AaBbCeDx AaBbCeDe AaBl 1.+Write+a+pregram+to+count+cecurrenoes(出现久数)+of+ench+different+werd+in+a+fil

以下是对于字符串"AaBbCeDx"和"AaBbCeDe"的处理结果：
1. 将字符串"AaBbCeDx"按照大小写分组，得到短语：Aa、Bb、Ce、Dx。
2. 将字符串"AaBbCeDe"按照大小写分组，得到短语：Aa、Bb、Ce、De。

以下是对于句型"AaBl"的处理结果：
1. 将句型"AaBl"按照大小写分组，得到短语：Aa、Bl。
2. 直接短语为：Aa、Bl。
3. 句柄为：Aa。

以下是对于句型"P+T+(E+i)"的处理结果：
1. 将句型"P+T+(E+i)"按照符号分组，得到短语：P、T、(E+i)、P+T、T+(E+i)、P+T+(E+i)。
2. 直接短语为：P、T、(E+i)。
3. 句柄为：P。

相关问题

考虑文法G（A）： A→ aABl | a B→ Bb | d (1) 试给出与G(A)等价的LL(1)文法 (2) 计算这个无左递归的文法的每个非终结符的 FIRST 集和 FOLLOW 集 (3) 构造无左递归文法的LL(1)分析表

(1) 给出的文法G(A)是不是LL(1)文法？观察可得文法G(A)不是LL(1)文法，因为A可以推出a，也可以推出aB，这两个产生式的FIRST集存在交集。于是需要对文法G(A)进行改写，使之成为LL(1)文法。

改写如下：

A -> aX
X -> Bl | ε
B -> dB'
B' -> Bb | ε

(2) 计算FIRST集和FOLLOW集

- FIRST(A) = {a}
- FIRST(X) = {ε, b}
- FIRST(B) = {d}
- FIRST(B') = {ε, b}
- FOLLOW(A) = {$, l}
- FOLLOW(X) = {l}
- FOLLOW(B) = {l}
- FOLLOW(B') = {l}

(3) 构造LL(1)分析表

| | a | b | d | l | $ |
|----|---|---|---|---|---|
| A | 1 | | | | |
| X | 1 | 2 | | | 2 |
| B | | 3 | 4 | | |
| B' | | 5 | 6 | 5 | 6 |

其中，数字表示使用的产生式编号。可以看到，在表中没有冲突，因此该文法是LL(1)文法。

已知文法 G [ A ]: A→aAblc , (1)说明该文法是 LR (0）文法 (2)构造相应分析表；

对于第一个问题，该文法是 LR(0) 文法，因为它满足以下两个条件：

1. 产生式右部没有公共前缀；
2. 每个非终结符的不同产生式右部，其首符号互不相同。

对于第二个问题，可以按以下步骤构造相应的 LR(0) 分析表：

Step 1: 计算 FIRST 集合和 FOLLOW 集合

- FIRST(A) = {a}
- FIRST(b) = {b}
- FIRST(c) = {c}
- FOLLOW(A) = {$}
- FOLLOW(a) = {b}

Step 2: 构造 LR(0) 项集族

- I0: A' → ·A, $
- I1: A → ·aAblc, $
- I2: A → a·Ablc, b
- I3: A → ab·Ab, lc
- I4: A → abl·c, $
- I5: A → aAb·lc, $
- I6: A → aAbl·c, $

Step 3: 构造 LR(0) 分析表

状态 | a | b | c | $ |
----- | --- | ---- | ----- | ---- |
I0 | S1 | | | |
I1 | | | | ACC |
I2 | S1 | S3 | | |
I3 | | | S4 | |
I4 | | | | R1 |
I5 | | S6 | | |
I6 | | | S7 | |

其中，S 表示 Shift 操作，R 表示 Reduce 操作，ACC 表示接受状态。

我们可以发现，该文法是 SLR(1) 的，因为在构造 LR(0) 项集族时没有出现冲突状态。