LR(0)文法
《编译原理》中LR(0)语法分析动态演示系统分析与设计
《编译原理》中LR(0)语法分析动态演示系统分析与设计1. 引言1.1 研究背景编译原理是计算机科学领域的重要基础课程，而LR(0)语法分析是编译原理中一个关键的内容。
LR(0)语法分析是一种自底向上的语法分析方法，能够准确地判断一个输入串是否是给定文法的句子，同时可以生成句子对应的语法树。
LR(0)语法分析比上下文无关文法分析更为强大，因此被广泛应用于编译器的设计和实现中。
对于学习者来说，理解和掌握LR(0)语法分析并不是一件容易的事情。
传统的教学方法往往是通过讲解和演示来进行，但存在一定的局限性，学生很难深入理解其中的逻辑和原理。
设计一个LR(0)语法分析动态演示系统是十分必要和有意义的。
这样的系统可以通过图形化的界面展示LR(0)语法分析的每个步骤和过程，帮助学生更直观地理解LR(0)语法分析的原理和实现。
1.2 研究目的研究目的是为了通过设计和实现一个LR(0)语法分析动态演示系统，帮助学生和从业者更好地理解和应用LR(0)语法分析算法。
具体来说，研究目的包括但不限于以下几点：通过分析LR(0)语法分析算法的原理和流程，深入探讨其在编译原理中的重要性和应用价值，为用户提供一个直观、动态的学习工具，帮助他们更好地理解和掌握这一算法的核心概念。
通过设计和实现一个功能齐全、易于操作的LR(0)语法分析动态演示系统，提供用户友好的界面和交互功能，使用户可以通过实际操作和观察，加深对LR(0)语法分析算法的认识，并在实践中掌握其使用方法和技巧。
通过系统测试和优化，不断改进系统性能和用户体验，确保系统稳定运行并具有良好的可用性和可靠性，为用户提供一个高质量的学习工具和应用工具。
通过这些努力，旨在提高用户对LR(0)语法分析算法的理解和应用能力，促进编译原理领域的教学和研究工作的发展。
1.3 研究意义编译原理是计算机专业的重要基础课程，而LR(0)语法分析是编译原理中一项重要的内容。
通过设计和实现一个LR(0)语法分析动态演示系统，可以帮助学生更加直观地理解和掌握LR(0)语法分析的原理和算法。
《编译原理》中LR(0)语法分析动态演示系统分析与设计
《编译原理》中LR(0)语法分析动态演示系统分析与设计一、引言随着计算机科学领域的不断发展，编译原理作为计算机科学的核心课程之一，对于理解编程语言和编译器的原理和技术具有重要意义。
LR(0)语法分析作为编译器中的重要组成部分，在编译原理课程中具有重要的地位。
为了更好地理解与掌握LR(0)语法分析，本文将课程中的相关理论与实践相结合，提出了一个LR(0)语法分析动态演示系统的设计与分析。
二、LR(0)语法分析概述在编译器的构建中，语法分析是非常重要的一环。
而LR(0)语法分析是一种常用的语法分析方法之一。
LR(0)语法分析使用的是LR(0)自动机进行分析，它是一种自底向上的语法分析方法，它的优势在于可以处理大部分的上下文无关文法（Context-Free Grammar, CFG），并且可以准确地进行语法分析。
LR(0)语法分析是通过构建状态机的方式，根据文法产生式中的右部项目来进行状态转换并最终得到文法的推导序列。
为了更好地理解LR(0)语法分析的原理与过程，我们需要深入学习LR(0)自动机的构建过程、状态转换的规则以及分析过程的具体步骤。
仅仅通过理论学习，学生们往往难以深刻理解LR(0)语法分析的工作原理与流程。
我们需要设计一个能够直观演示LR(0)语法分析过程的系统，通过动态的展示来帮助学生更好地理解LR(0)语法分析的过程和原理。
三、LR(0)语法分析动态演示系统的需求分析为了实现LR(0)语法分析动态演示系统，首先需要进行系统需求分析，明确系统的功能需要和用户需求。
根据LR(0)语法分析的原理与过程，系统的主要功能需求包括：1. 文法输入：能够接受用户输入的文法表达式，包括非终结符、终结符及产生式。
2. LR(0)自动机构建：根据用户输入的文法表达式自动生成LR(0)自动机，并进行展示。
3. 状态转换展示：根据LR(0)自动机中的状态转换规则，动态展示状态之间的转换过程及转换规则。
4. 分析过程展示：根据LR(0)自动机和输入的句子，展示分析过程中状态的变化和产生式的规约过程。
编译原理词法分析器-ll1-lr0-python实现代码
编译原理词法分析器-ll1-lr0-python实现代码计算机科学与通信工程学院编译原理实验报告题目： 1.词法分析器2. LL(1)分析器3. LR(0)分析器班级：姓名:学号：指导老师：2017年月目录一、实验题目 (1)二、实验目的和要求 (1)三、代码实现 (2)四、总结 (25)一、实验题目1.词法分析器分析一段程序代码，将代码中的单词符号分解出来，并对其进行检查，输出token表和error表2.LL(1)文法分析器分析给定文法。
求出文法的FIRST集，FOLLOW集，并构建分析表，对给定输入串进行分析。
3.LR(0)文法分析器分析给定文法。
用Ꜫ_CLOSURE方法构造文法的LR(0)项目集规范族，根据状态转换函数GO构造出文法的DFA,并转换为分析表，对给定输入串进行分析。
二、实验目的和要求1.学会词法分析器的实现思路。
2.学会求解FIRST集， FOLLOW集，构造LL(1)分析表。
3.学会Ꜫ_CLOSURE方法，状态转换函数GO, 构造LR(0)分析表。
三、代码实现1.词法分析器program.txt 中存放要分析的文法：E->TRR->+TR|-TR|~T->FGG->*FG|/FG|~F->(E)|i代码：KEYWORD_LIST = ['while', 'if', 'else', 'switch', 'case']SEPARATOR_LIST = [';', ':', ',', '(', ')', '[', ']', '{', '}']OPERATOR_LIST1 = ['+', '-', '*']OPERATOR_LIST2 = ['<=', '<', '==', '=', '>', '>=']CATEGORY_DICT = {# KEYWORD"while": {"while": ""},"if": {"if": ""},"else": {"else": ""},"switch": {"switch": ""},"case": {"case": ""},# OPERATOR"+": {"+": ""},"-": {"-": ""},"*": {"*": ""},"<=": {"relop": "LE"},"<": {"relop": "LT"},">=": {"relop": "GE"},">": {"relop": "GT"},"==": {"relop": "EQ"},"=": {"=": ""},# SEPARATOR";": {";": ""},":": {":": ""},",": {",": ""},"(": {"(": ""},")": {")": ""},"[": {"]": ""},"]": {"]": ""},"{": {"{": ""},"}": {"}": ""},}CONSTANTTABLE = []TOKENTABLE = []OPERATORTABLE = []KEYWORDTABLE = []SEPARATORTABLE = []UNDEFINEDTABLE = []# READ FILEdef read_file(path, method):temp_str = ""try:file = open(path, method)for line in file:line = line.replace('\n', " ") temp_str += linetemp_str = str(temp_str)except IOError as e:print(e)exit()finally:file.close()return temp_str.strip() + " "# GETBEdef getbe():global tokengetchar()token = ""return# GETCHARdef getchar():global characterglobal locationwhile all_string[location] == " ":location = location + 1character = all_string[location]return character# LINK TOKENdef concatenation():global tokenglobal charactertoken = token + character# IS NUMBERdef digit():if '0' <= character <= '9':return Truereturn False# IS ALPHABETdef letter():if 'A' <= character <= 'Z' or 'a' <= character <= 'z': return Truereturn False# IS IDENTIFIERdef reserve():if token in KEYWORD_LIST:return CATEGORY_DICT[token]else:return 0# RETRACTdef retract():global locationglobal character# location = location - 1character = ""return# MAIN FUNCTIONdef main():global tokenglobal characters = getchar()getbe()if 'a' <= s <= 'z' or 'A' <= s <= 'Z':while letter() or digit():concatenation()location = location + 1character = all_string[location]retract()c = reserve()if c == 0:TOKENTABLE.append(token)print("这是标识符：{'", token, "':'", TOKENTABLE.index(token), "'}") else:KEYWORDTABLE.append(token)print("这是保留字：", CATEGORY_DICT[token])elif '0' <= s <= '9':while digit():concatenation()location = location + 1character = all_string[location]retract()CONSTANTTABLE.append(token)print("这是常数：{'", token, "':'", CONSTANTTABLE.index(token), "'}") elif s in OPERATOR_LIST1:location = location + 1OPERATORTABLE.append(s)print("这是单操作符：", CATEGORY_DICT[s])elif s in OPERATOR_LIST2:location = location + 1character = all_string[location]if character == '=':OPERATORTABLE.append(s + character)print("这是双操作符：", CATEGORY_DICT[s + character])else:retract()location = location + 1OPERATORTABLE.append(s)print("这是单操作符:", CATEGORY_DICT[s])elif s in SEPARATOR_LIST:location = location + 1SEPARATORTABLE.append(s)print("这是分隔符：", CATEGORY_DICT[s])else:UNDEFINEDTABLE.append(s)print("error:undefined identity :'", s, "'")if __name__ == '__main__':character = ""token = ""all_string = read_file("program.txt", "r")location = 0while location + 1 < len(all_string):main()print('KEYWORDTABLE:', KEYWORDTABLE)print('TOKENTABLE:', TOKENTABLE)print('CONSTANTTABLE:', CONSTANTTABLE)print('OPERATORTABLE:', OPERATORTABLE)print('SEPARATORTABLE:', SEPARATORTABLE)运行结果：2.LL(1)分析器program.txt 中存放要分析的文法：E->TRR->+TR|-TR|~T->FGG->*FG|/FG|~F->(E)|i输入串：i+i*i代码：NonTermSet = set() # 非终结符集合TermSet = set() # 终结符集合First = {} # First集Follow = {} # Follow集GramaDict = {} # 处理过的产生式Code = [] # 读入的产生式AnalysisList = {} # 分析表StartSym = "" # 开始符号EndSym = '#' # 结束符号为“#“Epsilon = "~" # 由于没有epsilon符号用“~”代替# 构造First集def getFirst():global NonTermSet, TermSet, First, Follow, FirstAfor X in NonTermSet:First[X] = set() # 初始化非终结符First集为空for X in TermSet:First[X] = set(X) # 初始化终结符First集为自己Change = Truewhile Change: # 当First集没有更新则算法结束Change = Falsefor X in NonTermSet:for