且聽詳細分解：
KMP字符串模式匹配詳解
來自CSDN A_B_C_ABC 網友
KMP字符串模式匹配通俗點說就是一種在一個字符串中定位另一個串的高效算法。簡單匹配算法的時間複雜度爲O(m*n);KMP匹配算法。可以證明它的時間複雜度爲O(m+n).。
一． 簡單匹配算法
先來看一個簡單匹配算法的函數：
int Index_BF ( char S [ ], char T [ ], int pos )
{
/* 若串 S 中從第pos(S 的下標0≤pos<StrLength(S))個字符
起存在和串 T 相同的子串，則稱匹配成功，返回第一個
這樣的子串在串 S 中的下標，否則返回 -1 */
int i = pos, j = 0;
while ( S[i+j] != '\0'&& T[j] != '\0')
if ( S[i+j] == T[j] )
j ++; // 繼續比較後一字符
else
{
i ++; j = 0; // 重新開始新的一輪匹配
}
if ( T[j] == '\0')
return i; // 匹配成功 返回下標
else
return -1; // 串S中(第pos個字符起)不存在和串T相同的子串
} // Index_BF
此算法的思想是直截了當的：將主串S中某個位置i起始的子串和模式串T相比較。即從 j=0 起比較 S[i+j] 與 T[j]，若相等，則在主串 S 中存在以 i 爲起始位置匹配成功的可能性，繼續往後比較( j逐步增1 )，直至與T串中最後一個字符相等爲止，否則改從S串的下一個字符起重新開始進行下一輪的"匹配"，即將串T向後滑動一位，即 i 增1，而 j 退回至0，重新開始新一輪的匹配。
例如：在串S=”abcabcabdabba”中查找T=” abcabd”（我們可以假設從下標0開始）:先是比較S[0]和T[0]是否相等，然後比較S[1] 和T[1]是否相等…我們發現一直比較到S[5] 和T[5]纔不等。如圖：
當這樣一個失配發生時，T下標必須回溯到開始，S下標回溯的長度與T相同，然後S下標增1,然後再次比較。如圖：
這次立刻發生了失配，T下標又回溯到開始，S下標增1,然後再次比較。如圖：
這次立刻發生了失配，T下標又回溯到開始，S下標增1,然後再次比較。如圖：
又一次發生了失配，所以T下標又回溯到開始，S下標增1,然後再次比較。這次T中的所有字符都和S中相應的字符匹配了。函數返回T在S中的起始下標3。如圖：
二. KMP匹配算法
還是相同的例子，在S=”abcabcabdabba”中查找T=”abcabd”，如果使用KMP匹配算法，當第一次搜索到S[5] 和T[5]不等後，S下標不是回溯到1，T下標也不是回溯到開始，而是根據T中T[5]==’d’的模式函數值（next[5]=2，爲什麼？後面講），直接比較S[5] 和T[2]是否相等，因爲相等，S和T的下標同時增加;因爲又相等，S和T的下標又同時增加。。。最終在S中找到了T。如圖：
KMP匹配算法和簡單匹配算法效率比較，一個極端的例子是：
在S=“AAAAAA…AAB“(100個A)中查找T=”AAAAAAAAAB”, 簡單匹配算法每次都是比較到T的結尾，發現字符不同，然後T的下標回溯到開始，S的下標也要回溯相同長度後增1，繼續比較。如果使用KMP匹配算法，就不必回溯.
