求出文法的所有项目，按一定规则构造识别活前缀 的 NFA, 再确定化为 DFA 确定化的 工作量较大 ，而且 容易出错 ， 实际应用中并不使用 ，这 里介绍的目的仅仅是为了 便于理解。具体见 识别活前缀的有限自动机构建方法_用编程写诗的博客-CSDN博客
因此这里为了减轻工作量介绍一种实用的方法：
通过 闭包函数 和 转换函数 ， 直接求出 LR(0) 项目集规范族，再由转换函数建立 状态之间的连接关系得到识别活前缀的 DFA。
闭包函数：构造项目集 I 的 Closure(I)
I 的任何项目都属于 Closure （ I ）
若 A→α .Bβ 属于 Closure （ I），则对 任何 关于 B 的规则 B→γ ， 项目 B→·γ 也属于 Closure （ I ）
重复执行上述两步骤，直到 Closure （ I ）不再增大为止
例：
状态转换函数 GO(I，X)
假定 I 是拓广文法 G′的任一项目集，X 为一 文法符号 ，状态 转换函数 GO(I，X) 的定义如下：
GO(I，X) = Closure（J）
其中，J={ A→αX.β│A→α.Xβ∈ I }
新状态的初始项目即圆点移动后的项目称为核。 即 J 称为 核
识别文法所有活前缀的DFA
使用 GO 函数可以将拓广文法 G′的 LR(0)项目集规范族联结 成一个识别文法活前缀的DFA。具体步骤如下:
a) 置项目
S′→ ·S 为初态集的 核心 项目，然后对其求闭包， CLOSURE({S′→·S} ） 得到 初态的项目集
b) 对初态集或其它所构造的项目集应用转换函数 GO(I ， X)= Closure （ J ）
c) 重复 b) 直到不出现新的项目为止
d) 状态转换函数 GO(I ， X) 建立项目集之间的关系
例子：
LR(0)分析表的构造
设 LR(0) 项目集规范族为 C={I 0 ,I 1 ,…,I n } S’→. S 称为初态
(1) 若 A→ α·aβ ∈ I k 且 GO( I k ,a)= I j ,
若a ∈ V T ， 置 Action [k,x]=S j ( 表示移进 )
若a ∈ V N ， 置 Goto [k,x]=j ( 表示归约 )
(2) 若 A→ α· ∈ I k , 则 ∀ a ∈V T ( 包括 #) ， ACTION[ k,a ]= rj （假定产生式 A→ α 是文法 G’ 的第 j 个产生式）
(3) 若 S’箭头 S· ∈ I k , 则 ACTION[ k,# ]= acc
(4) 若 GO(I k ,A)=I j , 则 GOTO[k,A]=j
(5) 分析表中凡是不能用以上规则填入信息的空白格均置 上“报错标志”
根据这个构造方法我们可以得到上面文法的LR(0）分析表
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