「离散傅里叶变换」和「离散傅里叶反变换」

离散傅里叶变换（Discrete Fourier Transform, DFT）和离散傅里叶反变换（Inverse Discrete Fourier Transform, IDFT）是鼎鼎大名的快速傅里叶变换（Fast Fourier Transform, FFT）的前置知识.

其中 FFT 用于加速两个多项式 $A(x)$、$B(x)$ 的乘积 $C(x)$ 的计算，DFT 和 IDFT 是 FFT 的两个中间步骤.

需要明确，给定的是两个多项式：

$\left\{\begin{align*} A(x)&=a_0+a_1x+a_2x^2+\cdots+a_{n-1}x^{n-1}\\ B(x)&=b_0+b_1x+b_2x^2+\cdots+b_{m-1}x^{m-1} \end{align*}\right.$

其中 $A(x)$ 是一个 $n$ 项多项式，$B(x)$ 是一个 $m$ 项多项式.

我们要求的多项式函数 $C(x)$ 为一个 $n+m-1$ 项的多项式（考虑最低项 $x$ 的幂次为 $1$，最高项为 $n-1+m-1=n+m-2$，共 $1+(n+m-2)=n+m-1$ 项）.

要了解 DFT 和 IDFT，还需要一些前置知识.

多项式的系数表示法

我们平时用的多项式系数 $a_0,a_1,\dots,a_{n-1}$ 就属于多项式的系数表示法.

我们称 $n$ 维系数向量 $(a_0,a_1,\dots,a_{n-1})$ 为 $A(x)$ 的系数表示，其中：

$\boxed{A(x)=\sum_{i=0}^{n-1}a_i\cdot x^i}$

对于 $A(x)$ 的系数表示 $(a_0,a_1,\dots,a_{n-1})$ 和 $B(x)$ 的系数表示 $(b_0,b_1,\dots,b_{m-1})$，要求 $C(x)$ 的系数表示，显然可以通过以下代码实现:

1
2
3

for (int i = 0; i < n; i++)
    for (int j = 0; j < m; j++)
        c[i + j] += a[i] * b[j];

得到的 $C(x)$ 为 $n+m-1$ 项多项式.

这个朴素算法的时间复杂度是 $O(n^2)$ 的.

多项式的点值表示法

点值表示法是 DFT 算法的核心.

我们在 $\mathbb{C}$ 上任意取一组不同的 $x_i$，共 $n$ 个，记为向量 $(x_0,x_1,\dots,x_{n-1})$，这里的 $x_i$ 称为插值节点.

将每个 $x_i$ 分别代入 $A(x)$，得到一组共 $n$ 个运算结果 $y_i$，记为向量 $(y_0,y_1,\dots,y_{n-1})$.

也就是说，求

$\boxed{y_i=A(x_i)=\sum_{j=0}^{n-1}a_j\cdot x_i^j}$

向量 $(y_0,y_1,\dots,y_{n-1})$ 称为多项式 $A(x)$ 的点值表示.

下面我们证明，一个 $n$ 项多项式（$n-1$ 次）在 $n$ 个不同点的取值唯一确定该多项式.

考虑反证法.

假设两个不同的多项式 $A(x)$ 和 $B(x)$，它们满足，对 $\forall i\in[0,n-1]$，总有 $A(x_i)=B(x_i)$.

令 $T(x)=A(x)-B(x)$，则对 $\forall i\in[0,n-1]$，都有 $T(x)=0$.

也就是说，$n-1$ 次多项式 $T(x)$ 有 $n$ 个根，和代数基本定理（一个 $n-1$ 次多项式在复数域上有且仅有 $n-1$ 个根）矛盾，假设不成立，证毕.

通过系数表示求点值表示，复杂度为 $O(n^2)$.

通过点值表示求系数表示，可以使用插值算法，其朴素形式复杂度为 $O(n^2)$.

若已知 $A(x)$ 和 $B(x)$ 的点值表示 $(a_0,a_1,\dots,a_{n-1})$ 和 $(b_0,b_1,\dots,b_{n-1})$，那么多项式乘积 $C(x)=A(x)\cdot B(x)$ 可以简单地表示为

$\boxed{(a_0\cdot b_0,a_1\cdot b_1,\dots,a_{n-1}\cdot b_{n-1})}$

设 $A(x)$ 的点值表示有 $r$ 项，$B(x)$ 的有 $s$ 项，为了保证所得能确定唯一的 $C(x)$，我们需要在 $A$、$B$ 中至少取 $r+s$ 个插值节点.

倘若能快速地转换点值表示法和系数表示法，求 $C(x)$ 的过程就会被大大加速.

确定了方向，让我们来捋一捋 DFT 求算 $C(x)$ 的思路，以便于思考.

输入 $A(x)$ 和 $B(x)$ 的系数表示；
将其分别转换为点值表达式；
通过这两个点值表达式计算 $C(x)$ 的点值表达式；
将 $C(x)$ 的点值表示转化为系数表示，即为结果.

