CN1756352A - 一种变长码编解码方法 - Google Patents

Abstract

本发明涉及一种新的变长码编解码方法，为解决现有技术中容易发生变长码序号错误的问题，本发明中，在对信源进行编码时，采用A、B两类变长码交替进行编码，在对信源进行解码时，依据编码时的规则，对编码码流进行A、B两类变长码交替解码；其交替方案可以是：每M个A类变长码后面跟N个B类变长码，每N个B类变长码后面跟M个A类变长码，其中，M和N为自然数。当其一变长码的同步位出错后，如果不采取纠正而直接进行解码，就会违反A、B类变长码应交替输出这一规则；此时可采用后验概率判断其最大错误可能，并用后验概率最大者作为解码输出，以维持A、B类变长码应交替输出这一规则，从而不会发生插入或删除错误，每一个变长码的序号可保持不变。

Description

一种变长码编解码方法

技术领域

本发明涉及视频编解码技术，更具体地说，涉及一种可克服现有变长码编解码方法中容易因插入错误或删除错误而引起变长码序号错误的问题的变长码编解码方法。

背景技术

信源熵压缩中，利用变长码(Variable Length Code：VLC)对数据进行压缩是最常用的方法。对于给定信源和概率分布，Huffman变长编码[Huffman D.A.，“Amethod for construction of minimum redundancy codes”，Proc.IRE，Vol 40，pp.1098-1101，Sep.1952.]可以得到最短平均码长，对信源进行有效压缩。但是Huffman码等对误码非常敏感，通常一个比特的错误会引起后续若干变长码不能正确解码，即不能正确定位变长码的起始和结束位置，因此在有噪声干扰时变长码的误码扩散相当严重，当比特误码率在10^-4时，变长码符号错误率却高达10^-2以上。

在本技术领域中，信源中要编码的对象通常被称为信源符号，如运动矢量、宏块模式等，在表1中用S1、S2、S3、S4、S5表示。而变长码符号指的是代表“信源符号”的2进制比特串，例如在表1中，对于Huffman码，代表信源符号S1的变长码符号为“00”；代表信源符号S2的变长码符号为“01”。变长码符号错误指的是变长码符号中任何一个比特错误，该符号即发生错误，由此而统计的是变长码符号错误概率，不是统计比特错误概率。针对Huffman码的缺点，现在已有许多变长码构造方案，但是对于某些应用，仍然不能满足要求。

变长码符号错误包括以下几种：

1)替代错误，当有比特错误时，变长码会发生符号替代错误，即一个变长码符号被错误地解码为另一个变长码符号；

2)删除错误，即两个或多个变长码被解码为一个变长码；

3)插入错误，即一个变长码被解码为两个或多个变长码符号。

这三种错误又可分为两类：

(一)变长码的符号错误，它是指变长码中仅发生符号替代错误，变长码的序号(即任一变长码在数据流中的序号)并没有发生变化，以下称之为第一类错误。

(二)变长码的序号错误，它是由变长码的插入和删除错误引起的，也就是说，因为插入或删除了一个或多个变长码，会导致后续的变长码序号相应地增大或减小，以下称之为第二类错误。

发生错误时，某些变长码会同时具有第一类和第二类错误；某些变长码虽然解码正确，没有第一类错误，但由于其前面发生了插入和删除错误，所以其序号会相应增大或减小，也就是会相应地发生第二类错误。

目前，针对Huffman变长码的误码扩散效应所提出的其它变长码方案，都只是降低变长码的第一类错误，例如可快速同步逗点码、反向可解变长码(Reversible VLC，经下简称RVLC)[Takishima，M.Wada，and H.Murakami，“Reversible variable lengthcodes，”IEEE Trans.commun.，vol.43，pp.158-162，Feb./Mar./Apr.1995.]等，都只是针对性地解决变长码的第一类错误。

表1中列出了Huffman码、逗点码和RVLC的5信源符号编码示例。

    表1Huffman码、逗点码和RVLC的5信源符号编码示例

信源符号	信源符号概率	Huffman码	逗点码	RVLC
					S1	0.4	00	1	00
S2	0.2	10	01	11
					S3	0.2	11	001	010
S4	0.1	010	0001	101
					S5	0.1	011	00001	1001

从表1中可以看出，Huffman码具有最短平均码长，但是它容易产生误码扩散，产生变长码的第一类和第二类错误。从图1可看出，一个比特的错误，会使后续很多信源符号解码错误，并且会产生插入和删除错误；图中的问号表示超出了对应码表，不能正确译码。

