陳 行,文 雯
(西華師范大學(xué) 數(shù)學(xué)與信息學(xué)院,四川 南充 637009)
A0+A1x+…+Anxn.
重量枚舉器中有A0=1,并且將序列(1,A1,A2,…,An)稱為線性碼C的重量分布.如果|{1≤i≤nAi≠0}|=t,就將線性碼C稱為t重碼.
良好的代數(shù)結(jié)構(gòu)是線性碼的優(yōu)點(diǎn)之一,所以它也是編碼理論研究的熱點(diǎn)之一.在研究線性碼時(shí),重點(diǎn)研究線性碼的最小重量,因?yàn)樽钚≈亓坎坏梢杂脕碛?jì)算信息在信道中傳輸時(shí)發(fā)生干擾的概率,還可以用來評價(jià)線性碼的糾錯(cuò)能力.最小重量較低的線性碼常常應(yīng)用在結(jié)合方案[1]、認(rèn)證碼[2-3]、組合設(shè)計(jì)[4]和秘密共享方案[5]等領(lǐng)域.然而,線性碼的重量分布很難被求出,僅僅有少數(shù)特殊的線性碼的重量分布可以被完全求出.
文獻(xiàn)[6]介紹了線性碼的一般構(gòu)造方式,設(shè)定義集為D={d1,d2,…,dn}?Fq,那么線性碼可以由定義集構(gòu)造出:
CD={(tr(xd1),tr(xd2),…,tr(xdn))x∈Fq}.
其中tr(α)=α+αp+…+αpm-1(?α∈Fq)為從Fq到Fp的跡函數(shù).研究[7]發(fā)現(xiàn),只要通過選取合適的定義集,便可以使用上述構(gòu)造線性碼的方法得到最小重量較低的線性碼.
筆者在p|m的情況下,選取定義集為D={x∈Fqtr(x)=0,tr(x2)∈Sq},由此構(gòu)造出線性碼CD={(tr(ax))x∈Da∈Fq},其中p為奇素?cái)?shù),m>2.
定理1[11]Fq上的加法特征滿足正交性:
Fq上的乘法特征為:
設(shè)T=|{x∈Fqtr(x)=0,tr(x2)=b2,tr(ax)=0}|,b∈Fq.對任意的a∈Fq,碼字c(a)的重量為:
注:
1)n代表碼字的長度;
定理2[8]符號定義如上,定義N(μ,v)={x∈Fqtr(x2)=μ,tr(x)=v,μ,v∈Fp},則有:
1)當(dāng)μ=0,v=0時(shí),有
2)當(dāng)μ=0,v≠0時(shí),有
3)當(dāng)μ≠0,v≠0時(shí),有
4)當(dāng)μ≠0,v=0,時(shí),有
由4),可以求出碼字的長度n.當(dāng)m為偶數(shù)時(shí),n1=n=[(p-1)pm-2-p-1(p-1)Gm]/2;當(dāng)m為奇數(shù)時(shí),n2=n=(p-1)pm-2/2.
因此,當(dāng)m為偶數(shù)時(shí),有:
當(dāng)m為奇數(shù)時(shí),有:
已知有:
其中Ω1,Ω2,Ω3,Ω4分別如下:
定理4[11]符號定義如上,若f(x)=a2x2+a1x+a0∈Fq[x],a0≠0,則有
定理5 符號定義如上,如下成立:
1)當(dāng)m為偶數(shù)時(shí),
2)當(dāng)m為奇數(shù)時(shí),
Ω3=Gm.
證明由定理4,有
由定理3,結(jié)論成立.
定理6 符號定義如上,則有如下:
1)當(dāng)m為偶數(shù)時(shí),
2)當(dāng)m為奇數(shù)時(shí),
證明由定理4,有如下式子成立:
當(dāng)m為偶數(shù)時(shí),由定理3得
當(dāng)tr(a2)=0時(shí),
當(dāng)tr(a2)≠0時(shí),
綜上,有
當(dāng)m為奇數(shù)時(shí),由定理3得
當(dāng)tr(a2)=0時(shí),
當(dāng)tr(a2)≠0時(shí),
綜上,有
定理7 符號定義如上,有如下成立:
證明這里只給出m為偶數(shù)時(shí),a=0時(shí)的重量的算法,其他情況類似.
a=0時(shí),
定理8 符號定義如上,則線性碼的重量分布如表1、2所示.
表1 m為偶數(shù)時(shí),線性碼重量分布
表2 m為奇數(shù)時(shí),線性碼重量分布
證明定理8給出了線性碼所有的重量,定理2給出了每種重量的碼字的個(gè)數(shù).
筆者選取了特定的定義集,得到了四重的線性碼.該線性碼有更小的重量,適用于構(gòu)建身份驗(yàn)證代碼,線性碼特殊的重量分布可以解決一些特定攻擊成功的概率.
致謝:感謝論文參與者對文章的貢獻(xiàn)!