全球离散格网系统(discrete global grid system，DGGS)是一类以地球作为组织框架的空间参考系统。相较于传统空间数据模型，其更适合解决大尺度的问题^[1]，且单元运算可完全借助编码实现，有助于提高数据处理效率。六边形具有拓扑关系一致、采样效率高等理想几何特性，有助于实现空间分析算法^[2-3]及数据的可视化表达^[4]，但其不具备叠合一致性，无法直接建立多分辨率格网层次关系。Gibson等^[5]提出一种多维数据结构，其二维特例可通过广义平衡三进制(generalized balanced ternary，GBT)运算实现不同层次六边形单元索引。然而，GBT采用高分辨率单元聚合生成低分辨率单元，在球面上会导致格网破碎或重叠。

基于多面体剖分建立六边形全球离散格网系统仍被认为是目前最有效的方法。正二十面体面数最多，投影到球面后变形最小^[6]，因而被广泛使用。Sahr^[7]认为，正二十面体等积三孔六边形格网系统(icosahedral snyder equal area aperture 3 hexagonal grid, ISEA3H)具有较好的几何属性，他借助与GBT类似的码元分布，建立改进广义平衡三进制(modified generalized balanced ternary，MGBT)编码方案，但其编码不唯一，仅适用于表达矢量数据。之后，Sahr^[8]又将MGBT分解为两种子单元模块的组合，建立三孔六边形树(aperture 3 hexagon tree，A3HT)唯一编码方案，并扩展至正二十面体。Vince^[9]建立了正二十面体三孔六边形格网的进制索引，并实现了傅里叶变换。童晓冲等^[10]建立了四孔六边形格网系统的四元平衡结构(hexagonal quad balanced structure，HQBS)，并实现正二十面体格网编码运算。

数学家已从理论上证明，封闭球面拓扑等价于封闭正二十面体表面，全球离散格网系统编码运算拓扑等价于正二十面体格网系统编码运算。然而无限平面格网的编码运算规则不适用于正二十面体封闭表面，如何实现正二十面体上的高效率编码运算是目前的研究难点。A3HT通过指定正二十面体上首层单元的递归剖分规则建立正二十面体格网系统，该方案不是直接利用编码运算实现单元操作，而是先借助二维整数坐标系计算结果，再将之转换为编码^[8]。HQBS采用分面编码到全局编码的映射解决上述问题，但只能保证编码运算在单个三角面上连续，跨面操作仍需借助笛卡尔坐标运算实现。上述两种方案的计算效率均不高，理论上也不严密。Vince^[9]通过对三孔六边形格网层次结构的裁剪拼接建立正二十面体格网模型，由于区分奇(偶)层编码，运算规律较复杂，且相邻层次单元方向会交替变化，不利于格网层次分析。

本文结合四孔六边形格网系统在正二十面体表面的分布特点，基于六边形格点四叉树定义顶点瓦片与面瓦片结构，提出正二十面体四孔六边形格网系统编码方案，归纳编码运算规律，通过对比实验验证方案的有效性与优越性。

1 平面四孔六边形格网编码运算

四孔六边形格网单元剖分过程如图 1所示，为保证编码的唯一性，本文的格网剖分选择图 1阴影部分所示的子单元模块，它们关于父单元对称，几何属性更优。

1.1 编码方案

为便于讨论，定义平面格网系统单元中心为格点(lattice point)等效替代单元。首层格网单元可自定义。令L_n表示第n层格点集合(n≥1)，根据编码运算需要，本文定义的L₁在复数平面上的位置如图 2所示，图中$ R $轴和$ I $轴分别表示复数坐标系的实轴和虚轴。根据图 1生成的L₂与L₁层次关系见图 3，为方便表示，图 3只选取L₁中心7个格点为例，每个格点在L₂各生成4个子格点，中心子格点与其父单元格点重合。按照上述思路，可依次生成L_n($ n>2$)。

