En logique mathématique, le terme décidabilité recouvre deux concepts liés : la décidabilité logique et la décidabilité algorithmique.
L’indécidabilité est la négation de la décidabilité. Dans les deux cas, il s'agit de formaliser l'idée qu'on ne peut pas toujours conclure lorsque l'on se pose une question, même si celle-ci est sous forme logique.
Décidabilité, indécidabilité d'un énoncé dans un système logique
Une proposition (on dit aussi énoncé) est dite décidable dans une théorie axiomatique si on peut la démontrer ou démontrer sa négation dans le cadre de cette théorie. Un énoncé mathématique est donc indécidable dans une théorie s'il est impossible de le déduire, ou de déduire sa négation, à partir des axiomes de cette théorie. Pour distinguer cette notion d'indécidabilité de la notion d'indécidabilité algorithmique (voir ci-dessous), on dit aussi que l'énoncé est indépendant du système d'axiomes. C'est le cas notamment du célèbre postulat des parallèles d'Euclide, relativement à sa géométrieEuclide, Les Éléments, livre I, postulat 5., ou encore de l'hypothèse du continu relativement à la théorie des ensembles usuelle, selon laquelle il n'y a pas de cardinal entre celui de l'ensemble des entiers naturels et celui de l'ensemble des nombres réels, dont Paul Cohen a démontré, en 1963, qu'elle était indécidable.
En logique classique, d'après le théorème de complétude, une proposition est indécidable dans une théorie s'il existe des modèles de la théorie où la proposition est fausse et des modèles où elle est vraie. On utilise souvent des modèles pour montrer qu'un énoncé est indépendant d'un système d'axiomes (dans ce cadre, on préfère employer indépendant plutôt quindécidable). La propriété utilisée dans ce cas n'est pas le théorème de complétude mais sa réciproque, très immédiate, appelée théorème de correction. C'est d'ailleurs ainsi qu'apparut pour la première fois la notion de modèle, avec la construction au par Eugenio Beltrami de modèles de géométries non euclidiennes (qu'il appelait des représentations) ne vérifiant pas l'axiome des parallèles, et leur utilisation, en admettant le fait, assez intuitif, que la géométrie euclidienne est cohérente, pour démontrer que l'axiome des parallèles est indépendant des autres axiomes de la géométrie, ou encore indécidable dans le système formé des axiomes restants.
Une théorie mathématique pour laquelle tout énoncé est décidable est dite complète, sinon elle est dite incomplète. Beaucoup de théories mathématiques sont incomplètes, parce qu'il y a des énoncés, exprimables dans le langage de la théorie, qui ne sont pas déterminés par les axiomes (théorie des groupes, des anneaux…). Certaines théories, comme la théorie des corps algébriquement clos d'une caractéristique donnée, celle des corps réels clos., ou encore l'arithmétique de PresburgerAnnoncée en , exercice du chapitre 5., sont complètes. Le théorème d'incomplétude de Gödel nous garantit que toute théorie axiomatique cohérente, et suffisamment puissante pour représenter l'arithmétique de Peano (l'arithmétique usuelle), est incomplète, pourvu qu'elle soit axiomatisée de façon que l'on puisse décider, au sens algorithmique (voir ci-dessous), si un énoncé est ou non un axiome. Cette dernière hypothèse, qui semble un peu compliquée à énoncer, est très naturelle et vérifiée par les théories axiomatiques usuelles en mathématiques.
Décidabilité, indécidabilité algorithmique d'un problème de décision Définition Un problème de décision est dit décidable s'il existe un algorithme, une procédure mécanique qui se termine en un nombre fini d'étapes, qui le décide, c'est-à-dire qui réponde par oui ou par non à la question posée par le problème. S'il n'existe pas de tels algorithmes, le problème est dit indécidable. Par exemple, le problème de l'arrêt est indécidable. On peut formaliser la notion de fonction calculable par algorithme, ou par procédure mécanique, de diverses façons, par exemple en utilisant les machines de Turing. Toutes les méthodes utilisées se sont révélées équivalentes dès qu'elles étaient suffisamment générales, ce qui constitue un argument pour la thèse de Church : les fonctions calculables par une procédure mécanique sont bien celles qui sont calculées selon l'un de ces modèles de calcul. La thèse de Church est indispensable pour interpréter, de la façon attendue, une preuve d'indécidabilité.
Si aucun procédé mécanique ou algorithme ne peut répondre à la question, on peut parler d’indécidabilité algorithmique, pour distinguer cette notion de l’indécidabilité logique exposée dans le paragraphe précédent (ou parfois de décidabilité au sens de Turing pour la décidabilité algorithmique, et de décidabilité au sens de Gödel pour la décidabilité logique).
Contrairement à l'indécidabilité logique, qui porte sur la vérité ou la fausseté d'un seul énoncé (ou plus précisément sur l'impossibilité de le démontrer ou de démontrer sa négation dans un système axiomatique donné), l'indécidabilité algorithmique porte sur l'impossibilité de résoudre le problème dans le cas général, ce qui n'exclut pas la possibilité de le résoudre dans certains cas particuliers.
Ensembles décidables et indécidables Un sous-ensemble des entiers naturels est dit décidable, quand le problème de l'appartenance d'un entier quelconque à cet ensemble est décidable, indécidable sinon. On généralise directement aux n-uplets d'entiers. On dit aussi d'un ensemble décidable qu'il est récursif.
Le complémentaire d'un ensemble décidable est décidable. On montre en théorie de la calculabilité qu'un ensemble récursivement énumérable dont le complémentaire est récursivement énumérable est récursif (c'est-à-dire décidable).
