A. 编译原理笔记17：自下而上语法分析（4）LR(0)、SLR(1) 分析表的构造
（移进项目就是纳凯态指圆点右边是终结符的项目，规约项目指的就是圆点在右部最右端的项目）
LR(0) 文法可以直接通过识别活前缀的 DFA 来构造 LR 分析表
假定 C = {I 0 , I 1 , ... , I n } （aka. LR(0) 项目规范族、DFA 状态集）
首先为文法产生式进行编号，拓广文法的产生式要标记为 0（这里就是后面分析表中 rj 的产生式编号 j 的由来）
然后令每个项目集 I k 的下标 k 作为分析器洞源的状态（行首），包含 S' → .S 的集合下标为分析器的初态（也就是 DFA 的初态孙型，一般都是 0 ）。
下面用一个例子来说明 ACTION、GOTO 子表的构造：
SLR(1) 为解决冲突提出了一个简单的方法：通过识别活前缀的 DFA 和【简单向前看一个终结符】构造 SLR(1) 分析表。
如果我们的识别活前缀的 DFA 中存在移进-规约冲突、规约-规约冲突，都可以尝试使用这个方法来解决冲突。（这里说【尝试】，当然是因为 SLR 也只能解决一部分问题，并不是万能的灵丹妙药。。）
这里，我们拿前面那个 LR(0) 解决不了的文法来举例
该文法不是 LR(0) 文法，但是是 SLR(1) 文法。
观察上图 DFA 中的状态2，想象当我们的自动机正处于这个状态：次栈顶已经规约为 T 了，栈顶也是当前的状态 2 ，而当前剩余输入为 *。
如果这个自动机不会【往前多看一步】的话，那么对处于这个状态的自动机来说，看起来状态 2 中的移进项目和规约项目都是可选的。这就是移进-规约冲突。
想要解决这个冲突，就轮到【往前多看一步】上场了——把当前剩余输入考虑进来，辅助进行项目的选择：
对其他的冲突也使用同样的方法进行判断。
这种冲突性动作的解决办法叫做 SLR(1) 解决办法
准备工作部分，与 LR(0) 分析表的构造差不多：同样使用每个项目集的状态编号作为分析器的状态编号，也就同样用作行下标；同样使用拓广文法产生式作为 0 号产生式。
填表也和 LR(0) 类似，唯一的不同体现在对规约项的处理方法上：如果当前状态有项目 A → α.aβ 和 A → α. ，而次栈顶此时是 α 且读写头读到的是 a，那么当且仅当 a∈FOLLOW(A) 时，我们才会用 A → α 对 α 进行规约。
如果构造出来的表的每个入口都不含多重定义（也就是如上图中表格那样的，每个格子里面最多只有一个动作），那么该表就是该文法的 SLR(1) 表，这个文法就是 SLR(1) 文法。使用 SLR(1) 表的分析器叫做一个 SLR(1) 分析器。
任意的二义文法都不能构造出 SLR(1) 分析表
例：悬空 else
例：
这里的 L 可以理解为左值，R 可以理解为右值
经过计算可以确定其 DFA 如下图所示。
在 状态4 中，由于 "=" 同时存在于 FOLLOW(L) 与 FOLLOW(R) 中，因此该状态内存在移进-规约冲突，故该文法不是 SLR(1) 文法。
这样的非二义文法可以通过增加向前看终结符的个数来解决冲突（比如LL(2)、LR(2)）但这会让问题更加复杂，故一般不采用。而二义文法无论向前看多少个终结符都无法解决二义性。
B. 编译中c函数冲突怎么办
把自己的函数换个名字，或者在想办法把unistd.h中的声明屏蔽掉，或者干脆不用huistd.h。