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有限域中正规基的次二次时间算法
F正规基的次二次时间算法MARK GIESBRE cHT,ARMIN JAMSHIDPEY,和 E'rIcScHOST2020年5月8日抽象。 对任意有限Galois域扩张K/F,若Galois群G = Gal(K/F),则存在一个元素α ∈ K,其轨道G·α构成K的F-基.这样的α称为正规元,G·α是正规基。 当G是有限交换群或亚循环群时,我们给出了一个检验α ∈ K是否正规的概率算法.所有这些都是基于在不正常的情况下进行的故障检测可归结为判定g∈Gg(α)g∈K[G]是否可逆,需要稍微次二次的操作次数。 一旦我们知道证明了α是正态的,我们给出了如何在K/F的工作基和正态基之间进行具有相同渐近代价的转换。关键词正规基;伽罗瓦群;多环群; Meta循环群;快速算法主题分类。12Y05、12F10、11y16、68Q251. 介绍对于有限伽罗瓦域扩张K/F,伽罗瓦群G= Gal(K/F),若元素α∈K的伽罗瓦共轭集G·α={g(α):g∈G}构成K作为上的向量空间的基,则称元素α是正规的任何有限伽罗瓦扩张的正规元的存在性是经典的,并且在大多数代数文本中提供 了 构 造 性 证 明 ( 参 见 , 例 如 , ( Lang2002 , 第 6.13节))。arXiv:2005.03497v1 [cs.SC] 2020年5月2贾姆希德佩?舍斯特?吉斯布雷希特虽然正规基在有限域中有广泛的公知应用,例如快速取幂(例如, (Gao et al. 2000)),也存在特征零点中的正规元素的应用。例如,在乘法不变量理论中,对于给定的置换格和相关的伽罗瓦扩张,正规基在显式计算乘法不变量时是有用的(Jamshidpey,Lemire Schost2018)。有许多算法可用于在特征零点和有限域中寻找正规元素。由于它们在有限域中的直接应用,在这种情况下确定正规元的算法是最常见的。 一vonzurGathenGiesbrecht(1990)给出了一个确定有限域Fqn/Fq中正规元的快速随机算法,其中Fqn是具有qn个元素的有限域,其中q为任意素数幂q,n >1,其代价为O(n2+nlogq)在Fq中的操作。一个更快的随机化算法是由Kaltofen&Shoup(1998),成本为O(n1. 82logq)操作。 在比特复杂度模型中,Kedlaya和Umans展示了如何将n的指数减少到1。63,通过利用他们的准线性模 块 化 组 合 的 时 间 算 法 ( Kedlaya Umans2011 ) 。 Lenstra(1991)引入了一种确定性算法来构造一个正规元,它在Fqn/Fq中使用n个O(1)运算。据我们所知,Augot Camion(1994)的算法是最有效的确定性方法,与成本的O(n3+n2logq)的操作在Fq。在特征零中,Schlickewei Stepanov(1993)给出了一个算法,用于寻找Q上数域的正规基,该数域具有基数为n的循环伽罗瓦群,需要在Q中进行n次O(1)运算。Poli(1994)给出了一个算法,用于在阿贝尔扩张K/F中寻找正规基的更一般的情况,这需要在F中进行n个O(1)运算。更一般地,在特征零,对于任何n次伽罗瓦扩张K/F,其伽罗瓦群由aGirstmair(1999)给出了一个算法,该算法需要在F中进行O(n4)次运算来构造K中的正规元。在本文中,我们提出了一个新的随机算法,确定是否一个给定的元素在阿贝尔或亚循环扩张是正常的,与运行时次二次的次数为n正规基3⟨ ⟩∈∈→我扩展名.所有算法的成本都是通过计算F中的算术运算的单位成本来衡量的。与我们的算法的位复杂性相关的问题是具有挑战性的,超出了本文的范围。我们的主要惯例如下。假设1.1。 设K/F是有限Galo扩张,表示为K =F[x]/P(x),对于一个非线性多项式PF[x]为n次,F的特征为零。然后,◦ K的元素写在幂基1,k,. . . ,n−1,其中n:= x mod P;◦ G的元素通过它们对π的作用来表示。在一般情况下,对于g∈Ggiven,通过对fγ:=g(k)∈K,β=0≤inβi <$i∈K,g是F-自同构的事实意味着g(β)等于β(γ),β在γ处的多项式合成(约化模P)。我们的算法结合的技术和想法冯祖尔Gathen Giesbr(1990)和Kaltofe&n Shoup(1998):α∈K是nmal,如果n如果元素Sα:=g∈Gg(α)g∈K[G]在群代数K[G].