DE2136536B2 - Verfahren und Anordnung zur Korn pnmierung und Dekompnmierung binarer Daten - Google Patents

Description

y (n 4- 1) 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) verbunden ist, durch welche eine gegenseitige Beeinflussung der Ausgänge (23 bis 27) über einen gemeinsamen Eingang ausschließbar ist.

8. Anordnung nach den Ansprüchen 5 und 7, dadurch gekennzeichnet, daß zwei jeweils m Abschnitte zu 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 bis 58) verbunden ist, die von den zugeordneten Ausgängen (23 bis 27) der Auswahlschaltung (4) beaufschlagbar sind.

Die Erfindung betrifft ein Verfahren und eine Anordnung zur Komprimierung und Dekomprimierung binärer Daten, die aus m verschlüsselten Bitgruppen (Bytes) zu je η Bits bestehen, mit Bildung einer Komprimierungsinformation, welche die je nach Datenart links oder rechts vom ersten von Null abweichenden Zeichen befindlichen nichtsignifikanten Stellen markiert.
Nach der deutschen Auslegeschrift 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. Die Ausgangssignale der Wortstellenrbtasteinrichtung machen bei Überschreitung einer vorbestimmten Grenzzahl nichtsignifikanter Stellen diese über Torschaltungen für eine Übertragung unwirksam und betätigen einen Sonderzeichengenerator, der dem Wort ein die Stellenunterdrückung markierendes Sonderzeichen hinzufügt. Zur Übertragung in der entgegengesetzten Richtung werden die Stellen nach-

einander in ein Stufenregister eingegeben und unter Steuerung einer ersten Abfühleinrichtung, die das Auftreten des Sonderzeichens anzeigt., oder unter Steuerung einer zweiten Abfühleiruichtung, die das Wortende anzeigt, über Torschalrungen weitergeleitet.

Danach werden insbesondere mehrere aufeinanderfolgende nichtsignifikante Stellen einer Information wie die führenden Nullen eines Zählerfeldes 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. Die eine Codegruppe enthält von den die jeweilige Codekombination im wesentlichen charakterisierenden Codeelementen die m wichtigsten Stellen, während die andere mit jc Steller¹ die Lage dieser m Stellen in dem «-stelligen Code festlegt. Dabei ist m + χ kleiner als n.

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 dem deutschen Patent 1219 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 und zum anderen eine parallele Informationsverarbeitung gestattet.

Diese Aufgabe wird bei einem Verfahren der eingangs genannten Art erfindungsgemäß dadurch gelöst, daß die Komprimierungsinformation aus m Bitstellen besteht, die in gleicher Folge den m Bitgruppen zugeordnet sind, daß für alle diejenigen der m Bitgruppen, die entsprechend dem gewählten Schlüssel ein nichtsignifikantes Zeichen darstellen, ein Bit mit vorgegebenem Binärwert in die den betreffenden Bitgruppen zugeordneten Bitstellen der Komprimierungsinformaiion eingesetzt wird, daß die binären Daten unter Ausschluß der durch die Komprimierungsinformation markierten Bitgruppen gespeichert werden und daß zur Dekomprimierung unter Steuerung der Komprimierungsinformation die ausgeschlossenen Bitgruppen regeneriert und an den entsprechenden Stellen zwischen die signifikanten Bitgruppen in die dem Speicher entnommenen Daten eingefügt werden.

Das erfindungsgemäße Verfahren läßt sich vorteilhaft für Schlagwortregister in computergesteuerten Dokumentationssystemen verwenden.

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 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 Papyrusrollen 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 »Dokumentennummernschlange« gemäß einer Matrixzeile. Mehrere Schlagwörter bedingen mehrere Dokumentennummernschlangen. Um für diese Schlagwörter 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 gerneinsamen Fundstellen enthält. Dieses Verfahren wird so lange wiederholt, bis nur noch eine einzige Dokumentennummernschlange übrigbleibt oder bis das Verfahren schon vorrvr wegen des Fehlens gemeinsamer Fundstellen abbrechen kann. Im Endergebnis dieses Mischvorganges erhält man eine Dokumentennummernschlange, welche auf diejenigen Dokumente hinweist, welche alle gesuchten signifikanten Schlagwörter 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, Magnetband) gespeichert. Üblicherweise beschränkt man sich dabei auf eine Wortlänge, die in vielen Computersystemen 32 Bits umfaßt. Innerhalb eines solchen Wortes können somit höchstens 2³¹ — 1 äs 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 so lange mit den anstehenden Gliedern der anderen Schlange auf »größer oder gleich« verglichen wer-

