DE2513862C2

DE2513862C2 - Vorrichtung zum Decodieren von Codes minimaler Redundanz und variabler Länge

Info

Publication number: DE2513862C2
Application number: DE2513862A
Authority: DE
Inventors: Amalie Julianna Chatham Township N.J. Frank
Original assignee: Western Electric Co Inc
Current assignee: AT&T Corp
Priority date: 1974-03-28
Filing date: 1975-03-27
Publication date: 1986-01-16
Also published as: BE827319A; FR2266382A1; CA1055611A; US3883847A; GB1508653A; DE2513862A1; FR2266382B1; JPS50131726A

Description

Die Erfindung betrifft eine Vorrichtung zum Decodieren einer Eingangsfolge von Binärcodewörtern unterschiedlicher Länge, von denen kein Codewort der Anfang eines anderen Codewortes ist, mit einem Eingangsre- gister zur Aufnahme und Speicherung der Eingangscodewörter und einer Speicheranordnung zur Speicherung decodierter Symbole entsprechend jedem Eingangscodewort. Eine solche Vorrichtung ist aus der DE-PS 2205422 bekannt.

Mit zunehmender Verwendung von Digitalrechnern und anderen Digitalspeicher- und Verarbeitungsanlagen ist das Erfordernis, digitale Informationen zu speichern und/oder zu übertragen, wichtig geworden. Da Informa tionen im allgemeinen einer Anzahl von Symbolen, z. B. alphanumerischen Zeichen, zugeordnet sind und da einige Symbole in einem typischen Alphabet häufiger auftreten als andere, hat es sich als vorteilhaft gezeigt, um die mittlere Länge der Codewörter zu reduzieren, sogenannte statistische Codierungsmethoden zu verwenden und Signale entsprechender Länge abzuleiten, die die einzelnen Symbole darstellen. Eine solche statistische Codierung ist nicht neu. So kann der wohlbekannte Morsecode für telegraphische Übertragung als eine dieser Codearten betrachtet werden, bei welchem die relativ häufig auftretenden Symbole (wie E) durch kurze Signale dargestellt werden, woh.ngegen weniger häufig vorkommende Signale (wie Q) entsprechend längere Signaldarstellungen aufweisen. Andere Codes variabler Länge sind in folgenden Aufsätzen beschrieben worden: D. A. Huffman »A Method for the Construction of Minimum-Redundancy Codes«, Proc. of the IRE, Band 40, Seiten 1098-1101, September 1952; E. N. Gilbert und E. F. Moore »Variable-Length Binary Encodings«, Bell System Technical Journal, Band 38, Seiten 933-967, Juli 1959; und J. B. Connell »Α HufTmän-Shännon-Fanö Code«, Proc. IEEE, Juli 1973, Seiten 1046-1047.

Aus den obengenannten Aufsätzen und aus Fano, Transmission of Information, John Wiley and Sons, Inc., New York, 1961, Seiten 75-81. ist es bekannt, daß das Huffman-Codierungsverfahren verglichen werden kann mit einem Baumbildungsprozeß, bei welchem Codes entsprechend weniger häufig auftretenden Symbolen an den oberen Spitzen eines Baumes mit drei verschiedenen Etagen erscheinen, wohingegen jene Codes, die mit relativ hoher Wahrscheinlichkeit auftreten, an unteren Etagen im Baum erscheinen. Wenn es auch so scheint, daß ein Decodierungsprozeß durch Anwendung des HulTman-Dccodierschemas einfach ist, so entspricht dies nicht der allgemeinen Erfahrung. Viele Leute, die sich mit dem Gebiet des Codierens beschäftigen, haben die

Huffinan-Decodierung als recht unhandlich befunden, z. B. Bradley »Data Compression for Image Storage and Transmission«, Digest of Papers, IDFA Symposium, Society for Information Display, 1970; O'Neal »The Use of Entropy Coding in Speach and Television Differential PCM Systems«, AFOSR-TR-72-0795, verteilt durch den National Technical Information Service, Springfield, VA, 1971. Bei Durchführung einer Huffinan-Decodierung wurde die Kompliziertheit deutlich erkannt, vgl. z. B. Ingels, Information und Coding Theory, Intext Education Publishers, Scranton, Pa., 1971, Seiten 127-132; Gallager, Information Theory and Reliable Communication, Wiley, 1968.

