编译SLR
① 编译原理笔记17：自下而上语法分析（4）LR(0)、SLR(1) 分析表的构造
（移进项目就是指圆点右边是终结符的项目，规约项目指的就是圆点在右部最右端的项目）
LR(0) 文法可以直接通过识别活前缀的 DFA 来构造 LR 分析表
假定 C = {I 0 , I 1 , ... , I n } （aka. LR(0) 项目规范族、DFA 状态集）
首先为文法产生式进行编号，拓广文法的产生式要标记为 0（这里就是后面分析表中 rj 的产生式编号 j 的由来）
然后令每个项目集 I k 的下标 k 作为分析器的状态（行首），包含 S' → .S 的集合下标为分析器的初态（也就是 DFA 的初态，一般都是 0 ）。
下面用一个例子来说明 ACTION、GOTO 子表的构造：
SLR(1) 为解决冲突提出了一个简单的方法：通过识别活前缀的 DFA 和【简单向前看一个终结符】构造 SLR(1) 分析表。
如果我们的识别活前缀的 DFA 中存在移进-规约冲突、规约-规约冲突，都可以尝试使用这个方法来解决冲突。（这里说【尝试】，当然是因为 SLR 也只能解决一部分问题，并不是万能的灵丹妙药。。）
这里，我们拿前面那个 LR(0) 解决不了的文法来举例
该文法不是 LR(0) 文法，但是是 SLR(1) 文法。
观察上图 DFA 中的状态2，想象当我们的自动机正处于这个状态：次栈顶已经规约为 T 了，栈顶也是当前的状态 2 ，而当前剩余输入为 *。
如果这个自动机不会【往前多看一步】的话，那么对处于这个状态的自动机来说，看起来状态 2 中的移进项目和规约项目都是可选的。这就是移进-规约冲突。
想要解决这个冲突，就轮到【往前多看一步】上场了——把当前剩余输入考虑进来，辅助进行项目的选择：
对其他的冲突也使用同样的方法进行判断。
这种冲突性动作的解决办法叫做 SLR(1) 解决办法
准备工作部分，与 LR(0) 分析表的构造差不多：同样使用每个项目集的状态编号作为分析器的状态编号，也就同样用作行下标；同样使用拓广文法产生式作为 0 号产生式。
填表也和 LR(0) 类似，唯一的不同体现在对规约项的处理方法上：如果当前状态有项目 A → α.aβ 和 A → α. ，而次栈顶此时是 α 且读写头读到的是 a，那么当且仅当 a∈FOLLOW(A) 时，我们才会用 A → α 对 α 进行规约。
如果构造出来的表的每个入口都不含多重定义（也就是如上图中表格那样的，每个格子里面最多只有一个动作），那么该表就是该文法的 SLR(1) 表，这个文法就是 SLR(1) 文法。使用 SLR(1) 表的分析器叫做一个 SLR(1) 分析器。
任意的二义文法都不能构造出 SLR(1) 分析表
例：悬空 else
例：
这里的 L 可以理解为左值，R 可以理解为右值
经过计算可以确定其 DFA 如下图所示。
在 状态4 中，由于 "=" 同时存在于 FOLLOW(L) 与 FOLLOW(R) 中，因此该状态内存在移进-规约冲突，故该文法不是 SLR(1) 文法。
这样的非二义文法可以通过增加向前看终结符的个数来解决冲突（比如LL(2)、LR(2)）但这会让问题更加复杂，故一般不采用。而二义文法无论向前看多少个终结符都无法解决二义性。
② 编译原理LR分析法中的SLR(1)分析表和LR分析过程、语法树怎么求
第二题和第三题拿去，刚做的：
由B->cAa|c就可知该文法不是LR(0)文法了
③ 编译原理怎么判断是否为slr文法
LL(1)就是向前只搜索1个符号,即与FIRST()匹配,如果FIRST为空则还要考虑FELLOW.
LR需要构造一张LR分析表,此表用于当面临输入字符时,将它移进,规约（即自下而上分析思想）,接受还是出错.
LR(0)找出句柄前缀,构造分析表,然后根据输入符号进行规约.
SLR(1)使用LR(0)时若有冲突,不知道规约,移进,活移进哪一个,所以需要向前搜索,则只把有问题的地方向前搜索一次.
LR(1)1.在每个项目中增加搜索符.2.举个列子如有A->α.Bβ,则还需将B的规则也加入.
LALR(1)就是假如两个产生式集相同则将它们合并为一个,几合并同心集.
