编译原理slr1分析过程
❶ 关于LL（1）文法
(1)first(E)={(,i},first(D)={+,-,ε},first(T)={(,i},first(S)={*,/,ε}
first(F)={(,i}
follow(E)={#,)},follow(D)={#,)},follow(T)={+,-,#,)} follow(S)={+,-,#,)} follow(F)={*,/,+,-,#,)}
(2)select(E->TD)=FIRST(TD)={(,i}
SELECT(E->+TD)={+}
SELECT(E->-TD)={-}
SELECT(E->ε)={#,)}
SELECT(T->FS)={(,i}
SELECT(S->*FS)={*}
SELECT(S->/FS)={/}
SELECT(S->ε)={+,-,#,)}
SELECT(F->(E))={(}
SELECT(F->i)={i}
预测分析表：
+ - * / （ ） i #
E ->+TD ->-TD ->TD ->ε ->TD ->ε
D
T ->FS ->FS
S ->ε ->ε ->*FS ->/FS ->(E) ->ε ->ε
F ->i
(3)i/i-i的分析过程：
步骤 输入串 剩余串 移进或规约
1 # i/i-i#
2 #i /i-i# E->TD
3 #DT ......
...
剩余的只要按照书上的步骤填就行了。
❷ 编译器笔记13-语法分析-LR分析法概述
可以用LR分析法分析的文法可以称为LR分析法。LR文法（ Knuth ，1963）是最大的、可以构造出相应移入- 归约语法分析器的文法类。
LR(k)分析，需要向前查看k个输入符号的LR分析，k=0 和 k=1 这两种情况具有实践意义，当省略(k)时，表示k=1。而在LR(k)这样的名称中，k代表的是分析时所需前瞻符号（lookahead symbol）的数量，也就是除了当前处理到的输入符号之外，还得再向右引用几个符号之意；省略 （k）时即视为LR(1)，而非LR(0)。
作为对比这里列出LL(1)文法的含义：
问：自底向上分析的关键问题是什么？
答：如何正确地识别句柄，句柄是逐步形成的，用“状态”表示句柄识别的进展程度。例如在 自底向上分析概述 中所提及到句柄识别错误的例子，通过状态跟下一个输入符号就可以判断出应该做出哪一个动作，而状态相当于一种记忆功能记录当前句柄识别到什么程度。
与移入分析器不同的是LR分析器多了一个与符号栈平行的状态栈。
之后的分析过程与上图类似，直至到如下状态，分析成功。可见分析时进行什么动作是由栈状态栈栈顶的状态和下一个输入符号决定。
输入：串w和LR语法分析表，该表描述了文法G的ACTION函数和GOTO函数。
输出：如果w在L(G)中，则输出w的自底向上语法分析过程中的归约步骤；否则给出一个错误指示。
方法：初始时，语法分析器栈中的内容为初始状态s0 ，输入缓冲区中的内容为w$。然后，语法分析器执行下面的程序：
先了解LR(0)项目和增广文法这两个概念
右部某位置标有圆点的产生式称为相应文法的一个LR(0)项目（简称为项目）：A → α1·α2
文法开始符号S表示的是语言中的最大成分。如下图当b出现时可以将它移入到分析栈中。b移进栈后我们期待归约出B。当归约出B时我们还期待再归约一个B。
如果G是一个以S为开始符号的文法，则G的增广文法G'就是在G中加上新开始符号S'和产生式S'→S而得到的文法
引入这个新的开始产生式的目的是使得文法开始符号仅出现在一个产生式的左边，从而使得分析器只有一个接受状态。
项目可以分为以下几类：
上图中S'对应的第一个项目称为初始项目，而S'对应的最后一个项目称之为接收项目在此状态下文法的开始符号已经被归约出来，因此可以接收了故称为接收项目。红色方框中的项目则被称为归约项目。
项目集闭包(Closure of Item Sets)
可以把等价的项目组成一个项目集(I)，称为项目集闭包，每个项目集闭包对应着自动机的一个状态。
先了解CLOSURE和GOTO这两个函数
项目集I的闭包的数学定义：
返回项目集I对应于文法符号X的后继项目集闭包
规范LR(0)项集族(Canonical LR(0) Collection)
说明： 该自动机的初始状态就是文法的初始项目的项目集闭包，其终止状态集合只有一个状态就是文法的接收项目的项目集闭包。
如果LR(0)分析表中没有语法分析动作冲突，那么给定的文法就称为LR(0)。不是所有CFG都能用LR(0)方法进行分析，也就是说，CFG不总是LR(0)文法。
为了解决移进/归约冲突和归约/归约冲突需要使用到 SLR分析法 和 LR(1)分析法 。
问: 为什么没有移进/移进冲突？
