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Git 設計
Gitの設計はBitKeeperとMonotoneが元になっている。元々のGitはローレベルなエンジンとして設計されていたが、これは、他の開発者がCogitoやStGITのようなフロントエンドを容易に開発できるようにすることを目的としていた。現在では、Gitのコア自体もユーザから直接利用できるようになっている。
Gitの設計には、リーナスが大規模プロジェクトのメンテナンスを行った経験や、ファイルシステムのパフォーマンスに関する深い知識、また実用性のあるシステムを短期間に作成しなければならないという差し迫った必要性（BitKeeperを参照）が反映されている。これらの影響は、以下のような形で実装に現れている。
分散開発。他の分散型バージョン管理システム（Mercurial、BitKeeper、Darcs、Bazaar、SVK、Monotone）と同様に、Gitでも各々の開発者がリポジトリの完全なコピーをローカルに保持しており、各開発者の行った変更は他のリポジトリにコピーされる。これらの変更は新しい開発用ブランチとしてインポートされる。また、ローカルな開発用ブランチへのマージも可能である。
Git 設計
Gitの特徴の一つとして、ディレクトリツリーに対するスナップショットを作成する点が挙げられる。初期のバージョン管理システム（SCCSやRCS）では、個々のファイルを処理の対象としており、直近のバージョンに対して差分符号化を行うことでリポジトリのサイズを縮小することに機能の重点が置かれていた。以降のバージョン管理システムでも、この「プロジェクト内の複数バージョンにまたがって一つのファイルを追跡できる」という概念が継承されていた。
一方、Gitではこのコンセプトを使用していない。その結果として、Gitはソースコードツリー中のファイルのリビジョン間の関係性を記録しなくなっている。これにより、Gitは以下のような特徴をもつようになっている。
プロジェクト全体の変更履歴を調べるよりも、一つのファイルの変更履歴を調べる方が時間がかかる。特定のファイルの変更履歴を取得する場合、Gitはツリーの履歴全体を走査し、各リビジョンでそのファイルに変更があったかどうか調査する必要がある。ただしこの処理手順では、一つのファイルに対しても、任意のファイルの集合に対しても、ほぼ同じ時間で履歴の調査が行える。よく行われる処理としては、例えば「ソースツリー中のあるサブディレクトリと、それに関係するヘッダファイルの調査を行う」といったものがある。
Git 設計
ファイル名の変更を明示的に扱わない。CVSに対してよく挙げられる不満として、ファイルのリネームや移動を行うと変更履歴が途切れてしまう問題がある。これは、変更履歴の識別にファイル名を使用しているためである。CVS以降に開発されたバージョン管理システムの多くでは、管理対象のファイルに対してファイル名より寿命の長い、内部的な名前（inode番号のようなもの）を付与することでこの問題を解決している。一方、Gitではそのような内部名を使用しておらず、その点が長所であるとしている。プログラムのソースコードに対しては、リネームの他にも分割やマージといった処理が行われる。これらの処理を単純にファイルのリネームとして十把一絡げに扱うと、実際にソースコードツリーに対して行われた処理が何であるか不明瞭なまま履歴に記録されてしまう。Gitでは、リネームの検出をスナップショット作成時ではなく履歴のブラウズの際に行うことでこの問題を解決している。（単純に考えれば、リビジョンN中のあるファイルに対して、リビジョンN-1中に同じ名前のファイルがあれば、それが元ファイルと考えられる。しかし、リビジョンN-1中に似たような名前のファイルがない場合もある。この場合Gitは、リビジョンN-1のみに存在し、かつ似たような内容のファイルを検索する。）しかし、この処理は履歴の表示を行う度にCPUに負荷のかかる処理が必要となる。そのため、使用するヒューリスティックを選択するオプションが提供されている。
Git 設計
リポジトリの保存方法については批判もある。
Gitは新しく作成されたオブジェクトを個別のファイルの形で保存する。各ファイルは圧縮されて保存されるが、そうであったとしてもこの方法は記録領域を大量に必要とするため非効率的である。Gitはこの問題を“pack”を使用することで解決している。複数のオブジェクトは一つのファイル（またはネットワークバイトストリーム）の形にパックされ、各pack間で差分圧縮が行われる。packの差分圧縮にはヒューリスティックが用いられる。例えば、同じ名前のファイルは似た内容である可能性が高いものとして処理される。ただし、リポジトリの正確性を保つため、ヒューリスティックに完全に依存することはない。現在のGitでも新しく作成されたオブジェクト（新しく加えられた履歴）はまず単一のファイルとして保存されるため、空間効率を高く保つためには定期的な再パックが要求される。Gitはこの定期的な再パックを自動的に行うが、git gcコマンドを使用することで手動で再パックを行うこともできる。
Git 設計
Gitは以下のマージアルゴリズムを実装している。アルゴリズムはマージ時に選択することができる。
resolve
従来通りの3-wayマージアルゴリズムを使用する。
recursive
3-wayマージの変種を使用する。ブランチのmergeやpullを行う場合のデフォルトである。3-wayマージにおいて共通の祖先が複数ある場合、共通の祖先からのmerge treeを作成し、それをreference treeとして3-wayマージを行う。Linuxカーネル2.6の開発で行われたマージコミットの履歴から、このアルゴリズムを使用するとマージの衝突が少なく、マージ漏れもなかったことが報告されている。さらに、リネームを伴うマージに対しても検出および処理が可能である。
octopus
3つ以上のheadからのマージを行う場合のデフォルトである。
Git 歴史
リーナス・トーバルズによれば、
英語のスラングとして、Gitには「バカ」「間抜け」といった類の意味がある。この自虐ネタはもちろん皮肉で、これはリーナスがLinuxの名前を決める際に自身の名前にちなんだ名前を付けるよう強要されたことから来ている。(Linux#名前の由来を参照)
Gitのオフィシャルサイトのウィキでは、“Git”という名前に対して他にもいくつかの解釈がなされている。例としてはGlobal Information Trackerなどが挙げられる。
Gitの開発は、Linuxカーネルの開発者の多くがBitKeeperのシステムに対するアクセスを禁止されたことに端を発している（BitKeeper#価格変更を参照）。これは、アンドリュー・トリジェル (Andrew Tridgell) がプロプラエタリなソフトウェアであるBitKeeperのプロトコルをリバースエンジニアリングしたことに対し、BitKeeperの著作者であるラリー・マクボイがこれをライセンス違反であるとして、BitKeeperの無料提供を止めたためである。Linux.conf.au 2005のキーノートにおいて、トリジェルはこのリバースエンジニアリングの手順について説明を行ったが、内容はBitKeeperのサーバの適切なポートにtelnetでアクセスし“help”とタイプするだけという単純なものだった。
