编译原理LR1
简述 slr(1)和 lr(1)文法的定义(一)
简述 slr(1)和 lr(1)文法的定义(一)简述 SLR(1) 和 LR(1) 文法SLR(1)和LR(1)是两种常见的自底向上的语法分析算法。
它们都可以用于语法分析器生成过程中，帮助开发者构建和验证语法分析器。
下面将对SLR(1)和LR(1)的相关定义进行列举，并阐述理由和书籍简介。
SLR(1)文法•定义：SLR(1)（Simple LR）文法是一种自底向上的语法分析方法，它使用LR(0)项目集作为状态，具有一定的限制，只能处理一些相对简单的文法。
SLR(1)文法通过构造LR(0)自动机，然后结合First集和Follow集来进行分析。
•理由：SLR(1)文法的优势是在实现过程中相对简单，并且可以处理一些常见的文法，例如算术表达式、条件语句等。
由于SLR(1)文法的限制较多，相比其他更复杂的LR分析方法，其文法设计要求相对低，因此更适合初学者理解和使用。
•书籍简介：《编译原理》（作者：龙书）是一本经典的编译原理教材，其中涵盖了SLR(1)文法的相关内容。
这本书详细介绍了语法分析的各种方法，从简单的自底向上方法到更复杂的自顶向下方法，包括SLR(1)文法的构造和应用。
《编译原理》对于初学者来说是一本很好的参考书，可以帮助读者理解SLR(1)文法及其在语法分析中的应用。
LR(1)文法•定义：LR(1) 文法是一种更强大的自底向上语法分析方法，通过考虑下一个输入符号的展望符号（look-ahead）来解决由于有多个项目具有相同的前缀而导致的归约冲突。
LR(1) 文法通过构造 LR(1) 项目集来构建 LR(1) 分析表。
•理由：相比 SLR(1) 文法，LR(1) 文法可以处理更复杂的文法，具有更强的表达能力。
通过展望符号的引入，LR(1)文法能够更准确地分析语法，解决冲突。
在实际的编译器设计中，LR(1) 文法更为常用，可以处理包括C、Java等语言中的大部分语法规则。
•书籍简介：《编译原理与设计》（作者： Aho, Lam, R. Sethi, Ullman）是一本经典的编译原理教材，其中详细介绍了LR(1)文法及其相关内容。
编译原理语法分析程序设计(LL(1)分析法)
编译原理语法分析程序设计(LL(1)分析法)1. 实验目的：掌握 LL(1)分析法的基本原理，掌握 LL(1)分析表的构造方法，掌握 LL(1)驱动程序的构造方法。
2.实验要求：实现 LR分析法（P147,例 4.6）或预测分析法（P121,例4.3）。
3.实验环境：一台配置为 1G 的 XP 操作系统的 PC机;Visual C++6.0.4.实验原理：编译程序的语法分析器以单词符号作为输入，分析单词符号串是否形成符合语法规则的语法单位，如表达式、赋值、循环等，最后看是否构成一个符合要求的程序，按该语言使用的语法规则分析检查每条语句是否有正确的逻辑结构，程序是最终的一个语法单位。
编译程序的语法规则可用上下文无关文法来刻画。
语法分析的方法分为两种：自上而下分析法和自下而上分析法。
自上而下就是从文法的开始符号出发，向下推导，推出句子。
而自下而上分析法采用的是移进归约法，基本思想是：用一个寄存符号的先进后出栈，把输入符号一个一个地移进栈里，当栈顶形成某个产生式的一个候选式时，即把栈顶的这一部分归约成该产生式的左邻符号。
自顶向下带递归语法分析：1、首先对所以的生成式消除左递归、提取公共左因子2、在源程序里建立一个字符串数组，将所有的生成式都存在这个数组中。
3、给每个非终结符写一个带递归的匹配函数，其中起始符的函数写在 main 函数里。
这些函数对生成式右边从左向右扫描，若是终结符直接进行匹配，匹配失败，则调用出错函数。
如果是非终结符则调用相应的非终结符函数。
4、对输入的符号串进行扫描，从起始符的生成式开始。
如果匹配成功某个非终结符生成式右边的首个终结符，则将这个生成式输出。
匹配过程中，应该出现的非终结符没有出现，则出错处理。