根据文献[11]，在复数平面上，令$ \theta =\frac{1}{2}+\frac{\sqrt{3}}{2}\mathrm{i} $，L₁用以下5个集合$ {D}_{j}\prime (1\ll j\ll 5)$表示：$ {D}_{1}\prime =\left\{0, {\theta }^{e}\left|\mathrm{ }1\le e\le 6\right.\right\} $，$ {D}_{2}\prime =\left\{2{\theta }^{e}\left|\mathrm{ }1\le e\le 6\right.\right\}$, $ {{D}_{3}}^{\prime }=\left\{{\theta }^{e}+{\theta }^{(e+1)\mathrm{\%}6}\left|1\le e\le 6\right.\right\} $，$ {D}_{4}\prime =\left\{2\alpha \left|\alpha \in {{D}_{3}}^{\prime }\right.\right\} $，$ {D}_{5}\prime =\left\{2{\theta }^{{e}_{1}}+{\theta }^{{e}_{2}}\left|\mathrm{ }\left|{e}_{1}-{e}_{2}\right|\right.=\mathrm{1, 1}\le {e}_{1}, {e}_{2}\le 6\mathrm{或}{e}_{1}=1, {e}_{2}=6\mathrm{或}{e}_{2}=1, {e}_{1}=6\right\}$。其中，%表示取余；$ e\mathrm{、}{e}_{1}\mathrm{、}{e}_{2}\in Z\mathrm{ }$。令$ \omega =-\frac{1}{2}+\frac{\sqrt{3}}{2}\mathrm{i}\mathrm{ } $，$ D=\left\{0, \omega , {\omega }^{1}, {\omega }^{2}, {\omega }^{3}\right\} $，经过严格证明，四孔六边形格网系统的格点集合可唯一表示为:

$ \left\{\begin{array}{l}{L}_{n}={L}_{1}+\stackrel{n}{\sum \limits_{j=2}}\frac{1}{{2}^{j}}D\\ {L}_{1}=\frac{1}{2}D\prime \end{array}\right. $

(1)

式中，$ D\prime ={D}_{1}\prime \bigcup {D}_{2}\prime \bigcup {D}_{3}\prime \bigcup {D}_{4}\prime \bigcup {D}_{5}\prime $。在$ {L}_{1}$中任选一个元素，对于后n-1层(即$ 2\le j\le n$)，每层在集合D中任选一个元素参与计算，$ n $层相加结果为$ {L}_{n} $中一个元素。按上述方法，所有元素组合的计算结果集合为$ n$层格点集合$ {L}_{n}$。如图 3所示，$ {L}_{1}$中心7个格点集合可表示为$ \left\{0, \frac{1}{2}{\theta }^{e}\left|\mathrm{ }1\le e\le 6\right.\right\} $, 假设从中任意取一格点，坐标用$ \alpha $表示，则其在第二层的4个子格点集合可表示为:$ \alpha +\frac{1}{{2}^{2}}D=\alpha +\frac{1}{4}\{0, \omega , {\omega }^{2}, {\omega }^{3}\} $。

式(1)表明，四孔六边形格点系统本质上是一种定位计数系统，格点与实数域上的二进制、十进制等数字的本质完全相同，是复数域上一种特定形式的“数”。该定位计数系统的进制为2，数字位集合为$ D\prime $和D。对于任意一格点复数坐标$ x\in {L}_{n} $，可用数字位和进制的加乘表示，即：

$ x=\frac{1}{2}{d}_{1}+\frac{1}{4}{d}_{2}+\cdots +\frac{1}{{2}^{n}}{d}_{n} $

(2)

式中，d₁∈$ D\prime $；d₂, d₃…d_n∈D。这与十进制数类似，因此，省略幂指数的底，式(2)又可记为：

$ x={d}_{1}{d}_{2}\cdots {d}_{n} $

(3)

