DE2136536A1

DE2136536A1 - Verfahren zur komprimierung und dekomprimierung binaerer daten

Info

Publication number: DE2136536A1
Application number: DE19712136536
Authority: DE
Inventors: Johann Guenter Dr Krieg; Niels-Peter Pleus
Original assignee: IBM Deutschland GmbH
Current assignee: IBM Deutschland GmbH
Priority date: 1971-07-22
Filing date: 1971-07-22
Publication date: 1973-02-01
Also published as: DE2136536B2; IT956845B; FR2146242A1; JPS5137130B1; GB1363810A; FR2146242B1; DE2136536C3

Description

Böblingen, den 21. Juni 1971 bl-ba

Amtliches Aktenzeichen: Tieuanmeldung Aktenzeichen der Anmelderin: Docket GE 970 036

Verfahren zur Komprimierung und Dekomprimierung binärer Daten

Die Erfindung betrifft ein Verfahren zur Komprimierung binärer Daten, nach welchem den Daten eine die Komprimierung kennzeichnenden Komprimierungsinformationen zugeordnet ist.

Mit einem derartigen Verfahren wird der Zweck verfolgt, eine Datenspeicherung speicherkapazitätssparend vorzunehmen oder die zu einer Datenübertragung erforderliche Stellenzahl bzw. Bandbreite zu verringern.

Nach der DAS 1 233 627 ist eine Anordnung zur Datenübertragung durch Impulse unter Verwendung von Datenkompression und Datenexpansion bekannt, bei der zur übertragung in der einen Richtung durch eine Wortstellenabtasteinrichtung die nichtsignifikativen Stellen eines zwischengespeicherten Wortes ermittelt werden, daß die Ausgangssignale der Wortstellenabtasteinrichtung bei Überschreitung einer vorbestimmten Grenzzahl nichtsignifikanter Stellen diese über Torschaltungen für eine übertragung unwirksam machen sowie einen Sonderzeichengenerator betätigen, der dem Wort ein die Stellenunterdrückung markierendes Sonderzeichen hinzugefügt, und daß zur übertragung in der entgegengesetzten

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Richtung die Stellen nacheinander in ein Stufenregister eingegeben und unter Steuerung einer ersten Abfühleinrichtung, die das Auftreten des Sonderzeichens anzeigt, oder unter Steuerung einer zweiten Abfühleinrichtung, die das Wortende anzeigt, über Torschaltungen weitergeleitet werden.

Danach werden insbesondere mehrere aufeinanderfolgende nichtsignifikante Stelle einer Information wie die führenden Nullen eines Zahlenfeldes oder nachstehende Blanks eines alphabetischen Feldes durch ein Sonderzeichen ersetzt, welches die Stellenunterdrückung markiert. Nach diesem Verfahren ist die unverdichtete Ausgangsinformation eindeutig wiederherstellbar. Dieses Verfahren macht nur von einer Codegruppe Gebrauch, wobei der Code nur sequentiell von links nach rechts entschlüsselt werden kann. Eine Parallelverarbeitung der verdichteten Information "ist nach diesem Verfahren nicht möglich.

Nach der deutschen Patentschrift 1 219 973 ist ein Verfahren zur Verringerung der bei der Übertragung eines codierten Wertes benötigten Stellenzahl/ insbesondere in PCM-Systemen, bekannt, wobei von einem n-stelligen Code zwei Codegruppen abgeleitet werden, bekannt, bei dem die eine Codegruppe von den die jeweilige Codekombination im wesentlichen charakterisierenden Codeelementen die m wichtigsten Stellen enthält und die andere mit χ Stellen die Lage dieser m Stellen in dem n-stelligen Code festgelegt und wobei m + χ kleiner als η ist.

Dieses Verfahren beschränkt sich auf die Übermittlung der Lage der nur wichtigsten (werthöchsten) Stellen, so sind die Ausgangswerte nicht eindeutig wiederherstellbar; der maximale Fehler der durch die Unterdrückung wertniedriger Stellen auftreten kann,beträgt bei der Auslegung dieses Verfahrens nach DP 1 219 973 12,5 %,

Es ist deshalb Aufgabe der Erfindung, ein Verfahren anzugeben, das einmal eine eindeutige Wiederherstellung der nicht verdichteten Ausgangswerte aus der komprimierten Information gewährleistet

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und zum anderen eine parallele Informationsverarbeitung gestattet.

Diese Aufgabe wird erfindungsgemäß dadurch gelöst, daß bei der Komprimierung die aus aufeinanderfolgenden jeweils η Binärstellen umfassenden m Abschnitten bestehenden unverdienteten Daten in verdichtete Daten unter Fortfall der den unverdienteten Daten eigenen nichtsignifikanten Abschnitte, welche in jeweils allen η Binärstellen mit einer binären Null beaufschlagt sind, und in eine Komprimierungsinformation aus m aufeinanderfolgenden den m Abschnitten zugeordneten Binärstellen zerlegt werden, wobei jeweils die einem nichtsignifikanten Abschnitt zugeordnete Binärstelle mit einer binären Null und die einem signifikanten Abschnitt zugeordnete Binärstelle mit einer binären Eins beaufschlagt wird, und daß bei der Dekomprimierung die zu erzeugenden nichtsignifikanten Abschnitte an die Positionen der verdichteten Daten eingeschoben werden, welche durch die Stellung der mit einer binären Null beaufschlagten Binärstellen in der Komprimierungsinformation gekennzeichnet sind.

Nach einer weiteren Ausgestaltung des erfindungsgemäßen Verfahrens ist es vorteilhaft* dieses zur Anwendung für Schlagwortregister in computergesteuerten Dokumentationssystemen zu verwenden, wobei die unverdichteten Daten m · η Binärstellen umfassende Verteilungsvektoren darstellen, in denen der K-ten Binärstelle (K = 1 bis m · n) die K-te Fundstellennummer zugeordnet ist und in denen eine Binärstelle nur dann mit einer binären Eins beaufschlagt wird, wenn das dem Verteilungsvektor entsprechende Schlagwort für die zugehörige Fundstellennummer relevant ist.

