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lr 1 语法分析,分析语法的软件有哪些

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【lr 1 语法分析,分析语法的软件有哪些】SLR(LR-2的1/method(1)在讨论LR(0) 分析 table的构造算法时，我们曾经指出，如果一个文法G是一个LR(0)文法 ， 我们可以为它构造一个无冲突的LR(0) 分析编译原理注17:Bottom-up语法-2/(4(移入项是指点右侧有终止符的项，规定项是指最右侧有点的项)LR(0)文法通过识别带活前缀的DFA可以直接构造LR 分析 table 。

1、证明下面文法是LR(1G1只生产字符串da、bdc、dc和bda 。读完后缀d后到达的LR(1)项簇是:状态I: {a → d ， a；B→d，c}后缀读活前缀bd后到达的LR(1)项簇为:状态J: {A → D，C；B→d，a}显然 ， 构造的LR(1)项目簇中不存在移-归或归-归冲突 。因此，文法是LR(1)状态 。以上状态I和J为同心集，合并后为{A → D，

/图像-2//图像-3/ 1 。比如证明下面的文法是LL(1)文法但不是SLR(1)文法S > AAAB | BBBAA > (null) B > (null) 1 。第一，文法没有左递归，没有公共左因子 。其次:对于S→AAAB | BBBAFirst(AAAB){ a } First(BBBA){ b } First(AAAB)∩First(BBBA)φ，所以文法是LL(1)文法 。2.证明语法不是SLR 。

2、编译原理笔记17:自下而上 语法 分析(4(移入项目指终止符在点号右侧的项目，规定性项目指点号在最右侧的项目)LR(0)语法可以直接构造LR 分析 table假设C{I0，I1，...，在}(又名 。LR(0)项目规范系列 。扩展文法的产生式要标记为0(这里是下面分析 table中r J的产生式数J的由来) ， 然后每个项集Ik的下标k应该是分析 device的状态(行首)，包含S→s应该是分析 device 。

如果在我们的用于识别活前缀的DFA中存在移动协议冲突和协议协议冲突，我们可以尝试使用这种方法来解决冲突 。(我在这里说【尝试】 ， 当然是因为单反只能解决一部分问题，并不是万能的 。这里，我们以LR(0)解不出来的文法为例 。这个文法不是LR(0)文法，而是SLR(1)文法 。

3、LR 分析法的SLR(1在讨论LR(0) 分析 table的构造算法时 ， 我们曾经指出，如果一个文法G是LR(0)文法，则可以为它构造一个无冲突的LR(0) 分析 table 。但是对于普通的编程语言来说，是无法用LR(0)文法来描述的 。例如，考虑以下“简单子程序”的语法g[b ]:0？b’→B3？D→d1？b→bD；Se4？s→s；S2？D→D；d5？
因为在项目集I8中 ， 既有移动项[S→S→S；S]，并包含还原项[s → s]，反映在分析表中，元素action [8，；] {S10 ， R5}，前者表示当输入符号为“；”应该是移入栈中，而后者需要根据第五个产生式S → S进行归约，所以就有了“移入与归约”冲突的a 分析 action 。再比如 ， 对于通常用来描述简单表达式的文法G[E]，在构造其项集规范族时也会出现类似的情况 。

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