考虑文法G[E]： E→E+T|T T→F*|F F→（E)|a （1）构造该文法的识别可归前缀的DFA。（2）该文法是LR(0)文法吗？是SLR(0)文法吗？请说明原因。

（1）构造该文法的识别可归前缀的DFA：


（2）该文法不是LR(0)文法，因为存在移进-归约冲突。以输入串"a*"为例：


在状态3，既可以进行移进操作，又可以进行归约操作，因此存在移进-归约冲突。

该文法是SLR(0)文法，因为它满足SLR(0)文法的定义：在所有可能的移进-归约冲突中，仅当向前看符号为$的时候进行归约操作。在本文法中，只有状态3存在向前看符号为$的归约操作，因此不会发生移进-归约冲突。

相关问题

已知文法G为: E→T|E+T|E-T T→F|T*F|T/F F→(E)|id （1）画出句型T+T*F+id的语法分析树 （2）给出句型T+T*F+id的所有短语、直接短语和句柄

好的，我来为您回答这个问题。

（1）先来画出句型T+T*F+id的语法分析树。

首先，我们可以按照这个句型的推导过程来构建语法分析树。具体来说，我们可以按照如下步骤进行：

E -> E + T -> T + T * F -> T + F * F -> F + F * F -> id + F * F -> id + T * F -> id + T -> T + F -> T + T * F -> T + T * F + id

然后，我们可以按照这个推导过程来构建语法分析树。具体来说，我们可以按照如下步骤进行：

1. 从树的根节点开始，用E作为根节点的标签，表示我们正在分析一个E符号。
2. 根据E -> E + T 推导规则，我们在根节点下方添加一个标签为“+” 的节点，用来表示加号。
3. 将E符号拆分成两个子节点，一个是E符号，一个是T符号，分别作为“+”节点的左右子节点。
4. 根据T -> T * F 推导规则，我们在右子节点下方添加一个标签为“*” 的节点，用来表示乘号。
5. 将T符号拆分成两个子节点，一个是T符号，一个是F符号，分别作为“*”节点的左右子节点。
6. 将F符号表示为一个叶节点，该节点的标签是“id”。

最终得到的语法分析树如下所示：

         E
        / \
       E   T
       |   |
       +   *
      /   / \
     T   F   F
     |       |
     +       id
    / \
   T   F
   |   |
   *   id
  / \
 F   id
 |
id

（2）接下来，给出句型T+T*F+id的所有短语、直接短语和句柄。

- 所有短语：T、F、T*F、id、T+F、F*F、T*F+id、T+F*F、T+F*F+id、T+T*F、T+T*F+id。
- 直接短语：T、F、id。
- 句柄：T、F、T*F、id、T+F、F*F、T*F+id、T+F*F+id、T+T*F、T+T*F+id。

对于以下文法G(E): E→T\E+T T→F|T*F F →(E)|i (1)写出句子i*i+i*i的最左推导。(2)画出句型(T*F+i)的语法分析树。

(1) 根据文法规则 G(E)，我们可以按照自底向上的方式构建句子 "i * i + i * i" 的最左推导。这个过程从最简单的非终结符开始逐步构建：

- 最终结果是表达式 E，所以开始于 E → T * E + T。
- 接着，我们需要 T，它可以从 F 或者 T * F 构成。这里选择 T * F，因为后面有 "+" 连接。
- 再次分解 T * F，F 可以是 (E) 或者 i。此处取 i，因为我们已经处理了表达式的部分。
- 同样，F 的下一层也取 i，形成两个连续的 i。
- 最后，由于第一个 F 没有乘法操作，我们回到 T * E 部分，继续构建第二个 F 为 (E) 和 i。

最终最左推导为：
E → T * E + T
T * F → i * F
F → i
F → i

(2) 句型 "(T * F + i)" 的语法分析树通常会表示运算符优先级和结合性。根据文法，我们会先计算 T * F，然后加到 i 上。树状结构如下：

       +
    /   \
   T     i
  / \   / \
 (T * F) i
      / \
     *   i

在这个树中，根节点是 "+", 左分支是 "(T * F)"（包含嵌套的乘法），右分支是 "i"。T * F 的内部有一个星号 "*".