『壹』 KMP演算法簡單易懂解釋或用一個簡單例子逐步說明一下。謝！
好吧~KMP當初我也想了挺久的~很巧妙的演算法啊！相必復制網路什麼的你也不會看的了所以我手打吧…下面是我的理解~
為了解說方便我把長的稱為文本串，短的稱為目標串~
常規的匹配演算法是把目標串一位一位地右移，跟文本串比較，而KMP則是跳著右移~
舉幾個例子相信你就懂了
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比如有一目標串為ababaca，當前位置匹配了前5個，也就是匹配了ababa，後面兩個不匹配
這說明了文本串當前位置也是ababa
顯然右移一位是不行的，因為從目標串可以看出(abab)a與a(baba)括弧里的內容不相等
而右移兩位是可能可行的~因為可以看出(aba)ba與ab(aba)括弧里的內容是相等的，這意味著移動兩位後，目標串前三位aba是肯定匹配的~因為移動前也匹配~
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再舉一個例子~比如有目標串abcab，當前位置匹配了前兩個ab
那麼就需要右移3個位置，因為(ab)cab與abc(ab)括弧里內容相同，移動後有可能會匹配~
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懂了么？表達能力有限…我也不能講得更好了…具體代碼網上一大堆，《演算法導論》裡面也有~我當初就是在算導里學會的！
如果懂了，希望有追加分啊，手打累死！！！
不懂的話，追問吧……
『貳』 關於KMP演算法的說明有什麼
（1）未改進的模式匹配演算法的時間復雜度為O（nm），但在一般情況下，其實際的執行時間接近O（n＋m），因此至今仍被採用。
（2）KMP演算法僅當模式與主串之間存在許多「部分」匹配的情況下才顯得比未改進的模式匹配快。
（2）KMP演算法的最大特點是指示主串的指針不需要回溯，在整個匹配過程中，對主串僅需要從頭至尾掃描一遍，這對處理存儲在外存上的大文件是非常有效的。
『叄』 懂KMP演算法的來啊~~
你想像一下在j=1時失配的情況就知道為什麼會有這個條件了，j=1時只要失配就會讓j回退到0，而模式串的0序列號處是沒有字元元素的，0序列處存放的是模式串的長度，此時如果沒有j==0這個判斷條件，那麼j的值永遠沒辦法繼續改變了，那就無法繼續進行後面的匹配了
明白了沒，這個在數據結構里還是算蠻不好懂的
『肆』 數據結構關於串的KMP演算法的理解高手請進
KMP 演算法是一種字元串的模式匹配演算法，參看嚴蔚敏數據結構一書，裡面講的很清楚。
基本的字元串匹配演算法是將被匹配的字元串S和模式串T 逐個字元進行比較。例如:S中有10個字元，T中有5個字元。S串初始的匹配位置為3.則從S中的第3個字元與T中的第一個字元匹配，若相同則S的第4個字元與T中的第2個字元匹配。直到匹配成功或者出現失配字元。當出現失配情況下，移動標識S中當前進行比較的字元指針，會退到第4個字元處。然後，重復這一過程。簡單說，基本的字元匹配演算法是通過移動被匹配的字元串S，進行比較字元的指針位置來完成字元匹配的。
而KMP演算法剛好相反，在整個匹配過程中S中當前比較字元的指針並不發生回退現象，當出現S中的字元與T中的字元失配的時候。通過改變T的當前比較字元位置的指針來確定當前S中的字元該與T中哪個字元進行比較。簡單說，通過模式字元串T的當前比較字元的指針的回退來完成字元匹配。
當理解了KMP演算法通過改變T的當前比較字元位置的指針來完成匹配時，接下來要理清的是模式字元串T中的字元指針在失配的情況下是如何移動的。
以嚴蔚敏數據結構一書中KMP為例，對於模式字元串T，KMP維護了一個對應於T中每個字元弱發生失配情況下，指針回退到哪一位置的數組。當被匹配串S與模式串T發生失配的情況下，T讀取數組中相應記錄的位置，講指針回退。如果回退後仍然失配則S的當前比較字元位置指針+1，T串指針回到第一個字元處。
由此可見獲取數組中存儲的數據是KMP演算法的關鍵，書中的公式看起來有點抽象。數組中的存儲指針的位置是根據，模式串T與自身的匹配過程獲取的。
實際上是說，模式串T的第一個字元，如果出現失配則不會回退；當前比較位置的字元向前N-1位的子串恰好與T中從第一個字元起止N-1個字元形成的子串相等，且N小於當前位置，滿足這些條件的N的最大值即為T當前位置指針回退的位置，然後迭代此過程，直到T本身匹配或回退到第一個字元位置仍不匹配，則當前位置的對應的回退位置指針指向T中的第一個字元所在位置。
講的還不是很清楚，主要是對比一下基本的字元匹配演算法和KMP的不同。一個是通過移動被匹配字元串比較字元的指針來實現匹配，一個是移動模式字元串的當前比較字元的位置指針來實現匹配。對於匹配串字元回退位置這個計算書中已經很清楚，根據演算法單步調試一次自然就理解了。
『伍』 kmp 演算法原理
樸素演算法