式中，复数数字位d_i($ 1\le i\le n$)可用相应的整数替换，由此得到该格网系统的整数编码集合。对数字位d₁做如下替换，当$ {d}_{1}\in {D}_{1}\prime $时，将d₁替换为坐标的幂次$ e$，即$ {d}_{1}\to e\left(1\le e\le 6\right) $; 若$ {d}_{1}=0 $，则${d}_{1}\to 0 $；当$ {d}_{1}\in {D}_{2}\prime $时，$ {d}_{1}\to 100e\left(1\le e\le 6\right) $，即100与e相乘；当$ {d}_{1}\in {D}_{3}\prime $时，$ {d}_{1}\to 10\left((e+1)\mathrm{\%}6\right)\left(1\le e\le 6\right)$；当$ {d}_{1}\in {D}_{4}\prime $时，$ {d}_{1}\to 100{d}_{1}\prime $，其中$ {d}_{1}\prime $为$ \alpha $替换后码元；当$ {d}_{1}\in {D}_{5}\prime $，$ {d}_{1}\to 100{e}_{1}+{e}_{2}$。对于式(3)中$ {d}_{j}(2\le j\le n) $，若$ {d}_{j}={\omega }^{e} $，则${d}_{j}\to e(1\le e\le 3)$；若$ {d}_{j}=0 $，则$ {d}_{j}\to 0$。

根据上述替换规则，数字位集合D'被替换为整数码元集合$ E\prime $$ =\left\{\mathrm{0, 1}, \mathrm{2, 3}, \mathrm{4, 5}, \mathrm{6, 10, 20, 30}, \right.$40 $ {\rm{50}},{\rm{60}},{\rm{100}},{\rm{200}},{\rm{300}},{\rm{400}},{\rm{500}},{\rm{600}},{\rm{106}},{\rm{601}},{\rm{201}},{\rm{102}},{\rm{302}},{\rm{203}},{\rm{403}},{\rm{304}},{\rm{504}},{\rm{405}},{\rm{604}},{\rm{506}},{\rm{1}}000,2{\rm{000}},{\rm{3000}},{\rm{4000}},{\rm{5000}},{\rm{6}}\left. {000} \right\}, $换为码元集合$ E=\left\{\mathrm{0, 1}, \mathrm{2, 3}\right\}$，由此得到任一格点x的唯一编码标识:

$ x={e}_{1}{e}_{2}\cdots {e}_{n} $

(4)

式中，码元$ {e}_{1}\in E\prime $，$ {e}_{j}\in E(2\le j\le n) $。为方便区分，实际表示时在$ {e}_{1} $后加逗号分隔，例如编码$ 20\mathrm{、}213 $为第四层编码。该编码方案是一种典型的四叉树结构，首层每个格点都分别生长为一棵独立的四叉树，因此将这一结构命名为六边形格点四叉树(hexagonal lattice quad tree，HLQT)。

图 4为首层格点$ {D}_{1}\prime $在L₃中的子格点编码示意图，由于$ {D}_{1}\prime $对应首层码元均为1位数字，图中不用逗号分隔。

1.2 编码运算

编码运算采用更适合计算机处理的一维码元序列代替传统二维实数坐标，从而提高计算效率。

设H_n为HLQT第n层编码集合(n≥1)，编码$ \alpha \mathrm{、}\beta \in {H}_{n}$，符号“$ \oplus $”表示编码加法运算。HLQT编码加法运算满足向量相加的平行四边形法则。如图 4所示，$ \alpha \oplus \beta =123\oplus 010=233$。经过归纳、验证，无限二维平面上的HLQT编码运算满足交换群的性质^[11]。

设$ n $层编码$ \alpha ={a}_{1}{a}_{2}\cdots {a}_{n} $，$ \beta ={b}_{1}{b}_{2}\cdots {b}_{n} $，编码加法计算方式与十进制加法类似，从右侧末位码元(即$ {a}_{n}$或$ {b}_{n} $)开始，向左侧首位码元(即$ {a}_{1}$或$ {b}_{1} $)逐位计算，但进位机制略有差异：HLQT加法运算当前位计算结果可能在其左侧多个加法位上产生进位码元。编码加法运算可分解为不同加法位对应编码相加之和：

