Рис.3.1. Дерево висновку для ланцюжка a+b+a у граматиці G
КВ-граматика G називається неоднозначною, якщо існує хоча б один ланцюжок 
, для якого може бути побудовано два чи більше різних дерева висновку.
Це твердження еквівалентне тому, що ланцюжок 
має два чи більше різних лівосторонніх чи правобічних висновків.
У протилежному випадку граматика називається однозначною.
Мова, породжена граматикою, називається неоднозначною, якщо вона не може бути породжена ніякою однозначною граматикою.
Приклад неоднозначної граматики:
G=({if, then, else, a, b}, {S}, P,S), де P={S
if b then S else S½if b then S½a}.
У цій граматиці для ланцюжка if b then if b then a else a можна побудувати два дерева висновку. Однак це не означає, що мова L(G) обов‘язково неоднозначна.
Визначена нами неоднозначність – це властивість граматики, а не мови, тобто для деяких неоднозначних граматик існують еквівалентні їм однозначні граматики. Якщо граматика використовується для визначення мови програмування, то вона повинна бути однозначною. У наведеному вище прикладі різні дерева висновку припускають відповідність else різним then, і якщо підправити граматику G, то неоднозначність буде усунута:
Sif b then S½if b then S| else S½a
S|b then S| else S| | a
Проблема, чи породжує дана КС-граматика однозначну мову (тобто чи існує еквівалентна їй однозначна граматика), є алгоритмічно нерозв‘язуваною.
Однак можна вказати деякі види правил висновку, що приводять до неоднозначності.
1. AAA |
2. AAA½
3. AA |A|
4. AA½AA½
Приклад неоднозначної КС мови:
L = {a ibj ck | i=j чи j=k}.
Інтуїтивно це пояснюється тим, що ланцюжки з i=j повинні породжуватись групою правил висновку, відмінних від правил, що породжують ланцюжки з j=k. Але тоді, певні з ланцюжків з i=j=k будуть породжуватись обома групами правил, та відповідно будуть мати по два різних дерева висновку.
Одна з граматик, що породжує L така:
SAB | DC
AaA | 
BbBc½
CcC½
DaDb½
Очевидно, що вона неоднозначна.
Дерево виведення можна будувати знизу вверх, чи з гори вниз.
При формуванні дерева згори вниз, дерево формується від кореня до гілок. На кожному крокові для вершини, позначеної нетермінальним символом, намагаються знайти таке правило висновку, щоб наявні в ньому термінальні символи «проектувались на символи» вихідного ланцюжка.
Метод «знизу до гори» полягає у тому, що вихідний ланцюжок намагаються «згорнути» до початкового символу S; на кожному крокові шукають ланцюжок який співпадає з правою частиною будь-якого правила висновку; якщо такий підланцюжок знаходиться, то вона замінюється нетерміналом з лівої частини правила.
Якщо граматика однозначна, то при будь-якому способі побудови, буде отримане одне й те саме дерево.
В певних випадках КВ-граматика може містити недосяжні та марні символи, котрі не беруть участь у породженні ланцюжків мови і тому можуть бути видаленими з граматики.
