已知文法G[A]: A→aABl | a B→Bb | d (1) 试给出与G[A]等价的LL(1)文法G′[A]，并写出LL(1)文法判断过程；(2) 构造G[A′]的LL(1)分析表。

首先，让我们将给定的非LL(1)文法G[A]转换为等价的LL(1)文法G'[A]。原始文法规则可能会导致左递归或直接左角冲突，我们需要通过归约消除这些冲突。

原始文法：
1. G[A]: A → aAB | a
B → Bb | d

为了转换为LL(1)，我们可以做如下的调整：

新文法G'[A]（消除左递归和直接左角冲突）：
1. S' → A'
2. A' → aA'B' | aε （添加ε生产）
3. B' → bB'' | dε （添加ε生产）
4. B'' → ε （引入终止符）

这样我们得到了一个新的开始符号S'和消除左递归后的B'。LL(1)分析过程会根据文法的结构逐层处理，避免直接左角冲突。

LL(1)判断过程简述：
1. 从输入开始，读取第一个标记。
2. 根据当前状态和读入的标记，在分析表中查找对应的动作（reduce或shift）。
3. 如果是reduce，移除最右边的符号，并继续分析新的文法项；如果是shift，将读入的新标记压入栈。
4. 重复上述步骤，直到遇到终止符ε或文法结束。

构造G'[A']的LL(1)分析表需要列出所有状态、符号和对应的动作，但由于这里文字描述有限，我会给出部分示例，完整的分析表通常会非常大：

| 状态   | a     | b     | d     | ε      |
| ------ | ----- | ----- | ----- | ------ |
| S'(0)  | shift | -     | -     | accept |
| A'(1)  | shift | reduce to S'(1)A'(1)| reduce to A'(1) | shift |
| B'(2)  | shift | shift | reduce to B'(2) | reduce to B'(2) |
| B''(3) | reduce to ε | -     | -     | accept |

请注意，这里的"-"表示当前状态下对于该符号没有特定动作，实际的分析表会更详细，包括所有的组合和错误处理规则。