Git 歴史
リーナスはBitKeeperと同じように使える分散型バージョン管理システムを探していたが、無料のシステムで彼の要求（特に速度面での要求）に適合するものは見つからなかった。リーナスが書いたメールによると、2005年4月7日頃に最初のプロトタイプを作成していたようである。
リーナスは以下のような原則に基づいて設計を行っている。
Git 歴史
CVSを「悪い見本」とする。設計上のことで確信が持てない場合は、CVSと逆の決断をする。リーナスは冗談めかして以下のように語っている。
“カーネルメンテナンスの最初の10年間、僕らは文字通りtarボールとパッチを使っていた。CVSよりもずっと優れたソース管理システムさ。僕は営利企業（トランスメタ）でCVSを7年間使わされたことで、CVSを強烈に憎むようになった。CVSを強烈に憎んでいると言う時には、このことも言っておかなくちゃいけないね。観衆の中にSVN (Subversion) のユーザがいるなら、この場から去ったほうがいいかもしれない。僕がCVSを強烈に嫌悪しているということは、僕がSubversionが史上最大の無意味なプロジェクトであると思っていることも意味しているんだ。Subversionのしばらくのスローガンは‘ちゃんとCVSをやる’とかそんなものだったよね。そんなスローガンから始めたら、どこにも辿りつけないよ。CVSをちゃんとやるなんて不可能なのさ。”
Git 歴史
分散型の、BitKeeperのようなワークフローをサポートする。
“BitKeeperだけが、「まあ使ってもいいかな」と最初に思わせてくれたSCMだというわけではないけれど、BitkeeperはSCMというものの存在意義と、実際にどう使うことができるのかを教えてくれた。だから、Gitは技術的な観点とかいろんなところでBitkeeperとは随分違うものになっているけど（それはもう一つの設計目標でもある。Bitkeeperのクローンではないことをはっきりさせたかったから）、Gitのワークフローの多くは、Bitkeeperが教えてくれたフローから直接きたものになっているんだ。”
最初の3つの条件によって、既存のバージョン管理システムはMonotoneを除き全て選に漏れてしまい、4つ目の条件で該当するものがなくなってしまった。そのため、Linuxカーネル2.6.12-rc2のリリース直後に、リーナスは自分で開発を始めた。
Gitの開発は2005年4月3日に開始された。プロジェクトとしてのアナウンスは4月6日に行われ、4月7日にはセルフホスティングされるようになった。4月18日には複数のブランチからのマージが最初に行われた。4月29日にはリーナスの目標としていた処理速度が実現された。Linuxのカーネルツリーにパッチを当てるベンチマークで、初期のGitでは毎秒6.7個のパッチを処理している。6月6日には、GitによるLinuxカーネル2.6.12のリリースが行われた。
BitKeeperからの影響で、リーナスは従来と同じようなアプローチを意図的に避けており、結果としてGitは非常にユニークな設計になっている。技術に長けたユーザがGitを利用できるようになるレベルまではリーナスが開発を行っており、その後、2005年6月26日にはプロジェクトへの主要な貢献者であった濱野純 (Junio C Hamano) にメンテナンスが引き継がれた。濱野は2005年12月21日にバージョン1.0のリリースを行い、2021年5月現在も彼がメンテナンスを行っている。
Git ブランチモデル
ソフトウェア開発におけるGitブランチの作成・更新モデルをブランチモデルと呼ぶ。
GitHub flowはブランチモデルの一種である。GitHub flowの方針は「masterブランチは常にデプロイ可能」である。コードの変更を行う際にはトピックを名称とするブランチをmasterからforkする。マージ時を含め他者からの意見募集・レビューを行う際にはpull request（merge request）を用いる。pull request時に自動化テスト（c.f. 継続的インテグレーション）をおこなうことでmergeの安全性を確保し、masterが常に正常 = デプロイ可能に保たれる。GitHub flowが有効な分野は継続的デリバリー・継続的デプロイメントが有効な分野、例えばWebサービスが挙げられる。
Git ブランチモデル
2011年の提唱時と比較して、GitHub社ではモデルの一部を変更している。オリジナルのGitHub flowでは更新がmasterへマージされ、そこからデプロイされる。GitHub社ではレビュー後（CI後）のtopic branchが最終テストとしてプロダクション環境へデプロイされる。そこで問題がないと確認されたのちにmasterへmergeされている。このモデル変更により、CIで判明しなかったバグが発生した場合にmasterのrevert commitではなくmasterの再デプロイで対応できる。
Git マージ
Gitはブランチのマージ（merge）に対応している。
マージが行われるとマージコミット（英: merge commit）が生成される。コンフリクトが発生しない場合、git mergeがマージコミットを自動生成する。コンフリクトが発生した場合、まず安全な範囲がマージされインデックスとワーキングツリーが更新される。自動マージできないコンフリクト部は、ワーキングツリーに特定の記法で両方の変更が併記された状態になる。ユーザーによるコンフリクト修正後git addをおこない、git commitあるいはgit merge --continueをおこなってはじめてマージコミットが生成される。
マージコミットの実体は2つ以上のparent属性を持つただのコミットオブジェクトである（特別なGitオブジェクトではない）。通常のコミットオブジェクトと同様に変更後ファイルセットがtreeに記録され、更新の元となっている（複数の）コミットがparentに設定されているだけである。
Git マージ
マージコミットは複数のブランチをそれらの上流へ統合する唯一の手段ではない。マージコミット以外の手法としては、ブランチ全体ないしはその連続した一部分を構成する一連のコミットについて、更新された上流のコミットを含む任意のコミットを起点としてそれらを適用し直す機能をサポートしている。この機能はリベース（英: rebase）と呼ばれている。マージコミットとの違いとして、どのコミットも更新元のコミットを1つだけ持たせることにより、ツリー中のコミットをリニアに保つことができる。また、リベースの副次的な機能として、リベース対象となるコミットのうち、任意の連続したコミットを単一のコミットにまとめることもできる。リベース中にコンフリクトが発生した場合、Gitはリベース処理を中断し、ユーザにコンフリクトを手動で解決させる。リベース対象のコミットはリベース後も残るので、コンフリクトに不安があるのであればリベース対象の一連のコミットに対してリベース専用のブランチを作成し、それをリベースすれば良い。リベースに成功した場合は元のブランチを削除した上でリベース専用のブランチを元の名前に改名することにより、ブランチを直接リベースした場合と同じ結果が得られる。リベースに失敗した場合はリベース専用のブランチを削除するだけでリベース前の状態に戻すことができる。
