Teoremas de incompletitud de Gödel

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Kurt Gödel a los 19 años d'edá, cinco años antes de la demostración de los teoremas.

Los teoremas de incompletitud de Gödel son dos célebres teoremas de lóxica matemática demostraos por Kurt Gödel en 1931. Dambos tán rellacionaos cola esistencia de proposiciones indecidibles en ciertes teoríes aritmétiques.

El primera teorema de incompletitud afirma que, so ciertes condiciones, nenguna teoría matemática formal capaz de describir los númberos naturales y l'aritmética con abonda espresividá, ye al empar consistente y completa. Esto ye, si los axomes de dicha teoría nun se contradicen ente sigo, entós esisten enunciaos que nun pueden probase nin refutarse a partir d'ellos. En particular, la conclusión del teorema aplícase siempres que la teoría aritmética en cuestión sía recursiva, esto ye, una teoría na que'l procesu de deducción pueda llevase a cabu por aciu un algoritmu.

La prueba del teorema ye totalmente esplícita y nella constrúi una fórmula, denotada davezu G n'honor a Gödel, pa la que dada una demostración de la mesma, puede construyise una refutación, y viceversa. Sicasí, la interpretación natural de felicidá sentencia en términos de númberos naturales ye verdadera.[1]

El segundu teorema de incompletitud ye un casu particular del primeru: afirma qu'una de les sentencies indecidibles de dicha teoría ye aquella que «afirma» la consistencia de la mesma. Esto ye, que si'l sistema d'axomes en cuestión ye consistente, nun ye posible demostralo por aciu dichos axomes.

Los teoremas de incompletitud de Gödel son unu de les grandes meyores de la lóxica matemática, y supunxeron —según la mayoría de la comunidá matemática— una respuesta negativa al segundu problema de Hilbert.[1]

Contestu[editar | editar la fonte]

Los teoremas de incompletitud de Gödel establecen ciertes llimitaciones sobre lo que ye posible demostrar por aciu un razonamientu matemáticu. Pa falar con precisión sobre qué «puede demostrase» o non, estúdiase un modelu matemáticu denomináu teoría formal. Una teoría formal consta d'una serie de signos y un conxuntu de riegles pa manipolialos y combinalos. Por aciu estes riegles pueden estremase ciertes colecciones de signos como fórmules, y ciertes sucesiones de fórmules como demostraciones. Los teoremas d'una cierta teoría son entós toles fórmules que puedan demostrase a partir d'una cierta colección inicial de fórmules que s'asuman como axomes.

A una teoría formal pueden axudicáse-y ciertes propiedaes en función de lo que sía capaz de demostrar.

  • Una teoría consistente nun contién contradicciones, esto ye, nun ye posible demostrar al empar una fórmula y la so contraria. Una teoría que nun sía consistente nun tien utilidá: debíu al principiu d'esplosión, a partir d'una contradicción pueden demostrase toles sos fórmules, y nun sirve pa modelizar razonamientos matemáticos.
  • Una teoría completa «respuende cualquier entruga», nel sentíu de que pa caúna de les sos fórmules o bien ye demostrable, o bien esiste una demostración de la so contraria (ye refutable). Una teoría completa ye óptima, y correspuéndese cola intuición sobre la verdá lóxica: al igual que toa sentencia tien de ser verdadera o falsa, nuna teoría completa toa fórmula ye demostrable o refutable.

Sicasí, el primera teorema de incompletitud establez que, so ciertes hipótesis, una teoría formal nun puede tener dambes propiedaes al empar. La primera d'elles ye que sía una teoría aritmética, esto ye, que los sos símbolos sirvan pa describir los númberos naturales y les sos operaciones y relaciones; y que sía capaz de demostrar delles propiedaes básiques sobre ellos. La segunda hipótesis ye que sía una teoría recursiva, lo cual significa que les riegles pa manipoliar los sos signos y fórmules nes demostraciones han de poder executase por aciu un algoritmu: una serie precisa de pasos ensin ambigüedá que pueda llevase a cabu nun tiempu finito, ya inclusive implementase por aciu un programa informáticu.

