已知文法G： 1S→A 2 A→B 3 A→aA 4 B→bB 5 B→b (1)写出该文法的LR(0)项目集规范族。(注：该文法已经拓广)

拓广后的文法G'如下：

1. S' -> S
2. S -> A
3. A -> B
4. A -> aA
5. B -> bB
6. B -> b

LR(0)项目集规范族如下：

I0:
    S' -> .S
    S -> .A
    A -> .B
    A -> .aA
    B -> .bB
    B -> .b

I1:
    S' -> S.
    
I2:
    S -> A.
    
I3:
    A -> B.
    A -> a.A       [a]
    B -> b.B       [b]

I4:
    A -> aA.
    B -> b.B       [b]

I5:
    A -> aA.
    B -> bB.       [b]

I6:
    B -> bB.       [b]

其中，括号内的符号为该项目的“展望符号”。例如，[a]表示该项目后面期望看到输入中的符号为a。在LR(0)分析表中，如果一个项目的展望符号为$X$，则在该项目所在的行上填写动作“移进”，并在对应的列上填写状态转移后的状态；如果该项目为归约项目，则在对应的行、列上填写“规约”和对应的产生式编号。如果该项目既不是移进项目也不是归约项目，则在对应的行、列上填写“错误”。

相关问题

1.已知文法G[S]如下： S→aA∣bB∣ε A→aB∣bA B→aS∣bA∣ε 请根据上述文法构造所对应的状态图（画出状态图即可）。

抱歉，当前的文本输入框无法绘制图形。但是，我可以为您提供该文法的状态转移表：

状态图（状态转移表）如下：

| 状态 | a | b | ε |
|------|----|----|----|
| S | A | B | |
| A | B | A | |
| B | S | A | |

其中，每个单元格表示在当前状态下接收到对应输入符号后转移到的下一个状态。ε表示空符号。例如，从状态S接收到a，将转移到状态A；从状态A接收到b，将转移到状态A，以此类推。

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。