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只需画出相应的自动机，并指出冲突的状态即可，不需要构造完整的分析表.
证明下列文法是 LALR(1) 文法但不是 SLR(1) 文法
\[S\to Aa\vert bAc\vert dc\vert bda\\ A\to d\]以下是构造的 LR(1) 自动机，没有同核心的状态，不需要合并， LALR 分析表不冲突，因此是 LALR(1) 文法。
flowchart TB
I0--S-->I1
I0--b-->I2
I0--A-->I3
I0--D-->I4
I1--$-->AC
I2--A-->I5
I2--d-->I6
I3--a-->I7
I4--c-->I8
I5--c-->I9
I6--a-->I10
AC["accept"]
I0["
I0
S'#rarr;#middot;S,$
S#rarr;#middot;Aa,$
S#rarr;#middot;bAc,$
S#rarr;#middot;dc,$
S#rarr;#middot;bda,$
A#rarr;#middot;d,a
"]
I1["
I1
S'#rarr;S#middot;,$
"]
I2["
I2
S#rarr;b#middot;Ac,$
S#rarr;b#middot;da,$
A#rarr;#middot;d,c
"]
I3["
I3
S#rarr;A#middot;a,$
"]
I4["
I4
S#rarr;d#middot;c,$
A#rarr;d#middot;,a
"]
I5["
I5
S#rarr;bA#middot;c,$
"]
I6["
I6
S#rarr;bd#middot;a,$
A#rarr;d#middot;,c
"]
I7["
I7
S#rarr;Aa#middot;,$
"]
I8["
I8
S#rarr;dc#middot;,$
"]
I9["
I9
S#rarr;bAc#middot;,$
"]
I10["
I10
S#rarr;bda#middot;,$
"]
然而对于图中状态 I4 ，当输入符号为 $c$ 时，有 $c\in\lbrace a,c\rbrace =\text{FOLLOW}(A)$，同时有移进 $S\to d\cdot c$ 和规约 $S\to d\cdot$，因此不是 SLR(1) 文法。
证明下列文法是 LR(1) 文法但不是 LALR(1) 文法
\[S\to Aa\vert bAc\vert dc\vert bBa\\ A\to d\\ B\to d\]使用增广文法增加新的开始符号 $S’$ 和产生式 $S’\to S$。以下是构造的自动机，显然 LR 分析表不冲突，因此是 LR(1) 文法。
flowchart TB
I0--S-->I1
I0--A-->I2
I0--b-->I3
I0--d-->I4
I0--B-->I5
I1--$-->AC
I2--a-->I6
I3--B-->I7
I3--A-->I8
I3--d-->I9
I5--c-->I10
I7--a-->I11
I8--c-->I12
AC["accept"]
I0["
I0
S'#rarr;#middot;S,$
S#rarr;#middot;Aa,$
S#rarr;#middot;bAc,$
S#rarr;#middot;Bc,$
S#rarr;#middot;bBa,$
A#rarr;#middot;d,a
B#rarr;#middot;d,c
"]
I1["
I1
S'#rarr;S#middot;,$
"]
I2["
I2
S#rarr;A#middot;a,$
"]
I3["
I3
S#rarr;b#middot;Ac,$
S#rarr;b#middot;Ba,$
A#rarr;#middot;d,c
B#rarr;#middot;d,a
"]
I4["
I4
A#rarr;d#middot;,a
B#rarr;d#middot;,c
"]
I5["
I5
S#rarr;B#middot;c,$
"]
I6["
I6
S#rarr;Aa#middot;,$
"]
I7["
I7
S#rarr;bB#middot;a,$
"]
I8["
I8
S#rarr;bA#middot;c,$
"]
I9["
I9
A#rarr;d#middot;,c
B#rarr;d#middot;,a
"]
I10["
I10
S#rarr;Bc#middot;,$
"]
I11["
I11
S#rarr;bBa#middot;,$
"]
I12["
I12
S#rarr;bAc#middot;,$
"]
将图中具有相同核心的 I4 和 I9 合并，会出现 $A\to d\cdot,a$ 和 $A\to d\cdot,c$ 的规约-规约冲突，因此不是 LALR(1) 文法。