Y in GramaDict[X]:k = 0Continue = Truewhile Continue and k < len(Y):if not First[Y[k]] - set(Epsilon) <= First[X]: # 没有一样的就添加，并且改变标志if Epsilon not in First[Y[k]] and Y[k] in NonTermSet and k > 0: # Y1到Yi候选式都有~存在Continue = Falseelse:First[X] |= First[Y[k]] - set(Epsilon)Change = Trueif Epsilon not in First[Y[k]]:Continue = Falsek += 1if Continue: # X->~或者Y1到Yk均有~产生式First[X] |= set(Epsilon)# FirstA[Y] |= set(Epsilon)# 构造Follow集def getFollow():global NonTermSet, TermSet, First, Follow, StartSymfor A in NonTermSet:Follow[A] = set()Follow[StartSym].add(EndSym) # 将结束符号加入Follow[开始符号]中Change = Truewhile Change: # 当Follow集没有更新算法结束Change = Falsefor X in NonTermSet:for Y in GramaDict[X]:for i in range(len(Y)):if Y[i] in TermSet:continueFlag = Truefor j in range(i + 1, len(Y)): # continueif not First[Y[j]] - set(Epsilon) <= Follow[Y[i]]:Follow[Y[i]] |= First[Y[j]] - set(Epsilon) # 步骤2 FIRST(β)/~ 加入到FOLLOW(B)中。
文法。LR(0)分析表的构造
• P126 识别活前缀的有限自动机 • 对任何一个上下文无关文法，只要能构 造出它的识别可归前缀的有限自动机， 就可以构造其相应的分析表（状态转换 表和动作表）。
#S0x1S1x2...... xmSm
S0S1...... Sm # x1x2..... xm
☆ 状态栈:
S0,S1,…,Sm 状态 S0---初始状态
逻辑上说，一个LR分析器由3个部分组成：
(1) 总控程序，也可以称为驱动程序。对所有的 LR 分析 器总控程序都是相同的。
(2) 分析表或分析函数，不同的文法分析表将不同，同一 个文法采用的 LR分析器不同时，分析表也不同，分析表又 可分为动作表（ACTION）和状态转换（GOTO）表两个部 分，它们都可用二维数组表示。 (3) 分析栈，包括文法符号栈和相应的状态栈，它们均是 先进后出栈。 分析器的动作就是由栈顶状态和当前输入符号所决定。
(1) 分析动作表Action
符号 状态
S0 S1 … Sn
a1
action[S0 , a1] action[S1 , a1] … action[Sn , a1]
a2
action[S0 , a2] action[S1 , a2] … action[Sn , a2]
…
… … … …
at
action[S0 , at] action[S1 , at] … action[Sn , at]
LR分析概述
• LR（k）分析是根据当前分析栈中的符 号串和向右顺序查看输入串的k(k≥0)个 符号就可以唯一确定分析的动作是移进 还是归约以及用哪个产生式归约。 • 从左到右扫描(L)自底向上进行规约(R) (是规范规约）
LR分析的优缺点
1)适合文法类足够大,适用于大多数上下文 无关文法 2)分析效率高 3)报错及时 4)手工实现工作量大 5)可以自动生成 美国Bell实验室推出的编译程序自动构造 工具——YACC：能接受一个用BNF描述的 满足LALR（1）上下文无关文法并对其自 动构造出LALR（1）分析器。
编译原理LR分析（主要是LR（0）分析）
编译原理LR分析（主要是LR（0）分析）⼀、LR分析的基本原理1、LR分析的基本思想LR⽅法的基本思想就是，在规范归约的过程中，⼀⽅⾯要记住已移进和归约出的整个字符串，也就是说要记住历史；⼀⽅⾯能够根据所⽤的产⽣式的推测未来可能碰到的输⼊符号，也就是说能够对未来进⾏展望。
这样，当⼀串貌似句柄的字符串出现在分析栈的顶部时，我们希望能够根据历史和展望以及现实的输⼊符号这三部分的材料，决定出现在栈顶的这⼀串符号是否就是我们要找的句柄。
2、LR分析器的构成采⽤下推⾃动机这种数据模型。
包括以下⼏个部分：1.输⼊带2.分析栈：包括状态栈和⽂法符号栈两部分。
(s0,#)为分析开始前预先放在栈⾥的初始状态和句⼦括号。
3.LR 分析表：包括动作表和状态转移表两张表。
3、LR分析表是LR分析器的核⼼部分⼀张LR分析表包括两部分：动作表(ACTION)和状态转换表(GOTO)。
它们都是⼆维数组。
ACTION[s,a]规定了当状态s⾯临输⼊符号a时应采取什么动作(移进、归约、接受和报错)，⽽GOTO[s,X]规定了当状态s⾯对⽂法符号X(终结符或⾮终结符)时的下⼀状态是什么。
显然，GOTO[s,X]定义了⼀个以⽂法符号为字母表的DFA。
不同的 LR 分析法构造LR分析表的⽅法都不同，由此产⽣了不同的LR分析法。
4、LR分析算法置ip指向输⼊串w的第⼀个符号 令Si为栈顶状态 a是ip指向的符号（当前输⼊符号） BEGIN(重复开始) IF ACTION[Si,a]=Sj THENBEGINPUSH j,a (进栈) ip前进(指向下⼀输⼊符号) END ELSEIF ACTION[Si,a]=rj(若第j条产⽣式为A→β) THEN BEGIN pop|β| 项 若当前栈顶状态为Sk pushGOTO[Sk,A] 和A(进栈) END ELSEIF ACTION[Si,a]=acc THEN return (成功） ELSE error END. (重复结束)⼆、LR（0）分析器1、可归前缀与规范句型的活前缀⽂法G[S]：(1) S → aAcBe[1](2) A → b[2](3) A → Ab[3](4) B → d[4]S ÞaAcBe[1]ÞaAcd[4]e[1]ÞaAb[3]cd[4]e[1]Þab[2]b[3]cd[4]e[1]每次归约句型的前部分依次为：ab[2]aAb[3]aAcd[4]aAcBe[1]规范句型的这种前部分符号串称为可归前缀我们把形成可归前缀之前包括可归前缀在内的所有规范句型的前缀都称为活前缀（活前缀就是可归前缀的前缀）如下：e,a,abe ,a,aA,aAbe ,a,aA,aAc,aAcde ,a,aA,aAc,aAcB,aAcBe三、LR分析（⼀）LR分析构造识别活前缀的有穷⾃动机项⽬（item）：在每个产⽣式的右部适当位置添加⼀个圆点构成项⽬。
《编译原理》中LR(0)语法分析动态演示系统分析与设计
