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给定一个字符串 s，找到 s 中最长的回文子串。你可以假设 s 的最大长度为1000。
示例 1：
输入: "babad" 输出: "bab" 注意: "aba"也是一个有效答案。
示例 2：
输入: "cbbd" 输出: "bb"
自己的思路：求一个字符串的最长回文子串，我们可以将以每个字符为首的子串都遍历一遍，判断是否为回文，如果是回文，再判断最大长度的回文子串。算法简单，但是算法复杂度太高，O（n^3）
string longestPalindrome(string s)
{
if(s.empty()) return "";
if(s.size()==1) return s;
int start=0,maxlength=1;//记录最大回文子串的起始位置以及长度
for(int i=0;i<s.size();i++)
for(int j=i+1;j<s.size();j++)//从当前位置的下一个开始算
{
int temp1,temp2;
for(temp1=i,temp2=j;temp1<temp2;temp1++,temp2--)
{
if(s[temp1]!=s[temp2])
break;
}
if(temp1>=temp2 && j-i+1>maxlength)//这里要注意条件为temp1>=temp2，因为如果是偶数个字符，相邻的两个经上一步会出现大于的情况
{
maxlength = j-i+1;
start=i;
}
}
return s.substr(start,maxlength);//利用string中的substr函数来返回相应的子串,第一个参数是起始位置，第二个参数是字符个数
}
很明显上述的算法复杂度太高，应该有更加快捷的做法来处理。下面介绍两种方法
（1）DP
动态规划的方法，我会在下一篇单独来介绍，这里只说明此题的DP代码
对于字符串str，假设dp[i,j]=1表示str[i...j]是回文子串，那个必定存在dp[i+1,j-1]=1。这样最长回文子串就能分解成一系列子问题，可以利用动态规划求解了。首先构造状态转移方程
上面的状态转移方程表示，当str[i]=str[j]时，如果str[i+1...j-1]是回文串，则str[i...j]也是回文串；如果str[i+1...j-1]不是回文串，则str[i...j]不是回文串。
初始状态
- dp[i][i]=1
- dp[i][i+1]=1 if str[i]==str[i+1]
上式的意义是单个字符，两个相同字符都是回文串。
string longestPalindrome(string s)
{
if (s.empty()) return "";
int len = s.size();
if (len == 1)return s;
int longest = 1;
int start=0;
vector<vector<int> > dp(len,vector<int>(len));
for (int i = 0; i < len; i++)
{
dp[i][i] = 1;
if(i<len-1)
{
if (s[i] == s[i + 1])
{
dp[i][i + 1] = 1;
start=i;
longest=2;
}
}
}
for (int l = 3; l <= len; l++)//子串长度
{
for (int i = 0; i+l-1 < len; i++)//枚举子串的起始点
{
int j=l+i-1;//终点
if (s[i] == s[j] && dp[i+1][j-1]==1)
{
dp[i][j] = 1;
start=i;
longest = l;
}
}
}
return s.substr(start,longest);
}
这里我们需要用一个二维数组dp来作为备忘录，记录子问题的结果，以便重复的计算。这也是动态规划的精髓所在。不过这种做法的算法复杂度也是O(n^2)
（2）Manacher法
这是一个专门用作处理最长回文子串的方法，思想很巧妙，比较难以理解，这里直接借用了别人的讲解方法。其实主要思想是，把给定的字符串的每一个字母当做中心，向两边扩展，这样来找最长的子回文串，这个叫中心扩展法，但是这个方法还要考虑到处理abba这种偶数个字符的回文串。Manacher法将所有的字符串全部变成奇数个字符。
Manacher算法原理与实现
下面介绍Manacher算法的原理与步骤。
