P =>程序K =>块
S =>单命令
C =>命令
E =>表达式
B =>布尔EXPR
I =>标识符
N>标号
P :: = K.
ķ:: =开始Ç端
Ç:: = C1; C2 | 小号
与s :: = I：= E | 如果（B），则S | 如果（B），然后S1 S2其他| （B）是做S | 重复℃直至（B）| K | 打印E
:: = E - E | E1 + E2 | E1 - E2 | E1 E2 | 格E1 E2 | E1 E2模| （E）| 我| ñ
B :: = E1 = E2 | E1> E2 | E1 <E2 | E1 = E2！| 不是B | B1和B2 | B1或B2 | （B）
我应该消除含糊在E和B，这样我可以写在序言一DCG分析器。
Prolog的评估自上而下，然后LL 语法技术可以适应。 DCG比LL（1）功能更强大，但左递归仍然必须被淘汰。
B更容易处理： 左因子生产。
B ::= E Bx | not B | (B)
Bx ::= = E | > E | < E | != E | and B | or B
E是很难的，因为思念mul令牌介绍更加模糊性。 姑且
E ::= − E | (E) | I | N | El
El ::= Ex E | epsilon
Ex ::= + El | − El | div El | mod El
小量（空生产）的DCG可以这样写
epsilon --> [].
如果您需要处理优先级和结合（在B和E），您将需要更多的工作。 您可以参考这个旧的答案工作模式。
@chac已经给你相当不错的答案，显示你解决这个通常的方式。
让我采取另一种方式来阅读你的问题：你是“应该去掉了E歧义和B，使”你“可以在序言写DCG分析器”。 这意味着，你只需要那么远，你可以写在序言一DCG分析器删除歧义。 有个好消息： 你并不需要在所有以消除任何含糊之处写DCG分析器！ 方法如下：
歧义的源像制作
Ç:: = C; C
或其他运营商+ - 并置DIV MOD和
让我坚持一个简化的语法：
Ë:: = E + E | “1”
我们可以编码这是
e --> "1".
e --> e, "+", e.
不幸的是，序言不终止查询像
?- L = "1+1+1", phrase(e,L).
L = "1+1+1" ;
ERROR: Out of local stack
事实上，它终止，但只是因为我的电脑的内存是有限的...
甚至不是：
?- L = "1", phrase(e,L).
L = "1" ;
ERROR: Out of local stack
这是含糊不清的问题？ 没有！ 这是序言的只是程序问题，不能直接处理左递归。 这里有一个方法，使Prolog的处理：
e([_|S],S) --> "1". e([_|S0],S) --> e(S0,S1), "+", e(S1,S). ?- L = "1+1+1", phrase(e(L,[]),L). L = "1+1+1" ; L = "1+1+1" ; false. ?- L = "1", phrase(e(L,[]),L). L = "1" ; false.
因为我们只定义语法的时刻，大部分的时间，你也有兴趣看到相应的语法树：
e(integer(1), [_|S],S) --> "1". e(plus(L,R), [_|S0],S) --> e(L, S0,S1), "+", e(R, S1,S). ?- L = "1+1+1", phrase(e(Tree, L,[]),L). L = "1+1+1", Tree = plus(integer(1),plus(integer(1),integer(1))) ; L = "1+1+1", Tree = plus(plus(integer(1),integer(1)),integer(1)) ; false.
现在，我们看到，有歧义与plus ！ 您的原始语法既接受它作为（1 + 1）+1和1+（1 + 1），其本身不是问题，只要对应的语义保证关联是观察。 大部分时间，这是消除歧义被左结合的，因此表示（1 + 1）+1，但这不是对所有中缀运算符的情况。
