给定文法G[S]： S→XY X→Ya｜ε Y→Zb｜Z Z→d｜ε 求文法的First集，Follow集和LL(1)分析表。并判断是否是LL(1)文法。

首先，我们来求文法G[S]的First集：

First(S) = First(X) ∪ First(Y) = {d, ε} ∪ {d, b, ε} = {d, b, ε}
First(X) = {d, ε}
First(Y) = First(Z) ∪ {b} = {d, ε} ∪ {b} = {d, b, ε}
First(Z) = {d, ε}

接下来，我们来求文法G[S]的Follow集：

Follow(S) = {$}
Follow(X) = Follow(S) ∪ {a} = {$, a}
Follow(Y) = Follow(S) ∪ {b} = {$, b}
Follow(Z) = Follow(Y) ∪ {b} = {$, b}

最后，我们来构造文法G[S]的LL(1)分析表：

| | d | a | b | $ |
|----|----|----|----|----|
| S | | | | |
| X | d | ε | | ε |
| Y | d | | b | ε |
| Z | d | | b | ε |

从LL(1)分析表可以看出，文法G[S]是LL(1)文法。

相关问题

给定文法G[S]： S→XY X→Ya｜ε Y→Zb｜Z Z→d｜ε 求文法的First集，Follow集和LL(1)分析表。并判断是否是LL(1)文法

首先求出文法中每个非终结符的First集和Follow集：

- First(S) = {d, ε}
- First(X) = {ε, d, a}
- First(Y) = {ε, d, b}
- First(Z) = {ε, d}
- Follow(S) = {$}
- Follow(X) = {b, $}
- Follow(Y) = {a, b, $}
- Follow(Z) = {a, b}

接下来构造LL(1)分析表，表中的行表示文法的非终结符，列表示文法的终结符，每个格子中填写对应的产生式编号。由于LL(1)分析表中的每个格子最多填写一个产生式编号，因此需要检查是否存在冲突：

| | d | a | b | $ |
|:--:|:---:|:---:|:---:|:--:|
| S | 1 | | | |
| X | 2 | 3 | | |
| Y | 4 | | 5 | |
| Z | 6 | | 6 | |

可以看出，LL(1)分析表中没有冲突，因此这是一个LL(1)文法。

最终的LL(1)分析表如上所示，其中产生式编号的含义如下：

1. S → XY
2. X → Ya
3. X → ε
4. Y → Zb
5. Y → Z
6. Z → d
7. Z → ε

给定文法Ｇ：s→Aa | Ab| cA→Ad | Se | f

这是一个上下文无关文法。其中，非终结符号为s和A，终结符号为a、b、c、d、e和f，开始符号为s。

产生式如下：
s → Aa | Ab | c
A → Ad | Se | f

解释：
1. 产生式s → Aa表示在s的推导过程中可以先推导出A，然后跟上一个a。
2. 产生式s → Ab表示在s的推导过程中可以先推导出A，然后跟上一个b。
3. 产生式s → c表示在s的推导过程中可以直接推导出c。
4. 产生式A → Ad表示在A的推导过程中可以先推导出d。
5. 产生式A → Se表示在A的推导过程中可以先推导出S，然后跟上一个e。
6. 产生式A → f表示在A的推导过程中可以直接推导出f。

例如，可以按照以下方式进行推导：
s → Aa → Ada
s → Ab → Sea → f ea
s → c

其中，第一个推导以A为中间符号，先推导出d，然后跟上一个a，得到Ada。第二个推导以A为中间符号，先推导出S，然后跟上一个e，得到Sea，再根据S的产生式推导出f ea。第三个推导直接推导出c。