Algorithm Ukkonen的后缀树算法：程序“测试和拆分”不清楚

我在试图理解“测试和拆分”过程时遇到了一个问题，如下所示： 程序测试–和–拆分，k、p、t：

>1. if k ≤ p then
>2. let g'(s,(k',p'))=s' be the tk-transition from s
>3. if t=t(k'+p-k+1) then return (true,s)

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我的问题是，第二行到底是什么意思，如果它从s开始，然后是tk，而不是tk，那么g's，k'，p'怎么可能仍然是tk转换呢？

也许你已经弄明白了，你不再需要答案，但既然我在试图理解它时遇到了同样的问题，也许这对将来的其他人会有用，我想答案如下

在第7页，您可以看到：

。。。 由两个显式状态s和r之间的过渡路径表示的字符串w在街上表示为广义过渡g′，w=r。为了节省空间，字符串w实际上表示为一对指针k，p，左指针k和右指针p到T，这样tk。tp=w。这样，广义变换的形式为g′，k，p=r。 这样的指针之所以存在，是因为必须有一个后缀Ti，使得STrieT中Ti的转换路径通过s和r。我们可以选择最小的i，让k和p指向Ti的子串，它由从s到r的过渡路径表示。如果tk=A，则过渡g′s，k，p=r称为A-过渡。每个a最多只能有一个a–转换∈ Σ. ...

这意味着我们正在寻找最小的指数k和p，这样tk。T中的tp=w =>如果T中出现多个w，则对于k和p，我们总是引用第一个

现在，过程测试-和-拆分，k，p，t测试具有规范引用对s，k，p的状态是否为端点，即STrieT i中的状态−1将进行ti转换。符号ti作为输入参数t给出

算法的第一行如下所示：

   procedure test–and–split(s,(k,p),t):
1.   if k ≤ p then
2.     let g′(s,(k′,p′)) = s′ be the t(k)–transition from s;
3.     if t = t(k′+p−k+1) then return(true,s)
4.     else ...

在第1行，我们检查状态是否是隐式的，即当k时，这是正确的，也是唯一的一个

然后在第3行，我们检查规范引用对s，k，p引用的状态是否是端点，也就是说，它是否有ti-transition。状态s，k，p是一个隐式的或非隐式的，我们可以从状态s到达，在tk'-转换之后，这是tk转换，因为对于p-k字符，k'=k。这就解释了tk′+p−k+1，其中+1表示下一个字符，我们正在检查它是否等于t，其中t=ti。在这种情况下，我们到达端点并返回true

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否则，从第4行开始，我们拆分转换g′，k′，p′=s′，使状态s，k，p显式化，并返回新的显式状态

我被困在报纸上完全相同的地方，我很高兴我找到了你的答案@来自状态s的翼龙我们想要读取由一对指针k，p表示的字符串w=tk…tp。从s开始，只能有一个tk转换，意思是以字符tk开头的转换，但如果在T中有另一个字符串w'=tk'…tp'，那么w'=w和k'在纸上看起来，可可字符串不构成k'！=k适用于施工过程中的任何sj。你能给出一个具体的例子吗？事实上，我试着用我的python算法实现来构建可可树的后缀树，你可以找到，它使用了k'=函数测试和拆分的3次调用中的k。正如您在我的代码中看到的，我插入了第105-107行来通知k'的使用=k、 寻找最小的索引k和p，使t_k。在你的答案中t_p=w in t。例如，对于字符串aabaac，最后一个STree具有“a”的转换路径，该路径不是从根开始的，而是从r=root，a开始的。这种转换是g'r，2，2=r'，而不是本文中的g'r，1，1的1索引符号。在代码中，它是0索引的