先看看最「樸素」的演算法： ///find a template in a string. #include<string.h> #include<stdio.h> int Index(char *S, char *T, int pos) { int k=pos, j=0; while(k <strlen(S) && j<strlen(T))//未超出字元串的長度 { if (S[k] == T[j]) { ++k; ++j;} //如果相同，則繼續向後比較 else {k = k-j+1; j =0;} //如果不同，就回溯，重新查找 } if (j == strlen(T)) return k-strlen（T）; else return 0; }
編輯本段KMP演算法
一種由Knuth(D.E.Knuth)、Morris(J.H.Morris)和Pratt(V.R.Pratt)三人設計的線性時間字元串匹配演算法。這個演算法不用計算變遷函數δ，匹配時間為Θ(n)，只用到輔助函數π[1，m]，它是在Θ(m)時間內，根據模式預先計算出來的。數組π使得我們可以按需要，「現場」有效的計算(在平攤意義上來說)變遷函數δ。粗略地說，對任意狀態q=0，1，…，m和任意字元a∈Σ，π[q]的值包含了與a無關但在計算δ(q，a)時需要的信息。由於數組π只有m個元素，而δ有Θ(m∣Σ∣)個值，所以通過預先計算π而不是δ，使得時間減少了一個Σ因子。[1] KMP演算法是通過分析子串，預先計算每個位置發生不匹配的時候，所需GOTO的下一個比較位置，整理出來一個next數組，然後在上面的演算法中使用。
編輯本段KMP演算法的講解
當我們分析一個子串時，例如：abcabcddes. 需要分析一下，每個字元x前面最多有多少個連續的字元和字元串從初始位置開始的字元匹配。然後+1就行了（別忘了，我們的字元串都是從索引1開始的）當然，不要相同位置自己匹配，默認第一個字元的匹配數是0。
編輯本段定義
設字元串為 x1x2x3...xn ,其中x1，x2，x3，... xi，... xn均是字元，設ai為字元xi對應的整數。則a=m，當且僅當滿足如下條件：字元串x1x2...xm equals 字元串x(i-m+1)...xi-1 xi 並且x1x2...xm x(m+1) unequals x(i-m) x(i-m+1)...xi-1 xi。
編輯本段舉例
abcabcddes 0111234111 |----------------------默認是0 --| | |-----------------不能自己在相同位置進行字元匹配，所以這里認為沒有匹配字元串，所以0+1 =1，繼續從1開始匹配 ------| | |-----------前面的字元和開始位置的字元相同，所以是2,3,4 -----------| | | |-------不匹配只能取1。 希望能明白的是，如果開始字元是 Ch1的話，那麼我們就是要在串中第2個Ch1後面的位置開始自己和自己匹配，計算最大的吻合度。 程序寫出來就是： void GetNext(char* T, int *next) { int k=1,j=0; next[1]=0; while( k〈 T[0] ){ if (j ==0 || T[k] == T[j]) { ++k; ++j; next[k] = j; } else j= next[j]; } } 但是這個不是最優的，因為他沒有考慮aaaaaaaaaaaaaaaaaaab的情況，這樣前面會出現大量的1，這樣的演算法復雜度已經和最初的樸素演算法沒有區別了。所以稍微改動一下： void GetNextEx(char *T, char *next) { int k=1,j=0; next[1] = 0; while(k < T[0]) { if (j == 0 || T[k] == T[j]) { ++k; ++j; if (T[k] == T[j]) next[k] = next[j]; else next[k] = j; } else j = next[j]; } } 現在我們已經可以得到這個next字元串的值了，接下來就是KMP演算法的本體了： 相當簡單： int KMP(char* S, char* T, int pos) { int k=pos, j=1; while (k){ if (S[k] == T[j]){ ++k; ++j; } else j = next[j]; } if (j>T[0]) return k-T[0]; else return 0; } 和樸素演算法相比，只是修改一句話而已，但是演算法復雜度從O(m*n) 變成了：O(m)
編輯本段KMP演算法的偽代碼
