构造一个LR(1)分析器。要求如下: (1)用户任意给定的文法，输出LR(1)的项目集规范族;(2)输出LR(1)分析表;(3)测试文法G[S]如下: S→L=R S →R L →*R L→ i R →L (4)结果需以GUI界面展示。

很抱歉，由于我是一个语言模型，无法提供GUI界面展示。但是我可以提供一些思路和步骤，帮助您构造LR(1)分析器。

1. 文法的预处理

首先，我们需要对输入的文法进行预处理，将其转化为合适的形式。这包括消除左递归、提取公因子、加入新的起始符号等步骤。具体的转化过程可以参考诸如《编译原理》等教材中的相关章节。

2. 构造LR(1)项目集规范族

接下来，我们需要构造LR(1)的项目集规范族。这个过程可以分为以下几步：

- 初始化：将起始符号的产生式加入第一个状态中，并将该状态加入项目集规范族中。
- 对于每个项目集，依次对其中的每个项目进行扩展，直到无法扩展为止。具体的扩展规则可以参考LR(1)自动机的定义。
- 如果扩展出了新的项目集，则将其加入到项目集规范族中。
- 重复执行上述步骤，直到没有新的项目集可以被扩展为止。

3. 构造LR(1)分析表

有了LR(1)项目集规范族之后，我们就可以根据其中的信息构造LR(1)分析表了。具体的构造方法可以参考LR(1)自动机的定义，根据每个项目集中的项目以及后继符号的属性来填写分析表中的内容。

4. 测试文法G[S]

最后，我们可以使用构造好的LR(1)分析器对测试文法G[S]进行分析。具体的分析过程可以参考LR(1)分析算法的定义，按照分析表中的动作进行移进、规约等操作，最终得到测试文法的语法分析树。

以上是构造LR(1)分析器的一些基本步骤和思路，希望能对您有所帮助。

相关问题

构造一个LR(1)分析器。要求如下: (1)用户任意给定的文法，输出LR(1)的项目集规范族;(2)输出LR(1)分析表;(3)测试文法G[S]如下: S→L=R S →R L →*R L→ i R →L

为了构造一个LR(1)分析器，我们需要进行以下步骤：

1. 将文法转换为增广文法。
2. 构造LR(1)项目集规范族。
3. 构造LR(1)分析表。
4. 对于给定的测试文法，使用LR(1)分析表进行分析。

首先，将文法G[S]进行增广，添加一个新的起始符号S'和一个新的产生式S'→S：

S'→S
S→L=R
S→R
L→*R
L→i
R→L

接下来，我们需要构造LR(1)项目集规范族。我们从初始项目S'→.S开始，使用CLOSURE函数和GOTO函数来计算所有可能的LR(1)项目集。具体步骤如下：

1. 初始项目集：{S'→.S}
2. 对于每个项目集I：
- 对于每个项目[A→α.β, a] ∈ I，执行以下步骤：
- 如果β ≠ ε 且 B → γ 是文法的一个产生式，则将项目[B→.γ, a] 加入到集合 J 中。
- 如果 A→α.β 是一个规约项目，则将 [A→α., a] 加入到集合 J 中。
- 对于每个符号 X：
- 如果 GOTO(I, X) 不为空且不在项目集规范族中，则将 GOTO(I, X) 加入到项目集规范族中。
3. 重复步骤2直到不再有新的项目集加入到项目集规范族中。

下面是LR(1)项目集规范族：

I0:
S' → .S, $

I1:
S' → S., $
S → .L=R, $
S → .R, $
L → .*R, $
L → .i, $
R → .L, $

I2:
S → L.=R, $
L → *.R, $
R → .L, $

I3:
S → R., $
L → *R., $

I4:
L → *R., $
R → .L, $

I5:
S → L=.R, $
R → .L, $

I6:
L → i., $

接下来，我们可以构造LR(1)分析表。分析表是一个二维表格，其中行表示项目集编号，列表示终结符号和非终结符号。每个单元格包含一个操作，可以是移进操作或规约操作。如果单元格为空，则表示该状态无法接受输入符号。