On généralise ces notions aux langages formels, par des codages « à la Gödel » (c'est-à-dire qu'on associe un entier à chaque proposition du langage) ; il est possible aussi de les définir directement. Dans le cas des théories logiques closes par déduction, on parle alors de théorie décidable, ou de théorie indécidable. Une théorie T est dite décidable si l'ensemble des numéros de Gödel des théorèmes de T est un ensemble récursif, elle est dite indécidable sinon Cori et Lascar, Logique Mathématique, Tome 2, Chapitre 6 "Théorème de Gödel", paragraphe 3.8.
Ces notions ne doivent pas être confondues avec celles de théorie complète et théorie incomplète vues au paragraphe précédent, parce que (bien que cela présente peu d'intérêt pratique) on peut parfaitement prendre comme axiomes tous les énoncés vrais (au sens de "vrais dans un modèle donné"), et alors la théorie est complète alors qu'elle reste indécidable ; et parce que, inversement, une théorie très pauvre comme la théorie des groupes commutatifs possède de nombreux modèles et est donc incomplète, alors qu'on détermine facilement lesquelles de ses propositions sont des théorèmes, et donc qu'elle est décidable.
Exemples d'ensembles et de problèmes décidables Tous les sous-ensembles finis des entiers sont décidables (il suffit de tester l'égalité à chacun des entiers de l'ensemble). On peut construire un algorithme pour décider si un entier naturel est pair ou non (on fait la division par deux, si le reste est zéro, le nombre est pair, si le reste est un, il ne l'est pas), donc l'ensemble des entiers naturels pairs est décidable ; il en est de même de l'ensemble des nombres premiers.
Notons qu'un ensemble peut être théoriquement décidable sans qu'en pratique la décision puisse être faite, parce que celle-ci nécessiterait trop de temps (plus que l'âge de l'univers) ou trop de ressources (plus que le nombre d'atomes de l'univers). L'objet de la théorie de la complexité des algorithmes est d'étudier les problèmes de décision en prenant en compte ressources et temps de calcul.
La validité d'une proposition dans l'arithmétique de PresburgerL'arithmétique de Presburger est le système axiomatique des nombres entiers naturels qui inclut l'addition mais, exclut la multiplication. est décidable.
Exemples de problèmes indécidables L'indécidabilité du problème de l'arrêt a été démontrée par Alan Turing en 1936. Il n'existe pas d'algorithme qui permette de décider si, étant donné une machine de Turing quelconque et un mot d'entrée, le calcul de celle-ci s'arrête ou non. Du fait de la thèse de Church, ce résultat est très général. Depuis l'apparition de l'informatique, on peut l'interpréter ainsi : il n'existe pas de programme permettant de tester n'importe quel programme informatique d'un langage suffisamment puissant, tels tous ceux qui sont utilisés en pratique, afin de conclure dans tous les cas s'il s'arrêtera en un temps fini ou bouclera à jamais. Plus généralement le théorème de Rice énonce que toute question sur les programmes informatiques qui ne dépend que du résultat du calcul (qu'il se termine ou non, valeur calculée etc.) est indécidable ou triviale (ici, « trivial » s'entend par : la réponse est toujours la même (oui ou non) quel que soit le programme). La question de savoir si oui ou non un énoncé de la logique du premier ordre est universellement valide (démontrable dans toute théorie) dépend de la signature du langage choisie (les symboles d'opération ou de relation…). Ce problème, parfois appelé problème de la décision, est indécidable pour le langage de l'arithmétique, et plus généralement pour n'importe quel langage égalitaire du premier ordre qui contient au moins un symbole de relation binaire (comme < ou ∈). Pour un langage égalitaire du premier ordre ne contenant que des symboles de prédicat unaires (calcul des prédicats égalitaire monadique), il est décidable. La question de savoir si oui ou non une proposition énoncée dans le langage de l'arithmétique (il faut les deux opérations, + et ×) est vraie dans le modèle standard de l'arithmétique est indécidable (c'est une conséquence du premier théorème d'incomplétude de Gödel, ou du théorème de Tarski). La prouvabilité d'un énoncé à partir des axiomes de l'arithmétique de Peano est indécidable (voir problème de la décision). Gödel a montré que cet ensemble est strictement inclus dans le précédent. Comme l'axiomatique de Peano a une infinité d'axiomes, cela ne se déduit pas directement de l'indécidabilité du problème de la décision dans le langage, énoncée précédemment. Les deux résultats se déduisent d'un résultat général pour les théories arithmétiques qui satisfont certaines conditions. L'arithmétique de Peano vérifie ces conditions, mais aussi l'arithmétique Q de Robinson, qui a un nombre fini d'axiomes. La prouvabilité d'un énoncé à partir des axiomes d'une théorie des ensembles cohérente, et plus généralement de toute théorie cohérente qui permet d'exprimer « suffisamment » d'arithmétique formelle est indécidable (voir problème de la décision). La question de savoir si oui ou non une équation diophantienne quelconque possède une solution. La preuve de son indécidabilité est le théorème de Matiiassevitch (1970). La question de savoir si oui ou non deux termes du lambda-calcul sont β-équivalents, ou de façon similaire, l'identité de deux termes de la logique combinatoire. Son indécidabilité a été prouvée par Alonzo Church. Le problème de correspondance de Post est indécidable. Un grand nombre de propriétés liées à la présentation des groupes par générateurs et relations sont indécidables : c'est le contenu du théorème d'Adian-Rabin.
Théories décidables