Gitはどちらの手法もサポートしており、どちらを採用するかはGitを利用するプロジェクト、あるいはプロジェクトが許すならば、個々の開発者が任意に選ぶことができる。
Git 実装にかかる議論
Gitはソースコードの管理や流通を目的としたソフトウェアであるがゆえに、そのコーディングガイドラインにあってはメインストリームではないものも含めて幅広いプラットフォームをサポートし、特定のプラットフォームへの依存を防ぐことを目標としている。具体的な実践例として、ある新規の実装や変更について、それがPOSIXを含め単純に既存の規格上サポートされているという理由だけでGitをそれに依存させることを拒否する、バージョン2.35.0以降におけるC言語の規格はC99に準拠し、特定のコンパイラに依存するものを含め、これを逸脱するC言語の機能には依存しないなどがある。
2025年9月4日、Patrick SteinhardtがGitのコア実装にRustを導入するパッチをGitのメーリングリストに投稿し、併せてバージョン3.0にてGitのビルドにRustを必須とすることを公表した。この投稿に対し、現状でGitはサポートしているがRustがサポートしていないアーキテクチャやOSが少なくないことが指摘され、議論となっている。
一階述語論理
一階述語論理（いっかいじゅつごろんり、英: first-order predicate logic）とは、個体の量化のみを許す述語論理 (predicate logic) である。述語論理とは、数理論理学における論理の数学的モデルの一つであり、命題論理を拡張したものである。個体の量化に加えて述語や関数の量化を許す述語論理を二階述語論理（英: second-order predicate logic）と呼び、さらなる一般化を加えた述語論理を高階述語論理（英: higher-order predicate logic）という。本項では主に一階述語論理について解説する。二階述語論理や高階述語論理についての詳細はそれぞれの記事を参照。
一階述語論理 概要
命題論理では文を構成する最も基本的な命題（原子命題）は命題記号と呼ぶ一つの記号によって表していた。それに対し、一階述語論理においては、最も基本的な命題は原子論理式と呼ぶ記号列によって表す。原子論理式とは述語記号(  )と呼ぶ記号と、項(  ) と呼ぶものの列、からなる  という形の記号列であり、これは個体の間の関係を表すものである。
命題論理にない一階述語論理のもう一つの特徴は量化 (quantification) である。例えば、定言的命題論理の範囲において、次のような推論の妥当性を扱うことはできない：
すべての人間は死ぬ。
ソクラテスは人間である。
したがってソクラテスは死ぬ。
一階述語論理では、このような「すべての…について」という表現や、また「ある…について」といった表現を扱えるように、全称量化記号 (universal quantifier) と呼ぶ記号 ; と存在量化記号 (existential quantifier) と呼ぶ記号 ; を新たに導入する。これらを用いると「すべての  について ; である」という命題は ; 、「ある  に対して ; である」は  ; と表される。これらの記号を用いると上の三つの文はそれぞれ、例えば、
一階述語論理 概要
のように記号化することができる。ここで、 と  はそれぞれ「  は人間である」「 は死ぬ」を表し、 はソクラテスを表すことを意図している。上の日本語による定言命題推論の妥当性は不決定的だが、仮言命題推論化されるならば、一階述語論理において   が
の論理的帰結 (logical consequence) であるという事実に反映される。一般に、論理式 ; が論理式の可算集合 ; の論理的帰結であるとは、; の論理式のすべてをみたす解釈は必ず ; もみたすこととして定義され、これは、あるいくつかの前提からある結論が論理的に導かれるという概念の数学的な定式化である。
命題論理においては、論理式の解釈は各命題記号に対する真理値 0 , 1 の割り当てが与えられた。これに対して、一階述語論理の論理式の解釈は構造 (structure) と呼ばれ、これは領域 (universe, domain) と呼ぶ空でない集合と、それぞれの非論理記号（述語記号・関数記号・定数記号）の "意味" の割り当てからなる。領域とは「すべての  について」といったときの  が動きうる値の範囲である。一階述語論理の論理式は構造を一つ与えることによって真偽が決定される。
一階述語論理 概要
二階述語論理（およびそれ以上の高階述語論理）では、述語および関数に対する量化を導入する。
一階述語論理は、数学のほぼ全領域を形式化するのに十分な表現力を持っている。実際、現代の標準的な集合論の公理系 ZFC は一階述語論理を用いて形式化されており、数学の大部分はそのように形式化された ZFC の中で行うことができる。すなわち、数学の命題は一階述語論理の論理式によって記述することができ、そのように論理式で記述された数学の定理には ZFC の公理からの形式的証明 (formal proof) が存在する。このことが一階述語論理が重要視される理由の一つである。この他にペアノ算術のように単独で形式化する理論もある。
一階述語論理 一階の言語
一階述語論理の言語（一階の言語）は次のものからなる：
論理記号 (logical symbol)
変数（あるいは個体変数）と呼ぶ記号の集合： 
結合記号： ,  , , , 
量化記号： , 
括弧：  ,  ,  ,  ,  , 
等号：  （含まなくてもよい。）
非論理記号 (nonlogical symbol)
述語記号と呼ぶ記号の集合（有限集合でも無限集合でもよい）。各述語記号にはアリティ（arity）と呼ぶ引数の個数に相当する正の整数が一つ対応しているものとする。
関数記号と呼ぶ記号の集合（有限集合でも無限集合でもよい）。各関数記号もアリティを持っているものとする。
定数記号と呼ぶ記号の集合（有限集合でも無限集合でもよい）。
一階の言語は、それが等号を持つかどうか、非論理記号に何を持っているかを決めることによって定まる。例えば集合論においては、等号を持ち、非論理記号としてはアリティ  の述語記号 ; だけをもつ一階の言語（集合論の言語）が使われる。以下に一階の言語について、いくつかの注意を述べる。
一階述語論理 一階の言語
