本節介紹比SLR(1)功能更強的LR(1)分析法。
　　例如下列文法G′為：
　　(0) S′→S
　　(1) S→aAd
　　(2) S→bAc
　　(3) S→aec
　　(4) S→bed 
　　(5)A →e
　　我們首先用S′→·S作為初態集的專案，然後用閉包函式和轉換函式構造識別文法G′的識別活字首的有限自動機DFA見P143如圖7.11所示，可以發現在專案集I5和I7中存在移進和歸約衝突。
　　I5：S→ae·c　　　　I7：S→be·d
　　A→e·　　　　　　 A→e·
　　而歸約專案左部非終結符的FOLLOW(A)={c,d}
　　在I5中，FOLLOW(A)∩{c}={c,d}∩{c}≠∅     
　　在I7中，FOLLOW(A) ∩{d}={c,d}∩{d}≠∅

1. LR(1)專案集族的構造

　　構造LR(1)專案集的閉包函式CLOSURE(I)按如下方式構造:
　　a) 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。
　　例:已知拓展文法為:
　　(0) S′→S
　　(1) S→aAd 
　　(2) S→bAc
　　(3) S→aec
　　(4) S→bed 
　　(5) A →e
　　LR(1)專案集和轉換函式如下:

2.構造LR(1)分析表:

　　如果一個文法的LR(1)分析表中不含多重入口時(或任何一個LR(1)專案集中無移進—歸約或歸約—歸約的衝突,則稱該文法為LR(1)文法.
　　例：G(S):S → BB     B→aB      B →b

　　I0:S'→.S   S →.BB    B →.aB      B →.b
　　I1:S' →S.
　　I2:S →B.B    B→.aB    B→.b
　　I3:B→a.B     B→.aB     B→.b 
　　I4:B→aB.  
　　I5: B→b.
　　I6: S→BB.

　　例：G(S):S → BB     B→aB      B →b 
　　拓展文法 : (0)S' → S   (1) S → BB   (2) B→aB     (3) B →b 

　　對於該例題,只要仔細分析該文法的LR(1)每個專案集的專案,不難發現,即使不考察搜尋符,它的任何專案都沒有衝突,因此它實際上是一LR(0)文法,可以構造一個LR(0)專案集.可以得知它的LR(0)分析器只含7個狀態，而現在LR(1)分析器卻含有10個狀態，其中I3和I6，I4和I7，I8和I9分別為同心集。