編譯原理action表如何求

① 如何產生action表和goto表

首先，action指的是響應FORM提交事件的頁面，如：
<form name="form1" method="post" action="act.asp">
<input type="text" name="txt1">
</form>
則：act.asp就是接收FORM內容的頁面。
在act.asp中寫：
txt2=request("txt1")
即可以act.asp頁面中，將文本框「txt1」中的內容賦值給變數txt2

② LR分析法的LALR(1)分析表的構造

上述每個LR(1)項目均由兩部分組成： 第一部分是一個LR(0)項目，稱為LR(1)項目的核；第二部分則是一個向前搜索符號集。對於移進項目而言，搜索符號對分析表的構造無影響；但對歸約項目而言，則僅在當前輸入符號屬於該搜索符號集時，才能用相應的產生式進行歸約。LR(1)分析表的這種機理，較圓滿地解決了SLR(1)分析所難以解決的某些「移進歸約」或「歸約歸約」沖突，從而使LR(1)的分析能力比SLR(1)分析有明顯的提高。然而，LR(1)分析的主要缺點在於，對同一個文法而言，LR(1)分析表的規模將遠遠大於相應的SLR(1)或LR(0)分析表。例如，為一個C語言構造LR(0)分析表，一般大約設置300個狀態即可，而構造LR(1)分析表則需上千個狀態，即後者將導致時間和內存空間開銷的急劇上升。因此，就有必要尋求一種其分析表的規模與SLR(1)相當，但其分析能力又不比LR(1)相差太大的LR分析方法，這就是下面我們要介紹的LALR(1)分析技術。
下面，我們首先對造成LR(1)項目集族規模大幅度上升的原因進行分析，然後再設法從中找出構造高效LR分析表 (即LALR(1)分析表)的方法。為此，試看下面的例子。
再考察文法G[E]：
0?S→E4?T→F
1?E→E+T5?F→(E)
2?E→T6?F→ID
3?T→T*F
利用上面所給演算法，為G[E]構造的LR(1)項目集族和識別活前綴的DFA如圖420(a)，(b)所示 (請注意，由於圖幅較大，這里將其劃分為(a)，(b)兩部分)。對比這兩幅圖我們立即就會發現，除其中的狀態0和狀態3之外，對於(a)中的每一狀態 (LR(1)項目集)，在(b)中都有一個狀態 (LR(1)項目集)與其相似。例如，比較狀態7和16：在這兩個項目集中，除搜索符號集不同外，各個LR(1)項目的核都彼此相同 (即產生式相同，且產生式中圓點的位置也相同)，我們把具有這種特點的兩個LR(1)項目集稱為同心集。所以，在圖420(a)和(b)中，7/16，5/12，10/17，4/13，8/18，2/14，11/19，6/20，1/15和9/21都是同心集。顯然，在LR(0)分析器中，每個「心」僅對應一個LR(0)項目集；但在LR(1)分析器中，由於向前搜索符號的不同，同一個「心」將會派生出多個同心集。這就是對同一文法而言，LR(1)項目集族遠大於LR(0)項目集規范族的原因。
7E→E+·T[]#+T→·T*F
T→·F
F→·(E)
F→·ID〖〗#+*
#+*
#+*
#+*[][]16E→E+·T[]+)T→·T*F
T→·F
F→·(E)
F→·ID〖〗+)*
+)*
+)*
+)*
為解決上述問題，F?DeRemer提出了LALR(1)分析法。這種方法的基本思想是將LR(1)項目集族中的同心項目集加以合並，以削減項目集的個數。所謂合並同心集，實際上也就是將其中的每個LR(1)項目的向前搜索符集對應地合並在一起。例如，對於文法G[E]的同心項目集4和13，設合並後的新項目集為4/13，則有