括弧の使い方の流儀は様々である。ある人は  を  と書く。括弧の代わりにコロンや終止符を使う場合もある。もちろんその場合には、言語にコロンや終止符を含めておく必要がある。括弧を全く使わない表記法にポーランド記法(Polish notation)と呼ぶものがある。これは、; や ; を先頭に書いて  の代わりに  のように書く方法である。ポーランド記法はコンパクトで数学的に取り扱いやすいという利点があり、可読性が低いという欠点がある。
一階述語論理 項と論理式
一階述語論理の項 (term) は次のように帰納的に定義される：
項というのは直観的には議論領域に属するある対象を表す"名前"の役割をもった記号列である。
例． 自然数論の言語は等号を持つ一階の言語で、非論理記号として 、 変数関数記号  、 変数関数記号  ,  と定数記号  を持つ。定義より、
, 　 , 　 , 　 , 　 , 　 , 　 , 　 ,
はすべて項である。  や  といった前置記法は読みにくいため、これらの項を表すのに、通常使われている  や  のような表現(中置記法)が用いられることもある。したがって    は中置記法では  のように表される。
項が何らかの対象を表す記号列であったのに対して、論理式は何らかの命題を表すものである。論理式は原子論理式と呼ぶ最も基本的な論理式から結合記号と量化記号を繰り返し用いることによって形成される。まず、原子論理式は次のように定義される：
ある正の整数  に対するアリティ  の述語記号  と  個の項  を用いて  と表される記号列を原子論理式 (atomic formula) と呼ぶ。
原子論理式を用いて、論理式 (well-formed formula, wff) あるいは式 (formula) は次のように帰納的に定義される：
例． 再び自然数論の言語を考える。定義から、
一階述語論理 項と論理式
,
はすべて原子論理式（したがって論理式）であり、
, 　 , 　,
はすべて論理式である。
自然数論の言語における論理式  の各記号を通常の意味で解釈すれば「」となり、これは真である論理式である。 は「」となるので通常の解釈で偽なる論理式である。また、変数の動く範囲（議論領域）は自然数全体の集合だとすれば、論理式  は「すべての自然数  について 」という意味になり、これは偽である論理式であることが分かる。一方、論理式  の意味を考えてみると、「」となるがこれは真であるか偽であるかを判断することができない。なぜなら、 という変数が何を表しているかが決まっていないからである。このようなとき、 は論理式  における自由変数 (free variable) であると言われる。正式には、各論理式  に対して、" における自由変数全体の集合"  を次のように再帰的に定義する：
論理式  が自由変数を一切持たないとき、つまり  のとき、 は閉論理式 (closed formula) あるいは文 (sentence) と呼ぶ。直観的には、文とは記号に解釈を与えて意味を考えたときに正しいか正しくないかが決まるような論理式である。 や  は文であるが、 より  は文でない。
一階述語論理 論理式の真偽
はじめに述べたように、一階述語論理の論理式の解釈は構造と呼ぶものによって与えられる。構造は変数が動く領域とそれぞれの非論理記号に対する "意味" の割り当てからなる。正式には、構造は次のように定義される。
一階の言語に対する構造 (structure) とは、空でない集合  と、非論理記号全体の集合を定義域とする関数  の組  で次をみたすものをいう：
 がアリティ  の述語記号ならば、 、すなわち  は  上の  項関係である。
 がアリティ  の関数記号ならば、 、すなわち  は  上の  項演算である。
 が定数記号ならば、 、すなわち  は　 のある要素である。
集合  を  の領域 (universe, domain) と呼び、通常  で表す。また、 ,  ,  などは通常  ,  ,  と表される。
が一階の言語に対する構造であるとき、 の領域   の要素を M の個体 (individual) と呼ぶ。
一階述語論理 論理式の真偽
上で見たように、自由変数を持たない論理式（すなわち文）は解釈（構造）を一つ与えることで、正しいか正しくないかが定まる。構造 M を与えたとき、文 φ が正しい命題になっているならば、φ は解釈 M において真 (true) であるといい、正しくない命題である場合、φ は M において偽 (false) であるという。以下で、これらの真偽の概念をより正確に定義する。ただし、論理式の真偽の定義にはいくつかの異なる（同値な）方法があり、ここで述べる定義はその内の一つである。
M が一階の言語に対する構造であるとき、変数全体の集合 V から M の領域 |M| への関数を、変数に対する M の個体の割り当て関数と呼ぶ。変数に対する M の個体の割り当て関数 s を一つとったとき、それぞれの項 t に対して、t の値 (value) t M(s) が次のように再帰的に定義される：
変数 x に対しては、x M(s) = s(x) 。
定数記号 c に対しては、c M(s) = c M 。
t1 , ..., tn が項で、f がアリティ n の関数記号ならば、(f t1 … tn)M(s) = f M (t1M(s), ..., tnM(s)) 。
直観的には、項 t の値 t M(s) とは、各変数 x が Mの個体 s(x) を表すとしたとき、t が表す M の個体のことである。
一階述語論理 論理式の真偽
次に、「構造 M が個体の割り当て関数 s によって論理式 φ を充足する」と言うことを定義する。M が s によって φ を充足するとは、各変数 x は s(x) を表すとし、各非論理記号は M によって与えられた意味を表すとしたとき、φ が正しい命題になっているということである。
一階述語論理 論理式の真偽
M が一階の言語に対する構造であるとき、各論理式 φ と M の個体の割り当て関数 s に対して、M(φ, s) ∈ { 0, 1 } を次のように再帰的に定義する：
M(t1 = t2 , s) = 1 　⇔　 t1M(s) = t2M(s) 。
P がアリティ n の非論理述語記号ならば、　M(P t1 … tn , s) = 1　 ⇔　 (t1M(s), ..., tnM(s)) ∈ P M 。
M((¬ φ), s) = 1 　⇔　 M(φ, s) = 0 。
M((φ ∧ ψ), s) = 1 　⇔　 M(φ, s) = 1 かつ M(ψ, s) = 1 。
M((φ ∨ ψ), s) = 1 　⇔　 M(φ, s) = 1 または M(ψ, s) = 1 。
M((φ → ψ), s) = 1 　⇔　 M(φ, s) = 0 または M(ψ, s) = 1 。
M((φ ↔ ψ), s) = 1 　⇔　 M(φ, s) = M(ψ, s) 。
M(∀x φ, s) = 1 　⇔　 すべての m ∈ |M| に対して M(φ, s[x|m]) = 1 。