然而,写下Sα涉及F中的Θ(n2)个元素,这排除了次二次运行时间。 相反,知道α,算法使用F [ G ]中类似问题的随机化约简,这相当于应用随机投影:对Sα的所有元素,给出一个元素sα , <$F[G]。为此,我们适应算法(KaltofenShoup1998),这些算法是为有限域的伽罗瓦群开发的。有了sα , β,我们需要检验它的可逆性。为了做到这一点,我们提出了一个算法在阿贝尔的情况下,它依赖于这样一个事实,即F[G]同构于一个多元多项式环模一个理想(xei−1)1≤i≤m,其中ei对于亚循环群,我们利用了sα乘矩阵的块-Hankel结构.关于F[G]中算术运算代价的这些后一问题与G上的傅立叶变换的代价密切相关,值得一提的是,有大量关于快速算法的文献4贾姆希德佩?舍斯特?吉斯布雷希特·∈·∈对于傅立叶变换(在基域C上)。与我们当前的目标相关,目标是(Clausen&Müller200 4)和(Masleneetal. 2018年)和参考文献中的详细信息。在这个阶段,清楚我们如何在我们的上下文中应用这些方法(我们在任意F上工作,不一定代数封闭)。本文从获得改进的渐近复杂性估计的角度出发.由于我们的主要目标是在运行时分析中突出显示指数(以n为单位)一个新的例子是t-O notaton的解:S(n)在O∞(T(n))中,如果它在时间复杂度为O(T(n)log(T(n))c)。本文的第一个主要结果是下面的定理;我们使用一个ω(4/3)的系数来确定在矩形矩阵乘积中的系数(见本节末尾)。第1.2节. 在假设1.1下,若G是阿贝尔的或广义的,则当αK在F中不为O∞(n(3/4)·ω(4/ 3))时,可满足(3/4)ω(4/3)<1.九十九这是一个很好的机会蒙特卡洛类型的随机化一旦知道α是正态的,我们还讨论了幂基1,n,. . .,n−1与它的正规基G α。再次受到Kaltofen Shoup(1998)以前工作的启发,我们得到以下结果。第1.3节.在Assumption1.1下,如果G是阿贝尔的或亚循环的,并且已知αK是正规的,我们可以执行在幂基1,k,. . . , n−1,它的n个最小值为G·αusingO(n (3/4 ) ·ω(4/3))o perans. 这些算法是随机的蒙特卡罗类型。在这两个定理中,运行时间几乎是次二次的,指数为1。99是通过快速矩阵乘法算法获得的,该算法对于合理的n很可能是不切实际的。然而,这些结果特别表明,我们可以在不写下正规基本身的情况下进行基转换(这需要F中的Θ(n2)个元素)。REMARK 1.4.上述两种算法都是随机化的Monte Carlo类型。在我们的模型中,这意味着他们被允许绘制正规基5⌈⌉≤∈对于K的一个规定子集和一个控制参数λ,随机元素产生正确答案的概率大于1 −λ(见注2.8)。本文第二在第3节中,给出了一个次二次时间算法,用于将我们的主要问题随机化约化为F[G]中的可逆性检验;该算法适用于任何有限多循环群,特别是阿贝尔群和亚循环群。在第4节中,我们证明了对于阿贝尔群,在F[G]中检验可逆性和进行除法的问题可以在拟线性时间内解决;对于亚循环群,我们给出了一个基于结构线性代数算法的次二次时间算法(这将完成定理1.2的证明)。最后,第5节证明了定理1.3。我们的算法广泛使用已知的多项式和矩阵算术算法;特别是,我们重复使用的事实,即多项式的次数n在F[x],对任何领域对于字符串,可以在O/n(n)操作中执行F(Schéonhage&S trass e n197 1)。ASARESULT,ARRHMETIOPERA-K中的tios(+,x,n)可以通过使用Oios(n)操作来实现F(von zur Gathen Gerhard2013).我们还假设,在F中生成一个随机元素需要恒定的时间。对于矩阵算术,我们将依赖于Lotti Romani(1983)提出的矩形矩阵乘法的一些非平凡结果。对于kR,我们用ω(k)表示一个常数,在任何环上,大小为(n,n)乘(n,nk)的矩阵可以是多个的,在O(nω(k))环运算中使用(所以ω(1)是方阵乘法的通常指数,我们简单地写为ω)。的对于大多数矩形格式,迄今为止已知的最尖锐的值是Le Gall&Urrutia(2018);对于k = 1,最知名的值是ω 2。373Le Gall(2014)。在一个域上,进一步的矩阵运算(如求逆)也可以在O(nω)基域运算中完成。本文的部分结果(交换群的定理1.2)已经发表在会议论文(Giesbrecht et al. 2019年)。6贾姆希德佩?舍斯特?吉斯布雷希特···∈ {}/∈.