JPH07319849A - 離散コサイン高速演算器 - Google Patents
離散コサイン高速演算器Info
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- JPH07319849A JPH07319849A JP6114924A JP11492494A JPH07319849A JP H07319849 A JPH07319849 A JP H07319849A JP 6114924 A JP6114924 A JP 6114924A JP 11492494 A JP11492494 A JP 11492494A JP H07319849 A JPH07319849 A JP H07319849A
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Abstract
コサイン演算器において、高速に実行できる離散コサイ
ン高速演算器を提供することにある。 【構成】 複数個のデータを並列入力し、それらの一定
シフト量の和/差を前計算し、それらの結果を予め定め
られた桁位置までシフトして複数個の計算を一括後加算
処理してそれら結果を並列出力する。 【効果】 離散コサイン変換の計算において、定数であ
るコサイン値をあらかじめ正準リコードを利用して非ゼ
ロ係数の個数を削減し、また積和演算されるデータ対を
シフトによって非ゼロ係数部の桁を重ね合わせて加減算
する前計算、およびそれら結果を定められた桁位置にシ
フト入力して後加算して複数計算の一括処理をして加算
器の数を削減するため少ないゲート段数で離散コサイン
計算を実現できるので、高速な離散コサイン演算器を提
供できる。
Description
器に係り、特にマルチメディア処理分野において、複数
個の定数関数値を利用した積和計算をし、データの圧縮
/伸長を高速処理するのに好適な離散コサイン高速演算
器に関する。
離散フーリエ変換(DFT)およびその各種変形である
離散コサイン変換(DCT)などは、複数個の三角関数
値を利用しており、それらとデータとの積和計算が主体
である。一般に、乗算の方が加減算に比べて計算コスト
が高いために、複数個の三角関数値間の関係(倍/半角
公式など)を巧みに利用して乗算回数を少なくした高速
計算アルゴリズムが従来いくつか考案されている。これ
らについては、日経エレクトロニクス1990.10.
15,No.511,115〜142ページにおいてま
とめられている。複数個の三角関数値は定数としてメモ
リに格納して利用している場合が多い。特に、桁数が比
較的少ないので、データと三角関数値の積の全結果をメ
モリに格納しておく方法も使われている。また、座標回
転の原理を利用したCORDIC法や関数近似式で計算
する方法で、直接、各三角関数値を計算する方法も知ら
れているので利用することができる。
定数としてメモリに格納しておいて利用する、あるいは
CORDIC法などで直接計算する従来方法は、乗算回
数を巧妙なアルゴリズムで削減しても、ある一定のかな
りの乗算を必要とする。しかも、それらの乗算に対して
各乗算器を設けることは現実的ではなく、逐次的に利用
することになる。これが高速演算を妨げる原因になって
いる。また、乗算器は任意の値の入力を仮定しているの
で、2進入力データのある桁の値がゼロであってもその
桁に関する部分積が無駄に計算されてしまっている。デ
ータと三角関数値の積の全結果をメモリに格納して利用
する方法も、設計が容易であるが、メモリ容量が大き
く、チップサイズが大きくなる。
値が定数であることから、それらの2進数展開した数の
非ゼロ係数の個数が最少に近くなるように、あらかじめ
{−1,0,+1}の冗長2進数表現にリコードおよび
シフトし、各桁ごとに非ゼロ係数値の対を最適グループ
化し、対応するデータ対を係数の符号に応じて加減算
し、さらにそれらの結果を定められた位置に桁合わせシ
フトして加算器群に入力することによって部分積を求
め、各部分積を総和することで無駄なく構成し、コンパ
クトかつ高速に動作する離散コサイン高速演算器を提供
することにある。
桁ごとに非ゼロ係数値の対をグループ化して加算を最適
共通化するため、加算器の総個数が減少するとともに、
総ゲート段数も減少する。
称)について説明する。DCTの式は、入力データをx
