lr演算法

㈠ AFLR演算法是什麼演算法

現有的無錨節點定位演算法有AFL演算法、KPS演算法和ABS演算法。AFL演算法是無錨節點、完全分布式的定位演算法，它先用啟發式原理得到一個無折疊布局，使之結構大致接近於實際布局圖，然後基於質點 彈簧模型優化演算法修正和平衡定位誤差，使對應於位置的能量函數達到最小。KPS演算法是根據事先假定的節點分組配置模型，每個節點觀察鄰節點所在組的成員節點個數，並根據預先假定的分組配置模型實現自身定位。ABS演算法則是利用節點間的通信連接關系，按順序一次計算一個未知節點坐標，不斷經修正和冗餘計算減少定位誤差。但這3種無錨節點定位方法均還存在問題。如：AFL演算法並未明確給出單跳跳距的計算方法；KPS演算法是基於一個分組布置的概率模型前提；而ABS演算法需已知4個錨節點坐標，或要事先設定4個節點的坐標。而且，這3種演算法由於各自固有的特點，都存在嚴重的誤差累加現象，故往往導致定位結果不可用。

㈡ LR分析法的SLR(1)分析表的構造

在前面討論LR(0)分析表的構造演算法時，我們曾經指出，僅當一個文法G是LR(0)文法時，才能對它構造出無沖突動作的LR(0)分析表。然而，對於通常的程序設計語言來說，它們一般都不能用LR(0)文法來描述。例如，考慮如下「簡單分程序」的文法G[B′]：
0? B′→B3? D→d
1? B→bD;Se4? S→s;S
2? D→D;d5? S→s
相應識別其全部活前綴的DFA及LR(0)分析表如圖417及表414所示。由於在項目集I8中，既含有移進項目[S→s·;S]，又含有歸約項目[S→s·]，因而反映到分析表中就出現了具有多重定義的元素ACTION[8,′；′]={s10,r5}，前者指明當輸入符號為「；」時應將它移進棧中，而後者則要求按第5個產生式S→s進行歸約。於是就出現了有「移進歸約」沖突的分析動作。又如，對於通常用來描述簡單表達式的文法G[E]，當構造它的項目集規范族時，也會出現類似的情況。這就表明，這兩個文法都不是LR(0)文法。然而，盡管如此，對大多數程序設計語言來說，這種具有沖突項目的項目集，在整個項目集規范族中所佔的比例畢竟是很小的。因此，如果我們能設法解決出現在一個項目集中的「移進歸約」或「歸約歸約」沖突，那麼，只要對前述構造LR(0)分析表的演算法稍加修改，它仍能適用於我們現在討論的情況。
表414G[B′]的LR(0)分析表
b[]d[]；[]s[]e[]#[]B[]D[]S0[]s2[8]11[7]acc2[3]s4[9]33[4]s54[]r3[]r3[]r3[]r3[]r3[]r35[][]s7[][]s8[10]66[6]s97[]r2[]r2[]r2[]r2[]r2[]r28[]r5[]r5[]r5,s10[]r5[]r5[]r59[]r1[]r1[]r1[]r1[]r1[]r110[5]s8[10]1111[]r4[]r4[]r4[]r4[]r4[]r4
仔細分析上述構造LR(0)分析表的演算法容易看出，使分析表中出現多重定義分析動作的原因在於其中的規則(2)，即對於每一項目集Ii中的歸約項目A→α·，不管當前的輸入符號是什麼，都把ACTION子表相應於Ii那一行 (即第i行)的各個元素指定為rj，其中j是產生式A→α的編號。因此，如果該項目集Ii中同時還含有形如B→α·bβ或C→α·的項目，則在分析表的第i行中，必然會出現多重定義的元素。
由此可見，對於含有沖突的項目集
Ii={B→α·bβ，A→α·，C→α·}
在構造分析表時，如果能根據不同的向前符號a，將Ii中各項目所對應的分析動作加以區分，那麼就有可能使沖突得到解決。為此，對於文法中的非終結符號U，我們定義集合
FOLLOW(U)={a|S′#?*…Ua…, a∈VT∪{#}}
即FOLLOW(U)是由所有含U的句型中，直接跟在U後的終結符號或#組成的集合。現對上述項目集Ii，考察FOLLOW(A)，FOLLOW(C)及{b}，若它們兩兩不相交，則可採用下面的方法，對Ii中各個項目所對應的分析動作加以區分。
對任何輸入符號a：
(1) 當a=b時，置ACTION[i,b]=「移進」；
(2) 當a∈FOLLOW(A)時，置ACTION[i,a]={按產生式A→α歸約}；
(3) 當a∈FOLLOW(C)時，置ACTION[i,a]={按產生式C→α歸約}；
(4) 當a不屬於上述三種情況之一時，置ACTION[i,a]=「ERROR」。
一般地，若一個項目集I含有多個移進項目和歸約項目，例如
I={A1→α·a1β1, A2→α·a2β2，…，Am→α·amβm, B1→α·, B2→α·, …, Bn→α·}
則當集合{a1,a2,…,am}，FOLLOW(B1),FOLLOW(B2)，…,FOLLOW(Bn)兩兩不相交時，可類似地根據不同的向前符號，對狀態為i時的沖突動作進行區分。
上述用來解決分析動作沖突的方法稱為SLR(1)規則。此規則是由F?DeRemer於1971年提出的。
有了SLR(1)規則之後，只須對前述構造LR(0)分析表的演算法中的規則(2)作如下的修改：「(2)′若歸約項目A→α·屬於Ii，設A→α為文法的第j個產生式，則對於任何屬於FOLLOW(A)的輸入符號a，置ACTION[i,a]=rj」，且其餘的規則仍保持不變，就得到了構造SLR(1)分析表的演算法。
對於給定的文法G，若按上述演算法構造的分析表不含多重定義的元素，則稱文法G為SLR(1)文法。例如，對於上面的文法G[B′]，它的項目集
I8={S→s·; S,S→s·}
含有沖突的項目，但由於FOLLOW(S)={e}≠{;}，故沖突可用SLR(1)規則解決，與上述項目相應的分析動作分別是：
ACTION[8,;]=s10ACTION[8,e]=r5
此外，再注意到FOLLOW(B′)=FOLLOW(B)={#}和FOLLOW(D)={;}，則按上述演算法為G[B′]所構造的SLR(1)分析表b[]d[];[]s[]e[]#[]B[]D[]S0[]s2[8]11[7]acc2[3]s4[9]33[4]s54[4]r35[3]s7[][]s8[10]66[6]s97[4]r28[4]s10[][]r59[7]r110[5]s8[10]1111[6]r4

