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偏转线圈磁场的测量

丁守谦 吴家群 方兰 王敬武

方维. 基于CCCII的电流模式多功能双二次滤波器[J]. 电子与信息学报, 2001, 23(10): 1032-1035.
引用本文: 丁守谦, 吴家群, 方兰, 王敬武. 偏转线圈磁场的测量[J]. 电子与信息学报, 1983, 5(3): 163-171.
Fang Wei . CURRENT-MODE MULTIFUNCTION BIQUARDRATIC FILTERS BASED ON CCCII[J]. Journal of Electronics & Information Technology, 2001, 23(10): 1032-1035.
Citation: Ding Shou-Qian, Wu Jia-Qun, Fang Lan, Wang Jing-Wu. MEASUREMENTS OF MAGNETIC FIELD OF THE DEFLECTION YOKE[J]. Journal of Electronics & Information Technology, 1983, 5(3): 163-171.

偏转线圈磁场的测量

MEASUREMENTS OF MAGNETIC FIELD OF THE DEFLECTION YOKE

  • 摘要: 本文介绍了用双线圈测量偏转磁场的方法。文中首先导出双线圈处于x(或y)轴任意两个位置求算场参数H0、H2、H4的普遍公式。当两个小线圈的灵敏度稍有差异时,该公式仍然有效。利用沿x(或y)轴测得的一系列数据进行回归分析,求得场参数的最佳拟合值,可适用于离轴较远的距离。
      关键词:
    •  
  • 自正交码包含自对偶码,它是一类非常重要的码。文献[1]利用经典的2元自正交线性码构造了量子码,自此自正交码的构造成为编码理论研究的一个热点[2-6]。文献[4]研究了3元域上对偶距离为3的自正交码的构造,并得到了参数好的量子码。文献[5]研究了4元域上自正交码的构造方法,得到了一些最优的3维自正交码。

    线性互补对偶(Linear Complementary Dual, LCD)码作为一类特殊的线性码,在编码理论中有着丰富的应用前景。文献[7]证明有限域上LCD码能够防御信道攻击。文献[8]最先提出线性互补对偶(LCD)码,同时证明存在渐进好的LCD码。文献[9]证明LCD码能达到渐进(gilbert-varshamov)界,从而激发学者研究LCD码的兴趣[9-16]。文献[10]总结有限域上LCD码的一些主要研究成果及其进展,并提出了一些未解决的重要问题。

    文献[11]证明q>3元LCD码和q元线性码等价。因此,LCD码的研究重点聚焦于研究2元LCD码和3元LCD码。文献[12]解决了5元域上3维和4维最优LCD码的构造问题。文献[13]利用合适的定义集构造了2元LCD码和2元自正交码。文献[14]推广到q元域,其中q是素数。文献[15]通过合适的定义集构造了4元厄米特LCD码和厄米特自正交码。受这3篇文献启发,本文研究了合适的定义集下的3元LCD码和3元自正交码的构造。利用有限域上线性码是LCD码或自正交码的判定条件,构造了4类3元LCD码和一些自正交码。

    q是素数的幂,Fqq元域,FnqFqn维向量空间。对Fnq中的任意向量x=(x0,x1,,xn1)y=(y0,y1,,yn1),定义xy的欧几里得内积为

    xy=x0y0+x1y1++xn1yn1 (1)

    C是一个q[n,k]线性码,则C是一个q[n,nk]线性码。若CC,则称C为自正交码。若CC={0},则称C为LCD码。

    设集合D={g1,g2,,gn}Fmq。由集合D构造

    CD={(ag1,ag2,,agn):aFmq} (2)

    易证,CD是一个码长为nq元线性码,并称D是码CD的定义集。设G是由向量gT1,gT2,,gTn形成的m×n矩阵

    G=[gT1gT2gTn] (3)

    Rank(G) = k。则CD是一个[n,k]线性码。特别地,如果k=m,则G恰好是CD的生成矩阵。由文献[13],可得以下结论。

    引理1[13] CDCDCD的维数分别等于Rank(G), Rank(G)Rank(GGT)

    推论1[13] CD是LCD码当且仅当Rank(GT)=Rank(GGT)CD是自正交码当且仅当GGT=0

    mt是两个任意正整数且1tm1,设Dt表示F3m上重量为t且第1个非0位上的数为1的向量集合。设DtF3m上重量小于等于t且第1个非0位上的数为1的向量集合。定义

    ¯Dt=Dt{1m}¯Dt=Dt{1m}} (4)

