物理系统中的计算（二）

为了说明争议，考虑两个身体相同的认知系统A和B.在由A符号S处理的符号中。当A在水体前面时，当A正在思考水时，当A正在形成与水相互作用时，可以产生S的情况。依此类推。 简而言之，符号S似乎代表着水。 每次一个过程S，系统B处理符号S'，它与S的物理上相同。但是系统B在与A的环境不同的环境中生活。 无论何时A被水包围，B都被双水包围，这是一种物质，它是一种表面上无区别，但物理上不同，来自水。 因此，符号S'似乎代表双水（CF.PUTNAM 1975B）。 总之，A和B与相关的环境相关，使得S'似乎似乎代表双水而似乎是水; 一个流程与B处理S'相同的方式 在A和B之间或S和S之间没有内在物理差异。

根据外部家，当A是处理S和B是处理S'时，它们处于不同类型的计算状态。 根据内部者，A和B位于相同类型的计算状态。 换句话说，外部术语维持计算状态部分地通过它们的参考分解，其至少部分地通过系统外部的物理属性确定。 相比之下，内部家认为计算状态以完全取决于认知系统的内在物理性质的方式是个性化的。

到目前为止，外部家族和内部家一致一致：计算状态是通过认知内容的分类。 可以放宽此要求而不会放弃计算的语义叙述。 根据EGAN（1999），计算车辆不是通过任何形式的认知内容而定的，无论是宽还是窄的。 相反，它们是由他们的数学内容分别的分类 - 即通过系统的计算理论，作为语义内容的数学函数和对象被归因于计算车辆。 由于数学内容跨物理复制品是相同的，因此egan认为她的数学内容是一种狭窄的内容 - 她是一种内部家。

让我们现在转向什么是作为代表性的。 这场辩论不太明确划定。 根据一些作者，只有具有类似语言组合语法的结构，它支持组成语义，计数为计算车辆，并且只有尊重这种结构的语义特性的操纵，如计算（FODOR 1975，pylyshyn 1984）。 该建议在面对可计算性理论和模拟计算（Malaly即将到来）的情况下，这两者都没有对作为计算车辆的内容施加任何此类要求。

其他作者更具包容性，在什么类型的陈述数量计入计算时，但它们在计算和非计算过程之间绘制了这些线路尚未特别成功。 少数将包括所有表示的操纵 - 包括，例如，绘制图片或录制语音 - 作为计算，但在哪里可以在其中绘制作为没有的计算和代表性操纵的代表操作之间的边界。

第三个问题是给出他们的语义内容的表示。 有三个看法。 乐器主义者认为，归因于语义内容对事物只是对预测和解释的启发式有用; 语义属性不是计算状态的实际属性（例如，Dennett 1987，2010年）。 不是自然主义者的现实主义者认为语义属性是计算状态的实际属性，但它们是不可制定的非语义特性。 最后，也是博物学家的现实主义者认为语义属性都是真实的并对非语义的属性来销售，尽管他们对如何减少它们（例如，2008，Harman 1987的福音，1987）。

计算的语义叙述与计算是信息处理的公共视图密切相关。 这个想法比它看起来不那么清楚，因为有几个相关的信息概念。 根据信息处理和计算之间的连接是不同的，具体取决于信息的概念。 以下是基于四个相关信息概念的信息处理的视图的简要歧义（参见Piccinini和Scarantino 2011）。

热力学感的信息与热力学熵密切相关。 熵是每个物理系统的属性。 热力学熵大致，在考虑系统可观察到的宏观性质之后，衡量观察者对系统的显微状态的不确定性。 计算热力学的研究是一种活泼的领域，物理基础（Leff和Rex 2003）中的许多影响。 在这种热力学感的“信息”中，可以说可以携带系统的两个可区分状态之间的任何区别。 计算可能很好地说是在这个意义上的信息处理，但这与正确的语义很少，所谓的语义很少。 然而，热力学，计算和信息理论之间的连接是一个可能的灵感来源，因为每个物理系统是计算系统（参见第3.4节）。

信息理论意义上的信息是一种衡量给定事件发生的可能性的衡量标准，并且两个随机变量的互信息是变量（Shannon和Weaver 1949）之间相互依赖的量度。 然后可以使用这些措施来分析和设计可靠地在噪声存在下可靠地传递信号的稳健通信系统。 可以很好地说计算是在这个意义上的信息处理。 同样，这不是明确的语义。 但是，相互信息可以告诉我们，变量对另一个的信息进行多大信息，因此相互信息可以是由变量涉及另一个的语义信息的概念（CF.ISAAC 2019）。