Primer teorema[editar | editar la fonte]

L'enunciáu del primera teorema reza:

Primer teorema de incompletitud de Gödel

Cualquier teoría aritmética recursiva que sía consistente ye incompleta.

La demostración d'esti teorema pasa por construyir una cierta fórmula, la sentencia de Gödel» G, que nun puede ser probada nin refutada en T: nin G nin ¬G (la negación de G) son teoremas de T. Dizse entós que G y ¬G son indecidibles o independientes en T.

Pa llegar a esta, Gödel desenvolvió un métodu pa codificar signos y fórmules por aciu númberos, llamáu numberación de Gödel. Usando esta numberación, ye posible traducir les propiedaes d'una teoría formal T, tales como «estos signos constitúin una fórmula» o «estes fórmules nun son una demostración en T», a propiedaes aritmétiques de dichos númberos. En particular, la sentencia de Gödel G ye una fórmula aritmética que'l so significáu ye «nun esiste una demostración de G na teoría T», o n'otres palabres, «nun soi demostrable na teoría T».

Consecuencies[editar | editar la fonte]

La sentencia de Gödel G nun ye demostrable pero ye cierta, pos afirma precisamente la so propia indemostrabilidad.[2] Esto significa que nenguna teoría aritmética nes condiciones del teorema ye capaz de demostrar tolos enunciaos verdaderos de l'aritmética.[1]

Amás, anque ¬G sía falsa (por afirmar lo contrario que G) nun ye refutable (puestu G ye indemostrable). Esta sentencia puede tomase como axoma si deseyar y esto nun produz una contradicción. La teoría resultante contién munchos de los enunciaos verdaderos sobre los númberos naturales y dellos falsos, empezando por ¬G. Los oxetos descritos por una teoría asina formen un modelo non estándar de l'aritmética.[3]

Tomando G (o la so contraria) como axoma llógrase una nueva teoría T' na que G (o la so contraria) ye demostrable automáticamente. Sicasí esto nun invalida'l teorema, cuidao que G afirma'l so indemostrabilidad relativa a la teoría T. La nueva teoría T' ye tamién incompleta: puede atopase una nueva sentencia independiente G', qu'afirma «nun soi demostrable en T'».

A última hora, nuna teoría formal que sía consistente y completa tien de fallar dalguna de les hipótesis: o bien nun ye recursiva y nun hai un algoritmu pa estremar los axomes del restu de fórmules; o bien nun son aritmétiques, y nun inclúin les propiedaes básiques necesaries de los númberos naturales. Por casu, na demostración del teorema de completitud semántica utilícense teoríes consistentes y completes que nun son recursivas.[4] Per otru llau, la aritmética de Presburger ye una colección d'axomes sobre los númberos naturales qu'omite delles de les sos propiedaes, a tal puntu qu'una teoría basada nellos pue ser consistente y completa.[5]

Segundu teorema[editar | editar la fonte]

El segundu teorema de incompletitud amuesa otru exemplu esplícitu d'una fórmula que nenguna teoría aritmética puede demostrar, amás de G. De nuevu, usando la numberación de Gödel, puede atopase una fórmula, denotada Consis T, que'l so significáu ye «nun puede atopase una contradicción en T», o n'otres palabres, «T ye consistente».

Segundu teorema de incompletitud de Gödel

En toa teoría aritmética recursiva consistente T, la fórmula Consistente T nun ye un teorema.

La demostración del segundu teorema rique traducir el primeru a una fórmula. El primera teorema afirma, ente otres coses, que si T ye consistente, entós G nun ye demostrable. La fórmula qu'afirma la consistencia de T ye Consis T, ente que la fórmula qu'afirma la indemostrabilidad de G ye la mesma G. La fórmula que traduz el primera teorema (una parte d'él) ye Consis T G, onde «» significa implicación. Gödel demostró qu'esta fórmula ye un teorema,[6] y que polo tanto Consis T nun ye un teorema: si dir, de les riegles básiques de T como teoría formal deduciríase que G ye demostrable, en contradicción col enunciáu del primera teorema de incompletitud.