Zur Klarstellung dieses Vorteiles sei erwähnt, daß man unter einem Schlagwortregister oder Fundstellenverzeichnis bekanntlich ein matrixartiges Schema mit einer unbestimmten Anzahl von Zeilen und Spalten versteht, wobei der Zeilenindex der alphabetischen Reihenfolge der Schlagwörter entspricht, der Spaltenindex hingegen einer Fundstellennummer. Zweckmäßigerweise bietet sich die aufsteigende Anordnung der Fundstellennummern je Schlagwort

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von links nach rechts an. Als Fundstellennummer kann z. B. die Nummer eines Dokuments, die Nummer eines Paragraphen im Dokument, die Nummer eines Satzes im Paragraphen, oder die Nummer eines Wortes im Satz auftreten. Derartige Schlagwortregister sind seit langem bekannt. So erzählt die Überlieferung von einem Bibliothekar namens Kalimachos aus Alexandria, der erstmalig auf die Idee gekommen sein soll, ein Schlagwortregister aller Papyrus^- rollen in seiner Bibliothek anzufertigen, um so gegen die Informationswünsche seines Pharao gewappnet zu sein. Nach der Suchstrategie des Kalimachos werden der Frage signifikante Wörter entnommen und als Eingang in das Schlagwortregister benutzt. Das Schlagwortregister liefert für jedes Schlagwort eine "Dokumentennummerns chlange" , gemäß einer Matrixzeile. Mehrere Schlagworte bedingen mehrere Dokumentennummernschlangen. Um für diese Schlagworte die gemeinsamen Fundstellen zu ermitteln, müssen diese Dokumentennummernschlangen untereinander ausgemischt werden. Dabei wird im allgemeinen so verfahren, daß man die relevanten Dokumentennummernschlangen nach aufsteigender Länge umordnet und dann aus den jeweils ersten beiden Dokumentennummernschlangen eine einzige, meist noch kürzere Dokumentennummernschlange erzeugt, welche nur noch die gemeinsamen Fundstellen enthält. Dieses Verfahren wird so lange wiederholt, bis nur noch eine einzige Dokumentennummernschlange übrigbleibt oder bis das Verfahren schon vorher wegen des Fehlens gemeinsamer Fundstellen abbrechen kann. Im Endergebnis dieses Mischvorganges erhält man eine Dokumentennummernschlange, welche auf diejenigen Dokumente hinweist, welche alle gesuchten signifikanten Schlagworte enthalten.

Dieses bereits von Kalimachos erfolgreich praktizierte Verfahren wurde bereits auf elektronische Datenverarbeitungsanlagen übertragen. Entsprechende Systeme sind unter dem Namen nichtnumerische Informationssysteme oder Dokumentationssysteme bekannt. Die Verfahren, nach denen diese Systeme arbeiten, sind jedoch mit einer Reihe von Mängeln und Nachteilen behaftet: Die Fundstellennummer wird im Computer binärverschlüsselt dargestellt und in dieser Form auf externen Speichern (Magnetplatte, Ma-'

') ij u f\ η f: / ^:i ί i :i

gnetband) gespeichert, üblicherweise beschränkt man sich dabei auf eine Wortlänge, die in vielen Computersystemen 32 Bits umfaßt. Innerhalb eines solchen Wortes können somit höchstens 2 -1^2 Milliarden verschiedene Fundstellennummern je Wort ausgewiesen werden (bei einer Zahlendarstellung nach dem Dualsystem) . Dieses' ist jedoch für denkbare Anwendungen eine Begrenzung .

Durch das bisher übliche Ausmischen der Dokumentennummernschlangen ist ein weiterer Nachteil bedingt. Ein solcher Mischvorgang ist bei sehr langen Schlangen ein äußerst kernspeicherintensiver Vorgang, weil jedes Glied der einen Schlange solange mit den anstehenden Gliedern der anderen Schlange auf "größer oder gleich" verglichen werden muß, bis Gleichheit oder zum erstenmal das Vergleichsergebnis "größer" auftritt. Bei Gleichheit ergibt sich ein Beitrag zur ausgemischten Schlange, im anderen Fall nicht. Im Anschluß daran tauschen beide Schlangen die Rollen und das Mischverfahren bricht erst ab, wenn mindestens eine der beiden Schlangen bis zu deren Ende verarbeitet wurde. In Teilhabersystemen kommt es darauf an, daß die Suchstrategie die zentrale Recheneinheit möglichst wenig belastet, um die Wartezeiten für die einzelnen Teilhaber kleinzuhalten. So würde z. B. eine Reduktion der beanspruchten Zeit auf ein Zehntel eine Vermehrung des Kreises der Teilhaber um den Faktor 10 gestatten. Um dies zu erreichen, müßte aber die Suchstrategie so maschinenorientiert wie nur möglich programmiert werden; d, h. der vorhandene Instruktionsvorrat muß möglichst effektiv ausgenutzt werden. Die bloße Übertragung des Suchkonzept von Kali machos auf die Belange der elektronischen Datenverarbeitung würde ein Ausmischen bedingen, das eine beträchtliche Menge von Vergleichs- und Übertragungsoperationen pro Suchstrategie erfordert. Dadurch ist jedoch die zentrale Recheneinheit äußerst belastet, was nach der vorliegenden Erfindung vermieden werden soll,

Als weiterer Nachteil der bisher üblichen Dokuraentationsysteme wäre zu nennen, daß die Dokumentennummernschlangen auf dem externen Speicher zu viel Speicherkapazität in Anspruch nehmen»

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Außerdem ist die Fortführung der Dokumentennummernschlangen bei den bekannten Systemen nur im Sinne einer Erweiterung dieser Schlangen um neugeschaffene Dokumentennummern möglich. Diese Nummern werden lückenlos in aufsteigender Reihenfolge maschinell vergegeben; so daß lediglich ein "Anstückeln" möglich ist. Ein Updaten im Sinne einer Änderung oder des Streichens alter Dokumentennummern bzw.'das Einfügen neuer Dokumentennummern würde einen zusätzlichen Sortiervorgang bedingen, der wiederum sehr kernspeicherintensiv ist. Außerdem hat man aus dateiorganisatorischen Schwierigkeiten von einer solchen Möglichkeit bisher abgesehen. In diesem Punkt liegt eine erhebliche Einschränkung der Anwendbarkeit der bisherigen Dokumentationssysteme begründet.

Zur Vermeidung dieser Nachteile ist es vorteilhaft, das erfindungsgemäße Verfahren auf Schlagwortregister in computergesteuerten Dokumentationssystemen anzuwenden. Danach ist es vorteilhaft wenn die unverdichteten -Daten m * η Binärstellen umfassende Verteilungsvektoren darstellen, in denen der K-ten Binärstelle (K =

1 bis m · n) die K-te Fundstellennummer zugeordnet ist und in denen eine Binärstelle nur dann mit einer binären Eins beaufschlagt wird, wenn das dem Verteilungsvektor entsprechende Schlagwort für die zugehörige Fundstellennummer relevant ist.

