文法 G[A]: A→BC|C B→BD|D C→0|2|4|6|8|10 D→0| 1|2 |3|4|5|6|7|8|9 (1)文法中哪些是终结符，哪些是非终结符? (2)对于句子110构造两个不同的推导，并画出语法树(3)此文法所产生的语言是什么?怎么判断?

(1) 在文法 G[A] 中，终结符是0、1、2、3、4、5、6、7、8、9，非终结符是A、B、C、D。

(2) 对于句子110，可以构造以下两个不同的推导：
推导1：A → BC → BD → BDD → 1DD → 11D → 110
推导2：A → BC → C → 1

语法树如下所示：
A
/ \
B C
/ \ / \
B D 1

(3) 此文法所产生的语言是由终结符0、1、2、3、4、5、6、7、8、9组成的所有长度大于等于1的字符串。判断方法如下：
- 首先，观察文法规则中的产生式，可以发现终结符0、1、2、3、4、5、6、7、8、9都可以直接推导出来。
- 其次，通过推导过程可以得到任意长度大于等于1的字符串。
- 因此，此文法所产生的语言是由终结符0、1、2、3、4、5、6、7、8、9组成的所有长度大于等于1的字符串。

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消除文法G： S→a|b|(T) T→TcS|S 的左递归；

消除文法的左递归是为了让文法满足LL(1)文法的要求，方便语法分析器进行处理。对于文法G：S→a|b|(T) T→TcS|S，我们可以按照以下步骤进行左递归的消除：

1. 将所有的直接左递归都消除，即将T→TcS转化为T→SU，其中U→cSU|ε；
2. 对于每一个非终结符号A，找到其所有能够推导出ε的直接或间接子孙非终结符号B1,B2,...Bn，并将其从A的产生式中删除；
3. 将删除ε后的产生式中的右部替换为其所有可能的组合，例如T→SU可以替换为T→cST|S；
4. 将新产生的文法规则加入原有文法中。

经过消除左递归后，G的新文法为：

S → a | b | '(' T ')'
T → SU
U → cSU | ε

消除下列文法中存在的左递归 G[A]: A → BC | CZ | W B → Ab | Bc C → Ax | By | Cp

首先，我们需要检测文法中是否存在左递归。如果一个非终结符可以推导出以它自身开头的产生式序列，那么就存在左递归。

对于文法 G[A]: A → BC | CZ | W B → Ab | Bc C → Ax | By | Cp，我们可以看到 B 和 C 都存在左递归。具体来说，B 可以推导出以 B 开头的产生式序列，C 可以推导出以 C 开头的产生式序列。下面分别进行消除。

1. 消除 B 的左递归

将 B → Ab | Bc 改写为 B → cB'，B' → ε | Ab'。这样就将原来的左递归消除了。

2. 消除 C 的左递归

将 C → Ax | By | Cp 改写为 C → pC'，C' → ε | Ax' | By'。这样也将原来的左递归消除了。

最终的文法如下：

G[A]: A → BC | CZ | W
B → cB' | ε
B' → Ab' | ε
C → pC'
C' → Ax' | By' | ε