KMP-MATCHER(T，P) 1n ← length[T] 2m ←length[P] 3π ← COMPUTE-PREFIX-FUNCTION(P) 4q ← 0△Number of characters matched. 5for i ← 1 to n△Scan the text from left to right. 6do while q>0 and P[q+1]≠T[i] 7do q ← π[q]△Next character does not match. 8if P[q+1]=T[i] 9then q ← q+1△Next character matches. 10if q=m△Is all of P matched? 11then print 「Pattern occurs with shift」 i-m 12q ← π[q]△Look for the next match. COMPUTE-PERFIX-FUNCTION(P) 1m ← length[P] 2π[1] ← 0 3k ← 0 4for q ← 2 to m 5do while k>0 and P[k+1]≠P[q] 6do k ← π[k] 7if P[k+1]=P[q] 8then k ← k+1 9π[q] ← k 10return π[1]
編輯本段KMP演算法的c++實現
//c++實現的KMP演算法，所有涉及字元串，其初始下標從0開始(上述演算法均是從1開始) //example: char s[100],t[100];cin>>s>>t;KMP(s,t); //獲取待查詢模式的next數組 int* get_next(char* T, int* next){ int i = 0, j = -1; int length = strlen(T); int *temp = next; *next = -1; while(i< length){ if(j==-1 || *(T+i)==*(T+j)){ i++; j++; //優化後的get_next方法，可以防止出現形如"aaaaab"這種模式的計算退化 if(*(T+i)!=*(T+j)) *(next+i)=j; else *(next+i)=*(next+j); } else j=*(next+j); } return temp; } //KMP演算法 int KMP(char *S, char *T){ int S_Length = strlen(S); int T_Length = strlen(T); //若模式長度大於字元串，則直接返回查詢失敗 if( S_Length < T_Length) return 0; int i = 0, j = 0; int* next = new int[T_Length]; get_next(T, next); while(i < S_Length && j < T_Length){ if(j == -1 || *(S+i) == *(T+j)){ i++; j++; } else j=*(next+j); } if(j>=T_Length) return i-T_Length; return 0; } 在此提供一個更簡明的適用於字元串的kmp實現： #include<iostream> #include<string.h> int next[100]; void getnext(char b[]) { int i=1,j=0; //i是每個位子，j是回退的位子 next[1]=0; while(i<=strlen(b)) { if(j==0||b[i-1]==b[j-1]) { i++; j++; next[i]=j; } else j=next[j]; //用上一個的 回退關系 } } int kmp(char a[],char b[]) { int i=1,j=1; //i是主串中的位子 ，j匹配串的位子 while(i<=strlen(a)&&j<=strlen(b)) { if(j==0||a[i-1]==b[j-1]) { i++; j++; } else j=next[j]; } if(j>strlen(b)) return i-strlen(b); else return 0; } int main() { char a[40],b[40]; printf("要匹配的主串：\n"); scanf("%s",a); printf("要匹配的子串：\n"); scanf("%s",b); getnext(b); printf("輸出next值：\n"); for(int i=1;i<=strlen(b);i++) printf("%d ",next[i]); printf("\n"); printf("%d",kmp(a,b)); system("pause"); main(); return 0; }
編輯本段串的最大匹配演算法
摘要：
給定兩個串S和T，長分別m和n，本文給出了一個找出二串間最大匹配的演算法。該演算法可用於比較兩個串S和T的相似程度，它與串的模式匹配有別。
關鍵詞：