Des weiteren ist es vorteilhaft, wenn die unverdichteten und/oder verdichteten Daten und die Komprimierungsinformation für eine computergerechte Verarbeitung sektionsweise oder teilweise zusammengefaßt werden, wobei eine Sektion oder ein Feld jeweils einen oder mehrere Abschnitte umfaßt. In bezug auf byteorientierte Computeranlagen bedeutet dies, daß die Daten halb-, voll"/ doppelwort- bzw. registerweise verarbeitet werden.

Ein besonderer Vorteil im Hinblick auf eine Zeitminimierung für die Komprimierung und Dekomprimierung binärer Dokumentationsdaten liegt erfindungsgemäß in der Bestimmung der Abschnitte in , einem Feld innerhalb einer ersten Tabelle, welche mindestens in einer ihrer Binärstellen einen von einer binären Null verschiedenen Inhalt aufweisen* zur Ermittlung der Bit-Struktur eines Ab-

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schnittes der Komprimierungsinformation, wobei einer zweiten Tabelle für jede der möglichen Bit-Strukturen eines Abschnittes der Komprimierungsinformation eine Adresse entnommen wird, unter der in der ersten Tabelle ein η Abschnitte umfassendes Feld F gespeichert ist, dessen p-ter Abschnitt (p = 1 bis n) in allen seinen Binärstellen jeweils mit der gleichen Binärinformation beaufschlagt ist, wie die p-te Binärstelle des Abschnittes der Komprimierungsinformation.

Auf diese Art und Weise ist man nicht mehr darauf angewiesen, eine Bit-Struktur bitweise zu analysieren, wofür sich bisher die Instruktion "Testen unter Maske" anbot. Mit Hilfe dieser Instruktion war es bisher nur möglich, jeweils den Stand eines einzigen Bits innerhalb einer Bitstruktur zu analysieren. Die Analyse mehrerer Bits erforderte demnach eine mehrmalige Anwendung dieser Instruktion. Der damit verbundene Nachteil wird nun in vorteilhafter Weise erfindungsgemäß behoben. Die mehrmalige Ausführung einer Instruktion zur direkten Ermittlung der Bitstruktur könnte dadurch vermieden werden, wenn es gelingt, eine Instruktion zu benutzen, die sukzessive während ihrer Ausführung seriell eine Reihe von Bits prüft und dabei nur jene Bits angibt und lokalisiert, die den binären Zustand 1 aufweisen. Eine ähnliche Instruktion ist bereits im Instruktionsvorrat verschiedener byteorientierter Computer, so der Systeme IBM /360, IBM /370, Siemens 4004 und Univac 9000 in Form der TRT (Übersetzen und Prüfen) -Instruktion bekannt. Jedoch bezieht sich diese Instruktion nicht auf das Prüfen von Bits sondern auf das Prüfen von Bytes.

Erfindungsgemäß wird es nun in vorteilhafter Weise ermöglicht, diese Instruktion in modifiziertem Sinne durch Verwendung zweier Tabellen auch zur Analyse einer Bitstruktur anzuwenden.

Das tn diesem Sinne in vorteilhafter Weise modifizierte Verfahren ist dadurch gekennzeichnet, daß jeder möglichen Bit-Struktur eines Abschnittes der Komprimirungsinformation in der ersten Tabelle nur ein Feld F zugeordnet wird und daß alle Felder F der

? 0 ο β Ii. 6 / 1

ersten Tabelle so zugewiesen werden, daß diese jeweils (n - 1} Abschnitte gemeinsam haben. I?ine Anordnung zur Durchführung dieses Verfahrens zur Anwendung für Schlagwortregister in computergesteuerten Dokuraentationssystemen ist in vorteilhafter Weise so ausgebildet, daß für die Komprimierung eine logische Schaltung zum Erzeugen eines η Binärstellen umfassenden Abschnittes der Komprimierungsinformation aus η Abschnitten der unverdienteten Daten, eine Docodierschaltung, bei der jeder möglichen Bitstruktur eines Abschnittes der Komprimierungsinformation einer von insgesamt 2 Ausgängen zugeordnet ist und eine Auswahlschaltung vorgesehen sind, durch die entsprechend ψ der Bitstruktur der Komprimierungsinformation die Abschnitte der unverdichteten Daten den Abschnitten der verdichteten Daten zuordnungsbar sind.

Nach einer weiteren Ausgestaltung dieser Anordnung ist es vorteilhaft, wenn zum Erzeugen eines η Binärstellen umfassenden Abschnittes der Komprimierungsinformätion η ODER-Glieder vorgesehen sind, deren Eingänge jeweils ,mit den η Binärstellen eines Abschnittes der unverdichteten Daten und dersen Ausgänge jeweils mit einer der η Binärstellen des Abschnittes der Komprimierungsinformation verbunden sind.

Auf diese Weise kann die Komprimierungsinformation während ei-" nes Taktes parallel erzeugt werden.

Eine besonders vorteilhafte Ausgestaltung der Auswahlschaltung wird erfindungsgemäß dadurch erreicht, daß die Auswahlschaltung 2ⁿ Eingänge entsprechend den 2ⁿ Ausgängen der Decodierschaltung und 5(n + 1) Ausgänge vorgsehen sind, von denen ein jeder einer möglichen Position eines Abschnittes der unverdichteten Daten innerhalb der verdichteten Daten zugeordnet ist und daß jeder der 2ⁿ Eingänge über Dioden mit den Ausgängen verbunden ist, durch welche eine gegenseitige Beeinflussung der Ausgänge über einen gemeinsamen Eingang ausschließbar ist.

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Zur taktweisen parallelen überführung der unverdichteten Daten in die verdichteten Daten unter Steuerung der Komprimierungsinformation sind in vorteilhafter Weise zwei jeweils m Abschnitte a η Binärstellen umfassende Register zur Aufnahme der unverdichteten bzw. verdichteten Daten vorgesehen, wobei jeder Abschnitt des ernsten Registers bitparallel entsprechend den möglichen Positionen eines Abschnittes der unverdichteten Daten innerhalb der verdichteten Daten mit jenem(n) Abschnitt(en) des zweiten Registers über den Schaltweg freigebende UHD-Glieder verbunden ist, die von den zugeordneten Ausgängen der Auswahlschaltung beaufschlagt ausgewählt worden sind.

