表述是否正确：
" 当且仅当存在项时，LR(1) 解析器中才会发生移位归约冲突：
A -> 阿尔法。
A -> 阿尔法。测试版
这样，Follow(A) 不会与 First(beta) 脱节。
其中 A 是非终结符，alpha 和 beta 可能是语法符号的空序列。”
（直觉上这是因为没有办法根据栈顶和lookahead来判断到底适合shift还是reduce）
注意：如果你们认为这取决于第一/后评论定义的任何细节，我会提供。
【问题讨论】：
标签： parsing compiler-construction theory lr
不，这种说法不正确。
假设在一些语法中：
对于具有移位减少冲突的语法来说，这还不够，因为它要求非终结符 A 在前瞻包含 FOLLOW(A ) ∩ FIRST(β)。
因此，只有当我们要求对语法进行归约，或者至少不包含任何无法到达或无用的产生式时，上述足以产生移位归约冲突。
但是，上述条件不是必要的，因为没有要求移位和减少适用于相同的非终结符，甚至“相关”非终结符。考虑以下简单语法：
prog → stmt
prog → prog stmt
stmt → expr
stmt → func
expr → ID
expr → '(' expr ')'
func → ID '(' ')' stmt
该语法（并非模棱两可，因为它发生）在包含 ID . ( 的状态中存在移位减少冲突，因为 ID 可以减少到 expr 然后 stmt，或者 ( 可以被转移为func → ID '(' ')' stmt 的一部分。
虽然这是一个侧面，但值得注意的是，FOLLOW 集仅用于 SLR(k) 语法的构造。规范的 LR(k) 构造——甚至 LALR(k) 构造——将成功地为语法生成解析器，其中使用 FOLLOW 集而不是完整的前瞻计算将指示（不存在）移位减少冲突。经典示例，取自 Dragon 书（我的副本中的示例 4.39），使用更有意义的非终端名称进行编辑：
stmt → lvalue '=' rvalue
stmt → rvalue
lvalue → '*' rvalue
lvalue → ID
rvalue → lvalue
这里，FOLLOW(rvalue) 是 {=, $}，因此状态为 {stmt → lvalue · '=' rvalue, @ 987654331@}，看来减少到rvalue 是可能的，导致错误的移位减少冲突。
【讨论】：