∈...2. 预赛有限伽罗瓦扩张的正规元存在性的一个众所周知的证明,例如Lang(2002,Theorem 6.13.1),提出了一个寻找这样一个元 素 的 随 机 算 法 设 K/F 是 有 限 伽 罗 瓦 扩 张 , 伽 罗 瓦 群 G={g1,. . .,g n}。如果α∈K是正规元,则卢恩(2.1)j=1cjgj(α)= 0,cj∈F意味着c1==cn= 0。 对于每个i1,. . . ,n,将g i应用于方程(2.1),(二、二)卢恩j=1c j g i g j(α)= 0.利用式(2.1)和式(2.2),可以形成线性系统MC=0,其中c= [c1· · ·cn]T,其中,对于α∈K,g1g1(α)g1g2(α)···g1gn(α)(2.3)M=<$g2g1(α)g2g2(α)···g2gn(α)<$∈M(K)。巴恩gn g1(α) g n g2(α) ··· g n g n(α)经典的证明接着证明存在αK,det(M)= 0。这种方法可以作为一个程序的基础来测试如果给定αK是正规的,则通过计算矩阵M的所有元素并使用线性代数计算其行列式;使用快速矩阵运算,这需要在K中进行O(n ω)次运算,在F中进行O<$(nω+1)次运算。这是一个在n中很常见的问题;本文的主要贡献是展示如何加快这一点验证在开始讨论之前,我们简单地评论一下α是正规元素的概率:如果我们写α=a0+n−1· · ·+an−1<$,M的行列式是a(不恒为零)n次齐次多项式在(a0,. . .,a n−1)。 如果人工正规基7⊂−⟨ − ⟩⇒∈在有限集合X F中均匀随机选择,Lipton-DeMillo-Schwartz-Zippel引理意味着αben或mal是tl e的概率是t1−n/|X|.如果G是由一个线性方程g表示的环,其中hg1=id且gi+1=ggiforalli,vonzurGathenGiesbrecht(1990m)avoidcomp uting通过计算Sα的GCD得到行列式:=ni=1 gi(α)xi−1,Xn1. 实际上,这相当于测试Sα是否可逆在环K[G]中,它与K[x]/xn同构1.一、这是一个普遍的事实:对任意G,上述矩阵M是左乘轨道和卢恩Sα:=i=1gi(α)gi∈K[G],在这里,我们通过g1,. . .,g n和列的倒数g−1,. . . ,g−1. 在符号方面,对于任何域L(通常,我们将1N取L=F或L=K),β在L[G]中,我们将使用上面所示的两个基,将左乘矩阵ML(β)写为L[G]中的β换句话说,式(2.3)的矩阵M是MK(Sα)。前面的讨论表明,α是正规的等价于Sα是K[G]中的单位。这种观点可能会避免K上大小为n的线性代数,但写Sα本身仍然涉及F中的Θ(n2)个元素。下面的引理是我们算法中的主要新成分:它给出了一个随机化的约简,以检验Sα在F[G]中的一个合适的投影是否是一个单位。2.4. 对α ∈ K,MK(S α)可逆当且仅当<$(MK(Sα)):=[<$(gigj(α))]ij∈Mn(F)对于一般的F-线性投影K:K → F是可逆的。P屋顶。( )对于固定的αK,MK(S α)的任何项可以写为:(二、五)乌斯季-1一个Ijk的,k=0对于k:k F,则(MK(Sα))中的相应条目可以被写为n−1a,与 =(k)。 用以下内容代替这些内容k=0IJK K K K8贾姆希德佩?舍斯特?吉斯布雷希特∈⇐不确定LkF [L1,. . . ,L n]。 在K [L1,. . . ,Ln],则有P(1,n,. . . ,n−1)= det(MK(Sα)),根据假设,它是非零的。因此,P不恒为零,结论如下。()设 MK(Sα)不可逆。在Jamshidpey等人的证明之后(2018,引理4),我们首先证明了在MK(Sα)的核中存在非零u∈FnG的元素按元素方向作用于MK(Sα)的行上,操作将排列矩阵中的行。设G→Sn是群同态使得g( Mi)=MK(g)(i),其中Mi是MK(Sα)的第i由于MK(Sα)是奇异的,存在一个非零的v∈Kn使得MK(Sα)v= 0;我们选择具有最小数量的非零条目。设i∈ {1,. . .,n},使得v为0。定义u = 1/v iv. 那么,MK(S α)u = 0,这意味着对于j∈{1,. . .,n}。对于g∈G,我们有g(Mju)= M(g )(j )g(u)= 0。由于这对任何j都成立,我们得出结论MK(Sα)g(u)= 0,因此g(u)−u在MK(S α)的核中。另一方面,由于u的第i项是1,g(u)−u的第i项是0。