第二个循环在自动机上行走。它们共享几乎相同的模式，但是将它们抽象出来将花费更多的字节，因此对于代码高尔夫，我宁愿重复此逻辑。实际上，类似的实现已广泛用于编程比赛中。

pattern = raw_input()
text = raw_input()

fail = [-1] * (len(pattern) + 1)
j = -1
for i, c in enumerate(pattern):
    while j >= 0 and pattern[j] != c:
        j = fail[j]
    j += 1
    fail[i + 1] = j

j = -1
for i, c in enumerate(text):
    while j >= 0 and pattern[j] != c:
        j = fail[j]
    j += 1
    if j == len(pattern):
        print i + 1 - j
        j = fail[j]

实时KMP，Python 2（167字节）

R=raw_input
E=enumerate
P=R()
T=R()
F=[{}]
for i,c in E(P):j=F[i].get(c,0);F+=[dict(F[j])];F[i][c]=i+1
j=0
for i,c in E(T):
 j=F[j].get(c,0)
 if j==len(P):print i+1-j

在正常的KMP中，我们使用故障功能来模拟自动机的行为。在此实时KMP中，构建了全自动机，以便在匹配短语中它可以实时（恒定时间）处理每个字符。

预处理的时间和空间复杂度为O（nm），其中m是字母大小，n是图案字符串的长度。但是，在我的测试中，转换表的实际大小始终小于2n，因此也许我们可以证明时间和空间复杂度为O（n）。

非高尔夫版本

pattern = raw_input()
text = raw_input()

# transitions[i][c] points to the next state walking from state i by c.
# Transition that point to staet 0 are not stored.
# So use transitions[i].get(c, 0) instead of transitions[i][c]
transitions = [{}]
for i, c in enumerate(pattern):
    j = transitions[i].get(c, 0)
    transitions.append(transitions[j].copy())
    # Before this assignment, transitions[i] served as the fail function
    transitions[i][c] = i + 1

j = 0
for i, c in enumerate(text):
    j = transitions[j].get(c, 0)
    if j == len(pattern):
        print i + 1 - j

Q，146字节

W:S:u:"";n:0;p:{$[n<#x;0;x~(#x)#W;#x;0]};f:{{|/p'x}'((1_)\x#W),\:/:u};F:{S::x 1;W::*x;n::#W;u::?W;T:(f'!1+n),\:0;(&n=T\[0;u?S])-n-1}

测试

F”
 农业发展委员会
 ABCdABCDABgABCDABCDABDEABCDABzABCDABCDABDE”

产生15和34

笔记

不限于字母（支持任何ascii字符，并且区分大小写）。

不对字符串使用Q定义的任何特定操作->对字符串进行序列处理（运算符匹配，长度等）

最小化将所有非模式字符作为一个唯一字符类连接的过渡表。

我可以稍微压缩一下代码。这是验证解决方案策略的首次尝试

只需一次访问任何文本字符，每个输入字符都有一个唯一的跳转。因此，我认为搜索适合“实时”

表结构al状态i和char c搜索以i结尾并且在追加c之后是S的前缀的最长子字符串。结构未优化，因此我不知道其是否有效

输入格式与语言不太吻合。传递两个字符串参数将节省16个字节

说明

全局W表示模式，S对应于要搜索的文本

x:1_"\n "\:x 奇怪的代码来应付输入要求（Q要求thtat多行字符串的缩进非第一行，因此必须丢弃每条非第一行前面的添加空间）

n::#W 计算长度并另存为全局n

u::?W 计算W中的唯一字符，并另存为全局u

u?S 为S的每个字符生成字符类

构造一个过渡表T，其中W中的每个唯一字符一行（另加一个），W中每个索引的列（另加一个）。额外的行对应于初始状态，额外的列收集S中的任何字符，但不收集W中的这种字符。此策略可最大程度地减少表的大小

p:{$[n<#x;0;x~(#x)#W;#x;0]} 是搜索最长前缀的函数

f:{{|/p'x}'((1_)\x#W),\:/:u} 是计算T行x的函数

T:(f'!1+n),\:0 applies f repeteadly to calculate each row, and adds value 0 to each row

使用过渡表搜索文本。T\[0;u?S]使用过渡表T [state] [charClass]的值作为新值，对0（初始状态）和S的每个字符类进行迭代。最终状态的值为n，因此我们在状态序列中寻找该值并返回调整后的值（以表示每个匹配的初始位置而不是最终位置）

伯尔·摩尔，珀尔（50）

Perl尝试自然地使用Boyer-Moore：

$s=<>;$g=<>;chomp$g;print"$-[0] "while$s=~m/($g)/g