5.软件设计与编程：对应源程序代码：#include#include1#includeusing namespace std;struct Node1{char vn;char vt;char s[10];}MAP[20];//存储分析预测表每个位置对应的终结符，非终结符，产生式int k;//用 R 代表E”,W 代表T”,e 代表空char start=“E”;int len=8;charG[10][10]={“E->TR”,”R->+TR”,”R->e”,”T->FW”,”W->*FW”,”W ->e”,”F->(E)”,”F->i”};//存储文法中的产生式char VN[6]={“E”,”R”,”T”,”W”,”F”};//存储非终结符char VT[6]={“i”,”+”,”*”,”(“,”)”,”#”};//存储终结符charSELECT[10][10]={“(,i”,”+”,”),#”,”(,i”,”*”,”+,),#”,”(“,”i”};//存储文法中每个产生式对应的 SELECT 集charRight[10][8]={“->TR”,”->+TR”,”->e”,”->FW”,”->*FW”,”->e”,”->(E)”,”->i”};stack stak;bool compare(char *a,char *b){2int i,la=strlen(a),j,lb=strlen(b);for(i=0;i1;j--){stak.push(action[j]);}}}if(strcmp(output,”#”)!=0)return “ERROR”;}int main (){freopen(“in.txt”,”r”,stdin);char source[100];int i,j,flag,l,m;printf(“\n***为了方便编写程序，用 R 代表E”,W 代表T”,e 代表空*****\n\n”);printf(“该文法的产生式如下：\n”);for(i=0;i>source){ printf(“\n 分析结果：%s\n\n”,Analyse(source));}return 0;}6. 程序测试结果：3。
编译原理 语法分析(2)_ LL(1)分析法1
自底向上分析法
LR分析法的概念 LR分析法的概念 LR(0)项目族的构造 LR(0)项目族的构造 SLR分析法 SLR分析法 LALR分析法 LALR分析法
概述
功能：根据文法规则 文法规则， 源程序单词符号串 单词符号串中 功能：根据文法规则，从源程序单词符号串中
识别出语法成分，并进行语法检查。 识别出语法成分，并进行语法检查。
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【例】文法G[E] 文法G[E] E→ E +T | T 消除左递归 T→ T * F | F F→(E)|i 请用自顶向下的方法分析是否字 分析表 符串i+i*i∈L(G[E])。 符串i+i*i∈L(G[E])。
E→TE’ E’→+TE’|ε T →FT’ T’→*FT’|ε F→(E)|i
编译程序组织结构
表 处 理
前
端 中
源 程 序
词 法 分 析
语 法 分 析
语 义 分 析
间 代 码 生 成
中 后 目 端 间 标 代 代 码 码 优 生 化 成
目 标 程 序
错 误 处 理
第4章 语法分析
自顶向下分析法
递归子程序法（递归下降分析法） 递归子程序法（递归下降分析法） LL(1)分析法 LL(1)分析法
通常把按LL(1)方法完成语法分析任务的程序叫LL(1)分析程序或者LL(1)分析器。 通常把按LL(1)方法完成语法分析任务的程序叫LL(1)分析程序或者LL(1)分析器。 LL(1)方法完成语法分析任务的程序叫LL(1)分析程序或者LL(1)分析器
输入串
一、分析过程
#
此过程有三部分组成: 此过程有三部分组成: 分析表 总控程序） 执行程序 (总控程序） 分析栈） 符号栈 （分析栈）
编译原理语法分析报告+代码
编译原理语法分析报告+代码1000字一、语法分析语法分析是编译器的重要部分，它的作用是对源程序进行分析和判断，判断源程序是否符合语法规则，把源程序划分为一个个语法单元，并建立语法树，这里介绍一种常见的语法分析方法——LR(1)分析。
1.LR(1)分析LR(1)分析是一种自底向上的语法分析方法，它是以LR语法分析机为基础的。
LR(1)分析是在扫描整个输入的基础上作出决策的，名字中的1表示当扫描到一个符号时，它会读下一个符号来做决策并且仅仅读一个符号。
2.LR(1)分析器构建构建LR(1)分析器首先需要构建LR(1)自动机，然后对其进行分析，得到一个分析表。
分析表有两个函数：action和goto。
分析表的行是状态，列是终结符或非终结符，如果分析表的项中既包含action又包含goto，那么这个表就是一个LR(1)分析表。
3.核心算法核心算法就是通过分析表进行分析，具体步骤如下：（1）创建一个栈，将一个状态push入栈。