RVLC的特点是可以从正向和反向两个方向解码，当发现变长码解码错误的时候，可从反方向解码，从而尽可能多地恢复变长码。RVLC虽然可以反方向解码，但在两个方向的解码中，从码字本身很难确定错误究竟出在哪，如图3所示，很难确定正向和反向解码中哪个问号处的错误是真正的错误，因此很难确定哪些码字是真正正确解码的码字。实际应用中，通常只能靠编解码的实际内容来判断所解出的码字的合理性。

相比之下，逗点码具有快速同步的功能，表1中所示的只是其中的一种类型，还有其它类型的逗点码，但功能都类似。逗点码虽然克服了Huffman码的误码扩散效应，但常有插入和删除错误，容易产生变长码的第二类错误。如图2所示，信源S5中的一个比特错误，使S5被解码为S2、S3，相当于发生了插入错误，此时，虽然其右面的S1、S2、S3仍继续可正常解码，但它们的序号都会相应加1，也就是发生了第二类错误。

从上述内容可知，具有同步功能的变长码，如逗点码，可以有效地降低第一类错误，即变长码的符号替代错误；但是，如果产生了插入和删除错误，则后续所有变长码将发生序号错误，即第二类错误，它是影响视频解码正确性的一个主要因素。

发明内容

针对现有技术的上述缺陷，本发明要提供一种新的变长码编解码方法，以解决现有变长码编解码方法中容易发生第二类错误的问题，从而消除由变长码的插入和删除错误所引起的变长码的序号错误。

本发明的技术方案是，提供一种变长码编解码方法，用于对信源进行编解码处理，其特征在于，所述方法包括如下步骤：

(1)在对信源进行编码时，采用A、B两类变长码交替进行编码；

(2)在对信源进行解码时，依据编码时的规则，对编码码流进行A、B两类变长码交替解码。

在本发明方法的所述步骤(1)中，可按以下任一种交替方式对信源进行A、B两类变长码交替编码：

(1-1)每一个A类变长码后面的变长码只能是B类变长码，每一个B类变长码后面的变长码只能是A类变长码；

(1-2)每两个A类变长码后面跟两个B类变长码，每两个B类变长码后面跟两个A类变长码；

(1-3)每M个A类变长码后面跟N个B类变长码，每N个B类变长码后面跟M个A类变长码，其中，M和N为自然数；

在所述步骤(2)中则按与编码方式相同的交替方式进行交替解码。

根据本发明的一个优选方案，在所述A类变长码中，以“0”作为同步位，以“1”作为截止位，在任两个相邻同步位之间至少有一个信息位x，在截止位与其前面的那一个同步位之间至少有一个信息位x，所述信息位x的值可为“0”或“1”；在所述B类变长码中，以“1”作为同步位，以“01”作为截止位，在截止位之前及任一同步位之前至少有一个信息位x，在相邻两个同步位之间至少有一个信息位x，在截止位与其前面的那一个同步位之间至少有一个信息位x，所述信息位x的值可为“0”或“1”。当然，所述A、B类变长码的定义形式也可以相互调换。

本发明所述方法的步骤(1)中，在对信源进行编码时，还要对信源符号的概率进行统计，对于出现概率最大的信源符号，用最短的编码来表示；对于出现概率次大的信源符号，用相同或次最短长度的编码来表示，对于出现概率最小的信源符号，则用最长的编码来表示。

本发明所述方法的步骤(2)中，在对信源进行解码时，如果某一变长码的同步位出错，则判断变长码的最大错误可能，并用概率最大的那一种纠错方案的结果作为解码输出。

本发明所述方法的步骤(2)中，在对信源进行解码时，如果某一变长码的同步位出错，则可采用后验概率来判断变长码的最大错误可能，并用后验概率最大的那一种纠错方案的结果作为解码输出。

在本发明的编解码方案中，由误码引起的变长码错误有两种可能，一种是信息位出错，它不会影响变长码符号的同步；另一种情况是同步位出错，当同步位出错后，如果不采取纠正而直接进行解码，就会违反A、B类变长码应交替输出这一规则；此时可采用后验概率判断其最大错误可能，并用后验概率最大者作为解码输出，以维持A、B类变长码应交替输出这一规则，从而不会发生插入或删除错误，每一个变长码的序号可保持不变，也就是不会发生第二类错误。

