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，我们需要判断该文法是否为左递归文法。因为左递归文法无法进行LL(1)分析。

观察文法，发现S可以推导出eT和RT，而RT可以推导出dR和ε。因此，我们可以得到以下FIRST集和FOLLOW集：

FIRST(S) = {e, ε}

FIRST(T) = {D, ε}

FIRST(R) = {d, ε}

FOLLOW(S) = {$}

FOLLOW(T) = {d, $}

FOLLOW(R) = {d, $}

接下来，我们需要判断是否存在FIRST集和FOLLOW集交集不为空的产生式。

对于S → eT 和 S → RT，它们的FIRST集分别为{e}和{ε}，交集为空。

对于T → DR 和 T → ε，它们的FIRST集分别为{a, b, ε}和{ε}，交集不为空。

因此，该文法不是LL(1)文法。

相关问题

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？

回答这个问题：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，我们需要检查文法G[S]是否满足LL(1)文法的三个条件：

1. 每个非终结符的每个产生式的选择因子集合互不相交。

2. 对于每个非终结符A的两个产生式A→α|β，FIRST(α)∩FIRST(β)=∅。

3. 对于每个非终结符A的一个产生式A→α，如果α推导出ε，则FIRST(α)∩FOLLOW(A)=∅。

接下来，我们检查文法G[S]是否满足这些条件。

1. 每个非终结符的每个产生式的选择因子集合互不相交。

对于文法G[S]，每个非终结符的每个产生式的选择因子集合互不相交，因此满足LL(1)文法的第一个条件。

2. 对于每个非终结符A的两个产生式A→α|β，FIRST(α)∩FIRST(β)=∅。

对于文法G[S]，对于每个非终结符A的两个产生式A→α|β，它们的FIRST集合没有交集，因此满足LL(1)文法的第二个条件。

3. 对于每个非终结符A的一个产生式A→α，如果α推导出ε，则FIRST(α)∩FOLLOW(A)=∅。

对于文法G[S]，对于非终结符T的产生式T→ε，它的FIRST集合为空集，因此满足LL(1)文法的第三个条件。

因此，文法G[S]是LL(1)文法。