Wenn eine solche Huffman-Decodierung erforderlich ist, wurde sie gewöhnlich durch eine Baumsuchmethode fvr einen seriell empfangenen Bitstrom durchgeführt. Wenn man an jedem Knoten in einem Baum einem von zwei Zweigen folgt, und zwar in Abhängigkeit davon, welcher von zwei Werten für individuelle Digits im empfangenen Code festgestellt worden ist, gelangt man schließlich zu einer Angabe des durch den seriellen Cede dargestellten Symbols. Dies kann man bei einer praktischen Geräteausfuhrung als äquivalent ansehen zu einer Übertragung, die von einer gegebenen Startposition aus auf eine von zwei Stellen vorgenommen wird, und zwar für jedes Bit eiues binären Eingangsstroms. Der Prozeß ist deshalb ein sequentieller.

Solche sequentiellen binären Suchvorgänge sind beispielsweise beschrieben in Price »Table Lookup Techniques«, Computing Surveys, Band 3, Nr. 2, Juni 1971, Seiten 49-65. Ähnliche Baumsuchmethoden sind beschrieben in der US-PS 3700819, in E. H. Sussenguth, Jr. »Use of Tree Structures for Processing Files«, Comm ACM 6,5, Mai 1963, Seiten 272-279, und in H. A. Clampett Jr. »Randomized Binary Searching with Tree Structures«, Comm ACM 7,3, März 1964, S. 163-165.

Wie oben erwähnt, sind Baumsuchmethoden äquivalent zum sequentiellen Übergang ve Stelle zu Stelle ein» Speichers für jedes empfangene Bit, um zu einer endgültigen Steüe zu gelangen, welche die zur Decodierung einer besonderen Bitfolge verwende s Information enthält. Solche sequentiellen Übergänge von Stelle zu Stelle in einem Speicher sind zeitraubend und schließen in manchen Fällen die Verwendung von minimalredundanten Codes aus. Außerdem treten beträchtliche Unterschiede in der Decodierzeit auf, wenn Codewörtei mit sehr unterschiedlichen Längen verarbeitet werden. Solche Unterschiede erschweren Anwendungen, wie z. B. bei Anzeigesystemen, bei welchen oft eine Darstellung der Ausgangssymbole mit konstanter Folgegeschwindigkeit erwünscht ist.

Der Erfindung liegt demgemäß die Aufgabe zugrunde, eine Vorrichtung zum Decodieren von Codes minimaler Redundanz, von denen Huffman-Codes die bekanntesten sind, verfügbar zu machen, ohne daß sequentielle Bit-für-Bit-Decodiervorgänge erforderlich sind und daher eine parallele oder nahezu parallele Decodierung minimal-redundanter Codes variabler Länge möglich ist.

Zur Lösung dieser Aufgabe geht die Erfindung aus von einer Vorrichtung der eingangs genannten Art und ist dadurch gekennzeichnet, daß ein an das Eingangsregister angekoppeltes erstes Register zur Auswahl eines in seiner Länge festgelegten Abtastmusters der Eingangsziffernsignale beginnend mit der ersten Ziffer eines augenblicklichen Codewortes, wobei die Länge des Abtastmusters entweder gleich oder kleiner als die maximale Codewortlänge ist. einen das erste Register und die Speicheranordnung verbindenden Adressengenerator zur Ableitung einer auf dem Abtastmuster der Eingangsziffernsignale beruhenden Adressenstelle in der Speicheranordnung, und ein Ausgangsregister zum Auslesen der Information aus der addressierten Stelle der Speicheranordnung.

Weiterbildungen der Erfindung sind Gegensund der Unteransprüche.

Ein erfindungsgemäßes Ausführungsbeispiel sorgt für d:n Zugriff zu einem in seiner Länge festgelegten Abtastmuster eines Eingangsbitstroms, der zusammengefügte Codewörter variabler Länge aufweist. Jedes dieser Abtastmuster wird zur Ableitung einer Adresse verwendet, die einen Platz in einem Speicher festlegt, in welchem eine Angabe des decodierten Ausgangssymbols zusammen mit einer Angabe über die wirkliche Länge des dem Ausgangssymbol entsprechenden Codewortes gespeichert ist. Da das in seiner Länge festgelegte Abtastmuster so gewählt ist, daB es gleich lang wie die maximale Codewortlänge ist, wird die Information über Jie wirkliche Codewortlänge dazu verwendet, den Anfangspunkt für das nächstfolgende Codewort in der Eingangsfolge zu bestimmen.