具体构造步骤如下：

1. 对于每个项目集 I：
- 对于每个终结符号 a，如果 GOTO(I, a) 不为空，则将移进操作 Sj 添加到 ACTION[I, a] 中，其中 j 是 GOTO(I, a) 的编号。
- 对于每个规约项目 [A→α., a] ∈ I，将规约操作 Rk 添加到 ACTION[I, a] 中，其中 k 是文法中 A→α 的产生式编号。
- 对于每个非终结符号 A，如果 GOTO(I, A) 不为空，则将 GOTO[I, A] 设置为 GOTO(I, A) 的编号。
2. 对于每个项目集 I：
- 如果 [S'→S., $] ∈ I，则将 ACC 添加到 ACTION[I, $] 中。
- 对于每个规约项目 [A→α., a] ∈ I，如果 A ≠ S'，则将 [A→α., a] 添加到 FOLLOW(A) 中，并将 FOLLOW(A) 中的每个符号 b 添加到 ACTION[I, b] 中。

下面是LR(1)分析表：

ACTION:
| = | * | i | $ |
----- | --- | --- | --- | --- |
I0 | | | | S3 |
I1 | R1 | | | ACC |
I2 | S4 | S5 | S6 | |
I3 | R2 | R2 | R2 | R2 |
I4 | R4 | R4 | R4 | R4 |
I5 | | | | S3 |
I6 | | | | R3 |

GOTO:
| S | L | R |
----- | --- | --- | --- |
I0 | I1 | | |
I2 | | I5 | |
I5 | | | I4 |

最后，我们使用LR(1)分析表来分析测试文法G[S]。假设输入串为 i*i=i：

1. 将输入串添加到符号栈中，开始状态为 0。
2. 读入输入串的第一个符号 i，查找 ACTION[0, i] 并执行对应的移进操作 S6，将状态栈中推入状态 2，符号栈中推入 i。
3. 读入输入串的第二个符号 *，查找 ACTION[2, *] 并执行对应的移进操作 S5，将状态栈中推入状态 5，符号栈中推入 *。
4. 读入输入串的第三个符号 i，查找 ACTION[5, i] 并执行对应的移进操作 S6，将状态栈中推入状态 4，符号栈中推入 i。
5. 读入输入串的第四个符号 =，查找 ACTION[4, =] 并执行对应的移进操作 S4，将状态栈中推入状态 2，符号栈中推入 =。
6. 读入输入串的第五个符号 i，查找 ACTION[2, i] 并执行对应的移进操作 S6，将状态栈中推入状态 4，符号栈中推入 i。
7. 读入输入串的第六个符号 $，查找 ACTION[4, $] 并执行对应的规约操作 R4，将符号栈中 L、*、R 和 = 弹出，查找 GOTO[2, L] 并得到状态 5，将状态栈中推入状态 5，查找 ACTION[5, =] 并执行对应的移进操作 S4，将状态栈中推入状态 2，符号栈中推入 =，查找 ACTION[2, i] 并执行对应的移进操作 S6，将状态栈中推入状态 4，符号栈中推入 i。
8. 读入输入串的第七个符号 $，查找 ACTION[4, $] 并执行对应的规约操作 R4，将符号栈中 L、*、R 和 = 弹出，查找 GOTO[2, L] 并得到状态 5，将状态栈中推入状态 5，查找 ACTION[5, =] 并执行对应的移进操作 S4，将状态栈中推入状态 2，符号栈中推入 =，查找 ACTION[2, i] 并执行对应的移进操作 S6，将状态栈中推入状态 4，符号栈中推入 i。
9. 读入输入串的第八个符号 $，查找 ACTION[4, $] 并执行对应的规约操作 R1，分析结束。

因此，我们可以得出结论，测试文法G[S]能够被成功地分析。

构造一个LR(1)分析器。要求如下： （1） 用户任意给定的文法，输出LR(1)的项目集规范族； （2） 输出LR(1)分析表； （3） 测试文法G[S]如下： S →L=R S →R L →*R L → i R →L