因此,关于v的极小性假设表明g(u)− u = 0,等价地g(u)=u,因此u∈Fn。现在我们证明了,对于所有的选择,- 是的 通过公式(2.5),我们可以写乌斯季-1MK(Sα)= j=0M(j)<$j,M(j)∈ Mn(F).因为u在F中有元素,所以MK(Sα)u= 0产生M(j)u= 0,j∈ {1,. . . ,n}。因此,我们认为,乌斯季-1j=0M(j)=0对于F中的任意n_Q我们的算法可以概括如下:给定K中的α,选择一个随机数:K→F,令卢恩(2.6)sα,ε:=正规基9i=1<$(gi(α))gi∈F[G].10贾姆希德佩?舍斯特?吉斯布雷希特→--⟨ ⟩→注意,MK(Sα))等于MF(sα,M α),即F[G]中sα,的乘法矩阵,其中,如上所述,我们通过g1,. . . ,g n,列数为g−1,. . . ,g−1. 那么,前面的引理1N可以改写如下:2.7. 对 于 一般的F -线性投影<$K →F,α是正规的当且仅当s α,<$在F [G]中可逆.因此,一旦sα,n是已知的,我们就剩下检验它是否是F[G]中的单位。在接下来的两节中,我们分别讨论了计算sα,ε和检验其在F[G]中的可逆性的问题REMARK 2.8. 如果α不正规,则S α不是单位。在这种情况下,引理2.4的证明确定了s α,ε不是任何ε的单位,所以我们的算法在这种情况下总是返回正确的答案。如 果 α 是 正 规 的 , 则在引理2.4的证明中的 多 项 式 P 是 在(L1,. . . ,L n)。因此,如果我们在任何固定的有限子集X ∈ F中随机一致地选择λ的系数,则通过Lipton-DeMillo-Schwartz-Zippel引理,我们可以用hpro bbbi i tleast1−n/|X|.3. 计算轨道和在这一节中,我们提出了一个算法来计算s α,当G = g1,. . .,gn是多环的(我们给出了这类群的定义,并回忆了3.2小节中关于这类群的一些著名结果)。为了激发我们的算法,我们从循环群的简单情况我们将看到,它们严格遵循Kaltofen Shoup(1998)在有限域上使用的思想假设G=g,因此给定K中的α和K:K F,我们的目标是计算(3.1)(g i(α)),对于0 ≤i≤n− 1。Kaltofen& Shoup(1998)称之为自同构投影问题,并给出了在次二次时间内求解该问题的算法,其中g是q次幂Frobenius FqnFqn。他们算法中的关键思想是使用婴儿步/巨人步技术:对于一个合适的参数t,公式3.1中的值可以重写为:(??g tj)(g i(α)),当0 ≤ j z。 为了应用引理,我们必须检查这些指数s1,. . . 因此,时间复杂度为O(n)。事实上,这款产品最多.√nΣ√√e1··· ez−1+1个e1··· ez−1n+ e1· · ·e z−1≤ 2 n。此时,该算法是一个简单的算法,其代价为O∞ (n ( 3/4 ) ·ω(4/3))。步骤2. 计算Gz=gsz,对于sz如上。其代价是O(log(n))的模块组合,与前一步的代价相比可以忽略不计步骤3. 使用引理3.5,i1 = 0,对于所有i1,. . .,i r,以计算Lj,...,J =(gjr···gjz+1Gjz)=(gjr···gjz+1gszjz),1z≤18贾姆希德佩?舍斯特?吉斯布雷希特1z−1√1RRz+1zz−11对于所有的指数0≤jz∈z/sz∈和0≤jm ∈m,对于m> z。这相当于使用索引为s′=· · ·=s′= 1的引理,当m > z时,s′= εez/szε,s′=em。 同样,我们必须核实兹海姆时间复杂度O(n)我确已s′· · · s′、、、=ez e···e.Σ≤ez+1eS···e1RSZz+1rzz+1r≤ez···er+eS· · ·e.z+1rz通过定义,w具有vesz≥n/(e1···ez−1),soez···er/sz≤e1···er/n=n。当e=1· ··ez≥n时,则e= 1 ···e z≥ n。第二项也至多为n,因此乘积s′· · ·s′至多为2n. 因此,引理3.5适用,并且计算所有的jz使用O∈(n(3/4)·ω(4/3))算子在F中的推广.步骤4. 将矩阵的行乘以所有L jr,.,jz乘以矩阵,矩阵的列是所有G iz,...,i1.这将产生值<$(gjr· · ·gjz+1gszjz+izgiz−1· · ·gi1(α)),索引如下:• 0≤ i m
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