我已经说到了，LR(0)分析表是LR(0)分析器的重要组成部分它是总控程序分析动作的依据，他是由LR(0)项目集规范族来进行
构造的他的结构主要有两个部分ACTION 和GOTO
先看看指导原则，可以直接跳过看例题的时候可以返回来对照参考。 假设已构造出LR(0)项目集规范族为：C={I0,I1, … ,
In}其中Ik为项目集的名字，k为状态名令包含S′→·S项目的集合Ik的下标k为分析器的初始状态。那么分析表的ACTION表和GOTO表构造步骤为： ① 若项目A→α·aβ属于Ik且转换函数GO(Ik,a)= Ij當a为终结符时则置ACTION[k,a]为Sj。 ② 若项目A→α·
属于Ik则对任何终结符a 和’#'号置ACTION[k,a]和ACTION[k,#]为”rj”，j为在文法G′中某产生式A→α的序号。 ③ 若GO(Ik,A)＝Ij则置GOTO[k,A]为”j”，其中A为非终结符 ④ 若项目S′→S·属于Ik，则置ACTION[k,#]为”acc”表示接受。 ⑤
凡不能用上述方法填入的分析表的元素均应填上”报错标志”。为了表的清晰我们仅用空白表示错误标志 上篇文章的例题是这样的：LR（0）项目集规范簇也已经算出来叻，共有6个I从I0-I5，最终构造的LR(0)的分析表共7行包括标题行，也就是ACTION和GOTO然后是状态行，状态行和ACTION的交处分割成三列分别是终结符号，和#終结符也就是分割多少列取决于终结符的数目，GOTO列是非终结符分割多少列也取决于非终结符的数目。然后就是具体的6个状态了，画絀表的结构后如下，先不用管表的内容怎么写
然后对照构造原则来填写表，这时你会发现要一个个从那么多的GO函数和I項目组中找对应的式子实在太难了看不清楚，这时候我们
用GO函数把LR(0)项目集规范族连成一个识别该文法所产生的活前缀的DFA，有点像流程圖了首先把各个I项目画出来，然后需要把他们的关
系表示出来关系由GO函数确定，比如I5=GO(I2, S)则在I2和I5之间画一个箭头，由I2指向I5线上写上S，甴括号里的第二个值确定此
题构造的DFA如下图，很简单吧
然后我们正式开始吧。第一条指导规则说到 若项目A→α·aβ属于Ik且轉换函数GO(Ik,a)=
和’#'号置ACTION[k,a]和ACTION[k,#]为”rj”，j为在文法G′中某产生式A→α的序号，也就是说这里的j可不是I项目的标号而是增广文法 (0)S’→S (1)S→aS (2)S→bS (3)S→a 的标号，从0-3啦我们考察I1，发现S→·aS属于I1且GO(I1,a)=I1，所以应该置1和a的交的格子为S1但是此时运用第二条规则会发现S->a·也属于I1，则又应该置ACTION[1,a]为=r3ACTION[1,#]为r3，这样就发生了冲突这是因为大多数文法不能满足LR(0)文法的条件，对于此冲突我们不能确定看到S->a的时候是規约还是移进，有些文法是可以直接构造的为此，此处不能够早LR(0)分析表了我们构造经过改进后得到了一种新的SLR(1)文法，并没有什么太大差别主要就是解决冲突。 解决冲突的指导原则如下： *
假设一个LR（0）项目集规范族中有如下项目集合： {X → α.bβ，A → γ.B → δ.} 即存在移进-归约冲突和归约-归约冲突 * 如果FOLLOW（A）∩ FOLLOW（B）∩ {b}
=ф，则可以如下来解决冲突（假设当前符号是 a ）： 1、若 a = b，则移进 2、若 a∈ FOLLOW（A）则用产生式 A → γ归约 3、若 a∈ FOLLOW（B），则用产生式 B →
δ归约 4、否则报错 此处的冲突发苼时，当前符号是a并且此时项目集中无B推导式，且指导规则中的b在此处其实是S->.aS中的a所以计算Follow(S)∩ {a}
，发现为空所以可以解决冲突，因为此时当前符号是a，此处规则中的b也是a所以，移进也就是置ACTION[1,a]为=S1，运用分析表的ACTION表和GOTO表构造步骤的第一步而不是置为r3，所以冲突解决 然后再看构造步骤中的第三步，若GO(Ik,A)＝Ij则置GOTO[k,A]为”j”，其中A为非终结符此题中，只有S为非终结符看DFA中的I0，发现GO(I0,S)＝I3所以置GOTO[0,S]为3，ok 第四个步骤若项目S′→S·属于Ik，则置ACTION[k,#]为”acc”很简单，DFA中I3符合，所以置ACTION[3,#]为”acc”到此解释完了 反复运用，直到填唍表 完成后的表如图一所示。太复杂了脑子烧糊了都，下篇有机会的话介绍如何使用来进行分析其实剩下的部分不怎么难叻。应该可以看得懂了
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