4E→T·
T→T·*F〖〗#+
#+*[][]13E→T·
T→T·*F〖〗+)
+)*[][]4/13E→T·
T→T·*F〖〗#+)
#+)*
由於同心集的合並，對原來識別活前綴的DFA也須作相應的修改。
對於LALR(1)項目集族，我們須著重指出如下幾點：
(1) 合並同心集也就是將同心集中每個LR(1)項目的兩個組成部分 (核及向前搜索符號集)分別、對應地合並在一起。設I1,I2,…,Im為同心項目集，J是合並之後的新的項目集，顯然J與Ii同心；再設X∈V∪{#}，則GO(I1,X),GO(I2,X)，…，GO(Im,X)也必然同心，若把這m個同心項目集合並後的新項目集記為K，則有GOTO(J，X)=K。可見前面定義的GOTO函數在這里仍然適用。
(2) 盡管原來各LR(1)項目集均不存在沖突，但合並同心集後就有可能出現沖突。換言之，即LR(1)文法未必總是LALR(1)文法。不過，由此引入的沖突只能是「歸約歸約」沖突，而決不會是「移進歸約」沖突。事實上，設原LR(1)項目集族中有如下兩個項目集
Ik：
[A→α·，W1]
[B→β·aγ,b]Ij:
[A→α·,W2]
[B→β·aγ，c]
並設Ik與Ij均無沖突，故有
W1∩{a}=?W2∩{a}=?
從而
(W1∪W2)∩{a}=?
現將Ik與Ij合並，有
Ik/j:
[A→α·,W1∪W2]
[B→β·aγ，{b}∪{c}]
若此時Ik/j有「移進歸約」沖突，則必有
(W1∪W2)∩{a}≠?
這就與Ik與Ij無沖突的假設相矛盾。因此，合並同心集不會引入新的「移進歸約」沖突。
(3) 對同一個語法上正確的輸入符號串而言，不論用LALR(1)分析表還是用LR(1)分析表進行分析，所經歷的移進、歸約序列總是相同的 (僅狀態名可能不同)。然而，當輸入符號串有錯時，LALR分析器可能會比LR(1)分析器多進行幾步歸約才能報錯，但決不會比LR分析器多移進輸入符號。也就是說，LALR分析器雖然可能延遲了發現出錯的時間，但對錯誤的准確定位不產生影響。
(4) LALR(1)項目集族總是與同一文法的SLR(1)項目集族有同樣個數的項目集。但是構造LALR項目集族的開銷比SLR大。實現LALR分析對文法的要求比LR(1)嚴、比SLR(1)寬，但開銷遠小於LR(1)。權衡利弊的結果，LALR堪稱為當前實現自底向上語法分析，特別是構造分析器自動生成工具的最為適用的技術。
綜上所述，可給出構造LALR(1)分析表的演算法如下。
1? 對已給的拓廣文法G′，構造相應的LR(1)項目集族C={I0,I1,…,In}。
2? 對於C，將各LR(1)項目集按同心關系進行分組，並將同組的同心集加以合並，設所得的新項目集族為C′={J0,J1,…,Jm}，其中含有項目[S′→·S,#]的項目集對應於初態。
3? 若C′中的項目集含有沖突項目，則G′不是LALR(1)文法。否則，可按如下法則構造LALR(1)分析表：
(1) 用構造LR(1)分析表類似的方法構造ACTION表；
(2) 對於某個X∈VN，若有GO(Jk,X)=Jt，則置GOTO(k,X)=t。
上述通過構造LR(1)項目集族和合並同心集來構造LALR分析表的方式僅有理論意義而無實用價值。因為構造完整的LR(1)項目集族的時間和空間開銷都很大，故應首先設法予以解決。