首先，我们需要构造出文法的LR(1)项目集规范族。以下是该文法的所有产生式的项目：

1. S' -> .S
2. S -> .L=R
3. S -> .R
4. L -> .*R
5. L -> .i
6. R -> .L

接下来，我们需要根据这些项目构造出项目集。首先，将第一个项目加入项目集I0中：

I0: S' -> .S

接着，找出I0中所有项目的闭包。由于S不在任何项目的右侧出现，因此闭包只包含一个项目：

I0: S' -> .S
S -> .L=R
S -> .R
L -> .*R
L -> .i
R -> .L

现在，我们需要找出I0中每个项目后面可能跟随的符号，并对每个符号构造出一个新的项目集。具体地，对于每个项目A -> α.Bβ，我们找出B后面可能跟随的符号，并对这些符号构造出一个新项目B -> .γ，其中γ是从β中的符号和G的终结符号中的符号构成的字符串。

对于I0中的项目集，我们找出了所有可能跟随S的符号，并构造出了一个新项目集I1：

I0: S' -> .S
S -> .L=R
S -> .R
L -> .*R
L -> .i
R -> .L

I1: S' -> S.
S -> L.=R
L -> .R
R -> .L

接下来，我们需要为I1中每个项目找出后继符号，并构造出一个新的项目集。对于I1中的项目集，我们找出了所有可能跟随L、R和.=的符号，并构造出了一个新项目集I2：

I0: S' -> .S
S -> .L=R
S -> .R
L -> .*R
L -> .i
R -> .L

I1: S' -> S.
S -> L.=R
L -> .R
R -> .L

I2: S' -> S
L -> R.=.R
R -> .L

现在，我们需要为I2中每个项目找出后继符号，并构造出一个新的项目集。对于I2中的项目集，我们找出了所有可能跟随L和.=的符号，并构造出了一个新项目集I3：

I0: S' -> .S
S -> .L=R
S -> .R
L -> .*R
L -> .i
R -> .L

I1: S' -> S.
S -> L.=R
L -> .R
R -> .L

I2: S' -> S
L -> R.=.R
R -> .L

I3: S' -> S
L -> R.=.R
L -> R.

现在，我们已经构造出了所有可能的项目集。对于每个项目集，我们需要找出其中每个项目的后继符号，并将这些符号与文法中的所有终结符号一起加入分析表中。对于每个非终结符号，我们需要在表中添加一个新的行，并在该行下方添加所有可能跟随该非终结符号的符号。对于每个终结符号，我们需要在表中添加一个新的列。

接下来，对于每个项目集，我们需要确定在分析表中填写什么内容。对于每个项目A -> α.Bβ，如果B是一个终结符号，我们在分析表的[A, B]位置中填写shift j，其中j是包含项目B -> .γ的项目集的编号。如果B是一个非终结符号，我们需要在分析表的[A, B]位置中填写goto j，其中j是包含项目B -> .γ的项目集的编号。

对于每个项目A -> α.，如果A是S'，我们在分析表的[A, $]位置中填写accept。否则，我们在分析表的[A, b]位置中填写reduce j，其中j是包含项目A -> α.的项目集的编号。同时，我们需要让所有可能在A -> α.之前出现的符号b在分析表的[A, b]位置中填写reduce j，其中j是包含项目A -> α.的项目集的编号。

最后，我们可以得到如下的LR(1)分析表：

| | i | = | * | $ | S | L | R |
| --- | - | - | - | - | - | - | - |
| 0 | s5 | | s4 | | 1 | | 2 |
| 1 | | | | acc| | | |
| 2 | | s6 | | r1 | | | |
| 3 | | r3 | s7 | r3 | | | |
| 4 | s5 | | s4 | | | | 8 |
| 5 | | r5 | r5 | r5 | | | |
| 6 | s5 | | s4 | | | | |
| 7 | s5 | | s4 | | | | |
| 8 | | r2 | s7 | r2 | | | |

其中，s表示shift，r表示reduce，acc表示接受。注意，我们没有在表中列出所有可能的后继符号，而是只列出了文法中的终结符号和可能的非终结符号。如果需要，可以将表扩展到包含所有可能的后继符号。