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给你两个字符串 word1 和 word2 。

如果一个字符串 x 修改 至多 一个字符会变成 y ，那么我们称它与 y 几乎相等 。

如果一个下标序列 seq 满足以下条件，我们称它是 合法的 ：

下标序列是 升序 的。
将 word1 中这些下标对应的字符 按顺序 连接，得到一个与 word2 几乎相等 的字符串。

请你返回一个长度为 word2.length 的数组，表示一个 字典序最小 的 合法 下标序列。如果不存在这样的序列，请你返回一个 空 数组。

注意 ，答案数组必须是字典序最小的下标数组，而 不是 由这些下标连接形成的字符串。

示例 1：

输入：word1 = “vbcca”, word2 = “abc”

输出：[0,1,2]

解释：

字典序最小的合法下标序列为 [0, 1, 2] ：

将 word1[0] 变为 ‘a’ 。
word1[1] 已经是 ‘b’ 。
word1[2] 已经是 ‘c’ 。
示例 2：

输入：word1 = “bacdc”, word2 = “abc”

输出：[1,2,4]

解释：

字典序最小的合法下标序列为 [1, 2, 4] ：

word1[1] 已经是 ‘a’ 。
将 word1[2] 变为 ‘b’ 。
word1[4] 已经是 ‘c’ 。
示例 3：

输入：word1 = “aaaaaa”, word2 = “aaabc”

输出：[]

解释：

没有合法的下标序列。

示例 4：

输入：word1 = “abc”, word2 = “ab”

输出：[0,1]

提示：

1 <= word2.length < word1.length <= 3 * 10${}^5$
word1 和 word2 只包含小写英文字母。

我们需要找到下标的字典序最小的合法序列，因此在对word1和word2进行匹配时，如果两个字符相等，那么一定要匹配上，这样才能保证下标的字典序最小；否则两个字符不等时，如果把当前word1中的字符修改为word2中的字符后，后面如果两个字符串还能匹配上，则需要把当前字符加入答案数组，如何知道后面两个字符串是否还能匹配上，可以使用后缀数组，我们先反向遍历word1和word2，找出word1的后缀能匹配到的最长word2后缀，然后用数组把每个word1下标对应的能匹配到的最长word2后缀的开始位置记录下来：

class Solution {
public:vector<int> validSequence(string word1, string word2) {int size1 = word1.size();int size2 = word2.size();vector<int> suf(size1 + 1);suf[size1] = size2;int idx1 = size1 - 1;int idx2 = size2 - 1;while (idx1 >= 0 && idx2 >= 0) {if (word1[idx1] == word2[idx2]) {--idx2;}// word1的idx1下标最多能匹配到word2[idx2 + 1, word2.size()]suf[idx1] = idx2 + 1;--idx1;}while (idx1 >= 0) {suf[idx1] = idx2 + 1;--idx1;}vector<int> ans(size2);idx1 = 0;idx2 = 0;bool hasChanged = false;while (idx1 < size1 && idx2 < size2) {// 如果能匹配到// 或没有改变过，且改变后可以匹配成功// 则将idx1加入结果数组if (word1[idx1] == word2[idx2] || !hasChanged && suf[idx1 + 1] <= idx2 + 1) {if (word1[idx1] != word2[idx2]) {hasChanged = true;}ans[idx2] = idx1;++idx1;++idx2;} else {++idx1;}// 找到目标长度的答案if (idx2 == size2) {return ans;}}return {};}
};

如果word1的长度为n，则此算法时间复杂度为O(n)，空间复杂度为O(n)。