Brevet FR2628233A1 — publié le 19890908

(i RÉPUBLIQUE FRAN AISE No de publication: 2 628 233 (à n'utiliser que pour les INSTITUT NATIONAL commandes de reproduction) DE LA PROPRIÉTÉ INDUSTRIELLE DÉ N d'enregistrement national 88 02701 PARIS Int C'l4: G 06 F 7/52. @ DEMANDE DE BREVET D'INVENTION A1 ) Date de dépôt: 3 mars 1988. Q Demandeur(s): ETAT FRANCAIS, représenté par le Mi- nistre Délégué aux Postes et Télécommunications Centre ) Priorité National dEtudes des Télécommunications et MATRA- HARRIS-SEMICONDUCTEURS. - FR. Q Inventeur(s) Francis Jutand; Luc Montperrus. 4 Date de la mise à disposition du public de la demande: BOPI " Brevets " n 36 du 8 septembre 1989. 6 Références à d'autres documents nationaux appa- rentés: rné Titulaire(s): Mandataire(s): Brevatome. Procédé pour déterminer la structure d'un multiplieur cellulaire en arbre, dit en racine pième. L'invention concerne un procédé pour déterminer la struc- ture d'un multiplieur cellulaire en arbre, dit en racine p""., ." Ce multiplieur constitué d'additionneurs à reports bloqués - est capable de calculer la sommation des opérandes corres- - -.. pondant à des produits partiels de deux nombres binaires. Selon l'invention on définit un ensemble de réduction R3 ",: comme une paire d'additionneurs, cet ensemble de réduction comportant quatre entrées et étant capable de réduire quatre - opérandes respectivement reçus sur ces quatre entrées en deux opérandes fournis respectivement sur deux sorties. L'arbre AR3 en racine pl d'ordre n est alors constitué en I connectant les quatre entrées d'un ensemble de réduction R3, aux deux sorties d'un arbre AR2 en racine p"d'ordre n-1 et.. i aux deux sorties d'un arbre en racine p-1"' d'ordre n-1. Si les: additionneurs qui constituent l'arbre sont placés en ligne, le d nombre de liaisons nécessaires pour acheminer un opérande à., 00 travers cet arbre est qualifié de transparence. Le procédé de. I'invention permet de définir le nombre maximum de transpa- '.. rences d'un arbre en racine p. Application à la conception de multiplieurs cellulaires. Le Vente des fascicules à l'IMPRIMERIE NATIONALE, 27, rue de Convention75732 PARIS CEDEX 15 JU D Vente des fascicules à l'IMPRIMERIE NATIONALE, 27, rue de la Convention --75732 PARIS CEDEX 15 PROCEDE POUR DETERMINER LA STRUCTURE D'UN MULTIPLIEUR CELLULAIRE IEME EN ARBRE, DIT EN RACINE P DESCRIPTION La présente invention concerne un procédé pour déterminer la structure d'un multiptieur cellulaire en arbre, dit ième en racine p Ce multiplieur est capable d'additionner des opérandes correspondant respectivement à des produits partiels résultant de la multiplication de deux nombres binaires, par exemple à l'aide de circuits logiques utilisant des portes de type "ET". De façon i éme connue, un arbre en racine p est un arbre dont la complexité du temps de calcul de la sommation des opérandes correspondant i éme aux produits partiels, varie selon la racine p du nombre d'opérandes correspondant à ces produits partiels. Une structure i éme on arbre en racine p comporte de façon connue, des additionneurs à reports bloqués (en anglais Carry Save adders). Chaque additionneur permet de réduire trois opérandes reçus respectivement sur trois entrées et correspondant à des produits partiels à additionner, or à des opérandes de sommation et de report fournis par d'autres additionneurs, en deux opérandes fournis respectivement sur deux sorties. L'un des opérandes fourni sur une sortie correspond à une somme intermédiaire de produits partiels, l'autre opérande fourni sur une autre sortie, correspond à un report ou retenue. Des additionneurs à reports bloqués et des multiplieurs en arbre sont décrits par exemple dans le livre intituté "Circuits logiques de traitement numérique de l'information" par J. CHINAL, Editions CEPADUES 1979, pages 405 à 463. Un multiplieur présentant une structure en arbre en racine carrée est plus précisément décrit dans l'article de W.M. Mc ALLISTER et D. ZURES de la revue IEEE, 19 février 1986, pages 34 et 35. La figure I annexée représente un étage arborescent du multiplieur en racine carrée décrit dans cette revue, qualifié d'arbre de type "pseudoWallace". Le multiplieur représenté sur cette figure est l'un des étages d'un ensemble de multiplieurs. Il comporte une succession d'additionneurs A1, A2,... A16 de type "à report bloqué" disposés en ligne dans chaque succession. Chaque additionneur comporte trois entrées et deux sorties. Des entrées 1, 2, 3,. 