Wenn die aufzuwendende Speicherkapazität möglichst klein gemacht werden soll, macht ein anderes Ausführungsbeispiel eine Sirsicheraufbau verfügbar, der eine Primärtabelle und mehrere Sekundärtabellen umfaßt. Wieder wird ein Abtastmuster festgelegter Lange verwendet, aber die Länge K ist so gewählt, daß sie kleiner als die des maximalen Codewortes ist. Wenn das Abtastmuster ein Codewort mit einer Länge umfaßt, das kleiner oder gleich ftf ist, läuft ein Decodierungsvorgang wie im ersten Ausführungsbeispiel mit einer Tabelle ab, d. h. es braucht lediglich die erste Tabelle benutzt zu werden. Wenn das Abtastmuster nicht genügend lang ist, um alle Bits in einem Codewort aufzunehmen, wird jedoch eine Anzahl nachfolgender Bits im Eingangsbi'.strom verwendet (diese Anzahl ist in der adressierten Stelle der Primärtabelle angegeben), um in Zusammenwirkung mit anderen Daten, die in der adressierten Stelle in der Primärtabelle gespeichert sind, eine Adresse zu erzeugen, die eine Stelle in einer das decodierte Symbol enthaltenden Sekundärtabelle identifiziert. Diese Stelle enthält auch den Wert der um K reduzierten wirklichen Codelänge, welche verwendet /ird, urn den Anfangspunkt für das nächste Codewort festzulegen.

Aufgrund der gleichförmigen Art der einbegrifTenen Operationen läßt sich die vorliegende Erfindung mit Sonderzweck-Rechnern als auch mit entsprechend programmierten Allzweckrechnern verwirklichen

In den Zeichnungen zeigt.

Fig. 1 schematisch eine Nachrichtenanlage einschließlich einem erfindungsgemäß ausgebildeten Decodierer,

Fig. 2 ein Blockschaltbild für ein erfindungsgemäßes Ein-Tabellen-Ausfiihrungsbeispiel,

F i g. 3 ein BlockscLrJtbild für ein erfindungsgemäßes Ausführungsbeispiel mit einer Primärübersetzungstafel und mehreren Sekundärübcrsetzungstafeln.

Fig. 1 zeigt die Gesamtanordnung einer typischen Nachrichtenanlage, für welche die vorliegende Erfindung angewendet werden kann. Eine Informationsquelle 100 erzeugt Nachrichten, die zu einer Verbrauchervorrichtung 104 zu übertragen sind, nachdem sie durch einen Codierer 101, einen Übertragungskanal 102 und einen Decodierer 103 verarbeitet worden sind. Die Informationsquelle 100 kann verschiedene Formen annahmen, einschließlich einer programmierten Datenverarbeitungsvorrichtung, eines einfachen Tastenfeldes oder anderer. Informationen erzeugender Vorrichtungen. Auch der Codierer 101 kann verschiedene Formen annehmen und braucht für vorliegende Zwecke lediglich als ein Codierer betrachtet zu werden, der die Eingangsinformation, in welcher Form auch immer sie von der Quelle 100 geliefert wird, in Codes im Huffman-Format zu übersetzen vermag. Gleichermaßen kann der Übertragungskanal 102 entweder ein einfacher Draht oder ein anderer Nachrichtenkanal in Standardausführung sein, oder er kann eine weitere Verarbeitung wie beispielsweise durch einen Nachrichtenspeicher und Übertragungsvorrichtungen umfassen. Der Kanal 102 kann Signalgabe- und andere verwandte Vorrichtungen einschließen. Für vorliegende Zwecke braucht jedoch lediglich angenommen zu werden, daß der Übertragungskanal 102 dem Decodierer 103 einen seriellen Bitstrom liefert, der zusammengefügte Kodewörter variabler Länge im Huffman-Minimalredundanzformat enthält. Die Funktion des Decodierers 103 besteht dann darin, aus diesem Eingangsbitstrom die von der Informationsquelle 100 gelieferte ursprüngliche Nachricht herzuleiten.

Die Verbrauchervorrichtung 104 kann beispielsweise eine Datenverarbeitungsanlage oder eine Anzeigevorrichtung Sein.