Consecuencies[editar | editar la fonte]

El segundu teorema de incompletitud llinda les posibilidaes de demostrar la consistencia d'una teoría formal T, cuidao que nun puede faese utilizando namái la mesma T. Amás, si atopa una teoría más fuerte T' na que Consis T pueda demostrase, la mesma consistencia de T' nun va poder demostrase en T' nin tampoco en T. Por ello, el segundu teorema considérase una respuesta negativa al llamáu programa de Hilbert, que proponía demostrar la corrección de los razonamientos matemáticos basaos n'oxetos infinitu usando tan solu razonamientos basaos n'oxetos finitos, menos potentes que los primeres.

Enunciaos indecidibles[editar | editar la fonte]

Artículu principal: Independencia lóxica

El primera teorema de inconmpletitud de Gödel demuestra la esistencia d'enunciaos indecidibles o independientes na aritmética de Peano, y tantu el primeru como'l segundu amuesen exemplos concretos d'enunciaos indecidibles. Dende entós atopáronse otros exemplos d'enunciaos independientes de los axomes de Peano, como por casu el teorema de Ramsey «fuerte». Esisten amás numberosos exemplos d'enunciaos independientes n'otres teoríes formales más fuertes que l'aritmética, como la hipótesis del continuu o'l axoma d'elección en teoría de conxuntos; o inclusive en teoríes non directamente rellacionaes cola aritmética, como nel casu de la xeometría euclídea y el postuláu de les paraleles.

Discutiniu ya implicaciones[editar | editar la fonte]

Les resultancies de incompletitud afecten a la filosofía de les matemátiques, particularmente a los puntos de vista tales como'l formalismu, qu'usa la lóxica formal pa definir los sos principios.

Puede parafrasiase el primera teorema diciendo "nunca podrá atopase un sistema axomáticu que sía capaz de demostrar toes les verdaes matemátiques y nenguna falsedá".

Per otra parte, dende una perspectiva puramente formalista esta paráfrasis considerar ensin significáu porque presupon que la verdá» y «falsedá» matemátiques tán bien definíes nun sentíu absolutu, en llugar de ser relatives a cada sistema formal.

La siguiente reformulación del segundu teorema ye inda más esmolecedor pa los fundamentos de les matemátiques:

Si puede demostrase qu'un sistema axomáticu ye consistente a partir de sigo mesmu, entós ye inconsistente.

Por tanto, pa establecer la consistencia d'un sistema precísase utilizar otru sistema , pero una prueba en nun ye totalmente convincente nun siendo que la consistencia de yá se probara ensin emplegar . La consistencia de los axomes de Peano pa los númberos naturales por casu puede demostrase na teoría de conxuntos, pero non na teoría de los númberos naturales por sigo sola. Esto apurre una respuesta negativa al problema número dos de la famosa llista de cuestiones abiertes importantes en matemátiques de David Hilbert (llamada problemes de Hilbert).

En principiu, los teoremas de Gödel inda dexen dalguna esperanza: podría ser posible producir un algoritmu xeneral que pa una afirmación dada determine si ye indecidible o non, dexando a los matemáticos evitar dafechu los problemes indecidibles. Sicasí, la respuesta negativa al Entscheidungsproblem demuestra que nun esiste tal algoritmu.

Ye de notar que los teoremas de Gödel namái son aplicables a sistemes axomáticos abondo fuertes. Esti términu significa que la teoría contién l'abonda aritmética pa llevar a cabu les instrucciones de codificación riquíes pola prueba del primera teorema de incompletud. Esencialmente, tou lo que s'esixe son dellos fechos básicos sobre la adición y la multiplicación tal que por casu formalícense na aritmética Q de Robinson.

Hai sistemes axomáticos inclusive más débiles que son consistentes y completos, por casu la aritmética de Presburger que demuestra toles afirmaciones de primer orde ciertes aplicando namái la suma.