18 de ces additionneurs reçoivent des opérandes résultant de produits partiels de multiplication de deux nombres binaires, tandis que d'autres entrées 19, 20,.... 33 de ces additionneurs reçoivent des opérandes de sommation ou de report fournis par des sorties d'additionneurs d'un étage précédent. Des sorties 34, 35,... 48 de ces additionneurs..DTD: fournissent des opérandes qui sont transmis à l'étage suivant. Deux sorties globales 49, 50 de l'étage considéré fournissent un opérande résultant de la sommation par cet étage, des opérandes reçus sur les différentes entrées, et un opérande de report global pour cet étage. Un additionneur tel que l'additionneur A1 par exemple reçoit respectivement sur ses entrées 1, 2, 3, trois opérandes résultant de produits partiels de la multiplication de deux nombres. Ces trois opérandes sont réduits en deux opérandes, l'un de report, l'autre de sommation qui sont respectivement fournis sur deux sorties et qui sont appliqués à une entrée d'un additionneur de l'étage suivant et à une entrée de l'additionneur A3 du même étage. De la même manière, l'additionneur A4, par exemple, réduit trois opérandes reçus respectivement des additionneurs A2 et A3 et d'un additionneur d'un étage précédent en deux opérandes, l'un de somme appliqué à une entrée de l'additionneur A8, l'autre de report, appliqué à une entrée d'un additionneur d'un étage suivant. Si T désigne le temps nécessaire à un additionneur pour effectuer la réduction de trois opérandes en deux opérandes, l'étage de multiplieur décrit dans cette revue effectue le calcul d'addition des 18 opérandes reçus sur les entrées 1 à 18 en un temps 1=7T. La complexité du temps de calcul de sommation est proportionnelle à la racine carrée du nombre 'de produits partiels à additionner, comme expliqué dans cette revue et de manière connue dans L'état de la technique. i éme D'une manière générale, Les arbres en racine p présentent de bonnes performances en rapidité de temps de calcul, et La surface de substrat de silicium occupée pour La réalisation de tels arbres est acceptable, à condition que ces arbres soient structurés de manière judicieuse pour que Les interconnexions entre les additionneurs n'augmentent pas les temps de calcul et n'accroissent pas la surface de substrat occupé. La surface de substrat de silicium occupée par des additionneurs n'est pas minimale lorsque les additionneurs forment des successions linéaires décalées les unes par rapport aux autres. Ce décalage résulte du fait que les deux sorties d'opérandes de sommation et de report d'une succession sont reliées à des entrées d'un autre additionneur d'une autre succession par des liaisons qui ne traversent pas ces additionneurs. Il serait possible d'éviter ce décalage en faisant traverser une succession d'additionneurs par ces liaisons, de manière à obtenir un arbre totalement linéaire. Il serait alors nécessaire de définir une transparence qui, dans un arbre totalement Linéaire, est le nombre de liaisons nécessaires à l'acheminement d'un opérande provenant d'une succession d'additionneurs de cet arbre, à travers les additionneurs d'une autre succession d'additionneurs de cet arbre. La transmission de deux opérandes correspond alors à deux transparences. Ce nombre de transparences s'accroit notablement pour i ème des arbres complexes en racine p, pour lesquels p présente une valeur élevée. Aucun procédé ne permet actuellement de déterminer de façon simple la structure d'un multiplieur cellulaire en arbre, i eme en racine p. IL n'existe pas non plus de procédé qui permette de prévoir simplement le pombre maximum de transparences d'un ième multiplieur en arbre en racine p, implanté sous forme linéaire et