编译原理 FOLLOW集

方法：
E → TE’
E’→ +TE’|ε
T→ F T’
T’→ *F T’|ε
F → （E）|id

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为什么：
FOLLOW（F）= {+，*，），$}
？？

不是应该中有{*，$}吗？？

编译原理如何求解语法分析中的follow集合?
求解语法分析中的Follow集合是编译原理中的关键步骤。Follow集合表示在文法推导过程中紧跟某个非终结符后的所有终结符集合。其概念直接且直观，是理解编译器如何解析程序语言的基础。以非终结符A为例，其Follow集合由所有在推导过程中出现A时，在其后面紧跟着出现的终结符构成。例如在文法S->aA|ε中，A可...

编译原理follow集怎么算
编译原理中的Follow集是用于语法分析的一种辅助工具，用于确定非终结符号在某个产生式右侧的后继符号集合。下面是计算Follow集的步骤：初始化：将文法的开始符号的Follow集设为$ { # }$ ，其中$ # $表示输入符号串的结束标志。对于每个非终结符号 $A$，计算 $A$ 的Follow集。对于每个产生式$ A ...

编译原理——First集与Follow集
第一种情况： FOLLOW(F)=FIRST(T')={ * } 第二种情况 ： FOLLOW(F)=FOLLOW(T')={ + , * , $ } 第一种情况 ： FOLLOW(E)={ $ , ) } 2.2 第二次迭代 由于我们列出了等值关系，所以只需要再走一次第一次迭代的过程就可以了！因为主要是FOLLOW可能在变，所以我们只需要找到FOLLOW的...

编译原理 FOLLOW集
所以FIRST(T')是FOLLOW（F)的子集。所以 * 是FOLLOW（F)中的元素。因为有：T→ F T’T’→ε 所以FOLLOW（T)是FOLLOW（F)的子集。因为有：E’→ +TE’所以FIRST（E‘）是FOLLOW（T)中的子集。所以FIRST（E‘）是FOLLOW(F) 中的子集。因为有：E’→ +TE’所以+是FIRST（E’）中的元素...

编译原理语法分析中,求first,follow集合时,要消除左递归吗
如果题目是单纯求first、follow集合,不需要消除左递归.但是,如果求first、follow集合是为了判断文法是否为LL(1)文法的话,可以直接得出否定的结论（因为含有左递归的文法绝对不是LL(1)文法）.可以先对文法进行改写,一般是消除左递归和提取左公共因子,然后再判断.

编译原理follow集怎么求?例:s->xSNy|Nx;N->zN|空 答案:follow(S)={...
求某一非终结符的follow集，主要看产生式右端（含有该非终结符的右端）。因为S是该文法的开始符，所以#在follow（S）中。在产生式S->xSNy的右端，S的后跟符号是first（Ny），即z和y。这样follow（S）={y,z,#} 求follw(N)时，看产生式S->xSNy和S->Nx，在它们的右端都含有N，根据S->...

编译原理 FOLLOW集
1、任何FOLLOW(S)都包含输入终止符号，其中S是开始符号。适用该条，因此FOLLOW(E’)中包含终止符号#。2、如果存在产生式，A->αBβ,则将FIRST(β)中除ε以外的符号都放入FOLLOW(B)中。该条不适用，因为在上述所有产生式中不存在形如E‘->αE’β这样的产生式。3、如果存在产生式，A->αB，...

关于编译原理first follow 和select
若A的follow集里面含有c 则语言是合法的 Select集的作用是将first集和follow集进行合并，如果两个文法的左端都是A，若他们的select集交集为空，表明他们是两个无关的，不会产生不确定性的文法，反之，则表明文法不是LL(1)文法 计算的公式很繁杂，理解了意思之后，看就能看出来。。。

编译原理问题。非终结符的FOLLOW集里面为什么要放个#号?
号是分析过程中引入的界符 用来表示开始和结束的边界用 对于一个文法G(S)来说 求公理S的FOLLOW集的时候，由于没有一个产生式的右部包含S 所以我们规定S的FOLLOW集是｛#｝ 就是一个句型的结束符 句型

编译原理计算first 集和follow集的简单方法? S->bBS' S'->aAS'|ε...
first ： S'=a,ε S=b A=a,c B=d B'=b,ε follow: S'= S= A=a B=a B'=a