El sistema axomáticu puede consistir nun númberu infinitu d'axomes (tal que fai l'aritmética de primer orde de Peano), pero pa poder aplicase'l teorema de Gödel tien d'haber un algoritmu efectivu que sía capaz a verificar la corrección de les pruebes. Por casu, el conxuntu de toles declaraciones de primer orde que son ciertes nel modelu estándar de los númberos naturales ye completu. El teorema de Gödel non puede aplicase porque nun hai nengún procedimientu efectivu que decide si una cierta declaración ye un axoma. Ello ye que qu'esto sía asina ye una consecuencia del primera teorema de incompletud de Gödel.

Otru exemplu d'una especificación d'una teoría na que'l primera teorema de Gödel nun ye aplicable puede construyise de la siguiente manera: ordenemos toles posibles declaraciones sobre los númberos naturales primeru pol so llargor y depués en orde lexicográficu; empecemos con un sistema axomáticu primeramente igual a los axomes de Peano, repasemos la llista de declaraciones una a una, y, si la declaración actual non puede demostrase nin refutar a partir del actual sistema d'axomes, entós añadámosla a la llista. Esto crea un sistema que ye completu, consistente y abondo potente, pero non recursivamente enumerable.

El mesmu Gödel namái demostró una versión de los teoremas enriba espuestos que ye técnicamente un pocu más débil; la primer demostración de les versiones descrites enriba foi dada por J. Barkley Rosser en 1936.

N'esencia, la prueba del primera teorema consiste en construyir una declaración dientro d'un sistema formal axomáticu al que se-y puede dar la siguiente interpretación meta matemática:

«Esta declaración non puede probase.»

Como tal, puede trate como una versión moderna de la paradoxa del mentirosu. Al contrariu de la declaración del mentirosu, nun se refier directamente a sigo mesmu; la interpretación de riba namái se puede "ver" dende fora del sistema formal.

Nun trabayu publicáu en 1957 en Journal of Symbolic Logic, Raymond Smullyan amosó que les resultancies de incompletitud de Gödel pueden llograse pa sistemes muncho más elementales que los consideraos por Gödel. Smullyan tamién reivindicó les pruebes más simples col mesmu algame, basaes nos trabayos de Alfred Tarski sobre'l conceutu de verdá nos sistemes formales. Más simples, pero non menos perturbadoras filosóficamente. Smullyan nun afiguró les sos reflexones sobre incompletitud namái n'obres técniques; tamién inspiraron célebres llibros de divulgación como ¿Cómo se llama esti llibru?

Si'l sistema axomáticu ye consistente, la prueba de Gödel amuesa que (y la so negación) non pueden demostrase nel sistema. Por tanto ye ciertu ( afirma nun ser demostrable y nun lo ye) y, sicasí, non puede probase formalmente nel sistema. Afítese qu'añedir a los axomes del sistema nun resolvería'l problema: habría otra sentencia de Gödel pa la teoría ampliada.

Roger Penrose afirma qu'esta (presunta) diferencia ente lo que puede probase mecánicamente y lo que los humanos pueden ver como ciertu amuesa que la intelixencia humana nun ye mecánica na so naturaleza. Tamién John R. Lucas ocupóse d'esta cuestión en Mentes, Máquines y Gödel.[7]

Esta perspectiva nun ta llargamente aceptada, porque tal que lo plantega Marvin Minsky, la intelixencia humana ye capaz d'errar y de entender declaraciones que son en realidá inconsistentes o falses. Sicasí, Minsky informó de que Kurt Gödel díxo-y a él en persona qu'él creía que los seres humanos tienen una forma intuitiva, non solamente computacional, de llegar a la verdá y por tantu'l so teorema nun llinda lo que puede aportar a sabíu como ciertu polos humanos.

