p157: LR(0) 自动机是如何做出移入-规约决定的？假设文法符号串 γ 使得 LR(0) 自动机从开始状态 0 运行到某个状态 j，那么如果下一个输入符号为 a 且状态 j 有一个在 a 上的转换，就移入 a，否则就进行规约。
这种方法会导致一些错误的规约，假定规约后的符号为 X，但 a 并不在 FOLLOW(X) 中，这种情况下就会有问题。所以 SLR 在这方面进行了改进。
p161：构造一个 SLR 分析表时，如果 [A -> α.] 在 I_i 中，那么对于 FOLLOW(A) 中的所有 a，将 ACTION[i, a] 设置为 “规约 A -> α”
SLR 一定程度上解决了错误规约的问题，但没有完全解决。因为虽然 a 在 FOLLOW(A) 中才会选择规约，但是就当前所处的状态 I_i 而言，并不是每个 FOLLOW(A) 中的终结符都可以出现在状态 I_i 中的 A 后面。
p166: 用更正式一点的语言来讲，必须要为 I_i 精确得指明哪些输入符号可以更在句柄 α 后面，从而使 α 可以被规约为 A。
LR 通过在项中加入第二个分量，即向前看符号来解决这个问题。但新的问题是 LR 会使得状态表及其庞大，而 LALR 就是一种比较经济的做法，它具有和 SLR 一样多的状态。
p170：一般地说，通过将具有相同核心项集的 LR 项集合并，可以得到 LALR 项集。虽然 LALR 可能会进行一些错误的规约，但最终会在输入任何新的符号之前发现这个错误。
图 4-10，如何得出这个消除方法的？
为什么图 4-11 的算法能消除文法中的左递归？
消除递归需满足两个条件：
算法 3~5 行循环的结果使得形如 A_i -> A_m α 的产生式一定满足 m >= i ，就消除了形如 S => Aa => Sda 这样的转换可能，也就是说由 A_m 一定推导不出以 A_i 开头的产生式，A_m α 就不存在产生 A-i 左递归的可能。
同时需要注意的是： 只需要处理 A_i -> A_j α 这样的产生式，而不需要处理形如 A_i -> α A_j β 这样的产生式
循环完成后，第 6 行消除了替换后的产生式中的立即左递归。
自发生成的和传播的向前看符号