WikiDer > Алгоритм Шёнхаге – Штрассена

Алгоритм Шёнхаге – Штрассена основан на Метод быстрого преобразования Фурье (БПФ) целочисленного умножения. На этом рисунке показано умножение 1234 × 5678 = 7006652 с использованием простого метода БПФ. Теоретико-числовые преобразования используются целые числа по модулю 337, выбирая 85 как корень 8-й степени из единицы. База 10 используется вместо базы 2^ш в иллюстративных целях. Schönhage – Strassen улучшает это, используя неациклические свертки.

В Алгоритм Шёнхаге – Штрассена асимптотически быстрый алгоритм умножения для больших целые числа. Он был разработан Арнольд Шёнхаге и Фолькер Штрассен в 1971 г.^[1] Время выполнения битовая сложность в Обозначение Big O, ${ Displaystyle О (п CDOT журнал п CDOT журнал журнал п)}$ для двух п-значные числа. Алгоритм использует рекурсивный Быстрые преобразования Фурье в кольца с 2^п+1 элементы, особый тип теоретико-числовое преобразование.

Алгоритм Шёнхаге – Штрассена был асимптотически самым быстрым методом умножения, известным с 1971 по 2007 год, когда появился новый метод, Алгоритм Фюрера, было объявлено с меньшей асимптотической сложностью;^[2] однако алгоритм Фюрера в настоящее время дает преимущество только для астрономически больших значений и на практике не используется (см. Галактические алгоритмы).

На практике алгоритм Шёнхаге-Штрассена начинает превосходить более старые методы, такие как Карацуба и Умножение Тоома – Кука для чисел больше 2²¹⁵ до 2²¹⁷ (От 10 000 до 40 000 десятичных цифр).^[3][4][5] В Библиотека GNU Multi-Precision использует его для значений от 1728 до 7808 64-битных слов (от 33 000 до 150 000 десятичных цифр), в зависимости от архитектуры.^[6] Существует Java-реализация Шёнхаге-Штрассена, в которой число десятичных знаков превышает 74 000.^[7]

Применения алгоритма Шёнхаге – Штрассена включают: математический эмпиризм, такой как Отличный Интернет-поиск Mersenne Prime и вычисления приближения π, а также практические приложения, такие как Подстановка Кронекера, в котором умножение многочленов на целые коэффициенты эффективно сводится к умножению больших целых чисел; это используется на практике GMP-ECM для Факторизация эллиптической кривой Ленстры.^[8]

Подробности

В этом разделе подробно объясняется, как реализована технология Schönhage – Strassen. Он основан в первую очередь на обзоре метода Крэндалл и Померанс в их Простые числа: вычислительная перспектива.^[9] Этот вариант несколько отличается от оригинального метода Шёнхаге тем, что он использует дискретное взвешенное преобразование выполнять неациклические извилины более эффективно. Еще один источник подробной информации: Knuthс Искусство программирования.^[10] Раздел начинается с обсуждения строительных блоков и заканчивается пошаговым описанием самого алгоритма.

Свертки

Предположим, мы умножаем два числа, например 123 и 456, используя длинное умножение с основанием. B цифр, но без какого-либо переноса. Результат может выглядеть примерно так:

Эта последовательность (4, 13, 28, 27, 18) называется ациклический или же линейная свертка двух исходных последовательностей (1,2,3) и (4,5,6). Если у нас есть ациклическая свертка двух последовательностей, вычислить произведение исходных чисел легко: мы просто выполняем перенос (например, в крайнем правом столбце мы должны были оставить 8 и добавить 1 к столбцу, содержащему 27). В примере это дает правильный продукт 56088.

Есть два других типа сверток, которые будут полезны. Предположим, что входные последовательности имеют п элементы (здесь 3). Тогда ациклическая свертка имеет п+п−1 элемент; если мы возьмем крайний правый п элементы и добавьте крайний левый п−1 элемент, это дает циклическая свертка:

Если мы выполним циклическую свертку, результат будет эквивалентен произведению входов по модулю B^п - 1. В примере 10³ - 1 = 999, выполнение переноса (28, 31, 31) дает 3141 и 3141 ≡ 56088 (mod 999).

