Двойственные многокомпонентные коды максимальной мощности
Автор: Габидулин Э.М., Пилипчук Н.И.
Журнал: Труды Московского физико-технического института @trudy-mipt
Рубрика: Информатика, вычислительная техника и упровление
Статья в выпуске: 1 (29) т.8, 2016 года.
Бесплатный доступ
Расширен класс подпространственных сетевых кодов. Построены двойственные многокомпонентные коды максимальной мощности на основе известных многокомпонентных кодов с нулевым префиксом (МНП), характеризующихся максимальным кодовым расстоянием. Переход к двойственным кодам позволил снять ограничение на соотношение между размерностью кода и кодовым расстоянием.
Ранговые коды, подпространственные коды, мощность кода, кодовое расстояние, размерность, многокомпонентные коды
Короткий адрес: https://sciup.org/142186119
IDR: 142186119
Текст научной статьи Двойственные многокомпонентные коды максимальной мощности
Введём основные обозначения и определения. Пусть W = GF(q)n - основное п-мерное пространство над конечным полем GF(q). W(п, т) - множество всех т-мерных подпространств основного пространства W, называемое грассманианом. Мощность грассманиана равна
| W (п, т) | = [”]
(q n - 1)(q n - q) ... (q n - q m- 1 )
(q m
- i)(q m - q)... (q m - q m- 1 ).
Грассманово расстояние между двумя подпространствами U,V Е W(п,т) определено в виде
d(U, V) = dim(U W V) - dim(U n V) =
= dim(u) + dim(V) - 2 dim(U n V) =
= 2m - 2 dim(U n V) = 25.
Обозначим [п, M, d = 25, m] некоторый код в грассмановой метрике, у которого длина равна п, M - число кодовых слов, d = 25 - минимальное кодовое расстояние, т -размерность. Важной характеристикой кода является его мощность. Приведём некоторые границы мощности. Верхняя граница мощности для [п, M, d = 25, т] кода получена в 2003 году в работе [1] и имеет вид
M < M wang
I | W(п,т - 5 + 1) | I = I L-W
L l W (т,т - 5 + 1) |J [[m - m+J.
Далее мы рассмотрим границы для спредов, то есть кодов размерности т с максимальным подпространственным расстоянием d = 2т. Верхние границы были получены в ряде работ, некоторые из которых опубликованы намного раньше 2003 года (см., например, [2], [3], [4], [5]).
Запишем длину кода в виде п = тт + s, т > 2, 0 < s < т — 1, где т и s - целые числа.
Тогда верхняя граница мощности кода с максимальным кодовым расстоянием d = 2т приобретает вид qn
М = М(п,d = 2т, т) < М wang (п, d = 2т, т) = —m
-
-
q ^
.
Если s = 0, то есть длина п = тт, то верхняя граница такова:
q n
М wang (п, d = 2т, т) = —
-
-
.
Для s = 1 в работе [3] получена верхняя граница в виде qn
М = М(п,d = 2т, т) < —
-
-
q_ 1
-
(q - 1) -
Для s > 2 в работе [4] приведены результаты, позволяющие модифицировать границу (2) следующим образом:
где
М = М(п,d = 2т, т) <
q n q m
-
-
-
'; -1,
2Ө = V1 +4q m (q m — q s )
Верхняя граница (4) для s = 2 имеет вид
-
(2q m
-
2q s
+ 1).
М = М (п,d = 2т, т)
≤
2п -
2 т
-
-
-
2 ,
тогда как нижняя граница (7) равна
М = М (п,d = 2т, т)
≥
2п .
2 т
-
— 1
-
В работе [6] показано, что для параметров п мощность равна
= 2т + 2, т > 4, d = 2т максимальная
М тах = 2 т +2 + 1.
Поставим задачу. Используя известные многокомпонентные коды с нулевым префиксом максимальной мощности со следующими параметрами: п = тт + s, т > 2, 0 < s < т — 1, d = 2т, построим двойственные многокомпонентные коды максимальной мощности новой размерности т ‘ = п — т, изменив соотношение между размерностью и кодовым расстоянием. Тем самым мы расширим класс подпространственных сетевых кодов максимальной мощности.
В п-мерном пространстве над GF(q) для каждого т-мерного подпространства X существует ортогональное ему дуальное (п — т)-мерное подпространство X ^ . Так как
(X U У)± = X± П У±, то отсюда следует, что если в коде заменить все подпространства на дуальные, то получим код с той же мощностью и подпространственным расстоянием, но с другой размерностью. Изменение размерности при максимальной мощности принципиально меняет постановку задачи. Ранее предполагалось d = 2т.
