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，我会根据您提供的文法G来回答您的问题。

(1) 句型T+T*F+id的语法分析树如下：

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

(2) 句型T+T*F+id的所有短语、直接短语和句柄如下：

- 短语：T、T * F、F、id、T + T、F + id、T * F + id、E
- 直接短语：T、F、id
- 句柄：T、F、id、T + T、T * F、F + id、E

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 "*".