FR 2627297 A1 19890818 FR 8802096 A 19880215 NIMULTIPLIEUR DE NOMBRES BINAIRES A TRES GRAND NOMBRE DE BITS La présente invention concerne des appareils de calcul numérique et plus particulièrement un multiplieur permettant d'effectuer des multiplications sur des nombres binaires à très grand nombre de bits. On connait dans la technique divers types de multi- plieurs, mais ceux-ci sont généralement adaptés à effectuer des multiplications de nombres à 4, 8, 16 ou 32 bits. Si l'on cherche à utiliser de tels multiplieurs pour effectuer les caiculs sur des nombres binaires ayant par exemple 256, 512 ou 1024 bits, on arrive I des temps de calcul très longs. Ainsi, un objet de la présente invention est de prévoir un multiplieur permettant d'effectuer rapidement des multiplica- tions de nombres binaires de très grande valeur, ce multiplieur présentant la caractéristique d'être rapide. Un autre objet de la présente invention est de prévoir un tel multiplieur pouvant être intégré sur une puce unique comprenant de l'ordre de 100 000 composants élémentaires,-c'est-à- dire une dimension compatible avec les technologies existant à l'heure actuelle. Pour atteindre cet objet, la présente invention prévoit un multiplieur de deux valeurs binaires X et Y à très grand nombre (q) de bits dans lequel il est prévu des mémoires stockant les nombres X et Y et un registre de résultat, X s'exprimant comme la séquence de bits (xq_1... xj... x), ce multiplieur mettant en oeuvre l'algorithme consistant à effectuer séquentiellement de j = q-1 à j - 0 les additions 2R + xjY et à placer à chaque fois le résultat dans le registre de résultat. Dans ce multiplieur, les additionneurs sont groupés en n blocs de m bits (avec n x m - 2q), m étant choisi pour que la durée de transfert de retenue dans un bloc soit inférieure à une période d'horloge, de sorte que: chaque bloc comprend une première et une deuxième ligne d'additionneurs élémentaires formant des cellules associées à cha- que paire de bits à additionner, les additionneurs élémentaires de la première ligne sont des additionneurs complets dont deux entrées reçoivent les bits à additionner et dont la troisième entrée reçoit le bit de retenue de la cellule précédente, la première cellule d'un bloc, c'est-à-dire la cellule de plus faible poids comprend seulement un additionneur de la première ligne dont la sortie de poids faible constitue une sortie du bloc, les deuxième et quatrième à m-ième cellules comprennent un additionneur complet en première ligne et un demiadditionneur en deuxième ligne, ce dernier recevant la sortie de poids faible de l'additionneur de la première ligne de la même cellule et un bit de retenue de poids faible du bloc précédent de l'additionneur de deuxième ligne précédent, la troisième cellule comprend en deuxième ligne un additionneur complet susceptible de recevoir en plus des accès susmentionnés la sortie du bit de retenue de poids fort du bloc précédent, la (m+l)-ième cellule de chaque bloc comprend un demi- additionneur recevant les bits de retenue des deux additionneurs de la mième cellule et fournissant leur somme à deux points mémoire qui mémorisent les retenues du bloc considéré. les sorties de chaque bloc sont envoyées au registre de résultat, en parallèle. Un avantage, de l'organisation selon la présente inven- tion est que chaque groupe d'additions élémentaires à l'intérieur de chaque bloc peut se faire en un cycle d'horloge. Il suffit en fin d'opération d'effectuer des reports de retenues pendant un nombre de cycles d'horloge égal au nombre n de blocs pour terminer le calcul, ce qui est beaucoup moins long que de faire le report de retenue à chaque calcul élémentaire puisque ceux-ci sont en nombre beaucoup plus grand que le nombre de blocs. On montrera dans la description suivante que le multi- plieur selon la présente invention peut être utilisé à de nombreuses fins autres que celles du calcul d'une simple multipli- cation étant donné que de nombreuses opérations, par exemple des exponentiations, se ramènent à des calculs successifs de multipli- cations. On montrera également que ce multiplieur peut être utilisé dans le cadre d'un dispositif également réalisable