（2）循环扫描输入，每扫描一个符号就执行一个操作，直到栈为空。
（3）在栈的顶部状态上查找action表。
如果输入符号是一个终结符，那么应该执行的动作是shift。
如果输入符号是一个结束符号，那么说明输入已经结束，执行acc（accept）操作。
（4）如果找到了一个shift，就将其作为下一个状态push入栈，并将上次扫描到的符号作为标记push入栈。
（5）否则，在栈的顶部状态上查找goto表。
在状态表中查找新状态，并将其push入栈。
常见的错误处理：（1）在action表中找不到适当的输入：语法错误，报错。
（2）在goto表中找不到适当的输入：一个状态不能在当前符号的词法单元下产生任何变化。
4.算法实现这里提供一个简单的C++代码实现。
1）自动机的结构体声明:struct Automaton {int status; // 状态编号char symbol; // 符号int go_to; // 跳转状态int move_type; // 移动类型Automaton() : status(-1), symbol(0), go_to(-1),move_type(-1) {}};2）分析表结构体声明:struct AnalyzeTable {static const int ROWS = 100; // 分析表行数static const int COLS = 100; // 分析表列数Automaton analyze_table[ROWS][COLS]; // 分析表};3）LR(1)分析器的实现:class LR1Parser {public:LR1Parser(const std::string& grammar_file); // 构造函数~LR1Parser();void parse(const std::string& input_file); // 解析函数private:std::map<char, std::vector<std::string>> productions_; // 产生式std::map<char, std::set<char>> first_; // First集合std::map<char, std::set<char>> follow_; // Follow集合AnalyzeTable analyze_table_; // 分析表};4）分析表构建函数实现:void LR1Parser::build_analyze_table() {// 对于每个项A -> α.Bβ, a，把它添加到一个集合中。
编译原理 COMPILER_LR(1)文法
编译原理实验报告--LR（1）文法班级：小组人员:实验2.3 LR（1）分析法一．实验目的构造LR（1）分析程序，利用它进行语法分析，判断给出的符号串是否为该文法识别的句子。
二．实验平台Windows + VC + Win32 Console三．实验过程和指导1.范例程序文法S → BBB → aBB → b要求：（1）请输出完整的分析过程。
即详细输出每一步骤状态栈和符号栈的变化情况.（2）请输出最终的分析结果, 即输入串“合法”或“非法”步骤：（1）构造LR（1）项目集规范族I0S →·S I1Goto[I0,S] I2Goto[I0,B] S →·BB S →S· S →B·BB →·aB B →·aBB →·b B →·bI3Goto[I0,a] I4Goto[I0,b] I5Goto[I1,S]B →a·B B →b·S →BB·B →a·BB →·bI6Goto[I2,a] I7Goto[I2,b] I8Goto[I3,B]B →a·B B →b· B →aB·B →·aBB →·bI9Goto[I6,B]B →aB·(2)构造LR（1）分析表(3)程序代码：4-LR1.c1)输入符合文法的字符串abab#，结果显示如图：输入的字符串符合文法要求，结果为接受状态该文法分析步骤：第一步，符号栈#进栈，0进状态栈，Action表中0—#执行S3，所以3进符号栈，a进符号栈。
第二步，此时符号栈#a，状态栈03，Action表中3—b执行S4，所有4进符号栈，b进符号栈。
第三步，此时符号栈#ab，状态栈034，Action表中4—a执行r3，所以用第三个式B → b规约，Goto表中转向8状态。
第四步，此时符号栈是#aB，状态栈038，Action表中8—a执行r2，所以用第二个式B → aB规约，Goto表中转向2状态。
编译原理LR1(精选.)