Der dem Decodierer 103 zugeführte Codesatz minimaler Redundanz besteht aus einer endlichen Anzahl Codewörter verschiedener Länge. Für vorliegende Zwecke sei angenommen, daß jedes Codewort eine Folge von einer oder mehreren Binärziffern aufweist, obwohl auch andere als binäre Signale in gewissen Fällen verwendet werden können. Ein solcher Ccdesatz kann gekennzeichnet werden durch einen Satz Dezimalzahlen /,, h, ■ ■-,/«, wobei Ij die Zahl der./ Bit langen Codewörter und Mdie maximale Codewortlänge ist. Diese Struktur wird durch einen Index /gekennzeichnet, welcher eine Verkettung der Dezimalzahlen I₁ ist, d. h. /= I\h ■ ■ ■ Im-Beispielsweise führt eine Quelle mit drei Nachrichtentypen mil Wahrscheinlichkeit 0,6, 0,3 und 0,1 zu einem minimal-redundanten Codesatz, der einen ein Bit langen Code und zwei je zwei Bits lange Codes enthält, was den Index /= 12 ergibt. Zahlreiche Verwirklichungen eines Code.1 mit einem bestimmten Index sind möglich. Eine solche Verwirklichung für/= 12 enthält die Codewörter 1 und 00 und 01; eine andere Verwirklichung istO und 10 und 11. Als weiteres Beispiel zeigt Tabelle I einen Code mit einem Index /= 1011496, der auf einer VeröfTentlichung von B. Rudner, »Construction of Minimum-Redundancy Codes With an Optimum Synchronizing Property«, IEEE Transactions on Information Theory, Vol. IT-17, Nr. 4. Seiten 478-487, Juli 1971. In Tabelle I sind die Länge der Codewörter und die zugeordneten decodierten Werte dargestellt, in diesem Fall alphabetische Schriftzeichen.

Tabelle I	IUI l"»7O	Decodierter Wert
Code mit / =	Codewort-Länge	A
Codewort	1	B
0	3	C
100	4	D
1100	5	E
10100	5	F
11010	5	G
11100	S	H
11110	6	I
101010	6	J
101100	6	K
101110	6	L
101111	6	M
110110	6	N
110111	6	O
111010	6	P
111110	6	Q
111111	7	R
1010110	7	S
1010111	7	T
1011010	7	U
1011011	7	V
mono	7
1110111

Der oben in Tabelle 1 angegebene Code kann unter Anwendung von Verfahren zum direkten Tabellen-Lesen nur dann angewendet werden, wenn irgendeine Funktion für jeden der individuellen Codes erzeugt werden kann, welche entsprechende Tabellenadressen spezifiziert. Die Identifikation einer solchen Funktion ist natürlich aufgrund der variablen Codewortlängen kompliziert.

Eine Methode gemäß einem erfindungsgemäßen Ausfuhrungsbeispiel wird nun beschrieben, die zum Aufbau und zur Verwendung einer besonders geeigneten Übersetzungstabelle für den Code der Tabelle 1 dient.

Bei der Bildung einer solchen Übersetzungstabelle zeigt es sich günstig, zuerst eine Tabelle äquivalenter Cccewörter mit gleicher Länge aufzubauen. Insbesondere wird für jedes Codewort mit einer Länge kleiner als M in Tabelle I ein neues Codewort abgeleitet, dessen Länge gleich A/ist. Diese neuen Codewörter werden dadurch erzeugt, daß rechts Nullen angehängt werden, d. h. durch Zufügen von angehängten Nullen. Tabelle II zeigt die abgeleiteten Codewörter in Binär- unu Dezimalform.

Tabelle II Abgeleitete Codewörter Binär Dezimal

0000000 0

1000000 64

1100000 96

1010000 80

1101000 104 ^2S

1110000 112

1111000 120

1010100 84

1011000 88

1011100 92

1011110 94

1101100 108

1101110 110

1!10!CQ !!6

1111100 124

1111110 126

1010110 86

1010111 87

1011010 90

1011011 91

mono ns

1110111 119

Es soll nun gezeigt werden, daß die Codewörter in Tabelle II für einen direkten Zugriff zu Speicherplätzen, die eine Decodiertabelle enthalten, verwendet werden können, insbesondere wird jedes Codewort als eine Adresse interpretiert, die wenn sie um 1 erhöht wird, die erforderliche Adresse in einer Übersetzungstabelle vorsieht, welche 2^M Eingänge oder Einträge enthält.