㈢ LR時間常數計算

1000/10000,要100個電阻啊，電感電路為63.2%是什麼意思啊，再就是沒見過這么大的L, 1H就已經超級大了

㈣ LR(0)分析表中的r項是怎麼求的

r項相當於是remove某個文法，如果是r2就是將這個文法移除，文法里標號2里右部只有一個b，則去除b，移進這個文法的左部也就是A到符號串里

㈤ LR遠程攻擊強度怎麼算

70級獵人屬性換算..
1敏 = 1AP
14RAP（遠程AP） = 1DPS
1敏 = 0.552 爆擊等級
22.08爆擊等級 = 1%爆擊
40敏 = 1%爆擊
18.92躲閃等級 = 1%躲閃
1敏 = 2點護甲
55智力 = 1法術爆擊
1力量 = 1MAP（近戰AP）
1耐力 = 10血
1智力 = 15藍
5精神 = 1點法力回復
15.77命中等級 = 1%命中
3.94武器技能等級 = 1點武器技能
15急速等級 = 1%攻擊加速
31.51招架等級 = 1%招架

最後多加幫你補充一下命中屬性的問題:

關於命中,獵人什麼命中裝備都不穿,有95%左右的命中率,具體多少也沒有人可以知道,根據經驗是這么多,所以獵人只要加5%左右的命中就可以了.多加無益,因為BLZ設定命中是不可能達到100%的,只能無限接近100%.