姓名：刘玉华学号： 20101103846课题：LR(1)分析法指导教师：富玉柱LR(1)分析法1.LR(1)分析法定义LR分析法是一种有效的自底向上的语法分析技术，它能适用于大部分上下文无关文法的分析，一般叫LR(k)分析方法，其中L是指自左(Left)向右扫描输入单词串，R是指分析过程都是构造最右(Right)推导的逆过程(规范归约)，括号中的k是指在决定当前分析动作时向前看的符号个数。
LR（1）项目可以看成两个部分组成，一部分和LR（0）项目相同，这部分成为心，另一部分为向前搜索符集合。
所以只有当面临的输入符属于向前搜索符的集合，才做规约动作，其他情况均出错。
LR（1）方法恰好解决SLR（1）方法在某些情况下存在的无效规约问题。
2. LR(1)分析法的主要思想(1)严格地进行最左归约（识别句柄并归约它）。
(2)将识别句柄的过程划分为由若干状态控制，每个状态控制识别出句柄的一个符号。
(3)分析栈：存放已识别的文法符号和状态,描述的是分析过程中的历史和展望信息。
(4)由一个总控程序来控制整个识别过程。
3. LR(1)分析法的构造方法(Aα→•β,a)的二元式称为LR(1)项目。
其中，Aβα→是文法的一个产生式，a 是终结符，称为搜索符。
文法的LR（1）项目集规范族指文法活前缀的有效的项目集。
(1)构造LR(1)项目集I的闭包函数CLOSURE(I)a)I的任何项目都属于CLOSURE(I)；b)若项目(Aα→•Bβ,a)属于CLOSURE(I)，Bγ→是一个产生式，则对于FIRST(βa)中的每个终结符b，如果(B→•γ,b)原来不在CLOSURE(I)中，则把它加进去；c)重复步骤b)直到CLOSURE(I)不再扩大为止。
(2)构造转换函数即GO函数令I是一个LR(1)项目集，X是一个文法符号，函数GO(I,X)定义为：GO(I,X)=CLOSURE(J)，其中: J={(Aα→X•β,a)|(Aα→•Xβ,a)∈I}。
编译原理实验报告LR(1)分析法
河南工业大学实验报告课程编译原理实验名称实验四LR(1)分析法一.实验目的1．掌握LR(1)分析法的基本原理；2．掌握LR(1)分析表的构造方法；3．掌握LR(1)驱动程序的构造方法。
二.实验内容及要求根据某一文法编制调试LR(1)分析程序，以便对任意输入的符号串进行分析。
本次实验的目的主要是加深对LR(1)分析法的理解。
对下列文法，用LR(1)分析法对任意输入的符号串进行分析：（0）E->S（1）S->BB（2）B->aB（3）B->b程序输入一以#结束的符号串(包括a、b、#)，如：abb#。
输出过程如下：步骤状态栈符号栈输入串ACTION GOTO1 0 # abb# S3... ... ... ... ... ...三.实验过程及结果（说明：实验结果可以是运行画面的抓屏，抓屏图片要尽可能的小。
）实验代码：#include<stdio.h>#include<string.h>char *action[10][3]={"S3#","S4#",NULL, /*ACTION表*/ NULL,NULL,"acc","S6#","S7#",NULL,"S3#","S4#",NULL,"r3#","r3#",NULL,NULL,NULL,"r1#","S6#","S7#",NULL,NULL,NULL,"r3#","r2#","r2#",NULL,NULL,NULL,"r2#"};int goto1[10][2]={1,2, /*GOTO表*/0,0,0,5,0,8,0,0,0,0,0,9,0,0,0,0,0,0};char vt[3]={'a','b','#'}; /*存放非终结符*/ char vn[2]={'S','B'}; /*存放终结符*/ char *LR[4]={"E->S#","S->BB#","B->aB#","B->b#"};/*存放产生式*/int a[10];char b[10],c[10],c1;int top1,top2,top3,top,m,n;void main(){int g,h,i,j,k,l,p,y,z,count;char x,copy[10],copy1[10];top1=0;top2=0;top3=0;top=0;a[0]=0;y=a[0];b[0]='#';count=0;z=0;printf("请输入表达式\n");/*输出状态栈、输出符号栈、输出输入串*/do{scanf("%c",&c1);c[top3]=c1;top3=top3+1;}while(c1!='#');printf("步骤\t状态栈\t\t符号栈\t\t输入串\t\tACTION\tGOTO\n"); do{y=z;m=0;n=0; /*y,z指向状态栈栈顶*/ g=top;j=0;k=0;x=c[top];count++;printf("%d\t",count);while(m<=top1){ /*输出状态栈*/printf("%d",a[m]);m=m+1;}printf("\t\t");while(n<=top2){ /*输出符号栈*/printf("%c",b[n]);n=n+1;}printf("\t\t");while(g<=top3){ /*输出输入串*/ printf("%c",c[g]);g=g+1;}printf("\t\t");while(x!