Veanse Refutaciones a la interpretación de Penrose nos Enllaces n'Inglés de la sección Enllaces esternos y referencies

La posición de qu'el teorema amuesa que los humanos tienen una habilidá que transciende la lóxica formal tamién puede criticase de la siguiente manera: Nun sabemos si la sentencia ye cierta o non, porque nun sabemos (nin podemos saber) si'l sistema ye consistente. De cuenta que en realidá nun sabemos nenguna verdá que tea fuera del sistema. Tou lo que sabemos ye lo siguiente:

O ye indemostrable dientro del sistema, o'l sistema ye inconsistente.

Esta declaración ye fácilmente demostrable dientro del sistema.

Otra implicación ye que'l trabayu de Gödel motivó a Alan Turing (1912-1954) a estudiar qué funciones yeren susceptibles de poder ser calculaes y cuálos non. Pa ello sirvióse del so Máquina de Turing, una máquina de propósitu xeneral por aciu la que formalizó les funciones y procedimientos de cálculu. Demostrando qu'esistíen funciones que nun son posibles de calcular por aciu la Máquina de Turing. El paradigma d'esti conxuntu de funciones representar la función qu'establez "si dada una Máquina de Turing, ésta produz una resultancia o, otra manera, quédase calculando indefinidamente". Esta función, conocida col nome de Problema de parada (Halting Problem), va ser pieza fundamental pa demostrar la incomputabilidad de ciertes funciones.

Demostración de los teoremas[editar | editar la fonte]

La demostración de los teoremas de incompletitud basar en tres conceptos:

  1. La numberación de Gödel, que dexa traducir les teoríes formales a operaciones de aritmética pura.
  2. La potencia espresiva de les teoríes formales aritmétiques, que les sos espresiones recueyen diches operaciones.
  3. El lema diagonal, que dexa que les fórmules sían autorreferentes.

L'enunciáu orixinal por cuenta de Gödel, que la so demostración esbozar nesta sección, ye más débil que'l presentáu enriba, yá que en llugar de la consistencia de la teoría T esíxese una propiedá más fuerte, la ω-consistencia.

Una teoría aritmética ye ω-inconsistente si, pa dalgún de los sos teoremas formales de la forma x, φ(x), puede refutarse cualquier casu particular, esto ye, puede probase ¬φ([n]), pa cada numberal [n]. Una teoría que nun ye ω-inconsistente dizse ω-consistente.

(Los numberales [n] son los símbolos qu'utilice'l llinguaxe de la teoría pa especificar los númberos naturales concretos. Nel exemplu de l'aritmética de Peano na sección siguiente, los numberales son los símbolos daos por: [0] ≡ 0, [1] ≡ S0, [2] ≡ SS0, etc.) La consistencia implica la consistencia (pero non al aviesu). L'enunciáu fuerte», nel que namái se riquir la consistencia de la teoría foi probáu por J. B. Rosser por aciu un métodu bien similar.

Numberación de Gödel[editar | editar la fonte]

Artículu principal: Numberación de Gödel

La numberación de Gödel ye una ferramienta que dexa rellacionar les teoríes formales cola aritmética. El llinguaxe d'una teoría formal de primer orde ta compuestu por una cantidá —a lo sumo— numerable de signos, como por casu:

, , ¬ , |, =, x , y , z , ... , 0 , + , × , S

nel casu del llinguaxe de la aritmética de Peano, onde amás de los símbolos lóxicos y les variables, apaecen dellos símbolos adicionales pa la arimética (onde S ye'l símbolu pa denotar «el númberu siguiente a»). Tamién el conxuntu de toles cadenes (sucesiones finitas de signos) ye numerable, según el conxuntu de les sucesiones finitas de cadenes.

Una numberación de Gödel ye una asignación d'un únicu númberu natural pa cada elementu de cada unu d'estos trés conxuntos: signos, cadenes de signos y sucesiones de cadenes.

