解答下列问题:S—>S;T|T;T—>a 构造任意项目集规范族,构造LR(0)分析表,并分析a;a

时间: 2024-05-19 12:18:05 浏览: 156
对于这个文法,我们可以构造以下项目集规范族: I0: S -> .S S -> .T T -> .a I1: S -> S. [$ T -> T. [$ I2: S -> T. I3: S -> S.;S S -> S.;T T -> T.;a 其中,点(.)表示已经被扫描过的符号,;$表示输入串的结束符号。 根据项目集规范族,我们可以构造出LR(0)分析表: 状态 | a | $ ---- | - | - I0 | s3| I1 | |acc I2 | | 其中s3表示移进到状态3,acc表示接受。在分析字符串a;a时,我们可以按照以下步骤进行分析: 状态栈 | 符号栈 | 输入串 | 动作 --------|-------|------|---- 0 | |a;a$ | 移进3 0,3 | a |;a$ | 移进2 0,3,2 | a,T |a$ | 规约T -> a 0,3,1 | a,S |a$ | 规约S -> T 0,3,1,0 | S |$ | 接受 因此,该字符串符合该文法。
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解答下列问题:S—>S;T|T;T—>a 构造任意项目集规范族,构造LR(0)分析表,并分析a;a要加上转换函数

好的,我知道了。关于你的问题,文法S—>S;T|T;T—>a可以构造如下项目集规范族: I0:I0 → ·S,$ I0 → ·T,T I0 → ·T,$ I1:I0 → S·,$ I2:I1 → T·,T I2 → ·T,a I2 → ·T,$ I3:I2 → T·,a 其中,符号•表示“点号”,表示当前扫描到的位置。 然后可以通过LR(0)分析表来分析该文法,分析表的构造过程如下: 1. 先求出所有的终结符和非终结符,得到VT={a},VN={S,T}; 2. 构造LR(0)自动机,并按照状态编号给自动机的状态命名,得到如下的状态转移关系图: I0 / S → •S, $ / T → •T, T / T → •T, $ I1 / S → S•, $ I2 / T → T, •T, T / T → T, •a / T → T, •$ I3 / T → T, a•, $ 3. 对LR(0)自动机进行状态规约,得到所有的状态集合的状态规约项目集: 1. [S → •S, $] 2. [T → •T, T] 3. [T → •T, $] 4. [S → S•, $] 5. [T → T, •T, T] 6. [T → T, •a] 7. [T → T, •$] 8. [T → T, a•, $] 4. 根据状态规约项目集构造LR(0)分析表,LR(0)分析表如下: +----+---+---+---+ | | a | $ | S | +----+---+---+---+ | I0 | S | | 1 | | I1 | | | | | I2 | | r3| | | I3 | | r3| | | S | | | | | T | S4| r2| | +----+---+---+---+ 其中,S表示shift操作,r表示reduce操作,后面的数字表示使用哪一个产生式规约,$表示接受状态。 最后,分析字符串a;a要加上转换函数的分析过程如下: 将输入字符串a;a加上结束标记$,得到输入串a;a$。 根据LR(0)分析表,对输入串进行分析: 1. 初始状态为I0,栈中只有一个状态0,读入字符a; 2. 从状态0经过文法S—>T,变成状态1,栈中有状态0和1,读入字符;; 3. 从状态1经过文法T—>a,变成状态5,栈中有状态0和5,读入字符a; 4. 从状态5经过shift操作,变成状态4,栈中有状态0、5和4,读入字符;; 5. 从状态4经过reduce操作,规约成T—>a,栈中有状态0和5,读入字符;; 6. 从状态5经过shift操作,变成状态4,栈中有状态0、5和4,读入字符$; 7. 从状态4经过reduce操作,规约成S—>T,栈中有状态0,读入字符$; 8. 从状态0经过reduce操作,规约成S—>S,栈中只有状态0,读入字符$; 9. 接受输入串。 因此,字符串a;a$符合该文法,并可以被成功分析。

已知文法为: S->a|^|(T) T->T,S|S 构造它的 LR(0)分析表

首先,我们需要构造该文法的所有项集。项集的构造可以使用 LR(0) 项集族算法(LR(0) Canonical Collection Algorithm)。 LR(0) 项集族算法: 1. 从初始项 S' -> .S 加入项集 I0。 2. 重复以下步骤,直到没有新的项集可以加入 1. 对于每个已经存在的项集 Ii 和文法符号 X,求出所有形如 A -> α.Xβ 的项 A -> α.X.β,并对于每个这样的项,加入到一个新的项集中。 2. 对于每个新的项集,计算它的闭包,即对于每个形如 B -> γ 的项 B -> .γ,将所有形如 B -> .γ 的项加入到该项集中。 根据上述算法,我们可以得到该文法的所有项集: I0: S' -> .S S -> .a S -> .^ S -> .(T) I1: S' -> S. I2: T -> .T,S T -> .S I3: T -> T.,S I4: S -> (.T) T -> .T,S T -> .S I5: T -> T,.S I6: S -> a. T -> T,.S I7: S -> ^. T -> T,.S I8: S -> (.T) T -> T,.S T -> T,S. I9: T -> T,S. 接下来,我们需要使用这些项集构造 LR(0) 分析表。 LR(0) 分析表构造算法: 1. 对于每个项集 Ii,对于每个终结符 a,在 ACTION[i, a] 中加入“shift j”,其中 j 为项集 Ij 中包含 a 后继的项集编号。 2. 对于每个项集 Ii,对于每个非终结符 A,如果 GOTO(Ii, A) = Ij,则将 GOTO[i, A] 中加入“j”。 3. 对于每个项集 Ii,如果包含项 A -> α.,且 A != S',则将 FOLLOW[A] 中的所有终结符加入到 ACTION[i, a] 中,其中 a 为 FOLLOW[A] 中的一个终结符。 4. 如果项集 Ii 包含项 S' -> S.,则将 $ 加入到 ACTION[i, $] 中。 5. 如果存在冲突,则该文法不是 LR(0) 文法。 根据上述算法,我们可以得到该文法的 LR(0) 分析表: | | a | ^ | ( | ) | $ | S | T | |---|---|---|---|---|---|---|---| | 0 | S3| S2| S4| | | 1 | | | 1 | | | | |acc| | | | 2 | | | | | | | | | 3 | S6| S7| S4| | | | 5 | | 4 | | | | |r2 | | | | 5 | r3| r3| r3| r3| r3| | | | 6 | S6| S7| S4| | | | 8 | | 7 | R2| R2| R2| R2| R2| | | | 8 | | | | S9| | | | | 9 | | | | | r1| | | 其中,S 表示移进,R 表示规约,数字表示对应项集的编号。

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