den 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 klein zu halten. 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 Suchkonzepts von Kalimachos auf die Belange der elektronischen Datenverarbeitung würde ein Ausmischen bedingen, das eine beträchtliche Menge von Vergleichsund 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 Dokumentationssysteme wäre zu nennen, daß die Dokumentennummernschlangen auf dem externen Speicher zu viel Speicherkapazität in Anspruch nehmen. 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 vorgegeben, 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 datenorganisatorischen Schwierigkeiten von einer solchen Möglichkeit bisher abgesehen. In diesem Punkt liegt eine erhebliche Einschränkung dci Anwendbarkeit der bisherigen Dokumentationssysteme begründet.

Diese Nachteile lassen sich durch Anwendung des erfindungsgemäßen Verfahrens auf Schlagwortregister in computergesteuerten Dokumentationssystemen vermeiden. So können die unverdichteten Daten m ■ η Binärstellen umfassende Verteilungsvektoren darstellen, in denen der K-ten Binärstelle {K — 1 bis m ■ n) die X-te Fundstellennummer zugeordnet ist und in denen eine Binärstelle nur dann mit einer binären 1 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 erne 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 Zeitminimienmg für die Komprimierung und Dekomprimierung binärer Dokumentationsdaten liegt erfin dungsgemäß in der Bestimmung der Abschnitte in einem Feld innerhalb einer ersten Tabelle, welche mindestens in einer ihrer Binärstellen einen von einer binären 0 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

ίο 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 Binärsteile 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

zu 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 vorteil-

s5 hafter 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-Instruktion (Übersetzen und Prüfen) 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 Bit-Struktur anzuwenden.

Das in diesem Sinne in vorteilhafter Weise modifizierte Verfahren ist 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.

Eine Anordnung zur Durchfühiang dieses Verfahrens zur Anwendung für Schlagwortregister Ln computergesteuerten Dokumentationssystemen 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 unverdichteten Daten, eine Decodierschaltung, bei der jeder möglichen Bii-Struktur eines Abschnittes der Komprimierungsinformation einer von insgesamt 2" Ausgängen zugeordnet ist, und eine Auswahlschaltung vorgesehen sind, durch die entsprechend der Bit-Struktur der Komprimierungsinformation die Abschnitte der unverdichteten Daten den Abschnit ten der verdichteten Daten zuordnungsbar sind.

Nach einer weiteren Ausgestaltung diener Anordnung ist es vorteilhaft, wenn zum Erzeugen eines η Binärstellen umfassenden Abschnittes der Komprimierungsinformation π ODER-Glieder vorgeselen

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sind, deren Eingänge jeweils mit den η Binärstellen Verteilungsvektoren ersetzt worden. Ein solcher eines Abschnittes der unverdichteten Daten und Verteilungsvektor besteht aus einer beliebigen Anderen Ausgänge jeweils mit einer der η Binärstellen zahl von Binärstellen, die entweder den Zustand des Abschnittes der Komprimierungsinformation einer binären 0 oder einer binären 1 aufweisen. Die verbunden sind. 5 K-Xe Binärstelle des Verteilungsvektors kennzeichnet

Auf diese Weise kann die Komprimierungsinfor- das K-Xe Dokument; eine binäre 1 deutet an, daß

mation während eines Taktes parallel erzeugt das K-Xe Dokument eine Fundstelle ist, eine binäre 0

werden. kennzeichnet, daß das K-Xe Dokument keine Fund-

Eine besonders vorteilhafte Ausgestaltung der stelle ist. Diese sogenannten Verteilungsvektoren Auswahlschaltung wird erfindungsgemäß dadurch io sind für signifikante Schlagwörter sehr schwach beerreicht, daß für die Auswahlschaltung 2" Eingänge setzt: d. h., die O-Komponenten überwiegen bei entsprechend den 2" Ausgängen der Decodierschal- weitem. Derartige Verteilungsvektoren sind zwar im

tung und -"- (n + 1) Ausgänge vorgesehen sind, von ^G.^ef^;ns _f ^atz ™ Jn Dokumentennummernschlangen