Если мощность была максимальной для размерности т, то она остаётся максимальной и для дуальной размерности п — т.
2. Многокомпонентные коды с нулевым префиксом
В 2008 г. в работе [7] для случая 6 = т впервые был предложен класс многокомпонентных кодов с нулевым префиксом (МНП) при любых значениях основных параметров. В дальнейшем эти исследования дополнялись в работах [8], [9]. Заметим, что в работе 2009 г. [10] также имеется алгоритм построения подпространственных кодов максимальной мощности для кода с определёнными параметрами п = гт.
МНП-код состоит из нескольких компонент. (г)-я компонента состоит из т х (п — т — (г — 1)т) матриц вида
С
мнп ,г
= {( О т
О т І т М )},
где г = 1,..., г, г > 2. Первая компонента совпадает с кодом SKK [11], [12] (Silva-Koetter-Kschischang), без нулевого префикса: С мнпд = C s^^ .
Матрица M j выбирается из матриц т х (п — т — (г — 1)т) кода Габидулина [13] с ранговым расстоянием 6 = т.
Рассматриваем код с параметрами: длина кода п, размерность кодовых подпространств т, кодовое расстояние d = 2т. Обозначим а = тах { т, (п — т — (г — 1)т) } и b j = тіп { т, (п — т — (г — 1)т) } . Мощность г-й компоненты равна
|С мнп j | = , .
Общая мощность равна сумме мощностей всех компонент:
г
Смнп = ^^ q “ » ( Ь ! - т+1) j=1
3. Двойственные мнокомпонентные коды (ДМК)
Пусть подпространство X размерности т задаётся матрицей L размера т х п ранга т. Тогда ортогональное подпространство X j размерности п — т задаётся матрицей L j размера (п — т) х п такой, что
(Lj)(LT) = 0, где LT означает транспонирование. Построим двойственный многокомпонентный код (ДМК). Для j = 1,...,г компоненты МНП-кода размерности т и длины п = гт + s задаются матрицами ранга т вида
Lj — [0т . . . 0т Im Mj] , которые состоят из нулевого матричного префикса размера т х (j — 1)т, единичной подматрицы 1т порядка т и подматрицы Mj размера т х (п — j)т.
Ортогональная матрица Lj- ранга п — т имеет вид лп—дт
U (j - 1)т
-1- п—дт
Т, ., П т
L j
1 ( 3 -1)т 0 (^ - 1)т оУ-1^ -мт п — дт
Здесь 0 ^ означает нулевую матрицу размера I х v.
ДМК-код Lj- имеет размерность п — т и подпространственное расстояние d = 2т. Для п = тг + s, т = 2, 3, s = 0,1, эти коды имеют максимальную мощность.
4. Максимальная мощность кодов МНП и ДМК
Сначала рассмотрим случаи, при которых мощность МНП-кода максимальна, а затем перейдём к ДМК. Пусть заданы параметры 6 = т и n = гт + s, s = 0. Тогда
М мнп
Г - 1
_ q(r—i+1)m(m-m+1) । 1 _ г=1
q
—
q m —
.
Это совпадает с верхней границей (1).
Теперь пусть n = rm + 1, s = 1, тогда
q ( r +1) m — i
ММНП — |С мнп | q ~ " (q 1).
q m — 1
Это значение совпадает с уточнённой верхней границей (3)
q ( r +1) m — 1
М = q----------(q — 1).
4 qm — 1 '
Это означает, что при размерности т = 2 коды МНП всегда имеют максимальную мощность при любых значениях параметров n, d, а при т = 3 коды МНП имеют максимальную мощность при 6 = 3 и n = rm + s, s = 0, 1. Соответствующие двойственные коды также имеют максимальную мощность при другой (в общем случае) размерности т' = n — т.
Пример. Построим МНП-код с параметрами n = (2 х 3) +1 = 7, d = 6 и соответствующий двойственный код размерности n — 3 = 4. В данном случае МНП-код состоит из двух компонент. Первая компонента является конкатенацией двух матриц - единичной матрицы I 3 порядка 3 и матрицы рангового кода М размера 3 х 4. Вторая компонента также является конкатенацией двух матриц - матрицы из нулевых элементов 0 ^ размера 3 х 4 и единичной матрицы I 3 порядка 3. Мощность первой компоненты М 1 = 2 4 , мощность второй компоненты М 2 = 1. Суммарная мощность М тах = 17 соответствует верхней границе (3) для этих параметров.