對於一般文稿中串的匹配，簡單匹配算法的時間複雜度可降爲O (m+n)，因此在多數的實際應用場合下被應用。
KMP算法的核心思想是利用已經得到的部分匹配信息來進行後面的匹配過程。看前面的例子。爲什麼T[5]==’d’的模式函數值等於2（next[5]=2），其實這個2表示T[5]==’d’的前面有2個字符和開始的兩個字符相同，且T[5]==’d’不等於開始的兩個字符之後的第三個字符（T[2]=’c’）.如圖：
也就是說，如果開始的兩個字符之後的第三個字符也爲’d’,那麼，儘管T[5]==’d’的前面有2個字符和開始的兩個字符相同，T[5]==’d’的模式函數值也不爲2，而是爲0。
前面我說：在S=”abcabcabdabba”中查找T=”abcabd”，如果使用KMP匹配算法，當第一次搜索到S[5] 和T[5]不等後，S下標不是回溯到1，T下標也不是回溯到開始，而是根據T中T[5]==’d’的模式函數值，直接比較S[5] 和T[2]是否相等。。。爲什麼可以這樣？
剛纔我又說：“（next[5]=2），其實這個2表示T[5]==’d’的前面有2個字符和開始的兩個字符相同”。請看圖 ：因爲，S[4] ==T[4]，S[3] ==T[3]，根據next[5]=2，有T[3]==T[0]，T[4] ==T[1]，所以S[3]==T[0]，S[4] ==T[1]（兩對相當於間接比較過了），因此，接下來比較S[5] 和T[2]是否相等。。。
有人可能會問：S[3]和T[0]，S[4] 和T[1]是根據next[5]=2間接比較相等，那S[1]和T[0]，S[2] 和T[0]之間又是怎麼跳過，可以不比較呢？因爲S[0]=T[0]，S[1]=T[1]，S[2]=T[2]，而T[0] != T[1], T[1] != T[2],==> S[0] != S[1],S[1] != S[2],所以S[1] != T[0],S[2] != T[0]. 還是從理論上間接比較了。
有人疑問又來了，你分析的是不是特殊輕況啊。
假設S不變，在S中搜索T=“abaabd”呢？答：這種情況，當比較到S[2]和T[2]時，發現不等，就去看next[2]的值，next[2]=-1，意思是S[2]已經和T[0] 間接比較過了，不相等，接下來去比較S[3]和T[0]吧。
假設S不變，在S中搜索T=“abbabd”呢？答：這種情況當比較到S[2]和T[2]時，發現不等，就去看next[2]的值，next[2]=0，意思是S[2]已經和T[2]比較過了，不相等，接下來去比較S[2]和T[0]吧。
假設S=”abaabcabdabba”在S中搜索T=“abaabd”呢？答：這種情況當比較到S[5]和T[5]時，發現不等，就去看next[5]的值，next[5]=2，意思是前面的比較過了，其中，S[5]的前面有兩個字符和T的開始兩個相等，接下來去比較S[5]和T[2]吧。
總之，有了串的next值，一切搞定。那麼，怎麼求串的模式函數值next[n]呢？（本文中next值、模式函數值、模式值是一個意思。）
三. 怎麼求串的模式值next[n]
定義：
（1）next[0]= -1 意義：任何串的第一個字符的模式值規定爲-1。
（2）next[j]= -1 意義：模式串T中下標爲j的字符，如果與首字符
相同，且j的前面的1—k個字符與開頭的1—k
個字符不等（或者相等但T[k]==T[j]）（1≤k<j）。
如：T=”abCabCad” 則 next[6]=-1，因T[3]=T[6]
（3）next[j]=k 意義：模式串T中下標爲j的字符，如果j的前面k個
字符與開頭的k個字符相等，且T[j] != T[k] （1≤k<j）。
即T[0]T[1]T[2]。。。T[k-1]==
T[j-k]T[j-k+1]T[j-k+2]…T[j-1]
且T[j] != T[k].（1≤k<j）;
(4) next[j]=0 意義：除（1）（2）（3）的其他情況。
舉例：
01）求T=“abcac”的模式函數的值。
next[0]= -1 根據（1）
next[1]=0 根據 (4) 因（3）有1<=k<j;不能說，j=1,T[j-1]==T[0]
next[2]=0 根據 (4) 因（3）有1<=k<j;（T[0]=a）!=（T[1]=b）
next[3]= -1 根據 (2)
next[4]=1 根據 (3) T[0]=T[3] 且 T[1]=T[4]
即
|
下標 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
|
T |
a |
b |
c |
a |
c |
|
next |
-1 |
0 |
0 |
-1 |
1 |
若T=“abcab”將是這樣：
|