    其中,1mF3m上分量全为1的向量。下文通过以上4个集合,构造LCD码和自正交码。

    Dt={g1,g2,,gnt},其中nt=|Dt|,则nt=2t1(mt)。设Gt=[gT1gT2gTnt]CDt是以Dt为定义集的3元码长为nt的线性码。下面研究CDt的参数。首先证明几个重要的引理。

    引理2 设1tm1,则Rank(Gt)=m

    证明 当t=1时,Gt=Em,其中Em表示m阶单位矩阵,显然 Rank(Gt)=m

    t2时,则Gt中一定包含m列线性无关的向量

    (1,,1t,0,,0)T,(1,2,1,,1t2,0,,0)T,,(1,,1t1,2,0,,0)T (0,1,,1t,0,,0)T,(0,0,1,,1t,0,,0)T,,(0,,0,1,,1t)T } (5)

    因此Rank(Gt)=m。证毕

    引理3 设1tm1, M=(mij)m×m=GtGtT,则

    (1) 当t=1时,M=Em,其中Em表示m阶单位矩阵。

    (2) 当t2时, mij={2t1(m1t1)(mod3),i=j0(mod3), ij

    证明 (1) 当t=1时,结论显然正确。

    (2) 设ci表示Gt的第i行,则mij=ntl=1cilcjl。当ij时,(cil,cjl)使cilcjl0的可能取值为(11),(12),(21),(22)。对i,j{1,2},令λij表示(ij)出现的次数。将Gt的每一列以i,j为界分成第1行至第i1行,第i+1行至第j1行,第j行至第m行3个部分。根据这3个部分出现非0元的个数,分以下几种情况讨论。

    情形1 第1个部分不出现非0元,第2个部分不出现非0元,则第3个部分必须出现t2个非0元,因此情形1在Gt中出现的次数共计

    l1=2t2(mjt2) (6)

    情形2 第1个部分出现s1个非0元且这部分第1个非0元为1,则第2个部分不出现非0元,则第3个部分必须出现ts2个非0元。因此情形2在Gt中出现的次数共计

    l2=t2s=12s1(i1s)2ts2(mjts2) (7)

    情形3 第1个部分不出现非0元,第2个部分出现k1个非0元,则第3个部分必须出现tk2个非0元。因此情形3在Gt中出现的次数共计

    l3=t2k=12k(ji1k)2tk2(mjtk2) (8)

    情形4 第1个部分出现s1个非0元且这部分第1个非0元为1,第2个部分出现k1个非0元,则第3个部分必须出现tsk2个非0元。因此情形5在Gt中出现的次数共计

    l4=t2s=1t2k=12s1(i1s)2k(ji1k)2tsk2(mjtsk2) (9)

    Gt(11)出现的情况有情形1、情形2、情形3、情形4。在Gt(12)出现的情况有情形1、情形2、情形3、情形4。在Gt(21)出现的情况有情形2、情形4。在Gt(22)出现的情况有情形2、情形4。则λ11=l1+l2+l3+l4, λ12=l1+l2+l3+l4, λ21=l2+l4, λ22=l2+l4。所以在Gt(11),(12)出现次数相同,且11+12=3。在Gt(21),(22)出现次数相同,且21+22=3。所以mij=0(mod3), ij。当i=j时,因为cijF3,而00=0, 11=1, 2 \cdot 2 = 1( \mod 3),则 {m_{ii}} 等于第 i 行非0元的数目模3。下面证明 {{\boldsymbol{G}}_t} 的每一行非0元数目是相等的。当 i = 1 时,非0元素只有1,个数为 {2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m - 1 \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right) 。当 j \ne 1 时, ({c_1},{c_j}) 有以下几种情况, (00),(01),(02),(10),(11),(12) ,则只需要证明 (01)(02) (10) 的个数相等即可。对 i,j \in \{ 0,1,2\} ,令 {\delta _{ij}} 表示 (ij) 出现的次数。将 {{\boldsymbol{G}}_t} 的每一列以 1,j 为界分成第2行至第 j - 1 行,第 j + 1 行至第 m 行2个部分。根据这2个部分出现非0元的个数,分以下几种情形讨论。

    情形1 第1个部分不出现非0元,则第2个部分必须出现 t - 1 个非0元。因此情形1在 {{\boldsymbol{G}}_t} 中出现的次数共计

    {h_1} = {2^t}\left( \begin{gathered} m - j \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right) (10)

    情形2 第1个部分出现 s \ge 1 个非0元,则第2部分必须出现 t - s - 1 个非0元。因此情形2在 {{\boldsymbol{G}}_t} 中出现的次数共计