附图说明

下面将结合附图及实施例对本发明作进一步说明，附图中：

图1是Huffman码的误码扩散示意图；

图2是逗点码的误码扩散示意图；

图3是RVLC码的误码扩散示意图。

具体实施方式

在视频编解码方案中，如MPEG2、MPEG4、H.264等，其编码的语法单元如DCT系数、运动矢量符号等都与图像的块和宏块有严格的对应关系。所解码的变长码不但要求信源符号本身解码正确，而且要求信源符号的序号也要解码正确，这样视频解码器才能正确重建图像。

本发明提出了一种新的变长码编解码方法，此处称之为交替变长码(Alternate VLC，简称AVLC)，它通过两类变长码交替对信源进行编码。这种交替变长码不但能够快速同步以降低变长码的第一类错误，而且可以有效的克服变长码的第二类错误。具体实施时，可按以下任一种交替方式对信源进行A、B两类变长码交替编码：

(1-1)每一个A类变长码后面的变长码只能是B类变长码，每一个B类变长码后面的变长码只能是A类变长码，即ABABAB...、或BABABA...；

(1-2)每两个A类变长码后面跟两个B类变长码，每两个B类变长码后面跟两个A类变长码，即AABBAABB...、或BBAABBAA...；

(1-3)每M个A类变长码后面跟N个B类变长码，每N个B类变长码后面跟M个A类变长码，其中，M和N为自然数，例如ABBABB…、或BAABAABAA…、等待；

在解码时，则按按与编码方式相同的交替方式进行交替解码。

以下描述中以第一种方式为例进行说明，无论A类变长码，还是B类变长码，都是由同步位和信息位组成，其结构如表2和表3所示：

表2  A类变长码的结构                       表3  B类变长码的结构

码表序号	A类
		0	1
1-2	0x1
		3-6	0x0x1
7-14	0x0x0x1
		...	...

码表序号	B类
		0	无
1-2	x01
		3-6	x1x01
7-14	x1x1x01
		...	...

从表2和表3中可以看出，A类、B类变长码中的“x”是信息位，即使码字长度相同，但其中信息位取不同的值就成为不同的码字。例如对于A类中的Ox1，当x为0时，其为001，对应于码表序号A1；当x为1时，其为011，对应码表序号A2。

A类和B类变长码构造不同的是，A类变长码中的“0”是同步位，“1”为截止位；B类变长码中的“1”是同步位，“01”为截止位；其中B类变长码的序号0不存在。从其本质来讲，A类变长码和B类变长码实际上都是逗点码，所以其本身可以有效地防止变长码的第一类错误。当然，也可将A、B类变长码的定义形式为相互调换。

两类变长码都可通过算法生成，而不需要存贮码表，其算法如下：

(1)编码算法

已知码表序号Code_number求其信息位的值Info

N＝Int[log_z(Code_number+1)]+1；

Info＝Code_number+1-2^N-1：

Codeward＝[Info]_2N-1；

其中，N为信息位比特长度，Int[]表示去除尾数取整，Info表示信息位的值，Codeward为码字，即所得到的2进制变长码符号，[Info]_2N-1表示把“Info”以二进制表示的信息位，按表2或表3的变长码结构组成A类或B类变长码。

(2)解码算法

已知信息位的值Info及信息位比特长度N，求码表序号Code_number

Code_number＝2^N+Info-1；

信源编码中，根据信源符号的统计概率，出现最大概率的信源符号用最短码来表示，并用这一原则来分配码表；如果前一个信源符号用了A类码表编码，则紧接着的一个信源符号就应该用B类码表编码，然后再使用A类码表，再使用B类码表，依此类推，A、B两类变长码交替出现。

如出现以下的编码结果，…A₀B₁A₃B₂A₅B₄…对应的码字序列为…1 00100001 101 01001 01101…，(其中，A、B的每一个下标对应表2和表3中的一个相应的码表序号)。

信源解码中，依据编码时的规则，对编码码流进行A、B两类变长码交替解码。信源解码按照A类和B类变长码交替解码输出。为了有效发现同步错误，可以限定禁止使用A、B类码表中的最短长度，这样其发现同步错误的能力就显著提高。例如对于A类变长码，A₀不参与编码，最短码长从A₁开始编码；对于B类变长码，B₁和B₂不参与编码，最短码长从B₃开始编码。这种做法是牺牲编码效率换取抗误码能力。

