1樓：慕容淵
挖乙個。。。
這個問題要明白為什麼需要定義 FOLLOW 集。
考慮如下文法 G[S].
如下文法中，大寫字母代表非終結符，小寫代表終結符，"#" 代表 epsilon(現在不好打那個字元)。
S -> aA
S -> d
A -> bAS
A -> #
首先求 FIRST 集，如下
FIRST(S) =
FIRST(A) =
輸入串 abd，我們有如下推導過程。
S => aA => abAS => abS => abd問題在於 abAS => abS 那一步，此時我們面臨的輸入是符號d，但是FIRST(A)裡面沒有d只有epsilon，我們選擇A的epsilon產生式，那麼此時就要求輸入d與FOLLOW(A)匹配。那麼自然，FOLLOW(A)必須不能與FIRST(A)相交。
2樓：楊健
抽象的表述 @mumu 已經說明白了。
非LL(1)意味著：1. 無法只用乙個向前看token來選擇產生式。2. 在乙個向前看中越陷越深最後爆棧(左遞迴文法)。
對於第1點，對應第一張截圖中的兩個條件，第乙個條件說的就是common prefixes.
第二個條件，舉個具體栗子，就是「dangling else」。給定以下文法：
stmt >ifcondition
then_clause
else_clause | other_stmt
then_clause -> thenstmt
else_clause -> elsestmt | ε
如果要parse下面的statement:
ifC1thenifC2thenS1elseS2
會有兩種parsing tree
ifC1then[ifC2thenS1elseS2] 或者ifC1then[ifC2thenS1]elseS2
簡單的說，就是最後那個else和該和哪個then配對？
當解析程式看到棧頂是else_clause時，有兩個產生式供選擇
else_clause -> elsestmt 和else_clause -> ε
選哪乙個，需要先求else_clause的 FIRST 集和 FOLLOW 集.
FIRST(else_clause) =
FOLLOW(else_clause) =
如果向前看token是else, 可以按else_clause -> elsestmt 解析，對應
ifC1then[ifC2thenS1elseS2] 這顆解析樹
不過，FIRST集中包含了ε，而FOLLOW集中也含有else，說明else_clause -> ε也行的通，對應
ifC1then[ifC2thenS1]elseS2 這顆解析樹
3樓：42nd Mu00
證明二義性很簡單，假設存在以下正規化：
A -> BC
B -> ε | b
C -> b
First(B) =
Follow(B) =
選擇A生成式的時候，顯然B的生成式無法確定。
4樓：
沒人回答，先自答一下，不知道對不對。。
規則二如果不成立，有交集a，那麼生成a有兩種方式。1是用first集合，直接生成a。2是用，生成空集的方式，生成a。這樣導致A的，不唯一性。。。
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