⁶ 2 ^v ' ^{6 6 6} ' platzaufwendig, dafür aber sehr verarbeitungsgerecht,

denen ein jeder einer möglichen Position eines Ab- 15 Das Ausmischen von Verteilungsvektoren kann mit

schnittes der unverdichteten Daten innerhalb der Booleschen Operationen sehr vorteilhaft erfolgen;

verdichteten Daten zugeordnet ist und daß jeder der ganz im Gegensatz zu den Ausmischvorgängen bei

2" Eingänge über Dioden mit den Ausgängen ver- Dokumentennummernschlangen, für die zeitaufwen-

bunden ist, durch welche eine gegenseitige Beein- dige Übertragungs- und Vergleichsoperationen er-

flussung der Ausgänge über einen gemeinsamen ao forderlich sind.

Eingang ausschließbar ist. Die relative Platzaufwendigkeit der Verteilungs-

Zur taktweisen parallelen Überführung der unver- vektoren wird durch ein spezielles Komprimierungsdichteten Daten in die verdichteten Daten unter verfahren, über das folgend nähere Angaben ge-Steuerung der Komprimierungsinformation sind in macht werden, beseitigt, soweit dies die Speicherung vorteilhafter Weise zwei jeweils m Abschnitte zu η Bi- as der Verteilungsvektoren auf externen Datenträgern närstellen umfassende Register zur Aufnahme der betrifft. Es sei vorausgestellt, daß zur Verarbeitung unverdichteten bzw. verdichteten Daten vorgesehen, der Verteilungsvektoren immer deren unverdichtetes wobei jeder Abschnitt des ersten Registers bitparallel Format erforderlich ist. Für das Speichern der Verentsprechend den möglichen Positionen eines Ab- teilungsvektoren wird ein sogenanntes verdichtetes schnittes der unverdichteten Daten innerhalb der 30 oder Speicherungsformat geschaffen. In diesem ververdichteten Daten mit jenem(n) Abschnitt(en) des dichteten Format entfallen die abschnittsweise aufzweiten Registers über den Schaltweg freigebende einanderfolgenden binären Nullen. Die Einführung UND-Glieder verbunden ist, die von den zugeord- dieser Verteilungsvektoren gestattet deren leichtere neten Ausgängen der Auswahlschaltung beaufschlagt Verarbeitung mit Hilfe logischer Operationen und ausgewählt worden sind. 35 eine größere Flexibilität bei der Fortführung oder

Ein Ausführungsbeispiel der Erfindung ist in den beim Updaten der Dokumentationsinformation. Die

Zeichnungen dargestellt und wird im folgenden näher Einführung des Speicherungsformates der Vertei-

beschrieben. Es zeigt lungsvektoren bedingt eine bedeutende Speicher-

F i g. 1 eine schematische Darstellung zur Kompri- kapazitätsersparnis auf den externen Datenträgern

mierung von Daten, 40 (Magnetplatte).

F i g. 2 eine Tabelle in hexadezimaler Darstellung, Den schematischen Darstellungen in den Figuren durch welche der Bit-Struktur der Komprimierungs- ist ein byteorientiertes Computersystem zugrunde information eine Adresse in einer Tabelle II (F i g. 3) gelegt. Dabei soll ein Byte jeweils acht Bits umzugeordnet wird, fassen. Nach F i g. 1 wird jedem Byte des Vertei-

F i g. 3 eine Tabelle in hexadezimaler Darstellung, 45 lungsvektors UVD ein Bit in der Komprimierungs-

in welcher der Bit-Struktur der Komprimierungs- information KI zugeordnet. Enthält das Byte des

information Bytefelder zugeordnet sind, die jeweils Verteilungsvektors UVD hexadezimale Nullen, so

in allen ihren Bits den gleichen Inhalt aufweisen erscheint im zugeordneten Bit der Komprimierungs-

wie das zugehörige Bit der Komprimierungsmfor- information KI eine binäre 0; bei einem von hexa-

mation, 50 dezimalen Nullen abweichenden Inhalt eines Bytes

F i g. 4 ein schematisches Blockschaltbild für die der unverdichteten Daten UVD weist das zugehörige

Anordnung zur Komprimierung bzw. Dekomprimie- Bit der Komprimierungsinformation KI eine binäre 1

rung binärer Daten, auf. Die Verdichtung der unverdichteten Daten UVD

Fig. 5 ein schematisches Blockschaltbild einer des Verteilungsvektors besteht in dem Fortfall aller

Schaltung zur Erzeugung der Komprimierungsinfor- 55 Bytes mit dem Inhalt hexadezimaler Nullen. Mit

mationen mit nachgeschalteter Decodierschaltung, Hilfe der Komprimierungsinformation KI ist es mög-

F i g. 6 eine auszugsweise schematische Darstellung lieh, rückwärts aus den verdichteten Daten VD

der Auswahlschaltung, wieder die unverdichteten Daten UVD zu erzeugen.

