有文法G[S]: S→eT|RT T→DR|ε R→dR|ε D→a|bd

好的，你的第一个问题是关于文法G[S]的。这是一个上下文无关文法，其中S是起始符号。它有四个产生式规则：

S → eT | RT
T → DR | ε
R → dR | ε
D → a | bd

其中，e表示空字符，ε表示空产生式。这个文法可以生成一些字符串，如a、bd、d、add等。你可以用该文法进行语法分析、语法树构建等操作。那么，你还有其他问题吗？

相关问题

有文法G[S]: S→eT|RT T→DR|ε R→dR|ε D→a|bd 判断其是否是LL（1）文法

首先，LL(1)文法需要满足以下两个条件：

1. 对于任意非终结符A，不能存在两个产生式X → α 和 X → β，使得FIRST(α)和FIRST(β)有交集。

2. 对于任意非终结符A和任意终结符a，最多只能有一个产生式A → α以a开头。

现在我们来检查一下G[S]是否是LL(1)文法：

首先计算FIRST集合：

FIRST(S) = {e, R}

FIRST(T) = {D, ε}

FIRST(R) = {d, ε}

FIRST(D) = {a, b}

然后计算FOLLOW集合：

FOLLOW(S) = {$}

FOLLOW(T) = {R, $}

FOLLOW(R) = {T, $}

FOLLOW(D) = {R, d, $}

接下来，我们检查每个产生式是否满足LL(1)文法的两个条件：

1. 对于S → eT和S → RT，FIRST(eT) ∩ FIRST(RT) = ∅，因为FIRST(eT) = {e}，FIRST(RT) = {ε, d}，它们没有交集，所以这个条件满足。

2. 对于T → DR和T → ε，FIRST(DR) ∩ FIRST(ε) = ∅，因为FIRST(DR) = {a, b, ε}，FIRST(ε) = {ε}，它们没有交集，所以这个条件满足。

3. 对于R → dR和R → ε，FIRST(dR) ∩ FIRST(ε) = ∅，因为FIRST(dR) = {d, ε}，FIRST(ε) = {ε}，它们没有交集，所以这个条件满足。

因此，G[S]是LL(1)文法。

已知文法G[S]:S→eT|RT T→DR|ε R→dR|ε D→a|bd，求FIRST(S)=（ D ）

文法 G[S] 定义了一个上下文无关文法，用于描述一个简单的语言结构。在这个文法中，S 是开始符号，而 T、R 和 D 是非开始符号。根据给出的文法规则，我们可以分析 FIRST(S) 集合：

- S → eT | RT: S 可以生成 e 后跟 T，或者直接是 R，所以 FIRST(S) 包含 FIRST(T) 和 ε。
- T → DR | ε: T 可以生成 D 后跟 R，或者不生成任何符号，所以 FIRST(T) 包含 {D} 和 ε。
- R → dR | ε: R 可以生成 d 后跟 R，或者不生成任何符号，但这里我们对 FIRST(R) 已经有所了解。
- D → a | bd: D 只能生成 'a' 或 'bd'，所以 FIRST(D) = {'a', 'b', 'd'}。

因为 FIRST(S) 包含 S 的所有可能产出，我们需要考虑 S 的所有可能路径。当 S 生成 eT 时，T 可以是 ε，此时 S 生成的是 'a' 或 'bd'；当 S 生成 RT 时，T 如果是 ε，则 S 也生成 ε；如果 T 是 DR，那么 R 可以是 ε，此时 S 生成 'd'。

结合以上分析，我们可以得出：

- ε (当 S 生成 ε)
- 第一个 D (当 S 生成 D)

所以，FIRST(S) = {'a', 'b', 'd', ε}。这里需要注意的是，虽然 D 本身也在 FIRST(D) 中，但由于文法的组合，这里的 D 并不是独立的，而是指整个表达式 D。因此，答案是：

FIRST(S) = {'a', 'b', 'd', ε}