KMP算法是字符串匹配处理中一种非常高效的算法，它的时间复杂度可以达到O(N+M)，远优于普通匹配的O(NxM)。它最早是由Knuth，Morris，Pratt共同提出。
算法原理
普通的字符串匹配，假设从母串的A位置开始匹配，在某个位置B当母串和子串失配的时候匹配的起点会回溯到A+1处重新开始。而从A到B的中有一些位置的字符的信息已经获知，此时是可以提前知道从A之后的哪个位置重新开始匹配是有可能成功（或者哪些位置开始匹配必然失败）. 
比如，以上的字符串匹配，母串从index 0开始，当匹配到index = 5的时候失配，此时一般的字符串匹配是将母串回溯到index = 1重新开始，此时可以发现匹配的第一个即失效。其实，如果需要从index=1开始进行重新匹配，则需要子串中[0, 4]的部分和母串中[1,5]的部分相同，由于之前母串的[0，4]和子串的[0,4]匹配，这说明需要 子串中[0,4]的部分和[1,5]的部分相同，这只需要子串的信息即可获知。
那么，如果利用可以获知的子串的信息，就不需要母串回溯到index=1。如图中所示，如果知道失配之前的子串[0,4]部分中前缀DE和后缀DE相同（最长相同的前后缀），则只需要将母串指针回溯到 index=3(3 = 5 - 2）即可重新开始匹配，且能够保证从此处之前开始匹配肯定不能匹配成功。
因为如果在index=i（i< 3)开始匹配能够成功，则说明子串中[0, 4 - i] = 母串中[i, 4] = 子串中[i, 4]，而i < 3则可知区间[0, 4-i]的长度大于2，即大于已知的最长相同前后缀长度2，矛盾！
KMP思想
KMP的思想就是利用可以提前获知的子串中的前后缀信息，来减少回溯距离，得到下一次重新开始匹配的位置。这需要对子串中每个位置i都确定子串中[0, i]相同最长前缀和后缀的长度。在KMP中是使用一个next数组来保存。
KMP匹配流程
（1）获得子串每个位置i确定的子子串[0,i]中的最长相同前后缀长度，用next数组保存
（2）母串当前匹配点为pos（pos开始为0），pos对应子串的位置索引为 p，当匹配到子串位置p时候失配，则查找子串next数组的，更新下次的母串匹配点为 pos = pos + p - next[p-1] ，同时p变为 p = next[p-1]
（3）回溯之后，重新开始匹配，直到匹配成功或者到母串结束仍未成功，则返回失败
next数组
next数组保存每个位置确定的子串的最长前后缀的长度。其生成的时候按照index从0开始增加，当到达index = i的时候，可以根据index = 0, 1, 2.. i - 1的next相关信息得到。 
如上图所示，当前index = i，可以知道sub_str中，[0, next[i-1]-1]部分和[i - next[i-1], i - 1]部分是相同的，即图中的黄色字体区域。此时若：
（1） sub_str[next[i-1]] == sub_str[i]
显然,next[i] = next[i-1] + 1
（2）sub_str[next[i-1]] != sub_str[i]
可以确定next[i]的值必定不大于next[i-1]，记p = next[i] - 1，假设next[i] > next[i-1]，p >= next[i-1]，则字符串中[0, p]和[i-p, i]区域相同(即图中绿色方块区域），且[0, p]包含[0,next[i-1]-1]，[i-p,i]包含[i-next[i-1], i-1]，则[0, p-1]和[i-p, i-1]相同（即图中的[0, p-1]和[P'-i-1]的黄色字体区域），此时p> next[i-1]，这与next[i-1]为[0,i]区域内最长相同前后缀长度矛盾！！
因此，next[i]位于[0, next[i-1]-1]中，即j = next[i-1]-1,还可以证明 next[i]不大于next[j]. 
假设next[i]大于next[j]，记p = next[i]-1. 此时图中的括号标记起来的D区域和E区域相同。由于[0, next[i-1]-1]和[i-next[i-1], i-1]相同（即图中的F和G区域），则图中的A区域和B区域就相同（因为A和B分别相对于F和G只是减少了最后一个字符），而B和C是相同的，则A区域和C区域就是相同的。此时，在区域[0, j]中A和C相同，导致p称为最长相同前后缀长度，且p > next[j]。这与最大相同前后缀长度next[j]矛盾！！！
因此，next[i]的位置只能在[0, next[j]]之间，此时判断sub_str[next[j]]是否等于sub_str[i]，若相同，则next[i] = next[j] + 1，否则继续将j移动到next[j-1]...
算法实现
(1) next数组的生成
void GenerateNext(const char* sub_str, int* next, int len){
next[0] = 0; //next[i]表示sub_str[0, i]中最长相同前后缀的长度
for (int i = 1; i < len; i++){
int j = next[i - 1];
while (sub_str[j] != sub_str[i]){ //不断回溯，每次利用next数组来确定下一个需要判断的位置
if (j == 0){
j = -1;
break;
}
j = next[j - 1];
}
if (j < 0)
next[i] = 0;
else
next[i] = j + 1;
}
}
(2) kmp匹配
//返回母串中有多少个子串
int Kmp(char* mas_str, const char* sub_str, int* next, int len){
int count = 0;
char* pos = mas_str; //母串中当前检查的位置
int i = 0; //子串中当前检查的位置
char* end = mas_str + strlen(mas_str);
while (pos + len - i <= end){
while (i < len && *(pos + i) == sub_str[i]){
i++;
}
if (i == len){
count++;
}
if (i == 0){ //i == 0时，没有next[i-1]，单独处理
pos++;
}
else{
pos += (i - next[i - 1]); //利用next数组进行更新
i = next[i - 1];
}
}
return count;
}
（3） 更好的实现
//next[i] 为 pattern[0,1,2...i] 中最长的相同前后缀 pattern[0, 1, ...j] 和 pattern [k, k+1...i]
//的尾 index，即如果最长前缀长度为m，则 next[i] = m-1;
void GetNext(const char* pattern, int* next){
int j = -1;
next[0] = j;
int n = strlen(pattern);
for (int i = 1; i < n; i++){
while (j > -1 && pattern[i] != pattern[j + 1])
j = next[j];
if (pattern[i] == pattern[j + 1])
j++;
next[i] = j;
}
}
int kmp(const char* str, const char* pattern){
int j = -1;
int m = strlen(pattern);
int n = strlen(str);
if (n == 0 || m == 0)
return 0;
int* next = new int[m + 1];
GetNext(pattern, next);
for (int i = 0; i < n; i++){
while (j > -1 && pattern[j + 1] != str[i])
j = next[j];
if (str[i] == pattern[j + 1])
j++;
if (j == m - 1){
delete[] next;
return i - j;
}
}
delete[] next;
return -1;
}