迄今已有多種高效構造LALR分析表的演算法，其共同的特點都是不從直接構造完整的LR(1)項目集入手，而是通過構造LR(0)項目集並添加相應的向前搜索符號來形成LALR(1)項目集 (請注意，對同一個文法而言，LALR(1)項目集與同心的LR(0)項目集一一對應)。例如，OCCS/YACC構造LALR(1)項目集所採用的策略是，每當創建一新的項目集時，就檢查目前是否已存在與之同心的項目集，若有這樣的項目集，則只需將向前搜索符號加入其中，而不再建立新的項目集。一種更為有效的方法甚至無需構造完整的LALR(1)項目集，而僅通過各個項目集中的「核心項目」便能構造相應的LALR(1)分析表。這里所說的核心項目是指形如[S′→·S，#]的項目 (其中，S′→S是拓廣文法的第1個產生式)，或者是形如[A→α·Xβ,a]的項目 (其中，α≠ε，即圓點不出現在產生式右部的最左位置)，亦即那些用於構造本項目集閉包的「基本項目」。例如，對於文法G[E]，各項目集的核心項目如圖422所示。
下面，我們對利用項目集的核心項目構造LALR分析表的原理進行說明。 構造ACTION表的關鍵在於確定「歸約」和「移進」兩種動作。
(1) 歸約動作的確定
由核心項目的定義可知，任何歸約項目都必然會出現在某個項目集的核心項目之中，現設項目集I的核心為K，若[A→α·,a]∈K (其中α≠ε，搜索符號如何配置下面再介紹)，我們立即可以確定： 在當前狀態下所面臨的輸入符號為a時，應按產生式A→α進行歸約，即有
ACTION[I,a]=rj
若α=ε，則當且僅當
[B→γ·Cδ， b]∈KC?*[]rAη
且a∈FIRST(ηδb)時，才能確定面臨輸入符號a時用產生式A→ε進行歸約。由於對任何C∈VN，滿足C?*[]rAη的所有非終結符號A預先能完全確定，故項目集I所引發的歸約動作，僅由其核心K即能完全確定。
(2) 移進動作的確定
若
[A→α·Xβ,b]∈KX?*[]raη(a∈VT)
且上述推導的最後一步未使用ε產生式，則可確定： 狀態I面臨輸入符號a時的動作為「移進」。其中，終結符號a可通過預先計算FIRST(X)加以確定。 對於任何項目[B→γ·Xδ,b]∈K，相應的項目[B→γX·δ,b]顯然必屬於某個項目集J=GO(I，X)的核心L。另外，若
[B→γ·Cδ,b]∈KC?*[]rAη
且A→Xβ是文法中的一個產生式，則對於任何
a∈FIRST(ηδb)[A→X·β,a]∈L
由於對每一對非終結符號(C，A)，是否存在關系C?*[]rAη，可採用類似於計算FIRST集的方法預先求出，故僅從I的核心同樣可構造出GOTO表。 上面的討論，是在假定每個核心項目都已配置了搜索符號的情況下進行的。現在，再回頭討論： 如何為每個LR(0)項目集的核心項目配置搜索符號，使之成為LALR項目集的核心項目。為此，我們首先考察搜索符號從項目集I傳播到項目集GO(I，X)的規律。
再設項目集I的核心為K，若有
[B→γ·Cδ,b]∈KC?*[]rAη
且A→Xβ是文法中的一個產生式，則根據上面的討論有
[A→X·β,a]∈La∈FIRST(ηδb)
其中L是項目集J的核心，且J=GO(I,X)。現分如下兩種情況討論搜索符號a和b間的關系。
(1) 當ηδ?*ε時，顯然也有[A→X·β,b]∈L。此時，我們就說項目[A→X·β,b]中的搜索符號b是從項目[B→γ·Cδ,b]中傳遞過來的 (propagate)。
(2) 當ηδ不能推導出ε時，a僅取決於η或δ，而與b無關，此時我們就說搜索符號a是自生的 (spotaneous)。
無論a是傳遞的還是自生的，它總能根據項目[B→γ·Cδ,b]中的有關信息，通過上述計算獲得，這便是搜索符號從項目集I傳播到項目集J的規律。
其次，在同一項目集中，核心項目中的搜索符號向非核心項目傳播的規律與上述規律極為相似。事實上，設[B→γ·Cδ,b]∈K，而C→α是文法中的一個產生式，則[C→·α，c]是I的一個非核心項目。其中，搜索符c∈FIRST(δb)，且按如下方法確定： 若δ不能推出ε，則c是自生的；否則，c=b，即c是從上面的項目傳遞下來的。