答: 首先只有在移进状态和待约状态下的项目才会有使用到移进操作。在0状态时所有项目都是移进状态根据LL文法显然不会产生移进/移进操作，因为每个产生式左部的SELECT集是没有交集的。而在其他具有待约状态项目的状态中，所有集合都是等价的。假若在某状态下输入终结符y时发生移进/移进冲突，即存在两个这样的项目A0→α0·yβ0，A1→α1·yβ1，但显然这两个项目是不等价的显然与同一状态下所有项目等价相矛盾，因此这种移进/移进冲突是不存在的。假若在某状态下输入非终结符X时发生移进/移进冲突，即存在两个这样的项目A0→α0·Xβ0，A1→α1·Xβ1，而A0与A1在同一状态下是等价的则两项目要么是A0→α0·Xβ0与X→.Xβ1(原项目A1变为X，α1变为ε)要么是A1→α1·Xβ1与X→.Xβ0(原项目A0变为X，α0变为ε)。显然X→Xβ0|Xβ1（左递归）是不符合LL文法的因此这种情况也是不可能出现。
综上移进/移进冲突在LR分析下是不存在的。
❸ 编译原理 有文法G（S）这道题怎么做
首先扩展文法为：
1)S1->S
2)S->aS
3)S->bS
4)S->a
则：
I0=Closure({S1->.S})={S1->.S,S->.aS,S->.bS,S->.a}
go(I0,S)=Closure({S1->S.})={S1->S.}=I1
go(I0,a)=Closure({S->a.S,S->a.})={S->a.S,S->.aS,S->.bS,S->.a,S->a.}=I2
go(I0,b)=Closure({S->b.S})={S->b.S,S->.aS,S->.bS,S->.a}=I3
go(I2,S)=closure({S->aS.})={S->aS.}=I4
go(I2,a)=Closure({S->a.S,S->a.})=I2
go(I2,b)=Closure({S->b.S})=I3
go(I3,S)=Closure({S->bS.})={S->bS.}=I5
go(I3,a)=Closure({S->a.S,S->a.})=I2
go(I3,b)=Closure({S->b.S})=I3
由图所示，状态I2,既有归约项目(S->a.)又有移近项目(S->.aS,S->.bS,S->.a)，产生冲突。当用SRL分析法时，需向前看一步，即求出：
Follow(S)=Follow(S1)={#}
则，Follow(S)∩{a,b}=∮
故而Action(I2,a)=s2
Action(I2,b)=s3
Action(I2,#)=r4
则构造出srl分析表如下所示：
ActionGoto
ab# S
I0 s2s3 1
I1 acc
I2s2s3 r4 4
I3s2s3 5
I4 r2r2r2
I5 r3r3 r3
❹ 编译原理怎么判断是否为slr文法
LL(1)就是向前只搜索1个符号,即与FIRST()匹配,如果FIRST为空则还要考虑FELLOW.
LR需要构造一张LR分析表,此表用于当面临输入字符时,将它移进,规约（即自下而上分析思想）,接受还是出错.
LR(0)找出句柄前缀,构造分析表,然后根据输入符号进行规约.
SLR(1)使用LR(0)时若有冲突,不知道规约,移进,活移进哪一个,所以需要向前搜索,则只把有问题的地方向前搜索一次.
LR(1)1.在每个项目中增加搜索符.2.举个列子如有A->α.Bβ,则还需将B的规则也加入.
LALR(1)就是假如两个产生式集相同则将它们合并为一个,几合并同心集.
❺ 编译原理
4、文法G为：
A->aABe/Ba
B->dB/ε
构造LL(1)分析表并判断adae是否是该文法的句子。
5、文法G为：
A->i:=E；
E->E+E
E->E*E
E->i
构造SLR分析表，并判断i:=i*i是否是该文法的句子。
6、文法G为：
S->E
E->aB/bB
A->cA/d
B->Cb/d
构造该文法的LR(0)和SLR（1）分析表，并模拟分析句子bcd时分析栈和输入串的变化。
7、文法G为：
E->E+T/T
T->T*F/F
F->P^F/P
P->(E)/i
判断该文法是否为算符优先文法，若是，构造优先表。
❻ 编译原理LR分析法中的SLR(1)分析表和LR分析过程、语法树怎么求
第二题和第三题拿去，刚做的：
由B->cAa|c就可知该文法不是LR(0)文法了
❼ 编译原理中语法分析的一道问题
LALR我做着做着觉得不对，但SLR还是没问题的，这道题工程量非常庞大，想必以后也一定有人问，我就简要的带过吧，我归纳的解题步骤是：
构造LR（0）项目集规范族
求出FOLLOW集
根据规则圈出sj和rj对应的产生式
算出goto数
构造分析表