Мається точне поняття доведення твердження числення предикатів, причому твердження доводиться тоді і тільки тоді, коли воно істинно. У 1936 році Черч показав, що доведеність (і, отже, істинність) у численні предикатів нерозв'язна на відміну від більш простого пропозиціонального числення. (Гільберт вважав цей результат самим фундаментальної результатом, що стосується нерозв'язності, у всій математиці.)
Просте доведення нерозв'язності проблеми істинності можна дати з використанням МНР, хоча це вимагає деякого знайомства з численням предикатів. Читачу, що не знайомий з початками логіки предикатів, ми радимо пропустити приведений нижче зразок доведення.
5.1. Теорема.Проблема істинності числення предикатів першого порядку нерозв'язна.
Доведення. (Тим, хто не знайомий з численням предикатів, рекомендується пропустити.)
Нехай Р –деяка програма в стандартному виді, що містить команди I1,…, Is, і нехай u=r(P) (визначення див. § 2 р. 2). Ми будемо використовувати наступні позначення символів числення предикатів:
O – індивідний символ,
' – символ одномісної функції (значення якоїна хдорівнює х'),
R-символ (u+1) – місного відношення,
x1, x2,…, xa, у – символи індивідних змінних.
Далі, для будь-якої команди Ii, можна записати твердження числення предикатів ti, що описує результат виконання команди Ii. При цьому ми використовуємо символ Ù для позначення зв'язки «і» і символ ® для позначення імплікації. Твердження ti, визначається в такий спосіб:
(a) якщо Ii=Z(n), тo ti, є твердження
"x1 … "xu: R (x1, …, xn, …, xu, i)®R (x1, …, O, …, xu, i ¢)
(b) якщо Ii=S(n), то ti, є твердження
"x1 … "xu: R (x1, …, xn, …, xu, i)®R (x1, …, xn¢, …, xu, i ¢)
(c) якщо Ii=T (m, n), тo ti, є твердження
"x1 … "xu: R (x1, …, xn, …, xu, i)®R (x1, …, xm, …, xu, i¢)
(d) якщо Ii=J (m, n, q), тo ti, є твердження
"x1 … "xu: R (x1, …, xu, i)®((xm = xn®R(x1, …, xu, q))Ù(xm¹ xn ®R(x1, …, xu, i¢)))
Нехай тепер для будь-якого аÎ N символ
sa позначає твердження.(t0Ùt1Ù…ÙtsÙ R (a, O,… O, 1))®$x1 … $xu R(x1, …, xu, s+1)
де t0 є твердження "x"y((х'=у® x=y) Ù x¢¹O). (Це гарантує нам, що при будь-якій інтерпретації з т, n
Î N і m=n випливає, що т=п.)
Твердження R (a, O,…, О, 1) відповідає вихідному стану
а | 0 | 0 | …; | наступна командаIi |
а будь-яке твердження R(x1,…, хu, s +1) відповідає зупинці (оскільки немає команди Is+1). Ми покажемо, що
(*) Р (а)¯Ûsa істинно.
Припустимо спочатку, що Р(а)¯ і що мається структура, у якій твердження t0,…, ts, і R (a, O,…, O, 1) виконуються. За допомогою тверджень t0,…, ts, ми одержуємо, що кожне з тверджень R(r1,…. ru, k),
що відповідають послідовним станам обчислення, також виконується. Зрештою ми приходимо до того, що для деяких b1,…, buÎ N виконується твердження про зупинку R(b1,…, bu, s+1) і, отже, виконується твердження $x1 …$xu R(x1,…, xu, s+1). Таким чином, твердження sa істинно.
Знову, якщо твердження sa істинно, то воно виконується, зокрема, у структурі N, причому предикатний символ R інтерпретується як предикат Ra, для якого
Ra(a1,…,аu, k)ºНа деякому етапі обчислення Р (а) у регістрах містяться числа а1, a2,…, au, 0, 0,…, а наступна команда є Ik.
Тоді твердження t0,…, ts, і R (a, O,…, O, 1) також виконуються в цій структурі, а отже, і твердження $x1 …$xu R(x1,…, xu, s+1). Звідси Р(а)¯.
Якщо в якості Р узяти програму, що обчислює функцію yu(x, х), то співвідношення еквівалентності (*) зводить проблему «x Î Wx» до проблеми «s істинно». Звідси випливає, що остання проблема нерозв'язна. ÿ
Математична логіка буяє результатами, що стосуються можливості розв'язання і нерозв'язності. Звичайно мова йде про задачі, у яких необхідно установити, чи буде деяке твердження істинним у всіх математичних структурах визначеного типу. Наприклад, було показано, що проблема «s є твердження, істинне для всіх груп» є нерозв'язною (s тут є твердження мовою числення предикатів першого порядку, що відповідає теорії груп), тоді як проблема «s є твердження, істинне для всіх абелевих груп» розв'язна. (При цьому прийнято говорити, що теорія груп першого порядку нерозв'язна, у той час як теорія абелевых груп першого порядку розв'язна.) Як було показано Тарським [1951], проблема «твердження s істинне в полі дійсних чисел» є розв'язної. З іншого боку, як ми побачимо в р. 8, багато проблем, зв'язаних з формалізацією арифметики натуральних чисел, нерозв'язні.
З іншими прикладами, а також з доведеннями багатьох результатів, що стосуються можливості розв'язання і нерозв'язності в математичній логіці, читач може ознайомитися в книгах Тарського, Мостовського і Робінсона [1953] чи Булоса і Джефрі [1974], а також Єршова [1981]*.