Соответствующий двойственный код также состоит из двух компонент. Первая компонента является конкатенацией двух матриц – транспонированной матрицы рангового кода — М Т размера 4 х 3 и единичной матрицы порядка 4. Вторая компонента также является конкатенацией двух матриц - единичной матрицы I 4 порядка 4 и матрицы из нулевых элементов 0 3 4 размера 4 х 3 . Построенный двойственный код имеет размерность 4, в то время как исходный МНП-код имел размерность 3. В данном случае условие равенства удвоенной размерности (2 х т ' = 8) и расстояния d = 6 не соблюдено. Тем не менее код имеет максимальную мощность. На этом небольшом примере видно, что построение двойственных кодов на основе МНП-кодов максимальной мощности увеличивает число подпространственных кодов максимальной мощности.
5. ZJSSS-код максимальной мощности
Изменим параметры: пусть n = (гт + 2) = 8, т = 3. В этом случае МНП-код имеет мощность М = 33, в то время как верхняя граница даёт значение М тах = 34.
В работе [14] путём исчерпывающего перебора построен код максимальной мощности для этих параметров. Соответственно первым буквам фамилий авторов обозначим его ZJSSS-код.
Кодовые подпространства размерности т = 3 ZJSSS-кода заданы порождающими двоичными матрицами размера 3 х 8. Для краткости каждая 8-битная строка записывается как двоичное разложение десятичного числа. Кодовые матрицы имеют вид
А 1 =(169,75, 5) |
А 2 = (195,43,6) |
А з = (108, 29, 3) |
А 4 =(130,72,20) |
А 5 =(144, 68, 33) |
А б = (65,61,2) |
А 7 = (66,19,4) |
А 8 =(140,87,1) |
А 9 =(35,16,9) |
Аю = (147, 99, 7) |
Аң = (155,76,38) |
А і2 =(69,40,24) |
А із =(132,103,12) |
А 14 = (152, 88, 56) |
А 15 = (153,94,39) |
А іб =(196, 34,11) |
А 1т =(167,97,15) |
А 18 = (159, 84, 32) |
А 19 = (154,71,55) |
А 20 =(145, 80, 50) |
Л 2і =(131,54,13) |
А 22 = (134, 74, 53) |
А 23 = (166,18,8) |
А 24 =(164, 64, 31) |
А 25 =(138,90,60) |
А 26 = (135, 73, 27) |
А 27 = (146,77,37) |
А 28 =(171,105,17) |
Л 29 =(158,79,52) |
А 30 = (128, 89,47) |
А 31 = (129,22,10) |
А 32 =(143, 83,46) |
А 33 =(205,36,21) |
А 34 = (137, 91,44) |
6. Двойственный код (DZJSSS)
Кодовые подпространства размерности п — т = 8 — 3 = 5 длины п = 8 DZJSSS-кода заданы порождающими двоичными матрицами размера 5 х 8. Каждая 8-битная строка записывается как двоичное разложение десятичного числа.
А - =(135,66,39,16,13) |
А - = (137, 73,40,16, 7) |
А - = (128,43,75,12,19) |
А - =(130,72,32,20,1) |
А - =(144, 68, 33, 8,4) |
А - = (128,69,36,20,12) |
А - = (128,32,8, 67,17) |
А — =(134,66, 32,18,14) |
А - =(128,64,34,11,4) |
А ^ = (144, 85, 53,8, 3) |
А ^ = (129,71,35,17,14) |
А - 2 =(128,65,56,5, 2) |
А -3 =(141, 65,33,16,3) |
А 14 = (232, 24,4, 2,1) |
А - 5 = (161, 98,19,11,6) |
А - 6 =(132, 68,42,16,9) |
А - 7 =(138, 67,41,16, 6) |
А - 8 = (129, 69, 20,9, 3) |
А ^ 9 = (131, 98, 51,11,5) |
А ^ о =(129,83,34, 8,4) |
А - 1 =(137,64,43,27,7) |
А 2 2 = (129, 71, 33,17,15) |
А - = (132,64,36,22,1) |
А - 4 =(133,37,17,9, 3) |
А - 5 =(150, 84,36,14,1) |
А - = (132,67,32,22,13) |
А - = (130, 72,41,18,5) |
А ^ 8 =(130, 74,40,25,4) |
А^=(131,65,38, 21,10) |
А - = (67, 34,19, 9, 6) |
А ^ 1 = (129, 64, 32,20,14) |
А - 2 =(135,70,35, 22,12) |
А -3 =(136,72,37,25,2) |
А - = (131, 66, 36,18,13) |
7. Семейство МНП и объединённых кодов
Алгоритм построения МНП-кодов позволяет включить ZJSSS-код в качестве конечной компоненты с целью увеличения мощности. Пусть п = 11. МНП-код состоит из 3-х компонент. Первая компонента – SKK-код. Заменим две последние компоненты МНП-кода на одну компоненту - код ZJSSS с нулевым матричным префиксом 0 з порядка 3. Мощность этой компоненты равна 34 и является максимально возможной для длины п = 8 и расстояния d = 2т = 6. Получили двухкомпонентный объединённый МНП-ZJSSS-код [11, 6, 3] максимальной мощности 290. Таким же образом получим семейство подпространственных кодов максимальной мощности с параметрами п = 3(г — 1) + 8 = 3(г + 1) + 2,т = 3, d = 6.
