T L：L：<无标号分程序>
T L：L：<分程序首部>；<复合尾部>
T L：L：<分程序首部>；<说明>；<复合尾部> T L：L：begin<说明>；<说明>；<复合尾部> T L：L：begin d；<说明>；<复合尾部> T L：L：begin d；d；<复合尾部>
T L：L：begin d；d；<语句>；<复合尾部> T L：L：begin d；d；s；<复合尾部. T L：L：begin d；d；s；<语句> end T L：L：begin d；d；s；s end 最右推导：
<程序>T<分程序>T<标号>：<分程序> T<标号>：<标号>：<分程序> T<标号>：<标号>：<无标号分程序>
T<标号>：<标号>：<分程序首部>；<复合尾部>
T<标号>：<标号>：<分程序首部>；<语句>；<复合尾部> T<标号>：<标号>：<分程序首部>；<语句>；<语句>；end T<标号>：<标号>：<分程序首部>；<语句>；s；end T<标号>：<标号>：<分程序首部>；s；s；end T<标号>：<标号>：<分程序首部>；说明；s；s；end T<标号>：<标号>：<分程序首部>；d；s；s；end T<标号>：<标号>：begin 说明；d；s；s；end T<标号>：<标号>：begin d；d；s；s；end
T<标号>： L：begin d；d；s；s；end TL：L：begin d；d；s；s；end
（2）句子L：L：begin d；d；s；s end的相应语法树是：
7.解：
aacb是文法G[S]中的句子，相应语法树是：
最右推导：S=>aAcB=>aAcb=>aacb 最左推导：S=>aAcB=>aacB=>aacb
（2）aabacbadcd不是文法G[S]中的句子 因为文法中的句子不可能以非终结符d结尾 （3）aacbccb不是文法G[S]中的句子
可知，aacbccb仅是文法G[S]的一个句型的一部分，而不是一个句子。 （4）aacabcbcccaacdca不是文法G[S]中的句子
因为终结符d后必然要跟终结符a，所以不可能出现?dc?这样的句子。 （5）aacabcbcccaacbca不是文法G[S]中的句子
由（1）可知：aacb可归约为S，由文法的产生式规则可知，终结符c后不可能跟非终结符S，所以不可能出现?caacb?这样的句子。
8.证明：用归纳法于n，n=1时，结论显然成立。设n=k时，对于α1α2...αkT*b,存在βi：i=1,2,..,k，αiT*bi成立，现在设
α1α2... αkαk+1T*b，因文法是前后文无关的，所以α1α2... αk可推导出b的一个前缀b'，αk+1可推导出b的一个后缀=b\不妨称为b k+1)。由归纳假设，对于b'，存在βi ：i=1,2,..,k，b'=β1β2...βk,使得
αiT*bi成立，另外,我们有αk+1T*b\）。即n=k+1时亦成立。证毕。
9.证明：(1)用反证法。假设α首符号为终结符时，β的首符号为非终结符。即设：α=aω；β=Aω’且 α=>*β。
由题意可知：α=aωT ?T Aω’=β，由于文法是CFG，终结符a不可能被替换空串或非终结符，因此假设有误。得证；
（2）同（1），假设：β的首符号为非终结符时，α首符号为终结符。即设：α=aω；β=Aω’且α=aωT ?T Aω’=β，与（1）同理，得证。
10.证明：因为存在句子：abc，它对应有两个语法树（或最右推导）： STABTAbcTabc STDCTDcTabc
所以，本文法具有二义性。 11.解：
(1) STABTAaSbTAacbTbAacbTbbAacbTbbaacb
上面推导中，下划线部分为当前句型的句柄。对应的语法树为：
全部的短语：
第一个a (a1)是句子bbaacb相对于非终结符A (A1) (产生式A?a）的短语（直接短语）； b1a1是句子bbaacb相对于非终结符A2的短语； b2b1a1是句子bbaacb相对于非终结符A3的短语；
c是句子bbaacb相对于非终结符S1（产生式S?c）的短语（直接短语）； a2cb3是句子bbaacb相对于非终结符B的短语； b2b1a1a2cb3是句子bbaacb相对于非终结符S2的短语； 注：符号的下标是为了描述方便加上去的。 （2）句子（（（b）a（a））（b））的最右推导：
ST（AS）T（A（b））T（（SaA）（b））T（（Sa（a））（b）） T（（（b）a（a））（b）） 相应的语法树是：
（3）解：iii*i+↑对应的语法树略。
最右推导：E TT=>F=>FP↑T FE↑T FET+↑T FEF+↑T FEP+↑T FEi+↑ TFTi+↑T FTF*i+↑TFTP*i+↑T FTi*i+↑TFFi*i+↑T FPi*i+↑ TFii*i+↑T Pii*i+↑Tiii*i+↑ 12.证明：
充分性：当前文法下的每一符号串仅有一个句柄和一个句柄产生式T对当前符号串有唯一的最左归约T对每一步推导都有唯一的最右推导T有唯一的语法树。
必要性：有唯一的语法树T对每一步推导都有唯一的最右推导T对当前符号串有唯一的最左归约T当前文法下的每一符号串仅有一个句柄和一个句柄产生式