k、計算データをXnとすると、
IDCTと略称)の式は、
(1)は図2に示すように行列表現できる。また、数式
(2)は図2の行と列を転置したもので表現できる。
のような積和式
1}とする。もし、相異なるkとjについて、ak,i=
|aj,i|=1なる係数の対ak,iとaj,iが存在するな
らば、
て、ak,i=|aj,m|=1なる係数の対ak,iとaj,mが
存在するならば、
て、もし、数式(7)または(8)を満たす係数の対が
復数個存在するならば、数式(7)によって示される原
理に従って、あらかじめxkとxjの和と差、あるいは数
式(8)によって示される原理に従って、一方を2のn
乗(n=m−i桁シフト)したものとの和と差を計算
し、これらを上記条件を満たす桁位置まで各々シフトし
て互いに加算することによって部分積和の計算回数を削
減することができる。
減することができる正準リコードと呼ばれている
のシフト操作を行い、数式(7)または(8)を満たす
係数の対を増加させることができる。
計算量を削減する方法を以下に説明する。まず、7個の
コサイン定数g(i)の16桁までの2進数展開値を図
3に示す。あわせて正準リコード値も示しておく(リコ
ードによって非ゼロ係数の個数は59から42にな
る)。ただし、−1は1の上に横棒をつけて表現する。
さらに、g(4)は2の平方根倍すれば1と簡単になる
ので、g(i)の2の平方根倍の値も示しておく(非ゼ
ロ係数の個数は46から43になる)。このように、も
とのコサイン定数に適当な定数を掛けることによって、
リコード後の非ゼロ係数の個数が増減することから、ど
こかに最適解が存在することが予想できる。もちろん、
仮定する桁数にも依存する。ここでは、シフト操作によ
って容易に桁合わせできることから逆DCTの計算も考
えると(逆DCTでは、掛けた定数で逆に割ることにな
る)、g(i)とその2の平方根倍のどちらかしか意味
がないことを指摘しておくが、もし、DCTあるいは逆
DCTのどちらか一方の計算しか利用しない場合はこの
かぎりではない。本実施例では、主として2の平方根倍
をした場合を仮定して説明する。
(2k+1)が奇数行に出現し、g(2k)が偶数行に
出現し、グループ化されている。また、各g(k)につ
いて互いに異符号で2つの列iとjに出現しているの
で、xiとxjの差、uk=xi−xjをあらかじめ計算し
ておく。そして、例えば、1行目について、u1=x0−
x7、u3=x1−x6、u5=x2−x5、u7=x3−x4と
すると、総和:u1・g(1)+u3・g(3)+u5・
g(5)+u7・g(7)=1.0110001100
01u1+1.001011010000u3+0.11
0010010010u5+0.0100011010
10u7(小数点以下12桁目までで丸めた)の計算
は、図4に示すように、まず、u1+u3、u1−u3、u
5+u7を前加算し、続いて、それら結果およびu1、
u3、u5、u7が単独出現する桁位置へシフト入力し、
一括して後加算する。次に、2行目について、u2=
(x0+x7)−(x3+x4)、u6=(x1+x6)−
(x2+x5)とすると、総和:u2・g(2)+u6・g
(6)=1.010011101000u2+0.10
0010101001u6の計算は、図4に示すよう
に、まず、u2とu6を計算し、u2+u6を前加算し、続
いて、それら結果およびu2、u6が単独出現する桁位置
へシフト入力し、一括して後加算する。さらに、0行目
または4行目について、u4=(x0+x7)+(x3+x
4)、u4’=−(x1+x6)−(x2+x5)とすると、
まず、u4とu4’を計算し、総和:(u4+u4’)・g
(4)=u4+u4’の計算をすればよい。残りの、3、
6と5、7行目についても、それぞれ1行目と2行目と
ほぼ同じ構成で加算できる。そこで、図5に示すよう
に、セレクタs1、s3、s5、s7、s2、s3、s
4、s4’を設ければ、加算部のハードウェアは共通化
でき、奇数行と偶数行について各行が逐一計算される。
もちろん加算部のハードウェアを共通化しないでこれら
を並列化することもできる。すなわち、図2に示す行列
表現の各行の総和を並列に計算するために、各々の加算
ハードウェアを独立に設ける。
20〜241の種類については全加算器、桁上げ伝播の