F i g. 7 eine Tabelle des sogenannten 36fäTügen Enthält das erste Bit der Komprimierungsinfor-

Weges, 60 mation KI eine binäre 0, so bedeutet dies, daß das

F ig. 8 eine graphische Darstellung des 36fälügen erste Byte der unverdichteten Daten UVD hexadezi-

Weges, male Nullen als Inhalt aufweisen muß. Da das zweite

F i g. 9 eine auszugsweise schematische Darstellung Bit der Komprimierungsinformation KI eine binäre 1

der die Register für die unverdichtete und verdichtete ist, muß jetzt gemäß F i g. 1 auf das erste Byte der

Information verbindenden UND-Glieder. 65 unverdichteten Daten UVD das erste Byte der ver-

In F i g. 1 ist eine schematische Darstellung zur dichteten Daten VD mit dem hexadezimalen [HEX)

Komprimierung von Daten gezeigt Die Dokumenten- Inhalt A 2 folgen. Das dritte Byte der unverdichteten

nummernschlangen sind dabei durch sogenannte Daten UVD hat wiederum hexadezimale Nullen als

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Inhalt, da das zugeordnete dritte Bit der Kompri- abweichenden Inhalt aufweisen. Jene Bytes, deren

mierungsinformation KI eine binäre 0 aufweist. Auf Bits jeweils alle eine binäre 0 aufweisen, werden

diese Art und Weise kann die Ausgangsinformation, ohne Unterbrechung übergangen, so daß in diesen

die unverdichteten Daicn UVD oder das Verarbei- Fällen eine Adreßrechnung und ein Neuaufsetzen

tungsformat des Verteilungsvektors aus den Angaben 5 der Instruktion entfällt. Unter Berücksichtigung

der verdichteten Daten VD und der Komprimie- dieser Forderung muß für jede mögliche Bit-Struktur

rungsinformation KI eindeutig wiederhergestellt wer- der Komprimierungsinformation ein entsprechend

den. Dies geschieht durch Einschieben von hexa- zugeordnetes gespreiztes Feld vorliegen. Für ein

dezimale Nullen aufweisenden Bytes zwischen die Byte der Komprimierungsinformation gibt es ins-

zusammengeschobenen Bytes der verdichteten Daten io gesamt 256 verschiedene mögliche Bit-Strukturen;

VD nach Analyse und Maßgabe der Bit-Struktur jeder dieser Bit-Strukturen ist ein acht Byte großes

der Komprimierungsinformation KI. Feld zugeordnet. L in den Zusammenhang zwischen

Dieses Verfahren hat den Vorzug, daß es sogar einer bestimmten Bit-Struktur der Komprimierungs-

iteriert werden kann. Das heißt, man kann die Korn- information und dem dieser Struktur zugeordneten

primierungsinformation KI in gleicher Weise einmal 15 Feld herzustellen, wird die Bit-Struktur der Kompri-

bzw. mehrmals verdichten. Die Anzahl der Verdich- mierungsinformation als Adresse verwendet. Um den

tungsschritte bestimmt sich am besten individuell Platzaufwand für die 256 jeweils acht Byte großen

nach dem Füllungsgrad der vorliegenden lnfor- Felder zu minimieren, werden diese in einer ganz

mation mit hexadezimalen Nullen pro Byte. Das bestimmten Weise in einer Tabelle aufgebaut. Diese

Verdichten ist nur dann zweckmäßig, wenn mehr ao Tabelle ist so konzipiert, daß sich jeweils sieben

Bytes (mit hexadezimalen Nullen) entfallen können, Bytes der jeweils acht Bytes großen Felder einander

als zur Bildung der Komprimierungsinformation überlappen.