下標 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
|
T |
a |
b |
c |
a |
b |
|
next |
-1 |
0 |
0 |
-1 |
0 |
爲什麼T[0]==T[3],還會有next[4]=0呢, 因爲T[1]==T[4], 根據 (3)” 且T[j] != T[k]”被劃入（4）。
02）來個複雜點的，求T=”ababcaabc” 的模式函數的值。
next[0]= -1 根據（1）
next[1]=0 根據(4)
next[2]=-1 根據 (2)
next[3]=0 根據 (3) 雖T[0]=T[2] 但T[1]=T[3] 被劃入（4）
next[4]=2 根據 (3) T[0]T[1]=T[2]T[3] 且T[2] !=T[4]
next[5]=-1 根據 (2)
next[6]=1 根據 (3) T[0]=T[5] 且T[1]!=T[6]
next[7]=0 根據 (3) 雖T[0]=T[6] 但T[1]=T[7] 被劃入（4）
next[8]=2 根據 (3) T[0]T[1]=T[6]T[7] 且T[2] !=T[8]
即
|
下標 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
8 |
|
T |
a |
b |
a |
b |
c |
a |
a |
b |
c |
|
next |
-1 |
0 |
-1 |
0 |
2 |
-1 |
1 |
0 |
2 |
只要理解了next[3]=0，而不是=1，next[6]=1，而不是= -1，next[8]=2，而不是= 0，其他的好象都容易理解。
03) 來個特殊的，求 T=”abCabCad” 的模式函數的值。
|
下標 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
|
T |
a |
b |
C |
a |
b |
C |
a |
d |
|
next |
-1 |
0 |
0 |
-1 |
0 |
0 |
-1 |
4 |
next[5]= 0 根據 (3) 雖T[0]T[1]=T[3]T[4],但T[2]==T[5]
next[6]= -1 根據 (2) 雖前面有abC=abC,但T[3]==T[6]
next[7]=4 根據 (3) 前面有abCa=abCa,且 T[4]!=T[7]
若T[4]==T[7]，即T=” adCadCad”,那麼將是這樣：next[7]=0, 而不是= 4,因爲T[4]==T[7].
|
下標 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
|
T |
a |
d |
C |
a |
d |
C |
a |
d |
|
next |
-1 |
0 |
0 |
-1 |
0 |
0 |
-1 |
0 |
如果你覺得有點懂了，那麼
練習：求T=”AAAAAAAAAAB” 的模式函數值，並用後面的求模式函數值函數驗證。
意義：
next 函數值究竟是什麼含義，前面說過一些，這裏總結。
設在字符串S中查找模式串T，若S[m]!=T[n],那麼，取T[n]的模式函數值next[n],
1. next[n]= -1 表示S[m]和T[0]間接比較過了，不相等，下一次比較 S[m+1] 和T[0]
2. next[n]=0 表示比較過程中產生了不相等，下一次比較 S[m] 和T[0]。
3. next[n]= k >0 但k<n, 表示,S[m]的前k個字符與T中的開始k個字符已經間接比較相等了，下一次比較S[m]和T[k]相等嗎？
4. 其他值，不可能。
四. 求串T的模式值next[n]的函數
說了這麼多，是不是覺得求串T的模式值next[n]很複雜呢？要叫我寫個函數出來，目前來說，我寧願去登天。好在有現成的函數，當初發明KMP算法，寫出這個函數的先輩，令我佩服得六體投地。我等後生小子，理解起來，都要反覆琢磨。下面是這個函數:
void get_nextval(const char *T, int next[])
{
// 求模式串T的next函數值並存入數組 next。
int j = 0, k = -1;
next[0] = -1;
while ( T[j/*+1*/] != '\0' )
{
if (k == -1 || T[j] == T[k])
{
++j; ++k;
if (T[j]!=T[k])
next[j] = k;
else
next[j] = next[k];
}// if
else
k = next[k];
}// while
////這裏是我加的顯示部分
// for(int i=0;i<j;i++)
//{
// cout<<next[i];
//}
//cout<<endl;