Jeder Eintrag in der Übersetzungstabelle enthält die zugeordnete ursprüngliche Codewortlänge und den decodierten Wert in zugehörigen Feldern. So enthält beispielsweise der erste Tabelleneintrag die Codewortlänge 1 und den decodierten Wert A, und der 65. Tabelleneintrag enthält die Codewortlänge 3 und den deco-

dierten Wert B. Es sind Σ In solcheEinträge vorhanden. Nachdem alle diese Einträge gemacht worden sind, ist

in jeden leeren Eintrag in der Tabelle derjenige Eintrag kopien worden, der sich genau in dem davorliegenden Eintrag befindet. Somit sind beispielsweise die Codewortlängen 1 und der decodiene Wen A der Reihe nach in Tabelleneinträgen 2 bis 64 kopien. Die vollständige Übersetzungstabelle ist in Tabelle HI dargestellt.

$ Tabelle III

j?' Übersetzungstabelle für den Code in Tabelle 1

'ifä Adresse oder Adressenbereich Inhalte

;V 5

1- 64 \,A

'(;, 65- 80 3, B

,o ⁸¹~⁸⁴ ⁵'^D

85- 86 6, H

I'. 87 7, Q

': 88 7, R

P 15 89- 90 6, /

91 7,5

^{92 7}- ^r

93- 94 6, y

95- 96 6, K

97-104 4, C

105-108 5. £

109-110 6, L

" 111-112 6, M

113-116 5, F

117-118 6, N

119 7.1/

120 7, K 121-124 5, G 125-126 6, O

'.27-128 6, P

Es wird nun die Decodierung eines Eingängsslrorns unter Verwendung der Tabellen !! und !!! beschrieben. Eine Marke oder ein »Zeiger« ist eingerichtet, der auf die laufende Position im Bitstrom zeigt und mit der ersten Position beginnt. Beginnend am Zeiger wird ein festgelegtes Segment von A/Bits aus dem Eingangsbitstrom herausgenommen. Zu dieser Zeit wird der Zeiger nicht vorgerückt, d. h. er zeigt noch auf den Beginn des Segmentes. Die durch die herausgegriffenen A/Bits dargestellte Zahl wird um 1 erhöht, was irgendeinen We:. Vergibt. W wird als Adresse verwendet und der W-\a Eintrag wird aus der Übersetzungstabelle herausgegriffen, wodurch sich die Codewortlänge und der decodierte Wert ergeben. Der decodierte Wert wird auf die Verbrauchervorrichtung 104 übertragen, und der Bitstromzeiger wird um einen Wert vorgerückt, der gleich der Länge des herausgegriffenen Codewortes ist. Dieser Vorgang wird dann für das nächste Segment von M Bits wiederholt.

Das Wesentliche liegt darin, daß das konstante Herausgreifen von A/Bits aus dem Bitstrom den Code variabler Länge für Verarbeitungszwecke in einen Code fester Länge umwandelt. Jedes Segment enthält entweder das gesamte Codewort selbst, wenn das Codewort MBits lang ist, oder es enthält das Codewert plus einige Abschlußbits. Beim Decodieren eines solchen Codewortes haben die Abschlußbits keine Wirkung, da die Übersetzungstabelle Kopien der Codewortlänge und des decodierten Wertes für alle möglichen Werte der Abschlußbits enthält. Die Abschlußbits gehören natürlich zu einem oder mehreren aufeinanderfolgenden Codewörtern, welche in richtiger Reihenfolge verarbeite, werden, wenn der Bitstromzeiger vorgerückt wird. Obiges Verfahren zeigt sich somit als eine einfache Methode zur schnellen Decodierung von Codes variabler Länge und zwar bei gleichmäßiger Decodierzeit pro Code.

Als Beispiel wird nun die Decodierung des Anfangs der Nachricht JTiEQUICKSLYFOX, und zwar in Darstellung durch die Codes in Tabelle 1, in Verbindung mit der Vorrichtung nach F i g. 2 beschrieben. Die Bitfolge für diese Nachricht ist, wenn die Zeit nach links zunimmt und das höchstwertige Bit eines jeden Buchstaben zuerst (am weitesten rechts) dargestellt ist:

111101001100110101101110110101010110101011101101 .

~~K C I U Q £ ~H T

Zwischenräume sind natürlich weggelassen worden, um die Verwendung der Codes in Tabelle I zu erlauben.

