Ступіні та умови подібності систем

↑

▷ Содержание

⇐ ПредыдущаяСтр 4 из 6Следующая ⇒

Під час розгляду прикладів груп була помітна схожість групи залиш-ків за модулем та групи коренів рівняння xn=1 або групи двійкових чи-сел з операцією XOR та групи многочленів над GF(2). Цілком доречне

питання – за яких умов подібність є достатньою підставою для поширення

результатів вивчення однієї алгебраїчної системи на іншу і коли таке мож-ливе також у зворотному напрямку.

Якщо у двох алгебраїчних систем

та

кількість операцій та арність для кожної пари та однакова,

існує відображення Г множини A на множину B (Г:A®B) таке, що

, тобто, результат операції над образами елементів першої системи у другій системі має збігатись з образом у другій системі результата операції над елементами в першій си-стемі, то маємо ступінь подібності з назвою гомоморфізм K на M. Цю

тезу, але для бінарної операції, пояснює рисунок 7-1. Якщо водночас існує гомоморфізм K на M та гомоморфізм M на K, то такий ступінь

подібності має назву і зоморфізм. Якщо використовується відображення множини на її підмножину то ступінь подібності має назву ендоморфізм.

Рис.7-1 Ілюстрація до умов наявності гомоморфізма алгебраїчної системи K на систему M.

7.2 Приклади

Приклад гомоморфізму групи Z6та підгрупи групи коренів рівняння

x6=1. Маємо алгебраїчні системи:

, A={0,1,2,3,4,5) та,

відображення множини A на множину B подане за допомогою двочаст-

кового графа нижче (рис.7-2).

0

1

Множина Множина

2

A В

Рис. 7-2 Відображення A®B

Перевірка відповідності операндів та операцій полягає у наступному.

1) нейтральний елемент Z6відображено у нейтральний елемент К

2) операція між будь-яким елементом та нейтральним у Z6дає у

результаті вихідний елемент і це ж відбувається з їх образами у K, бо

множення на 1 залишає результат.

3) операція між будь-якими двома елементами у Z6та її результат

чітко відповідають операціям над образами елементів і образ результата,

який одержано у Z6, завжди дорівнює результату операції над образами

операндів у системі K.

Приклад ізоморфізму між півгрупою додатних дійсних чисел та

півгрупою дійсних чисел. Маємо системи:

A=(R+,×) та B=(R,+)

R+ - множина додатних R - множина дійсних

дійсних чисел чисел

У цих систем кількість та арність операцій однакова.

Результати відображення множини R+ ® R, якщо xÎR+, yÎR,

дістають за виразом y=lg x;

відображення множини R ® R+ - за виразом x=10y.

Відповідність операндів та результатів відома, бо то є

підстава для використання звичайних десяткових логарифмів,

які добре полегшують виконання операцій множення та

піднесення до степеня.

Приклад ендоморфізму групи трирозрядних двійкових чисел з

операцією XOR G=(C, XOR), С={000,001,011,010,100,101,110,111)

на підгрупу G1=(D,XOR), D={000,111}.

Зрозуміло, що кількість і арність операцій у групи та підгрупи не мо-

жуть бути різними. Відображення множини C на множину D1 можливе

за таким правилом: якщо елемент у складі множини C має у молодшому

розряді одиницю, то образ цього елемента у множині D1 є 111, інакше

образ елемента є 000. Перевірки (невичерпні) не суперечать наявності

автоморфізму:

011 ® 111 011 ® 111 101 ® 111

XOR XOR XOR

100 ® 000 010 ® 000 111 ® 111

___ ___ ___ ___ ___ ___

111 ® 111 001 ® 111 010 ® 000

Взаємно-однозначна відповідність простору функцій на інтервалі

аргументів та простору багавтовимірних векторів була основою для побу-

дови функціонального аналізу (розділ математики).

Кільця. Ідеали кілець.

Це алгебраїчні системи з двома визначальними операціями. Першу

з них умовно звуть складанням, другу множенням. Загальний запис

R=(A,+,×). Щоб система була кільцем потрібно виконання наступних вимог:

1) множина та операція складання мають створювати комутативну

групу (операція має бути ще й комутативна);

2) замкненість множини відносно множення;

3) асоціативність множення

4) дистрибутивність множення відносно складання

Якщо система відповідає цим вимогам, то вона має назву - асоціативне кільце. Додатково

- якщо операція множення комутативна, то система має назву -

комутативне кільце;

- якщо у множині є нейтральний елемент за множенням, то система

має назву - кільце з одиницею;

- якщо для елементів множини A можливо, то

система має назву - кільце з дільниками нуля, а ці елементи є дільники

нуля.

