직무

이 작업은 선택한 실시간 정확한 문자열 일치 알고리즘을 골프화하는 것입니다.

입력

표준 입력에 제공되는 두 줄의 텍스트 (줄 바꾸기). 첫 번째 줄에는 "패턴"이 포함되어 있으며 문자에서 가져온 ASCII 문자열 일뿐 a-z입니다.

두 번째 줄은 더 긴 "텍스트"를 포함하며 단순히 문자에서 가져온 ASCII 문자열 a-z입니다.

산출

정확히 일치하는 위치의 인덱스 목록입니다. 발생하는 각 경기의 시작 위치를 출력해야합니다.

사양

알고리즘은 패턴 전처리에 선형 시간을 소비 할 수 있습니다. 그런 다음 텍스트를 왼쪽에서 오른쪽으로 읽고 텍스트의 모든 단일 문자에 대해 일정한 시간이 걸리고 새로운 일치 항목이 발생하자마자 출력해야합니다. 경기는 물론 서로 겹칠 수 있습니다.

연산

실시간으로 정확하게 일치하는 알고리즘이 많이 있습니다. 예를 들어 KMP 용 위키 에서 하나를 언급합니다 . 원하는 것을 사용할 수 있지만 항상 정답을 출력해야합니다.

대중 언어를 선호하는 사람들이 자신의 방식으로 이길 수 있도록 언어 별 리더 테이블을 유지합니다. 어떤 알고리즘을 구현했는지 설명하십시오.

실시간

실시간의 의미에 대해 많은 혼란이 있었던 것 같습니다. 단순히 선형 시간을 의미하지는 않습니다. 따라서 표준 KMP는 실시간 이 아닙니다 . 질문의 링크는 KMP의 실시간 변형에 대한 KMP 위키 페이지의 일부를 명시 적으로 가리 킵니다. Boyer-Moore-Galil도 실시간이 아닙니다. 이 cstheory 질문 / 답변은 문제에 대해 설명하거나 Google "실시간 일치 검색"또는 이와 유사한 용어를 사용할 수 있습니다.

파이썬 2, 495 바이트

이것은 실시간 KMP이며 BMG 알고리즘 (보통 서브 리니어)보다 훨씬 짧고 약간 느립니다. 로 전화하십시오 K(pattern, text); 출력은 BMG 알고리즘과 동일합니다.

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

파이썬 2, 937 바이트

이것은 결코 짧지는 않지만 (a) 작동하고 (b) 모든 요구 사항을 충족하며 (c) 가능한 한 골프를칩니다.

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

이것은 Boyer-Moore-Galil 알고리즘의 구현입니다. 매우 간단합니다 S(pattern,text). 다른 두 기능은 전처리에 사용됩니다. 실제로, 마지막 5 줄을 제외한 모든 것은 전처리입니다.

예제 실행은 약 1 초가 걸렸습니다.

>>> 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 바이트)

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]

언 골프 버전. 첫 번째 루프는 KMP 오토마타를 구축하는 것입니다. 두 번째 루프는 오토마타를 걷고 있습니다. 그들은 거의 같은 패턴을 공유하지만 그들을 추상화하면 더 많은 바이트가 필요하므로 코드 골프의 경우이 논리를 복제하려고합니다. 유사한 구현이 실제로 프로그램 콘테스트에서 널리 사용됩니다.

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]

실시간 KMP, Python 2 (167 바이트)

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

일반적인 KMP에서는 실패 함수를 사용하여 오토 마톤 동작을 시뮬레이션합니다. 이 실시간 KMP에서는 전체 자동 마침표가 일치 구문에서 각 문자를 실시간 (일정 시간)으로 처리 할 수 ​​있도록 구성됩니다.

전처리 시간 및 공간 복잡도는 O (nm)이며, 여기서 m은 알파벳 크기이고 n은 패턴 문자열의 길이입니다. 그러나 내 테스트에서 전이 테이블의 실제 크기는 항상 2n보다 작으므로 시간과 공간의 복잡성이 O (n)임을 증명할 수 있습니다.

언 골프 버전

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 바이트

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}

테스트

에프"
 ABCDABD
 ABCdABCDABgABCDABCDABDEABCDABzABCDABCDABDE "

15와 34를 생성합니다

노트

알파벳으로 제한되지 않습니다 (모든 ASCII 문자 지원, 대소 문자 구분).

문자열에 대해 Q에 의해 정의 된 특정 작업을 사용하지 않음-> 문자열에서 시퀀스로 작동합니다 (op match, length 등).

패턴이 아닌 모든 문자를 하나의 고유 한 문자 클래스로 결합하는 전이 테이블을 최소화합니다.

코드를 조금 짜낼 수 있습니다. 솔루션 전략을 검증하는 첫 번째 시도입니다

텍스트 문자를 정확히 한 번 방문하면 각 입력 문자마다 고유 한 점프가 있습니다. 검색이 '실시간'으로 적합하다고 가정합니다.

테이블 구성 al 상태 i와 char c는 ​​i로 끝나고 c를 추가 한 후 가장 긴 하위 문자열을 검색합니다. 접두사는 S의 접두사입니다. 구성이 최적화되지 않았으므로 유효한지 여부를 알 수 없습니다.

입력 형식이 언어에 적합하지 않습니다. 두 개의 문자열 인수를 전달하면 16 바이트가 절약됩니다

설명

전역 W는 패턴을 나타내고 S는 검색 할 텍스트에 해당합니다.

x:1_"\n "\:x 입력 요구 사항에 대처하기위한 이상한 코드 (Q는 여러 줄 문자열에 첫 줄이 아닌 줄이 들여 써야하므로 첫 번째 줄이 아닌 줄 앞에 추가 된 공간을 버려야합니다)

n::#W W 길이를 계산하고 전역 n으로 저장

u::?W W로 고유 한 문자를 계산하고 전역 u로 저장

u?S S의 각 문자에 대한 문자 클래스를 생성합니다.

W의 고유 문자 당 하나의 행 (1 개의 추가 문자)과 W의 각 인덱스에 대한 열 (1 개의 추가 문자)로 전이 테이블 T를 구성하십시오. 추가 행은 초기 상태에 해당하고 추가 열은 S가 아닌 W의 문자를 수집합니다.이 전략은 테이블 크기를 최소화합니다.

p:{$[n<#x;0;x~(#x)#W;#x;0]} 가장 긴 접두사를 검색하는 함수입니다.

f:{{|/p'x}'((1_)\x#W),\:/:u} T의 행 x를 계산하는 함수입니다

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

전이 테이블을 사용하여 텍스트를 검색하십시오. T\[0;u?S]전환 테이블 T [state] [charClass]의 값을 새 값으로 사용하여 0 (초기 상태)과 S의 각 문자 클래스를 반복합니다. 최종 상태의 값은 n이므로 상태 순서에서 해당 값을 찾아 조정 된 값을 반환합니다 (각 일치의 최종 위치 대신 초기 값을 표시하기 위해).

보이어 무어, 펄 (50)

Perl은 Boyer-Moore를 자연스럽게 사용하려고 시도합니다.

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