Ein Ausführungsbeispiel der Erfindung ist in den Zeichnungen dargestellt und wird im folgenden näher beschrieben. Es zeigen:

Fig. 1 schematische Darstellung zur Komprimierung von

Daten;

Fig. 2 eine Tabelle in hexadezimaler Darstellung, durch

welche der Bitstruktur der Komprimierungsinformation eine Adresse in einer Tabelle II (Fig. 3) zugeordnet wird;

Fig. 3 eine Tabelle in hexadezimaler Darstellung, in welcher der Bitstruktur der Komprimierungsinformation Bytefelder zugeordnet sind, die jeweils in allen ihren Bits den gleichen Inhalt aufweisen wie das zugehörige Bit der Komprimierungsinformation;

Fig. 4 schematisches Blockschaltbild für die Anordnung

zur Komprimierung bzw. Dekomprimierung binärer Daten;

Fig. 5 schematisches Blockschalbild einer Schaltung

zur Erzeugung der Komprimierungsinformationen mit nachgeschalteter Decodierschaltung;

Fig. 6 auszugsweise schematische Darstellung der Auswahlschaltung;

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Fig. 7 Tabelle des sogenannten 36fältigen Weges;

Fig. 8 eine graphische Darstellung des 36fältigen We

ges ;

Fig. 9 auszugsweise schematische Darstellung der die

Register für die unverdichtete und verdichtete INformation verbindenden UND-Glieder.

In Fig. 1 ist eine schematische Darstellung zur Komprimierung von Daten gezeigt. Erfindungsgemäß werden die Dokumentennummernschiangen durch sogenannte Verteilungsvektoren ersetzt. Ein solcher Verteilungsvektor besteht aus einer beliebigen Anzahl von Binärstellen, die entweder den Zustand einer binären O oder einer binären 1 aufweisen. Die K-te Binärstelle des Verteilungsvektors kennzeichnet das K-te Dokument; eine binäre 1 deutet an, daß das K-te Dokument eine Fundstelle ist, eine binäre O kennzeichnet, daß das K-te Dokument keine Fundstelle ist. Diese sogenannten Verteilungsvektoren sind für signifikante Schlagwörter sehr schwach besetzt: d. h., die O-Komponenten überwiegen bei weitem. Derartige Verteilungsvektoren sind zwar im Gegensatz zu den Dokumentennummernschlangen platzaufwendig, dafür aber sehr verarbeitungsgerecht. Das Äusmischen von Verteilungsvektoren kann mit Booleschen Operationen sehr vorteilhaft erfolgen; ganz im Gegensatz zu den Ausmischvorgängen bei Dokumentennummernschlangen, für die zeitaufwendige übertragungs- und Vergleichsoperationen erforderlich sind.

Die relative Platzaufwendigkeit der Verteilungsvektoren wird durch ein spezielles Komprimierungsverfahren, über das folgend nähere Angaben gemacht werden, beseitigt, so weit dies die Speicherung der Verteilungsvektoren auf externen Datenträgern betrifft. Es sei vorausgestellt, daß zur Verarbeitung der Verteilungsvektoren immer deren unverdientetes Format erforderlich ist. Für das Speichern der Verteilungsvektoren wird ein sogenanntes verdichtetes oder Speicherungsformat geschaffen. In diesem verdichteten Format entfallen die abschnittsweise aufeinanderfolgenden binären Nullen. Die Einführung dieser VerteilungsvekLoren

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gestattet deren leichtere Verarbeitung mit Hilfe logischer Operationen und eine größere Flexibilität bei der Fortführung oder beim üpdaten der Dokumentationsinformation. Die Einführung des Speicherungsformates der Verteilungsvektoren bedingt eine bedeutende Speicherkapazitätsersparnis auf den externen Datenträgern (Magnetplatte).

Den schematischen Darstellungen in den Figuren ist ein byteorientiertes Computersystem zugrundegelegt. Dabei soll ein Byte jeweils acht Bits umfassen. Nach Fig. 1 wird jedem Byte des Verteilungsvektors UVD ein Bit in der Komprimierungsinformation KI zugeordnet. Enthält das Byte des Verteilungsvektors UVD hexadezimale Nullen, so erscheint im zugeordneten Bit der Komprimierungsinformation Kl eine binäre Null; bei einem von hexadezimalen Nullen abweichenden Inhalt eines Bytes der unverdichteten Daten UVD weist das zugehörige Bit der Komprimierungsinformation KI eine binäre Eins auf. Die Verdichtung der unverdichteten Daten UVD des Verteilungsvektors besteht in dem Fortfall aller Bytes mit dem Inhalt hexadezimaler Nullen. Mit Hilfe der Komprimierungsinformation KI ist es möglich, rückwärts aus den verdichteten Daten VD wieder die unverdichteten Daten UVD zu erzeugen. Enthält das erste Bit der Komprimierungsinformation KI eine binäre Null, so bedeutet dies, daß das erste Byte der unverdichteten Daten UVD hexadezimale Nullen als Inhalt auf v/eisen muß. Da das zweite Bit der Komprimierungsinformation KI eine binäre Eins ist, muß jetzt gemäß Fig. 1 auf das erste Byte der unverdichteten Daten UVD das erste Byte der verdichteten Daten VD mit dem hexadezimalen (HEX) Inhalt A2 folgen. Das dritte Byte der unverdichteten Daten UVD hat wiederum hexadezimale Nullen als Inhalt,da das zugeordnete dritte Bit der Komprimierungsinformation KI eine binäre Null aufweist. Auf diese Art und Weise kann die Ausgangsinformation, die unverdichteten Daten UVD oder das Verarbeitungsformat des Verteilungsvektors aus den Angaben der verdichteten Daten VD und der Komprimierungsinformation KI eindeutig wiederhergestellt werden. Dies geschieht durch Einschieben von hexadezimale Nullen aufweisenden Bytes zwischen die zusammengeschobenen Bytes der verdichteten Daten VD nach Analyse und Maßgabe der Bitstruktur der Komprimierungsinformation KI.

