Resumen de Pesos de hamming de códigos castillo
En la segunda mitad del siglo pasado hemos sido testigos de lo que podríamos llamar la gran revolución de la información digital. La principal causa de este suceso es la matematización de la teoría de la comunicación, ver [57]. En un proceso de transmisión de información un emisor envía un mensaje a un receptor a través de un canal. En este proceso el mensaje es convertido en una larga secuencia de símbolos (información digital) pertenecientes a un cuerpo finito $\mathbb{F}_q$ (alfabeto).
Según las características del canal y nuestras necesidades, la información se codifica de tal manera que el proceso de comunicación sea lo más rápido, fiable, seguro o secreto posible, dando lugar a diferentes tipos de códigos: compresores, correctores de errores, criptográficos o esteganográficos.
En esta memoria consideramos los códigos correctores de errores, cuyo propósito es preservar la calidad de la información transmitida a través de un canal con ruido. La palabra ``ruido'' hace referencia a cualquier circunstancia que produce errores y por tanto distorsiona el mensaje original. Luego el objetivo de estos códigos es corregir la mayor cantidad posible de errores que puedan ocurrir durante la transmisión de la información.
Los códigos correctores de errores más estudiados y utilizados actualmente son los códigos lineales. Estos son subespacios $k$-dimensionales de $\mathbb{F}_q^n$. Ahora, si consideramos la distancia de Hamming sobre $\F_q^n$, es decir el número de componentes en que difieren dos vectores (palabras), entonces el principio utilizado para corregir errores es el de distancia mínima: recibida una palabra con errores se decodificará por la palabra del código más cercana según la métrica de Hamming. En este sentido, la capacidad correctora de un código esta determinada por su distancia mínima (o peso mínimo de Hamming).
Una generalización de este concepto fue introducida independientemente por Tor Helleseth, Torleiv Klove y J. Mykkeleveit en [29] y por Victor Wei en [63], motivada por sus aplicaciones en criptografía. Para $r=1,\dots,k$, el $r$-ésimo peso de Hamming, $d_r$, de un código lineal $C$ de dimensión $k$, es el mínimo cardinal del soporte de un subcódigo $r$-dimensional de $C$. Así, $d_1$ es la distancia mínima.
Un cálculo completo de los parámetros de un código lineal $C$ debería incluir los valores $n,k,d_1,d_2,\dots,d_k$. En general calcular la distancia mínima de $C$ es un problema difícil (más exactamente, es un problema NP-completo, ver [5]). Luego calcular todos los pesos de Hamming generalizados es aún más complicado. A menudo tenemos que conformarnos con obtener una estimación de estos valores basándonos en alguna cota inferior disponible. Muchas de estas cotas inferiores para la distancia mínima y, en general, para todos los pesos de Hamming generalizados, son diseñadas para una familia (o construcción) particular de códigos. En esta memoria consideramos las cotas de tipo orden, basadas en obtener estimaciones sobre subconjuntos parciales de palabras del código. De esta manera a menudo se obtienen mejores resultados que cuando se considera el conjunto total de palabras [1, 12, 30, 41].
Sean $\calx$ una curva de género $g$ sobre $\mathbb{F}_q$ y $\calp=\{P_1,\dots,P_n\}$ un conjunto de $n$ distintos puntos racionales de $\calx$. Sea $G$ un divisor racional de grado no negativo y soporte disjunto al de $D=P_1+\dots+P_n$. El código algebraico geométrico (AG para acortar) asociado a la terna $(\calx,D,G)$ está definido como la imagen del espacio de Riemman-Roch $\call(G)$, de funciones racionales que tienen ceros y polos especificados por $G$, por la función evaluación $ ev_\calp :\call(G)\rightarrow\fq^n, \ \ ev_\calp(f)=(f(P_1),\dots,f(P_n)).
$ Los códigos AG fueron introducidos por Valery Denisovich Goppa en los setenta, [22,23] y adquirieron notoriedad debido a que en los ochenta, Michael Tsfasman, Serge Vladuts y Thomas Zink construyeron explícitamente familias de códigos AG cuyos parámetros sobrepasan la cota de Gilbert-Varshamov, una medida clásica que evalúa el comportamiento asintótico de una familia de códigos, ver [61].
En general, los parámetros de los códigos AG no son fáciles de calcular, ya que dependen de la información aritmética y geométrica de la curva sobre la cual se han construido. Si consideramos el divisor $G$ obtenido como un múltiplo de un punto racional $Q$, entonces los correspondientes códigos AG son llamados unipuntuales y permiten un tratamiento teórico y práctico más simple. El espacio $\call(mQ)$, de funciones racionales con polos únicamente en $Q$ de orden a lo sumo $m$, está fuertemente relacionado con el semigrupo de Weierstrass de $Q$, $H(Q)=\{-v_Q(f):f\in\call(\infty Q)\}$ donde $v_Q$ es la valoración en $Q$ y $\call(\infty Q)=\bigcup_{m\in\mathbb{Z}}\call(mQ)$.
Los códigos Castillo son códigos AG unipuntuales construidos a partir de una curva Castillo, es decir una curva que tiene un punto racional con semigrupo de Weierstrass simétrico y alcanza la cota superior de Lewittes para el número de puntos racionales. Esta familia contiene algunos de los más importantes códigos AG estudiados hasta la fecha. Las curvas Castillo y los códigos Castillo fueron introducidos por Carlos Munuera, Alonso Sepúlveda y Fernando Torres en [47]. En éste artículo también se muestra que estos códigos pueden ser estudiados de manera unificada sin importar la curva de la que proceden.
