Алгоритм поиска подстроки в строке с помощью суффиксного массива

Эта статья находится в разработке!

Здесь мы рассмотрим некоторые способы нахождения всех вхождений образца в текст с помощью суффиксного массива.

Наивный алгоритм поиска

Простейший способ узнать, встречается ли образец в тексте, используя суффиксный массив, — взять первый символ образца и бинарным поиском по суффиксному массиву найти диапазон с суффиксами, начинающимися на такую же букву. Так как все элементы в полученном диапазоне отсортированы, а первые символы одинаковые, то оставшиеся после отбрасывания первого символа суффиксы тоже отсортированы. А значит, можно повторять процедуру сужения диапазона поиска уже по второму, затем третьему и так далее символу образца до получения либо пустого диапазона, либо успешного нахождения всех символов образца.

Бинарный поиск работает за время равное [math] O(\log|s|) [/math], а сравнение суффикса с образцом не может превышать длины образца.

Таким образом время работы алгоритмы [math] O(|p|\log|s|)[/math], где [math] s [/math] — текст, [math] p [/math] — образец.

Псевдокод

Поиск диапазона

/*
сmp (k) -  Функция, сравнивающая строки по k-тому символу.
lower_bound(left, right, value, cmp), upper_bound(left, right, value, cmp) - функции бинарного поиска.
Элементы строк нумеруются с единицы
*/ 

left = 0;                                          // left, right - границы диапазона 
right = n;                                         //  n -  длина образца 
for i = 1 to n {
    left = lower_bound(left, right, p[i], cmp (i) );
    right = upper_bound(left, right, p[i], cmp (i) );
}
if (right - left > 0) {  
    yield left;                   
    yield right;                 
} else
    yield "No matches";

Более быстрый поиск

Существует более быстрый алгоритм поиска образца в строке. Для этого используется [math] lcp [/math] (longest common prefix).

Условные обозначения

Алгоритм:

• [math] L_p [/math] и [math] R_p [/math] - левая и правая границы диапазона ответов в суффиксном массиве [math] array [/math].

У любого суффикса в пределах этого диапазона есть префикс, который полностью совпадает с образцом.

• [math] L [/math] - левая граница диапазона поиска (изначально равна 0).
• [math] R [/math] - правая граница диапазона поиска (изначально равна [math] |S| - 1 [/math]).
• [math] M = (L + R) / 2 [/math].

• [math] l = lcp(array[L], p) [/math].
• [math] r = lcp(array[R], p) [/math].

В самом начале просто посчитаем [math] l [/math] и [math] r [/math] за линейное время, а во время выполнения алгоритма прямой пересчет производиться не будет, изменения будут происходить за [math] O(1) [/math].

• [math] m_l = lcp(array[L], array[M]) [/math].
• [math] m_r = lcp(array[M], array[R]) [/math].

Подсчет [math] m_l [/math] и [math] m_r [/math] можно производить за [math] O(1) [/math], если применять алгоритм Фарака-Колтона и Бендера. Любая пара суффиксов [math] array [/math] из диапазона [math] [L, M] [/math] имеет хотя бы [math] m_l [/math] совпадений в префиксах. Аналогично любая пара суффиксов [math] array [/math] из диапазона [math] [M, R] [/math] имеет хотя бы [math] m_r [/math] совпадений в префиксах.

Рисунки:

• Черная вертикальная линия на рисунке обозначает [math] lcp [/math] от [math] i [/math]-го суффикса суффиксного массива [math] array [/math] и образца [math] p [/math]. Чем линия длиннее, тем совпадений символов больше.
• [math] L [/math], [math] M [/math] и [math] R [/math] — то же самое, что в алгоритме. Кроме того, самая левая черная вертикальная линия на каждом рисунке означает [math] l [/math], аналогично, самая правая черная вертикальная линия на каждом рисунке означает [math] r [/math]. Переменная [math] m_l [/math] — это [math] lcp [/math] в суффиксном массиве на промежутке [math] [L, M] [/math]. Переменная [math] m_r [/math] — это [math] lcp [/math] в суффиксном массиве на промежутке [math] [M, R] [/math].
• Серым цветом выделен [math] lcp [/math] в суффиксном массиве на рассматриваемом промежутке.

Поиск границ диапазона ответов

Рассмотрим поиск левой границы диапазона ответов [math] L_p [/math].

Сразу проверим образец с суффиксами по краям исходного диапазона поиска [math] L [/math] и [math] R [/math]: если образец лексикографически больше последнего суффикса [math] array [/math] или меньше первого суффикса, то образец не встречается в строке вовсе и поиск можно прекратить.