sur une seule puce pour fournir un codeur/décodeur de données permettant de transmettre des données entre terminaux en évitant qu'un fraudeur puisse les décoder. Ces objets, caractéristiques et avantages ainsi que d'autres de la présente invention seront exposés plus en détail dans la description suivante de modes de réalisation particuliers faite en relation avec les figures jointes parmi lesquelles: la figure 1 représente de façon générale un multiplieur de l'art antérieur; la figure 2 représente de façon générale l'organisation choisie dans le multiplieur selon la présente invention; et la figure 3 représente de façon plus détaillée un bloc additionneur selon la présente invention. Etant donné deux nombres X et Y pouvant s'exprimer sous forme d'une suite de q éléments binaires, (xq_1... xj...x0) et (Yql. *..Yj...yo0), on choisit pour les multiplier l'algorithme consistant, pour chaque valeur xj à effectuer la séquence d'opérations 2R + xjY o j correspond aux valeurs successives allant de q-1 à 0. A chaque opération, le résultat est placé dans un registre MR qui contient initialement la valeur 0 et le contenu du registre MR est réutilisé pour l'opération suivante. Avec cet algorithme, une multiplication est décomposée en q opérations dont chacune comprend un décalage vers la gauche du contenu du registre R pour obtenir 2R et une addition de cette valeur 2R à Y si xj = 1 ou à 0 si xj = 0. La figure 1 représente très schématiquement une struc- ture permettant de réaliser cette opération. Etant donné une mémoire contenant des registres NX et MY, le contenu de cette mémoire est transféré dans un additionneur 10 o le contenu du registre MY est additionné à 2R. La sortie de l'additionneur est transférée au registre MR o toutes les valeurs intermédiaires du résultat R sont stockées successivement et remplacées par la valeur suivante. La sortie du registre MR décalée d'une unité pour fournir 2R est introduite dans la deuxième entrée des addition- neurs du bloc 10. De façon générale, un système de calcul du type de celui représenté en figure 1 est piloté par une horloge, par exemple une horloge dont la période est de 100 ns. L'additionneur 10 est constitué d'additionneurs élémentaires additionnant chacun 2 ou 3 bits d'entrée pour fournir deux bits de sortie: 1 bit de poids faible et 1 bit de retenue. Le transfert de retenue d'un addition- neur au suivant se fait plus rapidement que la fréquence d'hor- loge, par exemple pour des technologies courantes actuelles en 4ns. Pour qu'une addition soit effectuée, il faut que le bit de retenue se soit propagé depuis la cellule la moins significative de l'additionneur jusqu'à la cellule la plus significative. D'autre part, en pratique, les systèmes de calcul informatiques sont basés sur des ensembles dont le nombre de cellules est un multiple de 2, par exemple 2, 4, 8, 16, 32, etc. Avec les valeurs numériques indiquées ci-dessus, on s'aperçoit que seules des opérations de 16 bits peuvent être effectuées à l'intérieur d'un cycle d'horloge (4 ns x 16 = 64ns, inférieur à 100 ns). Ainsi, si l'on veut par exemple effectuer des additions sur des opérandes à 32 bits, l'addition prendra deux cycles d'horloge pour être réalisée. Pour des opérandes à 256 bits, il faudrait donc 256/16 - 16 périodes d'horloge pour réaliser chaque addition élémentaire, ce qui, dans le cadre de l'algorithme précédent entraine la nécessité de -prévoir une durée totale de 16 x 256 périodes d'horloge puisque l'on répète l'opération pour chacun des bits du nombre X. Ainsi, la multiplication de deux opérandes de 256 bits prend une durée de 256 x 16 x 100 ns soit environ 0,4 ms. La présente invention vise à utiliser une architecture de calculateur permettant de réduire considérablement cette durée de calcul. Pour ce faire, les additionneurs sont divisés en n blocs de m bits, avec n x m = 2q, par exemple de la façon repré- sentée très schématiquement en figure 2. Le nombre n de bits de chacun des blocs est choisi de sorte que la durée de report de retenue à l'intérieur d'un bloc soit inférieure à la durée d'un coup d'horloge. Ainsi, en un coup d'horloge, chaque bloc a fourni un résultat de calcul et l'a transmis au registre