Los teoremas de incompletitud de Gödel son dos célebres teoremas de lógica matemática demostrados por Kurt Gödel en 1931. Ambos están relacionados con la existencia de proposiciones indecidibles en ciertas teorías aritmétricas.
Los teoremas de incompletitud de Gödel establecen ciertas limitaciones sobre lo que es posible demostrar mediante un razonamiento matemático. Para hablar con precisión sobre qué «puede demostrarse» o no, se estudia un modelo matemático denominado teoría formal. Una teoría formal consta de una serie de signos y un conjunto de reglas para manipularlos y combinarlos. Mediante estas reglas se pueden distinguir ciertas colecciones de signos como fórmulas, y ciertas sucesiones de fórmulas como demostraciones. Los teoremas de una cierta teoría son entonces todas las fórmulas que puedan demostrarse a partir de una cierta colección inicial de fórmulas que se asuman como axiomas.
A una teoría formal se le pueden adjudicar ciertas propiedades en función de lo que sea capaz de demostrar.
- Una teoría consistente no contiene contradicciones, es decir, no es posible demostrar a la vez una fórmula y su contraria. Una teoría que no sea consistente no tiene utilidad: debido al principio de explosión, a partir de una contradicción pueden demostrarse todas sus fórmulas, y no sirve para modelizar razonamientos matemáticos.
- Una teoría completa «responde cualquier pregunta», en el sentido de que para cada una de sus fórmulas o bien es demostrable, o bien existe una demostración de su contraria (es refutable). Una teoría completa es óptima, y se corresponde con la intuición sobre la verdad lógica: al igual que toda sentencia debe ser verdadera o falsa, en una teoría completa toda fórmula es demostrable o refutable.
Sin embargo, el primer teorema de incompletitud establece que, bajo ciertas hipótesis, una teoría formal no puede tener ambas propiedades a la vez. La primera de ellas es que sea una teoría aritmétrica, es decir, que sus símbolos sirvan para describir los números naturales y sus operaciones y relaciones; y que sea capaz de demostrar algunas propiedades básicas sobre ellos. La segunda hipótesis es que sea una teoría recursiva, lo cual significa que las reglas para manipular sus signos y fórmulas en las demostraciones han de poder ejecutarse mediante un algoritmo: una serie precisa de pasos sin ambigüedad que pueda llevarse a cabo en un tiempo finito, e incluso implementarse mediante un programa informático.
Primer teorema de incompletitud de Gödel: Cualquier teoría aritmética recursiva que sea consistente es incompleta.
La demostración de este teorema pasa por construir una cierta fórmula, la «sentencia de Gödel» G, que no puede ser probada ni refutada en la teoría aritmética recursiva T: ni G ni ¬G (la negación de G) son teoremas de T. Se dice entonces que G y ¬G son indecidibles o independientes en T.
Para llegar a esta, Gödel desarrolló un método para codificar signos y fórmulas mediante números, llamado numeración de Gödel. Usando esta numeración, es posible traducir las propiedades de una teoría formal T, tales como «estos signos constituyen una fórmula» o «estas fórmulas no son una demostración en T», a propiedades aritméticas de dichos números. En particular, la sentencia de Gödel G es una fórmula aritmética cuyo significado es «no existe una demostración de G en la teoría T», o en otras palabras, «no soy demostrable en la teoría T».
La sentencia de Gödel G no es demostrable pero es cierta, pues afirma precisamente su propia indemostrabilidad.2 Esto significa que ninguna teoría aritmética en las condiciones del teorema es capaz de demostrar todos los enunciados verdaderos de la aritmética.
Además, aunque ¬G sea falsa (por afirmar lo contrario que G) no es refutable (puesto G es indemostrable). Esta sentencia puede tomarse como axioma si se desea y esto no produce una contradicción. La teoría resultante contiene muchos de los enunciados verdaderos sobre los números naturales y algunos falsos, empezando por ¬G. Los objetos descritos por una teoría así forman un modelo no estándar de la aritmética.
Tomando G (o su contraria) como axioma se obtiene una nueva teoría T’ en la que G (o su contraria) es demostrable automáticamente. Sin embargo esto no invalida el teorema, puesto que G afirma su indemostrabilidad relativa a la teoría T. La nueva teoría T’ es también incompleta: puede encontrarse una nueva sentencia independiente G’, que afirma «no soy demostrable en T’».
En definitiva, en una teoría formal que sea consistente y completa debe fallar alguna de las hipótesis: o bien no es recursiva y no hay un algoritmo para distinguir los axiomas del resto de fórmulas; o bien no son aritméticas, y no incluyen las propiedades básicas necesarias de los números naturales. Por ejemplo, en la demostración del teorema de completitud semántica se utilizan teorías consistentes y completas que no son recursivas. Por otro lado, la aritmética de Presburger es una colección de axiomas sobre los números naturales que omite varias de sus propiedades, a tal punto que una teoría basada en ellos puede ser consistente y completa.
Segundo teorema de incompletitud de Gödel: En toda teoría aritmética recursiva consistente T, la fórmula Consistente T no es un teorema.
El segundo teorema de incompletitud muestra otro ejemplo explícito de una fórmula que ninguna teoría aritmética puede demostrar, además de G. De nuevo, usando la numeración de Gödel, puede encontrarse una fórmula, denotada Consis T, cuyo significado es «no puede encontrarse una contradicción en T», o en otras palabras, «T es consistente».
La demostración del segundo teorema requiere traducir el primero a una fórmula. El primer teorema afirma, entre otras cosas, que si T es consistente, entonces G no es demostrable. La fórmula que afirma la consistencia de T es Consis T, mientras que la fórmula que afirma la indemostrabilidad de G es la propia G. La fórmula que traduce el primer teorema (una parte de él) es Consis T ⇒ G, donde «⇒» significa implicación. Gödel demostró que esta fórmula es un teorema, y que por lo tanto Consis T no es un teorema: si lo fuera, de las reglas básicas de T como teoría formal se deduciría que G es demostrable, en contradicción con el enunciado del primer teorema de incompletitud.
El segundo teorema de incompletitud limita las posibilidades de demostrar la consistencia de una teoría formal T, puesto que no puede hacerse utilizando únicamente la propia T. Además, si se encuentra una teoría más fuerte T’ en la que Consis T pueda demostrarse, la propia consistencia de T’ no podrá demostrarse en T’ ni tampoco en T. Por ello, el segundo teorema se considera una respuesta negativa al llamado programa de Hilbert, que proponía demostrar la corrección de los razonamientos matemáticos basados en objetos infinitos usando tan solo razonamientos basados en objetos finitos, menos potentes que los primeros.
Síntesis y consecuencias
Los teoremas de incompletitud de Gödel son uno de los grandes avances de la lógica matemática, y supusieron —según la mayoría de la comunidad matemática— una respuesta negativa al segundo problema de Hilbert. Los teoremas implican que los sistemas axiomáticos de primer orden tienen severas limitaciones para fundamentar las matemáticas, y supusieron un duro golpe para el llamado programa de Hilbert para la fundamentación de las matemáticas. Por otra parte, durante algún tiempo ni Hilbert ni otros de sus colaboradores fueron conscientes de la importancia del trabajo de Gödel para su programa.