本发明的编解码方案中，由误码引起的变长码错误有两种可能，一种是信息位出错，它不会影响变长码符号的同步；另一种情况是同步位出错，同步位出错后，在解码中会发现有违反AVLC交替输出两类变长码的规则的情况，或有小于最短变长码码长的变长码的情况。在同步位出错的情况下，可采用最大后验概率判断其最大错误可能，并纠正其错误。

下面通过例子说明如何纠正违反AVLC交替输出规则的错误：

发生信道误码后，原来发送的码字(…，SA1，SB1，…)，在信源解码后变为(…，SA2，X，SB1…)，X无论判断为A类码或B类码，都违反了A、B两类码字交替输出的要求，因此可以判定它是前一个A类码的一部分或后一个B类码的一部分。如果将X与SB1码字合并，并判为SB2码字，则认为SB2码字在传输过程中连续发生了2个同步码字错误。而如果判定X是前一个A类码的一部分，则认为在传输过程中，只发生了一个同步码字的错误。显然将X判断为前一个A类码的一部分的概率较判断为后一个B类码的一部分的概率正确性高。

例如，当信道误码率为10^-3时，解码纠错方法一情况发生的概率是P₁＝(1-10^-3)×(10^-3)²；解码纠错方法二情况发生的概率是P₂＝(1-10^-3)²×(10^-3)。可见，P₂比P₁约大1000倍(由于两种解码算法中，只有3个比特在变化，所以上面的概率只考虑3个比特)。按最大后验概率解码这一原则，应选择SA3、SB1输出，也就是说，原来发送的码字(…，SA1，SB1，…)变为(…，SA3，SB1，…)。

从中可以看出，交替变长码的交替编码方式及其码字的结构，可以有效的发现和纠正错误，不但使变长码符号同步，而且可以纠正同步位的比特错误。

如果从解调器可以得到信号输出值的软信息，则可以得到更精确的后验概率信息，设信号为BPSK调制，调制器输出的软信息R＝[r₁r₂r₃…r_n]，r_j∈(-∞，+∞)，判断输出信息序列S_i＝[s_i1s_i2s_i3…s_in]，s_ij∈[-1，+1]。则

$P\left(s_{\mathrm{ij}}\right|r_j)=\frac{1}{\sqrt{{2\mathrm{\π\σ}}^2}}{\∫}_{(s_{\mathrm{ij}}-r_j)}^{(s_{\mathrm{ij}}-r_j)+\mathrm{\δ}}{e}^{\frac{x^2}{{2\mathrm{\σ}}^2}}\mathrm{dx}\≅\frac{1}{\sqrt{{2\mathrm{\π\σ}}^2}}{e}^{\frac{{(s_{\mathrm{ij}}-r_j)}^2}{{2\mathrm{\σ}}^2}}.\mathrm{\δ}$

$P\left(S_i\right|R)=\underset{j=1}{\overset{n}{\mathrm{\Π}}}P\left(s_{\mathrm{ij}}\right|r_j)$

$\frac{P\left(S_i\right|R)}{P\left(S_k\right|R)}{=e}^{-\frac{1}{{2\mathrm{\σ}}^2}[\left(\underset{j=1}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}{(s_{\mathrm{ij}}-r_j)}^2\right)-\left(\underset{j=1}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}{(s_{\mathrm{kj}}-r_j)}^2\right)]}$

通过软信息的概率比较，可以更准确的判断哪种组合正确。

在BPSK(Binary phase shift keying，二进制相移键控)调制方式下，“1”表示“0”；“-1”表示“1”。设发送的信息序列是S_i＝[s_i1s_i2s_i3…s_in]，s_ij∈[-1，+1](由于对发送的信息序列可能有几种估计，所以用下标i来表示)，通过加性高斯白噪声(σ表示噪声的方差)信道，接收到的信号为R＝[r₁r₂r₃…r_n]，r_j∈(-∞，+∞)。P(s_ij|r_j)表示对于收到信号为r_j时，判断为s_ij的概率，它是高斯分布。我们可以近似把发送序列和接收序列中的信号看成独立事件，得 $P\left(S_i\right|R)=\underset{j=1}{\overset{n}{\mathrm{\Π}}}P\left(s_{\mathrm{ij}}\right|r_j),$ 它就是后验概率，表示收到序列R后，判断为S_i序列得概率。

Claims (8)

