Изменения
→Описание алгоритма
Это даёт нам весьма простое решение: отсортировать подстроки длины <tex>2^k</tex> просто по этим парам чисел, это и даст нам требуемый порядок, т.е. массив <tex>p</tex>. Однако обычная сортировка, выполняющаяся за время <tex>n \log n</tex>, нас не устроит — это даст алгоритм построения суффиксного массива с временем <tex>n \log^2 n</tex>.
Воспользуемся здесь приёмом, на котором основана цифровая сортировка: чтобы отсортировать пары, отсортируем их сначала по вторым элементам, а затем — по первым элементам (обязательно стабильной сортировкой). Однако отдельно вторые элементы уже упорядочены — этот порядок задан в массиве от предыдущей фазы. Тогда, чтобы упорядочить пары по вторым элементам, надо просто от каждого элемента массива <tex>p</tex> отнять <tex>2^{k-1}</tex> — это даст нам порядок сортировки пар по вторым элементам (<tex>p</tex> даёт упорядочение подстрок длины <tex>2^{k-1}</tex>, и при переходе к строке вдвое большей длины эти подстроки становятся их вторыми половинками, поэтому от позиции второй половинки отнимается длина первой половинки).
Таким образом, мы производим сортировку по вторым элементам пар. Теперь надо произвести стабильную сортировку по первым элементам пар, её уже можно выполнить за <tex>O(n)</tex> с помощью сортировки подсчётом.
Осталось только пересчитать номера классов эквивалентности <tex>c</tex>, просто пройдя по полученной новой перестановке <tex>p</tex> и сравнивая соседние элементы (опять же, сравнивая как пары двух чисел).