類似地，也可討論搜索符號在非核心項目間的傳播規律。例如，對於文法G[E]，從核心項目[S→·E，#]開始，向前搜索符號在I0中的傳遞和自生的情況如圖423所示。
設K是LR(0)項目集I的核心，X是某個文法符號，則對GO(I，X)的核心中的每一項目A→αX·β，通過程序47描述的操作 (請注意，這里使用了一個虛擬搜索符號lookahead)，可由I中的項目確定其全部自生的搜索符號，並能確定K中的哪些項目將其搜索符號傳遞給GO(I，X)中的項目A→αX·β。
程序47確定自生搜索符號和傳遞搜索符號的項目
for (K中的每個項目B→γ·δ)
{
J′=CLOSURE ([B→γ·δ,lookahead]);
/*計算GO函數之值 */
for (J′中的每一項目[A→α·Xβ,a])
{
if(a!=lookahead)
確定GO(I，X)核心項目[A→αX·β,a]
之搜索符號a是自生的
if(a==lookahead)
確定GO(I，X)核心項目[A→αX·β，a]之搜索符號a是從K中項目
B→γ·δ傳遞過來的；
}
}
最後，我們再考慮如何給每個LR(0)項目集的核心中的各個項目都配置一個搜索符號集，以獲得各個LALR(1)項目集的核心。完成此項任務的大致過程如下。
(1) 為拓廣文法G′構造全部LR(0)項目集的核心。
(2) 首先從初始項目集I0惟一的核心項目S′→·S (其搜索符號顯然為#)開始，對每個LR(0)項目集的核心和每個文法符號X，利用上面的演算法，確定GO(I，X)各核心項目的自生搜索符號集，並確定從I的哪些項目將搜索符號傳遞到GO(I，X)的核心項目。
(3) 按某種便於操作的結構，建立一張核心項目表，此項目表記錄了每個項目集的各個核心項目及其相應的搜索符號集。開始時，這些搜索符號集僅是由第(2)步所確定的自生搜索符號集 (若該核心項目無自生向前搜索符號則為空)。
(4) 傳遞每個核心項目中的自生搜索符號，直到無法再進行傳遞為止。即反復掃視各項目集的每個核心項目，每當訪問一個核心項目i時，便根據第(2)步所獲的信息，將i當前要傳遞的搜索符號添加到承接它的那個核心項目之中，直至沒有新的搜索符號要傳遞為止。
對一個給定的文法G而言，當它的各個LALR(1)項目集的核心構造出來之後，就能根據上面所描述的原理，為G構造相應的LALR(1)分析表。不過，盡管上述構造LALR分析表的方法效率較高，但對於常見的程序設計語言，企圖用手工的方式來建立LALR分析表仍幾乎是不可能的。所幸的是，目前已有一些自動生成LALR分析表的工具可資使用(如YACC)。
還應當指出，在構造LR語法分析器時，尚有若干技術問題需予以考慮，如二義性文法的處理，避免按單產生式的歸約，等等。前者我們將在第5章介紹語法分析器自動生成工具時再進行討論；至於後者，由於需涉及一些語義處理及其信息傳遞的細節，故就不再討論了。
在結束本章時，我們還要給出如下的結論，這些結論的證明讀者可參閱有關的文獻(1，2，8，15)。
(1) 任何LR(K)，LL(K)及簡單優先文法類都是無二義性的；對於算符優先文法，如果不考慮歸約所得非終結符號的名字，也可認為是無二義性的。
(2) 任何二義性的文法都不可能是LR(1)(或LL(1))文法，但可藉助於其它因素，如算符的優先順序和結合規則以及某些語義解釋等等，來構造無沖突的分析表。
(3) 每個SLR(K)文法都是LR(K)文法，但卻存在這樣的LR(1)文法，它對任何K而言均不是SLR(K)文法。