Приклад: R=(A,Å6,Ä6), A={0,1,2,3,4,5), операція множення за мо-

дулем 6 виконується аналогічно додаванню за модулем, тобто, після зви-

чайного множення знаходять залишок від ділення результата звичайного множення на 6. Перевіримо виконання вимог:

1) є комутативна група за складанням за модулем 6; операція ко-

мутативна;

2) результат операції множення за модулем обов’язково належить

множині A, тобто замкненість множини відносно операції множення гарантована;

3) асоціативність множення можна стверджувати на підставі того,

що під час виконання операції спочатку виконують звичайне множення,

а воно асоціативне та комутативне;

4) дистрибутивність можна перевірити за виразом

для ai=3, aj=4, ak=5 маємо

Таким чином, маємо комутативне кільце. До складу множини належить нейтральний елемент за множенням (це 1), а також 2Ä63=0.

Це комутативне кільце з одиницею з дільниками нуля.

Ідеал кільця це підмножина кільця, яка є підгрупа за складаннам,

що містить в собі всі добутки елементів кільця (перший операнд) та

підмножини кільця (другий операнд). У попередньому прикладі група

за додаванням має підгрупу з множиною I={0,2,4}. Ця підмножина кіль-ця має властивість: якщо її помножити за модулем 6 на будь-який еле-

мент кільця, то результатом буде або повторення множини, або число, яке

належить підмножині. Така підмножина і має назву - ідеал кільця. Важ-

лива властивість ідеала - у ньому завжди є елемент, на який можна поділити без залишку всі елементи ідеала. У прикладі це 2.

9 Елементи теорії похибкостійкого кодування.[9]

9.1 Проблема достовірності передачи даних та деякі її розв’язки

Розглядатимемо бінарні лінії зв’язку, сигнали у яких на протязі так-

тового інтервалу інтерпретують як 0 або 1. Повідомлення у таких лініях

виглядають як послідовності на зразок - 10111010001 та таке інше.

Через електричні перешкоди на приймальному кінці можливе спотворен-

ня послідовності.

Завдання теорії похибкостійкого кодування полягає у розробці такої

системи передавання інформації, у якій можлива швидкість передавання

залишається ще високою, а можливість (віроємність) помилок стає порів-

няно невелика.

Серед заходів задля зменшення кількості помилок є багаторазове

передавання. Кожна кодова комбініція може бути n разів (n – непарне)

повторена під час передачи, а на приймальному кінці мажоритарною об-

робкою кожного розряду готують одну кодову комбінацію для отримувача.

Мажоритарна обробка – це вироблення рішення відносно того, що саме

було передано у конкретному розряді повідомлення шляхом визначення,

чого було більше у цьому розряді у всіх повтореннях повідомлення -

нулів чи одиниць. Такий захід діє добре, але це втрата швидкості переда-

вання у n разів! Коли частота помилок невелика така втрата невиправда-

на. Теорія стверджує, що зовсім необов’язково передавати так багато пов-

торень. Більш доцільно до блоку даних, що призначений для передавання,

додати деяку килькість надлишкових бітів (іноді байтів), які послугову-ватимуть для виявлення або до того ж ще і для виправлення помилок.

Процедура кодування розглядає двійкове повідомлення, як багато-вімірний вектор (кортеж), і кожному вектору,

який треба передати, ставить у відповідність вектор

, у якому n-k надлишкових елементів. У бінарному

випадку вектори можна ототожнити з двійковими числами. Тобто, буде-мо писати a =1001110…10, b =1001111…00. Перешкоди діють,

змінюючи деякі розряди і замість вектора (або кодової комбінації) b

на приймальному кінці лінії матимемо b`. Якщо виконати операцію

b XOR b` = e, результат матиме одиниці лише у розрядах, де відбулися

зміни, і має назву - вектор помилки. Тому модель виникнення помилок

під час передавання повідомлень лінією для нас полягатиме у операції

b` = b XOR e, або b` = b Å e (позначка Å замість XOR для зручності).