M(∃x φ, s) = 1 　⇔　 ある m ∈ |M| に対して M(φ, s[x|m]) = 1 。
一階述語論理 論理式の真偽
ただし、s[x|m] は変数 x には m を割り当て、x 以外の変数に対しては s と同じ個体を割り当てる関数を表す。
M(φ, s) = 1 であるとき M は s によって φ を充足するという。
特に φ が文である場合は、すべての個体の割り当て関数 s に対して M(φ, s) = 1 であるか、すべての個体の割り当て関数 s に対して M(φ, s) = 0 であるかのいずれかであることが示される。そこで、前者の場合に φ は M において真であるといい、後者の場合に φ は M において偽であるという。すなわち、構造 M と文 φ に対して、
φ は M において真 (true) 　⇔　 任意の M の個体の割り当て関数 s に対して、M(φ, s) = 1 。
φ は M において偽 (false) 　⇔　 任意の M の個体の割り当て関数 s に対して、M(φ, s) = 0 。
と定義する。φ が M において真であるとき、M は φ のモデル (model) であるともいう。また、M が文の集合 Σ のすべての要素のモデルであるとき、単に M は Σ のモデルであるという。
Σ を論理式の集合とし、φ を論理式とする。Σ に属するすべての論理式 ψ に対して M(ψ, s) = 1 であるような任意の構造 M と M の個体の割り当て関数 s が M(φ, s) = 1 をみたすとき、φ は Σ の論理的帰結 (logical consquence) であるといい、 と書く。論理式 φ と ψ が  かつ  をみたすとき、φ と ψ は論理的に同値 (logically equivalent) であるという。また、φ が ∅ の論理的帰結である場合、すなわち任意の構造 M と M の個体の割り当て関数 s に対して M(φ, s) = 1 であるとき、φ は恒真 (valid) であるという。φ と ψ が論理的に同値であることは、(φ ↔ ψ) が恒真であることと同値である。
一階述語論理 形式的証明
命題論理においては、論理公理 (logical axiom) と呼ぶ論理式の集合と、ある論理式たちから新たな論理式を導出する規則（推論規則）を導入し、論理公理から推論規則の有限回の適用によって得られる論理式全体とトートロジー全体が一致するようにすることができる（命題論理の健全性と完全性）。一階述語論理においても、適切に論理公理と推論規則を導入することで、論理公理から推論規則を使って導出される論理式全体と恒真論理式全体が一致するようにできる。
形式的証明の定義の仕方はひとつではなく、様々な異なる（等価な）方法がある。ここで述べる定義はヒルベルト流計算の典型例であり、これは異なる公理を多数用意して推論規則を少なくするスタイルをとっている。ゲンツェン流の形式的証明では逆に、公理を少なくして推論規則を多く用いている。ここで述べるものと異なる証明可能性の定義については「自然演繹」「シークエント計算」などを参照。
以下の形の論理式すべてを論理公理とする。ここで、x, y は変数、t, t1 , ..., tn は項、φ, ψ は論理式を表す：
量化記号に関する公理 1. における φx [ t ] とは、論理式 φ において "束縛されていない" 変数 x をすべて項 t で置き換えて得られる論理式を表す（正確な定義は後述）。
一階述語論理 形式的証明
推論規則とは、あるいくつかの論理式から別の論理式を導出するための規則である。これは正確には、論理式全体の集合の上の関係として定義される。推論規則には様々なものが考えられるが、ここで用いる推論規則はモーダス・ポーネンス (modus ponens) と呼ぶ規則と全称化 (generalization) と呼ぶ規則の二つである。
モーダス・ポーネンスとは、φ と (φ → ψ) から ψ を導出してよいという規則である。これは、論理式全体の集合の上の関係としては次のように定義することができる：
MP = { (φ, (φ → ψ), ψ) | φ と ψ は論理式 } 。
(φ1, φ2, φ3) ∈ MP であるとき、φ3 は φ1, φ2 からのモーダス・ポーネンスによる導出であるという。
全称化規則とは、x が変数のとき、φ から ∀x φ を導出してよいという規則である。これは、論理式全体の集合の上の関係としては次のように定義することができる：
GEN = { (φ, ∀x φ)  | φ は論理式かつ x は変数 } 。
(φ1, φ2) ∈ GEN であるとき、φ2 は φ1 からの全称化による導出であるという。
一階述語論理 形式的証明
論理式 φ が論理式の集合 Σ から証明可能であるとは、Σ に属する論理式と論理公理から推論規則の有限回の適用によって φ が得られることを意味する。そして、Σ に属する論理式と論理公理から φ を導出する仮定を示した論理式の有限列を、Σ からの φ の形式的証明とよぶ。これらの概念は次のように厳密に定義することができる。
φ を論理式、Σ を論理式の集合とする。Σ からの φ の形式的証明 (formal proof) あるいは証明 (proof) とは、論理式の有限列 (φ0, ..., φn) で次をみたすものをいう：
φn = φ 。
n 以下の任意の自然数 k に対して、次のいずれかが成り立つ：
(a) φk ∈ Σ 。
(b) φk は論理公理である。
(c) ある i, j < k が存在して、φk は φi , φj からのモーダス・ポーネンスによる導出である。
(d) ある i < k が存在して、φk は φi からの全称化による導出である。
Σ からの φ の証明が存在するとき、φ は Σ から証明可能 (provable) である、あるいは φ は Σ の定理 (theorem) であるといい、 と書く。
一階述語論理 形式的証明
φx [ t ] は、論理式 φ において "束縛されていない" 変数 x をすべて項 t で置き換えて得られる論理式を表すと述べた。正確には、φx [ t ] は再帰によって次に述べるような仕方で定義される。
まず、それぞれの項 u に対して ux [ t ] を次のように再帰的に定義する：
xx [ t ] = t 。
y が x と異なる変数ならば、yx [ t ] = y 。
c 定数記号ならば、cx [ t ] = c 。
t1 , ..., tn が項で、f がアリティ n の関数記号ならば、(f t1 … tn)x [ t ] = f (t1)x [ t ] … (tn)x [ t ] 。
一階述語論理 形式的証明
そして、φx [ t ] を次のように再帰的に定義する：
原子論理式 P t1 … tn に対しては、(P t1 … tn)x [ t ] = P (t1)x [ t ] … (tn)x [ t ] 。
(¬ φ)x [ t ] = (¬ φx [ t ])
(φ ∧ ψ)x [ t ] = (φx [ t ] ∧ ψx [ t ])