模式匹配 串的最大匹配 演算法 Algorithm on Maximal Matching of Strings Lin YuCai Xiang YongHong Zhang ChunXia Zhang JianJun （Computer Science Department of Yunnan Normal University Kunming 650092） ABSTRACT Given Two Strings S of length m and T of length n，the paper presents an algorithm which finds the maximal matching of them. The algorithm can be used to compare the similarility of the two strings S and T, it is different with the strings' pattren matching. KEY WORDS Pattern Matching Maximal Matching of Strings Algorithm
編輯本段問題的提出
字元串的模式匹配主要用於文本處理，例如文本編輯。文本數據的存儲（文本壓縮）和數據檢索系統。所謂字元串的模式匹配[2]，就是給定兩個字元串S和T，長度分別為m和n，找出T中出現的一個或多個或所有的S，在這方面已經取得了不少進展[3][4][5][6][7][8][9][10][11]。本文從文本處理的另一個角度出發，找出兩個串的最大匹配，比較其相似程度[1]。它主要應用於文本比較，特別是在計算機輔助教學中。顯然前者要找S的完全匹配，而後者並無此要求。例如，若S=ABCD，T=EFABCDX，那麼模式匹配的結果就是找出了T中的一個ABCD，而我們演算法的結果就是S能與T的ABCD完全匹配，但是T中還有3個字元是比S多出來的，也就是說在S中有100%的字元與T中的匹配，而在T中有57%的字元與S中的匹配。若S= ABCDFE，T=AFXBECDY。則在模式匹配中S與T無匹配項，但在我們的演算法中就能發現T中存在A，B，C，D，但D後不存在E，F。而且S中也存在A，B，C，D，且具有順序性。這樣就能公正地評價S，T的區別。得知其相似程度。 文章的組織如下：首先介紹基本定義和問題的描述；第三節是演算法設計；最後是本文總結。
編輯本段問題的描述
設∑為任意有限集，其元稱為字元，w：∑→N為∑到N的函數，稱為∑的權函數（註：本文僅討論權值恆為1的情況）。∑*為∑上的有限字元串集合，那麼對任意S，T∈∑*，設S=a1a2…am，T=b1b2…bn，m>0，n>0。記<m>={1,2, …,m},<n>={1,2, …,n}，則稱{(i,j)∣i∈<m>，j∈<n>，ai=bj}為S與T的匹配關系集，記作M（S，T），稱M為S與T的一個（容許）匹配，若對任意（i,j）, ( i',j' )∈，① i< i'，當且僅當j< j'，② i= i'當且僅當j= j'。S與T的匹配中滿足 最大者，稱為S與T的最大匹配。若C(i,j)為N上的m×n矩陣，且滿足： 則稱矩陣C為串S與T的匹配關系陣。 於是求串S與T的最大匹配，等價於求C中的一個最大獨立點集M，它滿足，若ci,j，ci',j'∈M，則i< i' 當且僅當j< j'，i=i'當且僅當j=j'。我們稱這樣的最大獨立點集為C的最大C-獨立點集。 例：設∑為所有字母的集合，對任意x∈∑，w（x）≡1，設S與T分別為：S=「BOOKNEWS」，T=「NEWBOOKS」。則我們可以得到S與T兩個匹配： 這里=5； 這里 =4。 顯然為串S與T的最大匹配。 S與T的匹配關系陣C可表示如下： 其中帶圈的部分為一最大C-獨立點集。
編輯本段演算法設計
我們僅就權值為一的情況進行討論。 設S和T為任意給定串，C為的S與T匹配關系陣，那麼由2的討論知，求S與T的最大匹配問題，等價於求C的最大C-獨立點集問題。因而，為了解決我們的問題，只要給出求C的最大C-獨立點集的演算法就可以了。 顯然，為了求出C的最大C-獨立點集，我們可以採用這樣的方法：搜索C的所有C-獨立點集，並找出它的最大者。這種方法是可行的，但並不是非常有效的。這會使問題變得很繁，復雜度很大。因此，我們先對問題進行分析。 在下面的討論中，我們把C的任一C-獨立點集={ai1,j1，…，ais,js}，記作=ai1,j1…ais,js，i1 <…< is。於是可看作陣C中以1為節點的一條路，滿足：對路中的任意兩節點，均有某一節點位於另一節點的右下方。稱這種路為右下行路。 於是求C-獨立點集等價於求陣C的右下行路。這種求右下行路的搜索可以逐行往下進行。 命題1. 若 =αai,jβ和ψ=α'ai,jσ為C的兩個C-獨立點集，且α為α'的加細，則存在C-獨立點集'=αai,jδ，滿足≥。 命題2. 若 =αai,jβ和ψ=α'ai+k,jσ為C的兩個C-獨立點集，且≥，則存在C-獨立點集'=αai,jδ，滿足≥。 命題3. 若 =αai,jβ和ψ=α'ai,j+kσ為C的兩個C-獨立點集，且≥，則存在C-獨立點集'=αai,jδ，滿足≥。 