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前面已經介紹過LL（1），以及如何使用LL（1）文法。但是LL（K）文法要求在看到K個字母的情況下必須做出預測，這相比於LR（K）文法而言就遜色很多。
LR（K）文法的定義是：從左至右分析，最右推導，超前查看K個單詞。先看一個例子，來對LR文法有個大致的印象。
以上就是使用LR文法對源碼進行分析的例子。注意到在LR文法中只有三個動作：移進，規約和接受，這三個動作也是通過查表來得到的。任何時候如果都是唯一確定這三個動作中的一個，我們就能讓LR文法正確的運行。為了更好的理解LR（K）文法，我們先介紹以下最簡單的LR（0）文法。
因為動作是根據表來確定，所以，表的構建依然是我們構建的重點，先來看看一個表的最終形式：
首先要說明的是，構建這張表的時候，我們使用到了狀態機，行標就代表狀態。列標由兩部分組成，分別是終結符，和非終結符。s代表移進，r代表規約，g代表跳轉，a代表接受，他們后面跟着的數字，除了r以外，都是狀態的標號，只有r后面的數字指的時規約到第幾個產生式。所有空的地方都代表出現錯誤。可見在非終結符下只有跳轉。
為了構建這個表，我們首先構建狀態機。我們從一個基本的文法開始，文法如下：
我們向產生式中添加一個點，形成
這種形式，稱為項。這個點的位置告訴我們當前在狀態是什么。點每移動一次，我們跳轉一個狀態。點前面的字符串表示我們已經讀取的歷史，點后面的字符串表示我們希望得到的。也就是這種表達方式，既可以展望未來，也可以回顧過去。上面這個起始項中，我們希望得下一次得到一個S非終結符，可以看出1和2產生式是S的等價形式，如果我們得到1和2產生式的右部，我們就相當於得到了非終結符S，所以，我們的起始狀態為：
我們稱第一個產生式為核心項，其他為普通項。這個狀態我們稱為狀態1，所有的狀態都是由這個狀態中每個項的點的移動得到的。例如，狀態1吃掉一個終結符x時，狀態1的第二個項中的點要向右移動一位。得到狀態2：
當然，狀態1也可以吃掉一個終結符（，得到狀態3:
狀態3中的第一個項就是核心項。上面就我們說的移進操作。
如果狀態1吃掉的是一個非終結符S，那么我們稱狀態需要跳轉，起始和移進時相似的效果。那么得到如下狀態：
我們再來看狀態2，目前點的位置已經到了產生式的最后面，那么意味着這個產生式已經完全匹配了，那么就可以將其規約。具體操作根據r的下標，選擇產生式，將棧中的產生式的右部字符串全部彈出，將產生式的左部符號壓棧，然后跳轉到相應的狀態。這個規約還是不太好理解，那么我們對最上面那張圖的最后四個規約來舉例解釋一下。
首先，要說明的是，在實際的使用過程中，在棧中的內容不包含任何的符號，只有狀態編號，第一張圖是為了方便大家理解，所以才將符號都放入棧中。那么，在規約彈出棧的時候，我們彈出的也都是狀態編號。
那么，對於最后四個規約的第一個規約，棧頂符號以此是 +16 (8 S12 ,18 E21 )22這六個符號以及六個個狀態，只有最上面的四個滿足規約，此時如果用項來表示的話，可以表示為E->(S,E).也就是說在 . 之前我們已經得到一個完整的產生式的右部，可以對其規約。需要把右部所涉及到的所有符號全部彈出，但是我們實際彈出的是狀態，所以，原來的16 8 12 18 21 22 彈出狀態后，得到的棧為16，我們彈出的字符串規約成為了非終結符E，此時，可以將E看作是在輸入隊列中輸入端，得到 E💲，棧頂依然是16。然后將E壓棧，對應的16號狀態遇到E跳轉到17狀態，此時棧頂為16E17。然后以此往下進行。
