仕事

タスクは、選択したリアルタイムの正確な文字列照合アルゴリズムをゴルフすることです。

入力

新しい行で区切られた、標準入力で提供される2行のテキスト。最初の行には「パターン」が含まれており、単にcharactersから描かれたASCII文字列になりますa-z。

2行目にはより長い「テキスト」が含まれ、文字から単にASCII文字列が描画されa-zます。

出力

完全に一致する場所のインデックスのリスト。発生した各一致の開始位置を出力する必要があります。

仕様

アルゴリズムは、パターンの前処理に線形時間を費やすことができます。次に、テキストを左から右に読み取り、テキスト内のすべての文字に対して一定の時間をかけて、新しい一致が発生するとすぐに出力する必要があります。もちろん、試合は互いに重なり合うことができます。

アルゴリズム

多くのリアルタイム完全一致アルゴリズムがあります。1つは、たとえばKMPのwikiで言及されています。好きなものを使用できますが、常に正しい答えを出力する必要があります。

人気のある言語を好む人も独自の方法で勝つことができるように、言語ごとのリーダーテーブルを保持します。実装したアルゴリズムを説明してください。

リアルタイム

リアルタイムの意味については多くの混乱があったようです。それは単に線形時間を意味するものではありません。そのため、標準のKMPはリアルタイムではありません。質問のリンクは、KMPのリアルタイムバリアントに関するKMPのWikiページの一部を明示的に指し示しています。ボイヤー・ムーア・ガリルもリアルタイムではありません。このcstheoryの質問/回答では問題について説明しますが、「リアルタイム完全一致」または類似の用語をGoogleで検索することもできます。

Python 2、495バイト

これはリアルタイムKMPであり、BMGアルゴリズム（通常はサブリニア）よりもかなり短く、わずかに遅いだけです。で呼び出すK(pattern, text); 出力はBMGアルゴリズムと同じです。

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

Python 2、937バイト

これは、決して短いものではありませんが、（a）動作し、（b）すべての要件を満たし、（c）できる限りゴルフをします。

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

これは、ボイヤー・ムーア・ガリルのアルゴリズムの実装です。かなり簡単です-で呼び出すS(pattern,text)ます。他の2つの関数は前処理で使用されます。実際、最後の5行を除くすべてが前処理です。

約1秒かかった実行例：

>>> 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バイト）

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]

ゴルフされていないバージョン。最初のループは、KMPオートマトンを構築することです。2番目のループはオートマトン上を歩いています。これらはほぼ同じパターンを共有しますが、それらを抽象化するにはより多くのバイトがかかるため、コードゴルフではこのロジックを複製したいと思います。同様の実装は、実際にはプログラミングコンテストで広く使用されています。

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]

リアルタイムKMP、Python 2（167バイト）

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

通常のKMPでは、失敗関数を使用してオートマトンの動作をシミュレートします。このリアルタイムKMPでは、一致するフレーズで各文字をリアルタイム（一定時間）で処理できるように、完全なオートマトンが構築されます。

前処理の時間と空間の複雑さはO（nm）です。ここで、mはアルファベットサイズ、nはパターン文字列の長さです。ただし、私のテストでは、遷移テーブルの実際のサイズは常に2nより小さいため、時間とスペースの複雑さがO（n）であることを証明できる可能性があります。

ゴルフされていないバージョン

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バイト

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}

テスト

F "
 ABCDABD
 ABCdABCDABgABCDABCDABDEABCDABzABCDABCDABDE」

15と34を生成します

ノート

アルファベットに限定されません（ASCII文字をサポートし、大文字と小文字が区別されます）。

文字列に対してQで定義された特定の操作を使用しません->文字列をシーケンスとして使用します（ops一致、長さなど）

パターンにないすべてのキャラクターを1つの一意のキャラクタークラスとして結合する遷移テーブルを最小化します。

コードを少し絞ることができます。ソリューション戦略を検証する最初の試みです

テキストの任意の文字を1回だけアクセスすると、入力文字ごとに一意のジャンプがあります。そのため、検索は「リアルタイム」として適合すると仮定します

テーブル構成al state iおよびchar cは、iで終了し、cを追加した後にSのプレフィックスである最長部分文字列を検索します。構成は最適化されていないため、有効かどうかわかりません

入力形式は言語に適合しません。2つの文字列引数を渡すと16バイト節約されます

説明

グローバルWはパターンを表し、Sは検索するテキストに対応します

x:1_"\n "\:x 入力要件に対処するための奇妙なコード（Qには複数行の文字列にインデントされた先頭以外の行があるため、先頭以外のすべての行の前に追加されたスペースを破棄する必要があります）

n::#W W lenghtを計算し、グローバルnとして保存します

u::?W Wの一意の文字を計算し、グローバルuとして保存します

u?S Sの各文字に対して文字クラスを生成します

Wの一意の文字ごとに1行（余分な1つ）、Wの各インデックスの列（余分な1つ）を含む遷移テーブルTを構築します。追加の行は初期状態に対応し、追加の列はSでは文字を収集しますが、Wでは収集しません。この戦略はテーブルサイズを最小化します

p:{$[n<#x;0;x~(#x)#W;#x;0]} 最長のプレフィックスを検索する関数です

f:{{|/p'x}'((1_)\x#W),\:/:u} Tの行xを計算する関数です

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

遷移表を使用してテキストを検索します。T\[0;u?S]0（初期状態）とSの各文字クラスを反復処理し、遷移テーブルT [state] [charClass]の値を新しい値として使用します。最終状態には値nがあるため、状態のシーケンスでその値を探し、調整された値を返します（各一致の最終位置ではなく初期位置を示すため）

ボイヤー・ムーア、Perl（50）

PerlはBoyer-Mooreを自然に使用しようとします。

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