由命題1知，在搜索右下行路的過程中，如果已獲得了某一C-獨立點集的某一初始截段αai,j和另一C-獨立點集ψ的某一初始截段α'ai,j，且有≤，則我們可以停止對ψ的進一步搜索。 由命題2知，在搜索右下行路的過程中，在某一列j存在某兩個C-獨立點集的某初始截段=ai1,j1…ais,j和ψ=al1,m1…alt,j，如果≥，但lt>is，則我們可以停止對ψ的進一步搜索。 由命題3知，在搜索右下行路的過程中，在某一行i存在某兩個C-獨立點集的某初始截段=ai1,j1…ai,js和ψ=ai1,m1…ai,mt，如果≥，但mt>js，則我們可以停止對ψ的進一步搜索。 由此可見，並不要求搜索所有C的最大C-獨立點集，而可以採用比這簡單得多的方法進行計算。那麼按照我們上面的三個命題，來看如下實例： 首先我們得到=B（在上的節點用①表示），我們向右下方找路，可以發現，在第4列有兩個1，根據命題2，我們選擇上面的一個1，也就是說選擇第1行的那個1，而不要第2行的那個1。同時我們也發現在第1行也有兩個1，由命題3知，我們選擇左邊的那個1，即第4列的那個1。此時=BO。但是當我們的演算法運行到第4行時，=BOOK，由於K在第3行第6列，而本行的1在第1列，在路最後一個節點K的左邊，那麼我們必須新建一條路ψ，因為我們並不能確定是否以後就有≥，當演算法運行到第6行時，=BOOK，ψ=NEW，=4，=3，我們將S鏈到路上，此時我們得到最長右下行路=BOOKS，=5。這樣我們就可以計算出這兩個字元串的匹配程度。 在我們的演算法設計過程中，用到了兩個技巧。技巧之一，矩陣C不用存儲，是動態建立的，節省了空間。技巧之二，本演算法並不要求所有的S與T中所有的元素都相互進行比較，也並不存儲所有的右下行路，節省了時間和空間。由矩陣中1的出現情況可見，本演算法所需的空間和時間都遠小於O（mn）
編輯本段結束語
本文給出了一個與模式匹配不同的，具有若干應用的，串的最大匹配演算法，該演算法已經在機器上實現，達到了預期的效果。本文僅討論權值恆為1的情況，對於權值任意的情形不難由此得到推廣。
編輯本段C語言代碼(C Code)
#include<stdio.h> #include<string.h> void getnext(int next[],char s[],int l) { int i=1,j=0; next[1]=0; while(i<l) { if(j==0 || s[i]==s[j]) { i++;j++; next[i]=j; } else j=next[j]; } } int KMP(char s1[],char s2[],int l1,int l2,int next[]) { int i,j; i=j=1; while(i<=l1 && j<=l2) { if(j==0||s1[i]==s2[j]) { i++;j++; } else j=next[j]; } if(j>l2) return(i-l2); return 0; } int main() { int next[10001],ans; char s1[10001],s2[10001],l1,l2; scanf("%s",s1+1); scanf("%s",s2+1); l1=strlen(s1+1); l2=strlen(s2+1); getnext(next,s2,l2); ans=KMP(s1,s2,l1,l2,next); if(ans!=0) printf("%d\n",ans); else printf("No!\n"); system("pause"); return 0; }
編輯本段KMP演算法的pascal實現
var next:array [1 ..1000001] of longint; s,t:ansistring; procere get_next(t:ansistring); var j,k:integer; begin j:=1; k:=0; while j<length(t) do begin if (k=0) or (t[j]=t[k]) then begin inc(j); inc(k); next[j]:=k; end else k:=next[k]; end; end; function index(s:ansistring;t:ansistring):longint; var i,j:longint; begin get_next(t); index:=0; i:=1; j:=1; while (i<=length(s))and(j<=length(t)) do begin if (j=0)or(s[i]=t[j]) then begin inc(i); inc(j); end else j:=next[j]; if j>length(t) then index:=i-length(t); end; end; begin readln(s); readln(t); writeln(index(s,t)) end.
