Этот алгоритм делает то, что на первый взгляд кажется невозможным: в типичной ситуации он читает лишь 
небольшую часть всех букв слова, в котором ищется заданный образец. Как так может быть? Идея проста. 
Пусть, например, мы ищем образец abcd. Посмотрим на четвертую букву слова: если, к примеру, это буква e, 
то нет никакой необходимости читать первые три буквы. (В самом деле, в образце буквы e нет, поэтому он 
может начаться не раньше пятой буквы.)
Мы приведем самый простой вариант этого алгоритма, который не гарантирует быстрой работы во всех случаях. 
Пусть x[1]...х[n] - образец, который надо искать. Для каждого символа s найдем самое правое его вхождение 
в слово X, то есть наибольшее k, при котором х[k]=s. Эти сведения будем хранить в массиве pos[s]; если 
символ s вовсе не встречается, то нам будет удобно положить pos[s]=0 (мы увидим дальше, почему).

Как заполнить массив pos?
Решение.
положить все pos[s] равными 0
for i:=1 to n do begin
pos[x[i]]:=i;
end;
В процессе поиска мы будем хранить в переменной last номер буквы в слове, против которой стоит последняя 
буква образца. Вначале last=n (длина образца), затем last постепенно увеличивается.
last:=n;
{все предыдущие положения образца уже проверены}
while last<= m do begin {слово не кончилось}
if x[m]<>y[last] then begin {последние буквы разные}
last:=last+(n-pos[y[last]]);
{n - pos[y[last]] - это минимальный сдвиг образца,
при котором напротив y[last] встанет такая же
буква в образце. Если такой буквы нет вообще,
то сдвигаем на всю длину образца}
end else begin
если нынешнее положение подходит, т.е. если
x[i]..х[n]=y[last-n+1]..y[last],
то сообщить о совпадении;
last:=last+1;
end;
end;
Знатоки рекомендуют проверку совпадения проводить справа налево, т.е. начиная с последней буквы образца 
(в которой совпадение заведомо есть). Можно также немного сэкономить, произведя вычитание заранее и храня 
не pos[s], а n-pos[s],
т.е. число букв в образце справа от последнего вхождения буквы Возможны разные модификации этого алгоритма.
Например, можно строку
last:=last+i
заменить на
last:=last+(n-u),
где u - координата второго справа вхождения буквы x[n] в образец.

Как проще всего учесть это в программе
Решение. При построении таблицы pos написать
for i:=1 to n-1 do...
(далее как раньше), а в основной программе вместо
last:=last+1
написать
last:=last+n-pos[y[last]];
Приведенный упрощенный вариант алгоритма Бойера-Мура в некоторых случаях требует существенно больше n 
действий (число действий порядка mn), проигрывая алгоритму Кнута-Морриса-Пратта.
Пример ситуации, в которой образец не входит в слово, но алгоритму требуется порядка mn действий, чтобы 
это установить.
Решение. Пусть образец имеет вид baaa... aa, а само слово состоит только из букв а. Тогда на каждом шаге 
несоответствие выясняется лишь в последний момент.
Настоящий (не упрощенный) алгоритм Бойера-Мура гарантирует, что число действий не превосходит C(m+n) в 
худшем случае. Он использует идеи, близкие к идеям алгоритма Кнута-Морриса-Пратта. Представим себе, что 
мы сравнивали образец со входным словом, идя справа налево. При этом некоторый кусок Z (являющийся концом 
образца) совпал, а затем обнаружилось различие: перед Z в образце стоит не то, что во входном слове. 
Что можно сказать в этот момент о
входном слове? В нем обнаружен фрагмент, равный Z, а перед ним стоит не та буква, что в образце. 
Эта информация может позволить сдвинуть образец на несколько позиций вправо без риска пропустить его 
вхождение. Эти сдвиги следует вычислить заранее для каждого конца Z нашего образца. Как говорят знатоки, 
все это (вычисление таблицы сдвигов и ее использование) можно уложить в C(m+ n) действий.

.

Код прислал Вася Пупкин. :)