《编译原理》中LR(0)语法分析动态演示系统分析与设计一、引言编译原理是计算机科学与技术中的重要课程，它研究的是如何将高级程序语言翻译成机器语言的技术和方法。
在编译原理中，LR(0)语法分析是一个重要的内容，它是通过自底向上的方式进行语法分析的一种方法。
在学习编译原理的过程中，学生往往会遇到对LR(0)语法分析的理解困难，因为它涉及到许多抽象的概念和算法。
为了更好地帮助学生理解和掌握LR(0)语法分析，本文针对LR(0)语法分析动态演示系统进行了分析与设计，旨在通过动态演示的方式帮助学生更直观、深入地理解LR(0)语法分析的原理和过程。
二、LR(0)语法分析方法简介LR(0)语法分析是一种自底向上的语法分析方法，它能够对任意上下文无关文法（CFG）进行语法分析。
LR(0)语法分析的基本思想是通过分析输入串中的符号和栈中的符号，逐步地将输入串转换为目标符号串的过程。
在LR(0)语法分析中，使用LR(0)自动机来表示语法分析过程，并通过自动机的状态转换来完成对输入串的分析。
LR(0)语法分析包括了自动机的构建、状态的扩展和分析过程三个基本步骤，每个步骤都涉及到大量的状态转换和符号匹配。
三、LR(0)语法分析动态演示系统分析1. 功能需求分析为了帮助学生更直观、深入地理解LR(0)语法分析的原理和过程，需要实现一个动态演示系统，该系统应该具备以下基本功能：（1）自动机的构建：实现LR(0)自动机的构建过程，包括状态的生成、状态的扩展和状态转换规则的确定。
（2）状态的扩展：实现LR(0)自动机中状态的扩展过程，包括向状态图中添加新的状态和确定转移规则。
（3）分析过程演示：实现LR(0)语法分析的过程演示，包括输入串的处理和状态转换规则的应用。
2. 界面设计分析3. 技术实现分析动态演示系统的技术实现应该能够满足LR(0)语法分析的模拟和演示需求，具体应该采用以下技术实现方案：（1）使用HTML、CSS和JavaScript实现界面设计，实现LR(0)自动机状态图的展示和交互功能。
实验三编译原理综合实验报告——(LR(0)语法分析的实现)
m_pTree->SetControlInfo(IDC_TREE1, RESIZE_BOTH);
m_pTree->SetControlInfo(IDOK, ANCHORE_BOTTOM | ANCHORE_RIGHT);
void CAnalyzeDlg::OnOK()
{
// TODO: Add extra validation here
//CDialog::OnOK();
}
void CAnalyzeDlg::OnCancel()
{
// TODO: Add extra cleanup here
六、实验原理、数据（程序）记录
（一）实验原理：
利用LR(k)类分析算法的四个步骤，分别实现"移进"、"归约"、"成功"、"报错"的分析能力。同时采用相应的数据结构实现分析表的描述。
（二）程序框架:
#include "stdafx.h"
#include "GoData.h"
GoData::GoData()
assert(j != -1);
out.WriteString(GetStepInfo(iStep, Status, Symbol, m_input.Right(m_input.GetLength() - iPos), ToDo, j));
for(i = 0; i < m_g.GetPrecept(ToDo.two).GetRight().length(); i++)
LR0项目集族和LR分析表的构造文档资料
2 #a
bbcde# 移进
3 #ab
bcde# 归约 A→b
4 #aA
bcde# 移进
5 #aAb
cde# 归约 A→Ab
6 #aA
cde# 移进
7 #aAc
de# 移进
8 #aAcd
e# 归约 B→d
9 #aAcB
e# 移进
10 #aAcBe
# 归约 S→aAcBe
11 #S
# 接受
#abbcde#的规范归约过程
• 表明一个产生式的右部已分析完，句柄已形成可 以归约
• 接受项目: S'→S·
• 表明已分析成功
三、LR(0)项目集规范族的构造
构造识别文法活前缀DFA的三种方法 *
• 求出活前缀的正规表达式，然后由此正规表
达式构造NFA, 再确定化为DFA。
• 求出文法的所有项目，按一定规则构造识别
活前缀的NFA, 再确定化为DFA。
从初态出发,经读出活 前缀γ后,而到达的项 目集称为活前缀γ的 有效项目集
a
c
I4:Ac•A A •cA
A d
A •d
c
d
I2:Ea•A
A •cA A
A •d
I0: S'•E E •aA
E •bB
E
I1: S' E •
b I3: Eb•B B B •cB
B •d c
d
识别文法 活前缀的DFA
图5.7 p106
DFA
•每个状态是一
个项目集, 称作 LR(0)项目集
•整个状态集称
为LR(0)项目集 规范族
3. LR(0)项目的分类
• 移进项目: A→α·aβ
lr0文法的辨别 -回复
lr0文法的辨别-回复LR(0)文法是一种用于描述语言结构的形式化工具。
它是一种自底向上（bottom-up）的语法分析方法，可以用于构建语法分析器。
在本文中，我们将逐步回答关于LR(0)文法的问题，并介绍其特点和应用。
首先，我们需要了解什么是文法（grammar）。
文法是一种形式化的描述，用于定义一种语言的语法规则。
它由产生式（production rules）组成，每个产生式都表示一条语法规则。
产生式由左部（left-hand side，简称LHS）和右部（right-hand side，简称RHS）组成，形式上表示为LHS -> RHS。
接下来，我们将讨论LR(0)文法的概念和特点。
LR(0)文法是一种没有向前看符号（lookahead）的LR文法。
LR文法是一种自底向上的语法分析方法，其中L表示从左到右（left-to-right）扫描输入，R表示按照产生式的右部逆序规约（reduce）推导。
LR(0)文法是LR文法中最简单的一种，但它并不适用于所有语言。
LR(0)文法具有以下特点：1. 没有向前看符号：LR(0)文法只根据输入中的当前符号进行语法分析，不考虑其后续输入。
这意味着LR(0)文法不能处理某些具有二义性的语言。
2. 自底向上：LR(0)文法从输入的最底部开始逐步构建语法树，直到推导出输入的最顶部。
这种自底向上的分析方法能够有效处理大型的语言规模。
3. 产生式规约：LR(0)文法在语法分析过程中，通过不断将多个符号替换为其对应的产生式左部，从而逐步推导出输入的语法结构。
4. 分析表：LR(0)文法通过构建状态转换图和分析表来实现语法分析器。
分析表是一个二维表格，用于记录在不同状态下，根据输入符号应采取的动作，如移入（shift）或规约（reduce）。
下面，我们将介绍LR(0)文法的应用。
LR(0)文法广泛应用于编译器设计和构建中，特别是在语法分析阶段。
它可以用于生成语法分析器，将输入的符号串转化为语法树。
LR（0）分析法
LR（0）分析法LR(0)是⼀种⾃底向上的语法分析⽅法。
两个基本动作是移进和规约。
具体例⼦如下已知⽂法G[E](1) E→aА(2) E→bB(3) A→cА(4) A→d(5) B→cB(6) B→d编写LR(0)分析算法，⽤于识别符号串是否为合法的句⼦。