一种语义意义上的信息与“自然含义”大致相同（Grice 1957）。 在这种情况下，信号在这种情况下携带信息，以防它与源（Dretske 1981）可靠地相关。 计算是在这个意义上的信息处理的视图是Prima Facie难以置信的，因为许多计算 - 例如在数字计算机上执行的算术计算 - 似乎并不携带任何自然含义。 尽管如此，这种语义信息的概念在这里是相关的，因为某些理论家已经使用了代表性的陈述（Dretske 1981，Fodor 2008）。

另一种语义意义上的信息只是普通的语义含量或“非自然含义”（GRICE 1957）。 这是大多数哲学家讨论的语义内容。 计算是在这种意义上的信息处理的视图类似于计算的通用语义叙述。

虽然计算的语义陈述似乎适合心灵哲学家的需求，但它看起来不太适合理解其他科学。 最不可思议的是，代表似乎并不被至少一些认知科学领域所采用的计算概念，以及计算机科学 - 非常科学，从而产生了计算概念和计算理论的起源认知（2010年壁画）。 如果这是正确的，则语义账户甚至可能无法满足心灵哲学家的需求 - 至少希望思考思想和由计算机科学家和可计算性理论家设计和研究和研究和研究的类别的比喻的哲学家。 对语义账户的另一个批评是指定与计算相关的表示和代表性操作可能需要单个计算的非语义方式（Piccinini 2004）。 这些担忧激励努力以非语义术语计算计算。

2.4句法账户

正如我们所看到的，语义账户需要指定与计算相关的表示。 一个观点是相关的表示是语言形式的，即，它们具有语言中句子展示的句法结构。 然后，计算是以对其语法结构敏感的方式操纵语言样表示，并保留它们的语义属性（福戈1975）。

然而，如前一节所述，在计算帐户中使用表示的概念涉及一些困难。 如果可以在不吸引代表的情况下计算计算，则会避免这些困难。 这样做的一种方法是维持该计算只需通过操纵它们的语法属性来操纵语言形象，通过路边离开语义。 被人操纵的结构仅在于它们具有语法属性 - 它们不需要具有任何语义。 在这种计算的句法帐户中，根本不使用表示的概念。

语义账户试图通过对物理和计算状态之间的可接受映射进行语义限制来解决实现问题; 只能映射到（适当的类型）表示的物理状态，可以映射到计算状态。 相反，句法账户可以被视为替换这种语义限制：只有鉴定为句法的物理状态可以映射到计算状态，从而获得计算状态。 如果状态缺乏句法结构，则不计算。

仍有待观察的是作为句法状态的重要性。 物理世界中语法的一个重要叙述是由于Stephen Stich（1983,150-157）。 虽然Stich不使用术语“计算，但他对语法的说法旨在接地的心理状态和流程的句法叙述。 反过来，Stich的句法理论是他对认知科学家提出的计算理论的解释 - 与福罗的语义解释竞争。 由于STICH对语法的说法最终旨在实现认知的计算理论，因此Stich的语法还提供了（隐式）的计算句法叙述。

根据Stich，大致说话，当满足两个条件时，物理系统包含句法结构的对象。 首先，在系统的行为相关的物理状态和一类由语法中指定的语法类型之间存在映射，该语法定义了如何从（有限许多）原语谱类型中的复杂句法类型。 其次，系统的行为是通过在映射到系统的物理状态的句法类型之间的正式关系方面制定了其概括的理论。

计算的句法叙述并不是很受欢迎。 常见的反对意见是似乎难以给出没有预先假定现有类型的原始概念类型的原始句法类型（Crane 1990，Jacquette 1991，Bontly 1998）。 实际上，通过将其作为一种结合符号的方式来说，常见的语法感，即语义解释的成分。 如果语法被以这种方式解释，则它会占用语义。 如果是这样，计算的语法帐户将崩溃到语义帐户中。

另一种反对意见是，在计算机科学和可计算性理论中理解的计算，语言形句法结构是不需要的。 虽然计算系统肯定可以操纵类似语言的结构，但它们不必。 它们还可以操纵简单的字母序列，而不会丢失他们的身份作为计算机。 （计算性理论家学家从有限的字母表中呼叫任何一组语言，但语言的广泛概念不应与逻辑和语言学中的语法的较窄概念感到混淆 - Stich在他的句法中雇用了计算。）