㈥ LR分析法的LR(1)分析表的構造

前面所介紹的SLR(1)分析法是一種較實用的方法。其優點是狀態數目少，造表演算法簡單，大多數程序設計語言基本上都可用SLR(1)文法來描述。然而，也的確存在這樣的文法，其項目集的「移進歸約」沖突不可能通過SLR(1)規則得到解決。試看下面的例子。
例4?8考察文法G[S′]=({S′,S,A,B,C,D}, {a,b},,P,S′)其中，P由如下的產生式組成：
0? S′→S4?B→C
1?S→CbBA5?B→Db
2?A→Aab6?C→a
3?A→ab7?D→a
識別此文法的全部活前綴的DFA見圖418。其中項目集I10={S→CbBA·,A→A·ab}存在「移進歸約」沖突，但因FOLLOW(S)={#}，故上述沖突可通過SLR(1)規則得到解決。然而，在項目集I8={C→a·,D→a·}中，由於FOLLOW(C)={a,b}，FOLLOW(D)={b}，即FOLLOW(C)∩FOLLOW(D)≠?，故用SLR(1)規則解決上述「歸約歸約」沖突無效。而且還可驗證，對於任何K>0，上述文法也是非SLR(k)的，故不能通過任何SLR(k)規則使項目集I8中的「歸約歸約」沖突得到解決 [2]。因此，我們需要更強的LR分析法，即LR(1)分析方法來解決這一問題。
對SLR(1)規則稍作分析即可發現，它對某些文法失效的原因，在於當所給的文法出現沖突的分析動作時，SLR(1)規則僅孤立地考察輸入符號是否屬於與歸約項目A→α·相關聯的集合FOLLOW(A)，以確定是否應按產生式A→α進行歸約，而沒有考察符號串α所在規范句型的「環境」，即沒有考察α在規范句型中的「上下文」，這就具有一定的片面性。因為一旦α出現在分析棧的頂部 (設分析棧當前所存放的符號串為#δα)，且當前的輸入符號a也屬於FOLLOW(A)，就貿然將α歸約為A，此時分析棧中的符號串將變成#δA，但若文法中並不存在以δAa為前綴的規范句型，那麼，這種歸約無效。例如，對於上述文法中的規范句型Cbabab，當分析達到格局
I0I2I4I8[]#Cbabab(4?50)
時，如果僅根據當前輸入符號b∈FOLLOW(C)，就將棧頂符號a按產生式C→a歸約為C，則有如下的格局：
I0I2I4I6[]#CbCbab
但在該文法中，根本不存在以CbCb為前綴的規范句型，因此在執行下一動作將b移進之前，分析器將報告「出錯」。由此可見，在分析過程中，當試圖用某一產生式A→α歸約棧頂符號串α時，不僅應查看棧中符號串δα，還應向前掃視一輸入符號a (我們將a稱為向前搜索符號)，只有當δAa的確構成文法某一規范句型的前綴時，才能用此產生式進行歸約。為了指明上述事實，應當在原來的每一LR(0)項目[A→α·β]中放置一個向前搜索符號a，使之成為[A→α·β,a]的形式，我們將此種項目稱為一個LR(1)項目。同時，為了使分析的每一步都能在棧中得到一個規范句型的活前綴，還應要求每一個LR(1)項目對相應的活前綴都是有效的 (其定義在下面給出)。此外，為了克服分析動作的沖突，在必要時，我們還可將某些項目集進行分解，以便使每一個狀態都能確切地指明： 當α已出現在棧頂，且面臨哪些輸入符號時，才能按產生式A→α將α歸約為A。
所謂一個LR(1)項目[A→α·β，a]對活前綴γ=δα有效，是指存在規范推導
S?*δAy?δαβyy∈V*T
且滿足下列條件：
(1) 當y≠ε時，a是y的首符號；
(2) 當y=ε時，a=#。
例如，對於例4?8所給文法，因有
S?CbBA?CbBab?CbDbab
其中，δ=Cb,α=D,β=b,y=ab,A=B，故LR(1)項目[B→D·b,a]對活前綴γ=CbD有效。又因
S?*CbDbab?Cbabab
其中，δ=Cb,A=D,α=a,β=ε,y=bab,故LR(1)項目[D→a·,b]對活前綴γ=Cba有效。由此也可看出，當分析器所處的格局為式(4?50)時，應當將棧頂符號a歸為D，而不應將它歸約為C。
與LR(0)文法的情況相類似，識別文法全部活前綴的DFA的每一個狀態也是用一個LR(1)項目集來表示，而每一個項目集又是由若干個對相應活前綴有效的LR(1)項目組成。為了構造LR(1)項目集族，我們同樣需要用到兩個函數，即CLOSURE(I)及GO(I，X)。
對每一LR(1)項目集I，相應的CLOSURE(I)的定義如下：
(1) I中的任何LR(1)項目都屬於CLOSURE(I)。
(2) 設項目[A→α·Bβ，a]∈CLOSURE(I)，並假設它對活前綴γ=δα有效，則對文法中所有形如B→η的產生式和每一個b∈FIRST(βa)，形如[B→·η,b]的全部項目也都對γ有效，故若[B→·η,b]原不在CLOSURE(I)中，則應將其放入。事實上，因為[A→α·Bβ，a]對γ=δα有效，則由定義我們有：
s?*δAy?δαBβyy∈V*T
且a∈FIRST(y)∪{#}，故可將上面的推導寫成
S?*δAy?δαBβaωω∈V*T∪{#}
現設文法已經過化簡，故不論β是否為ε，從βaω總能推出終結符號串，於是可假定
βaω?*bω′
又因a≠ε，有FIRST(βaω)=FIRST(βa)，從而就得到推導
S?*δαBbω′
由此可見，一切形如[B→·η,b]的項目也對活前綴γ=δα有效。
(3) 重復步驟(2)直到沒有新的項目加入為止。
至於函數GO(I，X)，其中I為一LR(1)項目集，X為某一文法符號，與LR(0)文法類似，我們也將它定義為：
GO(I,X)=CLOSURE(J)
其中J是由這樣的一些LR(1)項目組成： 對I中所有圓點在X左邊形如[A→α·Xβ,a]的項目，其後繼項目[A→αX·β,a]∈J。注意，每一LR(1)項目與其後繼項目有相同的向前搜索符號。
有了上述CLOSURE(I)和GO(I，X)的定義之後，採用與LR(0)類似的方法，可構造出所給文法G的LR(1)項目集族C及狀態轉換圖。例如，對於上述文法，其LR(1)項目集及狀態轉換圖如圖419所示。
對於給定的文法G，當相應的LR(1)項目集族C及GO函數構造出來之後，便可按如下的演算法構造它的LR(1)分析表：
(1) 對於每個項目集Ii中形如[A→α·Xβ,b]的項目，若GO(Ii,X)=Ij，且當X為一終結符號a時，置ACTION[i,a]=sj。但若X為一非終結符號時，則置GOTO[i,X]=j。
(2) 若歸約項目[A→α·,a]∈Ii，A→α為文法的第j個產生式，則置ACTION[i,a]=rj。
(3) 若項目[S′→S·,#]∈Ii，則置ACTION[i,#]=acc。
(4) 在分析表中，凡不能照上述規則填入信息的元素，均置為「出錯」。
對於一個文法G來說，若按上述演算法所構造的分析表不含有多重定義的元素，則稱此分析表為G的LR(1)分析表。凡具有LR(1)分析表的文法稱為LR(1)文法。例如，上述文法的LR(1)分析表見表416，所以它是一個LR(1)文法。

