§E19.29完全性と不完全性

最終更新

一階述語論理の完全性定理と Gödel の不完全性定理の名には同じ「完全性」という語が現れるが、二つの定理で量化する対象は異なる。完全性定理では、任意の理論から意味論的に帰結する各文が形式的にも導出されることが述べられる。第一不完全性定理では、算術を十分に表現する無矛盾かつ計算可能に列挙することができる各理論について、その理論で証明されず、その否定もその理論で証明されない文の存在が述べられる。第二不完全性定理では、同じ種類の理論のうち Peano 算術を含むものについて、その理論自身の無矛盾性を表す特定の文が証明されないことが述べられる。本記事では、三つの主張を量化記号の順序まで明示して比較し、不完全性定理が述べる非証明に対応するモデルの存在を証明して、三つの主張が矛盾しないことを確かめる。

1 二種類の完全性

定義 1.1. 固定した一階述語論理の証明体系が意味論的に完全 (semantically complete) であるとは、任意の理論TTと任意の文φ\varphiについて

T⊨φ⟹T⊢φT\models\varphi\quad\Longrightarrow\quad T\vdash\varphi

が成り立つことをいう。健全性と合わせると、T⊨φT\models\varphiとT⊢φT\vdash\varphiは同値になる。

一方、固定した理論TTが構文論的に完全 (syntactically complete) であるとは、TTの言語の任意の文φ\varphiについて

T⊢φまたはT⊢¬φT\vdash\varphi\quad\text{または}\quad T\vdash\neg\varphi

が成り立つことをいう。

意味論的完全性は証明体系と意味論の対応に関する性質であり、構文論的完全性は一つの理論が各文を決定するか否かに関する性質である。前者の定義では「任意の理論TT」について量化しているが、各TTが構文論的に完全であることは前者から従わない。

2 三つの定理の量化範囲

定理 2.1. 三つの定理は、次の形をもつ。

  1. 任意の集合サイズの有限項一階言語LL、任意のLL理論TT、任意のLL文φ\varphiについて、

    T⊨φ⟺T⊢φ.T\models\varphi\quad\Longleftrightarrow\quad T\vdash\varphi.
  2. 任意の無矛盾かつ計算可能に列挙することができるLAL_A理論T⊇QT\supseteq Qについて、あるLAL_A文RTR_Tが存在して、

    T⊬RTかつT⊬¬RT.T\nvdash R_T \quad\text{かつ}\quad T\nvdash\neg R_T.
  3. 任意の無矛盾かつ計算可能に列挙することができるLAL_A理論T⊇PAT\supseteq PAについて、標準証明述語に基づく無矛盾性文を

    Con⁡T=¬Prov⁡T(⌜0=S0⌝)\operatorname{Con}_T =\neg\operatorname{Prov}_T(\ulcorner0=S0\urcorner)

    とすると、

    T⊬Con⁡TT\nvdash\operatorname{Con}_T

    が成り立つ。

証明. 第一の主張は§E19.12 定理 5.2により得られる双条件である。言語LLや理論TTの計算可能性を仮定せず、TTが算術を含むことも要求しない。

第二の主張は§E19.23 定理 4.2の Rosser 文に関する結論である。理論TTの無矛盾性、計算可能列挙可能性、およびQ⊆TQ\subseteq Tを仮定し、文RTR_Tの存在を結論する。

第三の主張は§E19.24 定理 10.1である。理論TT自身の標準証明述語によって定めた特定の文Con⁡T\operatorname{Con}_Tの非証明可能性を結論する。理論を量化する範囲は第二の主張より狭く、Q⊆TQ\subseteq TではなくPA⊆TPA\subseteq Tを仮定する。導出可能性条件 D2 と D3 の証明が対象理論の帰納法を用いるためである。▨

量化記号を略記すると、三つの主張の差は次のように表される。

定理 理論を量化する範囲 文の量化 結論
意味論的完全性 任意の一階理論TT 任意の文φ\varphi T⊨φ  ⟺  T⊢φT\models\varphi\iff T\vdash\varphi
第一不完全性 無矛盾かつ c.e. でT⊇QT\supseteq Q あるRTR_Tが存在 T⊬RTT\nvdash R_TかつT⊬¬RTT\nvdash\neg R_T
第二不完全性 無矛盾かつ c.e. でT⊇PAT\supseteq PA 特定のCon⁡T\operatorname{Con}_T T⊬Con⁡TT\nvdash\operatorname{Con}_T