И наоборот, если мы возьмем крайний правый п элементы и вычесть крайний левый п−1 элемента, это дает неациклическая свертка:

Если мы выполним неациклическую свертку, результат будет эквивалентен произведению входов по модулю B^п + 1. В примере 10³ + 1 = 1001, выполнение продолжения (28, 23, 5) дает 3035 и 3035 ≡ 56088 (mod 1001). Неациклическая свертка может содержать отрицательные числа, которые можно исключить при переносе с помощью заимствования, как это делается при длинном вычитании.

Теорема свертки

Как и другие методы умножения на основе быстрого преобразования Фурье, Шёнхаге – Штрассен фундаментально зависит от теорема свертки, который обеспечивает эффективный способ вычисления циклической свертки двух последовательностей. В нем говорится, что:

Циклическую свертку двух векторов можно найти, взяв дискретное преобразование Фурье (ДПФ) каждого из них, умножая результирующие векторы элемент на элемент, а затем используя обратное дискретное преобразование Фурье (IDFT).

Или символами:

Циклическая свертка (X, Y) = IDFT (ДПФ (Икс) · ДПФ (Y))

Если мы вычислим DFT и IDFT, используя быстрое преобразование Фурье алгоритм, и рекурсивно вызовите наш алгоритм умножения, чтобы умножить элементы преобразованных векторов DFT (Икс) и ДПФ (Y), это дает эффективный алгоритм вычисления циклической свертки.

В этом алгоритме будет более полезно вычислить неациклический свертка; как выясняется, слегка измененная версия теоремы о свертке (см. дискретное взвешенное преобразование) также может включить это. Предположим, что векторы X и Y имеют длину п, и а это первобытный корень единства из порядок 2п (то есть, а^2п = 1 и а ко всем меньшим степеням не 1). Тогда мы можем определить третий вектор А, называется вектор веса, в качестве:

А = (а^j), 0 ≤ j < п

А⁻¹ = (а^−j), 0 ≤ j < п

Теперь мы можем констатировать:

NegacyclicConvolution (Икс, Y) = А⁻¹ · IDFT (DFT (А · Икс) · ДПФ (А · Y))

Другими словами, это то же самое, что и раньше, за исключением того, что входные данные сначала умножаются на А, а результат умножается на А⁻¹.

Выбор кольца

Дискретное преобразование Фурье - это абстрактная операция, которая может выполняться в любом алгебраическое кольцо; обычно это выполняется в комплексных числах, но на самом деле выполнение сложных арифметических действий с достаточной точностью, чтобы гарантировать точные результаты для умножения, является медленным и подверженным ошибкам. Вместо этого мы воспользуемся подходом теоретико-числовое преобразование, который должен выполнить преобразование целых чисел mod N для некоторого целого числа N.

Точно так же, как есть примитивные корни единства любого порядка на комплексной плоскости, для любого порядка п мы можем выбрать подходящее N такое, что б первобытный корень единства порядка п в моде целых чисел N (другими словами, б^п ≡ 1 (мод N), и не меньшей степени б эквивалентно 1 мод N).

Алгоритм будет тратить большую часть своего времени на рекурсивное умножение меньших чисел; с помощью наивного алгоритма это происходит в нескольких местах:

1. Внутри алгоритма быстрого преобразования Фурье, где первообразный корень из единицы б многократно приводится в действие, возводится в квадрат и умножается на другие значения.
2. Принимая силы первобытного корня единства а для формирования вектора весов A и при умножении A или A⁻¹ другими векторами.
3. При выполнении поэлементного умножения преобразованных векторов.

Ключевой вывод Шёнхаге-Штрассена состоит в том, чтобы выбрать N, модуль, равным 2^п + 1 для некоторого целого числа п что кратно количеству штук п=2^п преображается. Это дает ряд преимуществ в стандартных системах, которые представляют большие целые числа в двоичной форме:

• Любое значение можно быстро уменьшить по модулю 2^п +1 с использованием только сдвигов и сложений, как описано в следующий раздел.
• Все корни из единицы, используемые преобразованием, можно записать в виде 2^k; следовательно, мы можем умножить или разделить любое число на корень из единицы, используя сдвиг, и возвести в степень или возвести в квадрат корень из единицы, оперируя только его показателем.
• Поэлементное рекурсивное умножение преобразованных векторов может быть выполнено с использованием неациклической свертки, которая быстрее, чем ациклическая свертка, и уже имеет «бесплатно» эффект уменьшения результата по модулю 2.^п + 1.