erforderlich sind. Auch die Schrittzahl 0 (keine Ver- Für eine derartige Anordnung gibt es eine ein-

dichtung) ist denkbar. deutige mathematische Lösung. Dabei ist allerdings

Üblicherweise besteht Grund für die Meinung, 25 zu berücksichtigen, daß die Zuordnung eines Bytes daß Einsparung von externer Speicherkapazität auf der Komprimierungs information KI zu einem dieser Kosten interner Verarbeitungszeit geht. Dies ist bei Felder über eine weitere Adreßtabelle erfolgt. Diese der vorliegenden Erfindung nicht der Fall, da man Adreßtabelle ist in F i g. 2 wiedergegeben. Die Inforhierbei in der Lage ist, Bitmuster schnellstens zu mationen in dieser Tabelle unterliegen einer hexaanalysieren. Bisher konnten Bitstrukturen durch die 30 dezimalen Darstellung. Angenommen, die Bit-Anwendung der sogenannten Instruktion »Tesien Struktur eines Bytes der Komprimierungsinformation unter Maske« erkannt werden. Die einmalige Aus- wäre 0010 1010. In hexadezimaler Darstellung würde führung dieser Instruktion gestattete es, den Zustand sich dafür 2 A ergeben. In der Tabelle nach F i g. 2 eines einzigen Bits festzustellen. Da aber die Korn- wird für diese Adresse (linke Spalte für das erste primierungsinformation aus mehreren Bits besteht, 35 Hexadezimalsymbol; oberste Zeile für das zweite müßte diese Instruktion mehrmals für alle Bits nach- Hexadezimalsymbol) die Adresse 36 in hexadezieinander angewendet werden, egal, ob diese Bits maler Verschlüsselung aufgefunden. Diese Adresse nun eine binäre 0 oder 1 aufweisen. Eine solche verweist auf die Tabelle 2. Dort beginnt bei dieser Methode ist sehr zeitaufwendig. Günstiger würde Adresse (linke Spalte für das erste Hexadezimalsich die Analyse eines Bitmusters gestalten lassen, 40 symbol, in diesem Falle also 3, oberste Zeile für das wenn es eine Operation gäbe, die während ihrer zweite Hexadezimalsymbol, in diesem Falle also 6) Ausführung die einzelnen Bits nacheinander prüft das acht Byte umfassende Feld für die gespreizte und nur diejenigen Bits lokalisiert, die eine binäre 1 Bitkombination der Komprimierungsinformation. Die aufweisen. Eine solche Instruktion gibt es bisher Angaben in dieser Tabelle sind wiederum in hexanicht. Wohl aber eine Instruktion, die die Bytes 45 dezimaler Darstellung vorgenommen. Für das erste eines mehrere Bytes umfassenden Feldes prüft. Hier- Bit der Komprimierungsinformation, einer binären ü, bei handelt es sich um die sogenannte Instruktion erscheint demnach unter der Adresse 36 in der Ta- »übersetzen und Prüfen« (TRT). Diese Instruktion belle nach Fig. 3 ein Byte, dessen Bits jeweils alle lokalisiert diejenigen Bytes innerhalb des Feldes, in eine binäre 0 aufweisen, was sich in hexadezimaler denen mindestens ein Bit einen von einer binären 0 50 Darstellung durch die hexadezimalen Symbole 00 abweichenden Inhalt aufweist Durch besondere Ver- wiedergeben läßt Das dritte Byte des betreffenden fahrensschritte ist es nunmehr nach der vorliegenden Feldes enthält durchweg binäre Einsen (in hexadezi-Erfindung gelungen, eine solche byteprüfende In- maler Darstellung FF), weil das dritte Bit der Komstruktion auch zur bitweisen Prüfung zu verwenden. primierungsinformation ebenfalls eine binäre 1 auf-Zu diesem Zweck wird die Bitstruktur der Kompri- 55 weist Wenn man jetzt auf dieses acht Byte große mierungsinfonnation KI gespreizt: d.h., jedem Bit Feld die TRT-Instruktion anwendet, erfolgt die der Komprimierungsinformation KI wird ein Byte Lokalisierung der Bytes, die nicht durchweg binäre zugeordnet, dessen Bits alle den gleichen binären Einsen aufweisen, ungleich schneller, als es mit Zustand aufweisen wie das betreffende Bit der Korn- Hilfe der TM-Instruktion in mehrmaliger Anwenprimierungsinformation. So würde z. B. ein Byte der 60 dung auf die Bitstrukrur der Komprimierungsinfor-Komprimierungseinfonnation KI mit dem bitweisen mation möglich wäre. Auf diese Weise läßt sich das Inhalt 00100010 in ein acht Bytes umfassendes Feld Dekomprimieren von Daten unter Zugrundelegung mit dem bitweisen Inhalt 00000000 00000000 der verdichteten Daten und der Komprimierungs-11111111 000000000 000000000 00000000 information in äußerst kurzer Zeit durchführen. 11111111 00000000 umgewandelt werden. Dieses 65 Durch die Lokalisierung der Bytes, weighs in allen Feld wird dann mit der Instruktion Prüfen unter ihren Bitpositionen nicht durchweg binäre Nullen Maske geprüft. Dabei werden jene Bytes lokalisiert, aufweisen, ist ss möglich, es an jene Stellen der undie mindestens ein Bit mit einem von einer binären 0 verdichteten 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 A USW. zur Bestimmung der den einzelnen zu verdichtenden Bytes zuzuordnenden Position im Register 2 sowie eine Steuerschaltung 5ST. für die Steuerung des Datenflusses zwischen den Registern 1 und 2 vorgesehen. Von dem Register 1 führt ein Leitungsstrang 9 zu der logischen Schaltung 3 zur Erzeugung der Komprimierungsinformation. Mit deren Hilfe ist es möglich, während eines einzigen Taktes, wie in F i g. 5 näher ausgeführt, aus den unverdichteten Daten des Registers 1 die Komprimierungsinformation zu erzeugen. Diese Komprimierungsinformation wird über den Leitungsstrang 8 bitparallel dem Decodierer 10 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 2⁸ = 256 Ausgänge, die in F i g. 4 zu dem Leitungsstrang 8' zusammengefaßt sind. Dieser Leitungsstrang 8' führt zu der Auswahlschaltung 4, durch die eine Zuordnung der Bytes der unverdichteten Daten, die nicht durchweg binäre Nullen enthalten, zu den entsprechenden Bytes der verdichteten Daten erfolgt. Diese Auswahlschaltung ist in F i g. 6 unter Beachtung der F i g. 7 und 8 näher beschrieben.

