对于不是LL(1) 或LR(1) 的语言，如何尝试找出是否存在某个数字n 使得语法可以是LL(n) 或LR(n)？
您可以通过查看 LR(0) 项目的规范集合来检查语法是否为 LR(0)。然后，假设它不是LR(0)，您可以通过引入前瞻符号来检查它是否是LR(1)。我的简单推理告诉我，要检查它是否为LR(2)，您可能必须使前瞻包含接下来的两个符号，而不仅仅是一个。对于LR(3)，您必须考虑三个符号等。
即使是这种情况，尽管我对此表示怀疑，但我仍在努力思考如何尝试识别（甚至暗示）n，或者它不存在，为此特定语法可以是LR(n) 和/或LL(n)，而不需要从任意LR(m) 向上递增检查。
【问题讨论】：
如果一个语言对于某些k>1来说是LR(k)，那么它就是LR(1)。 （当然，对于文法来说，这不是真的。）也就是说，如果你有一个语言的 LR(k) 文法，那么你可以机械地构造一个 LR(1) 文法，它允许你恢复原始解析树。这不是 LL(k); LL(k) 语言是 LL(k+1) 语言的严格子集。
您提出的测试确实可以让您确定对于某些给定的 k（或 LL(k))。不幸的是，除了您建议的连续搜索之外，没有办法找出 k 的最小可能值，并且无法保证搜索将永远终止。
虽然问题在一般情况下很难（或不可能），但通常可以通过考虑表现出冲突的语法状态的可能有效继任者来解决特定语法。
在大多数现实世界的语法中，只有少数冲突，因此可以手动检查冲突状态。一般而言，需要弄清楚导致冲突状态的路径以及可能的延续。在许多情况下，很明显，解析冲突可以通过稍微多一点的前瞻来解决。
这将失败的一大类语法是歧义语法集。对于任何 k，歧义文法不能是 LR(k)（或 LL(k)）。同样，语法是否模棱两可的问题无法确定，但存在有效的启发式方法，其中一些包含在商业产品中。
同样，在现实世界的语法中很容易发现歧义，要么通过目视检查（如上所述），要么通过将大量有效文本输入 GLR 解析器（例如由 bison 生成的解析器），直到报告有歧义。 （或者，您可以使用简单的算法从语法中枚举有效文本，并查看文本是否在枚举中出现两次。）
这里有几个可能相关的 SO 问题说明了分析技术。我敢肯定还有更多。
A yacc shift/reduce conflict on an unambiguous grammar
【讨论】：
a 的产生式 S -> a 和 S -> a S a，加上 S -> ε。