SLR文法
下面哪一个是正确的SLR(1)文法? -
根据SLR(1)文法的定义，一个文法是SLR(1)文法当且仅当对于每个非终结符A和每个产生式A→α，都存在一个状态i使得α是FIRST[i]的子串。然而，对于文法G'中的产生式A→Abc和A→c，存在多个状态满足条件FIRST[i]包含α的前缀。因此，文法G'不是SLR(1)文法。
是很明显，该文法也不是SLR(1)的，因为在读入活前缀d后到达的LR(0)项目集簇(状态)为{A→d.;B→d.}而，包含了两个归约项目，而follow(A)∩follow(B)={a,c} 是≠Φ，因此，存在归约-归约冲突，故而该文法不是SLR(1)
根据SLR(1)文法的定义，一个文法是SLR(1)文法当且仅当对于每个非终结符A和每个产生式A→α，都存在一个状态i使得α是FIRST[i]的子串。然而，对于文法G'中的产生式A→Abc和A→c，存在多个状态满足条件FIRST[i]包含α的前缀。因此，文法G'不是SLR(1)文法。
是很明显，该文法也不是SLR(1)的，因为在读入活前缀d后到达的LR(0)项目集簇(状态)为{A→d.;B→d.}而，包含了两个归约项目，而follow(A)∩follow(B)={a,c} 是≠Φ，因此，存在归约-归约冲突，故而该文法不是SLR(1)
1、首先该文法无左递归存在，没有公共左因子。其次：对于S→AaAb|BbBa FIRST(AaAb)={a} FIRST(BbBa)={b} FIRST(AaAb)∩FIRST(BbBa)=Φ 所以该文法是LL(1)文法.2、证明该文法不是SLR的。文法的LR(0)项目集规范族为：I0={S’→.S S→.AaAb S→.BbBa A→. B→.} I1={ S’→ S等会说。
最有效的方法是画slr分析表，有移入-规约冲突，或者规约-规约冲突的就不是slr文法，没有冲突就是slr文法。简单的用follow集合是不能准确判断它是不是slr文法的，
编译原理怎么判断是否为slr文法 -
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.
【答案】：错误只要求出FOLLOW集合、构造出该文法的LR(O)项目集规范族，就能够通过观察含有规约项目的项目集判断。
SLR(1)分析的定义 -
定义：SLR(1) 分析算法(SLR(1) parsing algorithm)。令s 为当前状态(位于分析栈的顶部)。则动作可定义如下：（1）若状态s 包含了格式A →a.Xb 的任意项目，其中X 是一个终结符，且X 是输入串中的下一个记号，则动作将当前的输入记号移进到栈中，且被压入到栈中的新状态是包含了项目A →aX好了吧！
【答案】：文法G[S]：0：S→A 1：A→Ab 2：A→bBa 3：B→aAc 4：B→a 5：B→aAb
怎么判断一个文法是LR(0) -
LR(0)分析就是LR(K)分析当K=0的情况，亦即在分析的每一步，只要根据当前的栈顶状态(或者说根据当前分析栈中已移进或归约出的全部文法符号)就能确定应采取何种分析动作，而无须向前查看输入符号。LR(0)分析器的分析能力最低，但它是构造其余三种LR分析器的基础。SLR是“简单LR”分析的缩写，它是说完了。
然而，对于通常的程序设计语言来说，它们一般都不能用LR(0)文法来描述。例如，考虑如下“简单分程序”的文法G[B′]：0? B′→B3? D→d1? B→bD;Se4? S→s;S2? D→D;d5? S→s相应识别其全部活前缀的DFA及LR(0)分析表如图417及表414所示。由于在项目集I8中，既含有移进项目[S→s·;有帮助请点赞。