单位复数根模型

互联网上有很多相关的资料，这里只提一下后面要用的引理.

$\omega_n^k=\cos(2\pi\cdot\dfrac{k}{n})+i\sin(2\pi\cdot\dfrac{k}{n})$；
$\omega_n^k=\omega_n^{k\mod n}$；
（折半引理）$\omega^{2k}_{2n}=\omega^k_n$；
（消去引理）$\omega^{k+n/2}_n=-\omega^k_n$.

确保理解前置知识过后，我们进入正题.

离散傅里叶变换

考虑一个 $n$ 项多项式 $A(x)$，其中 $n=2^x$，$x\in\mathbb{N}^*$，不足 $2^x$ 的补系数为 $0$ 的项.

$A(x)=a_0+a_1x+a_2x^2+\cdots+a_{n-1}x^{n-1}$

倘若取 $n$ 次单位根的 $0\sim n-1$ 次幂，分别代入 $A(x)$，得到一个点值向量 $(A(\omega_n^0),A(\omega_n^1),\dots,A(\omega_n^{n-1}))$.

对给定多项式进行这样操作的过程，称为离散傅里叶变换（Discrete Fourier Transform, DFT）.

显然，如果直接代入，DFT 的朴素实现仍然很低效.

考虑对其优化.

对于任意多项式 $A(x)=a_0+a_1x+a_2x^2+\cdots+a_{n-1}x^{n-1}$，将每一项按照幂次的奇偶分组：

$\begin{align*} A(x)&=(a_0+a_2x^2+a_4x^4+\cdots+a_{n-2}x^{n-2})+(a_1x^1+a_3x^3+a_5x^5+\dots+a_{n-1}x^{n-1})\\ &=(a_0+a_2x^2+a_4x^4+\cdots+a_{n-2}x^{n-2})+x\cdot(a_1+a_3x^2+a_5x^4+\dots+a_{n-1}x^{n-2}) \end{align*}$

令

$A_1(x)=a_0+a_2x+a_4x^2+\cdots+a_{n-2}x^{(n-2)/2}$ $A_2(x)=a_1+a_3x+a_5x^2+\cdots+a_{n-1}x^{(n-2)/2}$

那么，有

$\boxed{A(x)=A_1(x^2)+x\cdot A_2(x^2)}$

对于 $\forall k\in[0,n-1]$，$k\in\mathbb{R}$，

$A(\omega_n^k)=A_1(\omega_n^{2k})+\omega^k_n\cdot A_2(\omega_n^{2k})$

考虑如何简化右式.

info
注意，请牢记 $n$ 是 $2$ 的整数次幂，即 $n=2^x$.

对于 $k\in[0,\dfrac{n}{2}-1]$ 的部分（$\dfrac{n}{2}$ 是整数）：

$\begin{align*} A(\omega_n^k)&=A_1(\omega_n^{2k})+\omega^k_n\cdot A_2(\omega_n^{2k})\\ &=\boxed{A_1(\omega_{n/2}^k)+\omega^k_n\cdot A_2(\omega_{n/2}^k)} \end{align*}$

对于 $k+\dfrac{n}{2}\in[\dfrac{n}{2},n-1]$ 的部分：

$A(\omega_n^{k+n/2})=A_1(\omega_n^{2k+n})+\omega^{k+n/2}_n\cdot A_2(\omega_n^{2k+n})$

注意到：

$\omega^{2k+n}_n=\omega^{2k}_n\cdot\omega_n^n=\omega^{2k}_n=\omega^k_{n/2}$

和

$\omega^{k+n/2}_{n}=-\omega^k_n$

则有：

$\boxed{A(\omega_n^{k+n/2})=A_1(\omega^k_{n/2})-\omega^k_n\cdot A_2(\omega^k_{n/2})}$

$k$ 与 $k+\dfrac{n}{2}$ 取遍了 $0\sim n-1$ 这 $n$ 个整数，因此能通过这 $n$ 个点值反解系数.

把这两个式子写在一起：

$A(\omega_n^k)=A_1(\omega_{n/2}^k)+\omega^k_n\cdot A_2(\omega_{n/2}^k)$ $A(\omega_n^{k+n/2})=A_1(\omega^k_{n/2})-\omega^k_n\cdot A_2(\omega^k_{n/2})$

只要知道 $\omega_{n/2}^0,\omega_{n/2}^1,\dots,\omega_{n/2}^{n/2-1}$，转化为子问题，就可以在 $O(n\log n)$ 的时间内求得 $A(x)$.

这个过程就是 DFT.

离散傅里叶反变换

将用单位根求出的点值表示的多项式转化为系数表示，这个过程即为离散傅里叶反变换（Inverse Discrete Fourier Transform）.

也就是说，要通过插值为单位根的 $n$ 维点值向量 $(A(\omega_n^0),A(\omega_n^1),\dots,A(\omega_n^{n-1}))$ 推出 $n$ 维系数向量 $(a_0,a_1,\dots,a_{n-1})$.