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Dieses Verfahren hat den Vorzug, daß es sogar iteriort werden kann. D, h., man kann die Komprimierungsinformation KI in gleicher Weise einmal bzw. mehrmals verdichten. Die Anzahl der Verdichtungsschritte bestimmt sich am besten individuell nach dem Füllungsgrad der vorliegenden Information mit hexadezimalen Nullen pro Byte. Das'Verdichten ist nur dann zweckmäßig, wenn mehr Bytes (mit hexadezimalen Nullen) entfallen können als zur Bildung der Komprimierungsinformation erforderlich sind. Auch die Schrittzahl 0 (keine Verdichtung) ist denkbar. -\

üblicherweise besteht Grund für die Meinung, daß Einsparung von externer Speicherkapazität auf Kosten interner Verarbeitungszeit geht. Dies ist bei der vorliegenden Erfindung nicht der Fall, da man hierbei in der Lage ist, Bitmuster schnellstens zu analysieten. Bisher konnten Bitstrukturen durch die Anwendung der sogenannten Instruktion "Testen unter Maske" erkannt werden. Die einmalige Ausführung dieser Instruktion gestattete es, den Zustand eines einzigen Bits festzustellen. Da aber die Komprimierungsinformation aus mehreren Bits besteht, müßte diese Instruktion mehrmals für alle Bits nacheinander angewendet werden, egal, ob diese Bits nun eine binäre 0 oder 1 aufweisen. Eine solche Methode ist sehr zeitaufwendig. Günstiger würde sich die Analyse eines Bitmusters gestalten lassen, wenn es eine Operation gäbe, die während ihrer Ausführung die einzelnen Bits nacheinander prüft und nur diejenigen Bits lokalisiert, die eine binäre 1 aufweisen. Eine solche Instruktion gibt es bisher nicht. Wohl aber eine Instruktion, die die Bytes eines mehrere Bytes umfassenden Feldes prüft. Hierbei handelt es sich um die sogenannte Instruktion "übersetzen und Prüfen" (TRT). Diese Instruktion lokalisiert diejenigen Bytes innerhalb des Feldes, in denen mindestens ein Bit einen von einer binären 0 abweichenden Inhalt aufweist. Durch besondere Verfahrensschritte ist es nunmehr nach der vorliegenden Erfindung gelungen, eine solche byteprüfende Instruktion auch zur bitweisen Prüfung zu verwenden. Zu diesem Zweck wird die Bitstruktur der Komprimierungsinformation KI gespreizt: d, h. jedem Bit der Komprimierungsinformation KI wird ein Byte zugeordnet, dessen Bits alle den glei-

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chen binären Zustand aufweisen wie das betreffende Bit der Komprimierungsinformation, So würde z, B, ein Byte der Komprimierungsinformation KI mit dem bitweisen Inhalt 0010 0010 in ein acht Bytes umfassendes Feld mit dem bitweisen Inhalt 00000000 00000000 1111111 000000000 000000000 00000000 11111111 00000000 umgewandelt werden. Dieses Feld wird dann mit der Instruktion Prüfen unter Maske geprüft. Dabei werden jene Bytes lokalisiert, die mindestens ein Bit mit einem von einer binären Null abweichenden Inhalt aufweisen. Jene Bytes, deren Bits jeweils alle eine binäre 0 aufweisen, werden ohne Unterbrechung übergangen so daß in diesen Fällen eine Adreßrechnung und ein Neuaufsetzen der Instruktion entfällt. Unter Berücksichtigung dieser Forderung muß für jede mögliche Bitstruktur der KomprimierungsInformation ein entsprechend zugeordnetes gespreiztes Feld vorliegen. Für ein Byte der Komprimierungsinformation gibt es, insgesamt 256 verschiedene mögliche Bitstrukturen; jeder dieser Bitstrukturen ist ein acht Byte großes Feld zugeordnet. Um den Zusammenhang zwischen einer bestimmten Bitstruktur der Komprimierungsinformation und dem dieser Struktur zugeordneten Feld herzustellen, wird die Bitstruktur der Komprimierungsinformation als Adresse verwendet. Um den Platzaufwand für die 256 jeweils acht Byte großen Felder zu minimieren, werden diese in einer ganz bestimmten Weise in einer Tabelle aufgebaut. Diese Tabelle ist so konzipiert, daß sich jeweils sieben Bytes der jeweils acht Bytes großen Felder einander überlappen.

Für eine derartige Anordnung gibt es eine eindeutige mathematische Lösung. Dabei ist allerdings zu berücksichtigen, daß die Zuordnung eines Bytes der Komprimierungsinformation KI zu einem dieser Felder über eine weitere Adreßtabelle erfolgt. Diese Adreßtabelle ist in Fig. 2 wiedergegeben. Die Informationen in dieser Tabelle unterliegen einer hexadezimalen Darstellung. Angenommen, die Bitstruktur eines Bytes der Komprimierungsinformation wäre 0010 1010, In hexadezimaler Darstellung würde sich dafür 2A ergeben, In der Tabelle nach Fig_t 2 wird für diese Adresse (linke Spalte für das erste Hexadezimalsymbol; oberste Zeile für das zweite Hexadezimalsymbol, die Adresse 36 in hexadezimaler Verschlüsselung aufgefunden. Diese Adresse verweist

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auf die Tabelle 2, Dort beginnt bei dieser Adresse (linke Spalte für das erste Hexadezimalsymbol, in diesem Falle also 3, oberste Zeile für das zweite Hexadezimalsymbol _f in diesem Fall also 6) das acht Byte umfassende Feld für die? gespreizte Bit<kombination der Komprimierungsinformation. Die Angaben in die^- ser Tabelle sind wiederum in hexadezimaler Darstellung vorgenommen. Für das erste Bit der Komprimierungsinformation, einer binären O, erscheint demnach unter der Adresse 36 in der Tabelle nach Fig, 3 ein Byte, dessen Bits jeweils alle eine binäre O aufweisen, was sich in hexadezimaler Darstellung durch die hexadezimalen Symbole OO wiedergegen läßt. Das dritte Byte des be-

P treffenden Feldes enthält durchweg binäre Einsen {in hexadezimaler Darstellung FF) , weil das dritte Bit der Komprimierungsin·^ formation ebenfalls eine binäre 1 aufweist. Wenn man jetzt auf dieses acht Byte große Feld die TRT-Instruktion anwendet, erfolgt die Lokalisierung der Bytes, die nicht durchweg binäre Einsen aufweisen, ungleich schneller als es mit Hilfe der TM-Instruktion in mehrmaliger Anwendung auf die Bitstruktur der Komprimierungsinformation möglich wäre. Auf diese Weise läßt sich das Dekomprimieren von Daten unter Zugrundelegung der verdichteten Daten und der Komprimierungsinformation in äußerst kurzer Zeit durchführen. Durch die Lokalisierung der Bytes, welche in allen ihren Bitpositionen nicht durchweg binäre Nullen aufweisen,

k ist es möglich, es jene Stellen der unverdichteten Daten zu adressieren, an denen die bei der Komprimierung unterdrückten Bytes mit dem hexadezimalen Inhalt 00 wieder eingeschoben werden müssen.