    {h_2} = \sum\limits_{s = 1}^{t - 1} {{2^s}\left( \begin{gathered} j - 2 \\ s \\ \end{gathered} \right){2^{t - s - 1}}\left( \begin{gathered} m - j \\ t - s - 1 \\ \end{gathered} \right)} (11)

    情形3 第1个部分出现 s \ge 1 个非0元且这部分第1个非0元为1,则第2个部分必须出现 t - s - 1 个非0元。因此情形3在 {{\boldsymbol{G}}_t} 中出现的次数共计

    {h_3} = \sum\limits_{s = 1}^{t - 1} {{2^{s - 1}}\left( \begin{gathered} j - 2 \\ s \\ \end{gathered} \right){2^{t - s - 1}}\left( \begin{gathered} m - j \\ t - s - 1 \\ \end{gathered} \right)} (12)

    {{\boldsymbol{G}}_t} (10) 出现的情况有情形1、情形2。在 {{\boldsymbol{G}}_t} (01) 出现的情况有情形1、情形3。在 {{\boldsymbol{G}}_t} (02) 出现的情况有情形3。则 {\delta _{10}} = {h_1} + {h_2} , {\delta _{01}} = {h_1} + {h_3} , {\delta _{02}} = {h_3} ,又因为 {h_2} = 2{h_3} ,所以 {\delta _{10}} = {\delta _{01}} + {\delta _{02}} 。所以 {c_1} {c_j} 中的非0数目都是相等

    {m_{ii}} = {2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m - 1 \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right)({\rm{mod}} 3) (13)

    综上所述,引理得证。

    根据引理3,有如下结论。

    引理4 设 m \ge 3 2 \le t \le m - 1 ,则

    {\rm{Rank}}({{\boldsymbol{G}}_t}{\boldsymbol{G}}_t^{\rm{T}}) = \left\{ \begin{gathered} 0,{\text{ }}\;\left( \begin{gathered} m - 1 \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right) \equiv 0({\rm{mod}} 3) \\ m,{\text{ }}\left( \begin{gathered} m - 1 \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right)\not \equiv 0 ({\rm{mod}} 3) \\ \end{gathered} \right. (14)

    命题1 设 m \ge 3 2 \le t \le m - 1 ,则

    {\dim _{{F_3}}}({C_{{D_t}}} \cap C_{{D_t}}^ \bot ) = \left\{ \begin{gathered} {\dim _{{F_3}}}({C_{{D_t}}}),\left( \begin{gathered} m - 1 \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right) \equiv 0({\rm{mod}} 3) \\ 0,{\text{ }}\qquad\qquad\left( \begin{gathered} m - 1 \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right)\not \equiv 0({\rm{mod}} 3){\text{ }} \\ \end{gathered} \right. (15)

    证明 由引理1,{\dim _{{F_3}}}({C_{{D_t}}} \cap C_{{D_t}}^ \bot ) = {\rm{Rank}}({\boldsymbol{G}}) - {\rm{Rank}}({\boldsymbol{G}}{{\boldsymbol{G}}^{\rm T}}),由引理2和引理4,结论成立。

    根据推论1、引理4、命题1,可得下面定理。

    定理1 设 m \ge 3 2 \le t \le m - 1 ,则 {C_{{D_t}}} 是一个3元 [{2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right),m] 线性码。

    (1) {C_{{D_t}}} 是自正交码当且仅当\left( \begin{gathered} m - 1 \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right) \equiv 0({\rm{mod}} 3)

    (2) {C_{{D_t}}} 是LCD码当且仅当\left( \begin{gathered} m - 1 \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right)\not \equiv 0({\rm{mod}} 3)

    定理2 设 m \ge 3 2 \le t \le m - 1 ,则 C_{{D_t}}^ \bot 是一个3元 [{2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right),{2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) - m,3] 线性码。当 1 + {2^t}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) \gt {3^{m - 1}} 时, C_{{D_t}}^ \bot 是最优码。