ない加算器など適当に選べばよいが、特に、高速化を狙
うならば、桁上げ伝播のない加算器を選ぶべきである。
その場合には、総和した結果を通常の2進数表現に変換
する部分210,211が必要である。また、桁上げ伝
播のない加算器についても、桁上げ保存型と冗長2進型
があるが、どちらを選択してもかまわない。本実施例で
は、冗長2進加算器特有の性質を利用した回路構成法に
ついて説明する。桁上げ伝播のない加算器は各桁が同じ
回路で構成されていることから、任意の1桁分について
考えればよい。まず、uk=xi−xj100〜103の
各桁の計算回路は、0−0=0、0−1=−1、1−0
=+1、1−1=0であるから、加算回路を使わなくて
も、図6に示す簡単なゲート回路によって構成できる。
uk=xi+xj104〜107の各桁の計算回路も、uk
=xi+xj=xi−(−xj)と考えればよい。−xjは
2の補数表現によって、xjの反転+1によって得られ
る。xjの反転はxjの上に横棒をつけて示す。そして、
2段目以降の加算は、{+1,0,−1}の冗長2進数
表現であるから、各桁の冗長2進加算回路には、図7に
示す回路を使用する。冗長2進数表現で得られる総和結
果は通常の2進数に変換される。この変換回路210,
211は、冗長2進数が、正と負の2進数に分解できる
ことから、減算器で容易に構成できる。この減算器に
は、加算器における桁上げ先見回路に相当する桁借りを
先見する専用回路を付加してもよい。
IDCTは図2に示すように、DCTの行列表現の行と
列を転置したものである。IDCTとDCTとの相違
は、DCTではg(k)の出現が奇数と偶数のkについ
て分かれたが、IDCTではすべてのkについてg
(k)が現れることである。しかし、g(1),g
(3),g(5),g(7)が0列目に出現するが、7
列目にこれらとは異符号のものが出現する。g(4),
g(2),g(4),g(6)は0列目と7列目に同符
号で出現する。また、g(3),−g(7),−g
(1),−g(5)が1列目に出現し、6列目にこれら
とは異符号のものが出現する。g(4),g(6),−
g(4),−g(2)が1列目と6列目に同符号で出現
する。g(5),−g(1),g(7),g(3)が2
列目に出現し、5列目にこれらとは異符号のものが出現
する。g(4),−g(6),−g(4),g(2)が
2列目と5列目に同符号で出現する。そして、g
(7),−g(5),g(3),−g(1)が3列目に
出現し、4列目にこれらとは異符号のものが出現する。
g(4),−g(2),g(4),−g(6)が3列目
と4列目に同符号で出現する。従って、奇数kのg
(k)に関してグループ化した総和について、前列目と
後列目とでは異符号のかたちで加算することで、同時に
2列分のIDCT結果を得ることができる。これら回路
240,241とそれらのセレクタおよび入力データ1
10〜117のセレクタを図5に追加することでDCT
/IDCT回路のハードウェアを共通化することができ
る。
ブロック図を図2の各行についての計算ごとに並列化し
てまとめると、図1に示す本発明の離散コサイン高速演
算器の構成図が得られる。すなわち、8個の元データ/
計算データが同時に入力され、まず前加算部10におい
て、入力データそれ自体の和および/あるいは差(コサ
イン定数値のリコードによって求められる),それら入
力データの定数倍の和および/または差(コサイン定数
値の桁シフトによって求められる)を予め計算する。次
に、後加算部20において、前加算部10の結果を定め
られた位置に桁合わせシフトして加算器群に入力するこ
とによって部分積を計算し、各部分積を総和することで
8個の出力データ(計算データ/元データ)が同時に得
られる。従来の乗算器ベースのものでは、12回の乗算
(11×12=132回の加算)と29回の加算が必要
だったので、合計161個の加算器が必要であった。ま
た、加算1回を1段と数える段数では、加算14段であ
った。本発明方式によれば、合計116(=29×4)
個の加算器が必要で、加算5段である。したがって、従
来の約2/3の加算器で約3倍の速度が達成できるとい
う効果がある。
1次元のものでこれらは主として音声などの圧縮/伸長
に利用される。(x,y)座標をもつ2次元の画像など
の圧縮/伸長に利用するためには、図8の上部に示すよ