Organización de la memoria y resultados obtenidos.
La presente memoria está dedicada a obtener una caracterización explícita sobre las estimaciones de la distancia mínima y los pesos de Hamming generalizados de los códigos Castillo. La exposición consta de cuatro capítulos. En el capítulo 1, Preliminares, establecemos el estado del arte de los temas de investigación a los que haremos referencia en los capítulos posteriores. Iniciando con la teoría básica de códigos lineales en donde pondremos énfasis en las propiedades de los pesos de Hamming generalizados y, en especial, en las cotas de tipo orden para la distancia mínima y los pesos de Hamming generalizados. Finalizaremos con la teoría de códigos AG, resaltando la construcción y propiedades fundamentales de la familia especial de códigos Castillo.
En el capítulo 2, consideramos los códigos de dominio ordenado, estos generalizan a los códigos AG unipuntuales. Un dominio ordenado es un $\F_q$-álgebra $R$ junto con una función peso $v$ sobre $R$. Un código de dominio ordenado $C(\Phi,m)$ es definido como la imagen del subespacio vectorial $L(m)$, de los elementos en $R$ con peso a lo sumo un entero $m$, por un morfismo de $\F_q$-álgebras, $\Phi:R\rightarrow\fq^n$. Puesto que el espacio $L(m)$ está relacionado con el semigrupo asociado a la función peso $v$, estudiamos algunas propiedades sobre semigrupos numéricos, en particular para los semigrupos generados por dos elementos y los semigrupos telescópicos. Introducimos los conceptos de oasis y desiertos de un semigrupo numérico y en el caso de semigrupos generados por dos elementos consecutivos los caracterizamos explícitamente. Consideramos la cadena de códigos $(0)\subseteq C(\Phi,0)\subseteq C(\Phi,1)\subseteq\cdots$ y definimos el conjunto de dimensiones $M$ de ésta cadena, formado por los enteros no negativos en los cuales la cadena aumenta su dimensión. Con estas herramientas obtenemos una nueva versión de las cotas de orden para los códigos de dominio ordenado, que solo depende de $M$. Como casos especiales, estudiamos el conjunto de dimensiones y la cota de orden para los códigos AG unipuntuales y en particular para la familia especial de códigos Castillo. Finalizamos con una técnica de mejora de los códigos de dominio ordenado.
En el capítulo 3, caracterizamos la cota de orden sobre la distancia mínima de los códigos Castillo. Calculamos explícitamente esta cota para los códigos Castillo que tienen semigrupo de Weierstrass generado por dos elementos consecutivos. En especial se obtiene que la cota orden coincide con el verdadero valor de la distancia mínima de los códigos Hermitianos, dada por Kyeongcheol Yang y P. Vijay Kumar en [62]. La nueva caracterización de la distancia mínima de los códigos Hermitianos, dada por la cota de orden, es más simple que las conocidas hasta el momento, ver [30,62]. Estos resultados fueron publicados en [51]. En el caso general de semigrupos generados por dos elementos cualesquiera, obtenemos igualmente el cálculo completo de la cota de orden de todos estos códigos Castillo. También obtenemos resultados similares pero incompletos, para el caso de códigos Castillo con semigrupo telescópico. Finalmente calculamos explícitamente la cota de orden para todos los códigos de Suzuki. Estos resultados fueron publicados en [53].
El capítulo 4, trata sobre los pesos de Hamming generalizados de códigos Castillo. Se pueden distinguir dos partes. En la primera parte (Sección 4.1) caracterizamos la cota de orden solo para el segundo peso de Hamming de códigos Castillo. Calculamos explícitamente esta cota para un gran número de códigos Castillo con semigrupo de Weierstrass generado por dos elementos cualesquiera. Para semigrupos generados por dos elementos consecutivos la cota es calculada completamente. Como consecuencia obtenemos una nueva caracterización del verdadero valor del segundo peso de Hamming de códigos Hermitianos, calculados por Angela Barbero y Carlos Munuera en [2]. Estos resultados fueron publicados en [52]. En la segunda parte de este capítulo (Sección 4.2) introducimos los subconjuntos del conjunto $M$ cuyos elementos se comportan regular y fatal para cada $i=1,\dots,n$. Estos conjuntos, junto con el subconjunto de elementos de $M$ que se comportan {\em bien}, forman una partición de $M$. Como resultado principal de esta sección obtenemos un intervalo en el que los códigos Castillo son $r$-ésimos MDS. En consecuencia, obtenemos una nueva cota inferior $d_w$ sobre la distancia mínima de códigos Castillo. En los ejemplos trabajados, esta cota es tan buena como la cota de orden, si bien no hemos podido encontrar relación entre ellas. Finalmente mostramos que el primer entero $w_i+1$ para el cuál los códigos Hermitianos son $(w_i+1)$-ésimo MDS, coincide con el verdadero valor del toque de los códigos Hermitianos (este es el primer elemento que satisface la igualdad en la cota singleton generalizada). Por tanto, obtenemos por primera vez el rango MDS de todos los códigos Hermitianos. Estos resultados se recogen en [54].
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