㈦ 編譯原理中，LR(0)文法的項目集規范族的I0,I1,I2,I3…………是怎麼求的～

先舉個例子：

}

將其命名為I1。

其他可類似推出。

㈧ 魔獸世界國服獵人計算公式

1敏捷=2攻強，53敏=1暴擊，點了精確瞄準的話，1智力=1攻強，同時智力加藍，具體多少不知道，力量對獵人沒啥加成，因為力量是加近戰攻強的，除非你想玩近戰LR，耐力就=血，大概在1耐=10血左右吧，精神也沒啥用，回藍的。

㈨ LR分析法的LR(0)分析表的構造

顧名思義，LR(0)分析就是LR(K)分析當K=0的情況，亦即在分析的每一步，只要根據當前的棧頂狀態 (或者說根據當前分析棧中已移進或歸約出的全部文法符號)就能確定應採取何種分析動作，而無須向前查看輸入符號。
為了給出構造LR分析表的演算法，我們首先需要引入一些非常重要的概念和術語。 由例4?6對輸入串「a,b,a」的分析過程容易看出，如果所分析的輸入串沒有語法錯誤，則在分析的每一步，若將分析棧中已移進和歸約出的全部文法符號與余留的輸入符號串拼接起來，就形成了所給文法的一個規范句型。換言之，也就是在分析的每一步，如輸入串已被掃視的部分無語法錯誤，則當前分析棧中的全部文法符號應當是某一規范句型的前綴。而且還不難看出，此種規范句型的前綴決不會含有句柄右邊的任何符號，這是因為一旦句型的句柄在棧的頂部形成，將會立即被歸約之故。以後，我們將把規范句型具有上述性質 (即不含句柄之右的任何符號)的前綴稱為它的活前綴。例如，對於文法G[L]的規范句型「E,b,a」 (見表412分析過程第5步)，其句柄為「b」，棧中的符號串為「E，b」，此句型的活前綴為ε，「E」，「E，」，「E,b」等。
由此可見，一個LR分析器的工作過程，實質上也就是一個逐步產生 (或識別)所給文法的規范句型之活前綴的過程。同時，在分析的每一步，分析棧中的全部文法符號 (如果輸入串無語法錯誤)應是當前規范句型的活前綴，並且與此時的棧頂狀態相關聯。因此，我們自然會想到，如果能構造一個識別所給文法的所有活前綴的有限自動機，那麼就能很方便地構造出相應的LR分析表來。稍後我們將討論這一問題。 上面我們已經說過，在一個規范句型的活前綴中決不含有句柄右邊的任何符號。因此，活前綴與句柄的關系不外下述三種情況：
(1) 其中已含有句柄的全部符號 (句柄的最右符號即為活前綴的最右符號)；
(2) 其中只含句柄的一部分符號 (句柄開頭的若干符號與活前綴最右的若干個符號一致)；
(3) 其中全然不含有句柄的任何符號。
第一種情況表明，此時某一產生式A→β的右部符號串β已出現在棧頂，因此相應的分析動作應是用此產生式進行歸約。第二種情況意味著形如A→β1β2的產生式的右部子串β1已出現於棧頂，正期待著從余留輸入串中看到能由β2推出的符號串。而第三種情況則意味著期望從余留輸入串中能看到由某一產生式A→α的右部，即α所推出的符號串。為了刻畫在分析過程中，文法的一個產生式右部符號串已有多大一部分被識別，我們可在該產生式的右部的某處加上一個圓點「·」來指示位置。例如，對於上述三種情況，標有圓點的產生式分別為A→β·，A→β1·β2以及A→·α。我們把右部某位置上標有圓點的產生式稱為相應文法的一個LR(0)項目。特別，對形如A→ε的產生式，相應的LR(0)項目為A→·。顯然，不同的LR(0)項目反映了分析過程中棧頂的不同情況。下面我們就會看到，文法的全部LR(0)項目，將是構造識別其全部活前綴的有限自動機的基礎。 在作出文法的全部LR(0)項目之後，現在用它們來構造識別全部活前綴的DFA。這種DFA的每一個狀態由若干個LK(0)項目所組成的集合 (稱為項目集)來表示。下面以例4?7所給出的文法為例來說明構造此種DFA的方法。