第一行のTTは任意であるが、結論は「任意の文を証明するか、その否定を証明するか」ではない。結論は、TTのすべてのモデルで真になる文とTTから導出される文が一致するという主張である。

3 Rosser 文の両側にモデルが存在すること

不完全性定理により得られる二つの非証明に強完全性を適用すると、Rosser 文を真にするモデルと偽にするモデルをそれぞれ得る。

定理 3.1.TTを無矛盾かつ計算可能に列挙することができるLAL_A理論とし、Q⊆TQ\subseteq Tとする。RTR_Tを

T⊬RTかつT⊬¬RTT\nvdash R_T \quad\text{かつ}\quad T\nvdash\neg R_T

を満たす Rosser 文とする。このとき、LAL_A構造M+\mathcal M_+とM−\mathcal M_-が存在して、

M+⊨T+RT,M−⊨T+¬RT\mathcal M_+\models T+R_T, \qquad \mathcal M_-\models T+\neg R_T

が成り立つ。特に、T+RTT+R_TとT+¬RTT+\neg R_Tはいずれも無矛盾である。

証明. まず、T⊬RTT\nvdash R_Tである。T⊨RTT\models R_Tを仮定すると、§E19.12 定理 5.2からT⊢RTT\vdash R_Tが得られ、非証明の仮定に反する。したがって、

T⊭RTT\not\models R_T

である。意味論的帰結の定義により、TTのモデルM−\mathcal M_-でM−⊭RT\mathcal M_-\not\models R_Tを満たすものが存在する。古典意味論ではRTR_Tは文なので、

M−⊨¬RT\mathcal M_-\models\neg R_T

である。ゆえに、M−⊨T+¬RT\mathcal M_-\models T+\neg R_Tである。

次に、T⊬¬RTT\nvdash\neg R_Tである。同じ議論を文¬RT\neg R_Tに適用すると、

T⊭¬RTT\not\models\neg R_T

を得る。したがって、TTのモデルM+\mathcal M_+でM+⊭¬RT\mathcal M_+\not\models\neg R_Tを満たすものが存在する。古典意味論によりM+⊨RT\mathcal M_+\models R_Tなので、M+⊨T+RT\mathcal M_+\models T+R_Tである。

モデルをもつ理論は、§E19.10 定理 6.1の健全性により無矛盾である。したがって、二つの拡大理論はいずれも無矛盾である。▨

二つのモデルは一般に同じモデルではない。T+RTT+R_TのモデルではRTR_Tが真であり、T+¬RTT+\neg R_TのモデルではRTR_Tが偽であるため、一つの古典構造がT+RTT+R_TとT+¬RTT+\neg R_Tの両方のモデルになることはない。二つのモデルが存在することは、RTR_Tも¬RT\neg R_TもTTのすべてのモデルで真ではないことを示している。強完全性定理により、RTR_Tと¬RT\neg R_TのどちらもTTの意味論的帰結でないことは、どちらもTTで証明されないことと同値である。そのため、二つのモデルの存在は不完全性定理と矛盾しない。

4 第二不完全性が与えるモデル

第二不完全性定理にも、同じ意味論的な読み替えを一方向に適用することができる。

定理 4.1.TTを無矛盾かつ計算可能に列挙することができるLAL_A理論とし、PA⊆TPA\subseteq Tとする。このとき、あるLAL_A構造N\mathcal Nが存在して、

N⊨T+¬Con⁡T\mathcal N\models T+\neg\operatorname{Con}_T

が成り立つ。

証明. 第二不完全性定理により、T⊬Con⁡TT\nvdash\operatorname{Con}_Tである。もしT⊨Con⁡TT\models\operatorname{Con}_Tならば、§E19.12 定理 5.2からT⊢Con⁡TT\vdash\operatorname{Con}_Tが得られる。したがって、

T⊭Con⁡TT\not\models\operatorname{Con}_T

である。意味論的帰結の定義から、TTのモデルN\mathcal NでN⊭Con⁡T\mathcal N\not\models\operatorname{Con}_Tを満たすものが存在する。古典意味論によりN⊨¬Con⁡T\mathcal N\models\neg\operatorname{Con}_Tなので、N⊨T+¬Con⁡T\mathcal N\models T+\neg\operatorname{Con}_Tである。▨