Plantía:Demostración

Cuidao que la manipulación d'estos signos, cadenes y sucesiones puede traducise en manipulación d'unos ciertos númberos, tantu la sintaxis qu'estrema les cadenes de signos «con sentíu» —les fórmules− como'l cálculu deductivu qu'estrema les sucesiones de cadenes «que demuestren daqué» —les demostraciones— vense traducíes a operaciones aritmétiques. Esto ye, esisten una serie de relaciones y funciones aritmétiques que se correspuenden coles riegles sintáctiques y del cálculu deductivu, como por casu:

Sig x : x ye (el númberu de Gödel de) un signu :Cad

x : x ye (el númberu de Gödel de) una cadena (de signos)

(Omítese «el númberu de Gödel de» d'equí p'arriba)
Suc x : x ye una sucesión (de cadenes)
Form x : la cadena x ye una fórmula :Ax

x : la fórmula x ye un axoma :Cons(x, y, z): «x ye una fórmula consecuencia inmediata de les fórmules y y z»

Dem(x, y): «la sucesión x ye una demostración de la fórmula y»

La forma precisa d'estes funciones y relaciones ye aballadora y depende del criteriu que s'escoyera pa efectuar la numberación de Gödel. En particular la relación Ax x hai de construyise teniendo en cuenta un ciertu conxuntu d'axomes concretu, depués la relación Dem fai referencia a una teoría concreta que nun s'especificó.

Plantía:Demostración.


Expresabilidad. Recursividad[editar | editar la fonte]

Artículu principal: Función recursiva

Por aciu la numberación de Gödel, ye posible «traducir» los signos y riegles d'una teoría formal T en númberos y operaciones aritmétiques. Ye posible dir más allá, yá que T ye una teoría aritmética y puédense «recodificar» les mentaes operaciones por aciu el llinguaxe formal de T, al igual que puede faese con otres funciones y relaciones aritmétiques como por casu:

La función «multiplicar por 2» ta representada pola fórmula: y = [2] × x
La relación d'orde xy, puede espresase por aciu: z, z + x = y
La relación «x y y son primos ente sigo» puede espresase como: z, z ≠ [1] w, x = z × w ¬o, y = z × o.

Caúna d'estes relaciones ye espresada pola so fórmula correspondiente, nel sentíu de que si dos númberos tán rellacionaos, puede demostrase la espresión formal correspondiente; y cuando nun lo tán, puede refutarse.[8] Por casu:

Pa cada enteru n, tiense que si n ye par puede probase la espresión formal x, [n] = [2] × x; y si ye impar, puede refutarse dicha fórmula.
Pa cada par d'enteros m y n, si tiense mn puede demostrase la fórmula z, z + [m] = [n]; cuando m > n, puede refutarse dicha espresión.

Que les relaciones presentaes na sección anterior —como Dem— sían expresables, implica qu'una teoría formal aritmética ye lo suficientemente potente como pa «falar» de les característiques d'una teoría formal arbitraria ysobremanera, de sigo mesma.

Probar que toes estes relaciones y funciones son expresables ye senciellu si son recursivas, esto ye, si pueden calculase o verificase por aciu un algoritmu, yá que puede demostrase que toa relación recursiva ye expresable nuna teoría aritmética. Les teoríes formales pa les qu'esto ye posible —asignar los númberos de Gödel de manera qu'estremar los signos, cadenes, sucesiones, fórmules, consecuencies y axomes, puede llevase a cabu con un algoritmu— son les llamaes teoríes recursivas, y pollo esta característica asumir como hipótesis nos teoremas de incompletitud.

Diagonalización[editar | editar la fonte]

Pa construyir la sentencia autorreferente G hai d'escurrise una manera por que una fórmula fale de les propiedaes del so númberu de Gödel correspondiente. Esto hai de faese de manera indirecta, yá que dada una fórmula φ con númberu de Gödel n, otra fórmula que «fale» de φ por aciu el numberal [n] polo xeneral va tener un númberu de Gödel mayor que n, y por tantu nun puede ser la mesma φ. Esto consíguese por aciu el llamáu lema diagonal.

Nuna teoría aritmética recursiva, dada una fórmula φ(x) esiste una sentencia ψ con númberu de Gödel n tal que puede demostrase ψ φ([n]).

A última hora, dada una propiedá cualesquier φ(x) esiste una sentencia ψ qu'afirma «el mio númberu de Gödel cumple la propiedá φ».