Die Auswahlschaltung 4 ist über den Leitungsstrang 8" mit einer Steuerschaltung S für den Datenfluß zwischen den Registern 1 und 2 auf den Leitungssträngen 6 und 7 verbunden. In F i g. 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 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 Komprimierungsinfonnation mit eineT binären 1 beaufschlagt Für die Speicherung der Komprimierungsinformation ist der Speicherplatz 19 vorgesehen, welcher bei der vorliegenden Ausführungsform der Erfindung ein Byte umfaßt. Für diese Kombination an- und ausgeschalteter Bits innerhalb des Bytes für die Komprimierungsinformation gibt es 256 (0 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 F i g. 6 ist eine auszugsweise schematische Darstellung der Auswahlschaltung (Block 4 in F i g. 4)

ίο 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 36fältigen Weg gesprochen. Jedem der 256 verschiedenen Ausgänge des Decodierers ist ein Eingang der Auswahlschaltung 4 zugeordnet. In F i g. 6 ist der Eingang für die Bitkombination 00111001 (hexadezimale Darstellung 39) mit 21, der Eingang für die Bitkombination 00111010 (hexadezimale Darstellung 3 A) mit 22 gekennzeichnet. Von diesen Eingängen führen Leitungen zu den für die vorliegenden Bitkombinationen maßgeblichen Ausgängen der Auswahlschaltung. Insgesamt sind 36 Ausgänge entsprechend dem 36fältigen Weg vorgesehen. Für die Bitkombination 00111001 gelangt das dritte Byte des Registers 1 in das erste Byte des Registers 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 mit dem 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 3 A) mit den Ausgängen 24 bis 27 für die Zuweisungen 3—1, 4—2 5—3 und 7—4 verbunden. Wie aus F i g. 6 hervorgeht, können mehrere Eingänge der Auswahlschal· tung einen gemeinsamen Ausgang haben. Um eine gegenseitige Beeinflussung in einem solchen Falle auszuschließen, sind innerhalb der Leitungszüge zwischen den Ein- und Ausgängen der Auswahlschaltuni Dioden (28, 29 usw.) vorgesehen. In F i g. 7 ist ein< Tabelle zur Darlegung des 36fältigen Weges gezeigt Die Angaben in dieser Tabelle umfassen jeweil· zwei Zahlen, die durch einen Bindestrich voneinandei getrennt sind. Die erste Zahl kennzeichnet ein Byti

