WikiDer > Алгоритм БПФ с разделенным основанием

В БПФ с разделенным основанием это быстрое преобразование Фурье (БПФ) алгоритм для вычисления дискретное преобразование Фурье (DFT), и впервые был описан в изначально мало оцененной статье Р. Явне (1968) и впоследствии переоткрытый одновременно разными авторами в 1984 году (название «расщепленный основание» было придумано двумя из этих изобретателей, П. Дюамель и Х. Холлманн.) В частности, разделенный основание системы счисления является вариантом Алгоритм Кули – Тьюки БПФ который использует смесь корней 2 и 4: это рекурсивно выражает ДПФ длины N с точки зрения одного меньшего ДПФ длины N/ 2 и два ДПФ меньшей длины N/4.

БПФ с разделенной основанием, наряду с его разновидностями, долгое время отличалось достижением наименьшего опубликованного количества арифметических операций (общее точное количество требуемых настоящий сложения и умножения) для вычисления ДПФ степень двойки размеры N. В 2004 году был улучшен арифметический подсчет исходного алгоритма с разделенным основанием (первоначальные успехи были достигнуты в неопубликованной работе Дж. Ван Бускерка путем ручной оптимизации для N=64 [1] [2]), но оказывается, что еще можно достичь нового наименьшего числа с помощью модификации системы счисления с разделением (Johnson and Frigo, 2007). Хотя количество арифметических операций не является единственным фактором (или даже обязательно доминирующим фактором) при определении времени, необходимого для вычисления ДПФ на компьютер, вопрос о минимально возможном количестве имеет давний теоретический интерес. (Точная нижняя граница количества операций в настоящее время не доказана.)

Алгоритм расщепленного основания может применяться только тогда, когда N кратно 4, но поскольку он разбивает ДПФ на более мелкие ДПФ, его можно комбинировать с любым другим алгоритмом БПФ по желанию.

Разложение с разделением по основанию

Напомним, что ДПФ определяется формулой:

${displaystyle X_ {k} = sum _ {n = 0} ^ {N-1} x_ {n} omega _ {N} ^ {nk}}$

куда ${displaystyle k}$ целое число от ${displaystyle 0}$ к ${displaystyle N-1}$ и ${displaystyle omega _ {N}}$ обозначает примитив корень единства:

${displaystyle omega _ {N} = e ^ {- {frac {2pi i} {N}}},}$

и поэтому: ${displaystyle omega _ {N} ^ {N} = 1}$.

Алгоритм с разделенным основанием работает, выражая это суммирование в виде трех меньших сумм. (Здесь мы даем версию «прореживания во времени» БПФ с разделенным основанием; двойное прореживание в частотной версии, по сути, просто противоположно этим шагам.)

Сначала суммирование по четное индексы ${displaystyle x_ {2n_ {2}}}$. Во-вторых, суммирование по нечетным индексам, разбитое на две части: ${displaystyle x_ {4n_ {4} +1}}$ и ${displaystyle x_ {4n_ {4} +3}}$, в зависимости от того, равен ли индекс 1 или 3 по модулю 4. Здесь ${displaystyle n_ {m}}$ обозначает индекс от 0 до ${displaystyle N / m-1}$. Итоговые суммы выглядят так:

${displaystyle X_ {k} = sum _ {n_ {2} = 0} ^ {N / 2-1} x_ {2n_ {2}} omega _ {N / 2} ^ {n_ {2} k} + omega _ {N} ^ {k} sum _ {n_ {4} = 0} ^ {N / 4-1} x_ {4n_ {4} +1} omega _ {N / 4} ^ {n_ {4} k} + омега _ {N} ^ {3k} сумма _ {n_ {4} = 0} ^ {N / 4-1} x_ {4n_ {4} +3} омега _ {N / 4} ^ {n_ {4} k }}$

где мы использовали тот факт, что ${displaystyle omega _ {N} ^ {mnk} = omega _ {N / m} ^ {nk}}$. Эти три суммы соответствуют порции из основание системы счисления-2 (размер N/ 2) и radix-4 (размер N/ 4) шаги Кули – Тьюки соответственно. (Основная идея заключается в том, что субтрансформация четного индекса системы счисления-2 не имеет перед ним мультипликативного множителя, поэтому ее следует оставить как есть, в то время как субтрансформация нечетных индексов системы счисления-2 имеет преимущество за счет объединения второго рекурсивного подразделения .)

Эти меньшие суммирования теперь в точности представляют собой ДПФ длины N/ 2 и N/ 4, который можно выполнить рекурсивно, а затем повторно объединить.

