ある命題が、事前に認められた仮定(公理という)から、事前に認められた推論規則のみを用いて有限ステップで導くことができるとき、その命題は証明可能であるといい、公理から命題を導くためのステップの有限列を証明と呼ぶ。
より正確には次の通り。
Aを公理系とし、 (P_1,...,P_n)を命題の列とする。
任意のi≦nに対しP_iが次のaもしくはbを満たすとき、(P_1,...,P_n)をP_nの(公理系Aにおける)証明という: a) P_iは公理である。 b) P_iは、P_1,..., P_{i-1}から、許された推論規則によって導く事ができる。
ある(P_1,...,P_n)があって、(P_1,...,P_n)がP_nの証明であるとき、P_nは(公理系Aにおいて)証明可能である、もしくはP_nは定理であるという。
Aを公理系とする。 Aが性質1を満たすときAは健全であるといい、Aが性質2を満たすときAは完全であるという:
正しくない事が推論されてしまう公理系は無意味なので、記号論理学では原則として、健全性を満たす公理系のみをあつかう。
命題論理と述語論理が完全性を満たす事はクルト・ゲーデルによって証明された。 それに対し、自然数論を含む無矛盾な公理系は完全性を満たさない(ゲーデルの第一不完全性定理)。 すなわちこのような公理系では、正しいのに証明できない命題が存在する。
(注:「ゲーデルの第一不完全性定理」という言葉の最後にある「定理」という単語はいわゆるメタ定理の事であり、通常の意味での定理ではない。「ゲーデルの第一不完全性メタ定理」といったほうがより正確であろうが、慣習的に「ゲーデルの第一不完全性定理」という)。
ゲーデルの不完全性定理ははじめ、自然数論を含むω無矛盾な公理系に対してクルト・ゲーデルによって証明されたが、その後条件が緩和され、単に無矛盾であれば不完全性定理が成立する事が証明された。
なお、自然数論を含む無矛盾な公理系は自己の無矛盾性を証明できない(ゲーデルの第二不完全性定理)。
アラン・チューリングは、任意のチューリング機械の停止性問題を解く事ができるアルゴリズムは存在しない事を示したが、ゲーデルの不完全性定理はこの定理の一般化である。
Lを言語とし、Pを計算機とし、Vを多項式時間計算機とする。 対話(P,V)が次の性質a,bを満たすとき、(P,V)はLに関する所属の対話証明、あるいは単に証明といい、Pを証明者、Vを検証者という:
a) (Completeness) 任意のx∈Lに対し、(P,V)(x)は、xのビット長に関して1/2 + non negligibleな確率でacceptされる。
b) (Soundness) Lに属さない任意のx、および任意の計算機P^*に対し、(P^*,V)(x)は、xのビット長に関して1/2 + non negligibleな確率でrejectされる。
LがPSPACEに属する言語であればLに関する所属の対話証明が存在し、そしてその逆も言える事が知られている。
প্রমাণ | Beweis | Proof | Preuve | Dokaz | Dimostrazione | Dowód | Prova | Доказательство | Proof | Bevis