Demostración del primera teorema[editar | editar la fonte]

Sía una teoría formal aritmética y recursiva T ω-consistente. Sía la fórmula ¬z, DEM(z, x), onde DEM ye la fórmula qu'espresa la relación numbérica Dem —relativa a la teoría formal T—. Pol lema de diagonalización esiste una sentencia G con númberu de Gödel g, pa la que se demuestra G ¬z, DEM(z, [g]), esto ye, qu'afirma «nengún númberu codifica una demostración (en T) de la fórmula representada por g», o otra manera, «nun soi demostrable (en T)». La negación d'esta sentencia, ¬G, ye equivalente a z, DEM(z, [g]), o «la mio negación ye demostrable (en T)».

Supóngase entós que G puede demostrase. Entós esiste un númberu n que cumple Dem(n, g), y en T puede probase entós DEM([n], [g]), lo cual implica formalmente ¬G; y esto ye imposible si T ye consistente. Por tantu nun esiste una demostración de G, y cumplir ¬Dem(n, g) pa tolos númberos n, lo cual resulta nun númberu infinitu de teoremas formales ¬DEM([n], [g]) pa cada numberal [n]. Como T ye ω-consistente, nun puede asoceder entós que x, DEM(x, [g]) sía un teorema, polo que ¬G ye indemostrable, y T ye indecidible.

Demostración del segundu teorema[editar | editar la fonte]

La demostración del segundu teorema de incompletitud rique d'un fechu técnicu que Gödel originalmente nun probó. Sía una teoría T nes condiciones anteriores y sía la fórmula Consis T ≡ ¬z, DEM(z, [k]), onde k ye'l númberu de Gödel de la sentencia 0 = 1. Consis T afirma que la teoría T ye consistente (pos dexa daqué ensin demostrar). La versión formal (de la primer parte) del primera teorema de incompletitud puede espresase como Consis T ¬y, DEM(y, [g]) y esto ye equivalente precisamente a Consis T G. De cuenta que, de poder probar formalmente esta sentencia, Consis T sería indemostrable cuidao que se tendría entós una demostración de G, en contradicción col primera teorema.

El fechu técnicu que se precisa ye precisamente una prueba de que la demostración del primera teorema de incompletitud puede «traducise» nuna demostración formal de la sentencia Consis T ¬y, DEM(y, [g]). Esto ye posible en toa teoría aritmética recursiva, yá que verifiquen unes ciertes condiciones de demostrabilidad.

Ver tamién[editar | editar la fonte]

Referencies[editar | editar la fonte]

  1. 1,0 1,1 1,2 Vease la parte dedicada a Gödel na introducción de Hofstadter 1989.
  2. Esto namái ye ciertu na interpretación natural en que les variables de la teoría interprétense como los númberos naturales.
  3. Vease Hofstadter 1989, §XIV pa una esposición de nivel entemediu sobre l'aritmética non estándar.
  4. Vease Boolos 2007, §17.2.
  5. Vease Boolos 2007, §24.
  6. En realidá, la prueba orixinal de Gödel omite ciertos detalles técnicos.[ensin referencies]
  7. Lucas, John R.. «Minds, Machines and Gödel» (inglés). Consultáu'l 15 de setiembre de 2011.
  8. De manera rigorosa, dizse qu'una relación R(n1, ..., nk) ye expresable nuna teoría formal aritmética si esiste una fórmula φ(x1,..., xk) de forma que si la relación R(n1, ..., nk) cumplir pa unos ciertos númberos n1, ..., nk entós puede demostrase la fórmula φ([n1],..., [nk]); y si la relación nun se cumple, entós dicha fórmula puede refutarse. Vease Ivorra, §6.3 o Boolos, Burgess & Jeffrey 2007, §16 (onde se denomina definability).

Bibliografía[editar | editar la fonte]

Traducíu al castellán en:

Enllaces esternos[editar | editar la fonte]



Teoremas de incompletitud de Gödel