文法：
| S→ABC |
| →| E |
| B→B | E |
| ダルマの最初のコレクション： |
| これは、すべてのシンボルや打ち上げ非終端によって可能εで始まりますが、シンボルは、シンボルの終わりの始まりであることを要求することができます。同様に、最初の（B）= {B、ε}; Sは、また、BCを導出することができる、ABCを誘導することができるにも由来し得る問題は、このようにFIRST（A）= {ε}ので、及びεを推定することができますCので、FIRST（S）= {A、B、C} |
| コレクションを探している従ってください： |
| タイトそのバックエンドまたは＃記号に従ってください。しかし、文法＃識別コードはまた、アカウントεに取る求める時には、備えます。これを見て有用である、見つけるために記号は、すべての生産要件を含めるために行われます。フォロー（S）= {＃} |
| S→ABC A→|εが、唯一のS→ABCが便利：Aを解決するような式を生成します。フォローシンボルの終了後年素子FIRST（B）がεである場合に、最初の（B）= {B、ε}である、シンボルを下記するA cであるので、フォロー（A）= {B、C }同様にフォロー（B）= {C} |
試験は明日、そしてここにもつれた問題。
まず、端末と非終端記号が何であるかを知っています。
ターミネーター：それはターミネータはもはや推測することができ、単独の記号操作の左側に表示されていないことはできないと言って人気。
非終端：終端記号は非終端ありません。（男性または女性、ハァッ）
例えば：A - > Bは、その後、Aは非終端記号です。
（通常は非終端大文字、小文字のターミネータを予約。）
第二、文法言語文生成の基本的な考え方：識別コードから開始（開始記号）、全組成ターミネーターまで、規則の右側部分に対応する電流生成非終端記号列を置換する記号列を。
三、FIRSTセット探しています
、まず右の最終生産文字列部分のために設定されているが、キーはターミネータが自身の最初のセットですので、まず、我々は非終端記号の集合最初を得る非終端記号の集合を見つけることですまず、それが直接得られた各文字列を設定することができます。
1.直接電荷：U-の形態> ...式の（Aはターミネーターである）では、第1の収入（U）
2.繰り返し送信：はい、全体の内容が送信されるべき第一（P）、（Pであることを特徴と非終端記号）まず、（U）は、ちょうど[第一の手段に置かれる式の... U-> Pに成形されます過去の最初のパスのローカル非終端セット - これはノートに場所です、それは]困難です。
探している四、FOLLOWセット
フォローが非終端用語に設定され、発現されフォロー（U）は、シンボルのセットのU端との全ての可能なシンボルは、特に、「＃」は文字の識別コードに続く文アフリカの端部です。スタートシンボルS開始から注意フォローセットが導き出さ。
1.直接電荷：なお、生成するこのような「... Uaの...」のフォロー（U）への直接的な収益に対する権利部分のそれぞれの組合せの形態。それはU.直後のターミネータによるものです
2。直接担当：「... UP ...」（P非終端記号）が直接収入フォロー（U）への最初の（P）、の組み合わせのような形をしている中、[ここで、文字の最初の（P）が利用可能な場合、その後、彼らはでしょうフォロー（Sとする）（S）左部分は、でフォロー（U）に供給されます。何の集中フォロー]ヌル文字はありません。
3.直接料金：もし、S-> ... U、Uの終わりで、＃∈Follow（U）
4。*繰り返し送信：U-の形態は> ... Pは、（Pは、非終端記号である）、IN（P）にフォロー中フォロー（U）の全内容を転送しなければならない式です。