=vt[j]&&j<=2) j++;if(j==2&&x!=vt[j]){printf("error\n");return;}if(action[y][j]==NULL){printf("error\n");return;}elsestrcpy(copy,action[y][j]);if(copy[0]=='S'){ /*处理移进*/ z=copy[1]-'0';top1=top1+1;top2=top2+1;a[top1]=z;b[top2]=x;i=0;while(copy[i]!='#'){printf("%c",copy[i]);i++;}printf("\n");}if(copy[0]=='r'){ /*处理归约*/ i=0;while(copy[i]!='#'){printf("%c",copy[i]);i++;}h=copy[1]-'0';strcpy(copy1,LR[h]);while(copy1[0]!=vn[k]) k++;l=strlen(LR[h])-4;top1=top1-l+1;top2=top2-l+1;y=a[top1-1];a[top1]=p;b[top2]=copy1[0];z=p;printf("\t");printf("%d\n",p);} }while(action[y][j]!="acc");printf("acc\n");getchar();}截屏如下：四.实验中的问题及心得同前面一样。
编译原理 第06章_LR分析法(3)
的。将同心集合并为： I5,12: L→i•, =/# I4,11: L→*•R, =/# R→•L, =/# I7,13: L→*R•, =/# L→•*R, =/# I8,10: R→L•, =/# L→•i, =/#
6.4 LALR(1)分析法
我们看到合并同心集后的项目集其核心 部分不变，仅搜索符合并。对合并同心集后 的项目集的转换函数为GO(I,X)自身的合并， 这是因为相同的心之转换函数仍属同心集， 例如： GO(I4,11, i)=GO(I4, i)∪GO(I11, i)= I5,12 GO(I4,11, R)=GO(I4, R)∪GO(I11, R)= I7,13 GO(I4,11, *)=GO(I4, *)∪GO(I11, *)= I4,11
0. S' →S 1. S →L=R
2. S →R 3. L →*R
4. L →i 5. R →L
6.4 LALR(1)分析法
3. 若LALR(1)项目集族中不存在归约一 归约冲突，则该文法是LALR(1)文法。对例 中的文法，由于合并同心集后不存在归约— 归约冲突，所以该文法是LALR(1)文法。
S'→•S,# I0: R→•L,# S→•L=R,# L I :R→L•,# L→• * R,# S→•R,# 10 L I2:S→L•=R,# L→•i,# L→•*R,=/# L R→L•,# * i L→•i,=/# i R I11: L→*•R,# R→•L,# I3: S→R•,# I12: L→i•,# R→•L,# * i L→• * R,# R L→ * •R,=/# I4: I13:L→*R•,# L→•i,# R→•L,=/# I5: L→i•,=/# L→•*R,=/# R * i I7: L→*R•,=/# L→•i,=/#
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姓名：刘玉华学号： 20101103846
课题：LR(1)分析法指导教师：富玉柱
LR(1)分析法
1.LR(1)分析法定义
LR分析法是一种有效的自底向上的语法分析技术，它能适用于大部分上下文无关文法的分析，一般叫LR(k)分析方法，其中L是指自左(Left)向右扫描输入单词串，R是指分析过程都是构造最右(Right)推导的逆过程(规范归约)，括号中的k是指在决定当前分析动作时向前看的符号个数。
LR（1）项目可以看成两个部分组成，一部分和LR（0）项目相同，这部分成为心，另一部分为向前搜索符集合。
所以只有当面临的输入符属于向前搜索符的集合，才做规约动作，其他情况均出错。
LR（1）方法恰好解决SLR（1）方法在某些情况下存在的无效规约问题。
2. LR(1)分析法的主要思想
(1)严格地进行最左归约（识别句柄并归约它）。
(2)将识别句柄的过程划分为由若干状态控制，每个状态控制识别出句柄的一个符号。
(3)分析栈：存放已识别的文法符号和状态,描述的是分析过程中的历史和展望信息。
(4)由一个总控程序来控制整个识别过程。
3. LR(1)分析法的构造方法
(A a®•b,a)的二元式称为LR(1)项目。
其中，A ba®是文法的一个产生式，a 是终结符，称为搜索符。
文法的LR（1）项目集规范族指文法活前缀的有效的项目集。
(1)构造LR(1)项目集I的闭包函数CLOSURE(I)
