這是上上週天機房一位神仙講的，\(gu\)了這麼久才來整理\(w\),神仙講的基本思路已經全都忘記了，幸好的是神仙寫了\(blog\),吹爆原博**\(manacher\)演算法，以及原博神仙\(ych\)!
再吹一波\(ych\)：
太巨了！
\(manacher\)是一種\(o(n)\)求回文字元子串的演算法。（然後迷惑的記得當時問神仙\(ych\)乙個sha diao問題：子串是連續的嘛？顯然這裡的回文子串是連續的；
對於一串字串，對於其中的每乙個字元我們都維護乙個\(r[i]\)表示這個字串的最長回文半徑，但是這個時候出現了\(bug\)：
\(ykyyky\)
\(ykykyky\)
對於前乙個子串，是偶數回文子串，而後乙個回文子串是奇數回文子串。這個時候我們該怎麼表示它們回文半徑的差別？\(3\)和\(3.5\)?✘ 這個時候我們可以在每個字串之間加『\(\#』\)
\(\#y\#k\#y\#y\#k\#y\#\)
\(\#y\#k\#y\#k\#y\#k\#y\#\)
於是這樣它們的回文半徑就唯一確定了；
看處理：\(r[i]\)表示最長回文半徑，當我們求得每個位置的\(r[i]\)，當加了\('\#'\)之後，\(r[i]_-1\)就是我們要求的最長回文串長度（感性 舉例李姐
怎麼處理？
求\(r[i]\)
設前\(i-1\)個數中的回文串的右端點的最大值為\(r\)，取得最大右端點的數為\(mid\)。顯然\(r=mid+r[mid]\)
\(\mathfrak.\)
\(i\leq r\)
計算\(i\)關於\(mid\)的對稱點\(j=mid*2-i\),
\(\mathfrak.\)
\(j-r[j]>mid-r[mid]\),即\(i\)的對稱點的回文串的範圍包含在\(mid\)對應點的回文串範圍，那麼\(i\)的回文串和\(j\)的回文串一定是對稱分布的（因為\(i、j\)關於\(mid\)對稱並且在\(mid\)的回文半徑內），則\(r[i]=r[j]\)
\(\mathfrak.\)
\(j-r[j]\leq mid-r[mid]\),則此時關於\(i、j\)關於\(mid\)對稱分布並且在\(mid\)回文半徑內的一定是對稱的，但是在回文半徑之外是否對稱我們不清楚，因此我們用最簡單粗暴的辦法：暴力拓展；
\(\mathfrak.i>r\)
於是暴力拓展√
在每次完成以上三項後，嘗試更新\(r、mid\)：
if(r然後複雜度不會證,（一定是我太菜了.
碼量不是很大，注意字串頭尾都要插入乙個\('\#'\)
#includeusing namespace std;
char s[22000703];
int r[22000703],len;
void read()
int main ()
ans=max(ans,r[i]);
} printf("%d",ans-1);
return 0;
}
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