$ \begin{array}{c}\alpha \oplus \beta ={a}_{1}{a}_{2}\cdots {a}_{n}\oplus {b}_{1}{b}_{2}\cdots {b}_{n}=({\varepsilon }_{n}^{{a}_{n}}\oplus {\varepsilon }_{n}^{{b}_{n}})\oplus \\ ({\varepsilon }_{n-1}^{{a}_{n-1}}\oplus {\varepsilon }_{n-1}^{{b}_{n-1}})\oplus \cdots \oplus ({\varepsilon }_{2}^{{a}_{2}}\oplus {\varepsilon }_{2}^{{b}_{2}})\oplus ({\varepsilon }_{1}^{{a}_{1}}\oplus {\varepsilon }_{1}^{{b}_{1}})\end{array} $

(5)

式中，$ {\varepsilon }_{j}^{e}=\underset{j-1\mathrm{ }\mathrm{个}}{\underset{⏟}{0\cdots 0}}e\underset{n-j\mathrm{ }\mathrm{个}}{\underset{⏟}{0\cdots 0}} $，显然，$ {\varepsilon }_{j}^{e}\in {H}_{n}(1\le j\le n) $，j-1与n-j表示码元0的个数。

对于非首位加法位上的码元相加，即$ {\varepsilon }_{j}^{{e}_{1}}\oplus {\varepsilon }_{j}^{{e}_{2}}(1 <j\le n) $，根据上文编码方案可得：$ {e}_{1}, {e}_{2}\in E $，具体计算结果以及进位规则如下：

1) 若$ {e}_{1}={e}_{2}$，$ {\varepsilon }_{j}^{{e}_{1}}\oplus {\varepsilon }_{j}^{{e}_{2}}=\left\{\begin{array}{l}\underset{j-2\mathrm{ }\mathrm{个}}{\underset{⏟}{0\cdots 0}}{e}_{1}0，j>2\\ \left(2\right.{e}_{1})0，j=2\end{array}\right.$；

2) 若$ {e}_{1}\ne {e}_{2}$，且$ {e}_{1}, {e}_{2} $均不为0，$ {\varepsilon }_{j}^{{e}_{1}}\oplus {\varepsilon }_{j}^{{e}_{2}}=\left(\frac{{e}_{1}+{e}_{2}}{{4}^{\left|{e}_{1}-{e}_{2}\right|-1}}\right)\underset{j-1\mathrm{ }\mathrm{个}}{\underset{⏟}{e\cdots e}} $，其中$ e$为$ \{0, {e}_{1}, {e}_{2}\} $对$ E $的补集中的元素；

3) 若$ {e}_{1}\ne {e}_{2} $，且$ {e}_{1}, {e}_{2}$中有一个为0，设$ {e}_{1}$为码元0，则$ {\varepsilon }_{j}^{0}\oplus {\varepsilon }_{j}^{{e}_{2}}=\underset{j-1\mathrm{ }\mathrm{个}}{\underset{⏟}{0\cdots 0}}{e}_{2} $。

计算首位码元，包括$ {a}_{1}$、$ {b}_{1}$及非首位码元相加对首位产生的进位码元。具体运算规律以表 1加法查找表的形式给出，表 1中的首行及左列分别为相加码元。

2 编码运算在正二十面体上的扩展

HLQT是平面上的编码结构，正二十面体表面为封闭三角面集合，HLQT编码运算规则不能完全适用，为了避免复杂、低效的跨三角面运算，需要将HLQT编码扩展到正二十面体上, 并设计简洁、高效的编码运算方案。

