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计算机代写|编码理论代写Coding theory代考|Subfield Subcodes

Let $\mathcal{C}$ be an $[n, \kappa]{q^t}$ code. The subfield subcode $\left.\mathcal{C}\right|{\mathbb{F}q}$ of $\mathcal{C}$ with respect to $\mathbb{F}_q$ is the set of codewords in $\mathcal{C}$ each of whose components is in $\mathbb{F}_q$. Since $\mathcal{C}$ is linear over $\mathbb{F}{q^t},\left.\mathcal{C}\right|_{\mathbb{F}_q}$ is a linear code over $\mathbb{F}_q$.

The dimension, denoted $\kappa_q$, of the subfield subcode $\left.\mathcal{C}\right|_{F_q}$ may not have an elementary relation with that of the code $\mathcal{C}$. However, we have the following lower and upper bounds on $\kappa_q$.

Theorem 2.2.1 Let $\mathcal{C}$ be an $[n, \kappa]{q^t}$ code. Then $\left.\mathcal{C}\right|{\mathbb{F}q}$ is an $\left[n, \kappa_q\right]$ code over $\mathbb{F}_q$, where $\kappa \geq \kappa_q \geq n-t(n-\kappa)$. If $\mathcal{C}$ has a basis of codewords in $\mathbb{F}_q^n$, then this is also a basis of $\mathcal{C}{\mathbb{F}q}$ and $\left.\mathcal{C}\right|{\mathbb{F}_q}$ has dimension $\kappa$.

Example 2.2.2 The Hamming code $\mathcal{H}{3,2^2}$ over $\mathbb{F}{2^2}$ has parameters $[21,18,3]4$. The subfield subcode $\left.\mathcal{H}{3,2^2}\right|_{\mathrm{F} ;}$ is a $[21,16,3]_2$ code with parity check matrix
$$
\left[\begin{array}{lllllllllllllllllllll}
1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 1 \
0 & 1 & 0 & 0 & 1 & 0 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 \
0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 \
0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 1 & 1 & 1 & 1 & 0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 1 & 1 & 1 & 1 \
0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 1 & 1 & 1 & 1 & 1 & 1 & 1 & 1 & 0 & 0 & 0 & 0
\end{array}\right] .
$$
In this case, $n=21, \kappa=18$, and $n-t(n-\kappa)=15$. Hence $\kappa_q=16$, which is very close to $n-t(n-\kappa)=15$.

The following is called Delsarte’s Theorem, which exhibits a dual relation between subfield subcodes and trace codes. This theorem is very useful in the design and analysis of linear codes.
Theorem 2.2.3 (Delsarte) Let $\mathcal{C}$ be a linear code of length $n$ over $\mathbb{F}{q^t}$. Then $$ \left(\left.\mathcal{C}\right|{\mathbb{F}q}\right)^{\perp}=\operatorname{Tr}{q^t / q}\left(\mathcal{C}^{\perp}\right),
$$
where $\operatorname{Tr}{q^t / q}\left(\mathcal{C}^{\perp}\right)=\left{\left(\operatorname{Tr}{q^t / q}\left(v_1\right), \ldots, \operatorname{Tr}_{q^t / q}\left(v_n\right)\right) \mid\left(v_1, \ldots, v_n\right) \in \mathcal{C}^{\perp}\right}$.
Theorems $2.2 .1$ and $2.2 .3$ work for all linear codes, including cyclic codes. Their proofs could be found in $[1008$, Section 3.8]. We shall need them later.

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In Section 1.12, it was shown that every cyclic code of length $n$ over $\mathbb{F}_q$ can be generated by a generator polynomial $g(x) \in \mathbb{F}_q[x]$. The objective of this section is to describe several other fundamental constructions of cyclic codes over finite fields. By a fundamental construction, we mean a construction method that can produce every cyclic code over any finite field.