MR associé. -Pour que ce système fonctionne, il convient de sauvegarder la retenue fournie au niveau de chaque bloc puis de la transférer lors du coup d'horloge suivant. A la fin du traitement, il faudra faire un nombre de reports égal au nombre n de blocs pour obtenir le résultat final. Ainsi, pour des. mots de 128 bits, on n'aura que 128 opé- rations initiales d'une durée d'une période d'horloge suivie de 16 opérations (16 blocs) pour les reports de retenues. On gagne donc pratiquement un facteur égal à 16 par rapport à la durée de traitement du système de base illustré en figure 1 (128 + 16 opé- rations au lieu de 128 X 16). La présente invention vise plus particulièrement la réalisation de l'additionneur 10 pour satisfaire la fonction susmentionnée. L'architecture d'un bloc de l'additionneur 10 est représentée plus en détail en figure 3. Le bloc peut être consi- déré comme constitué de cellules d'additionneurs élémentaires C1 à Cm+l1. Les additionneurs sont répartis en deux lignes, une première ligne comprenant des additionneurs All à Aml et une deuxième ligne comprenant des additionneurs A12 à Am2. Tous les additionneurs de la première ligne sont des additionneurs complets, c'est-à-dire des additionneurs à 3 entrées et 2 sorties. Les addi- tionneurs de la deuxième ligne sont des demi-additionneurs, c'est- à-dire des additionneurs à 2 entrées et 2 sorties à l'exception de l'additionneur A22 qui est un additionneur complet. La première cellule C1 comprend l'additionneur All, la deuxième cellule l'additionneur A21 et l'additionneur A12, la m- ième cellule l'additionneur Aml et l'additionneur Am-1,2 et la (m+l)-ième cellule l'additionneur Am2. Dans les cellules C4 à Cml, chaque additionneur de première ligne reçoit sur ses deux premières entrées les bits de poids appropriés à additionner et sur sa troisième entrée la sor- tie de l'additionneur précédent, et envoie sa sortie de poids fort vers la cellule suivante et son bit de poids faible vers l'addi- tionneur de la deuxième ligne de la même cellule. Ce deuxième additionneur envoie son bit de poids faible vers la sortie correspondante en direction du registre MR, et son bit de poids fort vers l'additionneur suivant de la deuxième ligne. Il convient d'analyser plus particulièrement la con- nexion des cellules initiales et finales qui, dans le cadre de la figure 3, sont spécifiquement connectées pour réaliser l'opération 2R + xjY en tenant compte de la retenue du bloc précédent. L'additionneur All de la cellule Cl a sa troisième entrée non-connectée. Il pourrait pour cette seule application Etre un demi-additionneur, mais comme on le verra ci-après, il est préférable de prévoir un additionneur complet pour permettre la réalisation d'opérations autres que l'opération particulière 2R + xjY. La cellule C2 est identique aux cellules C4 à Cm-1, l'additionneur A12 recevant le bit de poids faible de la retenue mémorisée lors du cycle antérieur par le bloc précédent. Dans la cellule C3 l'additionneur A22 est un addition- neur complet qui reçoit la sortie du bit de poids faible de l'additionneur A31, la sortie du bit de poids fort de l'addition- neur A12, et la sortie de bit de poids fort mémorisée par le bloc précédent lors du cycle antérieur. Dans la cellule Cm, les additionneurs Aml et-Am_l,2 fournissent tous deux à l'additionneur Am2 de la cellule Cm+1 leur bit de poids fort, c'est-àdire leurs bits de retenue qui sont sommés par l'additionneur Am2, le résultat étant mémorisé dans des points mémoire rl et r2 (rl et r2 constituant un registre à 2 bits). Ce sont les sorties du registre rl-r2 du bloc précédent qui sont envoyées respectivement aux additionneurs A12 et A22 de la deuxième ligne du bloc considéré. Comme cela a été exposé précédemment, les sorties de poids faible des cellules C1 à Cm sont fournies à un registre de résultat MRI. On a représenté en figure 3 quatre registres de résultat MR1 à MR4. Ceci constitue un autre aspect particulier de l'organi- sation selon la présente invention. En effet, comme on le verra ci-après, si l'on ne veut pas dépasser sur une puce un nombre de composants élémentaires supérieur à environ 100000, il est dif- ficile de réaliser des