对于尚未完全完成的计算模型，是否有“可计算”的明确定义？
这是这里另一个问题的跟进，我希望它不要太哲学。正如Raphael在对我的上一个问题的评论中指出的那样，我并没有真正理解“可计算”的定义，但是根据我读过的一些论文，当涉及到比图灵弱的计算模型时，该定义也不是很清楚。机器，因为输入和输出的编码。 图灵可计算的典型定义如下： 定义1：函数称为图灵可计算函数，前提是有一台图灵机M使用自然数的适当编码作为字符串来计算f。F：Nķ→ Nf:Nk→Nf : \mathbb{N}^k \to \mathbb{N}中号MMFff 定义的确切区别在于确切的编码是什么，但是大多数将二进制编码，一元编码或十进制编码称为固定和合适的编码。还可能显示出，为定义可计算性需要固定一种编码。但是，是什么使自然数的二进制编码如此特殊，以便我们可以将其公理化为一种合适的编码呢？可能是因为它符合可计算性巧合的直观概念。 现在，如果我们看比图灵机更弱的计算模型怎么办？例如，让我们考虑集合 “残废”图灵机与字母表{ 0 ，1 }这可能只向右移动，和的定义残废图灵可计算这与图灵可计算性是一致的：中号CMcM_c{ 0 ，1 }{0,1}\{0,1\} 定义2：一函数称为残废图灵可计算或可计算中号Ç当且仅当有一个残缺图灵机中号，其计算˚F使用自然数作为字符串的一个合适的编码。F：Nķ→ Nf:Nk→Nf : \mathbb{N}^k \to \mathbb{N}中号CMcM_c中号MMfff 如果我们定义“合适的编码”为“二进制编码”，则该函数是不可计算中号Ç。如果将“合适的编码”公理化为“一元编码”，则f可在M c中计算。考虑到每个人都可以随意修复无限多种直观编码之一的事实，这似乎很尴尬。应该清楚的是，计算模型是否可以计算ff:N→N,n↦n+1f:N→N,n↦n+1f : \mathbb{N} \to \mathbb{N}, n \mapsto n+1McMcM_cfff McMcM_cfff 还是不提及某些特定的编码-至少我从未见过有人提到“循环程序比图灵机弱”时使用什么编码。 引言之后，我终于可以提出我的问题：如何为与直观的可计算性概念不一致的任意计算模型定义“合适的编码”和“可计算性” ？在可计算性框架内是否有可能？ 编辑：我简化了介绍，但没有增加问题。