An element $e$ in a commutative ring $\mathcal{R}$ is called an idempotent if $e^2=e$. The ring $\mathcal{R}_{(n, q)}$ has in general quite a number of idempotents. Besides its generator polynomial, many other polynomials can generate a cyclic code $\mathcal{C}$. Let $\mathcal{C}$ be a cyclic code over $\mathbb{F}_q$ with generator polynomial $g(x)$. It is easily seen that a polynomial $f(x) \in \mathbb{F}_q[x]$ generates $\mathcal{C}$ if and only if $\operatorname{gcd}\left(f(x), x^n-1\right)=g(x)$.

If an idempotent $e(x) \in \mathcal{R}_{(n, q)}$ generates a cyclic code $\mathcal{C}$, it is then unique in this ring and called the generating idempotent. Given the generator polynomial of a cyclic code, one can compute its generating idempotent with the following theorem [1008, Theorem 4.3.3].
Theorem 2.3.1 Let $\mathcal{C}$ be a cyclic code of length $n$ over $\mathbb{F}_q$ with generator polynomial $g(x)$. Let $h(x)=\left(x^n-1\right) / g(x)$. Then $\operatorname{gcd}(g(x), h(x))=1$, as it was assumed that $\operatorname{gcd}(n, q)=1$. Employing the Extended Euclidean Algorithm, one computes two polynomials a $a(x) \in \mathbb{F}_q[x]$ and $b(x) \in \mathbb{F}_q[x]$ such that $1=a(x) g(x)+b(x) h(x)$. Then $e(x)=a(x) g(x) \bmod \left(x^n-1\right)$ is the generating idempotent of $\mathcal{C}$.

The polynomial $h(x)$ in Theorem $2.3 .1$ is called the parity check polynomial of $\mathcal{C}$. Given the generating idempotent of a cyclic code, one obtains the generator polynomial of this code as follows [1008, Theorem 4.3.3].

Theorem 2.3.2 Let $\mathcal{C}$ be a cyclic code over $\mathbb{F}_q$ with generating idempotent $(x)$. Then the generator polynomial of $\mathcal{C}$ is given by $g(x)=\operatorname{gcd}\left(e(x), x^n-1\right)$, which is computed in $\mathbb{F}_q[x]$.

计算机代写|编码理论代写Coding theory代考|ELEN90030

编码理论代考

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让 $\mathcal{C}$ 豆 $[n, \kappa] q^t$ 代码。子字段子代码 $\mathcal{C} \mid \mathbb{F} q$ 的 $\mathcal{C}$ 关于 $\mathbb{F}q$ 是代码字的集合 $\mathcal{C}$ 每个组件都在 $\mathbb{F}_q$. 自从C是线性的 $\mathbb{F} q^t,\left.\mathcal{C}\right|{\mathbb{F}q}$ 是一个线性码 $\mathbb{F}_q$. 尺寸,表示 $\kappa_q$ , 子域子码 $\left.\mathcal{C}\right|{F_q}$ 可能与代码没有基本关系 $\mathcal{C}$. 但是,我们有以下上下限 $\kappa_q$.
定理 2.2.1 令 $\mathcal{C}$ 豆 $[n, \kappa] q^t$ 代码。然后 $\mathcal{C} \mid \mathbb{F} q$ 是一个 $\left[n, \kappa_q\right]$ 代码结束 $\mathbb{F}_q$ ,在哪里 $\kappa \geq \kappa_q \geq n-t(n-\kappa)$. 如 果 $\mathcal{C}$ 有一个码字的基础 $\mathbb{F}_q^n$ ,那么这也是一个基础 $\mathcal{C F} q$ 和 $\mathcal{C} \mid \mathbb{F}_q$ 有维度 $\kappa$.
例 $2.2 .2$ 汉明码 $\mathcal{H} 3,2^2$ 超过 $\mathbb{F} 2^2$ 有参数 $[21,18,3] 4$. 子字段子代码 $\mathcal{H} 3,\left.2^2\right|_F$; 是一个 $[21,16,3]_2$ 带有奇偶校 验矩阵的代码
$\left[\begin{array}{llllllllllllllllllllllllllll}1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 1 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 0 & 1 & 0 & 1 & 0 & 0 & 1 & 0 & 1\end{array}\right.$
在这种情况下, $n=21, \kappa=18$ ,和 $n-t(n-\kappa)=15$. 因此 $\kappa_q=16$ ,非常接近 $n-t(n-\kappa)=15$.
下面称为德尔萨定理,它展示了子域子码和跟踪码之间的双重关系。该定理在线性码的设计和分析中非常 有用。
定理 2.2.3 (Delsarte) 让 $\mathcal{C}$ 是长度的线性码 $n$ 超过 $\mathbb{F} q^t$. 然后
$$
(\mathcal{C} \mid \mathbb{F} q)^{\perp}=\operatorname{Tr} q^t / q\left(\mathcal{C}^{\perp}\right),
$$
在哪里
定理 $2.2$.1和 $2.2 .3$ 适用于所有线性码,包括循环码。他们的证明可以在 $[1008$ ,第 $3.8$ 节]。我们稍后会需 要它们。