2.1 正二十面体顶点结构

正二十面体共有20个三角面及12个顶点，每个顶点周围都连续排列有5个共顶点的三角面(图 5(a))，将该顶点结构作为正二十面体表面基础结构。沿任意一条边$ {V}_{1}{V}_{i}(i=\mathrm{2, 3}, \mathrm{4, 5}, 6)$将其剪开，展开至平面，得到平面上围绕公共顶点连续排列的5个三角形(图 5(b)中T₁~T₅)。图 5(b)等效于从围绕公共顶点连续排列、完整覆盖平面的6个三角形中去除其中1个三角形(从图 5(c)中去除三角形T₆)。这一变化过程为将平面格网扩展至顶点结构，建立正二十面体上的格点数学模型提供了思路。

2.2 面瓦片与顶点瓦片

以图 5(c)作为研究对象，作三角面内接六边形，则还存在一个以V₁为中心、与6个内接六边形为相邻的顶点六边形。定义三角面内接六边形内格点集合为$ {P}_{n}^{i}(1\le i\le 6)$，其中顶点六边形内格点集合为$ {P}_{n}^{0} $，相邻六边形边界格点集合为$ {E}_{n} $，令以V₁为中心的格点集合$ {R}_{n}\prime ={P}_{n}^{0}\bigcup {E}_{n} $。当n=1时，以不同彩色单元区分$ {P}_{1}^{i}(1\le i\le 6) $，如图 6(a)所示，$ {P}_{1}^{0} $与$ {E}_{1} $均用黑色单元表示，$ {R}_{1}\prime ={P}_{1}^{0}\bigcup {E}_{1} $。以图 6(a)中格点$、$ {e}_{1} $示例$ {e}_{2} $的分布特点，$ {E}_{n} $为$ {e}_{1}$与$ {P}_{1}^{0} $外接六边形相交边界上的格点，$ {P}_{1}^{3}$为$ {e}_{2} $与$ {P}_{1}^{3} $外接六边形相交边界上的格点。按照上述规则定义的格点集合$ {P}_{1}^{4}$与$ {P}_{n}^{i}(1\le i\le 6) $(黑色单元)所覆盖的平面部分，单元之间不重叠且不遗漏。

为建立顶点结构上的格点集合，借助图 5所示的正二十面体顶点结构变化，去除一个$ {R}_{n}\prime {P}_{n}^{i}(1\le i\le 6) $以及${R}_{n}\prime $在T_i内格点，拼接处保留一条边界上的格点。以图 6(a)为例，去除$ {R}_{1}\prime {P}_{1}^{6}$以及$在T₆内格点并保留$ {V}_{1}{V}_{2} $边界格点，结果如图 6(b)所示。将删减后的$ {R}_{n}\prime $内格点集合定义为$ {R}_{n} $，如图 6(c)所示拼合边界，得顶点结构格点集合，如图 6(d)所示。需要注意的是，图 6(d)中正二十面体顶点处六边形单元在拼接后变为五边形。将$ {P}_{n}$与$ {R}_{n} $分别命名为面瓦片与顶点瓦片。

记正二十面体表面的四孔六边形离散格网系统第n层对应的格点集合为$ {G}_{n}(n\ge 1) $，$ {G}_{n} $可分为两个部分：第一部分为20个面瓦片$ {P}_{n}^{j}(j=\mathrm{0, 1}, 2\cdots 19) $，j为面瓦片中心所属三角面编号；第二部分为12个顶点瓦片$ {R}_{n}^{k}(k=\mathrm{0, 1}, 2\cdots 11)$，k为顶点瓦片中心对应顶点编号。即：

$ {G}_{n}=\stackrel{19}{\bigcup \limits_{j=0}}{P}_{n}^{j}\bigcup \stackrel{11}{\bigcup \limits_{k=0}}{R}_{n}^{k} $

(6)