récursive pésentant des performances de vitesse de calcul de sommation acceptables tout en occupant une surface minimale. L'invention a précisément pour but de remédier à ces inconvénients et notamment de fournir un procédé permettant de déterminer la structure d'un multipLieur en arbre, en racine iâme p, et de prévoir le nombre de transparences que présente cette structure lorsque les additionneurs qui la composent sont alignés. L'invention a pour objet un procédé pour déterminer la structure d'un multiplieur cellulaire en arbre, dit en racine iâme p, ce multiplieur étant capable de calculer la sommation des opérandes correspondant à des produits partiels résultant de la ième multiplication de deux nombres binaires, un arbre en racine p étant un arbre dont la complexité du temps de calcul de sommation des opérandes correspondant aux produits partiels est i âme proportionnelle à la racine p du nombre d'opérandes correspondant aux produits partiels, cette structure en arbre comportant des additionneurs A1,... A16 à reports bloqués, chaque additionneur réduisant trois opérandes reçus respectivement sur trois entrées et correspondant à des produits partiels ou à des opérandes fournis par d'autres additionneurs, en deux opérandes fournis respectivement sur deux sorties et correspondant à un report et à un résultat de sommation, des additionneurs de cet arbre étant groupés par paires, chaque paire R1 ou R'1 ou... R3 formant un ensemble de réduction à quatre entrées et étant capable de réduire quatre opérandes respectivement reçus sur ces quatre entrées 60, 61, 62, 63 en deux opérandes respectivement fournis sur deux sorties 64, 65, un arbre fournissant respectivement sur deux sorties, deux opérandes, l'un de somme des produits partiels de multiplication, l'autre de report, caractérisé en ce qu'il consiste à constituer un arbre AR3 en ième racine p d'ordre n en connectant respectivement les quatre entrées d'un ensemble de réduction R3, aux deux sorties d'un ième arbre AR2 en racine p d'ordre n-1 et aux deux sorties d'un i âme arbre AR1 en racine (p-1) d'ordre n-1. Selon une autre caractéristique de l'invention, Le i âme procédé consiste en outre à construire un arbre en racine p d'ordre n, par La mise en succession linéaire, respectivement dans le sens de propagation du calcul de sommation, de l'arbre i âme AR2 en racine p d'ordre n-1, de l'arbre AR1 en racine (p- i âme 1) d'ordre n-1, et de l'ensemble de réduction R3 relié aux sorties de ces arbres, et ainsi de suite, de façon récursive pour les arbres construits à partir des deux arbres précédemment obtenus, cette mise en succession linéaire nécessitant de réserver à travers les additionneurs de l'arbre en racine (p- 1)ime d'ordre n-1, deux transparences, une transparence à travers un arbre étant le nombre de liaisons nécessaires pour l'acheminement d'un opérande à travers cet arbre, l'arbre en ieme racine p d'ordre n étant ainsi construit avec un nombre maximum de transparences égaL à 2(p-1). Les caractéristiques et avantages de l'invention ressortiront mieux de la description qui va suivre, donnée en référence aux dessins annexes dans lesquels: - la figure 1, déjà décrite, représente schématiquement l'implantation des additionneurs sur un substrat semi-conducteur, pour un multiplieur cellulaire en arbre en racine carrée, connu dans l'état de La technique, - la figure 2 représente le multiplieur de la figure 1 de manière schématique plus conventionnelle, et permet de mieux comprendre le procédé de l'invention, - la figure 3 représente de manière schématique conventionnelle, un multiplieur en arbre, en racine cubique; cette figure permet de vérifier l'exactitude du procédé de détermination de structure de multiplieur en arbre, conforme à l'invention, et - la figure 4 est un schéma d'un multiplieur en arbre, en racine cubique, implanté sous forme linéaire. Ce schéma permet de mieux comprendre La définition des transparences dans un arbre ième linéaire constituant un muttiplieur en racine p. La figure 2 représente schématiquement et de manière plus conventiQonnelle, L'étage