③ 急急急，編譯原理

using namespace std;

struct BiNode
{
char data;
BiNode *lchild, *rchild;
};
typedef BiNode *BiTree;

int CreateBiTree(BiTree &T, const char *s1, const char *s2, int len)
{
if (len<=0)
{
T = NULL;
return 1;
}
else
{
T = new BiNode;
T->data = *s1;
int i;
for ( i=0; i<len; i++) if (s2[i]==*s1) break;
CreateBiTree(T->lchild, s1+1, s2, i);
CreateBiTree(T->rchild, s1+i+1, s2+i+1, len-(i+1));
}
return 1;
}

int DestroyBiTree(BiTree &T)
{
if (T==NULL) return 1;
DestroyBiTree(T->lchild);
DestroyBiTree(T->rchild);
delete T;
T = NULL;
return 1;
}

int ATraverse(BiTree &T)
{
if (T==NULL) return 1;
ATraverse(T->lchild);
ATraverse(T->rchild);
cout<<T->data;
return 1;
}

main()
{
char a[2000],b[2000];
while(cin>>a>>b)
{
BiTree T;
int count=0;
int n;
for(n=0;a[n]!='\0';n++);
CreateBiTree(T,a,b,n);
ATraverse(T);
cout<<" ";

cout<<endl;
DestroyBiTree(T);

④ 求 編譯原理 語法分析程序

可以參考我的空間，我在三年前寫過類似代碼。
http://hi..com/逄韶華/ihome/myblog

⑤ 有關編譯原理

⑴拓廣文法 1 分
G[S ′ ]: S ′→ S ⑴
S → SaA ⑵ S → a ⑶ A → AbS ⑷ A → b ⑸
該文法的以 LR(0) 項目集為狀態的識別規范句型活前綴的 DFA ：

⑵ 該文法的 LR(0) 分析表：
狀態 ACTION GOTO
a b # S A
0 S 2 1
1 S 3 acc
2 r 3 r 3 r 3
3 S 5 4
4 r 2 r 2 /S 6 r 2
5 r 5 r 5 r 5
6 S 2 7
7 r 4 /S 3 r 4 r 4
⑶ LR(0) 文法：該文法的以 LR(0) 項目集為狀態的識別規范句型活前綴的 DFA 中沒有沖突狀態。
該文法不是 LR(0) 文法
因為存在沖突狀態： I 4 和 I 7
⑷ SLR(1) 文法：該文法的以 LR(0) 項目集為狀態的識別規范句型活前綴的 DFA 中有沖突狀態，沖突可用 FOLLOW 集解決。
該文法不是 SLR(1) 文法。
因為 FOLLOW(S)={a,b,#} ，所以無法解決沖突