    证明 由定理1,易证 C_{{D_t}}^ \bot \left[{2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right), {2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) - m\right]线性码。下证 C_{{D_t}}^ \bot 的最小距离是3。显然 {{\boldsymbol{G}}_t} C_{{D_t}}^ \bot 的校验矩阵。首先证明 {{\boldsymbol{G}}_t} 的任何两列都是线性无关的。假设 {{\boldsymbol{G}}_t} 中存在两列 {{\boldsymbol{l}}_i} {{\boldsymbol{l}}_j} 线性相关,则存在 \alpha \in {F_3} 使得 {{\boldsymbol{l}}_j} = \alpha {{\boldsymbol{l}}_i} 。又由于 {{\boldsymbol{l}}_j} 的第1个非0位为1,故 \alpha = 1 i = j 。因此, {{\boldsymbol{G}}_t} 中任何两列是线性无关的。由此推出, C_{{{{D}}_t}}^ \bot 中不存在重量为1和2的码字。另外,容易验证 {{\boldsymbol{G}}_t} 中存在3个列向量

    \begin{split} & {{\boldsymbol{g}}_1} = {(\overbrace {1, \cdots ,1}^t,0, \cdots ,0)^{\rm T}},{{\boldsymbol{g}}_2} = {(0,\overbrace {1, \cdots ,1}^{t - 2},2,1,0, \cdots ,0)^{\rm T}},\\ & {{\boldsymbol{g}}_3} = {(\overbrace {1,2, \cdots ,2}^{t - 2},0,1,0, \cdots ,0)^{\rm T}}\\[-10pt] \end{split} (16)

    {{\boldsymbol{g}}_3} = {{\boldsymbol{g}}_1} + {{\boldsymbol{g}}_2} ,故 C_{{D_t}}^ \bot 的最小距离为3。

    下面讨论码 C_{{D_t}}^ \bot 的最优性。由球包界,码长为 {n_t} = {2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) 最小距离为3的3元线性码的维数

    k' \le {2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) - \log _3^{1 + {2^t}\left( \begin{subarray}{l} m \\ t \end{subarray} \right)} (17)

    1 + {2^t}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) \gt {3^{m - 1}} 时,k' \le {2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) - m。 因此, C_{{D_t}}^ \bot 的维数达到最大值。由文献[17]中的定义5.1.1,对于给定的码长和最小距离的线性码,如果其维数达到最大值,则称该码为最优码。因此, C_{{D_t}}^ \bot 是最优码。

    例1 当 m = 3 t = 2 时, {n_t} = 6 {{\boldsymbol{G}}_t} = \left( {\begin{array}{*{20}{c}} 1&1&1&1&0&0 \\ 1&2&0&0&1&1 \\ 0&0&1&2&1&2 \end{array}} \right) 。由定理1,码 {C_{{D_t}}} 是一个3元 [6,3] 线性码。经MAGMA计算, {C_{{D_t}}} 的最小距离为3,则码 {C_{{D_t}}} 是一个3元 [6,3,3] 线性码。由定理2,码 C_{{D_t}}^ \bot 是一个3元 [6,3,3] LCD最优码。

    例2 当 m = 4 t = 2 时, {n_t} = 12

    {{\boldsymbol{G}}_t} = \left( {\begin{array}{*{20}{c}} 1&1&1&1&1&1&0&0&0&0&0&0 \\ 1&2&0&0&0&0&1&1&1&1&0&0 \\ 0&0&1&2&0&0&1&2&0&0&1&1 \\ 0&0&0&0&1&2&0&0&1&2&1&2 \end{array}} \right) (18)

    由定理1,码 {C_{{D_t}}} 是一个3元 [12,4] 线性码。经MAGMA计算, {C_{{D_t}}} 的最小距离为6,则码 {C_{{D_t}}} 是一个3元 [12,4,6] 线性码。由定理2,码 C_{{D_t}}^ \bot 是一个3元 [12,8,3] 自正交最优码。

    {{\overline D_t}} = {D_t} \cup \left\{ {{{{ {\textit{1}}}}_m}} \right\}, {{\overline{\boldsymbol{G}}_t}} = [{{\boldsymbol{g}}_1}\,{{\boldsymbol{g}}_2} \,\cdots\, {{\boldsymbol{g}}_{nt}}\,{{{ {\textit{1}}}}_m}],类似引理2的证明,可得

    引理5 设 m \ge 2 1 \le t \le m - 1 ,则 {\rm{Rank}} ( {{\overline{\boldsymbol{G}}_t}} ) = m

    注意到{{\overline{\boldsymbol{G}}_t}} { {{\overline{\boldsymbol{G}}_t}} ^{\rm{T}}} = {{\boldsymbol{G}}_t}{\boldsymbol{G}}_t^{\rm{T}} + {{ {\textit{1}}}}_m^{\rm{T}}{{{ {\textit{1}}}}_m}