④ 编译原理用C语言实现基于LR(1)或SLR（1）语法分析程序代码，最好还有报告，急。。。
这个是精简的语法分析程序，如果符合的话，hi我
给你实验报告
#include <stdio.h>
#include<dos.h>
#include<stdlib.h>
#include<string.h>
char a[50] ,b[50];
char ch;
int n1,i1=0,n=5;
int E();int T();int E1();int T1();int F();
void main() /*递归分析*/
{
int f,j=0;
printf("请输入字符串(长度<50,以#号结束）\n");
do{
scanf("%c",&ch);
a[j]=ch;
j++;
}while(ch!='#');
n1=j;
ch=b[0]=a[0];
f=E();
if (f==0) return;
if (ch=='#') printf("accept\n");
else printf("error\n");
}
int E() // E→TE'
{ int f,t;
f=T();
if (f==0) return(0);
t=E1();
if (t==0) return(0);
else return(1);
}
int T() // T→FT'
{ int f,t;
f=F();
if (f==0) return(0);
t=T1();
if (t==0) return(0);
else return(1);
}
int E1()/*E’*/ // E'→+TE'
{ int f;
if(ch=='+') {
b[i1]=ch;
ch=a[++i1];
f=T();
if (f==0) return(0);
E1();
return(1);
}
return(1);
}
int T1()/*T’*/ // T'→*FT'
{
int f,t;
if(ch=='*') {
b[i1]=ch;
ch=a[++i1];
f=F();
if (f==0) return(0);
t=T1();
if (t==0) return(0);
else return(1);}
a[i1]=ch;
return(1);
}
int F() // F→(E)
{ int f;
if(ch=='(') {
b[i1]=ch;
ch=a[++i1];
f=E();
if (f==0) return(0);
if(ch==')') {
b[i1]=ch;
ch=a[++i1];
}
else {
printf("error\n");
return(0);
}
}
else if(ch=='i') {
b[i1]=ch;
ch=a[++i1];
}
else {printf("error\n");return(0);}
return(1);
}
⑤ C语言的SLR(1)分析表
编译原理 还是SLR 哎 最头疼这个
写个LL（1）都花了 3天 尽是些小问题
书上都有算法 自己看吧
⑥ SLR语法分析器的Java实现
没有实际利益的不说
⑦ slr的“单反相机”缩写
单镜头反光相机（Single Lens Reflex，缩写为SLR），也被简称为“单反”或“单反相机”。详见网络词条：单镜头反光相机
SLR（Satellite Laser Ranging,缩写为SLR），即卫星激光测距，利用安置在地面上的卫星激光测距系统发射的激光脉冲，跟踪装有激光反射棱镜的人造地球卫星，以测定站星距离的技术和方法。
编译技术里面的一种语法分析技术
SLR又一个意思是编译技术里面的一种语法分析技术，又叫简单的LR分析技术，而LR分析技术是一种高效的、自下而上的分析一大类上下文无关文法的分析技术。L是指从左向右扫描，R是指构造最右推导的逆。
⑧ 编译原理,构造SLR分析表时,产生式中出现F的星闭包该怎么处理
仔细分析你的文法
F->F*|a|b也就是说，写成正则表达式的话 F就是[ab]*
同样的T也是[ab]*
你的整个文法就是[ab]+ [ab\+]*第一个+是+closure，第二个+是符号+，所以用了\符号
个人感觉这个文法是有问题的，因为根本不需要用上下文无关文法表达，只需要正则表达式就可以了。
⑨ 编译器笔记14-语法分析-SLR分析
当在状态2时输入符号为 * 时候，可以采取移入操作也可以采取归约操作。那到底选用哪一个操作呢？归根结底还是一个如何识别句柄的问题。如果栈顶的T为句柄的话就使用归约操作，否则的话就不能使用归约操作。由此可见LR(0)的信息已经不能帮助我们确定是否进行归约。
事实上LR(0)分析在构造时，向前查看了零个符号，也就是没有向前查看符号，即没有考虑文法符号的上下环境。
上图例子中状态2在下一个符号是*时，如果把栈顶的T归约成E。由上图可知 * 不在FOLLOW(E)中，所以即便归约成E，E后也不可能跟 * ，所以不应该归约，T不是句柄。由此可见FOLLOW集可以帮助判断在哪些情况下不能进行归约，这也是SLR分析法的基本思想。
解决LR(0)文法的移入归约冲突，其实就是加强对文法的约束以避免冲突，其实分析方法中并没因此做出任何改变。
如果给定文法的SLR分析表中不存在有冲突的动作，那么该文法成为SLR文法。
由上图可知当状态2遇到等号时遇到了移入归约冲突。某些情况下仅利用FOLLOW集的信息去化解冲突是不够的。为了消解这种冲突需要使用更强大的 LR(1)分析法 。