(φ ∨ ψ)x [ t ] = (φx [ t ] ∨ ψx [ t ])
(φ → ψ)x [ t ] = (φx [ t ] → ψx [ t ])
(φ ↔ ψ)x [ t ] = (φx [ t ] ↔ ψx [ t ])
(∀x φ)x [ t ] = ∀x φ 、(∃x φ)x [ t ] = ∃x φ 。
y が x と異なる変数ならば、(∀y φ)x [ t ] = ∀y φx [ t ] 、(∃y φ)x [ t ] = ∃y φx [ t ] 。
次に、論理式 φ において項 t が変数 x に代入可能であるということを定義する。このことの直観的な意味は、φ が x について述べていることと同じことを φx [ t ] が t について述べているということである。代入可能性の正式な定義は次の通りである。
一階述語論理 形式的証明
論理式 φ において項 t が変数 x に代入可能 (substitutable) であるということを次のように再帰的に定義する：
原子論理式においては、常に t は x に代入可能である。
(¬ φ) において t が x に代入可能 　⇔　 φ において t が x に代入可能 。
(φ ∧ ψ) において t が x に代入可能 　⇔　 φ と ψ において t が x に代入可能 。
(φ ∨ ψ) において t が x に代入可能 　⇔　 φ と ψ において t が x に代入可能 。
(φ → ψ) において t が x に代入可能 　⇔　 φ と ψ において t が x に代入可能 。
(φ ↔ ψ) において t が x に代入可能 　⇔　 φ と ψ において t が x に代入可能 。
∀y φ において t が x に代入可能 　⇔　 x ∉ fr(φ) または（φ において t が x に代入可能かつ t の中に y が現れない）。
∃y φ において t が x に代入可能 　⇔　 x ∉ fr(φ) または（φ において t が x に代入可能かつ t の中に y が現れない）。
等号に関する公理の 2. は、
x = y → (P t1 … tn → P u1 … un) 　（ただし、P は n 変数述語記号で、ui は ti における x のいくつかを y で置き換えて得られる項である）
となっている。ここで、項 u が項 t における x のいくつかを y で置き換えて得られる項であるということは正確には次のように定義される。
変数 x と y を固定し、項の間の関係 ≈ を次のように再帰的に定義する：
x ≈ u 　⇔　 u = x または u = y 。
z が x と異なる変数ならば、z ≈ u 　⇔　 u = z 。
c 定数記号ならば、c ≈ u 　⇔　 u = c 。
t1 , ..., tn が項で、f がアリティ n の関数記号ならば、f t1 … tn ≈ u 　⇔　 t1 ≈ u1 , ..., tn ≈ un であるような u1 , ..., un が存在して u = f u1 … un 。
t ≈ u であるとき、u は t における x のいくつかを y で置き換えて得られる項であるという。
一階述語論理 健全性と完全性
文 φ が文の集合 Σ の論理的帰結であること (  ) と、φ が Σ の定理であること (  ) は全く別の仕方で定義されている。
健全性とは、Σ の定理はすべて Σ の論理的帰結であることである。
完全性とは、Σ の論理的帰結はすべて Σ の定理であることである。
古典一階述語論理は健全かつ完全である。
一階述語論理 一階述語論理に関する定理
以下、健全性定理と完全性定理以外の重要な定理を列挙する。
恒真論理式全体の集合は（言語にアリティ 2 以上の述語が一つでも含まれていると）決定可能でない。つまり、任意に論理式が与えられたとき、それが恒真であるか否かを判定するアルゴリズムは存在しない（「チューリングマシンの停止問題」を参照）。この結果はアロンゾ・チャーチとアラン・チューリングがそれぞれ独立に導き出した。正確には、恒真論理式のゲーデル数全体の集合は帰納的でないということである。
一階述語論理 他の論理との比較
こうした論理の多くは、一階述語論理の何らかの拡張と言える。これらは、一階述語論理の論理演算子と量化子を全て含んでいて、それらの意味も同じである。リンドストレムは、一階述語論理の拡張には、レーヴェンハイム・スコーレムの下降定理とコンパクト性定理の両方を満足するものが存在しないことを示した。この定理の内容を精確に述べるには、論理が満たしていなければならない条件を数ページにわたって列挙する必要がある。例えば、言語の記号を変更しても各文の真偽が基本的に変わらないようになっていなければならない。
一階述語論理のいくぶんエキゾチックな等価物には、次のものがある。順序対構成をもつ一階述語論理は、特別な関係として順序対の射影を持つ関係代数（これはタルスキと Givant によって構築された）と精確に等価である。
述語論理
述語論理（じゅつごろんり、英: predicate logic）とは、数理論理学における記号的形式体系群を指す用語で、一階述語論理、二階述語論理、多ソート論理、無限論理などが含まれる。これらの形式体系の特徴は、論理式に含まれる変数を量化できる点である。一般的な量化子として、  全称量化子 ∀ と存在量化子 ∃ とがある。変数は議論領域の要素、関係、関数などである。例えば、関数記号に対する存在量化は「ある関数が存在する」という修飾として解釈される。述語論理の基礎は、ゴットロープ・フレーゲとチャールズ・サンダース・パースがそれぞれ独自に生み出し発展させた。
述語論理と言った場合、一階述語論理を指すこともある。述語論理の公理化された形態を述語計算と呼び、述語論理は非形式的でより直観的なものとする見方もある。
様相作用素と量化子を併用する論理も述語論理の一種とされる。これについては様相論理を参照。
三野谷村
三野谷村（みのやむら）は群馬県の南東部、邑楽郡に属していた村。
セニ区
セニ区（セニく）は中華人民共和国チベット自治区ナクチュ市の市轄区。ツァン地方北部の東経91度12分 - 93度02分、北緯30度31分 - 31度55分に位置する。区政府所在地はナクチュ（那曲）鎮。
南橘村
南橘村（みなみたちばなむら）は群馬県の中部、勢多郡に属していた村。
青森県立むつ工業高等学校
青森県立むつ工業高等学校（あおもりけんりつ むつこうぎょうこうとうがっこう、Aomori Prefectural Mutsu Technical High School）は、青森県むつ市文京町に所在する公立の工業高等学校。下北唯一の工業高校。略称は「むつ工」。
ボート部が強く、全国優勝7度に輝き、インターハイ・国体の優勝者も出ている。
青森県立むつ工業高等学校 沿革
平成になってから、各棟、体育館などの大改修工事が行われる
青森県立むつ工業高等学校 進路