    由引理3,可得

    \begin{split} & {\rm{Rank}}({{\overline{\boldsymbol{G}}}_{t}}{{{\overline{\boldsymbol{G}}}_{t}}}^{{\rm{T}}})\\ & \quad=\left\{\begin{aligned} & 1,\qquad\;\,\; 当\left(\begin{array}{l}m-1\\ t-1\end{array}\right)\equiv 0(\mathrm{mod}3)\text{;}\\ & m-1,\;\;当{2}^{t-1}\left(\begin{array}{l}m-1\\ t-1\end{array}\right)\equiv 1(\mathrm{mod}3) \\ & \qquad\quad\;\; 且m\equiv 2{({\rm{mod}}3)}\\ & \qquad\quad\;\; 或{\text{2}}^{t-1}\left(\begin{array}{l}m-1\\ t-1\end{array}\right)\equiv 2(\mathrm{mod}3)\\ & \qquad\quad\;\; 且 m\equiv 1{({\rm{mod}}3)}\text{;}\\ & m,\;\;\quad\;\; 其他情形\end{aligned}\right. \end{split} (19)

    由引理1和引理5,得到

    \begin{split} & {\mathrm{dim}}_{{F}_{3}}({C}_{\overline{{D}_{t}}}\cap {C}_{{}_{\overline{{D}_{t}}}}^{\perp })\\ & \quad=\left\{\begin{aligned} & {\mathrm{dim}}_{{F}_{3}}({C}_{\overline{{D}_{t}}})-1,当\left(\begin{array}{l}m-1\\ t-1\end{array}\right)\equiv 0(\mathrm{mod}3)\text{;}\\ & 1,\qquad\qquad\qquad\; 当{2}^{t-1}\left(\begin{array}{l}m-1\\ t-1\end{array}\right)\equiv 1(\mathrm{mod}3)\\ & \qquad\qquad\qquad\quad 且m\equiv 2\text{(mod3)}\\ & \qquad\qquad\qquad\quad 或\text{ }{2}^{t-1}\left(\begin{array}{l}m-1\\ t-1\end{array}\right)\equiv 2(\mathrm{mod}3)\\ & \qquad\qquad\qquad\quad 且m\equiv 1\text{(mod3)}\text{;}\\ & {0,}\qquad\qquad\qquad 其他情形\end{aligned} \right. \end{split} (20)

    因此,本文得到以下结论。

    定理3 设 m \ge 3 2 \le t \le m - 1 ,则码{C_{ {{\overline D_t}} }}是一个3元 [{2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) + 1,m] 线性码。

    (1) {C_{ {{\overline D_t}} }}是LCD码当且仅当{2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m - 1 \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right) \equiv 2({\rm{mod}} 3)m\not \equiv 1({\rm{mod}} 3){2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m - 1 \\ t - 1 \\ \end{gathered} \right) \equiv 1 ({\rm{mod}} 3) m\not \equiv 2(\bmod 3)

    (2) {C_{ {{\overline D_t}} }}不可能是自正交码。

    由定理2与定理3,类似可得如下结论。

    定理4 设 m \ge 3 2 \le t \le m - 1 ,则C_{ {{\overline D_t}} }^ \bot是一个3元 [{2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) + 1,{2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) + 1 - m,3] 线性码,当 {2^t}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) \gt {3^{m - 1}} - 3 时,C_{ {{\overline D_t}} }^ \bot是最优码。

    例3 当 m = 5 t = 3 。由定理3,码{C_{ {{\overline D_t}} }}是一个3元 [41,5] 线性码。经MAGMA计算,{C_{{{\overline D_t}} }}的最小距离为24,则码{C_{ {{\overline D_t}} }}是一个3元 [41,5,24] 线性码。由定理4,C_{ {{\overline D_t}} }^ \bot码是一个3元 [41,36,3] 最优码。

    例4 当 m = 5 t = 4 。由定理3,码 {C_{\overline {{D_t}} }} 是一个3元 [41,5] 线性码。经MAGMA计算,{C_{ {{\overline D_t}} }}的最小距离为24,则码{C_{ {{\overline D_t}} }}是一个3元 [41,5,24] 线性码。由定理4,C_{ {{\overline D_t}} }^ \bot码是一个3元 [41,36,3] LCD最优码。

    {D_{ \le t}} = \mathop \cup \limits_{i = 1}^t {D_t} \subseteq F_3^m ,则{{\boldsymbol{G}}_{ \le t}} = [{{\boldsymbol{G}}_1}|{{\boldsymbol{G}}_2}| \cdots\, {{\boldsymbol{G}}_t}],其中 {{\boldsymbol{G}}_i} 是由 {D_i} 形成的m \times \left[{2^{i - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ {\text{ }}i \\ \end{gathered} \right)\right]矩阵。

