自动搬运

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搬运于2025-08-24 22:14:42，当前版本为作者最后更新于2019-12-18 19:24:44，作者可能在搬运后再次修改，您可在原文处查看最新版

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以下是正文

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更好的阅读体验

序列自动机

• 构造

$a$是字符集，$|s|=n$，$nxt[i][j]$表示$i$以后的第一个字符$j$的位置，$0$为根节点，整个图是一个$DAG$

for(LL i=n;i>=1;--i){
    for(LL j=1;j<=a;++j) nxt[i-1][j]=nxt[i][j];
    nxt[i-1][s[i]]=i;
}

• 扩展构建

当字符集较大时，可套用可持久化，在叶子节点放一个$id$，表示出边。

相关例题： 字符串$K$小子序列，可持久化序列自动机，维护节点大小。

一步一步(从首到尾)走，有序确定code

经典例题

• 判断是否是原字符串的子序列

构造出了$nxt$后，从根跑一遍就好了。

• 求子序列个数

从根跑，记忆化搜索，$f[x]$为点$x$为首的子序列个数，$f[y]=(\sum\limits_{x\in y'son}f[x])+1$

• 求两串的公共子序列个数

两串都构造一下，之间跑就好了。

LL Dfs(LL x,LL y){
    if(f[x][y]) return f[x][y];
    for(LL i=1;i<=a;++i)
        if(nxt1[x][i]&&nxt2[y][i])
            f[x][y]+=Dfs(nxt1[x][i],nxt2[y][i]);
    return ++f[x][y];
}

• 求字符串的回文子序列个数

原串与反串都建一遍

$$\begin{aligned}\longrightarrow 1~~2~~3~~4~~5~~6~~7~~8~~9~~10&\\ 10~~9~~8~~7~~6~~5~~4~~3~~2~~1&\longleftarrow\\ \end{aligned}$$

就相当于从左右端点这样跑。

求的时候显然$x+y≤n+1$这个序列才是合法的。

$x+y=n+1$时就是会合了一样，在之后的遍历过程会$++f[x][y]$，所以暂时不统计。

但是其他情况我们都是匹配的两个字符，也就是只会统计$abba$，而统计不了$aba$，所以在过程中$++f[x][y]$

LL Dfs(LL x,LL y){
	if(f[x][y]) return f[x][y];
	for(LL i=1;i<=a;++i)
		if(nxt1[x][i]&&nxt2[y][i]){
			if(nxt1[x][i]+nxt2[y][i]>n+1) continue;
			if(nxt1[x][i]+nxt2[y][i]<n+1) f[x][y]++;
			f[x][y]=(f[x][y]+Dfs(nxt1[x][i],nxt2[y][i]))%mod;
		}
	return ++f[x][y];
}

• 求一个$A,B$的最长公共子序列$S$，使得$C$是$S$的子序列

还是同样的$Dfs(x,y,z)$，表示一匹配到$C$的$z$位。

改变一下$C$的构建方法

for(LL i=1;i<=a;++i) nxt[n][i]=n;
for(LL i=0;i<n;++i){
	for(LL j=1;j<=a;++j) nxt[i][j]=i;
	nxt[i][c[i+1]]=i+1;
}