2.5机械账户

机械账户（Piccinini 2007,2015; CF.Kaplan 2011，Mildowski 2013，Fresco 2014，Duwell 2017，Coelho Mollo 2018，Curtis-Trudel即将到来的-B）避免吸引两者语法和语义。 相反，它考虑了系统的机械性质的具体计算。 根据机械账户，具体计算系统是执行具体计算的特殊类型机制的功能机制。

功能机制是有组织组件的系统，每个组件都具有执行功能（CF.Craver 2012，Garson 2013）。 当适当组织和运作适当的组件及其功能时，它们的组合活动构成了机制的能力。 相反，当我们寻找机制容量的解释时，我们将机制分解为其组件，并寻找其功能和组织。 结果是对机制容量的机制解释。

这种机制的概念是生物学家和工程师的熟悉。 解释所讨论的系统（例如，用于生物学家的消化或呼吸，计算机工程师的呼吸）的能力（例如，由有组织组件的系统（例如，消化系统和呼吸系统或呼吸系统或存储器）所执行的功能而言系统和处理器）。

根据机械账户，仿制性的计算是根据对某些车辆特性敏感的规则的载体的处理，并且具体地涉及车辆的不同部分之间的差异。 该处理是通过功能机制执行的，即，在功能上组织成分以执行计算的机制。 因此，如果机制发生故障，就会发生错误计算。

数字计算，模拟计算等成为通用计算的种类。 它们是由正在处理的车辆的更具体的性质的区分。 如果计算系统处理离散状态的字符串，则它执行数字计算。 如果计算系统处理可能是连续的变量，则它执行模拟计算（但是要查看Maley，即将到来，用于替代帐户）。 如果计算系统处理Qubits，则它执行量子计算。

当我们定义具体计算和操作的车辆时，我们不需要考虑其所有特定物理属性，而是根据定义计算的规则，只有与计算相关的属性。 物理系统可以或多或少地抽象地描述。 根据机械帐户，物理系统的抽象描述不是抽象对象的描述，而是省略某些细节的具体系统的描述。 具体计算及其车辆的描述是足够的摘要，以便独立于在特定情况下实现它们的物理介质。 因此，有时据说具体计算及其车辆是“中等独立”或“基材中性”。

换句话说，在定义相关计算的规则（即输入输出图）的情况下，车辆是中等独立的，仅在沿着变化的特定尺寸的车辆部分之间的差异 - 它们对任何更具体的物理性质不敏感车辆。 换句话说，规则是与一组功能相关的自由度相关联的状态变量的函数，其可以在不同的物理媒体中不同地实现。 因此，提供给定的计算可以以多种物理介质（例如，机械，机电，电子，磁等）实现，只要介质具有足够数量的变化尺寸（或自由度），可以适当地访问和操纵并且该机制的组件以适当的方式在功能上组织。

像语义和句法账户一样，机制账户旨在避免议案论。 首先，排除了不是功能机制的物理系统。 功能机制是组织以执行功能的复杂组件系统。 任何组件未组织为执行功能的系统不是计算系统，因为它不是功能机制。 其次，排除了缺乏操纵中等车辆功能的机制。 最后，排除了其操作未能与适当规则符合适当规则的中等独立车辆操纵器。 第二和第三个限制对特殊功能性质操纵中等独立车辆的吸引力，根据车辆定义的规则来这样做 - 只有相对较少的物理系统所拥有。 根据机械账户，这些系统是真正的计算系统。

机械账户的另一个特征是它占MISCOMPUTION的可能性 - 可能难以在其他账户下感到意义。 为了说明该点，考虑编程的普通计算机以计算输入I上的功能f。 假设计算机故障并产生与f（i）不同的输出。 根据因果（语义）账户，计算机刚刚经历了因果处理（表示表示），这可以被赋予计算描述，因此计算为计算某些函数G（i），其中G≠f。 相比之下，根据机械帐户，计算机简单地未能计算，或者至少它无法正确完成其计算。 鉴于避免在设计和使用中避免错误跟踪的重要性，机械账户对竞争对手的能力可能是对竞争对手账户的优势（2018年，Tucker 2018）。

机械账户的最终特征是，基于它们操纵的特定车辆及其特定的机械性质，它精确地区分和表征了许多不同类型的计算系统。 机械帐户已被用于突出数字计算，模拟计算，通过神经网络的计算，以及其他重要的区别，例如硬连线与可编程和串行与并行计算（Piccinini 2015）。