In Fig. 4 ist ein schematisches Blockschaltbild zur erfindungsgemäßen Komprimierung und Dekomprimierung binärer Daten angegeben. Danach ist ein acht Byte umfassendes Register 1 REG. UVD für die unverdichteten Daten und ein acht Byte umfassendes Register 2 REG* VD für die verdichteten Daten, eine logische Schaltung 3 LOG, SCH* KI zur Erzeugung der Komprimierungsinformation KI, ein Decodierer 10 DECOD., eine Auswahlschaltung 4 AUSW, zur Bestimmung der den einzelnen zu verdichtenden Bytes zuzuordnenden Position im Register 2 sowie eine Steuerschaltung 5 ST. für die Steuerung des Da-

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tenflusses zwischen den Registern 1 und 2 vorgesehen. Von dem Register 1 führt ein Leitungsstrang 9 zu der logischen Schaltung zur Erzeugung der Komprimierungsinformation. Mit deren Hilfe ist es möglich, während eines einzigen Taktes, wie in Fig. 5 näher ausgeführt, aus den unverdichteten Daten des Registers 1 die Komprimierungsinf ormation zu erzeugen. Diese Komprimierungsinformation wird über den Leitungsstrang 8 bitparallel dem Decodierer zugeführt. Dieser Decodierer sieht für jede aller möglichen Bitkombinationen der Komprimierungsinformation einen Ausgang vor. Da die Komprimierungsinformation in diesem Ausführungsbeispiel ein Byte umfaßt, hat der Decodierer somit 2 = 256 Ausgänge, die in Fig. 4 zu dem Leitangsstrang 8¹ zusammengefaßt sind. Dieser Leitungsstrang 8'. führt zu der Auswahlschaltung 4, durch die eine Zuordnung der Bytes der anverdichteten Daten, die nicht durchweg binäre NttXlen enthalten zu den entsprechenden Bytes der verdichteten Daten erfolgt. Diese Auswahlschaltung ist in Fig. 6 unter Beachtung der Fign, 7 und 8 näher beschrieben.

Die Auswahlschaltung 4 ist über den Leitungsstrang 8"mit einer Steuerschaltung 5 für den Datenfluß zwischen den Registern, 1 und 2 auf den Leitungssträngen 6 und 7 verbunden. In Fig. 5 ist die logische Schaltung 3 zur Erzeugung der Komprimierungsinformation in weiteren Einzelheiten gezeigt. Die Bits eines jeden Bytes des Registers 1 mit den unverdichteten Daten bilden jeweils die Eingänge eines bytezugeordneten ODER-Gliedes (11 bis 18). Der Ausgang eines jeden ODER-Gliedes ist jeweils einem Bit der Komprimierungsinformation zugeordnet. Dabei gilt folgende Zuordnung: Dem ersten Byte des Registers 1 entspricht das erste Bit der Komprimierungsinformation, dem zweiten Byte des Registers 1 entspricht das zweite Bit der Komprimierungsinformation

_usw Durch diese Schaltung kann bei einer entsprechenden

Taktsteuerung der ODER-Glieder (11 bis 18), über die hier nichts weiter ausgesagt wird, während eines einzigen Arbeitstaktes aus den unverdichteten Daten die Komprimierungsinformation erzeugt

ORIGINAL IMSPECTEO

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werden. Sobald innerhalb eines Bytes des Registers 1 ein Bit mit einem von einer binären 0 abweichenden Zustand auftritt, wird über das zugeordnete ODER-Glied ein Ausgangsimpuls erzeugt, der das entsprechende Bit der Komprimierungsinformation mit einer binären 1 beaufschlagt. Für die Speicherung der Komprimierungsinformation ist der Speicherplatz 19 vorgesehen, welcher bei der vorliegenden Ausführungsform der Erfindung ein Byte umfaßt. Für die Kombination an- und ausgeschalteter Bits innerhalb des Bytes für die Komprimierungsinformation gibt es 256 (O bis 255) Möglichkeiten. Für jede dieser Möglichkeiten sieht eine Decodierschaltung 20 einen separaten Ausgang vor. Die Eingänge dieser Decodierschaltung 20 sind die mit den einzelnen Bits der Komprimierungsinformation verbundenen acht Leitungen. In Abbildung 6 ist eine auszugsweise schematische Darteilung der Auswahlschaltung (Block 4 in Fig. 4) gezeigt. Diese Auswahlschaltung dient dazu, den Bytes der unverdichteten Information im Register 1, in welchen nicht durchweg binäre Nullen auftreten, den richtigen Platz innerhalb des Registers 2 zuzuweisen. Bei der gewählten Auslegung des Registers 1 und 2 (jeweils acht Bytes) gibt es insgesamt 36 verschiedene Zuweisungsmöglichkeiten.

Diese Zuweisungsmöglichkeiten werden im folgenden durch zwei Zahlen gekennzeichnet, die durch einen Gedankenstrich voneinander getrennt sind. So bedeutet z. B. die Zuweisungsmöglichkeit 3-1, daß das dritte Byte der unverdichteten Daten vom Register 1 in das erste Byte der verdichteten Daten im Register 2 gelangt. Unter Beachtung der 36 verschiedenen Zuweisungsmöglichkeiten wird in diesem Zusammenhang bei der Auswahlschaltung 4 im folgenden auch von einem sogenannten 36-fältigen Weg gesprochen. Jedem der 256 verschiedenen Ausgänge des Decodierers ist ein Eingang der Auswahlschaltung 4 zugeordnet. In Abbildung 6 ist der Eingang für die Bitkombination 00111001 (hexadezimale Darstellung 39) mit 21; der Eingang für die Bitkombination 00111010 (hexadezimale Darstellung 3A) mit 22 gekennzeichnet. Von diesen Eingängen führen Leitungen zu den für die vorliegende Bitkombinationen maßgeblichen Ausgängen der Auswahlschaltung. Insgesamt sind 36 Ausgänge entsprechend dem 36-fältigem Weg vorgesehen. Für die Bitkombination 00111001 gelangt das dritte Byte des Registers 1 in das erste Byte des Re-