计算机代写|编码理论代写Coding theory代考|Fundamental Constructions of Cyclic Codes

在 $1.12$ 节中,证明了每个长度为 $n$ 超过 $\mathbb{F}q$ 可以由生成多项式生成 $g(x) \in \mathbb{F}_q[x]$. 本节的目的是描述有限域 上循环码的其他几个基本结构。基本构造是指一种构造方法,它可以在任何有限域上生成每个循环码。 一个元素 $e$ 在交换环中 $\mathcal{R}$ 被称为幂等如果 $e^2=e$. 戒指 $\mathcal{R}{(n, q)}$ 通常具有相当多的幂等性。除了它的生成多项 式,许多其他多项式也可以生成循环码 $\mathcal{C}$. 让 $\mathcal{C}$ 是一个循环码 $\mathbb{F}q$ 用生成多项式 $g(x)$. 很容易看出,多项式 $f(x) \in \mathbb{F}_q[x]$ 生成 $C$ 当且仅当 $\operatorname{gcd}\left(f(x), x^n-1\right)=g(x)$. 如果一个莫等 $e(x) \in \mathcal{R}{(n, q)}$ 生成循环码 $\mathcal{C}$ ,则它在这个环中是唯一的,称为生成幂等。给定循环码的生成 多项式,可以使用以下定理 [1008,定理 4.3.3] 计算其生成募等性。
定理 2.3.1 令 $\mathcal{C}$ 是长度的循环码 $n$ 超过 $\mathbb{F}_q$ 用生成多项式 $g(x)$. 让 $h(x)=\left(x^n-1\right) / g(x)$. 然后 $\operatorname{gcd}(g(x), h(x))=1$ ,因为假设 $\operatorname{gcd}(n, q)=1$. 使用扩展欧几里得算法,计算两个多项式 $a(x) \in \mathbb{F}_q[x]$ 和 $b(x) \in \mathbb{F}_q[x]$ 这样 $1=a(x) g(x)+b(x) h(x)$. 然后 $e(x)=a(x) g(x) \bmod \left(x^n-1\right)$ 是生成募等 $\mathcal{C}$.
多项式 $h(x)$ 定理 $2.3 .1$ 称为奇偶校验多项式C. 给定循环码的生成幂等性,可以按如下方式获得该码的生成 多项式 [1008,定理 4.3.3]。
定理 2.3.2 令 $\mathcal{C}$ 是一个循环码 $\mathbb{F}_q$ 与生成募等 $(x)$. 然后生成多项式 $\mathcal{C}$ 是 (谁) 给的 $g(x)=\operatorname{gcd}\left(e(x), x^n-1\right)$ ,计算在 $\mathbb{F}_q[x]$.

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