上回，為了解決移進-規約時的幾個問題，引入了幾個定義：
短語：
設有文法g[z]，w=xuy是它的乙個句型，如果有：z⇒∗
xu
yz\mathop\rightarrow\limits^* xuy
z⇒∗xuy
並且u ⇒+
uu\mathop\rightarrow\limits^+u
u⇒+u
，則稱句型xuy中子串u為句型xuy(相對於非終結符號u)的短語
特別地，如果是z⇒∗
xu
yz\mathop\rightarrow\limits^* xuy
z⇒∗xuy
並且u ⇒u
u\mathop\rightarrow u
u⇒u，則稱u為句型xuy的直接(簡單)短語
控制代碼：
句型的最左直接短語稱為控制代碼
根據定義，短語、直接短語和控制代碼，都和語法樹有關係：
1、語法樹子樹的末端結點符號串即是語法樹所描述句型（相對於子樹的根）的短語
2、簡單子樹（只有父子兩代）的末端結點符號串即是直接短語
3、最左簡單子樹的末端結點符號串即是控制代碼
光從文字來看，這樣的定義還是太抽象了。這個定義應該對後面的自下而上分析方法很重要，所以不得不看懂。然而這三行看了很久都沒看懂，看書也看不懂，最後看了這篇文章才勉強搞懂。現進行舉例：
對於文法g[s]：
s →a
ba→a
a∣bb
b→a∣
sb
\begins&\rightarrow ab\\ a&\rightarrow aa|bb\\ b&\rightarrow a|sb\end
sab→a
b→aa
∣bb→
a∣sb
現打算要求句型basb的短語、直接短語和控制代碼。首先使用最右推導的方法，構造出語法樹：
除葉結點單獨形成的子樹之外，這棵語法樹共有4個子樹：
1、b(a)
2、b(s, b)
3、a(b, b(a))
4、s(a(b, b(a)), b(s, b))
因此，短語共有四個：a、sb、ba、basb
而因為前兩棵子樹只有父子兩代，所以直接短語有兩個：a、sb
控制代碼是最左直接短語（位於最左端的簡單子樹），而兩棵子樹中，b(a)在b(s, b)的左邊，所以控制代碼應該為a
在理解定義之後，就開始看lr方法的思想了
此類分析法命名為lr，是用於表達「從左至右」的含義
現在，自上而下語法分析面臨的問題，主要就在於這兩點：
1、如何找出當前句型中的控制代碼
2、應該將控制代碼歸約到哪乙個非終結符號
在進行詳細討論之前，首先大致瀏覽程式的總體結構，以展現出lr分析法相對於ll(1)分析法的簡潔之處
lr分析程式主要有總控程式和分析表這兩個部分
相比於ll(1)，lr多出了乙個狀態棧，用於儲存符號棧中各個符號所對應的狀態，而新進棧的符號的狀態則是根據棧頂的狀態和輸入的符號進行查表（分析表）而決定
分析表主要包含：動作部分（action）和狀態轉換部分（goto）。表中使用s表示移進、r表示規約、acc（accept）表示接受、（action部分的）空白表示錯處理（而goto部分的空白則不是出錯處理）
分析表儘管lr分析器有好幾種型別（常見的有lr(0)、slr、lr(1)、lalr），但所有lr分析器的總控程式一致，只是分析表不同而已。由此可知，lr分析法的程式是可以通用的，這再次體現出了lr分析法的乙個優越之處
lr分析過程主要包括移進、規約、接受和出錯四種操作。對過程的簡要描述如下：
1、總控程式在分析的每一步，按照狀態棧頂狀態q和當前輸入符號a，查閱lr分析表，並執行其中action[q，a]和goto部分規定的操作。
初始狀態
2、若action [q
iq_i
qi，a
ka_k
ak]= s
js_j
sj，則：
3、若action [q
iq_i
qi，a
ka_k
ak]=rj，且第j條產生式為u→
\rightarrow
→x，|x|=m，lr分析表中有goto[qi−
mq_
qi−m
，u]=q
tq_t
qt，則：
4、若action[q
iq_i
qi，a
ka_k
ak]=acc，表示接受，不發生變化，分析成功：
5、若action[q
iq_i
qi，a
ka_k
ak]=error，表示出錯，中止變化
lr分析過程非常地簡單，沒有左遞迴、提取公因子的問題，因此關鍵在於：如何構造分析表
這一段目前還沒有很好地理解，所以寫出來也是非常地機械的（大多為照搬），之後會考慮對內容進行改進
對於由n個符號構成的控制代碼，如果每識別乙個控制代碼的符號就對應著乙個狀態，則加上開始狀態後，共有n+1個狀態
可以利用打點的方式記錄狀態，例如，現在有控制代碼xyz，則.xyz表示即將開始得到x，x.yz表示已經得到x，即將得到yz，xy.z表示已經得到xy，即將得到z，xyz.表示已經得到xyz，即將歸約
用lr(0)專案來表示乙個控制代碼的所有識別狀態：
移進專案：u→x
.a
yu\rightarrow x.ay
u→x.ay
。點後為終結符號，需要移入棧中
待約專案：u→x
.v
yu\rightarrow x.vy
u→x.vy
。點後為非終結符號
規約專案：u→x
.u\rightarrow x.
u→x.
。點已經到控制代碼的最後了，已完整地完成
接受專案：s′→
s.
s'\rightarrow s.
s′→s
.。其中，s為開始符號。這裡使用了拓廣文法，引入了乙個新的開始符號s』，和產生式s′→
ss'\rightarrow s
s′→s
即便是在得到完整的產生式右部時，也無法知道能不能規約（資訊還是不夠），說明不能離開句型談控制代碼，即需要句型中的資訊，利用歷史來幫助判斷
由此引入活字首：包含了控制代碼識別到當前時刻的歷史，並逐步向後傳遞，最長活的字首(可歸約字首)包含了控制代碼完全被識別的整個歷史。這樣一來，符號棧中存放的就是活字首，而符號串和輸入串連起來就是句型（從輸入串中乙個個地移進符號串，並在符號串中規約，所以圖中的符號棧和輸入串連起來正好就是乙個句型）：
對控制代碼的識別過程就是對規範句型的活字首的識別過程，對於這樣的識別，可以用確定的有窮自動機來進行
在此處，使用拓廣文法：引入乙個新的開始符號s』，及對應的產生式s′→
ss'\rightarrow s
s′→s
將所有的產生式的所有狀態全部列出，然後根據狀態間的轉換關係進行相應的連線：
上述方式構造出的是nfa，如果要轉換為dfa，則需要進行狀態的合併
首先對空弧的閉包進行狀態合併：
合併後，被併入的狀態所對應的產生式稱作派生專案，反之稱為核心專案。例如，在上圖的開始狀態集中，s′→
.s
s'\rightarrow .s
s′→.
s為核心專案，而s→.
aacb
es\rightarrow .aacbe
s→.aac
be則為派生專案
隨後，再對相同輸入所到達的多個狀態進行合併：
這樣便轉換為了dfa
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