2015年度は全体の約26％が県内就職、約49％が県外就職、公務員が約5％、進学が約20％となっている。近年は進学にも力を入れており、2014年度は国公立進学者が6名と増加した。この際の取り組みはベネッセ教育総合研究所VIEW21等でも取り上げられた。また、公務員試験においても、自衛隊だけではなく、むつ市役所や下北地域広域行政事務組合にも複数の合格者を出している。
青森県立むつ工業高等学校 統合案
青森県教育委員会の県立高校再編の第2期実施計画案では2028年度末をもって青森県立大湊高等学校と統合する案が出されている。
指 (松本清張)
『指』（ゆび）は、松本清張の短編小説。『小説現代』1969年2月号に掲載され、1978年10月に短編集『水の肌』収録の1作として、新潮社から刊行された。
これまで3度テレビドラマ化されている。
指 (松本清張) あらすじ
ホステスの福江弓子は、帰宅途中で御茶ノ水の喫茶店に立ち寄り、バーのマダム・生方恒子と相席になる。気品ある色気を湛えた恒子に話しかけられ、同性ながら惹かれた弓子は、目白にある恒子の高級マンションについていく。泊まっていくよう誘われた弓子の脚の上に、恒子の足先が乗ってきた…。恒子はチワワを飼っていたが、弓子は犬が自分たちの関係をのぞいているような気がして、その存在が気になる。弓子と恒子の関係はマンションの管理人・細井ヨシ子も承知していたが、ヨシ子は恒子に好意的で、二人の関係を他の人に漏らす心配はないと弓子は思っていたが……。
指 (松本清張) テレビドラマ
「松本清張おんなシリーズ・指」。1979年4月15日、TBS系列の「東芝日曜劇場」枠（21:00-21:55）にて放映。視聴率17.2％（ビデオリサーチ調べ、関東地区）。
キャスト
スタッフ
「松本清張の指」。1982年7月27日、日本テレビ系列の「火曜サスペンス劇場」枠（21:02-22:54）にて放映。視聴率28.0％（ビデオリサーチ調べ、関東地区）。「火曜サスペンス劇場」歴代最高視聴率作品であり、松本清張原作テレビドラマ最高視聴率作品の一つとなっている。
キャスト
スタッフ
「松本清張スペシャル・指」。2006年2月21日 21:00～22:54(JST)に、日本テレビ系の「DRAMA COMPLEX」で放送。サブタイトルは、「スターになりたい!他人を蹴落とし誰とでも寝るわ…」。DVD化されている。
劇中演目：高取英「女神ワルキューレ海底行」
青森県立田名部高等学校大畑校舎
青森県立田名部高等学校大畑校舎（あおもりけんりつ たなぶこうとうがっこう おおはたこうしゃ）は、青森県むつ市（旧・下北郡）大畑町に所在した公立の高等学校。2015年3月31日閉校。
無勝負 (相撲)
無勝負（むしょうぶ）は、相撲で廃止された制度の一つで、文字通り「勝負無し」とする裁定。記録上は引き分けの一種の様に扱われる。
無勝負 (相撲) 解説
現在の大相撲ではどんなにもつれた勝負でも、行司は“必ず東西どちらかに軍配をあげなければならない”ことになっているが、江戸時代には、勝負の判定がつけられそうもない微妙な取組の場合、行司が「ただいまの勝負、無勝負」と宣言して軍配を真上にあげて、そのあと袴の中にいれてしまうことで、勝敗の裁定をなしにすることができた。この場合は、星取表に「ム」とカタカナで記入することとなっていた。その点で、物言いがついたあとに勝敗を決めない『預り』（星取表にはカタカナで「ア」）や、水が入って動かない『引分』（星取表には「×」）、一方が負傷して勝負続行が不可能な場合の『痛み分け』（星取表には「△」）とは異なる。
この制度は江戸相撲では江戸末期に廃止されたらしく、元治2年(1865年)2月場所3日目の「千年川龍藏 - 荒馬大五郎」戦の記録を最後に登場しない。明治期には既に行司は必ずどちらかに軍配をあげなければならないように定められた。一方で大坂相撲では明治時代にはまだ存続しており、当時の成績表にも記録が残る。大坂で廃止されたのは大正初期であった。
浦添朝喬
浦添 朝喬（うらそえ ちょうきょう、正徳7年（1512年） - 万暦4年4月20日（1576年5月28日））は、琉球王国第二尚氏王統の人。向氏小禄御殿の二世。唐名は尚弘業。童名を松金。尚維衡・浦添王子朝満の長男。
父の尚維衡・浦添王子朝満は、第二尚氏王統の第3代国王尚真王の世子であったが廃嫡され、王位を継がなかった。朝喬はその父のあとを継ぎ浦添間切の按司地頭となるが、父と同じく隠遁生活を送っていたのか、さしたる功績も残さず没している。
浦添朝喬 系譜
父の尚維衡・浦添王子朝満の長男として生まれる。母は呉起良・花城親方宗義の娘。
室は尚真王の七男の尚源道・豊見城王子の娘であり、いとこどうしの婚姻をしている。室との間に六男三女をもうけるが、長男の尚懿・与那城王子朝賢の子、つまり長孫の尚寧は第二尚氏王統の第7代国王となった。また三男の尚弘徳・羽地王子朝元は、妹の峯間聞得大君の家統をついだ。その家はのちに摂政を務める向象賢・羽地按司朝秀を出すことになる名家となり、廃藩まで御殿家の家格を守っている。
室：思乙金　（号は慈光。父は尚源道・豊見城王子）
長男：尚懿・与那城王子朝賢　（後に王号を追贈）
長孫：尚寧　（第二尚氏王統の第7代国王）
次男：向秉義・豊見城按司朝重
三男：尚弘徳・羽地王子朝元　（羽地御殿元祖）
四男：向秉禮・勝連按司朝久
五男：向秉知・勝連按司朝綱
六男：向里瑞・浦添親方朝師
長女：童名不詳・世治新君按司　（呉啓元・国頭親方先元に嫁ぐ）
次女：童名不詳・君清良按司　（馬順徳・国頭按司正格に嫁ぐ）
三女：童名不詳・君加那志按司　（安波根親方に嫁ぐ）
施設作業車
施設作業車（しせつさぎょうしゃ）は、陸上自衛隊の装備する装甲工兵車両である。
施設作業車 概要
75式ドーザの後継装備として開発された土木作業車両で、73式けん引車の派生型車両である。
施設作業車 設計
ドーザーブレードに加えて伸縮式のショベルアームを装備している。これにより、従来のブルドーザーのような排土・整地作業だけではなく塹壕などの障害除去や陣地構築なども可能となっている。ショベルアームはマニュアルによる操作だけではなくコンピューター制御による自律作業も可能であり、事前に定められた手順に従って自動的に塹壕や掩体壕を掘削・構築することが可能となっている。火器は装備されていないが、最前線で作業中に飛来して来る可能性のある対戦車ミサイルなどへの備えとして、レーザー検知機、76mm発煙弾4連装発射機（発煙弾発射機）2基を搭載している。
施設作業車 配備
1999年（平成11年）度より配備が行われ、13両が生産された。主な配備先は、施設学校や教育支援施設隊の他、北部方面隊の部隊など（施設科・戦車連隊の本部管理中隊）へ配備されている。その一方で75式ドーザの置き換えがすすまないこともあり、これらをまとめて置き換える目的に、後継装備として23式ドーザ（開発名称：ドーザ （装甲付き））が開発された。
施設作業車 登場作品
『戦国自衛隊1549』
小説版で戦国時代にタイムスリップした桜衆の装備として登場。富士山の地脈に繋がる大穴を掘る作業に使われていた。
『超空自衛隊』