[math] L_p [/math] ищется при помощи бинарного поиска по суффиксному массиву [math] array [/math]. На каждом шаге поиска нам надо определять, на каком отрезке [math] [L, M] [/math] или [math] [M, R] [/math] надо продолжать поиск границы [math] L_p [/math]. Каждую итерацию бинарного поиска будем сравнивать [math] l [/math] и [math] r [/math]. Если [math] l \ge r [/math], то возможно одно из трех:

1. [math] m_l \gt l [/math]. Это означает, что каждая пара суффиксов из диапазона [math] [L, M] [/math] имеет между собой больше совпадений, чем суффикс с левого края с образцом, поэтому продолжим поиск в диапазоне [math] [M, R] [/math]. Значение [math] l [/math] при этом не меняется, а [math] L = M [/math].
2. [math] m_l = l [/math]. Это означает, что у каждого суффикса из [math] [L, M] [/math] есть хотя бы [math] l [/math] совпадений с образцом. Проверим суффикс в позиции [math] M [/math], так как с ним совпадений у образца может получиться больше. Начнем сравнивать суффикс в позиции [math] M [/math] начиная с [math] l [/math]-ого символа. Мы либо найдем полное вхождение образца в суффикс, либо на каком-то шаге [math] k [/math] получим несоответствие. В первом случае [math] R = M [/math] и [math] r = |p| [/math], так как мы ищем левую границу диапазона ответов. Во втором случае все зависит от лексикографического несовпадения. Если символ [math] l + k + 1 [/math] у образца меньше, чем у суффикса, то [math] R = M [/math] и [math] r = l + k + 1[/math], иначе [math] L = M [/math] и [math] l = l + k + 1[/math].
3. [math] m_l \lt l [/math]. Это означает, что совпадений у суффикса с левого края диапазона поиска с образцом больше, чем у суффикса в позиции [math] M [/math]. Очевидно, что поиск надо продолжать между [math] L [/math] и [math] M [/math], то есть [math] R = M [/math], а новое значение [math] r = m_l [/math].

Если [math] l \lt r [/math], то действия аналогичны. Также три случая:

1. [math] m_r \gt r [/math]. Сдвигаем [math] R [/math] в [math] M [/math]. Значение [math] r [/math] не изменяется.
2. [math] m_r = r [/math]. Считаем [math] lcp [/math] для образца и суффикса, стоящего в позиции [math] M [/math], начиная с позиции [math] r [/math].
3. [math] m_r \lt r [/math]. Сдвигаем [math] L [/math] в [math] M [/math], [math] l = m_r [/math].

Бинарный поиск будет работать до тех пор, пока [math] R - L \gt 1 [/math]. После этого можно присвоить левой границе диапазона ответов [math] L_p = R [/math] и переходить к поиску правой границы диапазона ответов [math] R_p [/math].

Рассуждения при поиске [math] R_p [/math] аналогичны, только нужно не забыть изменить границы поиска на изначальные [math] L = 0 [/math] и [math] R = |s| - 1 [/math].

Таким образом часть бинарного поиска мы сделаем при сравнении нескольких [math] lcp [/math] между собой(каждое за [math] O(1) [/math]), а если дойдет до сравнения символов, то любой символ [math] p [/math] сравнивается не более одного раза(при сравнении мы берем [math] max(l, r) [/math], а значит никогда не возвращаемся назад). В самом начале мы посчитали [math] l [/math] и [math] r [/math] за [math] O(p) [/math]. В итоге получаем сложность алгоритма [math] O(p + log(s)) [/math]. Правда нужен предподсчет, чтобы можно было брать [math] lcp [/math] для двух любых суффиксов [math] array [/math] за [math] O(1) [/math]. tex>, начиная с позиции [math] r [/math].

Псевдокод

Поиск левой границы ответов [math] L_p [/math].

/*
Массивы и строки нумеруются с нуля.
Сравнения <[math]_z [/math] ,  >[math]_z [/math] ,  =[math]_z [/math] , <=[math]_z [/math] , >=[math]_z [/math] означают
  лексикографическое сравнение двух строк по их первым z символам.
Сравнения < , > , == , <= , >= при применении к строкам
  означают полное лексикографическое сравнение строк.
Функция lcp[math]_z[/math](s, p) ищет количество совпадений символов
  строк s и p начиная с позиции z. 
n - длина строки s.
w - длина строки p.
В алгоритме используются переменные, введенные выше в разделе "более быстрый поиск".
*/

l = lcp(p, s[array[0]]);
r = lcp(p, s[array[n - 1]]);
if (l == w or p < s[array[0]])
    L[math]_p[/math] = 0; 
else if (p > s[array[n - 1])
    L[math]_p[/math] = n;
else {
    L = 0;
    R = n - 1;
    while (R - L > 1) do {
        M = (L + R) / 2;
        m[math]_l[/math] = lcp(array[L], array[M]);
        m[math]_r[/math] = lcp(array[M], array[R]);
        if (l >= r)
            if (m[math]_l[/math] >= l)
                m = l + lcp[math]_l[/math](s[array[M]], p);
            else
                m = m[math]_l[/math];
        else
            if (m[math]_r[/math] >= r)
                m = r + lcp[math]_r[/math](s[array[M]], p);
            else
                m = m[math]_r[/math];
        if (m == w || p <=[math]_m[/math] s[array[M]]){
            R = M;
            r = m;
        } else {
            L = M;
            l = m;
        }
    }
    L[math]_p[/math] = R; 
}

Источники информации

• Habrahabr — Суффиксный массив - удобная замена суффиксного дерева
• U. Manber and G. Mayers. — "Suffix arrays: A new method for on-line string searches"