我知道一般来说，无上下文语法是否明确是不可判定的。但是，这并不意味着无法为无上下文语法的子集决定这一点。
语法用于将输入文本转换为解析树。如果语法可以为给定的输入生成多个解析树，则该语法是不明确的。
LR解析器算法首先将语法转换为LR解析器表。然后，它使用LR解析器自动机使用LR解析器表将给定输入流处理为解析树。第一步通常由解析器生成器完成，而第二步则针对每个解析操作执行。
考虑LR解析器表构造算法construct(G) = T | error。该算法接收无上下文语法G。如果表构造成功，则返回无冲突的LR解析器表T。如果表构造失败，则返回错误。这种算法的示例是SLR，LALR和CLR。算法失败的典型示例是shift-reduce和reduce-reduce冲突。
对于有限输入流和无冲突LR解析器表，LR解析器自动机可以确定性地从给定输入流导出一个解析树，或者如果输入流与语法不匹配则返回错误。解析步骤可以形式化为parse(T, I) = O | error，其中T是无冲突的LR解析表，I是令牌的输入流，O是单个解析树。如果输入流与语法不匹配，则返回错误。
总结我的理解上面的陈述是任何可以某种方式转换为无冲突的LR解析器表的语法都是明确的。但是，如果算法返回错误，则这并不意味着关于语法是否模糊的任何陈述。因此，LR表构造算法半决定无上下文语法的子集是否是明确的。这是对的吗？
以下是我的结论可能落空的一些步骤：
据我所知，对于常见的LR表构造算法，上述情况都不适用。
我无法找到关于此的明确陈述，所以我非常感谢一个解释以及一个参考，其中讨论并明确回答了这个问题。
我认为这个问题在设计编程语言时非常重要，因为如果我的结论是正确的，LR解析器可以确保用该语言编写的每个程序都可以正确解析。还有其他方法可以确保语法是明确的吗？
答案 0 :(得分：4)
如果可以为语法生成LR（k）解析器，那么语法肯定是明确的。 LR（k）算法是确定性的;它总是会终止，无论是错误还是正确的解析自动机。 （类似地，对于SLR（k）和LALR（k）解析器。）
所以你是对的：如果LR（k）解析表生成算法成功终止，那么语法是明确的，但如果它以错误终止，语法可能是明确的。
我不知道如何将其推广到＆＃34;任何＆＃34; LR表生成算法，因为声称是这样的算法可能是不正确的或非终止的。但对于标准算法，它肯定是正确的。
对于正式证明，你可以参考S. Sippu和E. Soisalon-Soininen（Springer-Verlag，1990）的经典教科书解析理论的第二卷。