}// get_nextval
另一種寫法，也差不多。
void getNext(const char* pattern,int next[])
{
next[0]= -1;
int k=-1,j=0;
while(pattern[j] != '\0')
{
if(k!= -1 && pattern[k]!= pattern[j] )
k=next[k];
++j;++k;
if(pattern[k]== pattern[j])
next[j]=next[k];
else
next[j]=k;
}
////這裏是我加的顯示部分
// for(int i=0;i<j;i++)
//{
// cout<<next[i];
//}
//cout<<endl;
}
下面是KMP模式匹配程序，各位可以用他驗證。記得加入上面的函數
#include <iostream.h>
#include <string.h>
int KMP(const char *Text,const char* Pattern) //const 表示函數內部不會改變這個參數的值。
{
if( !Text||!Pattern|| Pattern[0]=='\0' || Text[0]=='\0' )//
return -1;//空指針或空串，返回-1。
int len=0;
const char * c=Pattern;
while(*c++!='\0')//移動指針比移動下標快。
{
++len;//字符串長度。
}
int *next=new int[len+1];
get_nextval(Pattern,next);//求Pattern的next函數值
int index=0,i=0,j=0;
while(Text[i]!='\0' && Pattern[j]!='\0' )
{
if(Text[i]== Pattern[j])
{
++i;// 繼續比較後繼字符
++j;
}
else
{
index += j-next[j];
if(next[j]!=-1)
j=next[j];// 模式串向右移動
else
{
j=0;
++i;
}
}
}//while
delete []next;
if(Pattern[j]=='\0')
return index;// 匹配成功
else
return -1;
}
int main()//abCabCad
{
char* text="bababCabCadcaabcaababcbaaaabaaacababcaabc";
char*pattern="adCadCad";
//getNext(pattern,n);
//get_nextval(pattern,n);
cout<<KMP(text,pattern)<<endl;
return 0;
}
五．其他表示模式值的方法
上面那種串的模式值表示方法是最優秀的表示方法，從串的模式值我們可以得到很多信息，以下稱爲第一種表示方法。第二種表示方法，雖然也定義next[0]= -1,但後面絕不會出現 -1，除了next[0]，其他模式值next[j]=k(0≤k<j)的意義可以簡單看成是：下標爲j的字符的前面最多k個字符與開始的k個字符相同，這裏並不要求T[j] != T[k]。其實next[0]也可以定義爲0（後面給出的求串的模式值的函數和串的模式匹配的函數，是next[0]=0的），這樣，next[j]=k(0≤k<j)的意義都可以簡單看成是：下標爲j的字符的前面最多k個字符與開始的k個字符相同。第三種表示方法是第一種表示方法的變形，即按第一種方法得到的模式值，每個值分別加1，就得到第三種表示方法。第三種表示方法，我是從論壇上看到的，沒看到詳細解釋，我估計是爲那些這樣的編程語言準備的：數組的下標從1開始而不是0。
下面給出幾種方法的例子：
表一。
|
下標 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
8 |
|
T |
a |
b |
a |
b |
c |
a |
a |
b |
c |
|
(1) next |
-1 |
0 |
-1 |
0 |
2 |
-1 |
1 |
0 |
2 |
|
(2) next |
-1 |
0 |
0 |
1 |
2 |
0 |
1 |
1 |
2 |
|
(3) next |
0 |
1 |
0 |
1 |
3 |
0 |
2 |
1 |
3 |
第三種表示方法,在我看來，意義不是那麼明瞭，不再討論。
表二。
|
下標 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
|
T |
a |
b |
c |
a |
c |
|
(1)next |
-1 |
0 |
0 |
-1 |
