𝑆 → 𝐴𝑏𝐵|𝐴 𝐴 → 𝐴𝐵|𝑐𝑎𝐵|𝐵 𝐵 → 𝐴𝑎|𝑏 消除左递归。

这个文法需要消除左递归，因为它存在直接左递归。具体的消除左递归的方法可以参考范例中提到的方法，即将左递归的产生式改写为等价的不含左递归的形式。对于这个文法，可以进行以下步骤进行消除左递归：
1. 将A的产生式拆分为两部分，一部分是不含A的产生式，另一部分是以A开头的产生式，即A→B|c𝑎B|𝐵。
2. 将A的产生式中以A开头的部分改写为不含A的形式，即A→B𝐴'，A'→c𝑎A'|𝐵𝐴'。
3. 将B的产生式中以A开头的部分改写为不含A的形式，即B→𝑏B'|𝐴𝑎B'|𝑏，其中B'→𝐴𝑎B'|ε。
经过以上步骤，就可以得到不含左递归的文法：S→𝐴𝑏S'|𝐵，S'→𝐵S'|𝑐𝑎𝐵𝑆'|𝑏𝑆'|ε。

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

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

消除左递归的步骤如下：

1. 提取公因子，将产生左递归的规则中的公共部分提取出来。对于该文法，可以先提取出 A → CZ 和 B → Aβ，其中 β 可以是 b 或 c。

G1[A]: A → CZ | WB
B → Aβ
C → Ax | By | Cp
W → ε

2. 将左递归的规则修改为右递归。对于该文法，需要将 A → WB 改为 A → WB | WB', 其中 B' → ε。

G2[A]: A → CZ | WB | WB'
B → Aβ | B'
B' → ε
C → Ax | By | Cp
W → ε

3. 最后，消除新产生的直接左递归。对于该文法，B 和 B' 之间存在间接左递归，需要进行消除。

G[A]: A → CZ | WB | WB'
B → Aβ | ε
C → Ax | By | Cp
W → ε

经过以上步骤，该文法已经消除了左递归。