首先，我們用I0表示這個DFA的初態，它預示著分析過程的開始，並且期待著將給定的輸入符號串逐步歸約為文法的開始符號S′。或者反過來說，我們所期待的是，從使用產生式S′→S開始，能夠逐步推導出所給的輸入符號串。因此，我們應將項目S′→·S列入狀態I0中。換言之，也就是我們期待著將要掃視的輸入串正好就是能由S推出的任何終結符號串。然而，由於不能從輸入串中直接讀出非終結符號S，因此我們也應當把項目S→·A以及S→·B列入到I0中。由於A和B同樣是非終結符號，所以又應當將A→·aAb，A→·c和B→·aBb，B→·d列入I0中。由於最後列入I0的項目中，圓點之後都是終結符號，故I0已經「封閉」，構造項目集I0宣告結束。這樣，表示初態的項目集I0由如下的項目組成：
I0: S′→·SS→·AA→·aAb
S→·BB→·aBbB→·d
A→·c
我們將項目S′→·S稱為項目集I0的基本項目。上述從項目S′→·S出發構造項目集I0的過程，可用一個對其基本項目集{S′→·S}的閉包運算，即CLOSURE({S′→·S})來表示。一般地，設I為一項目集，則構造I的閉包CLOSURE(I)的演算法如下：
(1) I中每一項目都屬於CLOSURE(I)；
(2) 若形如A→α·Xβ的項目屬於CLOSURE(I)，且X為非終結符號，則文法中任何X產生式的一切圓點在最左邊的項目X→·γ也都屬於CLOSURE(I)；
(3) 重復上述過程，直至不再有新的項目加入CLOSURE(I)為止。
有了初態I0之後，我們來說明如何確定從I0可能轉移到的下一個狀態。設X為一個文法符號 (終結符號或非終結符號)，若I0中有圓點位於X左邊的項目A→α·Xβ (其中α可以為ε)，則當分析器從輸入串識別出 (即移進或歸約出)文法符號X後，分析器將進入它的下一個狀態。設此狀態為Ii，顯然Ii中必含有全部形如A→αX·β的項目，我們將這樣的項目稱為A→α·Xβ的後繼項目。對於每一文法符號X，如果存在這樣的後繼項目，則可能不止一個，設其組成的集合為J,J中的每個項目也就是項目集Ii的基本項目。因此，按照與上面構造項目集I0相類似的討論，我們就有
Ii=CLOSURE(J)
為了指明Ii是「I0關於文法符號X的後繼狀態」這一事實，我們可定義一個狀態轉移函數
GO(I,X)=CLOSURE(J)
其中，I為當前狀態，X為文法符號，J為I中所有形如A→α·Xβ的項目的後繼項目所組成的集合，而CLOSURE(J)就是項目集I (即狀態I)關於X的後繼項目集 (即後繼狀態)。例如，對於上例，我們有：
I1=GO(I0,S)=CLOSURE({S′→S·})={S′→S·}
I2=GO(I0,A)=CLOSURE({S→A·})={S→A·}
I3=GO(I0,B)=CLOSURE({S→B·})={S→B·}
I4=GO(I0,a)=CLOSURE({A→a·Ab,B→a·Bb})=
{A→a·Ab, B→a·Bb, A→·aAb, B→·aBb, A→·c, B→·d}
I5=GO(I0,c)=CLOSURE({A→c·})={A→c·}
I6=GO(I0,d)=CLOSURE({B→d·})={B→d·}
請注意，由於I0中無圓點在b之前的項目，故GO(I0,b)無定義。這樣，我們求出了I0的全部後繼項目集I1,I2,I3,I4,I5,I6。容易看出，由於I1,I2,I3,I5,I6諸項目集中的項目均無後繼項目，因此它們都沒有後繼狀態。對於項目集I4，我們再仿此求出它的後繼狀態，這些後繼狀態是：
I7=GO(I4,A)=CLOSURE({A→aA·b})={A→aA·b}
I9=GO(I4,B)=CLOSURE({B→aB·b})={B→aB·b}
此外，由於
GO(I4,a)=I4GO(I4,c)=I5GO(I4,d)=I6
故它們均不產生新的項目集。最後，再求出I7,I9的後繼項目集。它們分別是
