借助预言机的相对计算
图灵归约是计算理论中语言之间的相对可计算性关系。A≤TB表示存在一台带预言机的图灵机M，使它在可以查询B成员资格时，对每个输入都停机并正确判定A。预言机收到字符串q后，直接回答q是否属于B；其内部求解过程不由归约算法负责。
预言机不是现实设备的构造说明，也不要求B本身可判定。研究者可以假设一个不可判定语言的预言机，以考察“若知道这些答案，还能计算什么”。因此图灵归约也不是普通图灵机模拟的泛称，而是明确指定可查询语言后的能力比较。
多次查询与补集例子
算法能够提出多次查询，把回答用于条件分支，并据此决定下一次查询的内容。一次具体运行若停机，只会使用有限次查询，但普通可计算性版本不预先规定统一的多项式次数上界。计算过程本身依然要给出有限、可执行的控制规则。
最简单的例子是语言B及其补语言。要判定补语言，只需向B预言机询问同一个输入，然后反转答案，因此补语言≤TB，反向也同样成立。这种后处理说明预言机算法并不要求把目标答案原样作为最终答案。
为什么不等同于多一归约
多一归约先用总可计算函数f生成一个目标实例，再原样采用它的成员资格答案。它可看作图灵归约的一种受限情形，所以A≤mB推出A≤TB。但图灵归约允许多次、自适应查询和答案取反，逆向推论一般不成立。
例如通用机器接受语言A_TM可识别却不可判定，其补语言不可识别。补语言当然能图灵归约到A_TM，方法就是查询后取反；但它不可能多一归约到A_TM，否则多一归约对可识别性的传递会使补语言也可识别，产生矛盾。这个差别并不只是查询次数多少。
可判定性与资源受限版本
若A≤TB且B确实可判定，可以用B的真实判定器替换每次预言机查询，从而得到A的判定器。因此已知A不可判定时，这项归约可用于证明B不可判定。不过，若B只有识别器，它在否定查询上可能永不返回，便不能保证替换后的算法正常继续。
在复杂度理论中，还可要求整个预言机算法在多项式时间内结束，得到多项式时间图灵归约；写出查询串的时间仍须计入预算。这与无限制归约是不同层次的问题。符号P^B表示有B预言机的确定性多项式时间类，不应把相对于一个强预言机的效率，误认作普通计算机已经具有的效率。