首先，Manacher算法提供了一种巧妙地办法，将长度为奇数的回文串和长度为偶数的回文串一起考虑，具体做法是，在原字符串的每个相邻两个字符中间插入一个分隔符，同时在首尾也要添加一个分隔符，分隔符的要求是不在原串中出现，一般情况下可以用#号。下面举一个例子：
（1）Len数组简介与性质
Manacher算法用一个辅助数组Len[i]表示以字符T[i]为中心的最长回文字串的最右字符到T[i]的长度，比如以T[i]为中心的最长回文字串是T[l,r],那么Len[i]=r-i+1。
对于上面的例子，可以得出Len[i]数组为:
Len数组有一个性质，那就是Len[i]-1就是该回文子串在原字符串S中的长度，至于证明，首先在转换得到的字符串T中，所有的回文字串的长度都为奇数，那么对于以T[i]为中心的最长回文字串，其长度就为2*Len[i]-1,经过观察可知，T中所有的回文子串，其中分隔符的数量一定比其他字符的数量多1，也就是有Len[i]个分隔符，剩下Len[i]-1个字符来自原字符串，所以该回文串在原字符串中的长度就为Len[i]-1。
有了这个性质，那么原问题就转化为求所有的Len[i]。下面介绍如何在线性时间复杂度内求出所有的Len。
（2）Len数组的计算
首先从左往右依次计算Len[i]，当计算Len[i]时，Len[j](0<=j<i)已经计算完毕。设P为之前计算中最长回文子串的右端点的最大值，并且设取得这个最大值的位置为po，分两种情况：
第一种情况：i<=P
那么找到i相对于po的对称位置，设为j，那么如果Len[j]<P-i，如下图：
那么说明以j为中心的回文串一定在以po为中心的回文串的内部，且j和i关于位置po对称，由回文串的定义可知，一个回文串反过来还是一个回文串，所以以i为中心的回文串的长度至少和以j为中心的回文串一样，即Len[i]>=Len[j]。因为Len[j]<P-i,所以说i+Len[j]<P。由对称性可知Len[i]=Len[j]。
如果Len[j]>=P-i,由对称性，说明以i为中心的回文串可能会延伸到P之外，而大于P的部分我们还没有进行匹配，所以要从P+1位置开始一个一个进行匹配，直到发生失配，从而更新P和对应的po以及Len[i]。
第二种情况: i>P
如果i比P还要大，说明对于中点为i的回文串还一点都没有匹配，这个时候，就只能老老实实地一个一个匹配了，匹配完成后要更新P的位置和对应的po以及Len[i]。
2.时间复杂度分析
Manacher算法的时间复杂度分析和Z算法类似，因为算法只有遇到还没有匹配的位置时才进行匹配，已经匹配过的位置不再进行匹配，所以对于T字符串中的每一个位置，只进行一次匹配，所以Manacher算法的总体时间复杂度为O(n)，其中n为T字符串的长度，由于T的长度事实上是S的两倍，所以时间复杂度依然是线性的。
下面是算法的实现，注意，为了避免更新P的时候导致越界，我们在字符串T的前增加一个特殊字符，比如说‘$’,所以算法中字符串是从1开始的。、
string longestPalindrome(string s)
{
string manaStr = "$#";
for (int i=0;i<s.size();i++) //首先构造出新的字符串 {
manaStr += s[i];
manaStr += ‘#‘;
}
vector<int> rd(manaStr.size(), 0);//用一个辅助数组来记录最大的回文串长度，注意这里记录的是新串的长度，原串的长度要减去1
int pos = 0, mx = 0;
int start = 0, maxLen = 0;
for (int i = 1; i < manaStr.size(); i++)
{
rd[i] = i < mx ? min(rd[2 * pos - i], mx - i) : 1;
while (i+rd[i]<manaStr.size() && i-rd[i]>0 && manaStr[i + rd[i]] == manaStr[i - rd[i]])//这里要注意数组越界的判断，源代码没有注意，release下没有报错
rd[i]++;
if (i + rd[i] > mx) //如果新计算的最右侧端点大于mx,则更新pos和mx
{
pos = i;
mx = i + rd[i];
}
if (rd[i] - 1 > maxLen) {
start = (i - rd[i]) / 2;
maxLen = rd[i] - 1;
}
}
return s.substr(start, maxLen);
}
原文地址：https://www.cnblogs.com/figsprite/p/10921821.html