I8=GO(I7,b)=CLOSURE({A→aAb·})={A→aAb·}
I10=GO(I9,b)=CLOSURE({B→aBb·})={B→aBb·}
由於I8和I10已無後繼項目集，所以至此我們已求出所給文法G[S]的全部項目集I0~I10，通常，我們將這些項目集的全體稱為文法G[S]的LR(0)項目集規范族，並記為
C={I0,I1,I2,I3,…,I10}
於是，我們所要構造的識別文法G[S]全部活前綴的DFA為
M=(C,V,GO,I0,C)
其中： M的狀態集也就是文法的LR(0)項目集規范族C={I0,I1,…,I10}；
M的字母表也就是文法的字匯表V={S′，S，A，B，a,b,c,d}；
M的映像也就是如上定義的狀態轉換函數GO；
M的終態集也是C，這表明M的每一狀態都是它的終態。
對於上述文法G[S]，如上構造的識別其全部活前綴的DFA的狀態轉換圖如圖416所示。
由於狀態轉換圖416中的每一個狀態都是終態，因此在上述DFA工作的過程中，從初態I0出發，沿著有向邊所指示的方向前進，可以使DFA在所經歷的任何狀態上中止它的工作。當DFA到達某一狀態時，我們把從初態I0出發，到達該狀態所經過的全部有向邊上的標記符號依次連接起來，就得到了DFA在到達該狀態時，所識別出的某規范句型的一個活前綴。例如：當上述DFA處於初態I0時，它所識別的活前綴為ε；當M處於狀態I3時，它所識別的活前綴為B；當M處於I4時，它所識別的活前綴為aa*；而達到I9時，它所識別的活前綴為aa*B等等。需要注意的是，對那些只含有歸約項目的項目集，即M的I1,I2,I3,I5,I6,I8和I10，當M到達這些狀態時，表明活前綴中已含有相應句柄的全部符號 (即句柄已在棧頂形成)，因此，我們將這些狀態稱為句柄識別狀態。特別是當M處於狀態I1時，M所識別的活前綴為S，這意味著已將所給的輸入串歸約為S，如果再按產生式S′→S歸約一步，就得到了拓廣文法G′的開始符號S′。因此，我們將狀態I1稱為「接受狀態」，它預示著對輸入串的分析已成功地完成。
對於一個給定文法G的拓廣文法G′，當識別它的全部活前綴的DFA作出之後，我們就可據此構造相應的LR(0)分析表了。然而，應當首先注意的是，用前述方法所構造的每一個LR(0)項目集，實質上表徵了在分析過程中可能出現的一種分析狀態；再根據前面對LR(0)項目的分類，項目集中的每一個項目又與某一種分析動作相關聯，因此，我們自然會提出這樣的要求，即每一項目集中的諸項目應當是相容的。所謂相容，是指在一個項目集中，不出現這樣的情況：
(1) 移進項目和歸約項目並存；
(2) 多個歸約項目並存。
如果一個文法G滿足上述條件，也就是它的每個LR(0)項目集中都不含沖突項目，則稱G為LR(0)文法。顯然，只有當一個文法是LR(0)文法時，才能構造出不含沖突動作的LR(0)分析表來。
從前面的討論和分析，我們將不難得出構造LR(0)分析表的演算法。為方便起見，我們用整數0，1，2，…表示狀態I0,I1,…，而且如表411那樣，也將GOTO子表中有關終結符號的各列並入ACTION子表相應的各列中去，此外，演算法中形如sj和rj等記號的含義同前，此演算法如下：
(1) 對於每個項目集Ii中形如A→α·Xβ的項目，若GO(Ii,X)=Ij，且X為一終結符號a時，置ACTION[i,a]=sj。但若X為非終結符號時，則僅置GOTO[i,X]=j。
(2) 若歸約項目A→α·屬於Ii，設A→α為文法的第j個產生式，則對文法的任何終結符號或句子的右界符# (將它們統一地記為a)，置ACTION[i,a]=rj。
(3) 若接受項目S′→S·屬於Ii，則置ACTION[i,#]=acc。
(4) 在分析表中，凡不能按上述規則填入信息的元素，均置為「出錯」。