设计⽅法a.将⽂法 G[E]拓⼴为⽂法 G[E'](0) S'→E(1) E→aA(2) E→bB(3) A→cA(4) A→d(5) B→cB(6) B→db.构造识别可归约前缀的 NFAc. 将识别可归约前缀的 NFA 确定化成DFAd. 根据识别可归约前缀的 DFA 构造⽂法的 LR(0)分析表表2-1 LR(0)分析表状态a b c d#E A B0S1S231S4S562S7S893acc4S4S5105r4r4r4r4r46r1r1r1r1r17S7S8118r6r6r6r6r69r2r2r2r2r210r3r3r3r3r311r5r5r5r5r5e. 设计 LR(0)分析程序⾃底向上的语法分析的两个基本动作就是，移进与规约。
分析⼀下表 2-1 中⽂法的 LR(0)分析表，可以发现这两个动作在表中都有。
进⼀步分析可知，这些移进与规约动作在表的前⾯终结符列中，因此，这部分称之为 ACTION 表。
表中不但给出了两个基本动作，还给出了规约时，弹出产⽣式右部，压⼊左部之后，应该转换到的状态。
例如，当前状态为 9，状态 9 为句柄识别态，查表得：r2，表⽰使⽤第⼆个产⽣式E→bB 进⾏规约。
规约动作分为两步：第⼀步弹出句柄 bB，从识别⽂法可归约前缀的 DFA 中可知，弹出句柄 bB后，从当前状态为 9 回到状态 0；第⼆步就是压⼊左部 E，从当前状态 0，转换到状态 3。
在表中的第 0 ⾏第 E 列中就给出状态 3。
分析表可知，表中的⾮终结符列填⼊的是某⼀规约动作，压⼊产⽣式左部（⾮终结符）之后，转换到的状态。
因此，这部分称之为 GOTO 表。
LR(0)语法分析
淮阴工学院编译原理课程设计报告选题名称：LR（0) 语法分析系（院)：计算机工程学院专业：计算机科学与技术班级：计算机1075(单招)姓名：赵俊丽学号: 1071308114指导老师：于长辉王文豪高丽夏森学年学期：2009 ～2010 学年第 2 学期设计任务书指导教师（签章）：年月日编译原理课程设计报告摘要：编译程序是现代计算机系统的基本组成部分之一，语法分析是编译程序的核心部分,识别由语法分析给出的单词符号序列是否是给定文法的正确句子，把词法记号流按语言的语法结构层次地分组，以形成语法短语。
一个编译程序的工作过程一般可以划分为五个阶段：词法分析、语法分析、语义分析与中间代码生成、优化、目标代码生成。
LR（0）是一种自底向上的语法分析方法，是已知的最一般的无回溯的移近—归约方法，这一方法能够识别所有能用上下文无关文法描述的程序语言的结构.本文主要讨论LR（0）语法分析的构造.着重分析LR（0)分析器的一般原理、实现思想、基本设计方法以及主要实现技术和工具。
操作员录入合法的LR(0)文法,则自动生成LR（0)分析表,并对任一输入串进行分析。
判断其是否是给定文法的句子。
还可以对输入的句子进行语法分析。
关键词:自底向上分析;移进；规约目录1课题综述 (1)1．1课题来源 (1)1．2意义 (1)1．3预期目标 (1)1．4面对的问题 (2)2系统分析 (3)2．1涉及的基础知识 (3)2．2 总体方案 (5)3 系统设计 (5)3．1 算法描述 (6)3．3 详细流程图 (9)4代码编写 (10)5程序调试 (15)总结 (19)致谢 (20)参考文献 (21)1课题综述1．1课题来源编译器设计的编译程序涉及到编译五个阶段中的三个，即词法分析器、语法分析器和中间代码生成器。
编译程序的输出结果包括词法分析后的二元式序列、变量名表、状态栈分析过程显示及四元式序列程序。
整个编译程序分为三部分:词法分析部分、语法分析处理及四元式生成部分、输出显示部分。
LR(0)文法分析报告
实验名称：LR（0）文法分析一、实验目的：输入：任意的压缩了的上下文无关文法。
输出：相应的LR（0）分析表。
二、实验原理：对于LR文法，我们可以自动构造相应的LR分析表。
为了构造LR分析表，我们需要定义一个重要概念——文法的规范句型“活前缀”。
这种句柄之后不含任何符号的前缀称为活前缀。
在LR分析工作过程中的任何时候，栈里的文法符号（自栈底而上）X1X2 (X)m应该构成活前缀，把输入串的剩余部分配上之后即应成为规范句型（如果整个输入串确实构成一个句子）。
因此，只要输入串的已扫描部分保持可归约成一个活前缀，那就意味着所扫描过的部分没有错误。
对于一个文法G，我们可以构造一个有限自动机，它能识别G的所有活前缀，然后把这个自动机转变成LR分析表，按照该LR分析表进行LR分析，就能保证在分析的过程中，如果分析的句子是正确的，栈里的文法符号（自栈底而上）始终构成活前缀。
假若一个文法G的拓广文法G'的活前缀识别自动机中的每个状态（项目集）不存在下述情况：（1）既含移进项目又含归约项目；（2）含有多个归约项目，则称G是一个LR（0）文法。
该自动机的状态集合即为该文法的LR（0）项目集规范族。
构造识别文法活前缀DFA有3种方法：（1）根据形式定义求出活前缀的正则表达式，然后由此正则表达式构造NFA 再确定为DFA；（2）求出文法的所有项目，按一定规则构造识别活前缀的NFA再确定化为DFA；（3）使用闭包函数（CLOSURE）和转向函数(GO(I,X))构造文法G’的LR(0)的项目集规范族，再由转换函数建立状态之间的连接关系来得到识别活前缀的DFA。
符号串的前缀是指该符号串的任意首部，包括空串ε。
例如，对于符号串abc，其前缀有ε，a，ab，abc。
如果输入串没有错误的话，一个规范句型的活前缀是该句型的一个前缀，但它不含句柄之后的任何符号。
之所以称为活前缀，是因为在该前缀后联接尚未输入的符号串可以构成一个规范句型。
lr0文法的辨别
LR(0)文法的辨别方法如下：
1.判断是否存在归约-归约和移进-归约冲突。
如果没有冲突，则是LR(0)文法（如果是LR(0)文法则四种都是）；如果有冲突，则不是LR(0)文法。
2.如果不是LR(0)文法，再判断是否为SLR(1)文法。
DFA中存在冲突项目（归约-归约，归约-移进）且FOLLOW(B1)，FOLLOW(B2)两两互
不相交时是SLR(1)项目。
3.如果不是SLR(1)文法，再判断是否为LR(1)文法。
构造带向前搜索符的DFA，无归约-归约冲突则是LR(1)文法。
4.如果不是LR(1)文法，最后判断是否为LALR(1)文法。
合并同心集后无（归约-归约）冲突（在之前的基础上）（核相同，向前搜索符不同）（B->a,a
B->a,a|b 同心集）。
如需了解更多关于LR(0)文法的辨别方法，建议咨询计算机科学领域业内人士或查阅相关论坛资料。
LR(0)算法的实现及应用
编译原理报告LR(0)算法的实现及应用学生姓名：学号：专业：计算机科学与技术学院：计算机学院完成时间：2016年11月20【分工】胡安忠：整个程序的架构设计；冯扬：项目集规范族的构造；刘以：分析表中ACTION、GOTO函数的实现；罗子成：分析表的输出及文法输入函数；【问题描述】选题名为LR0算法的实现，LR0分析法的归约过程是规范推到的逆过程，即规范归约的过程。
LR0分析法的作用是对给出一种能根据当前分析栈中符号串（通常以状态表示）就可以唯一确定分析器的动作是移进还是规约和用哪个规则规约，因而也就能唯一确定句柄。