1 |
|
(2)next |
-1 |
0 |
0 |
0 |
1 |
表三。
|
下標 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
|
T |
a |
d |
C |
a |
d |
C |
a |
d |
|
(1)next |
-1 |
0 |
0 |
-1 |
0 |
0 |
-1 |
0 |
|
(2)next |
-1 |
0 |
0 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
對比串的模式值第一種表示方法和第二種表示方法，看錶一：
第一種表示方法next[2]= -1,表示T[2]=T[0]，且T[2-1] !=T[0]
第二種表示方法next[2]= 0,表示T[2-1] !=T[0],但並不管T[0] 和T[2]相不相等。
第一種表示方法next[3]= 0,表示雖然T[2]=T[0]，但T[1] ==T[3]
第二種表示方法next[3]= 1,表示T[2] =T[0],他並不管T[1] 和T[3]相不相等。
第一種表示方法next[5]= -1,表示T[5]=T[0]，且T[4] !=T[0]，T[3]T[4] !=T[0]T[1]，T[2]T[3]T[4] !=T[0]T[1]T[2]
第二種表示方法next[5]= 0,表示T[4] !=T[0]，T[3]T[4] !=T[0]T[1] ，T[2]T[3]T[4] !=T[0]T[1]T[2]，但並不管T[0] 和T[5]相不相等。換句話說：就算T[5]==’x’,或 T[5]==’y’,T[5]==’9’,也有next[5]= 0 。
從這裏我們可以看到：串的模式值第一種表示方法能表示更多的信息，第二種表示方法更單純，不容易搞錯。當然，用第一種表示方法寫出的模式匹配函數效率更高。比如說，在串S=“adCadCBdadCadCad 9876543”中匹配串T=“adCadCad”, 用第一種表示方法寫出的模式匹配函數,當比較到S[6] != T[6] 時，取next[6]= -1（表三）,它可以表示這樣許多信息： S[3]S[4]S[5]==T[3]T[4]T[5]==T[0]T[1]T[2]，而S[6] != T[6]，T[6]==T[3]==T[0]，所以S[6] != T[0],接下來比較S[7]和T[0]吧。如果用第二種表示方法寫出的模式匹配函數,當比較到S[6] != T[6] 時，取next[6]= 3（表三）,它只能表示：S[3]S[4]S[5]== T[3]T[4]T[5]==T[0]T[1]T[2]，但不能確定T[6]與T[3]相不相等，所以，接下來比較S[6]和T[3];又不相等，取next[3]= 0，它表示S[3]S[4]S[5]== T[0]T[1]T[2]，但不會確定T[3]與T[0]相不相等，即S[6]和T[0] 相不相等，所以接下來比較S[6]和T[0]，確定它們不相等，然後纔會比較S[7]和T[0]。是不是比用第一種表示方法寫出的模式匹配函數多繞了幾個彎。
爲什麼，在講明第一種表示方法後，還要講沒有第一種表示方法好的第二種表示方法？原因是：最開始，我看嚴蔚敏的一個講座，她給出的模式值表示方法是我這裏的第二種表示方法，如圖：
她說：“next 函數值的含義是：當出現S[i] !=T[j]時，下一次的比較應該在S[i]和T[next[j]] 之間進行。”雖簡潔，但不明瞭，反覆幾遍也沒明白爲什麼。而她給出的算法求出的模式值是我這裏說的第一種表示方法next值，就是前面的get_nextval()函數。匹配算法也是有瑕疵的。於是我在這裏發帖說她錯了：
http://community.csdn.net/Expert/topic/4413/4413398.xml?temp=.2027246
現在看來，她沒有錯，不過有張冠李戴之嫌。我不知道，是否有人第一次學到這裏，不參考其他資料和明白人講解的情況下，就能搞懂這個算法（我的意思是不僅是算法的大致思想，而是爲什麼定義和例子中next[j]=k(0≤k<j)，而算法中next[j]=k(-1≤k<j)）。憑良心說：光看這個講座，我就對這個教受十分敬佩，不僅講課講得好，聲音悅耳，而且這門課講得層次分明，恰到好處。在KMP這個問題上出了點小差錯，可能是編書的時候，在這本書上抄下了例子，在那本書上抄下了算法，結果不怎麼對得上號。因爲我沒找到原書，而據有的網友說，書上已不是這樣，也許吧。說起來，教授們研究的問題比這個高深不知多少倍，哪有時間推演這個小算法呢。總之，瑕不掩玉。
書歸正傳，下面給出我寫的求第二種表示方法表示的模式值的函數,爲了從S的任何位置開始匹配T，“當出現S[i] !=T[j]時，下一次的比較應該在S[i]和T[next[j]] 之間進行。” 定義next[0]=0 。