du multiplieur en arbre en racine carrée, de La figure 1. Les mimes éléments portent les mimes références sur cette figure et sur La figure 1. On suppose toutefois, que pour des commodités de représentation et des facilités de compréhension, Les deux sorties de chaque additionneur sont connectées respectivement aux deux entrées d'un additionneur du mime étage. La démonstration qui va itre faite à partir de la figure 2 pour expliquer Le procédé de l'invention n'est pas entamée par cette disposition simplifiée des connexions. On remarque sur cette figure ainsi que sur la figure 1, que les deux additionneurs A15 et A16 forment une paire R3 qui peut etre qualifiée "d'ensemble de réduction". Cet ensemble de réduction fournit sur ses deux sorties 49, 50 deux opérandes, l'un de sommation globale des opérandes 1 à 19 représentant Les produits partiels à additionner, l'autre de report de retenue. Ces opérandes sont la réduction de quatre opérandes reçus respectivement sur quatre entrées 60, 61, 62, 63. L'arbre représenté est un arbre en racine carrée dans lequel chaque additionneur réduit trois opérandes reçus respectivement sur trois entrées, en deux opérandes de sommation et de report, fournis respectivement sur deux sorties. D'autres paires d'additionneurs apparaissent d'aiLLeurs sur la figure et constituent des ensembles de réduction R2 (paire d'additionneurs A8, A9), R'2 (paire d'additionneurs A13, A14), R1 (paire d'additionneurs A3, A4), R'l (paire d'additionneurs A6, A7) el R"1 (paire d'additionneurs A13, A14) . On peut établir une hiérarchie des ensembles de réduction en qualifiant d'ensembles de réduction d'ordre 1, les premiers ensembles R1, R'1, R"l qui fournissent respectivement deux opérandes à un mime instant (3T, si T est le temps de caLcul pour un additionneur), d'ensembles de réduction d'ordre 2, les ensembles R'2, R" (qui fournissent respectivement deux opérandes à un méme autre instant 5T), et d'ensembles de réduction d'ordre 3, l'ensemble R3 (qui fournit deux opérandes à un autre instant 7T). L'arbre en racine carrée AR3 représenté sur cette figure peut alors être qualifié d'arbre -5 en racine carrée d'ordre 3. Cet arbre est constitué par un arbre AR2 en racine carrée d'ordre 2 (car sa structure est cettLLe d'un arbre en racine carrée et que le dernier ensemble de réduction i ème est d'ordre 2), et d'un arbre AR1 en racine 1 (ou arbre Linéaire, car constitué d'additionneurs en cascade) d'ordre 2 (car Le dernier ensemble de réduction est d'ordre 2). Les arbres AR2 et AR1 présentent chacun deux sorties qui sont respectivement connectées aux quatre entrées 60, 61, 62, 63 de l'ensemble de réduction final d'ordre 3. Ces quatre opérandes sont réduits en deux opérandes fournis sur Les sorties 65, 66. Un raisonnement récursif permet donc d'affirmer qu'un i âme arbre en racine p d'ordre n est constitué par un arbre en i âme i me racine p d'ordre n-1 et d'un arbre en racine p-1 d'ordre n-1t, les deux sorties respectives de ces. deux arbres étant respectivement reliées aux quatre entrées d'un ensemble de réduction final. Cette formulation peut d'ailleurs être vérifiée sur l'arbre AR2 en racine carrée d'ordre 2. Cet arbre est constitué par un arbre ARO en racine carrée d'ordre 1 (l'ensemble de réduction final R1 de L'arbre ARO étant d'ordre 1) et d'un ième arbre AL en racine 1 d'ordre 1 (l'ensemble de réduction final R'I étant d'ordre 1). En fait, l'arbre AL est un arbre linéaire d'ordre 1 constitué par un ensemble de réduction d'ordre I et d'un additionneur. L'arbre AR1 est un arbre linéaire d'ordre 2 qui comprend un ensemble de réduction d'ordre 1 et un additionneur. Le procédé de détermination de structure de multiplieur lême en arbre en racine p, peut encore Itre vérifié à L'aide de La figure 3 qui représente schématiquement un arbre AR4 en racine cubique d'ordre 4. Les opérandes résultant de résultats partieLs de multiplication et qui sont à additionner, sont appliqués sur les entrées 1 à 41 de cet arbre. Cet arbre présente deux sorties , 71 qui fournissent deux opérandes'; L'un de ces opérandes est Le résultat du