Чтобы сделать рекурсивное умножение удобным, мы представим Шёнхаге-Штрассена специализированный алгоритм умножения для вычисления не просто произведения двух чисел, но и произведения двух чисел по модулю 2.^п +1 для некоторых заданных п. Это не потеря общности, так как всегда можно выбрать п Достаточно большой, чтобы мод 2 продукта^п +1 - это просто продукт.

Оптимизация смены

В ходе алгоритма во многих случаях умножение или деление на степень двойки (включая все корни из единицы) может быть выгодно заменено небольшим количеством сдвигов и сложений. При этом используется наблюдение, что:

(2^п)^k ≡ (−1)^k мод (2^п + 1)

Обратите внимание, что k-цифровое число в базе 2^п написано в позиционная запись можно выразить как (d_k-1,...,d₁,d₀). Он представляет собой число ${ displaystyle scriptstyle sum _ {я = 0} ^ {k-1} d_ {i} cdot (2 ^ {n}) ^ {i}}$. Также обратите внимание, что для каждого d_я у нас есть 0≤d_я < 2^п.

Это упрощает уменьшение числа, представленного в двоичном модуле 2.^п +1: возьмите самый правый (наименее значимый) п бит, вычесть следующий п бит, добавьте следующий п биты и так далее, пока биты не будут исчерпаны. Если результирующее значение все еще не находится между 0 и 2^п, нормализовать его, добавляя или вычитая кратное модулю 2^п + 1. Например, если п= 3 (поэтому модуль равен 2³+1 = 9), а сокращаемое число - 656, имеем:

656 = 1010010000₂ ≡ 000₂ − 010₂ + 010₂ − 1₂ = 0-2 + ​​2-1 = −1 ≡ 8 (mod 2³ + 1).

Более того, можно произвести очень большие сдвиги, даже не построив сдвинутый результат. Предположим, у нас есть число A от 0 до 2^п, и хотите умножить его на 2^k. Разделение k к п мы нашли k = qn + р с р < п. Следует, что:

А (2^k) = А (2^{qn + р}) = A [(2^п)^q(2^р)] ≡ (−1)^q(Сдвиг влево р) (мод 2^п + 1).

Поскольку A ≤ 2^п и р < п, Сдвиг влево р имеет не более 2п-1 бит, поэтому требуется только один сдвиг и вычитание (с последующей нормализацией).

Наконец, разделить на 2^k, заметьте, что возведение в квадрат первой эквивалентности выше дает:

2^2п ≡ 1 (мод 2^п + 1)

Следовательно,

A / 2^k = A (2^−k) ≡ A (2^{2п − k}) = Сдвиг влево (2п − k) (мод 2^п + 1).

Алгоритм

Алгоритм следует разделению, оценке (прямое БПФ), точечному умножению, интерполяции (обратное БПФ) и объединению фаз аналогично методам Карацубы и Тоома-Кука.

Данные входные числа Икс и у, и целое число N, следующий алгоритм вычисляет произведение ху мод 2^N + 1. Если N достаточно велико, это просто продукт.

1. Разделите каждое входное число на векторы X и Y из 2^k частей каждая, где 2^k разделяет N. (например, 12345678 → (12, 34, 56, 78)).
2. Чтобы добиться прогресса, необходимо использовать меньший N для рекурсивного умножения. Для этого выберите п как наименьшее целое число не менее 2N/2^k + k и делится на 2^k.
3. Вычислить произведение X и Y по модулю 2^п +1 с использованием неациклической свертки:
   1. Умножьте X и Y каждый на весовой вектор A, используя сдвиги (сдвиньте j-я запись оставлена jn/2^k).
   2. Вычислите ДПФ X и Y, используя теоретико-числовое БПФ (выполняйте все умножения с использованием сдвигов; для 2^k-Корень из единицы, используйте 2^2п/2k).
   3. Рекурсивно примените этот алгоритм для умножения соответствующих элементов преобразованных X и Y.
   4. Вычислите IDFT результирующего вектора, чтобы получить вектор результата C (выполните все умножения с использованием сдвигов). Это соответствует фазе интерполяции.
   5. Умножьте результирующий вектор C на A⁻¹ используя смены.
   6. Отрегулируйте знаки: некоторые элементы результата могут быть отрицательными. Мы вычисляем максимально возможное положительное значение для j-й элемент C, (j + 1)2^2N/2k, а если он превышает это значение, мы вычитаем модуль 2^п + 1.
4. Наконец, выполните мод переноски 2.^N +1, чтобы получить окончательный результат.

