试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

消除 G[A] 中的左递归：

1. 将 B → Ab | Bc 改写为 B → AbB' | BcB'，其中 B' 是 B 的后缀。

2. 将 C → Ax | By | Cp 改写为 C → AxC' | ByC' | CpC'，其中 C' 是 C 的后缀。

3. 将 G[A] 改写为：

A → CZA' | WA'

A' → BCA' | ε

B → AbB' | BcB'

B' → AbB' | ε

C → AxC' | ByC' | CpC'

C' → xC' | yC' | pC' | ε

这样，G[A] 中的左递归被消除了。

相关问题

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

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