A → aB|B, B →BC|C,C →dBa|u,这个文法是不是无限语言，给出详细解释

这个文法可以生成无限语言。

首先，我们可以看到文法中存在左递归规则 B → BC 和 C → dBa，这些规则可以让我们通过重复添加相应的符号来生成无限长的字符串。

具体地，我们可以按照以下方式构造字符串：

1. 选择规则 A → aB，得到一个以 a 开头的字符串。
2. 选择规则 B → BC，得到一个以 a 开头的字符串加上以 C 开头的字符串。
3. 选择规则 C → dBa，得到一个以 a 开头的字符串加上一个以 dBa 结尾的字符串。
4. 选择规则 B → BC，得到一个以 a 开头的字符串加上一个以 dBaC 结尾的字符串。
5. 重复上述步骤 3 和 4，每次选择 C → dBa 和 B → BC，就可以生成一个更长的字符串，且这个过程可以无限重复。

因此，这个文法可以生成无限长的字符串，即它可以生成无限语言。

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 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。