calcul de sommation effectué par cet arbre, l'autre opérande est un report de retenue. Cet arbre comporte un ensemble de réduction R4 d'ordre 4. Il est donc constitué par deux arbres dont les sorties sont respectivement reliées aux quatre entrées de cet ensemble de réduction. Cet arbre étant en racine cubique, on a p=3, Lt étant d'ordre 4, on a n=4. Les deux - arbres AR'3 et AR3 qui Le constituent sont donc un arbre AR'3 en ième racine p d'ordre n-1, donc un arbre en racine cubique d'ordre 3, et un arbre AR3 en racine (p-1)ième d'ordre n-1, donc un arbre en racine carrée d'ordre 2. L'arbre AR3 a été décrit à la figure précédente. L'arbre AR'3 en racine cubique (p=3) d'ordre 2 (n=2) comporte deux arbres AR12 et AR2 dont les sorties sont respectivement reliées aux quatre entrées de l'ensemble de réduction R31 d'ordre 3. L'arbre AR12 est donc un arbre en racine cubique (car p=3), d'ordre 2 (car n-1=3-1=2) et l'arbre AR2 est un arbre en racine carrée (car p-1=3-1=2), d'ordre 2 (car n-1=3-1=2). Sur cette figure on a désigné par A17, A18,... A37 les différents additionneurs de l'arbre AR'3 en racine cubique d'ordre 4. Les ensembles de réduction de l'arbre AR'3 sont désignés par Rll, R12, R13, R14, pour L'ordre 1, par R21, R22, pour l'ordre 2, et par R31 pour l'ordre 3. La figure 4 permet de mieux comprendre la construction iâme d'un arbre en racine p d'ordre n, par la mise en succession Linéaire des additionneurs de cet arbre; cette figure montre notamment comment est déterminé Le nombre de transparences d'un arbre ainsi construit. iâme Comme indiqué pécédemment, un arbre en racine p. ième d'ordre n peut être construit à partir d'un arbre en racine p ième d'ordre n-1 et d'un arbre en racine (p-1) d'ordre n-1, ces deux arbres étant reliés à un ensemble de réduction finaL. Si on souhaite construire l'arbre en adoptant une structure récursive, on peut aLors, à partir des deux arbres ainsi obtenus, en racine ième iâme p d'ordre n-1 et en racine (p-l) d'ordre n-1, construire chacun d'eux à partir de deux arbres: i éme - un arbre en racine (p-1) d'ordre n-2 et un. arbre en racine i éue i éme (p-1) d'ordre n-2 pour l'arbre en racine p d'ordre n-1, reliés à un ensemble de réduction final, i éme - un arbre en racine (p-1) d'ordre n-2 et un arbre en racine i ème ième (p-2) d'ordre n-2 pour l'arbre en racine (p-1) d'ordre n-1, reliés par un ensemble de réduction final. Ce raisonnement récursif peut être répété pour les quatre nouveaux arbres ainsi obtenus et ainsi de suite. Si on considère par exemple l'arbre de racine carrée d'ordre 3 représenté sur la figure 2, cet arbre s'il est implanté linéairement, présente deux transparences (chaque transparence étant le nombre de liaisons nécessaires pour l'acheminement d'un opérande à travers cet arbre). En effet, cet arbre en racine carrée d'ordre 3, comprend un premier groupe d'additionneurs A1, A2,... A9 constituant l'arbre AR2 en racine carrée d'ordre 2 qui peuvent être alignés, et un deuxième groupe d'additionneurs A10,... A14 constituant l'arbre linéaire AR1 d'ordre 2, et qui peuvent être alignés. Si on souhaite aligner ces deux groupes, pour les connecter à l'ensemble de réduction- de sortie R3, il est nécessaire que les liaisons T1, T2 qui acheminent les opérandes de sorties de l'ensemble de réduction R2, vers l'ensemble de réduction R3, traversent les additionneurs de l'arbre AR1. L'arbre en racine carrée représenté sur cette figure présente donc deux transparences. Ce raisonnement peut être répété pour un arbre en racine cubique d'ordre n, que l'on souhaite disposer sous forme linéaire. Cet arbre en racine cubique est formé d'un arbre en racine cubique d'ordre n-1 et d'un arbre en racine carrée, d'ordre n-1 reliés à un ensemble de réduction de sortie. Il y a donc ici aussi, deux transparences supplémentaires. Si ces deux arbres et leur ensemble de réduction sont alignés, ces deux transparences représentent chacune- le nombre de liaisons pour acheminer chaque opérande de sortie de l'arbre en racine cubique d'ordre n-1, à travers l'arbre en racine carrée d'ordre n-1. Ces deux