📄 4.7.2.1b.htm
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<title>编译原理</title>
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<table align=right width=300>
<tr>
<td><img src="../images/previous.gif" onmouseover="javascript:style.cursor='hand'" onclick="vbscript:window.location.href='4.7.2.1.htm'"></img></td>
<td><img src="../images/next.gif" onmouseover="javascript:style.cursor='hand'" onclick="vbscript:window.location.href='4.7.2.2.htm'"></img></td>
</tr>
</table>
<br><br>
<table><tr><td>    </td>
<td class="content">
<p>若把拓广文法G'的每一个有效项目集看成一个状态,G'的文法符号看成字母表,包含项目S'→·S的有效项目集所对应的状态看成初态,所有状态都看成终态,go(I,X)就是定义在所有文法符号及有效项目集族上的转移函数。这样就得到了一个确定的有限自动机,它识别文法的所有活前缀。</p>
<p><font class="example">例4.15 </font>设拓广文法G' 的产生式为
<table align=center width=450 class="content">
<tr><td>S'→S</td><td></td></tr>
<tr><td>S→aA|bB</td><td>(4.15)</td></tr>
<tr><td>A→cA|d</td><td></td></tr>
<tr><td>B→cB|d</td><td></td></tr>
</table>
这个文法的LR(0)项目有 <br>
(1)S'→·S <br>
(2)S'→S· <br>
(3)S→·aA <br>
(4)S→a·A <br>
(5)S→aA· <br>
(6)A→·cA <br>
(7)A→c·A <br>
(8)A→cA· <br>
(9)A→·d <br>
(10)A→d· <br>
(11)S→·bB <br>
(12)S→b·B <br>
(13)S→bB· <br>
(14)B→·cB <br>
(15)B→c·B <br>
(16)B→cB· <br>
(17)B→·d <br>
(18)B→d·
</td></tr></table>
<br>
<table align=right width=300>
<tr>
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</tr>
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