gisters 2. Diese Zuweisung wird mit 3-1 gekennzeichnet. Aus diesem Grunde ist der Eingang 21 der Auswahlschaltung mit dem Ausgang 24 verbunden. Das vierte Byte des Registers 1 gelangt in das zweite Byte des Registers 2, Gemäß der Zuweisung 4-2 ist der Eingang 21 mitdem Ausgang 25 verbunden, dem diese Zuweisung 4-2 zugeordnet ist. Das fünfte Byte des Registers 1 gelangt in das dritte Byte des Registers 2; aus diesem Grunde ist der Eingang 21 auch mit dem Ausgang 26 für die Zuweisung 5-3 verbunden. Das letzte (also achte Byte des Registers 1) gelangt während des Verdichtungsvorganges in das vierte Byte des Registers 2. Aus diesem Grunde ist der Eingang 21 auch mit dem Ausgang 23 für die Zuweisung 8-4 verbunden. Entsprechend ist der Eingang der Auswahlschaltung für die Bitkombination 00111010 (hexadezimal 3A) mit den Ausgängen 24 bis 27 für die Zuweisungen 3-1, 4-2, 5-3 und 7-4, verbunden. Wie aus Fig. 6 hervorgeht, können mehrere Eingänge der Auswahlschaltung einen gemeinsamen Ausgang haben. Um eine gegenseitige Beeinflussung in einem solchen Falle auszuschließen, sind innerhalb der Leitungszüge zwischen den Ein- und Ausgängea der Auswahlschaltung Dioden (28, 29 ect.) vorgesehen. In Fig. 7 ist eine Tabelle zur Darlegung des 36-fältigen Weges gezeigt. Die Angaben in dieser Tabelle umfassen jeweils zwei Zahlen, die durch einen Bindestrich voneinander getrennt sind. Die erste Zahl kennzeichnet ein Byte der unverdichteten Daten (in Register 1); die zweite Zahl kennzeichnet ein Byte der verdichteten Daten im Register 2, welches dem Byte der unverdichteten Daten zugeordnet werden kann. Die Angabe 1-1 deutet an, daß das erste Byte der unverdichteten Daten zum ersten Byte der verdichteten Daten wird. Das wird immer dann der Fall sein, wenn dieses Byte einen von durchweg binäre Nullen abweichenden Inhalt hat. In der zweiten Zeile der Tabelle nach Fig. 7 finden sich die Angaben 2-1 und 2-2. Die Angabe 2-1 deutet die Möglichkeit an, daß das zweite Byte der unverdichteten Daten (Register 1) zum ersten Byte der verdichteten Daten (Register 2) wird. Das wird dann der Fall sein, wenn das erste Byte der unverdichteten Daten während des Verdichtungsvorganges entfallen konnte, weil es durchweg binäre Nullen enthielt. In diesem Fall wird also das zweite Byte der unverdichteten Daten

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zum ersten Byte der verdichteten Daten, Ebensogut wäre es aber auch möglich, daß das zweite Byte der unverdichteten Daten zum zweiten Byte der verdichteten Daten wird, nämlich dann, wenn das erste Byte der unverdichteten Daten bei der Komprimierung nicht entfallen konnte, Das dritte Byte der unverdichteten Da·? te kann gemäß den Angaben in der dritten Zeile der Tabelle nach Fig, 7 entweder zum ersten oder zweiten oder dritten Byte der verdichteten Daten werden, je nach dem, ob die dem dritten Byte der unverdichteten Daten vorausgehenden Bytes (1 und/oder 2), bei einer Komprimierung entfallen konnten oder nicht. Entsprechendes gilt natürlich für alle anderen Bytes der unverdichteten Daten, Für das letzte und achte Byte der unverdichteten Daten gibt es insgesamt acht verschiedene Möglichkeiten (8-1 bis 8-8) einer späteren Stellung in den verdichteten Daten. Insgesamt liegen also 36 verschiedene Zuweisungsmöglichkeiten vor.

Diese Zuweisungsmöglichkeiten lassen sich, wie aus Fig. 8 zu ersehen ist, auch auf graphische Art und Weise darstellen. Die an der Abszisse und Ordinate angegebenen Zahlen kennzeichnen Bytenummern. Beim Verdichten und Dekomprimieren beziehen sich die Bytenummern der Ordinate auf die unverdichteten Daten UVD; die der Abszisse auf die verdichteten Daten VD, Der Linienzug 30 deutet an, daß das erste Byte der unverdichteten Daten nur zum ersten Byte der unverdichteten Daten werden kann. Das zweite Byte der unverdichteten Daten kann entweder zum ersten oder zweiten Byte der verdichteten Daten werden, wie es durch den Linienverlauf respektive 32 angegeben ist. Entsprechendes gilt natürlich auch für das dritte und alle weiteren Bytes. Die gleiche graphische Darstellung kann nicht nur zur Kennzeichnung des Verdichtungsvorganges (Komprimierung) dienen, sondern auch zur Kennzeichnung des Dekomprimierens. Das siebente Byte der verdichteten Daten kann gemäß des Linienzuges 33 entweder zum siebenten Byte der unverdichteten Daten werden oder gemäß des Linienzuges 34 zum achten Byte der unverdichteten Daten, Welche dieser beiden Möglichkeiten auftritt, hängt von dem Einschieben der sogenannter O-Bytes beim Dekomprimierungsvorgang gemäß der Struktur der Kompri-

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mierungsinformation ab. In Fig, 9 ist eine schematische Darstellung der die Register für die verdichteten VD und unverdichteten UVD Daten verbindenden UND-Glieder gezeigt. Gemäß den Möglichkeiten des 36-fältigen Weges sind die Bytes der unverdichteten und verdichteten Daten bitweise miteinander verbunden, So geht zum Beispiel aus der Darstellung hervor, daß die einzelnen Bits des zweiten Bytes der unverdichteten Daten einmal mit den Bits des ersten Bytes der verdichteten Daten und zum anderen mit den Bits des zweiten Bytes der verdichteten Daten verbunden sind. Zur Steuerung des Datenflusses zwischen dem Register 1 und 2 werden die Verbindungen entsprechender Bytes über UND-Glieder (35 - 58 u.w.) freigegeben respektive gesperrt. Diese Steuerung erfolgt in Abhängigkeit der an den Ausgängen der Auswahlschaltung 4 auftretenden Signale. Soll z. B. während eines Komprimierungsvorganges entsprechend der Struktur der Komprimierungsinformation das zweite Byte der unverdichteten Daten zum ersten Byte der verdichteten Daten werden, so ist der Ausgang 2-1 der Auswahlschaltung 4 aktiviert. Dieses Signal wird auf die UND-Glieder 43 bis 50 gegeben, durch die das zweite Byte der unverdichteten Daten zum ersten Byte der verdichteten Daten durchgeschaltet wird. In einem anderen Falle, in dem zum Beispiel das zweite Byte der unverdichteten Daten zum zweiten Byte der verdichteten Daten werden soll, werden die diese Bytes bitweise verbindenden Leitungszüge über die UND-Schaltungen 51 bis 58, welche vom Ausgang 2-2 der Auswahlschaltung aktiviert werden, durchgeschaltet.