⑥ 編譯原理 有文法G（S）這道題怎麼做

首先擴展文法為：

1)S1->S

2)S->aS

3)S->bS

4)S->a

則：

I0=Closure({S1->.S})={S1->.S,S->.aS,S->.bS,S->.a}

go(I0,S)=Closure({S1->S.})={S1->S.}=I1

go(I0,a)=Closure({S->a.S,S->a.})={S->a.S,S->.aS,S->.bS,S->.a,S->a.}=I2

go(I0,b)=Closure({S->b.S})={S->b.S,S->.aS,S->.bS,S->.a}=I3

go(I2,S)=closure({S->aS.})={S->aS.}=I4

go(I2,a)=Closure({S->a.S,S->a.})=I2

go(I2,b)=Closure({S->b.S})=I3

go(I3,S)=Closure({S->bS.})={S->bS.}=I5

go(I3,a)=Closure({S->a.S,S->a.})=I2

go(I3,b)=Closure({S->b.S})=I3

由圖所示，狀態I2,既有歸約項目(S->a.)又有移近項目(S->.aS,S->.bS,S->.a)，產生沖突。當用SRL分析法時，需向前看一步，即求出：

Follow(S)=Follow(S1)={#}

則，Follow(S)∩{a,b}=∮

故而Action(I2,a)=s2

Action(I2,b)=s3

Action(I2,#)=r4

則構造出srl分析表如下所示：

ActionGoto

ab# S

I0 s2s3 1

I1 acc

I2s2s3 r4 4

I3s2s3 5

I4 r2r2r2

I5 r3r3 r3

⑦ 編譯原理——LR分析表

自底向上的語法分析

LR分析表的結構如上，其分為兩個部分 Action Goto

兩個參數狀態i，終結符號a（s(i)代表第i個狀態，r(i)代表第i條表達式）

Goto[i,A]=j

文法

容易得知這個文法可以推出 0 1 00 01 等的字元串。因為它是 左遞歸 。不適用於 LL 文法分析，只能使用 LR 分析。

因為本題入口有兩個—— S → L·L S → L ，所以需要構造額外的產生式 S'->S

2.1 第一次遍歷

我們從 [S -> . L·L] 開始，構造這個狀態的閉包，也就是加上所有能從這個產生式推出的表項。

首先，判斷 . 後面是否為 非終結符號A 。如果是，那我們就得找所有由 A-> 推出的產生式，並將它們添加進入 閉包 里(也就是State包里)。循環做即可。

因此我們可以得到 State 0 有

下一步，就是我的 . 往下一位移動。對每個符號X後有個 . 的項，都可以從 State 0 過渡到其他狀態。

由以上6條式子可以得知下一位符號可以是 S L B 0 1 。所以自然可以得到5個狀態。

State 1 是由 State 0 通過 S 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 S 前有 . 的項。

此狀態作為結束狀態 Accept ，不需要繼續狀態轉移了。

State 2 是由 State 0 通過 L 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 L 前有 . 的項。

S -> . L·L S -> . L L -> . LB

有3條式子，現在我們將 . 向後推一格，就得到 State 1 的項了。

但是 . 之後的符號分別是 · $ B ， B 為非終結符號，我們得包含 B -> 的項

State 3 是由 State 0 通過 B 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 B 前有 . 的項。

因為 . 後沒有其他符號了，因此這個狀態不需要繼續轉移了。

State 4 是由 State 0 通過 0 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 0 前有 . 的項。

因為 . 後沒有其他符號了，因此這個狀態不需要繼續轉移了。

很簡單，同樣的道理找 State 5

State 5 是由 State 0 通過 1 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 1 前有 . 的項。

因為 . 後沒有其他符號了，因此這個狀態不需要繼續轉移了。

好的，現在我們第一次遍歷完成。

2.2 第二次遍歷

第二次遍歷自然從 State 2 開始。

我們回到 State2 ，可以看出 . 之後的符號有 · B 0 1 。

State 6 是由 State 2 通過 · 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 2 中在 · 前有 . 的項。

S -> L. ·L 只有1條，我們往後移發現 L 又為非終結符號，參考 State 0 做的操作，我們得找出所有的式子。

共有5條式子，共同組成 State 6 ，由上面的式子可以看出我們還得繼續下一次遍歷。先不管著，我們進行下一次狀態查找。

State 7 是由 State 2 通過 B 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 2 中在 B 前有 . 的項。

L -> L. B 也是只有1條，我們往後移發現沒有非終結符號了，那就不需要再繼續添加其他式子了。

這個狀態也不需要繼續進行轉移了。

接下來很關鍵，因為我們通過 State2 的 . 後的符號找出了 State 6 State 7 ，接下來還差符號 0 1 ，那麼是否像之前一樣按例添加狀態呢， 答案是不是的 ，因為我們發現通過 0 1 找到的閉包集分別是 B -> 0 B -> 1 ，這與我們的之前的 State 4 State 5 相同。所以我們得將其整合起來，相當於 State 2 通過 0 1 符號找到了 State 4 State 5 狀態。

2.3 第三次遍歷

回頭看第二次遍歷，可以看出只有 State 6 可以進行狀態轉移了。

那麼就將 State 6 作為第三次遍歷的源頭，可以看出 . 之後的符號有 L B 0 1 。

State 8 是由 State 6 通過 L 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 6 在 L 前有 . 的項。

S -> L· .L L -> . LB 有兩條式子，往後移發現有非終結符號 B ，所以經過整合可以得到

可以看出 . 的後面還有一個符號，所以這里我們還得再進行一次遍歷。

接下來，又是遇到重復的包的情況，可以看出我們由 State 6 通過 B 0 1 得到的閉包分別是 L->B B->0 B->1 ，很明顯，這分別對應於 State 3 State 4 State 5 。