В частности, пусть ${displaystyle U_ {k}}$ обозначают результат ДПФ длины N/ 2 (для ${displaystyle k = 0, ldots, N / 2–1}$), и разреши ${displaystyle Z_ {k}}$ и ${displaystyle Z '_ {k}}$ обозначают результаты ДПФ длины N/ 4 (для ${displaystyle k = 0, ldots, N / 4–1}$). Тогда вывод ${displaystyle X_ {k}}$ просто:

${displaystyle X_ {k} = U_ {k} + omega _ {N} ^ {k} Z_ {k} + omega _ {N} ^ {3k} Z '_ {k}.}$

Однако при этом выполняются ненужные вычисления, поскольку ${displaystyle kgeq N / 4}$ оказывается, чтобы поделиться многими расчетами с ${displaystyle k$. В частности, если мы добавим N/ 4 к k, размер-N/ 4 ДПФ не изменяются (поскольку они периодичны в k), а размер -N/ 2 DFT не изменится, если мы добавим N/ 2 к k. Итак, меняются только ${displaystyle omega _ {N} ^ {k}}$ и ${displaystyle omega _ {N} ^ {3k}}$ термины, известные как факторы поворота. Здесь мы используем тождества:

${displaystyle omega _ {N} ^ {k + N / 4} = - iomega _ {N} ^ {k}}$

${displaystyle omega _ {N} ^ {3 (k + N / 4)} = iomega _ {N} ^ {3k}}$

наконец прийти к:

${displaystyle X_ {k} = U_ {k} + left (omega _ {N} ^ {k} Z_ {k} + omega _ {N} ^ {3k} Z '_ {k} ight),}$

${displaystyle X_ {k + N / 2} = U_ {k} -left (omega _ {N} ^ {k} Z_ {k} + omega _ {N} ^ {3k} Z '_ {k} ight), }$

${displaystyle X_ {k + N / 4} = U_ {k + N / 4} -левый (omega _ {N} ^ {k} Z_ {k} -omega _ {N} ^ {3k} Z '_ {k } ight),}$

${displaystyle X_ {k + 3N / 4} = U_ {k + N / 4} + ileft (omega _ {N} ^ {k} Z_ {k} -omega _ {N} ^ {3k} Z '_ {k } ight),}$

который дает все выходы ${displaystyle X_ {k}}$ если мы позволим ${displaystyle k}$ диапазон от ${displaystyle 0}$ к ${displaystyle N / 4-1}$ в приведенных выше четырех выражениях.

Обратите внимание, что эти выражения устроены так, что нам нужно объединить различные выходные данные ДПФ парами сложения и вычитания, которые известны как бабочки. Чтобы получить минимальное количество операций для этого алгоритма, необходимо учитывать частные случаи для ${displaystyle k = 0}$ (где факторы вращения равны единице) и для ${displaystyle k = N / 8}$ (где крутящие факторы равны ${displaystyle (13:00 i) / {sqrt {2}}}$ и может быть размножена быстрее); см., например, Соренсен и другие. (1986). Умножение на ${displaystyle pm 1}$ и ${displaystyle pm i}$ обычно считаются свободными (все отрицания могут быть поглощены путем преобразования сложения в вычитание или наоборот).

Это разложение выполняется рекурсивно, когда N это степень двойки. Базовые случаи рекурсии: N= 1, где ДПФ - это просто копия ${displaystyle X_ {0} = x_ {0}}$, и N= 2, где ДПФ - сложение ${displaystyle X_ {0} = x_ {0} + x_ {1}}$ и вычитание ${displaystyle X_ {1} = x_ {0} -x_ {1}}$.

Эти соображения приводят к подсчету: ${displaystyle 4Nlog _ {2} N-6N + 8}$ действительные сложения и умножения, для N> 1 степень двойки. Этот подсчет предполагает, что для нечетных степеней 2 оставшийся множитель 2 (после всех шагов с разделенным основанием, которые делят N by 4) обрабатывается непосредственно определением DFT (4 вещественных сложения и умножения) или, что эквивалентно, шагом БПФ Кули – Тьюки с основанием 2.

Рекомендации

• Р. Явне, "Экономичный метод вычисления дискретного преобразования Фурье", в Proc. AFIPS Fall Joint Computer Conf. 33, 115–125 (1968).
• П. Дюамель и Х. Холлманн, "Алгоритм БПФ с разделением оснований", Электрон. Lett. 20 (1), 14–16 (1984).
• М. Веттерли и Х. Дж. Нуссбаумер, "Простые алгоритмы БПФ и ДКП с уменьшенным числом операций". Обработка сигналов 6 (4), 267–278 (1984).
• Дж. Б. Мартенс, «Рекурсивная циклотомическая факторизация - новый алгоритм для вычисления дискретного преобразования Фурье», IEEE Trans. Акуст., Речь, Обработка сигналов 32 (4), 750–761 (1984).
• П. Дюамель и М. Веттерли, «Быстрые преобразования Фурье: учебный обзор и современное состояние». Обработка сигналов 19, 259–299 (1990).
• С. Джонсон и М. Фриго "Модифицированное БПФ с разделенным основанием с меньшим количеством арифметических операций," IEEE Trans. Сигнальный процесс. 55 (1), 111–119 (2007).
• Дуглас Л. Джонс "Алгоритмы БПФ с разделенным основанием," Связи веб-сайт (2 ноября 2006 г.).
• Х. В. Соренсен, М. Т. Хейдеман и К. С. Буррус, "О вычислении БПФ с расщепленным основанием", IEEE Trans. Акуст., Речь, Обработка сигналов 34 (1), 152–156 (1986).