1、一种变长码编解码方法，用于对信源进行编解码处理，其特征在于，所述方法包括如下步骤：

(1)在对信源进行编码时，采用A、B两类变长码交替进行编码；

(2)在对信源进行解码时，依据编码时的规则，对编码码流进行A、B两类变长码交替解码。

2、根据权利要求1所述的变长码编解码方法，其特征在于，在所述步骤(1)中，可按以下任一种交替方式对信源进行A、B两类变长码交替编码：

(1-1)每一个A类变长码后面的变长码只能是B类变长码，每一个B类变长码后面的变长码只能是A类变长码；

(1-2)每两个A类变长码后面跟两个B类变长码，每两个B类变长码后面跟两个A类变长码；

(1-3)每M个A类变长码后面跟N个B类变长码，每N个B类变长码后面跟M个A类变长码，其中，M和N为自然数；

在所述步骤(2)中则按与编码方式相同的交替方式进行交替解码。

3、根据权利要求2所述的变长码编解码方法，其特征在于，所述步骤(1)中在对信源进行编码时，

在所述A类变长码中，以“0”作为同步位，以“1”作为截止位，在任两个相邻同步位之间至少有一个信息位x，在截止位与其前面的那一个同步位之间至少有一个信息位x，所述信息位x的值可为“0”或“1”；

在所述B类变长码中，以“1”作为同步位，以“01”作为截止位，在截止位之前及任一同步位之前至少有一个信息位x，在相邻两个同步位之间至少有一个信息位x，在截止位与其前面的那一个同步位之间至少有一个信息位x，所述信息位x的值可为“0”或“1”。

4、根据权利要求2所述的变长码编解码方法，其特征在于，所述步骤(1)中在对信源进行编码时，

在所述A类变长码中，以“1”作为同步位，以“01”作为截止位，在截止位之前及任一同步位之前至少有一个信息位x，在相邻两个同步位之间至少有一个信息位x，在截止位与其前面的那一个同步位之间至少有一个信息位x，所述信息位x的值可为“0”或“1”；

在所述B类变长码中，以“0”作为同步位，以“1”作为截止位，在任两个相邻同步位之间至少有一个信息位x，在截止位与其前面的那一个同步位之间至少有一个信息位x，所述信息位x的值可为“0”或“1”。

5、根据权利要求1-4中任一项所述的变长码编解码方法，其特征在于，所述步骤(1)中在对信源进行编码时，还要对信源符号的概率进行统计，对于出现概率最大的信源符号，用最短的编码来表示；对于出现概率次大的信源符号，用相同或次最短长度的编码来表示，对于出现概率最小的信源符号，则用最长的编码来表示。

6、根据权利要求5所述的变长码编解码方法，其特征在于，所述步骤(2)中在对信源进行解码时，如果某一变长码的同步位出错，则判断变长码的最大错误可能，并用概率最大的那一种纠错方案的结果作为解码输出。

7、根据权利要求5所述的变长码编解码方法，其特征在于，所述步骤(2)中在对信源进行解码时，如果某一变长码的同步位出错，则采用后验概率来判断变长码的最大错误可能，并用后验概率最大的那一种纠错方案的结果作为解码输出。

8、根据权利要求7所述的变长码编解码方法，其特征在于，所述步骤(2)中在对信源进行解码时，可通过以下方法得到后验概率信息，设信号为BPSK调制，调制器输出的软信息R＝[r₁ r₂ r₃…r_n]，r_j∈(-∞，+∞)，判断输出信息序列S_i＝[s_i1 s_i2 s_i3…s_in]，s_ij∈[-1，+1]，则后验概率 $P\left(s_{\mathrm{ij}}\right|r_j)=\frac{1}{\sqrt{2{\mathrm{\π\σ}}^2}}{\∫}_{(s_{\mathrm{ij}}-r_j)}^{(s_{\mathrm{ij}}-r_j)+\mathrm{\δ}}{e}^{-\frac{x^2}{{2\mathrm{\σ}}^2}}\mathrm{dx}\≅\frac{1}{\sqrt{2{\mathrm{\π\σ}}^2}}{e}^{-\frac{{(s_{\mathrm{ij}}-r_j)}^2}{{2\mathrm{\σ}}^2}}\·\mathrm{\δ}$

$P\left(S_i\right|R)=\underset{j=1}{\overset{n}{\mathrm{\Π}}}P\left(s_{\mathrm{ij}}\right|r_j)$

$\frac{P\left(S_i\right|R)}{P\left(S_k\right|R)}=e^{-\frac{1}{{2\mathrm{\σ}}^2}[\left(\underset{j=1}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}{(s_{\mathrm{ij}}-r_j)}^2\right)-\left(\underset{j=1}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}{(s_{\mathrm{kj}}-r_j)}^2\right)]}$

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