1) normal luggage
一般行包
3) GENERAL ADMINISTRATION BRANCH
一般行政处
5) General variational like inclusion
一般似变分包含
6) general administrative norms
一般行政规范
1.
By analyzing the basic problems existing in the penalty clauses of the general administrative norms, this paper deems it necessary to build effective regulatory mechanisms to bring it under the rule of law.
分析一般行政规范的"罚则"的基本问题,认为有必要通过构建有效的规范机制,如根据主体的不同,一般行政规范的规范模式主要有权力机关监督模式、行政自查模式与司法审查模式等,将其纳入法治的轨道,一般行政规范的"罚则"就会在行政法治的轨道上发挥其巨大作用。
补充资料：能行性和一般递归
数理逻辑、数学和计算机理论科学所研究的一个重要课题。数学中很多定理，尤其是存在性定理往往不是能行的，如虽然已经证明了某某方程有根，但却无法求出其根，甚至无法求得比较精确的近似值。对很多数学家尤其是采用直觉主义或构造主义观点的数学家说来，欠缺能行性的定理是不能接受的。然而对于所谓"能行性"，长期以来都未有精确的定义，以致于很难对之作深入的探讨。
原始递归函数(见递归论)是处处可以计算的，它又包括了人们在数论中所曾使用过的数论函数，看来似乎可把"能行可计算函数"限于原始递归函数。对此，德国数学家W.阿克曼于1924年构造了一个数论函数，它是可计算的,但是却不是原始递归函数,从而推翻了上述猜想。1932年，美国数学家A.丘奇提出了λ换位演算。在这演算内可以表示自然数，并且利用运算子λ而作出了λ可定义函数,其中包括原始递归函数。1934年,K.哥德尔根据J.赫尔布兰德的一个建议，提出了一般递归函数。其定义是：如果能够作出一组方程式，使得只利用变元代以常数以及相等的数可以彼此替换两个过程，便能够导出函数f的一切值，而函数f便叫做一般递归函数。不久，美国学者S.C.克利尼证明了这个一般递归函数与丘奇的λ可定义全函数是相同的，并且也与使用叠置、原始递归式和摹状算子而得到的全函数相同。1936年，英国数学家A.M.图林提出以其姓命名的图林机器理论，并证明了可用图林机器计算的数论全函数恰好是λ可定义全函数。由于这些函数类都比原始递归函数类更广泛而又彼此相等，因此丘奇也于1936年提出了一个论题，即能行可计算的全函数类恰好是λ可定义全函数类，也就是一般递归函数类。后来发现，把能行可计算性推广到部分函数更有意义也更重要。于是，丘奇的论题便成为：能行可计算的部分函数恰好是递归部分函数，而能行可计算的全函数也恰好是递归全函数，亦即一般递归函数。
根据丘奇的论题，便可以对判定问题作进一步的讨论。
判定问题分问答题与求作题两种。要求回答"是""否"的叫做问答题，要求用一个自然数回答的叫做求作题。例如，"3整除 5吗？"是问答题,"求m,n之积"是求作题。问题又分个别题与大量题两种。如果在问题中已给出全部数据，因而当时已有具体而明确答案的叫做个别题；问题中并未给出全部数据而含有参数，须把参数代以具体数值后才能作出答案的叫做大量题。对个别题除要求答案正确外，别无要求。对大量题则一般要求在未给出参数的值时，先有一个公共的解法，参数值给出后，即能按这个公共解法而求得答案。例如，把求作题的答案看作参数 m,n的函数??(m,n)，把问答题本身看作参数m,n的谓词P(m,n),则求作题就是求函数ｆ(m,n)的值，而问答题则是判定谓词P(m,n)的真假。如果函数ｆ(m,n)是递归全函数即一般递归函数，该问题就可以完全解决。因为， m,n给出后必能求得ｆ(m,n)之值作为答案。如果ｆ(m,n)是递归部分函数，而且能够判知ｆ(m,n)有无定义，这时 ｆ(m,n)叫做潜伏递归函数。那末，当m,n 的值给出以后，就可以判定ｆ(m,n)有无定义，若有定义必定可求得 ｆ(m,n) 的值作为答案，若无定义亦可用"无定义"作为答案。所以，对这个问题仍是可以完全解决的。如果ｆ(m,n)是递归部分函数而且不是潜伏递归，则当m,n的值给出后,只能假定它有定义而计算下去。这样,若ｆ(m,n)有定义,必可求得其值作为答案；若ｆ(m,n)没有定义，计算过程则有可能永无休止地继续下去而无法给出答案。对此，就可以说这个问题是可以半解决的，因为它只要有答案必能给出。如果ｆ(m,n)不是递归半函数，即使ｆ(m,n)有值也未必能算出，因此说这个问题是完全不可解决的。