并且LR0算法是LR1，SLR1，LALR1算法的基础。
1.2、LR(0)算法研究的现状LR(0)算法[1]是一种基础的语法分析算法[1]，无论国内还是国外都有对其的研究。
由于其限制条件并不适合大多数高级语言的要求，所以在LR0算法基础上对这种规范归约[2]进行了演化出现了LR1[1]，SLR1[1]，LALR1[1]等算法。
并且现在主流编译器的词法分析基于LALR[1]原理产生的YACC(Yet Another Compiler —Compiler)，是一个经典的生成语法分析器的工具。
输入L语言的YACC[1]规格说明，产生L语言语法分析器。
根据产生的L语言语法分析器就可以分析L语言的输入串是否符合语法【设计的目的】在做LR(0)文法毕业设计中主要的目的是实现LR(0)算法的实现，主要工作是程序的实现。
在程序程序实现过程中主要有一下几个阶段：1总体设计，2核心算法的设计，3数据结构的设计，4编码的实现及调试。
【LR(0)文法的工作原理】#此部分为小组成员共同完成部分。
LR分析法是一种自下而上进行规范归约的语法分析法，L指从左到右扫描输入符号串，R是指构造最右推导的逆过程。
对大多数无二义性上下文无关文法描述的语言都可用它进行有效的分析。
主要分析器有LR（0），SLR（1），LR（1），LALR（1）。
编译原理及实现技术：14.语法分析_LR(0)方法_2_SLR(1)
T→• id T→• ( E )
(
E
7
+
T→(E• ) E→E• +T
-
)
8
T→(E) •
1.1 LR分析模型
Input a1 … ai … an #
St Xt
……
LR分析驱动器
Output
Stack
action goto
LR分析表
4
1.2.1 LR分析表
Action表： 状态×(VT∪{#})动作
3 5 5 5
21
限定条件 语法分析表单值
LR(0)和SLR(1)分析能力对比 LR(0)只看分析栈的内容，不考虑当前输
入符；SLR(1)考虑输入符，用follow集来 解决冲突，因此SLR(1)要比LR(0)分析能 力强。
20
a*a*a 状态栈
0 02 03 034 0342 0343 03434 034342 034343 034345 0345 01
10
1.4 LR驱动程序
归约：若当前格局为 （#S1S2…Sn,#X1X2…Xn,aiai+1…an#），且 Action(ISn, a)=Rj，aVT{#}，则按照第j个产生式 进行归约，符号栈和状态栈相应元素退栈，归约后 的文法符号入栈。假设第j个产生式为A，k=|| (=Xn-k+1…Xn)，则归约后的格局变为： （#S1S2…Sn-kS,#X1X2…Xn-kA,aiai+1…an#） 其中S=Goto(Sn-k, A)。
action(ISk, a)=Si，表示移入动作。 若A•ISk，则对任意aVT，aFollow(A)，令
action(ISk, a)=Rj，其中产生式A的编号为j，表示用 编号为j的产生式进行归约。 若Z•ISk，且Z为拓广产生式的左部非终极符(文法 的开始符)，则action(ISk, #)=Accept。 其它情形，则Error(n)，表示出错标志，也可不填。 goto矩阵： 若GO(ISk, A)=ISi，AVN，则goto(ISk, A)=i。
LR(0)文法分析
实验名称：LR（0）文法分析一、实验目的：输入:任意的压缩了的上下文无关文法.输出：相应的LR（0）分析表。
二、实验原理：对于LR文法，我们可以自动构造相应的LR分析表.为了构造LR分析表，我们需要定义一个重要概念--文法的规范句型“活前缀”。
这种句柄之后不含任何符号的前缀称为活前缀。
在LR分析工作过程中的任何时候，栈里的文法符号（自栈底而上)X1X2…X m应该构成活前缀，把输入串的剩余部分配上之后即应成为规范句型(如果整个输入串确实构成一个句子）。
因此,只要输入串的已扫描部分保持可归约成一个活前缀，那就意味着所扫描过的部分没有错误.对于一个文法G，我们可以构造一个有限自动机,它能识别G的所有活前缀,然后把这个自动机转变成LR分析表，按照该LR分析表进行LR分析，就能保证在分析的过程中，如果分析的句子是正确的，栈里的文法符号（自栈底而上）始终构成活前缀.假若一个文法G的拓广文法G'的活前缀识别自动机中的每个状态（项目集)不存在下述情况：（1)既含移进项目又含归约项目；（2）含有多个归约项目,则称G是一个LR（0）文法.该自动机的状态集合即为该文法的LR(0）项目集规范族。
构造识别文法活前缀DFA有3种方法：（1)根据形式定义求出活前缀的正则表达式，然后由此正则表达式构造NFA 再确定为DFA;（2)求出文法的所有项目，按一定规则构造识别活前缀的NFA再确定化为DFA;(3）使用闭包函数（CLOSURE)和转向函数（GO（I,X）)构造文法G’的LR（0)的项目集规范族,再由转换函数建立状态之间的连接关系来得到识别活前缀的DFA。
符号串的前缀是指该符号串的任意首部，包括空串ε。
例如,对于符号串abc,其前缀有ε，a，ab，abc。
如果输入串没有错误的话，一个规范句型的活前缀是该句型的一个前缀，但它不含句柄之后的任何符号。
之所以称为活前缀，是因为在该前缀后联接尚未输入的符号串可以构成一个规范句型。
形式语言与自动机课件-第12章 确定的CFL和LR(k)文法
确定的上下文无关语言的性质
根据以上分析，可以断言，LM' LM 。假设
a1a2…an∈L(M)，则当扫描完an之后，M进入终结状态 。此时无论是立即进入或经过几步ε动作之后进入终结 状态，M´的状态都将是[q,1]，所以M´不接受a1a2…an。 反之，若a1a2…an L(M)，那么，根据定理12.3，M´在读 过an以后的某个时刻，将没有ε动作可做。而这时M´的 状态是[q,2]的形式，根据δ´的定义（2），M在试图读 一个真输入符号之前，[q,2]马上变为[q,3]，即M´接受 a1a2…an。定理证完。
δ´定义的第(3)条是为了解决ε循环问题。区分两种情况：
一种是在“原地踏步”过程中有M的终结态出现。说明M应接受已读过的 输入串，此时M´进入自己的终结状态f，表示也接受读过的输入串。
另一种是在“原地踏步”的过程中永不出现M的终结状态。这时M´即进 入“死”状态d，表明不会接受整个输入串了。
δ´定义的第(4)条是为了处理一种特殊情况。若输入串在末尾处作ε 循环动作，则f就已表示接受了该输入串。若在输入串中间作ε循环 ，那么，虽然也进入M的接受状态，但此时M´变为终结状态f只是 暂时的，通过(4)，f马上就变为d，然后扫描完剩余输入串而不接 受该输入串。
确定的下推自动机的标准形式
M模拟M´的基本思想是：将M´的栈顶放入M的状态上，因此初始 状态就是q0＝[q0´,X0]，并放置自己的栈底Z0。当δ´的动作要退栈 时（情况（a）），δ就将新栈顶吸收到状态上，并消去新栈顶。当 δ´的动作要改变栈顶符号时（情况（b）），δ就只改变状态上的 栈顶符号。当δ´的动作是要将栈顶符号X改变为YZ时，δ就将新栈 顶Y代替原来放在状态上的栈顶X，同时将Z进栈作为M的新栈顶 。此种方法保证了将M的栈内容去掉栈底Z0，加上状态上的栈顶， 永远等于M´的栈的内容。因此M接受输入串u时，当且仅当M´接 受u。
