#include<bits/stdc++.h>
#include<cmath>
#define mem(a,b) memset(a,b,sizeof a)
#define INF 0x3f3f3f3f
using namespace std;
typedef long long ll;
const int maxn=100100;
char a[maxn*2]; // $ # s[]
int b[maxn*2]; // RL[]
// 时间复杂度 O(n)
int manacher(char s[])
{
int rs=-1;
int len=strlen(s);
int k=0;
a[k++]='$';
a[k++]='#';
for(int i=0;i<len;i++)
a[k++]=s[i],a[k++]='#';
a[k]=0; // '\0'
// 以上预处理，如：abba ---> $#a#b#b#a#'\0' （从0开始）
// 表示当前访问到的所有回文子串，所能触及的最右一个字符的位置+1（即：最右边一个回文字符串的下一个位置）
// mxr 对应的回文串的对称轴所在的位置，记为pos
int mxr=0,pos=0;
for(int i=0;i<k;i++)
{
/*
从左往右地访问字符串来求RL[]（b[]），假设当前访问到的位置为i，即要求RL[i]，i必然是在po右边的
但我们更关注的是，i是在MaxRight（mxr）的左边还是右边。我们分情况来讨论：
1、当i在MaxRight的左边：
以pos为对称轴，记右边边界为mxr，左边边界为mxl，(mxl,mxr)区间（注意：不包括mxl、mxr）的串是回文的；
并且以当前 i 为对称轴的回文串，是与(mxl,mxr)区间的回文串有所重叠的。
找到i关于pos的对称位置j，这个j对应的RL[j]前面是已经算过的。
根据回文串的对称性，以i为对称轴的回文串和以j为对称轴的回文串，有一部分是相同的。
这里又有两种细分的情况：
(1)、以j为对称轴的回文串比较短，短到没有超过边界mxl：
这时我们知道RL[i]至少不会小于RL[j]，并且已经知道了部分的以i为中心的回文串，于是可以令RL[i]=RL[j]。
但是以i为对称轴的回文串可能实际上更长，因此我们试着以i为对称轴，继续往左右两边扩展，直到左右两边字符不同，或者到达边界。
(2)、以j为对称轴的回文串很长，长到超过了边界mxl：
这时，我们只能确定，以i为对称轴，半径小于mxr的部分是回文的，于是从这个长度开始，尝试以i为中心向左右两边扩展，直到左右两边字符不同，或者到达边界。
2、当i在MaxRight的右边或者重合（i==mxr）：
遇到这种情况，说明以i为对称轴的回文串还没有任何一个部分被访问过，于是只能从i的左右两边开始尝试扩展了，当左右两边字符不同，或者到达字符串边界时停止。然后更新MaxRight和pos。
参数说明：
b[2*pos-i]：1-(1)，补充数学公式：(i+j)/2==pos
mxr-i：1-(2)
1：2
*/
b[i]=mxr>i?min(b[2*pos-i],mxr-i):1;
while(a[i+b[i]]==a[i-b[i]]) // 无需处理边界问题，因为我们一开始预处理 $、'\0'
b[i]++;
if(i+b[i]>mxr) // 不论以上哪种情况，之后都要尝试更新 mxr 和 pos，因为有可能得到更大的 mxr。
mxr=i+b[i],pos=i;
rs=max(rs,b[i]-1); // 更新最长回文串的长度
}
return rs;
}
int main()
{
char s[maxn];
while(gets(s))
{
printf("%d\n",manacher(s));
}
return 0;
}