編輯本段KMP播放器
K-multimedia player的縮寫
來自韓國的影音全能播放器，與Mplayer一樣從linux平台移植而來的Kmplayer(簡稱KMP)幾乎可以播放您系統上所有的影音文件。通過各種插件擴展KMP可以支持層出不窮的新格式。強大的插件功能,直接從Winamp繼承的插件功能，能夠直接使用winamp的音頻 ，輸入，視覺效果插件，而通過獨有的擴展能力，只要你喜歡，可以選擇使用不同解碼器對各種格式進行解碼。 KMPlayer The Professional Media Player! 它支持 Winamp 2/5 的輸入、常規、DSP、視覺效果、媒體庫插件。無須注冊表支持直接調用 Directshow 濾鏡！FFdshow 的視覺特效系統~超強的 GUI 界面~安裝電視卡後可以直接代替原軟體直接收看電視~支持播放 DVD/VCD 以及絕大多數電腦的媒體文件（AVI 支持 Xvid/DivX/3vid/H264 OGG/OGM/MKV 容器/AC3/DTS 解碼~Monkey Audio 解碼~）強烈推薦！此播放器除了會將自己的配置信息寫入注冊表外絕對綠色~ KMplayer內置目前常見的所有解碼器，包括real,QT等。 另外KMplayer安裝版也是目前很少見的檢查流氓軟體的安裝方式，如果一旦有惡意的漢化小組漢化並捆綁了流氓軟體。該安裝程序自動會識別，並作出提示，建議用戶不要安裝，雖然不是特別准確，但KMplayer的無廣告及第三方插件的特點使其深受好評。 目前韓國官方已經在Kmplayer里自帶了中文字型檔，只要用戶是中文系統，軟體就會自動識別，十分方便。 KMP版本: KMPlayer3.0.0.1439
『陸』 kmp演算法什麼意思
KMP演算法之所以叫做KMP演算法是因為這個演算法是由三個人共同提出來的，就取三個人名字的首字母作為該演算法的名字。其實KMP演算法與BF演算法的區別就在於KMP演算法巧妙的消除了指針i的回溯問題，只需確定下次匹配j的位置即可，使得問題的復雜度由O(mn)下降到O(m+n)。
在KMP演算法中，為了確定在匹配不成功時，下次匹配時j的位置，引入了next[]數組，next[j]的值表示P[0...j-1]中最長後綴的長度等於相同字元序列的前綴。
對於next[]數組的定義如下：
1) next[j] = -1 j = 0
2) next[j] = max(k): 0<k<j P[0...k-1]=P[j-k,j-1]
3) next[j] = 0 其他
如：
P a b a b a
j 0 1 2 3 4
next -1 0 0 1 2
即next[j]=k>0時，表示P[0...k-1]=P[j-k,j-1]
因此KMP演算法的思想就是：在匹配過程稱，若發生不匹配的情況，如果next[j]>=0，則目標串的指針i不變，將模式串的指針j移動到next[j]的位置繼續進行匹配；若next[j]=-1，則將i右移1位，並將j置0，繼續進行比較。
『柒』 在KMP模式匹配中,用next數組存放模式串的部分匹配信息
next數組存儲的數據是用來當模式串與主串不匹配的時候要模式串回退到第幾個字元與主串再重新匹配，我們知道KMP演算法的主串是不回朔的，當不匹配的時候我們不是退回到開始位置重新匹配，而是利用已經匹配的結果將模式串回朔到下一個位置，這個位置比開始位置更近一步;簡單的說就是next[ j ]的值保存的是當模式串中第 j 個字元與主串第 i 個字元不匹配時候，模式串中的哪個字元 重新與主串第 i 個再匹配，這樣總的字元比較次數比從開始位置比較的次數就少了。