Оптимальное количество частей для разделения ввода пропорционально ${ displaystyle { sqrt {N}}}$, куда N - количество входных битов, и этот параметр обеспечивает время работы O (N бревно N журнал журнал N),^[1][9] поэтому параметр k должны быть установлены соответственно. На практике он устанавливается эмпирически на основе размеров входных данных и архитектуры, как правило, от 4 до 16.^[8]

На шаге 2 используется наблюдение, что:

• Каждый элемент входных векторов имеет не более п/2^k биты;
• Произведение любых двух элементов входного вектора имеет не более 2п/2^k биты;
• Каждый элемент свертки представляет собой сумму не более 2^k таких продуктов, и поэтому не может превышать 2п/2^k + k биты.
• п должно делиться на 2^k чтобы гарантировать, что в рекурсивных вызовах условие "2^k разделяет N"выполняется на шаге 1.

Оптимизация

В этом разделе объясняется ряд важных практических оптимизаций, которые учитывались при реализации Шёнхаге – Штрассена в реальных системах. Он основан главным образом на работе Годри, Круппы и Циммерманна 2007 года, описывающей улучшения Библиотека GNU Multi-Precision.^[8]

Ниже определенной точки отсечки более эффективно выполнять рекурсивные умножения с использованием других алгоритмов, таких как Умножение Тоома – Кука. Результаты должны быть уменьшены мод 2^п + 1, что можно сделать эффективно, как описано выше в Оптимизация смены со сдвигами и сложениями / вычитаниями.

Вычисление IDFT включает деление каждой записи на первообразный корень из единицы 2^2п/2k, операция, которая часто сочетается с умножением вектора на A⁻¹ впоследствии, поскольку оба предполагают деление на степень двойки.

В системе, где большое число представлено как массив из 2^ш-битовые слова, полезно убедиться, что размер вектора 2^k также кратно битам на слово, выбирая k ≥ ш (например, выберите k ≥ 5 на 32-битном компьютере и k ≥ 6 на 64-битном компьютере); это позволяет разбивать входные данные на части без битовых сдвигов и обеспечивает единообразное представление значений по модулю 2.^п +1, где старшее слово может быть только нулем или единицей.

Нормализация включает добавление или вычитание модуля 2^п + 1; это значение имеет только два установленных бита, что означает, что это может быть сделано в среднем за постоянное время с помощью специальной операции.

Итерационные алгоритмы БПФ, такие как Алгоритм Кули – Тьюки БПФ, хотя часто используется для БПФ векторов комплексных чисел, имеет тенденцию демонстрировать очень плохой кэш местонахождение с большими векторными элементами, используемыми в Schönhage – Strassen. Прямая рекурсивная реализация БПФ не на месте является более успешной, когда все операции помещаются в кэш за пределами определенной точки глубины вызова, но все же неоптимально используется кеш при более высоких глубинах вызова. Годри, Круппа и Циммерман использовали технику, сочетающую четырехшаговый алгоритм Бейли с преобразованиями более высокого основания, которые объединяют несколько рекурсивных шагов. Они также смешивают фазы, заходя как можно дальше в алгоритм на каждом элементе вектора, прежде чем перейти к следующему.

«Уловка квадратного корня из 2», впервые описанная Шёнхаге, означает, что при условии k ≥ 2, 2^3п/4−2^п/4 является квадратным корнем из 2 по модулю 2^п+1, и поэтому 4пкорень -й степени из единицы (так как 2^2п ≡ 1). Это позволяет увеличить длину преобразования с 2^k до 2^{k + 1}.

Наконец, авторы тщательно выбирают правильное значение k для разных диапазонов входных чисел, отмечая, что оптимальное значение k может переходить между одними и теми же значениями несколько раз по мере увеличения размера ввода.

Рекомендации