der unverdichteten Daten (in Register 1); die zweite Zahl kennzeichnet ein Eyte 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 binären Nullen abweichen-^ den Inhalt hat. In der zweiten Zeile der Tabelle nach F i g. 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 rail 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 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 Daten kann gemäß den Angaben in der dritten Zeile der Tabelle nach F i g. 7 entweder zum ersten oder zweiten oder dritten Byte der verdichteten Daten werden, je nachdem, 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 F i g. 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 31 bzw. 32 angegeben ist. Entsprechendes gilt natürlich auch für das dritte und alle wei-

.5 teren 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 dem Linienzug 33 entweder zum siebenten Byte dei unverdichteten Daten werden oder gemäß dem Linienzug 34 zum achten Byte der unverdichteten Daten. Welche dieser beiden Möglichkeiten auftritt, hängt von dem Einschieben der sogenannten O-Bytes beim Dekomprimierungsvorgang gemäß der Struktui der Komprimierungsinformation ab. In F i g. 9 isi eine schematische Darstellung der die Register füi die verdichteten (VD) und unverdichteten (UVD) Daten verbindenden UND-Glieder gezeigt. Gemäß den Möglichkeiten des 36fältigen Weges sind die Bytes der unverdichteten und verdichteten Dater bitweise miteinander verbunden. So geht z. B. aus der Darstellung hervor, daß die einzelnen Bits des zweiten Bytes der unverdichteten Daten einmal mil 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 übei UND-Glieder (35 bis 58 usw.) freigegeben bzw. gesperrt. Diese Steuerung erfolgt in Abhängigkeit dei an den Ausgängen der Auswahlschaltung 4 auftretenden Signale. Soll z. B. während eines Komprimierungsvorganges entsprechend der Struktur dei 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 z. B. 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.

Hierzu 2 Blatt Zeichnungen

Claims (7)

Patentansprüche:

1. Verfahren zur Komprimierung und Dekomprimierung binärer Daten, die aus m verschlüsselten Bitgruppen (Bytes) zu je π Bits bestehen, mit Bildung einer Komprimierungsinformation, welche die je nach Datenari links oder rechts vom ersten von Null abweichenden Zeichen befindlichen nichtsignifikanten Stellen markiert, dadurch gekennzeichnet, daß die Komprimierungsinformation aus m Bitstellen besteht, die in gleicher Folge den m Biigrappen zugeordnet sind, daß für alle diejenigen der m Bitgruppen, die entsprechend dem gewählten Schlüssel ein nichtsignifikantes Zeichen darstellen, ein Bit mit vorgegebenem Binärwert in die den betreffenden Bitgruppen zugeordneten Bitstellen der Komprimierungsinformation eingesetzt wird, daß die binären Daten unter Ausschluß der durch die KomprimierungMiiformation markierten Bitgruppen gespeichert werden und daß zur Dekomprimierung unter Steuerung der Komprimierungsinformation die ausgeschlossenen Bitgruppen regeneriert und an den entsprechenden Stellen zwischen die signifikanten Bitgruppen in die dem Speicher entnommenen Daten eingefügt werden.

2. Verfahren nach Anspruch 1, 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.

3. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 oder 2, 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 /7-te Binärstelle des Abschnittes der Komprimierungsinformation.

4. Verfahren nach den Ansprüchen 1 bis 3, 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 (/! — 1) Abschnitte gemeinsam haben.

5. Anordnung zur Durchführung des Verfahrens nach einem der Ansprüche 1 bis 4, 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 Abschnittes der Komprimierungsinformation einer

von insgesamt 2" 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.

6. Anordnung nach Anspruch 5, dadurch gekennzeichnet, daß zum Erzeugen eines η Binärstellen umfassenden Abschnittes der KDsprimierungsinformation η ODER-Glieder (11 bis 18) vorgesehen sind, deren Eingänge jeweils mit den η Binärstellen eines Abschnittes der unverdichteten Daten und deren Ausgänge jeweils mit einer der η Bitstellen des Abschnittes der Komprimierungsinformation verbunden sind.

7. Anordnung nach Anspruch 5, dadurch gekennzeichnet, daß für die Auswahlschaltung (4) 2" Eingänge (21, 22) entsprechend den 2" Ausgängen der Decodierschaltung (10) und