外側のメタ理論でTTが無矛盾であるという仮定と、N⊨¬Con⁡T\mathcal N\models\neg\operatorname{Con}_Tという結論は矛盾しない。Con⁡T\operatorname{Con}_Tは、TTの標準証明述語を算術の内部で表した文である。上の定理で得られるN\mathcal Nを標準モデルと同一視する根拠はない。N\mathcal Nは、N\mathcal Nの内部で証明コードの条件を満たす要素をもつことがあり、その要素が外側の標準自然数に対応する有限証明コードであるとは限らない。

第二不完全性定理から直接得られる非証明はT⊬Con⁡TT\nvdash\operatorname{Con}_Tである。同じ仮定だけからT⊬¬Con⁡TT\nvdash\neg\operatorname{Con}_Tまで結論することはできないため、本節ではT+¬Con⁡TT+\neg\operatorname{Con}_Tのモデルの存在だけを主張する。 Rosser 文について両側のモデルを得た前節との違いは、前提として用いる第一不完全性定理によりT⊬RTT\nvdash R_TとT⊬¬RTT\nvdash\neg R_Tの二つが得られる点にある。前節では二つの非証明の双方に強完全性定理を適用したのに対して、本節ではT⊬Con⁡TT\nvdash\operatorname{Con}_Tに強完全性定理を適用している。

理論を量化する範囲も前節と異なる。前節のTTはQQを含めばよいが、本節のTTはPAPAを含まなければならない。前提として用いる第二不完全性定理の証明では導出可能性条件を用い、導出可能性条件の証明では対象理論の帰納法を用いるからである。QQを含むがPAPAを含まない理論については、本記事ではT+¬Con⁡TT+\neg\operatorname{Con}_Tのモデルの存在を主張しない。

5 演習

問題 5.1.

  1. TTを無矛盾かつ計算可能に列挙することができるLAL_A理論とし、Q⊆TQ\subseteq Tとする。TTを含む構文論的に完全な無矛盾LAL_A理論で、互いに異なるものが2ℵ02^{\aleph_0}個存在することを示せ。
  2. 定理 3.1の仮定のもとで、T+¬RTT+\neg R_Tのどのモデルも標準モデルと同型でないことを示せ。
  3. 定理 4.1のN\mathcal Nについて、N⊨Prf⁡T(x,⌜0=S0⌝)\mathcal N\models\operatorname{Prf}_T(x,\ulcorner0=S0\urcorner)をxxにaaを割り当てて満たす要素aaが存在し、そのようなaaはどの標準自然数nnに対してもnˉN\bar n^{\mathcal N}と異なることを示せ。とくにN\mathcal Nは標準モデルと同型でない。
解答 (確認問題の解答).
  1. 0 と 1 からなる有限列ssに対して、TTを有限個の文で拡大した理論TsT_sをssの長さについての再帰で定める。T()=TT_{()}=Tとし、TsT_sが定まったとき、Ts0=Ts+RTsT_{s0}=T_s+R_{T_s}、Ts1=Ts+¬RTsT_{s1}=T_s+\neg R_{T_s}とする。ここでs0s0、s1s1はssの末尾に00、11を加えた列であり、RTsR_{T_s}は§E19.23 定義 4.1によりTsT_sから定まる Rosser 文である。TsT_sが無矛盾ならば、TsT_sはQQを含み、有限個の文を加えた公理集合は計算可能に列挙することができるので、§E19.23 定理 4.2 (2)によりTs⊬RTsT_s\nvdash R_{T_s}かつTs⊬¬RTsT_s\nvdash\neg R_{T_s}である。よってTsT_sとRTsR_{T_s}は定理 3.1の仮定をすべて満たし、Ts0T_{s0}とTs1T_{s1}はともに無矛盾である。長さについての帰納法により、すべてのTsT_sは無矛盾である。

    無限列b∈{0,1}ωb\in\{0,1\}^\omegaに対してUb=⋃n<ωTb∣nU_b=\bigcup_{n<\omega}T_{b|n}とおく。(Tb∣n)n<ω(T_{b|n})_{n<\omega}は増大列であり各項が無矛盾であるから、§E19.11 補題 1.1によりUbU_bは無矛盾である。§E19.11 定理 5.2によりUbU_bを含む極大無矛盾なLAL_A理論VbV_bを一つ取る。この取り出しは各bbについて選択公理を用いる。§E19.11 補題 5.3 (2)によりVbV_bは構文論的に完全であり、T⊆VbT\subseteq V_bである。

    b≠b′b\neq b'とし、b∣n=b′∣n=sb|n=b'|n=sかつb(n)=0b(n)=0、b′(n)=1b'(n)=1を満たすnnを取る。VbV_bはRTsR_{T_s}を含み、Vb′V_{b'}は¬RTs\neg R_{T_s}を含む。VbV_bは無矛盾であるから¬RTs∉Vb\neg R_{T_s}\notin V_bであり、Vb≠Vb′V_b\neq V_{b'}である。よってb↦Vbb\mapsto V_bは単射であり、TTを含む構文論的に完全な無矛盾理論は少なくとも2ℵ02^{\aleph_0}個存在する。一方、LAL_A文の集合は可算であるから、LAL_A理論の全体の濃度は2ℵ02^{\aleph_0}以下である。したがって、ちょうど2ℵ02^{\aleph_0}個存在する。