ensembles additionneurs à plus de 256 bits. On tourne la difficulté, selon un aspect de la présente invention, quand on veut réaliser des opérations sur des opérandes supérieurs à 128 bits, par exemple 256 ou 512 bits, en agissant séparément sur les parties de poids faible et de poids fort de ces opérandes. Dans le cas d'opérandes à 256 bits, on opérera séquentiellement en fournissant les sorties des additionneurs une fois dans le regis- tre MP1 et une fois dans le registre MR2. Pour 512 bits, on opére- ra en 4 temps séquentiellement. Ainsi, selon cet aspect de la présente invention, une même puce peut servir à fournir des opéra- tions sur des opérandes à nombre de bits élevé mais de 3 ordres de grandeur différents (les ordres de grandeur étant définis en binaire). A titre d'exemple d'opérations plus complexes pouvant être réalisées par un opérateur selon la présente invention, cet opérateur peut être utilisé, pratiquement sans modification pour réaliser l'opération XYmodN au lieu de la simple multiplication XY. Pour cela, il suffit d'ajouter à l'algorithme précédent l'opération consistant à analyser à la suite de chaque opération élémentaire le bit de retenue du bloc de poids le plus élevé. Si ce bit est égal à 1, il convient d'intercaler l'opération con- sistant à placer dans le registre R la valeur R-N autant de fois que nécessaire. Pour ce faire, la valeur binaire -N est mémorisée dans la mémoire contenant déjà les registres MX et MY sous forme d'un registre M(-N) et l'on se sert de l'additionneur 10 pour ef- fectuer quand il convient l'opération R + (-N). Quand on fait cet- te opération, il convient de modifier la façon dont s'effectue le transfert de retenue d'un bloc à l'autre, le transfert indiqué précédemment étant lié au fait que l'on additionnait à Y la valeur 2R, c'est-à-dire la valeur R décalée à gauche d'un bit. Dans le cas o l'on fait simplement R + (-N), il n'y a pas de décalage initial I faire et l'on introduit les bits de retenue d'un bloc antérieur au bloc suivant, directement vers les additionneurs All et A12 de ce bloc, l'additionneur All recevant le bit de retenue de poids faible et l'additionneur A12 le bit de retenue de poids fort. Pour cela, on prévoira un commutateur, désigné par la réfé- rance 20 en figure 3. Ce commutateur est représenté dans cette fi- gure dans la position correspondant à l'opération 2R + Y. Il sera commuté vers l'autre position pour l'opération R + (-N). En ce qui concerne la mémorisation de la valeur -N, on opérera comme cela est classique en calcul binaire encomplément à 2 en mémorisant le nombre binaire dont chaque bit a été complément8 par rapport au nombre N avec addition d'une unité. On notera que la présente invention est particulièrement intéressante dans le cas de ces multiplications modulo. En effet, dans ce cas le résultat aura le même nombre de bits que les opé- randes, X, Y et N. En conséquence, les blocs seront alors tels que m x n = q et non plus 2q, c'est-à-dire dans le cadre des exemples précédents que l'on fera des opérations sur des opérandes à 256, 512 et 1024 bits et non plus à 128, 256 et 512. Bien entendu, la description qui précède s'adresse à l'homme de l'art du domaine des calculateurs, et de nombreux détails pratiques concernant la réalisation n'ont pas été décrits. En particulier, l'homme de l'art notera qu'il convient de prévoir notamment des entrées d'horloge, des séquenceurs, des systèmes d'adressage, et un registre de décalage pour obtenir la valeur R ou la valeur 2R. On a vu précédemment comment l'opérateur selon la pré- sente invention pouvait etre utilisé pour effectuer les opérations XY ou XYmodN. Bien entendu, l'opérateur selon l'invention pourra également être utilisé pour réaliser des opérations plus complexes dont les algorithmes de résolution comprennent la réalisation des opérations susmentionnées. Par exemple, si l'on veut calculer l'expression Y = XSmodN, en exprimant S comme (skl... si... so), l'algorithme de calcul consiste, à partir d'une valeur initiale de Y, à effectuer pour chacune des valeurs de i allant de k-l à 0 l'opération Y = Y2modN si si - 0 et-les opérations Y Y2modN et Y - YXmodN sii si 1. On voit que ces opérations