Изменения

После построения улучшенного суфмассива, мы установили все биты<tex>B_{j}[1]</tex> в 1. После этого, для каждого <tex>\ell>1</tex> мы посчитали минимальные суффиксы подстрок <tex>S_{j}^{\ell}</tex>, как указано далее. Зафиксируем <tex>\ell>1</tex> и разобьём <tex>T</tex> на куски размером <tex>2^{m}</tex>(где <tex>m=\lfloor\ell/2\rfloor-1</tex>) . Теперь каждый <tex>S_{j}^{\ell}</tex> является префиксом конкатенации максимум 4х таких кусков. Вспомним, что по данной строке можно посчитать длины минимальных суффиксов всех её префиксов за линейное время с помощью одной из вариаций алгоритма Дюваля (Алгоритм 3.1 в <ref name="ref2">[http://wwwge.sciencedirect.comtt/api/1/sciencefiles/article5uKJjWQ/pii0/0196677483900172 blob?download Factorizing words over an ordered alphabet]</ref>). Разделим <tex>T</tex> на куски длиной <tex>2^{m}</tex>(где <tex>m=\lfloor\ell/2\rfloor-1</tex>) и запустим этот алгоритм для каждых четырёх (или менее, в конце) последовательных кусков. Это даст нам минимальные суффиксы <tex>S_{j}^{\ell}</tex> для всех <tex>1\leqslant j\leqslant n</tex>, за время <tex>\mathcal{O}(n)</tex>. Значение <tex>B_{j}[\ell]</tex> определено с помощью сравнения длины вычисленного минимального суффикса <tex>S_{j}^{\ell}</tex> с <tex>|S_{j}^{\ell-1}|</tex>. У нас <tex>\mathcal{O}(\log n)</tex> фаз алгоритма, что даёт нам время <tex>\mathcal{O}(n\log n)</tex> и <tex>\mathcal{O}(n)</tex> требуемой памяти.