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扩展字段


A类领域 K(K)称为扩展字段(或字段扩展或扩展),表示K/F公司,字段的F类如果F类是一个子字段属于K(K)例如复数是的扩展字段实数、和实数是的扩展字段理性的数字.

这个扩展场度扩展字段的(或相对度或索引)K/F(K/F),表示【K:F】,是的尺寸K(K)作为一个向量空间结束F类即。,

 [K:F]=dim_FK。
(1)

给定一个字段F类,定义扩展字段有两种方法。如果F类包含在较大的字段中,F子集F^'然后选择一些元素F^'中的alpha_i歪投球F类,一个定义F(字母_i)成为最小的子字段属于F^’包含F类字母i.例如,理性可以通过复杂的 泽塔,顺从的Q(泽塔).如果只有一个新元素,则该扩展称为简单扩展。这个添加新元素的过程称为“邻接”

因为元素可以以任何顺序连接,所以理解就足够了简单扩展。因为字母i包含在一个更大的字段中,它的代数运算,例如乘法和加法,是用中的元素定义的F类因此,

 F(α)={(F(α))/(g(alpha)):F,g是F中的多项式,g(α)!=0是F^'}中的多项式。
(2)

上面的表达式表明,多项式p(α)=0都很重要。事实上,有两种可能性。

1.对于某些正整数n个,的n个th次方α^n可以写成(有限的)线性组合

 α^n=sum_(i=0)^(n-1)c_ialpha^i,
(3)

具有F中的c_i,的权力阿尔法小于n个.在这种情况下,阿尔法被称为代数数结束F类F(α)是一个代数的延伸. The扩展场度扩展名的是最小整数n个满足上述条件,以及多项式p(x)=x^n-sum_(i=0)^(n-1)被称为延伸域极小多项式.

2.否则,没有这样的整数n个和第一种情况一样。然后阿尔法是一个超越的结束F类F(α)是一个超越扩张属于超越1

注意,在代数扩展的情况下(上面的情况1),扩展字段可以写

 F(α)=F[α]={F(α):f是f和degf<n}中的多项式。
(4)

与上面的类似表达式不同,不太明显的是戒指 F[α]是一个领域.下面的参数显示了如何在这个环中除法。因为没有多项式(f)度小于n个可以划分延伸域极小多项式 第页,任何此类多项式(f)相对质数。那个就是,存在多项式一b条这样的话af+bp=1或者更确切地说,

 a(x)f(x)=1(p(x)模)
(5)

a(α)是的乘法逆f(α).

定义扩展的另一种方法是使用不确定变量x个.然后F(x)是一个变量中带系数的有理函数集在里面F类,和最多同构是独一无二的超越的延伸超越度为1。多项式传真[x]是有理函数的分母和分子。给定一个非常多项式p(x)这是不可约的F类,商环F[x]/(p)是多项式mod p。特别是,在情况下1以上,F[x]/(p)由生成1,x,。。。,x^(n-1)哪里n个是的度数第页.这个分数域属于F[x]/(p),已写入F(x)/(p),是一个代数的延伸属于F类,它与F类由…的根之一第页例如,Q(i)=Q(x)/(x^2+1)。因此,如果阿尔法贝塔不可约多项式的不同根第页,然后F(α)=F(β).何时α中的β,此同构反映了领域自同构,构成加洛瓦.

A类数字字段是有限的代数扩张有理数。数学家一直在使用数字字段数百年来x^2-2y^2=k其中所有变量都是整数,因为它们试着在引申中把方程考虑进去Q(平方米(2))例如,很容易看到唯一的整数解决方案x^2-y^2=(x+y)(x-y)=5(+/-3,+/-2)因为有四种方法可以将5写成整数的乘积。

 5=5×1=1×5=-1×-5=-5×-1。
(6)

因此,有必要了解什么是数字字段中的质数。事实上,这导致了一些混乱,因为独特的因式分解并不总是成立。缺乏唯一因子分解是可以衡量的类组、和.

可以看出,可以写入任何数字字段Q(泽塔)对一些人来说泽塔,即每个数字字段都是简单的延伸理性的。当然,选择泽塔不是唯一的,例如。,Q(zeta)=Q(2+zeta)=Q(-zeta)=。。。.


另请参见

类组,类别编号,扩展字段度,扩展戒指,字段,字段自同构,伽罗瓦理论,毕达哥拉斯语扩展,简单扩展,正在拆分字段,子字段

本条目的部分内容由托德罗兰

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引用如下:

托德·罗兰埃里克·魏斯坦(Eric W.Weisstein)。“扩展字段。”来自数学世界--A类Wolfram Web资源。https://mathworld.wolfram.com/ExtensionField.html

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