void myget_nextval(const char *T, int next[])
{
// 求模式串T的next函數值（第二種表示方法）並存入數組 next。
int j = 1, k = 0;
next[0] = 0;
while ( T[j] != '\0' )
{
if(T[j] == T[k])
{
next[j] = k;
++j; ++k;
}
else if(T[j] != T[0])
{
next[j] = k;
++j;
k=0;
}
else
{
next[j] = k;
++j;
k=1;
}
}//while
for(int i=0;i<j;i++)
{
cout<<next[i];
}
cout<<endl;
}// myget_nextval
下面是模式值使用第二種表示方法的匹配函數（next[0]=0）
int my_KMP(char *S, char *T, int pos)
{
int i = pos, j = 0;//pos(S 的下標0≤pos<StrLength(S))
while ( S[i] != '\0' && T[j] != '\0' )
{
if (S[i] == T[j] )
{
++i;
++j; // 繼續比較後繼字符
}
else // a b a b c a a b c
// 0 0 0 1 2 0 1 1 2
{ //-1 0 -1 0 2 -1 1 0 2
i++;
j = next[j]; /*當出現S[i] !=T[j]時，
下一次的比較應該在S[i]和T[next[j]] 之間進行。要求next[0]=0。
在這兩個簡單示範函數間使用全局數組next[]傳值。*/
}
}//while
if ( T[j] == '\0' )
return (i-j); // 匹配成功
else
return -1;
} // my_KMP
六．後話--KMP的歷史
[這段話是抄的]
Cook於1970年證明的一個理論得到，任何一個可以使用被稱爲下推自動機的計算機抽象模型來解決的問題，也可以使用一個實際的計算機（更精確的說，使用一個隨機存取機）在與問題規模對應的時間內解決。特別地，這個理論暗示存在着一個算法可以在大約m+n的時間內解決模式匹配問題，這裏m和n分別是存儲文本和模式串數組的最大索引。Knuth 和Pratt努力地重建了 Cook的證明，由此創建了這個模式匹配算法。大概是同一時間，Morris在考慮設計一個文本編輯器的實際問題的過程中創建了差不多是同樣的算法。這裏可以看到並不是所有的算法都是“靈光一現”中被發現的，而理論化的計算機科學確實在一些時候會應用到實際的應用中。
Feedback
樓主這句話說錯了吧，還應該是2的~
樓主這句話說錯了吧，還應該是3的~
，這裏得出S[2] != T[0]有問題吧？
next[0]=-1,若T[1]==T[0],則next[1]=-1,else next[1]=0;
1、先進性普通的失效函數計算，即計算失配字符前K個字符與首字符開始的K字符最大匹配程度K。0<=K<j
2、K=0，判斷T[0]與T[j],相等則next[j]=-1,不等則等0；
3、K>0,判斷T[j]==T[0]和T[j]==T[k];若前者相等，後者也相等，則next[j]=-1;若前者不相等，後者相等，則next[j]=0;否則 next[j]=k;
另外結尾處，若失配，下一次的比較應該在S[i]和T[next[j]] 之間進行，所以i++這一句有誤，可能是我理解錯了，懇請指導。
if(k!= -1 && pattern[k]!= pattern[j] )
應該改爲
while(k!= -1 && pattern[k]!= pattern[j] )
樓主可以試試
abdabaabdabbe這個數據 第一種串函數的纔是正確的
# re: KMP算法祥解 回覆 更多評論
2013-06-26 21:26 by steve_wchunxing# re: KMP算法祥解 回覆 更多評論
2013-06-26 22:49 by steve_wchunxing一個字符串模板T 以及 與字符串 S匹配到某個位置S[m]與T[K]不相等了，我們應該怎麼做，我們需要模板T來告訴我們什麼信息呢？
你可以這樣思考，假使只需要移動一個字符就能讓S與T的前K-1個字符匹配上了
則說明這個字符串前K-1個字符都是同一個字符，因爲T的後面一個字符等於前面一個字符，最後所有的K-1個字符就都等於第一個字符.那麼這個時候 你需要考慮的是T[K]的值，很明顯如果T[k]的值不等於第一個字符，那麼可以讓S移動一個字符去比較 ，但是如果T[K]的值等於了第一個字符則S無望在前面的m個字符能與T相匹配，只能移動K個字符了.