对于问答题 P(m,n)可先引进它的特征函数 ｆ(m,n)，当P(m,n)成立时，ｆ(m,n)=0；当 P(m,n)不成立时，ｆ(m，n)=1。如果ｆ(m,n)为递归全函数，则可以说这个问答题是完全可以判定的。因为,m,n给出后，必可判定P(m,n)的真假。如果 ｆ(m, n)不是递归全函数，则不应马上说这个问题完全不可解。这时，先引进两个部分函数如下：ｆ1(m,n)=0当P(m,n)成立时,否则作为无定义;ｆ2(m,n)=0当P(m,n)不成立，否则作为无定义。如果ｆ1(m,n) 是递归部分函数，则可说问答题P(m,n)是可正半判定的；如果 ｆ2(m,n)是递归部分函数，则问答题P(m,n) 是可负半判定的。如果 ｆ1与ｆ2都不是递归半函数，便可说问答题是完全不可判定的。容易证明，如果 ｆ1(m,n)与ｆ2(m,n)都是递归半函数，亦即如果问答题P(m,n)既可正半判定又可负半判定,那末P(m,n)便是完全可判定的。因为,人们可以同时计算 ｆ1(m,n)与ｆ2(m,n)，结果必有一函数有值，从而可以判定P(m,n)的真假。
原始递归函数(见递归论)是处处可以计算的，它又包括了人们在数论中所曾使用过的数论函数，看来似乎可把"能行可计算函数"限于原始递归函数。对此，德国数学家W.阿克曼于1924年构造了一个数论函数，它是可计算的,但是却不是原始递归函数,从而推翻了上述猜想。1932年，美国数学家A.丘奇提出了λ换位演算。在这演算内可以表示自然数，并且利用运算子λ而作出了λ可定义函数,其中包括原始递归函数。1934年,K.哥德尔根据J.赫尔布兰德的一个建议，提出了一般递归函数。其定义是：如果能够作出一组方程式，使得只利用变元代以常数以及相等的数可以彼此替换两个过程，便能够导出函数f的一切值，而函数f便叫做一般递归函数。不久，美国学者S.C.克利尼证明了这个一般递归函数与丘奇的λ可定义全函数是相同的，并且也与使用叠置、原始递归式和摹状算子而得到的全函数相同。1936年，英国数学家A.M.图林提出以其姓命名的图林机器理论，并证明了可用图林机器计算的数论全函数恰好是λ可定义全函数。由于这些函数类都比原始递归函数类更广泛而又彼此相等，因此丘奇也于1936年提出了一个论题，即能行可计算的全函数类恰好是λ可定义全函数类，也就是一般递归函数类。后来发现，把能行可计算性推广到部分函数更有意义也更重要。于是，丘奇的论题便成为：能行可计算的部分函数恰好是递归部分函数，而能行可计算的全函数也恰好是递归全函数，亦即一般递归函数。
根据丘奇的论题，便可以对判定问题作进一步的讨论。
判定问题分问答题与求作题两种。要求回答"是""否"的叫做问答题，要求用一个自然数回答的叫做求作题。例如，"3整除 5吗？"是问答题,"求m,n之积"是求作题。问题又分个别题与大量题两种。如果在问题中已给出全部数据，因而当时已有具体而明确答案的叫做个别题；问题中并未给出全部数据而含有参数，须把参数代以具体数值后才能作出答案的叫做大量题。对个别题除要求答案正确外，别无要求。对大量题则一般要求在未给出参数的值时，先有一个公共的解法，参数值给出后，即能按这个公共解法而求得答案。例如，把求作题的答案看作参数 m,n的函数??(m,n)，把问答题本身看作参数m,n的谓词P(m,n),则求作题就是求函数ｆ(m,n)的值，而问答题则是判定谓词P(m,n)的真假。如果函数ｆ(m,n)是递归全函数即一般递归函数，该问题就可以完全解决。因为， m,n给出后必能求得ｆ(m,n)之值作为答案。如果ｆ(m,n)是递归部分函数，而且能够判知ｆ(m,n)有无定义，这时 ｆ(m,n)叫做潜伏递归函数。那末，当m,n 的值给出以后，就可以判定ｆ(m,n)有无定义，若有定义必定可求得 ｆ(m,n) 的值作为答案，若无定义亦可用"无定义"作为答案。所以，对这个问题仍是可以完全解决的。如果ｆ(m,n)是递归部分函数而且不是潜伏递归，则当m,n的值给出后,只能假定它有定义而计算下去。这样,若ｆ(m,n)有定义,必可求得其值作为答案；若ｆ(m,n)没有定义，计算过程则有可能永无休止地继续下去而无法给出答案。对此，就可以说这个问题是可以半解决的，因为它只要有答案必能给出。如果ｆ(m,n)不是递归半函数，即使ｆ(m,n)有值也未必能算出，因此说这个问题是完全不可解决的。
对于问答题 P(m,n)可先引进它的特征函数 ｆ(m,n)，当P(m,n)成立时，ｆ(m,n)=0；当 P(m,n)不成立时，ｆ(m，n)=1。如果ｆ(m,n)为递归全函数，则可以说这个问答题是完全可以判定的。因为,m,n给出后，必可判定P(m,n)的真假。如果 ｆ(m, n)不是递归全函数，则不应马上说这个问题完全不可解。这时，先引进两个部分函数如下：ｆ1(m,n)=0当P(m,n)成立时,否则作为无定义;ｆ2(m,n)=0当P(m,n)不成立，否则作为无定义。如果ｆ1(m,n) 是递归部分函数，则可说问答题P(m,n)是可正半判定的；如果 ｆ2(m,n)是递归部分函数，则问答题P(m,n) 是可负半判定的。如果 ｆ1与ｆ2都不是递归半函数，便可说问答题是完全不可判定的。容易证明，如果 ｆ1(m,n)与ｆ2(m,n)都是递归半函数，亦即如果问答题P(m,n)既可正半判定又可负半判定,那末P(m,n)便是完全可判定的。因为,人们可以同时计算 ｆ1(m,n)与ｆ2(m,n)，结果必有一函数有值，从而可以判定P(m,n)的真假。
说明：补充资料仅用于学习参考，请勿用于其它任何用途。
参考词条