Сначала построим объединённый МНП-ZJSSS-код длины п = 3 х г + 2, где г - некоторое целое число. Пусть размерность т = 3 и подпространственное расстояние максимально, то есть d = 2т = 6. Для примера зададим несколько значений г = 2, 3, 4, 5, соответственно п = 8, 11, 14, 17. Подсчитаем мощности кодов МНП и МНП-ZJSSS, оценим относительную разность в процентах. Эти данные приведём в таблице.
г |
п |
M max |
Л^МНП |
м % |
2 |
8 |
34 |
33 |
3 |
3 |
11 |
290 |
289 |
0.35 |
4 |
14 |
2338 |
2337 |
0.043 |
5 |
17 |
18722 |
18721 |
0.005 |
Используя структуру объединённого MHn-ZJSSS-кода с параметрами п = 11, т = 3, d = 6, построим объединённый двойственный двухкомпонентный код. Первая компонента задана матрицей
[ М Т І 8 ] .
Матрица второй компоненты имеет вид
[ І 3 0 8 1
[ 03 z^ р где Z^ - матрица DZJSSS-кода размера 5 х 8. Матрица размера 8 х 11 является конкатенацией двух подматриц, из которых первая подматрица Мт является транспонированной матрицей рангового кода размера 3 х 8, а вторая подматрица !§ является единичной матрицей порядка 8. Вторая компонента представляет двойственный ZJSSS-код в виде общей матрицы размера 8 х 11, состоящей из четырёх подматриц: в левом верхнем углу единичная матрица І3 порядка 3, в правом верхнем углу матрица 08 из нулевых элементов размера 3 х 8; в левом нижнем углу матрица О5 из нулевых элементов размера 5 х 3, в правом нижнем углу матрица размера 5 х 8, ортогональная матрице ZJSSS-кода размера 3 х 8.
Теперь построим объединёный двойственный трёхкомпонентный код длины п = 14, размерности т ‘ = п — т = 14 — 3 = 11 максимальной мощности. Первая компонента МНП-кода имеет вид
[І3 М11 М12 М13 Мы] , где матрица рангового кода М1 записана в виде конкатенации четырёх матриц:
М1 = [Мп М12 М13 М14] , причём первые три матрицы размера 3 х 3, четвёртая матрица размера 3 х 2. Соответствующая первая компонента двойственного кода такова:
" М Ц І з 0 3 0 3 0 2 " М ^ 0 3 І 3 0 3 0 2 М ' , 0 3 0 3 І 3 0 2 .
_ М ^ 0 3 0 3 0 3 І 2_
Вторая компонента МНП-кода имеет вид
[03 Із М21 М22 М23] , где матрица рангового кода М2 записана в виде конкатенации трёх матриц:
М2 = [М21 М22 М23] , причём первые две матрицы размера 3 х 3, третья матрица размера 3 х 2. Соответствующая вторая компонента двойственного кода такова:
І 3 |
0 3 |
0 3 |
0 3 |
0 2 ⎤ |
⎢ 0 3 |
М 21 |
І 3 |
0 3 |
0 2 ⎥ |
⎢ 0 3 |
М 22 |
0 3 |
І 3 |
0 2 ⎥ |
0 3 |
М 2 Т 3 |
0 3 |
0 3 |
І2_ |
Третья компонента объединённого трёхкомпонентного кода является конкатенацией двух нулевых матриц размера 3 х 3 и матрицы ZJSSS-кода размера 3 х 8:
[03 03 z], где Z - матрица ZJSSS-кода.
Соответствующая третья компонента двойственного кода такова:
8. МНП-коды размерности т > 4 и двойственные коды
В работе [6] показано, что для параметров п = 2т + 2, т > 4, d = 2т максимальная мощность M max = 2 т +2 + 1. Такую мощность при этих параметрах обеспечивает МНП-код, состоящий из двух компонент.
