在很多地方（例如在這個答案中），我已經
LR(0) 項的規范集合
在上面的 DFA 中，我發現沒有任何狀態存在 shift-reduce 沖突或 reduce-reduce 沖突。
所以根據我的分析，這個語法應該是 LR(0)。但它也有ε產生。
這個例子是不是與陳述相矛盾：
“沒有 ε 產生式的語法可以是 LR(0)”
我想如果我知道上面參考的陳述句背后的邏輯，那么我可以更好地理解這個概念。
實際上，我的主要問題在于宣告：
ε 自由 LL(1) 文法也是 SLR(1)。
當我問我的一個朋友時，他給出的論點是，由于 LL(1) 語法是 ε 自由的，因此它是 LR(0)，因此它是 SLR(1)。
但我也無法理解他的邏輯。當我問他關于推理的問題時，他開始分享關于“ε 產生式的語法永遠不能是 LR(0)”的帖子......
但就我個人而言，我想不出任何關于“ε free LL(1) 語法是 SLR(1)”的邏輯。它真的與“具有ε產生的語法不能是LR（0）”的上述屬性有關嗎？如果是這樣，請幫幫我。如果不是，那么我是否應該考慮針對第二個困惑提出一個單獨的問題？
我的編譯器設計概念僅來自 Ullman 的龍書。還有來自 Ullman 的 TOC 知識以及來自 Sipser、Linz 等少數其他文本的知識。
uj5u.com熱心網友回復：
你的語法的一個顯著特點是A可以被消除。它完全沒有任何目的。（通過“消除”，我的意思是簡單地洗掉對它的所有參考；保持產品完好無損。）
確實，它的存在并不排除語法為 LR(0)。類似地，具有不可到達的非終結符和該非終結符的 ε-產生式的文法也可以是 LR(0)。
因此，如果一個文法具有一個生產性非終結符，同時具有 ε-產生式和其他一些生產性產生式，則更準確地說，它不能是 LR(0) 。但由于我們通常只考慮沒有無意義的非終結符的簡化語法，我不確定這種額外的迂腐是否有多大用處。
至于你關于 ε-free LL(1) 語法的問題，這里有一個粗略的大綱：
如果 ε-free 文法不是 LR(0)，則存在某種狀態同時具有移位和歸約動作。由于語法是 ε-free 的，因此通過 shift 或 goto 達到該狀態。先前的狀態必須有兩個不同的產生式具有相同的 FIRST 集，這與 LL(1) 條件相矛盾。
轉載請註明出處，本文鏈接：https://www.uj5u.com/qianduan/416620.html
標籤：