用KMP先求出以a[i]为结尾的前缀与b匹配的最长长度。比如 f[i] = j，就表示a[1~i]的后缀最多可以和b[1~j]匹配。但求出这个并不意味着以a[i]为开头的后缀可以和b恰好匹配j位（因为也许后面还可以匹配），但是可以肯定的是他至少可以匹配j位。我们很难求出恰好可以匹配x位的位置有多少，但是我们可以存至少可以匹配x位的位置的数目，结果用cnt[x] - cnt[x +1]就可以了。因此cnt[f[i]] ++就很显然了。由于我们之前求出的是最长长度，因此当a[1~i]可以最多和b[1~j]匹配时，也一定存在一个小于j的k使得a[1~i]和b[1~k]匹配，也就是一定能找到一个位置，至少匹配k位，但这个可能我们在之前没有加上过。而这个k恰好就等于nxt[j]。
xjc大佬还提出了一个hash+二分的做法，也能AC。
就是用二分长度+hash check求出每个位置的答案，然后直接用桶记录秒出答案。 时间复杂度\(O(n\log n)\)#include#include #define Open(s) freopen(s".in","r",stdin);freopen(s".out","w",stdout);const int MAXN = 200010;int nxt[MAXN], n, m, q, f[MAXN], c[MAXN], d;char a[MAXN], b[MAXN];int main(){ Open("str"); scanf("%d%d%d%s%s", &n, &m, &q, a + 1, b + 1); int j = 0; for(int i = 2; i <= m; ++i){ while(j && b[i] != b[j + 1]) j = nxt[j]; if(b[j + 1] == b[i]) ++j; nxt[i] = j; } j = 0; for(int i = 1; i <= n; ++i){ while(j && (a[i] != b[j + 1] || j == m)) j = nxt[j]; if(a[i] == b[j + 1]) ++j; f[i] = j; } for(int i = 1; i <= n; ++i) ++c[f[i]]; for(int i = m; i; --i) c[nxt[i]] += c[i]; for(int i = 1; i <= q; ++i){ scanf("%d", &d); printf("%d\n", c[d] - c[d + 1]); } return 0;}