㈩ 資料庫理論中的候選鍵演算法中 的4個分類。L R LR N 怎麼區分啊 求解

x = [1,6,9,13,2,8,7,4,11,5,3,10,12];

numGroups = 4; % 組的數目
xMax = max(x);
xMin = min(x);
boundries = xMin + (0:numGroups) * (xMax - xMin) / (numGroups - 1); % 組的邊界

xGroup = zeros(size(x)); % 初始化
for group = 1:numGroups
loc = (x >= boundries(group)) & (x <= boundries(group + 1)); %在這個組的書的坐標
xGroup(loc) = group;
end

結果存在xGroup里

補充：
如果要按照你的那樣輸出，可以改成這樣：
x = [1,6,9,13,2,8,7,4,11,5,3,10,12];
GroupName = ['A','B','C','D'];

numGroups = length(GroupName); % 組的數目
xMax = max(x);
xMin = min(x);
boundries = xMin + (0:numGroups) * (xMax - xMin) / (numGroups - 1); % 組的邊界

xGroup = zeros(size(x)); % 初始化
for group = 1:numGroups
loc = (x >= boundries(group)) & (x <= boundries(group + 1)); %在這個組的書的坐標
xGroup(loc) = group;
end

xGroupName = GroupName(xGroup);
for ii = 1:length(x)
fprintf('%d : %s\n', x(ii), xGroupName(ii));
end