おおすみ型輸送艦「おおすみ」に乗ってオーストラリアへ災害派遣に向かう途中で、第二次世界大戦時にタイムスリップしてしまった陸上自衛隊の施設科部隊の装備として登場。施設科部隊であるため戦闘車両がほとんどないなか、数少ない装甲戦力として活躍する。作中では、ドーザーブレードやショベルアームを駆使して戦車に立ち向かったり、鹵獲したブローニングM2重機関銃を積んで射撃を行っている。
1990年の日本公開映画
1990年の日本公開映画（1990ねんのにほんこうかいえいが）では、1990年（平成2年）1月1日から同年12月31日までに日本で商業公開された映画の一覧を記載。作品名の右の丸括弧内は製作国を示す。
記載の凡例については年度別日本公開映画#凡例を参照
1990年の日本公開映画 作品一覧
13日
ドリーム・チーム ( アメリカ合衆国)
84★チャーリー・モピック/ベトナムの照準 ( アメリカ合衆国)
暗殺の報酬( フランス)
アラン・ドロン/私刑警察 ( フランス)
スナックバー・ブダペスト ( イタリア/ フランス)
ハヌッセン ( ハンガリー/ 西ドイツ)
狼/男たちの挽歌・最終章 ( イギリス領香港)
丹波哲郎の大霊界2 死んだらおどろいた!!（ 日本）
島国根性（ 日本）
10日
愛のかたち ( イタリア)
ウォンテッド Mr.クリスマス( フランス)
俺たちは天使じゃない ( アメリカ合衆国)
カジュアリティーズ ( アメリカ合衆国)
カンザス/カンザス経由→N.Y.行き( アメリカ合衆国)
キッス ( アメリカ合衆国)
ザ・バンカー/薔薇の殺意c( アメリカ合衆国)
チョコレート・ウォー ( アメリカ合衆国)
バトルドラゴン ( 西ドイツ)
ラブ&パッション/情事の虜たち ( イタリア)
リメインズ 美しき勇者たち （ 日本）
1990年の日本公開映画 作品一覧
24日
おじさん改造講座 ( 日本)
クラレッタ・ペタッチの伝説 ( イタリア)
サルート・オブ・ザ・ジャガー ( アメリカ合衆国)
サワースィート ( イギリス)
サンタモニカ・ダンディ ( アメリカ合衆国)
白く渇いた季節 ( アメリカ合衆国)
フェラーラ物語/「金縁の眼鏡」より ( イタリア/ フランス/ ユーゴスラビア)
メッセンジャー・オブ・デス ( アメリカ合衆国)
3日
愛と野望のナイル ( アメリカ合衆国)
エリック・ザ・バイキング/バルハラへの航海 ( イギリス/ スウェーデン)
さよなら魔法使い ( アメリカ合衆国)
スイッチング・チャンネル ( アメリカ合衆国)
ソサエティー ( アメリカ合衆国)
デッドフォール ( アメリカ合衆国)
ドンマイ（ 日本）
背徳の謝肉祭 ( イタリア)
フィールド・オブ・ドリームス ( アメリカ合衆国)
ブレイズ ( アメリカ合衆国)
炎の少女ローラ ( カナダ)
レディ・ジェイソン 地獄のキャンプ ( アメリカ合衆国)
ロザリー・ゴーズ・ショッピング ( 西ドイツ)
1990年の日本公開映画 作品一覧
10日
エバースマイル、ニュージャージー ( イギリス/ アルゼンチン)
シークレット・ラブ ( ギリシャ/ 西ドイツ)
新・童貞物語 ホンコンバージンボーイ（ 日本）
ターナー&フーチ/すてきな相棒 ( アメリカ合衆国)
チンプイ エリさま活動写真（ 日本・アニメ）
東映アニメまつり（ 日本・アニメ）
悪魔くん ようこそ悪魔ランドへ!!
ドラゴンボールZ この世で一番強いヤツ
魔法使いサリー
ドラえもん のび太とアニマル惑星（ 日本・アニメ）
ミクロキッズ（ アメリカ合衆国）
浴室 ( フランス)
私のパパはマフィアの首領 ( アメリカ合衆国)
24日
アビス（ アメリカ合衆国）
いまを生きる( アメリカ合衆国)
霧の中の風景 ( ギリシャ/ フランス)
サイボーグ( アメリカ合衆国)
十六歳のマリンブルー（ 日本）
スクワッド/栄光の鉄人軍団( アメリカ合衆国)
そして私はベニスに生まれた ( フランス)
人でなしの女/イニューメン ( フランス)
パンツの穴 ムケそでムケないイチゴたち（ 日本）
パンツの穴 本牧ベイでクソくらえ（ 日本）
1990年の日本公開映画 作品一覧
7日
いつも一緒にいて欲しい( アメリカ合衆国)
美しき死体 ( アメリカ合衆国)
エドガー・アラン・ポー/早すぎた埋葬 ( アメリカ合衆国)
最後の少林寺 ( イギリス領香港/ 中国)
病院へ行こう（ 日本）
マニアック1990 ( アメリカ合衆国)
見ざる聞かざる目撃者( アメリカ合衆国)
ヤーバ ( フランス/ ブルキナファソ/ スイス)
ランバダ/青春に燃えて ( アメリカ合衆国)
ローズランド ( アメリカ合衆国)
28日
愛さずにいられない ( フランス)
キー・ホイ・クァンの ドロボーズ ( 台湾)
死の棘( 日本)
小さな泥棒 ( フランス)
菊豆（チュイトウ）( 中国)
テオとマーティの素敵な世界 ( アメリカ合衆国)
ドリーム・ドリーム ( アメリカ合衆国)
人間の砂漠( 日本)
ハッピー・トゥギャザー ( アメリカ合衆国)
悲情城市 ( 台湾)
ブルースチール ( アメリカ合衆国)
香港パラダイス( 日本)
1990年の日本公開映画 作品一覧
9日
バーニーズ/あぶない!?ウィークエンド（ アメリカ合衆国）
ミラクル・マイル（ アメリカ合衆国）
シャグ（ イギリス）
夫たち、妻たち、恋人たち ( フランス)
新リバイアサン/リフト（ スペイン）
君たちのことは忘れない ( ソビエト連邦)
フリーダ・カーロ ( メキシコ)
東京上空いらっしゃいませ （ 日本）
パチンコ物語（ 日本）
遥かなる甲子園（ 日本）
21日
オリバー ニューヨーク子猫ものがたり（ アメリカ合衆国）
マイアミ・ブルース（ アメリカ合衆国）
アンダー・ザ・ボードウォーク（ アメリカ合衆国）
宇宙への選択（ アメリカ合衆国）
迷探偵シャーロック・ホームズ/最後の冒険 ( イギリス)
エレベーターを降りて左 ( フランス)
私の夜はあなたの昼より美しい ( フランス)
ペテルブルグ幻想 ( 西ドイツ/ オーストラリア)
マリアの胃袋（ 日本）
タスマニア物語（ 日本）
ポップコーン LOVE （ 日本）
ハローキティのおやゆびひめ（ 日本・アニメ）
けろけろけろっぴの大冒険（ 日本・アニメ）
3日
大きな翼を持った老人 ( キューバ/ イタリア/ スペイン)
広告業界で成功する方法（ イギリス）
櫻の園（ 日本）
スーパーコップ90（ アメリカ合衆国）
チャイニーズ・ゴースト・ストーリー2（ イギリス領香港）
ハマースミスの6日間（ イギリス/ アメリカ合衆国）
バロッコ ( フランス)
流転の海（ 日本）
ローリング・キッズ（ アメリカ合衆国）
22日
あんなに愛しあったのに ( イタリア)
男はつらいよ 寅次郎の休日（ 日本）
女がいちばん似合う職業 （ 日本）
きんぴら（ 日本）
ゴールドラッシュ（ 日本）
太陽は夜も輝く ( イタリア/ フランス/ 西ドイツ)
ダディ・ノスタルジー ( フランス)
釣りバカ日誌3（ 日本）
天国の半分 ( スペイン)
ドラッグストア・カウボーイ （ アメリカ合衆国）
裸のキッス（ アメリカ合衆国）
ヘザース/ベロニカの熱い日（ アメリカ合衆国）
マドンナのごとく（ 日本）
ヤング・アインシュタイン ( オーストラリア)
ロザリンとライオン ( フランス)