式中，$ \bigcup $表示各格点集合的并集。$ {P}_{n}^{j}$之间除了中心不同之外完全等价，只需在格点编码前添加三角面索引编号加以区别；同理，各$ {R}_{n}^{k}$只需在格点编码前添加顶点编号加以区别。顶点瓦片与面瓦片编码方案与HLQT编码方案相同，顶点瓦片只是对面瓦片单元的稍加删减与扩充。

2.3 编码运算规律

面瓦片位于单个三角面内，满足HLQT编码运算规律。顶点瓦片位于5个相连三角面上，运算涉及跨三角面单元的处理。由于顶点瓦片由平面六边形裁剪拼接而得，在运算不经过拼接边界时，仍满足HLQT编码运算规律；当运算经过拼接边界，由于裁剪了一个三角面的编码单元，平面编码运算规律不再适用，运算需跨越一个三角面。

如图 6所示，边界$ {V}_{1}{V}_{2}$上格点在拼接后与$ {V}_{1}{V}_{7}$上对应格点一一重合，例如$ \alpha $与$ \alpha \prime $、$ \beta $与$ \beta \prime $。当运算经过格点$ \alpha $(图 6(a))且向$ {V}_{1}{V}_{7}$方向时，可将格点$ \alpha $转换至$ {V}_{1}{V}_{7} $上对应格点$ \alpha \prime $编码再运算。经验证，两条边界上格点编码对应转换关系可完全通过编码运算描述，设边界上对应格点编码分别为$ \alpha ={b}_{1}{b}_{2}\cdots {b}_{n} $和$ \alpha \prime ={c}_{1}{c}_{2}\cdots {c}_{n} $，码元转换关系如下：

$ {c}_{1}=\left\{\begin{array}{l}\begin{array}{l}{b}_{1}, {b}_{1}\in \left\{\mathrm{0, 2}\right\}\\ 201, {b}_{1}=203\end{array}\\ \begin{array}{l}20, {b}_{1}=30\\ 2 000, {b}_{1}=3 000\end{array}\end{array}\right. $

(7)

$ {c}_{j}=\left\{\begin{array}{l}{b}_{j}, {b}_{1}\in \left\{\mathrm{0, 1}\right\}\\ 2, {b}_{j}=3\\ 3, {b}_{j}=2\end{array}\right. $

(8)

式中，$ 2\le j\le n $。由此可实现顶点瓦片上纯编码跨面单元运算。

以接边处跨面邻近单元搜索为例，图 7为$ {R}_{2}$编码分布，由于首位码元可能不止一位数字，单元内编码用逗号分隔首位与第2位码元，为了便于示意接边编码转换，灰色填充单元表示被剪掉的边界编码。邻近单元跨面的单元有两类：(1)格点位于边界上的单元。例如$ \alpha =\mathrm{2, 2}$，则$ \alpha \prime =\mathrm{2, 3}$，$ \alpha $的邻近单元中有3个(蓝色单元)在拼接后实际为$ \alpha \prime $的邻近单元，根据编码加法运算和式(7)、式(8)求顶点瓦片上$ \alpha $的6个邻近单元为：$ \alpha \oplus \mathrm{5, 1}=\mathrm{3, 3} $；$ \alpha \oplus \mathrm{0, 2}=\mathrm{3, 0} $；$ \alpha \oplus \mathrm{3, 3}=\mathrm{3, 1} $；$ \alpha \prime \oplus \mathrm{5, 1}=\mathrm{1, 2} $；$ \alpha \prime \oplus \mathrm{0, 3}=\mathrm{1, 0} $；$ \alpha \prime \oplus \mathrm{1, 2}=\mathrm{1, 1} $。(2)一条边与边界重合的单元，例如$ \beta =\mathrm{3, 1} $，只有一个邻近单元$ \mathrm{1, 1}$跨面，该邻近单元计算过程如下：$ \beta \oplus \mathrm{0, 3}=\mathrm{2, 2} $；$ \mathrm{2, 2}\stackrel{\alpha \to \alpha \prime }{\to }\mathrm{2, 3}$；$ \mathrm{2, 3}\oplus \mathrm{1, 2}=\mathrm{1, 1} $。其余5个邻近单元可通过正常编码加法运算得到。