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Claims

PATENTANSPRÜCHE

Verfahren zur Komprimierung und Dekomprimierung binärer Daten, nach welchem den Daten eine die Komprimierung kennzeichnenden Komprimierungsinformation zugeordnet ist, dadurch gekennzeichnet, daß bei der Komprimierung die aus aufeinanderfolgenden jeweils η Binärstellen umfassenden m Abschnitten bestehenden unverdichteten Daten in verdichtete Daten unter Fortfall der den unverdichteten Daten eigenen nichtsignifikanten Abschnitte, welche in jeweils allen η Binärstllen mit einer binären Null beaufschlagt sind, und in eine Komprimierungsinformation aus m aufeinanderfolgenden den m Abschnitten zugeordneten Binärstellen zerlegt werden, wobei jeweils die einem nichtsignifikanten Abschnitt zugeordnete Binärstelle mit einer binären Null und die einem signifikanten Abschnitt zugeordnete Binärstelle mit einer binären Eins beaufschlagt wird, und daß bei der Dekomprimierung die zu erzeugenden nichtsignifikanten Abschnitte an die Positionen der verdichteten Daten eingeschoben werden, welche durch die Stellung der mit einer binären Null beaufschlagten Binärstellen in der Komprimierungsinformar tion gekennzeichnet sind.

2. Verfahren nach Anspruch 1, gekennzeichnet durch die Anwendung für Schlagwortregister in computergesteuerten Dokumentationssystemen, wobei die unverdichteten Daten m ' η Binärstellen umfassende Verteilungsvektoren darstellen, in denen der K-ten Binärstelle (k = 1 bis m · n) die K-te Fundstellennummer zugeordnet ist und in denen eine Binärstelle nur dann mit einer binären Eins beaufschlagt wird, wenn das dem Verteilungsvektor entsprechende Schlagwort für die zugehörige Fundstellennummer relevant ist.

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3. Verfahren nach Anspruch 2, dadurch gekennzeichnet, daß die unverdichteten und/oder verdichteten Daten und die Komprimierungsinformation für eine computergerechte Verarbeitung sektionsweise oder feldweise zusammengefaßt werden, wobei eine Sektion oder ein Feld jeweils einen oder mehrere Abschnitte umfaßt.

4. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 3, gekennzeichnet durch die Bestimmung der Abschnitte in einem Feld innerhalb einer ersten Tabelle, welche mindestens in einer ihrer Binärstellen einen von einer binären Null verschiedenen Inhalt aufweisen, zur Ermittlung der Bit-Struktur eines Abschnittes der Komprimierungsinformation, wobei einer zweiten Tabelle für jede der möglichen Bit-Strukturen eines Abschnittes der Komprimierungsinformation eine Adresse entnommen wird; unter der in der ersten Tabelle ein η Abschnitte umfassendes Feld F gespeichert ist, dessen p-ter Abschnitt (p = 1 bis n) in allen seinen Binärstellen jeweils mit der gleichen Binärinformation beaufschlagt ist, wie die p-te Binärstelle des Abschnittes der Komprimierungsinformation.

5. Verfahren nach Anspruch 4 oder Anspruch 6, dadurch gekennzeichnet, daß jeder möglichen Bit-Struktur eines Abschnittes der Komprimierungsinformation in der ersten Tabelle nur ein Feld F zugeordnet wird und daß alle Felder F der ersten Tabelle so zugewiesen werden, daß diese jeweils (n - 1) Abschnitte gemeinsam haben.

6._ Anordnung zur Durchführung des Verfahrens nach einem der Ansprüche 1 und/oder 2 und/oder 3 und/oder 5, dadurch gekennzeichnet, daß für die Komprimierung eine logische Schaltung (3) zum Erzeugen eines η Binärstellen umfassenden Abschnittes der Komprimierungsinformation aus η Abschnitten der unverdichteten Daten, eine Decodierschaltung (10), bei der jeder möglichen Bitstruktur eines Abschnit-

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tes der Komprimierungsinformation einer von insgesamt 2ⁿ Ausgängen zugeordnet ist/ und eine Auswahlschaltung (4) vorgesehen sind, durch die entsprechend der Bitstruktur der Komprimierungsinformation die Abschnitte der unverdichteten Daten den Abschnitten der verdichteten Daten zuordnungsbar sind.

7, Anordnung nach Anspruch 6, dadurch gekennzeichnet, daß zum Erzeugen eines η Binästellen umfassenden Abschnittes der Komprimierungsinformation η ODER-Glieder (11 bis fe 18) vorgesehen sind, deren Eingänge jeweils mit den η Binärstellen eines Abschnittes der unverdichteten Daten und deren Ausgänge jeweils mit einer der η Binärstellen des Abschnittes der Komprimierungsinformation verbunden sind.

"8. Anordnung nach Anspruch 6, dadurch gekennzeichnet, daß die Auswahlschaltung (4) 2ⁿ Eingänge (21, 22) entsprechend den 2ⁿ Ausgängen der Decodierschaltung (10) und

., Ausgänge (23 bis 27) vorgesehen sind, von denen

ein jeder einer möglichen Position eines Abschnittes der unverdichteten Daten innerhalb der verdichteten Daten zugeordnet ist und daß jeder der 2 Eingänge (21, 22) über Dioden (28, 29) mit den Ausgängen (23 bis 27) W verbunden ist, durch welche eine gegenseitige Beeinflussung der Ausgänge (23 bis 27) über einen gemeinsamen Eingang ausschließbar ist.

9. Anordnung nach den Ansprüchen G und 8, dadurch gekennzeichnet, daß zwei jeweils m Abschnitte a η Binärstellen umfassende Register (1, 2) zur Aufnahme der unverdichteten und verdichteten Daten vorgesehen sind und daß jeder Abschnitt des Registers 1 bitparallel entsprechend den möglichen Positionen eines Abschnittes der unverdichteten Daten innerhalb der verdichteten Daten mit dem (den) Abschnitt(en) des Registers 2 über den Schaltweg freigebende UND-Glieder (35 - 58) verbunden ist, die von den zugeordneten Ausgängen (23 - 27) der Auswahl*- schaltung (4) beaufschlagbar sind,

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