sont très simple- ment réalisées avec l'opérateur selon la présente invention. On notera que l'opération Y = XSmodN est un type d'opération souvent utilisé dans les systèmes de codage d'informations destinés à évi- ter la fraude. A titre d'exemple des résultats obtenus par un disposi- tif selon la présente invention, on notera que les inventeurs ont réalisé un opérateur permettant d'effectuer le calcul susmentionné (Y = XSmodN) fabriqué en technologie CMOS 2 microns comprenant 100400 transistors sur une puce de 88 mm2. L'opération XYmodN était réalisé en interne en 0,3 ms dans le cas o les opérandes Y, X, et N étaient des mots de 512 bits. L'opération XSmodN était réalisée en 70 ms, 320 ms et 1,5 s dans les cas o X, S et N étaient respectivement des mots de 256, 512 et 1024 bits. Dans le cas o X et N étaient des mots de 1024 bits et S était égal à 3, l'opération était réalisée en 3ms, c'est-à-dire à un débit supé- rieur à environ 256 kbits par seconde. Dans le cas o S était égal à 2 et o X et N étaient des mots de 1024 bits, l'opération X2modN a été réalisée en 1,65ms c'est-à-dire à un débit supérieur à 512 kilobits par seconde. REVENDICATIONS 1. Multiplieur de deux valeurs binaires X et Y à très grand nombre (q) de bits dans lequel il est prévu des mémoires (MX et MY) stockant les nombres X et Y et un registre de résultat MR, X s'exprimant comme la séquence de bits (xq_1... xj... xO), ce multiplieur mettant en oeuvre l'algorithme consistant à effectuer séquentiellement de j = q-1 à j = O les additions 2R + xjY et à placer à chaque fois le résultat dans le registre de résultat (MR), caractérisé en ce que: les additionneurs sont groupés en n blocs de m bits (avec n x m = q), m étant choisi pour que la durée de transfert de retenue dans un bloc soit inférieure à une période d'horloge, chaque bloc comprend une première et une deuxième ligne d'additionneurs élémentaires formant des cellules (C1 à Cm+l) associées à chaque paire de bits à additionner, les additionneurs élémentaires (Al à Am,) de la première ligne sont des additionneurs complets dont deux entrées reçoivent les bits à additionner et dont la troisième entrée reçoit le bit de retenue de la cellule précédente, la première cellule (C1) d'un bloc,' c'est-à-dire la cellule de plus faible poids comprend seulement un additionneur (All) de la première ligne dont la sortie de poids faible consti- tue une sortie du bloc, les deuxième (C2) et quatrième (C4) à m-ième (Cm) cellu- les comprennent un additionneur complet en première ligne et un demiadditionneur en deuxième ligne, ce dernier recevant la sortie de poids faible de l'additionneur de la première ligne de la mime cellule et un bit de retenue de poids faible du bloc précédent de l'additionneur de deuxième ligne précédent, la troisième cellule (C3) comprend en deuxième ligne un additionneur complet (A22) susceptible de recevoir en plus des accès susmentionnés la sortie du bit de retenue de poids fort du bloc précédent, la (m+l)-ième cellule de chaque bloc comprend un demi- additionneur recevant les bits de retenue des deux additionneurs de la mième cellule et fournissant leur somme à deux points mémoire, les sorties de chaque bloc sont envoyées au registre de résultat, en parallèle. 2. Multiplieur selon la revendication 1 adapté à la multiplication de nombres binaires de q à pq bits, caractérisé en ce qu'il comprend p registres de résultat (MRI-MR4) chargés séquentiellement par les blocs susmentionnés. 3. Multiplieur selon l'une des revendications 1 ou 2, permettant en outre de réaliser l'opération XYmodN dans lequel on réalise entre chaque opération élémentaire 2R + xjY une vérifica- tion du bit de débordement (rov) du bloc de poids le plus élevé et, si ce bit de débordement est égal à 1, on intercale autant de fois que nécessaire 1'opération R-N, caractérisé en ce qu'il com- prend en outre: un registre de mémorisation de (-N), des moyens de commutation entre chaque bloc pour, quand on veut faire l'opération R+(-N) , appliquer les bits de retenue de poids faible et de poids fort mémorisés dans les points mémoire d'un bloc, respectivement, aux premiers additionneurs des première et deuxième lignes du bloc suivant.