    由引理2,{\rm{Rank}}({{\boldsymbol{G}}_{ \le t}}) = m。 设

    P(a,b) = {2^0}\left( \begin{gathered} a \\ 0 \\ \end{gathered} \right) + {2^1}\left( \begin{gathered} a \\ 1 \\ \end{gathered} \right) + \cdots + {2^b}\left( \begin{gathered} a \\ b \\ \end{gathered} \right) (21)

    由引理3

    \begin{split} {{\boldsymbol{G}}_{ \le t}}{\boldsymbol{G}}_{ \le t}^{\rm{T}} &= [{{\boldsymbol{G}}_1}|{{\boldsymbol{G}}_2}| \cdots |{{\boldsymbol{G}}_t}]{[{{\boldsymbol{G}}_1}|{{\boldsymbol{G}}_2}| \cdots |{{\boldsymbol{G}}_t}]^{\rm T}} \\ &{\text{ = }}\sum\limits_{i = 1}^t {{{\boldsymbol{G}}_i}{\boldsymbol{G}}_i^{\rm{T}}} \\ &{\text{ = (}}{m_{ij}}{{\text{)}}_{m \times m}} \\ \end{split} (22)

    其中, {m}_{ii}\text{=}P(m-\text{1},t-\text{1)} , {m_{ij}}{\text{ = 0}} , i \ne j 。 因此

    {\rm{Rank}}({{\boldsymbol{G}}_{ \le t}}{\boldsymbol{G}}_{ \le t}^{\rm{T}}) = \left\{ \begin{gathered} 0,{\text{ }}P{\text{(}}m - {\text{1}},t - {\text{1)}} \equiv 0({\rm{mod}} 3) \\ m,P{\text{(}}m - {\text{1}},t - {\text{1)}}\not \equiv 0({\rm{mod}} 3){\text{ }} \\ \end{gathered} \right. (23)

    由引理1

    {{\rm{dim}}_{{F_3}}}({{{C}}_{{D_{ \le t}}}}{{C}}_{{D_{ \le t}}}^{\rm{T}}) = \left\{ \begin{gathered} m,\,P(m - {\text{1}},t - {\text{1)}} \equiv 0({\rm{mod}} 3) \\ 0,{\text{ }}P(m - {\text{1}},t - {\text{1)}}\not \equiv 0({\rm{mod}} 3){\text{ }} \\ \end{gathered} \right. (24)

    因此,如下结论成立。

    定理5 设 m \ge 3 2 \le t \le m - 1 ,则 {C_{{D_{ \le t}}}} 是一个3元\left[\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {{2^{i - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} ,m\right]线性码。

    (1) {C_{{D_{ \le t}}}} 是自正交码当且仅当P(m - 1, t - 1) \equiv 0(\bmod 3)

    (2) {C_{{D_{ \le t}}}} 是LCD码当且仅当P(m - 1, t - 1) \not \equiv 0(\bmod 3)

    与定理2和定理4,类似可得如下结论。

    定理6 设 m \ge 3 2 \le t \le m - 1 ,则 C_{{D_{ \le t}}}^ \bot 是一个3元\left[\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {{2^{i - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} ,\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {{2^{i - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} - m,3\right]线性码,当\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {{2^i}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} \gt {3^{m - 1}} - 1时, C_{{D_{ \le t}}}^ \bot 是最优码。

    例5 若 m = 4 t = 2 ,则

    {{\boldsymbol{G}}_{ \le t}} = \left( {\begin{array}{*{20}{c}} 1&0&0&0&1&1&1&1&1&1&0&0&0&0&0&0 \\ 0&1&0&0&1&2&0&0&0&0&1&1&1&1&0&0 \\ 0&0&1&0&0&0&1&2&0&0&1&2&0&0&1&1 \\ 0&0&0&1&0&0&0&0&1&2&0&0&1&2&1&2 \end{array}} \right) (25)

    由定理5,码 {C_{{D_{ \le t}}}} 是一个3元 [16,4] 线性码。经MAGMA计算, {C_{{D_{ \le t}}}} 的最小距离为7,则码 {C_{{D_{ \le t}}}} 是一个3元 [16,4,7] 线性码。由定理6,码C_{{{D}_{ \le t}}}^ \bot是一个3元 [16,12,3] LCD最优码。

    {{\overline D_{ \le t}}} = {D_{ \le t}} \cup \left\{ {{{{ {\textit{1}}}}_m}} \right\},{{\overline{\boldsymbol{G}}_{ \le t}}} = [{{\boldsymbol{G}}_{ \le {{t}}}}\left| {{{{ {\textit{1}}}}_m}} \right.],与第2节类似,可得