  2. まずRTR_Tが標準モデルで真であることを示す。T⊬RTT\nvdash R_Tであるから、§E19.23 定義 1.2の標準モデルでの正確性により、どの標準自然数ppについてもPrf⁡T(pˉ,⌜RT⌝)\operatorname{Prf}_T(\bar p,\ulcorner R_T\urcorner)は標準モデルで偽である。したがって§E19.23 式 (R)の右辺の全称文は、含意の前件がすべてのppで偽であるから標準モデルで真である。標準モデルはQQのモデルであるから、健全性によりRTR_Tは標準モデルで真である。

    M⊨T+¬RT\mathcal M\models T+\neg R_Tとし、M\mathcal Mが標準モデルと同型であると仮定する。§E19.8 系 2.4によりM\mathcal Mと標準モデルは同じ文を満たすので、M⊨RT\mathcal M\models R_Tとなり、M⊨¬RT\mathcal M\models\neg R_Tと両立しない。よってM\mathcal Mは標準モデルと同型でない。

  3. N⊨¬Con⁡T\mathcal N\models\neg\operatorname{Con}_Tであり、¬Con⁡T\neg\operatorname{Con}_Tは¬¬∃p Prf⁡T(p,⌜0=S0⌝)\neg\neg\exists p\,\operatorname{Prf}_T(p,\ulcorner0=S0\urcorner)であるから、N⊨∃p Prf⁡T(p,⌜0=S0⌝)\mathcal N\models\exists p\,\operatorname{Prf}_T(p,\ulcorner0=S0\urcorner)であり、条件を満たす要素aaが存在する。a=nˉNa=\bar n^{\mathcal N}を満たす標準自然数nnがあると仮定する。TTは無矛盾であるからProof⁡T(n,⌜0=S0⌝)\operatorname{Proof}_T(n,\ulcorner0=S0\urcorner)は成り立たず、§E19.21 命題 5.2 (3)によりQ⊢¬Prf⁡T(nˉ,⌜0=S0⌝)Q\vdash\neg\operatorname{Prf}_T(\bar n,\ulcorner0=S0\urcorner)である。Q⊆PA⊆TQ\subseteq PA\subseteq TであるからN⊨Q\mathcal N\models Qであり、健全性によりN⊨¬Prf⁡T(nˉ,⌜0=S0⌝)\mathcal N\models\neg\operatorname{Prf}_T(\bar n,\ulcorner0=S0\urcorner)である。一方、a=nˉNa=\bar n^{\mathcal N}であるからN⊨Prf⁡T(nˉ,⌜0=S0⌝)\mathcal N\models\operatorname{Prf}_T(\bar n,\ulcorner0=S0\urcorner)となり矛盾する。よってaaはどのnˉN\bar n^{\mathcal N}とも異なる。

    標準モデルからN\mathcal Nへの同型hhがあれば、hhは00とSSの解釈を保つので、各標準自然数nnについてh(n)=nˉNh(n)=\bar n^{\mathcal N}である。hhの全射性からa=h(n)=nˉNa=h(n)=\bar n^{\mathcal N}を満たすnnが存在し、前段に反する。よってN\mathcal Nは標準モデルと同型でない。メタ理論でのTTの無矛盾性とN⊨¬Con⁡T\mathcal N\models\neg\operatorname{Con}_Tは、¬Con⁡T\neg\operatorname{Con}_Tの証人が非標準要素であることによって両立する。

▨

参考文献

  1. Herbert B. Enderton, A Mathematical Introduction to Logic, 2nd ed., Academic Press, 2001.完全性定理と算術理論の不完全性を参考にした。
  2. Petr Hájek and Pavel Pudlák, Metamathematics of First-Order Arithmetic, Perspectives in Logic 3, Cambridge University Press, Cambridge, 2017, originally published 1993.算術理論の証明可能性述語、無矛盾性文、および不完全性定理の仮定を参考にした。

前提記事