第三次遍歷也就結束了。

2.4 第四次遍歷

回看第三次遍歷，可以看出只有 State 8 可以進行狀態轉移，其 . 之後的符號分別是 B 0 1 。

誒，感覺很熟悉，就是上面幾行剛說的情況，也就是說通過這三個符號找到的閉包是我們之前遇到的狀態，分別是 State 3 State 4 State 5 。

做到這里，我們發現我們已經全部遍歷完畢！

總共有8個狀態，通過以上流程做成個圖是什麼樣子的？來看看！

這么一看就很清晰明了了，我們就可以通過這個圖做出我們的 LR分析表

其實就是我們之前呈現的表

在狀態 I2 和 I8 中，既有 移入 項目，也有 規約 項目，存在 移入 - 規約的沖突 ，所以不是 LR(0) 文法，但是因為 FOLLOW(S) ∩ {0, 1} = ∅，所以可以用 FOLLOW 集解決沖突，所以該文法是 SLR(1) 文法。

上表我們發現還有 r1，r2，r3 等。這個其實就是代表狀態停止轉移時為 第幾條表達式 ，r3代表第三條表達式 L -> LB 。

當我們構建了表之後，我們如何運用起來呢？

下面我們通過一個例子來說明

以上字元串是如何被SLR分析器識別的呢？

⑧ [高分,急!]編譯原理LR(1)分析表題目

I0： S->.T,# T->.T(T),#
I1: S->T.,# T->T.(T),#
I2: S->T(.T),# T->.T(T),) T->.ε,)
I3: S->T(T.),# T->T.(T),)

(1,() 是s2
(1,#) 是acc (就是接受)
T下1 是1
T下3 是3

⑨ 如何用post的方式請求一個action

方法1：根據【成功控制項】定義，我們設置按鈕的name，在服務端用name來區分哪個按鈕的提交：
HTML代碼
<form action="Handler1.ashx" method="post">
<p>客戶名稱: <input type="text" name="CustomerName" style="width: 300px" /></p>
<p>客戶電話: <input type="text" name="CustomerTel" style="width: 300px" /></p>
<p><input type="submit" name="btnSave" value="保存" />
<input type="submit" name="btnQuery" value="查詢" />
</p>
</form>

服務端處理代碼
// 注意：我們只要判斷指定的name是否存在就可以了。
if( string.IsNullOrEmpty(context.Request.Form["btnSave"]) == false ) {
// 保存的處理邏輯
}
if( string.IsNullOrEmpty(context.Request.Form["btnQuery"]) == false ) {
// 查詢的處理邏輯
}

方法2：我將二個按鈕的name設置為相同的值（根據前面的成功控制項規則，只有被點擊的按鈕才會提交），在服務端判斷value，示例代碼如下：
<form action="Handler1.ashx" method="post">
<p>客戶名稱: <input type="text" name="CustomerName" style="width: 300px" /></p>
<p>客戶電話: <input type="text" name="CustomerTel" style="width: 300px" /></p>
<p><input type="submit" name="submit" value="保存" />
<input type="submit" name="submit" value="查詢" />
</p>
</form>

string action = context.Request.Form["submit"];
if( action == "保存" ) {
// 保存的處理邏輯
}
if( action == "查詢" ) {
// 查詢的處理邏輯
}

當然了，解決這個問題的方法很多，我們還可以在提交前修改form.action屬性。 對於MVC來說，可能有些人會選擇使用Filter的方式來處理。最終選擇哪種方法，可根據各自喜好來選擇。

⑩ html表單的action如何定義

?號代表當前頁，，就是Post到到前頁

action是跟的是地址
?代表當前頁
xxx.html或者xxx.asp，或者xxx.php，，，這些代表，跟當前面同級下的文件。
action="/xxx.php" 代表是根目錄下的xxx.php
順便說一下，txt是文本格式，不是超文本，，，建議你在還沒有了解網頁的基礎的時候先不要去了解這些，，，如果有書，你先把最前面介紹那幾頁先看了先。