按照這個標題搜進來的各位是不是以為這也是和課本一樣的內容呢，其實這是我看了兩天課本才理解出來的內容啊，絕對和課本不一樣。

    課本上LR(1)專案集族的構造內容如下：

    以S′→·S，#屬於初始專案集中，把'#'號作為向前搜尋符，表示活字首為γ(若γ是有關S產生式的某一右部)要歸約成S時，必須面臨輸入符為'#'號才行。我們對初始專案S′→·S，# 求閉包後再用轉換函式逐步求出整個文法的LR(1)專案集族。具體構造步驟如下：

　(1) 構造LR(1)專案集的閉包函式。

　a)假定I是一個專案集， I 的任何專案都屬於CLOSURE(I)。

　b) 若有專案 A→α·Bβ,a 屬於CLOSURE(I)，B→γ是文法中的產生式，β∈V*，b∈FIRST(βa)， 則 B→·γ,b 也屬於CLOSURE(I)中。

　c) 重複b)直到CLOSURE(I)不再增大為止。

    大家是不是看的一頭霧水呢。課本上還給出了一個例子：

    文法G'為：

    (0)S'->S

    (1)S->aAd

    (2)S->bAc

    (3)S->aec

    (4)S->bed

    (5)A->e

    之後直接給出了這個文法的LR(1)專案集規範族：

    I0:S'->·S,#

        S->·aAd,#

        S->·bAc,#

        S->·aec,#

        S->·bed,#

    I1:S'->S·,#

    I2:S->a·Ad,#

        S->a·ec,#

        A->·e,d

    I3:S->b·Ac,#

        S->b·ed,#

        A->·e,c

    I4:S->aA·d,#

    I5:S->ae·c,#

        A->e·,d

    I6:S->bA·c,#

    I7:S->be·d,#

        A->e·,c

    I8:S->aAd·,#

    I9:S->aec·,#

    I10:S->bAc·,#

    I11:S->bed·,#

    大家是不是在想I5中A->e·,d後的d、I7中A->e·,c後的c是怎麼來的呢？

    課本的答案是對的，但是寫法很是讓我們一頭霧水，下面讓我們來看看答案是怎麼出來的：

1.一開始，綠框處S'是整個句子，所以後面理所當然跟句子結束符#。然後S後面是‘ε’（就是什麼都沒有）所以β=ε，接著逗號後面是‘#’即a=#，這樣FIRST(βa)=FIRST(ε#)={#}。這就是I0中S後面#號的來歷。 2.在I2中，如紅線所示，在I2:S->a·Ad,#中A的後面是d,所以FIRST(d#)={d}（就是“d#”的第一個終結符d)，所以接下來A的後面跟的是d。 3.在確定了A的逗號後面的搜尋符後，基本上就可以直接照搬下去了，如圖中的紫線所示。（其實#號一直都在照搬來著，大家注意到沒？）     下面再講一點FIRST(β)的計算。 1.如果β的第一個字元是終結符，如： β=aAbbC β=eBbbD 那麼FIRST(β)=FIRST(aAbbC)+FIRST(eBbbD)={a}+{e}={a,e};   （‘+’代表‘並’，那個符號不好打，用‘+’來代替了。） 2.如果β的第一個字元是非終結符，如： β=AEbC A=DBac D=ε B=ea B=bd 那麼: FIRST(β)=FIRST(AEbC) =FIRST(FIRST(A)EbC) =FIRST(FIRST(DBac)EbC) =FIRST(FIRST(FIRST(D)Bac)EbC) =FIRST(FIRST(εBac)EbC)        （ε表示空，如果不是空，就結束了，但是空還要計算ε後面的Bac） =FIRST(FIRST(εBac)EbC)+FIRST(FIRST(Bac)EbC) =FIRST(εEbC)+FIRST(FIRST(Bac)EbC) ={ε}+FIRST(FIRST(Bac)EbC) ={ε}+FIRST(FIRST(FIRST(ea)ac)EbC)+FIRST(FIRST(FIRST(bd)ac)EbC)        （由於B有兩個推導式，所以分開來寫並求並集，‘+’代表‘並’） ={ε}+FIRST(FIRST(eac)EbC)+FIRST(FIRST(bac)EbC) ={ε}+FIRST(eEbC)+FIRST(bEbC) ={ε}+{e}+{b} ={ε,e,b} 為了普遍性，我把β搞的複雜了點，多看幾遍，你就會了。如果不會，在下面留言。我可是看了兩天才看懂的。