令G是一个文法，S是文法的开始符号，假定abd是文法G的一个句型
其中α,β,d∈(VN∪VT)*，A∈VN ，如果有
则贝塔称是句型
相对于非终结符A的短语。
,则称
是句型
相对于规则的直接短语。 定义两个终结符‘a’与‘b’的优先关系
a =.b 表示a的优先性等于b
a >.b 表示a的优先性大于b
算符优先分析算法和设计：句型的一般表示形式：#N1a1N2a2…NnanNn+1#，其中，每个ai都是终结符，Ni是可有可无的非 终结符
定理：一个算符优先文法G的任何句型的最左素短语是满足如下条件的最左子串Njaj…NiaiNi+1，
aj-1<.aj
aj=. aj+1，aj+1=. aj+2，…，ai-1=. ai
ai>. ai+1
优先函数的定义：把每个终结符q与两个自然数f(q)与g(q)相对应，使得
若q1<.q2，则f(q1)< g(q2)
若q1 =. q2，则f(q1)= g(q2)
若q1 >. q2，则f(q1) >g(q2)
f称为入栈优先函数，g称为比较优先函数。
(1)优点:便于比较，节省空间；
(2)缺点:原来不存在优先关系的两个终结符，由于自然数相对应，变成可以比较的。要进行一些特殊的判断。
(1)通过检查产生式的每一个候选式可以找出满足a=.b（即P→…ab…或P→…aQb…的产生式）
(2)为了满足<.和>.，需对G中每个非终结符P构造两个集合FIRSTVT(P)和LASTVT(P)：
构造集合FIRSTVT(P)的算法
按其定义，可用下面两条规则来构造集合FIRSTVT(P)
① 若有产生式P→a…或P→Qa…，则a∈FIRSTVT(P)；
② 若a∈FIRSTVT(Q)，且有产生式P→Q…，则a∈FIRSTVT(P)。即P每一步推导中第一个出现的终结符的集合。
有了这两个集合之后，就可以通过检查每个产生式的候选式确定满足关系<.和>.的所有终结符对。
(1)假定有个产生式的一个候选形为…aP… 那么，对任何bFIRSTVT(P)，有a <. b。
(2)假定有个产生式的一个候选形为…Pb… 那么，对任何aLASTVT(P)，有a >. b。这样就可以求得优先表。
LR(0)分析表的构造
项目、项目集、项目集规范族
项目集的闭包(closure)
ACTION[s，a]：
<1>. 移进
<2>. 归约
<3>. 接受
<4>. 报错
GOTO[s，X]：
LR(0)分析表的ACTION和GOTO表的构造步骤
（1）若项目A→a•ab属于Ik，且转换函数GO(Ik，a)=Ij，当a为终结符时 ，则置ACTION[k，a]为Sj；
（2）若项目A→a•属于Ik，则对a为任何终结符或“#”，置ACTION[k，a]=rj， j为产生式在文法G′中的编号；
（3）若GO(Ik，A)=Ij，则置GOTO[k，A]=j，其中A为非终结符，j为某一状态号；
（4）若项目S′→S•属于Ik，则置ACTION[k，#]= acc；
（5）其它填上“报错标志”。