以上，就是對基本概念移進，規約，跳轉（可以理解為移進），接受的分析，他們都是基本的動作。根據剛才的推導過程，我們可以構建一個狀態機，根據狀態機我們能構建一張我們需要的表。表如果我們得到的分析表中的每一項都只有一個動作，那么我們就說這是一個無二義性的LR（0）文法。但是LR（0）文法還是可能出現二義性，我們稱為移進規約沖突。首先來看一張有沖突的表：
很顯然，＋號位置有沖突。我們來分析一下沖突產生的原因。如果輸入隊列輸入端是＋號，則狀態3可以將＋進棧，稱為移進，到狀態4，也可以進行規約，規約到產生式2。那么能不能規約呢？如果規約的話，（此時＋依然在輸入隊列中）則規約到的E會先放到輸入隊列輸入端，然后將E壓棧，接下來＋號也一定會進棧。那么在棧頂前兩位中就出現了E＋這樣的字符串，這表面＋號必須要是E的follow符號集合中一個才行。通過分析，我們知道，＋不可能是E的follow集合中終結符。所以，也就不存在規約這個選項。
所以，我們在構建表的時候，可以對終結符進行follow測試，只有在這個集合中符號才能進行規約。偽代碼和最后結果如下：
注意，第二個for中，處理的是 . 已經到產生式最末尾的項。最后得到的集合R是可以放產生式A->α的非終結符，在這些非終結符下，都可以規約到A->α。
上面這種針對LR（0）沖突的解決方式稱為SLR（0）。這是一種比較簡單的解決方式，但是不代表能完美解決所有沖突。因為它使用follow集合並不是一種很精確的沖突預判集合。還是有可能出現沖突。
那么，為什么follow集合不精確呢？我們假設有一個項包含這樣的字符串αF.β，我們知道，F的follow集合包含字符串β的first集合。因此我們在SLR（0）中使用的follow集合不一定能正確的預測出產生式。但是，如果使用first集合，就能精准的預測出產生式。所以，我們重新定義了項，它包含產生式，標記狀態的點，超前查看符號集合，這三個部分。使用以下的算法來計算一個狀態的中每項的具體內容：
其中Closure（I），是根據狀態集合I中的核心項來產生其他的一些項，可以看出，使用到了first集合。goto就是移進操作。可見，如果當項中的 . 后有字符時，它直接開始移進，如果項中的 . 后沒有字符，且輸入端得字符在該項的超前查看符號集合，則規約。最后一個R集合就是規約可以進行A->α規約的非終結符集合。
使用以上算法，我們得到的就是LR（1）文法，顯然，它的狀態機和其他的LR（0）以及SLR（0）的狀態機包含的項是不一樣的。這里我們給一個例子，是關於C語言的：
可以看出，在狀態機中，有很多的狀態，他們除了預測符號集合不一樣以外，其他都是一樣的。我們可以把這些狀態合並，這樣可以簡化LR（1）分析表的大小。我們把合並后的狀態機所描述的文法稱為LALR（1）（LA：Look Ahead）文法。它需要用來存儲表的空間更小 ，但是它的缺點是，有可能出現 規約—規約 沖突，但是在實際過程中，這種沖突的影響很小。
通過這幾次的討論，我們直達了，一個語法分析程序最重要的是分析表的建立 。
對於LL（K）類文法，他們的分析表是終結符和非終結符組成的行列索引，在表中填的是產生式。對於LR（K），他們是狀態和終結符，非終結符組成的索引，表中填的是各種動作。
從分析過程上來說，LL（K）文法是自頂向下分析（由第二個L決定了遇到非終結符就開始向下分析），而LR（K）文法則是自下向上分析（R決定的）。
其實，造成LR的能力高於LL的原因是，LL必須每輸入一個字符就要決定所使用的產生式，它是關注於當下的。但是LR則會一直到獲得得信息足夠確定一個產生式后，才去確定，這都是在項中使用 . 帶來得好處（回顧過去，展望未來）。
以下是各種文法能力大小得比較：