龙书中LR(0)和SLR(1)文法的一点解释
1965年，D.knuth首先提出了LR(K)文法及LR(K)分析技术。
括号中的K表示向右查看输入串符号的个数。
这种方法比起自顶向下的LL(K)分析方法和算符优先分析方法对文法的限制要少得多，也就是说对于大多数用无二义性上下文无关文法描述的语言都可以用相应的LR分析器进行识别，而且这种方法还具有分析速度快，能准确、及时地指出出错位置。
它的主要缺点是对于一个实用语言文法的分析器的构造工作量相当大，K愈大构造愈复杂，实现相当困难。
目前对于真正实用的编译程序，所采用的LR分析器都是借助于美国Bell实验室1974年推出的"一个编译器的编译器-YACC"来实现的。
它能接受一个用BNF描述的满足LALR(1)的上下文无关文法并将自动构造LALR(1)语法分析器。
LR(0)分析器是在分析过程中不需向右查看输入符号，因而它对文法的限制较大，对绝大多数高级语言的语法分析器是不能适用的，然而，它是构造其它LR类分析器的基础。
当K=1时，已能满足当前绝大多数高级语言编译程序的需要。
SLR(1)和LALR(1)分别是LR(0)和LR(1)的一种改进。
LR(0)表示在每一步分析时都不用向前输入符号LR(1)表示在每一步分析时都向前看一个输入符号来决定当前的动作。
SLR(1)表示简单的LR(1)，即只在动作不唯一的地方向前看一个符号，在动作唯一时则不向前看输入符号。
各语法之间powerful等级：LR(1)>SLR(1)>LR(0)LR(0)语法分析表的构建：1.若goto(Ik，a)=Ij，则action[k，a]=Sj【项集中出去的箭头上写的非终结符号(一般小写字母或$)】2.若goto(Ik，A)=Ij，则goto[k，A]=j【项集中出去的箭头上写的终结符号(一般大写字母)】3.若Ik包含A→α·，则aciton[k，a]=rj，a为任何终结符号或$，j为产生式A→α的编号(含有归约项目的状态是可归前缀识别态)【注意加颜色那句，这样分析表里就可能有了一行行完全相同的项了，LR(0)的分析表课本(紫龙书)里没有】4.若Ik包含S’→S·，则action[k，$]=acc【串被接受，通常是I1里面的】例子：SLR(1)分析表的构建项目集合中的冲突例子：对于以下文法：我们只关注其项集I1此处有移入--规约冲突，故不是LR(0)文法，由此引入SLR(1)文法。
编译原理第6章LR分析讲述
活前缀与句柄关系的三种情况
若A-> α1α2
活前缀已含有句柄的全部符号表明产生式a的出现在栈顶活前缀只含句柄的一部分符号表明a推出的符号活前缀不含有句柄的任何符号此时期望a的右部所推出的符号串活前缀句柄已出现在栈顶期待从余留串中得到期望从余留串中得到某一产生式活前缀与句柄关系的三种情况加标志的产生式叫lr0项目
规范归约回顾
在自下而上的分析方法中，每一步都是从当前串中选择 一个子串，将它归约到某个非终结符号，该子串称为 “可归约串” 为此引入：短语、直接短语、句柄等概念 问题的关键：如何找句柄？ ----从规范推导出发，探寻句柄的生成过程及时机。
S’
S
ab|bcde aAb|cde aAcd|e aAcBe|S| S’
a A
A
c b
B
e
A为当前句型(A)中 1. 定义： 最右边的非终结符
b * 是文法G的一个规范推导, 设有文法G[S],若S r A r
当前句型()的 文法G中有产 句柄是什么？ 生式A；
若符号栈的内容，正好是当前句型的可归前缀，则栈顶肯定已 经形成一个句型的句柄。 2. 可归前缀之间的关系
通过文法已知的可归前缀， 可推出新的可归前缀
可归约前缀的推导：对任一文法，若xUy为可归前缀，且 文法中有产生式Uu，则xu也是文法的可归前缀。
ai ai+1 … am # Sn Xn
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编译原理实验报告实验名称：LR（0）文法分析实验时间：2011年12月1号院系：安徽大学江淮学院计算机科学与电子技术系班级：计算机科学与技术（2）班学号：JB094170、JB094172、JB094180、JB094188、JB094216 姓名：常文静、赵婷婷、连梦莹、陈绵慧、陈亚男一、实验目的：输入：任意的压缩了的上下文无关文法。
输出：相应的LR（0）分析表。
二、实验原理：对于LR文法，我们可以自动构造相应的LR分析表。
为了构造LR分析表，我们需要定义一个重要概念——文法的规范句型“活前缀”。
这种句柄之后不含任何符号的前缀称为活前缀。
在LR分析工作过程中的任何时候，栈里的文法符号（自栈底而上）X1X2…X m应该构成活前缀，把输入串的剩余部分配上之后即应成为规范句型（如果整个输入串确实构成一个句子）。
因此，只要输入串的已扫描部分保持可归约成一个活前缀，那就意味着所扫描过的部分没有错误。
对于一个文法G，我们可以构造一个有限自动机，它能识别G的所有活前缀，然后把这个自动机转变成LR分析表，按照该LR分析表进行LR分析，就能保证在分析的过程中，如果分析的句子是正确的，栈里的文法符号（自栈底而上）始终构成活前缀。
假若一个文法G的拓广文法G 的活前缀识别自动机中的每个状态（项目集）不存在下述情况：（1）既含移进项目又含归约项目；（2）含有多个归约项目，则称G是一个LR（0）文法。
该自动机的状态集合即为该文法的LR（0）项目集规范族。
构造识别文法活前缀DFA有3种方法：（1）根据形式定义求出活前缀的正则表达式，然后由此正则表达式构造NFA 再确定为DFA；（2）求出文法的所有项目，按一定规则构造识别活前缀的NFA再确定化为DFA；（3）使用闭包函数（CLOSURE）和转向函数(GO(I,X))构造文法G’的LR(0)的项目集规范族，再由转换函数建立状态之间的连接关系来得到识别活前缀的DFA 。
符号串的前缀是指该符号串的任意首部，包括空串ε。
例如，对于符号串abc ，其前缀有ε，a ，ab ，abc 。
如果输入串没有错误的话，一个规范句型的活前缀是该句型的一个前缀，但它不含句柄之后的任何符号。
之所以称为活前缀，是因为在该前缀后联接尚未输入的符号串可以构成一个规范句型。
活前缀与句柄的关系如下：（1）活前缀已含有句柄的全部符号，表明产生式A →β的右部β已出现在栈顶。
（2）活前缀只含句柄的一部分符号，表明A →β1β2的右部子串β1已出现在栈顶，期待从输入串中看到β2推出的符号。
（3）活前缀不含有句柄的任何符号，此时期望A →β的右部所推出的符号串。
在文法G 的每个产生式的右部（候选式）的任何位置上添加一个圆点，所构成的每个产生式称为LR （0）项目。
如产生式A → xyz 有如下项目：A →.xyz ，A →x.yz ，A →xy.z ，A →xyz.。
为刻划分析过程中的文法的每一个产生式的右部符号已有多大一部分被识别（出现在栈顶），可以用这种标有圆点的产生式来确定。
（1）A →β.刻划产生式A →β的右部β已出现在栈顶。
（2）A →β1.β 2 刻划A →β1β2的右部子串β1已出现在栈顶，期待从输入串中看到β2推出的符号。