上面的 假使只是教會你如何去從邏輯來思考問題而不是從公式來思考問題，公式要求嚴謹而且具完備性，其表面看起來複雜而已，如果從公式去推邏輯那麼你可能困惑，但是你應該上上面的邏輯來推公式來思考你到底需要T來告訴你什麼？
下面我們來看看T吧，看看它能告訴我們什麼？
如果在匹配到T的某個位置K時不相等了，希望S只需要移動最少個字符m1就能讓其匹配上，那麼T的前K-1個字符必定是以m1爲週期的循環則
如下的形式所示：
這是T的結構
Nf,...,Nr,Nf,...,Nr,Nf...,T[k],...Nr2...
這個Nf是指一個循環短字符串的開始，也是T[0]
Nr指的是一個循環短字符串的結尾，其要求到T[0]剛好是m1個字符,因爲這是我們如上假設所期望，如果假設不成立則S必定需要移動k-1個字符來與T[0]重新開始比較。但是如果假使成立 那麼還需要看k位置的值如果它也是短循環體的下一個字符則S只好移動k個字符從m+1開始與T[0]比較。
所以我們可以看到其實我們需要的是 T來告訴我們 它是不是一個循環體，或者僅僅要求其在某一個位置k是否是一個標誌着一個新的循環體的開始，那麼k就是可以移動m1個位置就可能讓S與T匹配上的點.否則S永遠只能從S[m]開始跟T[0]比較，可能這個時候讀者會很不耐煩得說公式裏頭不是有從S[m+1]開始與T[0]比較的嗎？哈哈 ~ 莫非你讀書讀到衚衕裏了？
所謂的S[m+1]公式裏頭是告訴你說K的位置與T[0]相等則說明k這個點是一個Nf點.這個是在XX在寫算法的時候隨便發現了s[m]無需與T[0]比較了才弄出來個 next[j]=-1的.
哎，我都無語了，好吧想說兩句的結果說了那麼多，這才把真相告訴大家：
T實際上是這樣的結構，它是一個以T[0]開始，又以一個與T[0]字符相等的一個
字符串來告訴一個可能的循環體開始的點Nf或則K1，Nf的下一位如果不與T[1]相等，則說明從T[0],...，T[k1+1]這個短字符串還不是一個循環體.若相等則繼續比較T[k]與T[k1+k]是否相等，相等的部分狀態0或則-1，若等於-1則說明在k1+k這個位置是一個 Nf點.不相等則告訴這個循環體正在重構爲新的循環體，這個時候的k1+k的點就是我們需要的只要讓S移動m1個點就可能匹配上的點.
好吧，不羅嗦了 ，你們看看T的結構吧：
Nf,...,Nr,...,(Nf,...,Nr,...,Nf...Nr),Nf,...,Nm1(這個點表明與前面的k匹配不上了,也使得(Nf,Nr)這對循環體被重構了),...,Nf(這個點預告一個新的循環可能開始),...,Nr2,Nf,(...,Nr2,Nf,...Nr2),...Nm2(這個點又標誌一個循環體被重構),...直到永遠
所以我們只需要記錄Nf,...,Nr之間的狀態爲-1,0,...,0.
遇到另一個Nf又記爲-1,其它都爲0當遇到Nm1的時候記爲k即可.而這個k正好是
我們一直在比較的T[j]與循環體T[k],如果不相等說明標誌成功需重構則記錄爲k，繼續比較T[j+1]與T[0]看看這個新的循環體什麼時候開始咯,比較不相等請你把它記錄爲0吧！繼續找你的下一個Nm2，
呵呵 是不是很簡單？？
因爲這個邏輯纔有了下面的代碼：
while ( T[j] != '\0' )
{
if(T[j] == T[k])
{
next[j] = k;
++j; ++k;
}
else if(T[j] != T[0])
{
next[j] = k;
++j;
k=0;
}
else
{
next[j] = k;
++j;
k=1;
}
}//while
仔細比較看人家XX是怎麼思考的吧，他想得很簡單自然就寫出來了.
他思考的是什麼時候讓k不斷++，什麼時候讓他不斷等於0，什麼時候讓他回去等於-1而已.
其實 如果你有邏輯，你一定能寫出很多跟作者相似等比他還要好的算法.
byebye