此外，还需注意顶点单元为五边形，只有5个邻近单元，加上5个方向单位向量的对应编码即可。

3 格网生成与跨面编码运算效率对比实验

本文在Visual C++ 2012平台上实现了基于正二十面体的四孔六边形格网构造、显示算法。根据用户输入的格网层次$ n(n\ge 1) $，首先生成编码集合$ {P}_{n}$、$ {R}_{n}\prime $，然后根据§2.2的规则去除$ {R}_{n}\prime $中部分编码得到$ {R}_{n} $，接着分别复制$ {P}_{n} $及$ {R}_{n}$到正二十面体20个三角面及12个顶点上得到$ {P}_{n}^{j}(j=\mathrm{0, 1}, 2\cdots 19) $和$ {R}_{n}^{k}(k=\mathrm{0, 1}, 2\cdots 11) $，通过施奈德等积多面体投影生成球面格网，最后显示正二十面体格网与球面格网的三维图形。整个算法流程如图 8所示，运行结果如图 9、图 10所示，$ {P}_{n}^{j} $及$ {R}_{n}^{k}$分别用红色及白色填充。

为验证本文提出的顶点结构在编码跨面运算中的优势，将本文方案与HQBS对比，设计了跨面邻近单元搜索实验，即§2.3所述两类单元邻近搜索方法，并统计各层符合条件的编码个数。全部程序编译为Release版本，并在一台兼容机(软件配置：Windows 7 x64旗舰版+SP1；硬件配置：Intel Core i5-6500 CPU@3.20 GHz，8 GB RAM，KingSton 120 GB SSD)上进行测试。统计两种方案在6~19层的运算效率，即在单位时间内查找邻近单元的平均个数。单位时间设置为1 ms，效率比=$ \frac{\mathrm{本}\mathrm{文}\mathrm{方}\mathrm{案}\mathrm{效}\mathrm{率}}{\mathrm{H}\mathrm{Q}\mathrm{B}\mathrm{S}\mathrm{效}\mathrm{率}}, $实验结果见表 2，效率对比曲线、HQBS效率曲线分别如图 11、图 12所示。

分析上述实验结果，得出以下结论：(1)本文方案的跨面邻近单元搜索效率约为HQBS的19.6倍。这主要因为HQBS跨面运算需要借助效率不高的浮点数运算来实现三角面间的旋转、平移，而本文提出的纯编码跨面运算规律只涉及整数编码的直接转换，简单高效，更适合计算机处理。(2)两种方案的编码加法运算效率均随层次升高呈下降趋势。主要原因是：编码长度随层次升高线性增加，编码加法运算需逐个码元处理，编码越长，计算量越大。由于本文方案的绝对效率是HQBS的几十倍，HQBS效率的数值变化在图 11上难以明显看出，图 12表明HQBS的运算效率也呈下降趋势。(3)本文方案效率足以满足绝大多数应用的需求。以对编码运算效率要求较高的实时地形三维可视化为例，对于视点较远的大区域场景，通常采用低分辨率层次格网承载数据，尽管格网单元数目较多，但是效率极高的低层次编码运算可保证处理效率。对于视点较近的局部场景，通常采用高分辨率层次格网承载数据，经过可视区域裁剪后，有效单元数目较少且基本稳定，效率较高的高层次编码运算亦可保证处理效率。

4 结语

本文结合四孔六边形格网系统在正二十面体上的分布特点，利用顶点瓦片与面瓦片，巧妙地将无限平面上的四孔六边形格网编码运算方案退化到封闭正二十面体表面。与现有方案相比，本文方案不仅形式简洁、理论严密，而且具有较高的跨面编码运算效率。本文研究思路可扩展到其他规则格网系统上，为编码运算方案的设计、分析和优化提供理论支撑。