Пусть т = 4, п = 10, d = 8. Первая компонента - SKK-код:
[Д М 11 М 12]
мощности М 1 = 2 т +2 = 64. Вторая компонента имеет вид
[ 0 6 А ]
-
и дает единственное кодовое слово.
Соответствующий двойственный код имеет две компоненты. Первая компонента
Г М^ 14 02'
[ М2 0 2 2
Вторая компонента
І4
0 0 2
0 2 І
Новая размерность равна т' = п — т = 10 — 4 = 6. В этом случае удвоенное значение размерности 2т ' = 12 не совпадает с расстоянием d = 8.
Пусть п = 3т + 2 = 14, т = 4, d = 8. Исходный трёхкомпонентный код
[Д М11 М12 М1з] , [04 і4 М21 М22], [04 04 д 04], где каждая строка - соответствующая компонента, матрицы Мц, М12, М21 имеют размер 4 х 4, матрицы М13 и М22 размера 4 х 2.
Первая компонента двойственного кода
"м^ д 04 04" М^ 04 Д 04 , мт 02 02 д вторая компонента двойственного кода
" і 4 0 4 0 4 0 4 "
04 м2ті І4 04 , 02 м2т2 02 і2_ третья компонента двойственного кода
" і 4 0 4 0 4 0 4 " 0 4 І 4 0 4 0 4 .
0 4 0 4 0 4 І 2
Заключение
Расширен класс кодов с максимальной мощностью за счёт перехода к двойственным кодам, у которых меняется размерность, но сохраняется мощность и кодовое расстояние. Теперь условие равенства кодового расстояния и удвоенной размерности, вообще говоря, не соблюдается. Это значит, что расширены условия для построения подпространственных кодов максимальной мощности.
Для всех значений параметров т > 2, n = (г + 1)m+s, где s = 0, 1, 2, d = 2т, построены подпространственные многокомпонентные коды максимальной мощности. На основе этих кодов построены двойственные коды максимальной мощности размерности т ‘ = n — т, в общем случае не равной половине подпространственного кодового расстояния.
Работа выполнена при частичной финансовой поддержке гранта РФФИ, проект № 15-07-08480/16.
Список литературы Двойственные многокомпонентные коды максимальной мощности
- Wang H., Xing C., Safavi-Naini R. Linear Autentication Codes: Bounds and Constructions//IEEE Trans. Inform. Theory. 2003. V. 49, N 4. P. 866-873
- Dembowski P. Finite geometries//Ergebnisse der Mathematik und ihrer Grenzgebiete, Band 44. Springer-Verlag, Berlin, 1968
- Beutelspacher A. Partial spreads in finite projective spaces and partial designs//Math. Z. 1975. 145(3). P. 211-229
- Drake D.A., Freeman J.W. Partial 𝑡-spreads and group constructible 𝑠, 𝑟, 𝜇-nets//J. Geom. 1979. 13(2). P. 210-216
- Beutelspacher A. Blocking sets and partial spreads in finite projective spaces//Geom. Dedicata. 1980. 9(4). P. 425-449
- Kurz S. Improved upper bounds for partial spreads//arXiv:1512.04297
- Gabidulin E., Bossert M. Codes for Network Coding//Proc. IEEE Int. Sympos. on Information Theory (ISIT’2008). Toronto, Canada. July 6-11. 2008. P. 867-870
- Габидулин Э.М., Боссерт М. Алгебраические коды для сетевого кодирования//Пробл. передачи информ. 2009. Т. 45, № 4. С. 54-68
- Габидулин Э.М., Пилипчук Н.И. Эффективность подпространственных сетевых кодов//Труды МФТИ. 2015. Т. 7, № 1. С. 104-111
- Xia T., Fu F.W. Jonson type bounds on constant dimension codes//Designs, Codes and Cryptography 2009. V. 50, N 2. P. 163-172
- Koetter R., Kschischang F.R. Coding for Errors and Erasures in Random Network Coding//IEEE Trans. Inform. Theory. 2008. V. 54, N 8. P. 3579-3591
- Silva D., Koetter R., Kschischang F.R. A Rank-Metric Approach to Error Control in Random Network Coding//IEEE Trans. Inform. Theory. 2008. V. 54, N 9. P. 3951-3967
- Габидулин Э.М. Теория кодов с максимальным ранговым расстоянием//Пробл. передачи информ. 1985. Т. 21. № 1. С. 3-16
- El-Zanati S., Jordon H., Seelinger G., Sissokho P., Spence L. The maximum size of a partial 3-spread in a finite vector space over GF(2)//Des. Codes Cryptogr. 2010. V. 54. P. 101-107