    {{\overline{\boldsymbol{G}}_{ \le t}}} { {{\overline{\boldsymbol{G}}_{ \le t}}} ^{\rm{T}}} = [{{\boldsymbol{G}}_1}|{{\boldsymbol{G}}_2}| \cdots |{{\boldsymbol{G}}_t}|{{\boldsymbol{1}}_m}]{[{{\boldsymbol{G}}_1}|{{\boldsymbol{G}}_2}| \cdots |{{\boldsymbol{G}}_t}|{{\boldsymbol{1}}_m}]^{\rm T}} = \sum\limits_{i = 1}^t {{{\boldsymbol{G}}_i}{\boldsymbol{G}}_i^{\rm{T}}} + {{{ {\textit{1}}}}_m}{{ {\textit{1}}}}_m^{\rm{T}} (26)

    {m_{ii}}{{ = P(}}m - {\text{1,}}t - {\text{1) + 1}} {m_{ij}} = 1 , i \ne j

    由引理3

    {\rm{Rank}}({{\overline{\boldsymbol{G}}}_{\le t}}{\overline{{\boldsymbol{G}}}_{\le t}^{{\rm{T}}}})=\left\{\begin{aligned} & 1,\qquad\;\; 当P(m-1,t-1)\equiv 0(\mathrm{mod}3)\text{;}\\ & m-1,\;\;当P(m-1,t-1)\equiv 1(\mathrm{mod}3)\\ & \qquad\quad\;\; 且m\equiv 2(\mathrm{mod}3)\\ & \qquad\quad\;\; 或P(m-1,t-1)\equiv 2(\mathrm{mod}3)\\ & \qquad\quad\;\; 且m\equiv 1(\mathrm{mod}3)\text{;}\\ & m,\qquad 其他情形\end{aligned}\right.\qquad\qquad\qquad\qquad (27)
    {\mathrm{dim}}_{{F}_{3}}({C}_{{{\overline D}_{\le t}}}\cap {C}_{{{\overline D}_{\le t}}}^{\perp })=\left\{\begin{array}{l}{\mathrm{dim}}_{{F}_{3}}({C}_{{{\overline D}_{\le t}}})-1,\,当P(m-1,t-1)\equiv 0(\mathrm{mod}3)\text{;}\\ 1,\text{                     }当P(m-1,t-1)\equiv 1(\mathrm{mod}3)\text{ }\\ \text{    }\qquad\qquad\qquad\;\; 且\text{ }m\equiv 2(\mathrm{mod}3)\text{  }\\ \text{    }\qquad\qquad\qquad\;\; 或\text{ }P(m-1,t-1)\equiv 2(\mathrm{mod}3)\\ \text{                        }且m\equiv 1(\mathrm{mod}3)\text{;}\text{   }\\ 0,\text{                  }\quad 其他\end{array}\right. (28)

    因此,可以得到以下结论:

    定理7 设 m \ge 3 2 \le t \le m - 1 {C_{ {{\overline D_{ \le t}}} }}是一个3元\left[1{\text{ + }}\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {{2^{i - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} ,m \right]线性码。

    (1) {C_{ {{\overline D_{ \le t}}} }}是LCD码当且仅当P(m - 1,t - 1) \equiv 1 ({\rm{mod}} 3)m\not \equiv 2({\rm{mod}}3) P(m - 1,t - 1) \equiv 2(\bmod 3) m\not \equiv 1({\rm{mod}}3)

    (2) {C_{ {{\overline D_{ \le t}}} }}不可能是自正交码。

    与定理2和定理5类似,可得如下结论。

    定理8 设 m \ge 3 2 \le t \le m - 1 ,则C_{ {{\overline D_{ \le t}}} }^ \bot是一个3元\left[1{\text{ + }}\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {{2^{i - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} ,1{\text{ + }}\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {{2^{i - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} - m,3 \right]线性码。当\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {{2^i}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} \gt {3^{m - 1}} - 3时,C_{ {{\overline D_{ \le t}}} }^ \bot是最优码。

    例6 当 m = 4 t = 3 。由定理7,码{C_{ {{\overline D_{ \le t}}} }}是一个3元 [32,4] 线性码。经MAGMA计算,{C_{{{\overline D_{ \le t}}} }}的最小距离为20,则码{C_{ {{\overline D_{ \le t}}} }}是一个3元 [33,4,20] 线性码。由定理8,码 C_{ {{\overline D_{ \le t}}} }^ \bot 是一个3元 [33,29,3] LCD最优码。