うに2つの1次元の要素x方向走査とy方向走査に分解
する。すなわち、まずx方向に走査する第1の1次元要
素の結果をRAM(ランダム・アクセス・メモリ)に一
旦格納し、これらの行と列の役割を転置し、y方向に走
査する第2の1次元要素に入力して計算する。結果とし
て2次元のものが得られる。従来のこのような方式に対
して、以下では1次元の要素に分解することなく、直接
2次元で計算する本発明方式を説明する。ここでは、説
明が複雑になるのを避けるため、2次元の4×4点で説
明する。8×8点には容易に拡張できる。2次元では、
cosα・cosβの定数計算が必要で、もし、cos
αとcosβの定数値を別々に求めておいたものを利用
するならば、乗算が必要になるが、4×4点では図9に
示すように、あらかじめ6個の組み合せについて掛け合
わされた定数値を求めておけばこれら定数同士の乗算が
不要になる。さらに、2つの1次元の要素に分解する従
来方式で必要なRAMへの格納動作も不要になり高速化
が実現できる。f(i)=cos(πi/8)とおく。
2次元4×4点のDCT/IDCTの行列は、図10/
11に示すようになる。ただし、ここではシフトできる
係数項は説明上本質的でないので省略した。
示すように(浮動小数点以下16桁)、加算の対を(f
(1)f(2),f(2)f(3))と(f(1)f
(1),f(3)f(3)),そして単独加算をf
(1)f(3)とf(2)f(2)とすればよいことが
わかり、1次元のときと同様に前加算10の対が選ば
れ、対応する桁位置へシフト入力され、後加算20で一
括計算される。2次元の4×4点DCTのブロック図を
まとめると、図13に示すようになる。ここでは、すべ
てのデータが並列に計算されることを想定している。し
たがって、4×4=16個のデータxijはすでにバッフ
ァ・メモリまたはレジスタに格納されている。xij−x
kl60の計算は、回路600のゲート(1桁分)によっ
て加算器なしに行われる。xij+xkl61の計算は、回
路610のゲート(1桁分)によって加算器なしに行わ
れる。ただし、xij−(−xkl)によって求める。それ
以降の加算に使う加算器50,51などは冗長2進加算
器で、その1桁分の回路は図7に示すものである。加算
器群の加算タイプは3種類70,71,72に分かれて
いて、合計16ブロックある。2次元の4×4点IDC
Tの式は図11に示すとおりなので、1次元のときと類
似の方法でDCTのハードウェアと共有できる。本発明
方式によれば、2次元を2つの1次元に分解する必要が
ないので、転置用RAMに一旦格納する必要がなくなり
計算が一気に行われ高速化されるという効果がある。た
だし、必要な加算器の数は1次元に分解する場合に比べ
て3倍程度になる。
算器を使ったチップ・システム300の例を示す。画像
はフレーム・メモリ、レジスタなどの並列アクセス可能
なバッファ・メモリ部320に格納される。DCT/I
DCT部310は、バッファ・メモリ部320より、演
算に必要な8×8=64個のすべてのデータを同時に取
りだし、演算結果を量子化部330に出力し、可変長符
号部340で圧縮され、伝送路に送られるかあるいは記
憶媒体に格納される(350)。逆に、伝送路/記憶媒
体からシステム300に入力された圧縮データは可変長
復号部340で伸長され、逆量子化部330で元の計算
データに復元され、IDCT310で逆変換計算され、
元の画像データに復元され、バッファ・メモリ320を
介して、画像表示される。
く、三角関数一般に拡張することができるので、離散フ
ーリエ変換およびその系統(ハートレイ変換、ウェーブ
レット変換など)にも応用することができる。また、三
角関数を使った一般の変換、例えば、ハフ変換、ラドン
変換などにも応用できる。さらに、三角関数を一般の周
期関数にも拡張することができる。そして、一方が定数
の積和演算にも拡張することができる。次元を2次元か
ら3次元以上に、離散化点数を8点から増加させること
もできる。本発明のシフト操作はあらかじめ定められた
ものとして固定化しているが、これらをシフタで構成す
れば、可変構造になり、応用範囲が拡大される。加算器
が大量に使用されるが、これらの任意の1桁分は基本回
路として規則的な繰返し構造を有するので設計規模の拡
大は容易である。
減され、DCT/IDCTの計算が高速化されるという
