我很难坚持我正在尝试从编译器的样本期末考试中提出的问题。如果有人可以帮我解释，我将非常感激。感谢
考虑下面列出的语法G
$ + T | Ť* F | ˚Fident | ( E ) 其中+ * ident（）是终端符号，$是文件结尾。
a）这个语法LR（0）？证明你的答案。
b）语法单反（1）？证明你的答案。
c）这个语法LALR（1）？证明你的答案。
答案 0 :(得分：9)
如果你能证明语法是LR（0）那么它当然是SLR（1）和LALR（1）因为LR（0）更具限制性。
不幸的是，语法不是LR（0）。
例如，假设您刚刚认出了E：
S -> E . $
如果后面的内容是+或*符号，则不得将此E减少为S，因为E可以跟+或*继续建立更大的表达：
S -> E . $
E -> E . + T
T -> T . * F
这要求我们向前看一个令牌以了解在该状态下该做什么：转移（+或*）或减少（$）。
SLR（1）添加了前瞻，并利用跟随设置信息进行缩减（总比没有好，但是从语法中全局获得的跟随设置信息不是上下文敏感的，就像特定于状态的前瞻集一样在LALR（1））。
在SLR（1）下，上述冲突消失了，因为仅当前瞻符号位于S -> E的跟随集中时才会考虑S缩减，并且以下集合中的唯一内容S是EOF符号$。如果输入符号不是$，如+，则不考虑减少;发生了与减少不相冲突的转变。
因此，语法不会因为该冲突而成为SLR(1)。但是，它可能还有其他冲突。透过它看，我看不到一个;但要正确地“证明答案”，你必须生成所有LR（0）状态项，并完成验证未违反SLR（1）约束的例程。 （对于SLR（1），您使用简单的LR（0）项，因为SLR（1）不会以任何新的方式扩充这些项。请记住，它只使用从语法中剔除的后续信息来消除冲突。）
如果是SLR（1），则LALR（1）按子集关系下降。
<强>更新
Red Dragon Book（ Compilers：Principles，Techniques and Tools ，Aho，Sethi，Ullman，1988）在一组示例中使用完全相同的语法，这些示例显示了规范LR的推导（ 0）项集和关联的DFA，以及填写解析表的一些步骤。这是在4.7节，从例4.34开始。