transparences s'ajoutent aux deux transparences déjà existantes pour L'arbre en racine carrée. Ceci porte à quatre Le nombre de transparences pour un arbre en racine cubique. Un mime raisonnement montrerait que le nombre de transparences est dé six pour un arbre en racine quatrième, de 8 pour un arbre en racine cinquième, etc. D'une façon générale, le nombre maximum de transparences pour un arbre en racine p construit de façon récursive et implanté Linéairement est donc égal à 2(p-1). La figure 4 schématise les transparences en traits forts. Les deux transparences de l'arbre AR2 en racine carrée d'ordre i sont désignées par T1 et T2. Cet arbre est Lui-mime constitué par un arbre AR21 en racine carrée d'ordre i-1 et d'un arbre linéaire L, reliés à l'ensemble de réduction final Rli. L'arbre AR3 en racine cubique d'ordre i+1 est Lui-mime constitué par un arbre AR31 en racine cubique d'ordre i et de l'arbre en racine carrée AR2 précédent d'ordre i, reliés à l'ensembLe de réduction R2i+1, d'ordre i+1. Deux transparences supplémentaires T3 et T4 sont nécessaires pour acheminer les opérandes de sortie de L'arbre AR31 à travers L'arbre AR2, vers l'ensemble de réduction R2. Cette récursivité peut être répétée de la mime iéme façon jusqu'à l'obtention d'un arbre en racine p d'ordre n. REVENDICATIONS 1. Procédé pour déterminer la structure d'un i éme multiplieur cellulaire en arbre, dit en racine p, ce multiplieur étant capable de calculer la sommation des opérandes correspondant à des produits- partiels résultant de - la ième multiplication de deux nombres binaires, un arbre en racine p étant un arbre dont la complexité du temps de calcuL de sommation des opérandes correspondant aux produits partiels est i âme proportionnelle à la racine p du nombre d'opérandes correspondant aux produits partiels, cette structure en arbre comportant des additionneurs (AI,... A16) à reports bloqués, chaque additionneur réduisant trois opérandes reçus respectivement sur trois entrées et correspondant à des produits partiels ou à des opérandes fournis par d'autres additionneurs, en deux opérandes fournis respectivement sur deux sorties et correspondant à un report et à un résultat de sommation, des additionneurs de cet arbre étant groupés par paires, chaque paire (R1 ou R'I ou... R3) formant un ensemble de réduction à quatre entrées et étant capable de réduire quatre opérandes respectivement reçus sur ces quatre entrées (60, 61, 62, 63) en deux opérandes respectivement fournis sur deux sorties (64, 65), un arbre fournissant respectivement sur deux sorties, deux opérandes, l'un de somme des produits partiels de multiplication, l'autre de report, caractérisé en ce qu'il consiste à constituer itme un arbre (AR3) en racine p d'ordre n en connectant respectivement les quatre entrées d'un ensemble de réduction itme (R3), aux deux sorties d'un arbre (AR2) en racine p d'ordre Itâme n-1 et aux deux sorties d'un arbre (AR1) en racine (p-1) d'ordre n-1. 2. Procédé selon la revendication 1, caractérisé en ce iome qu'il consiste à construire un arbre en racine p d'ordre n, par mise en succession Linéaire, respectivement dans le sens de propagation du calcul de sommation, de l'arbre (AR2) en racine ip d'ordrme n-i, de l'are (AR1) en racine (p-m) d'ordre p d'ordre n-1, de L'arbre CARI) on racine (p-1) d'ordre n-1, et de l'ensembLe de réduction (R3) relié aux sorties de ces arbres, et ainsi de suite, de façon récursive pour les arbres construits à partir des deux arbres précédemment obtenus, cette mise en succession Linéaire nécessitant de réserver à travers Les ième additionneurs de l'arbre en racine (p-1) d'ordre n-1, deux transparences, une transparence à travers un arbre étant le nombre de liaisons nécessaires pour l'acheminement d'un opérande ième à travers cet arbre, L'arbre en racine p d'ordre n étant ainsi construit avec un nombre maximum de transparences égal à 2(p-1). b Q- T-' 3aU0,fViNI1.i7 b ' 3IVUN 3WN33UUV 03'90,9 N I ---NU-3 31UWSN3. 7kà)NI3VU N3 3uUV C%'T r 7 %O. 1+' 3uaUO,(' 1+' 38UUO,U 3JflOlfJi.Z. 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