（3）A →.β 刻划没有句柄的任何符号在栈顶，此时期望A →β的右部所推出的符号串。
（4）对于A →ε的LR(0)项目只有A →．。
设文法G=（V T ，V N ，S ，P ）是一个上下文无关文法，若存在一个规范推导S *rm ⇒αAw rm ⇒αβ1β2w （其中A →β1β2∈P ），则称项目A →β1•β2对活前缀γ=αβ1是有效的，即LR(0) 有效项目。
从直观意义上讲，一个LR(0)项目指明了在分析过程中的某一步我们看到产生式的多大部分被识别，LR(0)项目中的圆点可看成是分析栈栈顶与输入串的分界线，圆点左边为已进入分析栈的部分，右边是当前输入或继续扫描的符号串。
不同的LR(0)项目，反映了分析栈顶的不同情况。
我们根据LR(0)项目的作用不同，将其分为四类：（1）归约项目：表现形式：A →a.这类LR(0)项目表示句柄a 恰好包含在栈中，即当前栈顶的部分内容构成了所期望的句柄，应按A →a 进行归约。
（2）接受项目：表现形式：S →a.其中S 是文法惟一的开始符号。
这类LR(0)项目实际是特殊的归约项目，表示分析栈中内容恰好为a ，用S →a 进行归约，则整个分析成功。
（3）移进项目：表现形式：A →a.βb （b ∈V T ）这类LR(0)项目表示分析栈中是不完全包含句柄的活前缀，为构成恰好有句柄的活前级，需将b移进分析栈。
（4）待约项目：表现形式：A→α.Bβ（B∈V N）这类LR(0)项目表示分析栈中是不完全包含句柄的活前缀，为构成恰好有句柄的活前缀，应把当前输入字符串中的相应内容先归约到B。
在给出LR(0)项目的定义和分类之后，我们从这些LR(0)项目出发，来构造能识别文法所有前缀的有限自动机。
其步骤是：首先构造能识别文法所有活前缀的非确定的有限自动机，再将其确定化和最小化，最终得到所需的确定的有限自动机。
由文法G的LR(0)项目构造识别文法G的所有活前缀的非确定有限自动机的方法：（1）规定含有文法开始符号的产生式（设S'→A）的第一个LR(0)项目（即S'→.A）为NFA的惟一初态。
（2）令所有LR(0)项目分别对应NFA的一个状态且LR(0)项目为归约项目的对应状态为终态。
（3）若状态i和状态j出自同一文法G的产生式且两个状态LR(0)项目的圆点只相差一个位置，即：若i为X→X1X2·…X i-1·X i…X n，j为X→X1X2…X i·X i+1…X n，则从状态i引一条标记为X i的弧到状态j。
（4）若状态i为待约项目（设X→α·Aβ），则从状态i引ε弧到所有A →·r的状态。
为了使“接受”状态易于识别，我们通常将文法G进行拓广。
假定文法G是一个以S为开始符号的文法，我们构造一个G'，它包含了整个G，但它引进了一个不出现在G中的非终结符S'，并加进一个新产生式S'→S，以S'→S G'为开始符号。
那么，我们称G'是G的拓广文法。
这样，便会有一个仅含项目S'→S的状态，这就是惟一的“接受”态。
如果I是文法G＇的一个项目集，定义和构造I的闭包CLOSURE(I)如下：（1）I的项目都在CLOSURE(I)中。
（2）若A→α.Bβ属于CLOSURE(I)，则每一形如B→.γ的项目也属于CLOSURE(I)。
（3）重复（2）直到CLOSURE(I)不再扩大。
定义转换函数如下：GO（I，X）= CLOSURE（J）其中：I为包含某一项目集的状态，X为一文法符号，J={ A→αX .β | A→α.X β∈I}。
圆点不在产生式右部最左边的项目称为核，惟一的例外是S′→.S，因此用GOTO（I，X）状态转换函数得到的J为转向后状态闭包项目集的核。
使用闭包函数（CLOSURE）和转换函数(GO(I,X))构造文法G’的LR(0)的项目集规范族，步骤如下：（1）置项目S′→.S为初态集的核，然后对核求闭包CLOSURE（{S′→.S}）得到初态的闭包项目集。
（2） 对初态集或其他所构造的项目集应用转换函数GO(I ，X)=CLOSURE(J)求出新状态J 的闭包项目集。
（3） 重复（2）直到不出现新的项目集为止。
计算LR （0）项目集规范族C={I 0，I 1 , ... In }的算法伪代码如下：Procedure itemsets(G’);Begin C := { CLOSURE ({S’→.S})}RepeatFor C 中每一项目集I 和每一文法符号XDo if GO(I,X) 非空且不属于CThen 把 GO(I,X) 放入C 中Until C 不再增大End;一个项目集可能包含多种项目，若移进和归约项目同时存在，则称移进-归约冲突，若归约和归约项目同时存在，则称归约-归约冲突。
下面看一个具体的例子：我们希望能根据识别文法的活前缀的DFA 建立LR 分析器，因此，需要研究这个DFA 的每个项目集（状态）中的项目的不同作用。
我们说项目A →β1.β2对活前缀αβ1是有效的，其条件是存在规范推导ωβαβωα21⇒⇒'A S 。
一般而言，同一项目可能对几个活前缀都是有效的（当一个项目出现在几个不同的集合中时便是这种情形）。
若归约项目A →β1.对活前缀1αβ是有效的，则它告诉我们应把符号串1β归约为A ，即把活前缀1αβ变成αA 。
若移进项目A →β1.β2对活前缀1αβ是有效的，则它告诉我们，句柄尚未形成，因此，下一步动作应是移进。
但是，可能存在这样的情形，对同一活前缀，存在若干项目对它都是有效的。
而且它们告诉我们应做的事情各不相同，互相冲突。
这种冲突通过向前多看几个输入符号，或许能够获得解决。
对于每个活前缀，我们可以构造它的有效项目集。
实际上，一个活前缀γ的有效项目集正是从上述的DFA 的初态出发，经读出γ后而到达的那个项目集（状态）。
换言之，在任何时候，分析栈中的活前缀X 1X 2…X m 的有效项目集正是栈顶状态S m 所代表的那个集合。
这是LR 分析理论的一条基本定理。
实际上，栈顶的项目集（状态）体现了栈里的一切有用信息——历史。
前面我们已经对LR （0）文法进行了定义,下面我们来看一下LR （0）分析表是如何构造的。
对于LR （0）文法，我们可以直接从它的项目集规范族C 和活前缀识别自动机的状态转换函数GO 构造出LR 分析表。
下面是构造LR （0）分析表的算法。
假定C={I 0, I 1,…，In}，令每个项目集I k 的下标k 为分析器的一个状态，因此，G '的LR(0)分析表含有状态0，1，…，n 。
令那个含有项目S '→．S 的I k 的下标k 为初态。
ACTION 子表和GOTO 子表可按如下方法构造：（1）若项目A →α.a β属于I k 且GO (I k , a)= I j , a 为终结符，则置ACTION[k,a]为“把状态j和符号a移进栈”，简记为“s j”；（2）若项目A→α．属于I k，那么，对任何终结符a，置ACTION[k，a]为“用产生式A→α进行规约”，简记为“r j”；其中，假定A→α为文法G'的第j个产生式；（3）若项目S'→S．属于I k, 则置ACTION[k, #]为“接受”，简记为“acc”；（4）若GO (I k, A)= I j, A为非终结符，则置GOTO[k, A]=j；（5）分析表中凡不能用上述1至4填入信息的空白格均置上“出错标志”。