3.每个物理系统是否计算？

哪些物理系统执行计算？ 根据小组派，他们都这样做。 甚至岩石，飓风和行星系统 - 与外表相反 - 是计算系统。 虽然它似乎是违反直观的，但这种观点在一些哲学家和物理学家中都很受欢迎。

3.1品种的小组案

Pancomputsis的品种沿两个维度变化。 首先，它们可以对每个系统的计算数量，许多，少数或仅为每个系统都有不同的计算。 我们将称为定量维度。 其次，它们相对于为什么这些计算归因于物理系统的原因。 我们将调用此源维度。

沿着定量维度的比目表的最薄弱版本是每个物理系统执行至少一个计算（Scheutz 2001）。 此版本可能被称为有限的小组追象。

Pancomputsis的最强版本是每个物理系统执行每一个计算 - 或者至少，每一个充分复杂的系统实现了大量的非等效计算（Putnam 1988，Searle 1992）。 这可能被称为无限的小组。

一个声称的小组源主义来源是，系统执行的计算是一个相对免费解释的问题。 如果系统执行的计算仅仅取决于系统的解释方式，而不是客观事实，那么似乎一切都计算，因为一切都可以被视为计算（Searle 1992）。 这可能被称为解释主义小组论。

另一个声称的小组术语来源是计算只是物理过程的因果或动态结构，作为计算的因果陈述（第2.2节）维护（Chrisley 1995，Chalmers 1995,1996，Scheutz 1999,2001）。 假设一切都有因果结构，因此一切都执行由其因果结构构成的计算。 这可能称为因果案组。

来自每个物理状态的想法，耦合信息的第三种声称的小组出来的源，与基于信息的语义和网络的语义视图的自由主义版本耦合。 根据计算的语义视图，计算是表示表示的操纵。 根据基于信息的语义，表示是携带信息的任何东西。 假设每个物理状态携带信息，所以遵循每个物理系统执行由其信息携带状态的操纵（CF.ShaGrir 2006）构成的计算。

最终据称的小组论源是计算本身是物理宇宙的性质。 根据一些物理学家，物理世界在最基本的层面上计算; 这有时以Slogan形式放入“它来自位”视图（Wheeler 1989）。 我们将在第3.4节进一步讨论此视图。

3.2无限的小组

无限制的小组派争论返回Hinckfuss的桶，一个推定的反例为计算功能主义 - 这看出了思想是大脑的软件。 Hinckfuss的桶被命名为它的Proponent，Ian Hinckfuss，但首先由William Lycan印刷。 水桶含有大量的微观过程：

现在，所有这项活动都不复杂，只需偶然，它可能会实现一个简短的时期的人类程序（在某些微观事件和程序的必要输入，输出和状态符号之间给出适当的相关性）？ （Lycan 1981,39）

Hinckfuss的隐含答案对这个问题是，是的，水桶可能实施人类计划（或任何任意计算），至少在短时间内。

其他作者沿着Hinckfuss的桶的线条开发了更详细的争论。 Searle（1992）明确地争辩说，物理系统是否实现计算取决于观察者如何解释系统; 因此，对于任何足够复杂的对象和任何计算，可以将对象描述为实现计算。 对于无限的小组出来的第一个严格的论据是由于Putnam（1988）所辩称，每个普通的开放系统都可以实现每一个抽象的有限自动机（没有输入和输出）。

Putnam认为基本上是从第2.2节的岩石的示例的概括，这是通过没有输入或输出的计算状态序列转换的简单有限自动机的示例。 可以离散化（可能连续）物理转换的任意物理系统，使得其物理状态地图到任意自动机的计算状态，从而将物理状态转换映射到计算状态转换。 因为物理系统和自动机是任意的，所以每种物理系统都可以实现每个有限的自动机。

此示例不包括输入和输出（可能是计算说明所必需的），因此Putnam引入了一个小型更改，以允许自动数据具有输入和输出。 除了必须考虑物理状态（被视为输入和输出）和相关自动机的输入和输出，否则必须考虑同构映射。 这种限制结果较弱的结论：代替每个提供每个有限自动机的每个物理系统，任何给定的物理系统都可以实现无数无限的有限自动机（即，产生正确输入/输出对的那些）。 这是因为，对于任何任意输入/输出对＜i，o＞，在给定输入i时，有多重的自动机在给定输入I（有关详细信息，请参阅Putnam 1988附录）。