9.2 Алгебра кодування лінійним кодом

Розглянемо n-вимірний лінійний арифметичний простір над полем

GF(2). Вектори у цьому просторі це різноманітні двійкові n-розрядні

числа з операцією підсумовування розрядами (група). Лінійним кодом

(n,k) звуть лінійний k-вимірний підпростір в (поле Галуа ха-

рактеристики 2n). Тут n-довжина кодових комбінацій, k- кількість інфор-

маційних розрядів у кодових комбінаціях.

Назва “лінійний” пояснюється тим, що кожна кодова комбінація

побудована, як вектор, з ортів, помножених на коефіцієнти-компоненти.

Тобто, вектор - лінійна комбінація ортів. Оскільки підсумовування компо-

нент під час операцій відбувається за модулем 2, сума двох кодових ком-

бінацій є також кодова комбінація з цього підпростору або з цієї підгрупи.

Задати конкретний лінійний код (n,k) можна за допомогою пород-

жуючої матриці. Структура матриці:

(38)

E4– квадратна одинична матриця,

Bk,(n-k)– контрольна частина породжуючої матриці (прямокутна з

n-k стовпцями та з k рядками у загальному випадку).

Породжуюча матриця побудована так, що множення вектора a на

цю матрицю продукує кодування з результатом b; вектор b є дозволена

до передавання лінією кодова комбінація, котра не має помилок.

Приклад: лінійний код (7,4), породжуюча матриця,

;

для a=1101 знайдемо результат кодування b=a×G

b=a×G = 1101×G = 1101 010.

Операція множення вектора на матрицю виконана шляхом множення

компонентів вектора на елементи відповідних рядків матриці, потім стовп-

ці просумовано за модулем 2. У складі результату є повторення вектора a

(це забезпечила одинична матриця у складі G), а також є контрольна частина (підкреслена) - контрольні розряди кодової комбінації. Кожен

контрольний розряд визначено підсумовуванням за модулем 2 тих роз-рядів вектора a, проти яких відповідний стовпець матриці B має одиниці.

9.3 Виявлення помилок

Кодові комбінації, які є елементи n-вимірного лінійного простору

(а також групи), можна розбити на дві підмножини:

- підмножину (а також підгрупу або k-вимірний підпростір) дозво-

лених до передавання кодових комбінацій лінійного коду (результатів ко-

дування):

- підмножину – решту кодових комбінацій, які заборонені до

передавання і можуть з’явитися на приймальному кінці лінії лише внаслі-

док виникнення помилок.

Одержання на приймальному кінці лінії заборонених кодових комбі-

націй свідчить про наявність помилок. Одержання на приймальному кінці

дозволених кодових комбінацій ще не свідчить про відсутність помилок.

Справа в тому, що перешкоди можуть змінити дозволену кодову комбі-

націю так, що то стане інша дозволена кодова комбінація. Віроємність

такої події є завжди.

Для визначення, чи є конкретна кодова комбінація дозволена є

алгоритм, побудований з використаннім того, що скалярний добуток

ортогональних векторів дорівнює нулю. Коли є система векторів, які

ортогональні всім векторам - дозволеним кодовим комбінаціям і неортогональні у сукупності всім векторам - недозволеним кодовим ком-бінаціям, то обчислення скалярних добутків достатньо для визначення

характера кодової комбінації.

Для будь-якого лінійного коду (n,k) з породжуючою матрицею G

існує двоїстий (рос.- двойственный) лінійний код (n,n-k) з породжуючою

матрицею Н. Матриця Н для лінійного кода з породжуючою матрицею G

є перевірочною і між матрицями та транспнованими матрицями є такий

зв’язок:

Звідси випливає, що b ×Ht=0, оскільки рядки у G є орти для створен-

ня вектора b під час кодування. Вираз b ×Ht=0 можна використати для

перевірки дозволеності кодової комбінації. Структура матриці H:

(39)

Приклад. Використаємо умови прикладу попереднього розділу; маємо

;;

Перевіримо, чи є дозволеною кодова комбінація b=1101010.

Так, кодова комбінація є дозволена, бо вектор с (вектор - показник,

вектор синдрому) є нульовий. Перевіримо, чи можна виявити одно-

разову помилку. Маємо вектор помилки e =0100000. Якщо визначати-мемо вектор с для вектора b з помилкою за виразом

то для висновків відносно виявлення помилок достатньо множити

вектор помилки на транспоновану перевірочну матрицю. Для вектора

e =0100000 маємо c =011 і висновок - помилка буде виявлена.

Познавательные статьи:



Техника прыжка в длину с разбега

Тактические действия в защите

История Олимпийских игр

История развития права интеллектуальной собственности