Мы видим, что часть S , принадлежащая Р , состоит только из истинных S ( n ). Почему это так? Понятно, что если любое конкретное S ( n ) доказуемо, то оно должно быть верным (ведь наша формальная система была выбрана так, чтобы иметь «смысл»!), и поэтому часть S , лежащая в Р , должна состоять исключительно из справедливых утверждений S ( n ). Более того, ни одно верное утверждение S ( n ) не должно лежать вне Р , ибо, если Т n ( n ) останавливается, то мы можем отыскать доказательство этому в рамках нашей системы [82].
Теперь предположим, что дополнение Р рекурсивно нумеруемо. Тогда у нас был бы алгоритм для построения элементов этого дополнительного множества. И мы смогли бы запустить его и пометить каждое утверждение S ( n ), которое попадает в поле его действия. Это все будут ложные утверждения S ( n ), так что наша процедура, по сути, обеспечит нам рекурсивную нумерацию множества таких утверждений. Но выше мы установили, что это множество не нумеруемо таким образом. Это противоречие показывает, что дополнение Р все-таки не может быть рекурсивно пронумеровано; а Р , следовательно, не является рекурсивным, что и требовалось доказать.
Эти свойства с очевидностью демонстрируют, что наша формальная система не может быть полной: то есть всегда будут существовать утверждения, чью справедливость (или ложность) невозможно доказать в рамках системы. Ведь если предположить, что такие «неразрешимые» утверждения не существуют, то дополнение множества Р с необходимостью было бы множеством опровергаемых утверждений (все, что недоказуемо, обязано быть опровергаемо). Но мы уже знаем, что опровергаемые утверждения составляют рекурсивно нумеруемое множество, что делает Р рекурсивным. Однако, Р не рекурсивно — противоречие, которое доказывает требуемую неполноту. Это основное утверждение теоремы Геделя.
А как насчет подмножества T множества N , которое состоит из истинных утверждений нашей формальной системы? Рекурсивно ли T ? Или оно только рекурсивно нумеруемо? А его дополнение? Оказывается, что ответ на все эти вопросы — отрицательный. Один из способов установить это — воспользоваться сделанным ранее выводом о невозможности алгоритмически сгенерировать ложные утверждения вида « Т n ( n ) останавливается». Как следствие, ложные утверждения в целом не могут быть получены с помощью алгоритма, поскольку такой алгоритм, в частности, пронумеровал бы все вышеупомянутые ложные « Т n ( n ) останавливается»-утверждения. Аналогично, и множество всех истинных утверждений не может быть построено при помощи алгоритма (так как любой подобный алгоритм легко модифицируется для нахождения ложных утверждений путем отрицания каждого из генерируемых им утверждений).
82
''Доказательство могло бы, в действительности, состоять из последовательности шагов, которые отражали бы действие машины, продолжающееся до ее остановки. Доказательство завершалось бы, как только машина остановится.