可以把离散傅里叶反变换理解为离散傅里叶变换的逆操作.

假设 $(a_0,a_1,\dots,a_{n-1})$ 进行一次 DFT 的结果是 $(d_0,d_1,\dots,d_{n-1})$.

构造辅助多项式：

$F(x)=d_0+d_1x+d_2x^2+\cdots+d_{n-1}x^{n-1}$

在 $F(x)$ 中，$(d_0,d_1,\dots,d_{n-1})$ 是系数向量.

取插值节点 $x_k=\omega_n^{-k}$（$k\in[0,n-1]$），将其代入 $F(x)$，得到另一组点值向量 $(c_0,c_1,\dots,c_{n-1})$.

也就是说：

$c_k=\sum_{i=0}^{n-1}d_ix_k^i=\sum_{i=0}^{n-1}d_i(\omega_n^{-k})^i$

将 $d_i$ 还原，并化简 $c_k$：

$\begin{align*} c_k&=\sum_{i=0}^{n-1}[\sum_{j=0}^{n-1}a_j\cdot(\omega_n^i)^j]\cdot(\omega_n^{-k})^i\\ &=\sum_{j=0}^{n-1}a_j\sum_{i=0}^{n-1}(\omega_{n}^{i})^{j-k} \end{align*}$

考虑这个式子的右半部分，令：

$\boxed{S(\delta)=\sum_{i=0}^{n-1}(\omega_{n}^{i})^\delta}$

则有 $c_k=\sum\limits_{j=0}^{n-1}a_j\cdot S(j-k)$，

$S(\delta)=\omega_n^0+\omega_n^\delta+\omega_n^{2\delta}+\cdots+\omega_n^{(n-1)\delta}$

注意到 $\omega_n^\delta\neq1$ 时，这是一个等比数列.

分类讨论 $\delta$.

如果 $\omega_n^\delta=1$，有 $\delta=0$，则：

$S(j-k)=S(\delta)=S(0)=n$

$j-k=0$，即 $j=k$ 时，$S(\delta)=n$.

如果 $\omega_n^\delta\neq1$，有 $\delta\neq0$，则 $S(\delta)$ 是公比为 $\omega_n^\delta$ 的等比数列.

根据等比数列求和公式：

$\begin{align*} S(\delta)&=\dfrac{\omega_{n}^{0}[(\omega_{n}^{\delta})^{n}-1]}{\omega_{n}^{\delta}-1}\\ &=\dfrac{1\cdot[(\omega_{n}^{n})^{\delta}-1]}{\omega_{n}^{\delta}-1}\\ &=\dfrac{[1^{\delta}-1]}{\omega_{n}^{\delta}-1}\\ &=\dfrac{0}{\omega_{n}^{\delta}-1}\\ &=0 \end{align*}$

也就是说，$j\neq k$ 时，$S(\delta)=0$.

故 $S(j-k)$ 是这样一个分段函数：

$S(j-k)=\left\{\begin{align*} &n &(j=k)\\ &0 &(j\neq k) \end{align*}\right.$

将其代入原式：

$c_k=\sum_{j=0}^{n-1}a_j\cdot S(j-k)=a_k\cdot n$

得到：

$\boxed{a_k=\dfrac{c_k}{n}}$

这里的 $a_k$ 就是原式的系数.

（忍不住说一声，这个式子太简洁了，向研究傅里叶变换的前辈们致以崇高的敬意！）

由此我们可以得到以下步骤：

对多项式 $A(x)$，将其用插值节点 $(\omega_n^0,\omega_n^1,\dots,\omega_n^{n-1})$ 进行一次 DFT，得到 $(d_0,d_1,\dots,d_{n-1})$.
我们再将 $(\omega_n^0,\omega_n^1,\dots,\omega_n^{n-1})$ 作为系数，用插值节点 $(\omega_n^{-0},\omega_n^{-1},\dots,\omega_n^{-(n-1)})$ 再进行一次 DFT，得到 $(c_0,c_1,\dots,c_{n-1})$.
将 $(c_0,c_1,\dots,c_{n-1})$ 每一项除以 $n$，得到的向量就是我们要求的 $(a_0,a_1,\dots,a_{n-1})$.

这个过程就是 IDFT.

快速傅里叶变换

略讲一下 FFT 的原理.

给定多项式 $A(x)$ 和 $B(x)$，得到其系数表示.
对 $A(x)$ 和 $B(x)$ 分别进行 DFT，得到两个点值向量.
对这两个点值向量每一项相乘，得到一个点值向量.
对这个点值向量进行 IDFT，即得到所求 $C(x)$ 的系数表示.

以后可能会在另一篇文章补上 FFT 的代码实现，敬请期待.

Reference

本文作者：Xecades

本文链接：https://blog.xecades.xyz/articles/DFT-IDFT/

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更新于 2024-10-30