効果がある。また、DCT/IDCTのハードウェアを
ほぼ共通化していることと、この高速化を(速度)×
(面積)=(一定)になるように基本部分を繰返して使
用すれば、チップ面積小を実現できる。
を正準リコードしたもの、およびそれらを2の平方根倍
したもの。
の組み合せおよび後加算のために、シフト入力する位置
を示す図。
路。
る1桁分の回路。
路。
現する方法および直接2次元で実現する方法の説明図。
数展開値とそれらのリコード値の表。
解なしに直接計算する方法:前加算のために、あらかじ
め加減算する変数対の組み合せおよび後加算のために、
シフト入力する位置を示す図。
接計算する本発明の回路構成図。
込んだチップ構成図。
〜107…DCT入力直後の単純加算ゲート回路,11
0〜117…IDCT入力部,120〜126,220
〜241…冗長2進加算器,210,211…冗長2進
から通常の2進へ変換する回路。
Claims (7)
- 【請求項1】複数の変数又は該複数の変数の定数倍の和
及び又は差を計算する複数の第1の計算手段と、該複数
の第1の計算手段の出力をそれぞれに予め定められた桁
数だけシフトして複数の計算を一括加算処理する処理手
段を有することを特徴とする離散コサイン高速演算器。 - 【請求項2】複数の変数それ自体、それら変数の定数倍
の和及び又は差を予め計算し、それらの結果を、複数個
の定数同士が掛け合わされた定数結果を直接使用し予め
定められた桁数だけシフトして複数の計算を一括加算処
理する手段を有することを特徴とする離散コサイン高速
演算器。 - 【請求項3】n点離散コサイン変換の式において、順変
換の場合にはn−1=i+jとなるようなiとjについ
て、i列とj列の和と差をデータ入力直後に計算したも
のと、逆変換の場合にはデータそのものとを選択する手
段、およびそれら以降の計算を奇数行と偶数行にグルー
プ分けし、結果の出力変換直前に偶数行と奇数行のグル
ープの結果の和と差を計算したものとそのままの結果と
を選択する手段を設けて、順変換と逆変換のハードウェ
アを共通化したことを特徴とする特許請求項1または2
に記載の離散コサイン高速演算器。 - 【請求項4】入力初段の加算は減算となるように変換
し、1−1=0、1−0=1、0−1=−1、0−0=
0となるゲート回路を直接設けて、それ以降の加算には
冗長2進加算器を設けたことを特徴とする特許請求項1
または2に記載の離散コサイン高速演算器。 - 【請求項5】定数にあらかじめ適当な係数を掛けてリコ
ード後の非ゼロ係数の数をもとの定数よりも少なくなる
ように決定して回路を構成したことを特徴とする特許請
求項1または2に記載の離散コサイン高速演算器。 - 【請求項6】音声/画像/コードなどのマルチメディア
情報を入出力する部分とそれらデータをバッファリング
するメモリを設け、該バッファメモリを介して並列入出
力を行い特許請求項1または2に記載の離散コサイン高
速演算器で演算を行うことを特徴とするデータ処理シス
テムあるいはプロセッサ。 - 【請求項7】特許請求項6に記載のデータ処理をリアル
タイムに実行し、実記憶容量よりも2〜3桁以上大きく
みせることができることを特徴とするデータ記憶システ
ム。
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- 1994-05-27 JP JP11492494A patent/JP3652717B2/ja not_active Expired - Fee Related
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WO2011133008A3 (ko) * | 2010-04-23 | 2012-03-15 | 삼성전자 주식회사 | 영상의 변환 방법 및 장치, 역변환 방법 및 장치 |
CN105978570A (zh) * | 2016-06-30 | 2016-09-28 | 中工科安科技有限公司 | 一种正余弦编码器高精度信号处理系统 |
CN105978570B (zh) * | 2016-06-30 | 2023-04-25 | 中工科安科技有限公司 | 一种正余弦编码器高精度信号处理系统 |
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