a)I的任何项目都属于CLOSURE(I)；
b)若项目(A a®•Bb,a)属于CLOSURE(I)，B g®是一个产生式，则对于FIRST(ba)
中的每个终结符b，如果(B®•g,b)原来不在CLOSURE(I)中，则把它加进去；
c)重复步骤b)直到CLOSURE(I)不再扩大为止。
(2)构造转换函数即GO函数
令I是一个LR(1)项目集，X是一个文法符号，函数GO(I,X)定义为：GO(I,X)=CLOSURE(J)，其中: J={(A a®X•b,a)|(A a®•Xb,a)ÎI}。
注：在执行转换函数GO时，搜索符并不改变。
(3)构造拓广文法G`的LR(1)项目集族C的算法
{C={CLOSURE({(S` ®•S,#)})};
DO{FOR C中的每个项目集I和每个文法符号X
IF GO(I,X)非空且不属于C
把GO(I,X)加入C中；
}WHILE C依然扩大；
}
4. LR(1)分析表的构造
假定LR(1)项目集规范族C={I0, I1,……，In}，令每个项目集Ik的下标k 为分析器的一个状态，G’的LR（1）分析表含有状态0，1，……，n。
1.令那个含有项目[S’→．S ，#]的Ik的下标k为状态0（初态）.ACTION 表和GOTO表可按如下方法构造。
2.若项目[A→α．,b]属于Ik, 那么置ACTION[k, b]为“用产生式A→α进行规约”，简记为“rj”;(假定A→α为文法G’的第j个产生式)。
3.若项目[A→α．aβ,b]属于Ik且GO (Ik, a)= Ij,则置ACTION[k, a]为“把状态j和符号a移进栈”，简记为“sj”。
4.若项目[S’→S．,#]属于Ik, 则置ACTION[k, #]为“接受”，简记为“acc”。
5.若GO (Ik, A)= Ij, A为非终结符，则置GOTO(k, A)=j;分析表中凡不能用规则1至5填入信息的空白格均置上“出错标志”。
按上述算法构造的含有ACTION和GOTO两部分的分析表，如果每个入口
不含多重定义，则称它为文法G的一张规范的LR(1)分析表。
具有规范的LR(1)表的文法G称为一个LR（1）文法。
5. LR(1)分析法的利弊
LR(1)的规约项目不存在任何无效规约，但在多数情况下同一个文法的LR(1)项目集的个数比LR(0)项目集的个数多。
这是因为对同一个LR(0)项目集，由于搜索符不同而对应着多个LR(1)项目集。
LR(1)分析法虽然可以解决SRLR(1)方法所难以解决的“移进-归约”或“归约-归约”冲突，但是对同一个文法而言，但搜索符不同时，是的同一个项目集被分裂成多个项目集从而引起状态数的剧烈增长，导致了时间和内存空间的急剧上升，它的应用也相应地受到了一定的限制。
为了克服LR(1)分析法的这种缺点，可以采用LALR(1)分析法。
LR分析法（适用范围广；分析速度快；报错准确）。
LR(1)分析法比递归下降分析法、预测分析法和算符优先分析法对文法的限制要少得多。
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LR分析法进行有效的分析，而且这种分析法分析速度快，并能准确及时地指出输入串的语法错误和出错的位置。
但是，这种分析法有一个主要缺点，那就是对于一个语言的文法，构造LR分析器的工作量相当大，具体实现较困难。
SLR(1)的状态数少，LR(1)的适用范围广，但LR(1)分析表含有较多的状态数，占用存储太大,影响了实践使用。
1.LR(1)比SLR（1）能力强
例: (0)S`→S
(1)S→L=R
(2)S→R
(3)L→*R
(4)L→i
(5)R→L
不能用SLR（1）技术解决，但能用LR（1）。
2.LR（1）项目集不存在动作冲突，合并同心集后会不会产生新的冲突（移进-归约，归约-归约）
例:S' –> S
S –> aBc | bCc | aCd | bBd
B –> e
C –> e
3.如果栈里的符号串为$da,归约后编程$dA,当前读到的输入符号是a，若文法中不存在以$da为前缀的规范句型，那么，这种归约无效。
例：规范句型i=i的SLR(1)分析过程
状态栈符号栈输入串
0 $ i=i$
05 $i =i$
02 $L =i$
03 $R =i$
4.一个SLR文法的规范LR分析表比其SLR分析表含有更多的状态。
在严重的情况下，状态数可能成几倍增长,因此需要简化。
例：有如下文法:
1. Z ®S
2. S ®L=R
3. S ®R
4. L ®aR
5. L ®b
6. R ®L
按照求LR(1)项目集规范族的算法，求G(S)文法的项目集族解：求初态项目集I0：从(Z ®•S,#)项目开始求闭包得：
接着利用GO函数，对该项目集内得各项目求后继项目集，然后再对新求的项目集重复上面的过程，直到项目集不再增加为止。
最后的LR(1)图为：
I0初态
Z→•S,# S→•L=R, #
S→•R,# L→•aR,= L →•b,= R→•L,# L→•aR,#
I0初态
Z→•S,#
S→•L=R,#
S→•R,#
L→•aR,=|#
L →•b,=|# 简化为。