Скорость в Муре

Мы профессиональная команда, которая на рынке работает уже более 2 лет и специализируемся исключительно на лучших продуктах.

У нас лучший товар, который вы когда-либо пробовали!

Наши контакты:

Telegram:

https://t.me/happystuff

Внимание! Роскомнадзор заблокировал Telegram ! Как обойти блокировку:

http://telegra.ph/Kak-obojti-blokirovku-Telegram-04-03-2

ВНИМАНИЕ!!! В Телеграмм переходить только по ссылке, в поиске много фейков!

Boyer и Муром J. Strother Moore , считается наиболее быстрым среди алгоритмов общего назначения, предназначенных для поиска подстроки в строке. Важной особенностью алгоритма является то, что он выполняет сравнения в шаблоне справа налево в отличии от многих других алгоритмов. Алгоритм сравнивает символы шаблона справа налево, начиная с самого правого, один за другим с символами исходной строки. Если символы совпадают, производится сравнение предпоследнего символа шаблона и так до конца. Если все символы шаблона совпали с наложенными символами строки, значит, подстрока найдена, и поиск окончен. В случае несовпадения какого-либо символа или полного совпадения всего шаблона он использует две предварительно вычисляемых эвристических функций, чтобы сдвинуть позицию для начала сравнения вправо. Таким образом для сдвига позиции начала сравнения алгоритм Бойера-Мура выбирает между двумя функциями, называемыми эвристиками хорошего суффикса и плохого символа иногда они называются эвристиками совпавшего суффикса и стоп-символа. Так как функции эвристические, то выбор между ними простой — ищется такое итоговое значение, чтобы мы не проверяли максимальное число позиций и при этом нашли все подстроки равные шаблону. Предположим, что в процессе сравнения возникает несовпадение между символом шаблона и символом исходного текста при проверке в позиции. Тогда и , и символов шаблона уже совпало. Если при сравнении текста и шаблона совпало один или больше символов, шаблон сдвигается в зависимости от того, какой суффикс совпал. Если существуют такие подстроки равные , что они полностью входят в и идут справа от символов, отличных от , то сдвиг происходит к самой правой из них, отличной от. Понятно, что таким образом мы не пропустим никакую строку, так как сдвиг просходит на следующую слева подстроку от суффикса. После выравнивания шаблона по этой подстроке сравнение шаблона опять начнется с его последнего символа. На новом шаге алгоритма можно строку , по которой был произведён cдвиг, не сравнивать с текстом — возможность для модификации и дальнейшего ускорения алгоритма. Если не существует таких подстрок, то смещение состоит в выравнивании самого длинного суффикса подстроки с соответствующим префиксом. Из-за того, что мы не смогли найти такую подстроку, то, очевидно, что ни один суффикс шаблона уже не будет лежать в подстроке , поэтому единственный вариант, что в эту подстроку попадет префикс. В таблице плохих символов указывается последняя позиция в шаблоне исключая последнюю букву каждого из символов алфавита. Для всех символов, не вошедших в шаблон, пишем. Предположим, что у нас не совпал символ из текста на очередном шаге с символом из шаблона. Очевидно, что в таком случае мы можем сдвинуть шаблон до первого вхождения этого символа в шаблоне, потому что совпадений других символов точно не может быть. Если в шаблоне такого символа нет, то можно сдвинуть весь шаблон полностью. Если символ исходного текста встречается в шаблоне , то происходит его выравнивание с его самым правым появлением в подстроке. Если не встречается в шаблоне , то ни одно вхождение в не может включать в себя , и левый конец окна сравнения совмещен с символом непосредственно идущим после , то есть символ. Обратите внимание, что сдвиг плохого символа может быть отрицательным, поэтому исходя из ранее приведенных свойств этих функций берется значение равное максимуму между сдвигом хорошего суффикса и сдвигом плохого символа. Пусть значения функции сдвига хорошего суффикса хранятся в массиве размером. Тогда для всех таких, что выполняется. А значение определим, как длину периода шаблона. Для вычисления будем использовать функцию , определенную так: Сдвиги плохих символов будем хранить в массиве размером. Для каждого символа из: Массивы и вычисляются за времени до основной фазы поиска и требуют, очевидно, памяти. Константой обозначим размер нашего алфавита. Функция для вычисления таблицы сдвигов плохих символов. Она будет равна длине шаблона для всех символов, которые не встречаются в шаблоне, и порядковому номеру с конца для остальных кроме последнего, для него тоже берется длина шаблона. Вычисляется прямо по определению за. Функция, проверяющая, что подстрока является префиксом шаблона. Функция, возвращающая для позиции длину максимальной подстроки, которая является суффиксом шаблона. Функция для вычисления сдвигов хороших суффиксов. Требует времени, несмотря на циклы в вызываемых функциях, из-за того, что каждый внутренний цикл в худшем случае будет выполняться на каждой позиции не больше, чем раз. Получается натуральный ряд, сумма первых членов которого. Следовательно, получается оценка по времени. Пусть нам дана строка и образец. В итоге, чтобы найти одно вхождение образца длиной в образце длиной , нам понадобилось сравнений символов. Исходный текст и шаблон. Из-за того, что все символы из текста повторяются в шаблоне раз, эвристика хорошего суффикса будет пытаться сопоставить шаблон в каждой позиции суммарно, раз , а эвристика плохого символа в каждой позиции будет двигать строку раз. Этот алгоритм работает лучше Бойера-Мура на случайных текстах — для него оценка в среднем лучше. Алгоритм использует только сдвиги плохих символов, при этом за такой символ берётся символ из исходного текста, который соответствует последнему символу шаблона, независимо от того, где случилось несовпадение. Поскольку реальные поисковые образцы редко имеют равномерное распределение, алгоритм Бойера-Мура-Хорспула может дать как выигрыш, так и проигрыш по сравнению с стандартной реализацией. На коротких алфавитах сдвиги плохих символов не помогают уже на коротких суффиксах. Простейший способ улучшить работу алгоритма в таких условиях — вместо одного плохого символа строить таблицу для пары символов: Такой алгоритм получил собственное имя: На предварительную обработку расходуется времени. Дискретная математика и алгоритмы Поиск подстроки в строке Точный поиск. Пространства имён Статья Обсуждение. Просмотры Чтение Правка История. Последнее изменение этой страницы: Политика конфиденциальности Описание Викиконспекты Отказ от ответственности. Содержание 1 Алгоритм 1. Сравниванием последние символы, они неравны, поэтому сдвигаемся на , где — это не совпавший символ. В данном случае , а. Третьи символы с конца различны, сдвигаемся на. Последние символы совпали, сравниваем далее. Продолжаем работу и сдвигаемся на.

Шишки в Лабытнанги