    文献[14]4类合适的定义集构造了4类3元LCD码和自正交码,它们的参数分别为\left[{2^t}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right), {2^t}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) - m,2\right],其中 1 \le t \le m \left[{2^t}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) + {2^m}, {2^t}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right) + {2^m} - m,2\right],其中 1 \le t \le m - 1

    \left[\sum\limits_{i = 1}^t {{2^i}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} ,\sum\limits_{i = 1}^t {{2^i}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} - m,2\right] (29)

    其中, 1 \le t \le m \left[\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t \;{{2^i}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} \,+\, {2^m}, \displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {2^i} \left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right) + {2^m} - m,2\right],其中 1 \le t \le m

    m \equiv 4({\rm{mod}} 5)时,在定理2中,令 t = i 。在文献[14]的定理3.6中,令 t = i + 1 i m 满足i = \dfrac{{4m - 1}}{5},有{2^{\frac{{4m - 1}}{5} - 1}}\left( \begin{array}{ccccccccc} m \\ \dfrac{{4m - 1}}{5} \\ \end{array} \right) = {2^{\frac{{4(m + 1)}}{5}}} \left( \begin{array}{ccccccccc} m \\ \dfrac{{4(m + 1)}}{5} \\ \end{array} \right),此时本文构造的码距离更大。

    \left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right) = \dfrac{{{2^m} - 1}}{{{2^{i - 1}} - {2^{m - i}}}}时,在定理4中,令 t = i 。在文献[14]的定理3.8中,令 t = m - i 。有{2^{i - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right) + 1 = {2^{m - i}}\left( \begin{array}{ccccccccc} m \\ m - i \\ \end{array} \right),此时本文构造的码距离更大。

    \displaystyle\sum\limits_{i = 1}^b {{2^i}} \left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right) = \displaystyle\sum\limits_{i = b + 1}^a {{2^i}} \left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)时,在定理6中,令 t = a 。在文献[14]的定理3.10中,令 t = b ,其中 a \gt b 。有\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^a {{2^{i - 1}}} \left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right) = \displaystyle\sum\limits_{i = 1}^b {{2^i}} \left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right),此时本文构造的码距离更大。

    \displaystyle\sum\limits_{i = b + 1}^a {{2^i}} \left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right) - \displaystyle\sum\limits_{i = 1}^b {{2^i}} \left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right) = {2^{m + 1}} - 2时,在定理8中,令 t = a 。在文献[14]的定理3.12中,令 t = b ,其中 a \gt b 。有

    1 + \sum\limits_{i = 1}^a {{2^{i - 1}}} \left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right) = \sum\limits_{i = 1}^b {{2^i}} \left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right) + {2^m} (30)

    此时本文构造的码距离更大。

    文献[4]构造了3元 [n,n - k,3] 自正交码,其中 n = 4 + 9i n = 9j , {N_{k - 1}} \le n \le {N_k} , {N_k} =\dfrac{{{3^k} - 1}}{{3 - 1}} , k \ge 3

    {2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right)\not \equiv 0,4({\rm{mod}} 9){2^{t - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ t \\ \end{gathered} \right)\not \equiv 3, 8({\rm{mod}} 9)时,定理2和定理4构造出和文献[3]不同参数的码。

    \displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {{2^{i - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} \not \equiv 0,4({\rm{mod}} 9)\displaystyle\sum\limits_{i = 1}^t {{2^{i - 1}}\left( \begin{gathered} m \\ i \\ \end{gathered} \right)} \not \equiv 3,8({\rm{mod}} 9)时,定理6和定理8构造出和文献[3]不同参数的码。

    本文研究了3元LCD码和自正交码的构造。根据有限域 {F_q} 上线性码是LCD码和自正交码的充要条件,通过选择了4类合适的定义集构造出3元LCD码和自正交码,接着研究了这4类线性码的对偶码,得到一些3元最优码。下一步研究的问题是通过选择合适的定义集构造一般域上的自正交码。

  • J. Kaashoek, Philips Rea. Rep.,Suppl.,23(1968), 1.[3]丁守谦,物理学报,29(1980), 1411.[4]丁守谦,物理学报,30(1981), 459.[7]中国科学院数学研究所数理统计组编,回归分析方法,科学出版社,1974年.
  • 期刊类型引用(2)

    1. 黄炎,开晓山. 两类线性码的hull维数. 系统科学与数学. 2024(12): 3790-3802 . 百度学术
    2. 黄山,朱士信,李锦. 一种三元线性补对偶码的构造方法. 电子与信息学报. 2023(01): 353-360 . 本站查看

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出版历程
  • 收稿日期:  1981-10-04
  • 刊出日期:  1983-05-19

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