Die Schaltung nach Fig. 2 ist ein Beispiel einer Vorrichtung, die zur praktischen Durchführung des oben beschriebenen Verfahrens verwendet werden kann. Semit wird der oben dargestellte Bitstrom in Serienform an ein Eingangsregister 110 gegeben. NatürKrh kann das Eingangsmuster in entsprechenden Fällen auch in Parallelform eingegeben werden. Wenn die Nachricht mehr Bits enthält, als im Register 110 speicherbar sind, können Standardpuffermethoden verwendet werden, um vorübergehend einige dieser Bits zu speichern, bis das Register

110 diese aufnehmen kann.

Wenn das Register 110 einmal gefüllt ist, d. h., wenn die ersten Bits auf der rechten Seite des Registers 110 erschienen sind, empfängt ein Λί-Bit-Register 111 vorteilhafterweise die höchstwertigen (am weitesten rechts befindlichen) Λ/Bits durch Übertragung vom Register 110. Diese Λ/Bits werden dann zu einem Addierer 112 gegeben, weicher die Summe aus den A/Bit» (als eine Zahl betrachtet) und dem konstanten Wert 1 biHet. In vereinfächter Form kann der Addierer 112 ein einfacher AZ-Bit-Zähler sein, und das +1 -Signal kann ein erhöhender Impuls sein. Das Ausgangssignal des Addierers 112 wird dann zu einer Adressierschaltung 113 gegeben, welche daraufhin ein Wort aus einem Speicher 114 auswählt, das auf diesem Ausgangssignal beruht. Die Adressierschaltung 113 und der Speicher 114 können zusammen irgendein Standardspeicher mit beliebigem ZugrifTund einer zugeordneten Adressierschaltung sein. Obwohl Einzelleitungen in Fig. 2 dargestellt und beschrieben sind, ist es aus dem Zusammenhang klar, daß einige Signalwege Mehrfach-Bitwege sind. Beispielsweise ist der zum Addierer 112 fuhrende Weg ein K-Bitweg. d.h. mit insgesamt K-Adern.

Das adressierte Wort wird in ein Register 115 eingelesen, welches mit zwei Teilen dargestellt ist. Der rechte Teil des Registers 115 empfängt das decodierte Schriftzeichen und ist in F i g. 2 mit 117 bezeichnet. Dieses decodierte Schriftzeichen wird dann auf übliche Weise zur Ve.'braucherschaltung 104 gegeben. Wenn das Schriftzeichen im Speicher 114 gespeichert ist, wird es in binär codierte Dezimalform codiert oder eine andere »expandierte« Form, die Tür die Verbraucherschaltung 104 erforderlich ist. Besondere Codes zum Treiben eines Druckers sind typisch, wenn die alphabetischen Symbole der Tabelle I zu verwenden sind. Die Decodierung dieses Schnfizcichcns ist voüsianuig.

Der linke Teil 116 des Registers US empfängt diejenigen Signale, welche die Zahl der im Eingangsbitstrom zur Darstellung des dekodierten Schriftzeichens verwendeten Bits angibt. Diese Zahl wird dann verwendet, um den Inhalt des Registers 110 um eine entsprechende Zahl von Bits nach rechts zu verschieben. Irgendeine Verschiebesignalquelle, wie ein Binärratenmultiplizierer (BRM) 118, kann zur Durchführung der gewünschten Verschiebung verwendet werden. Somit wird bei einer typischen Ausführung eine feste Folge von Taktsignalen eines Taktgebers 119 vom BRM 118 ausgegeben, um die gewünschte Verschiebung zu erzielen. Ist die Verschiebung vollständig durchgeführt (was geeigneterweise durch einen Impuls auf einer Leitung 120 angegeben wird, der das Ende der Taktimpulsfoge definiert), wird eine Λί-Bitfolge in das Register 111 übertragen. Dieser Übertragungsimpuls wird bequemerweise auch zum Löschen des Addieres 112 und des Registers 115 und des Registers 115 verwendet. Die obige Arbeitsfolge wird dann wiederholt.

Wenn ein spezielles Zeichen decodiert wird, welches das Ende einer Nachricht (EOM) festlegt, setzt ein EOM- 30 ■

Detektor 121 (ein einfaches UND-Gatter oder gleichwertige Vorrichtung) ein Flipflop 122. Dies hat die I

Wirkung, daß ein Sperrsignal an UND-Gatter 123 und 124 angelegt wird, wodurch der Zugriff zum Speicher 114 J

und die Verschiebung des Inhalts des Registers 110 verhindert wird. Wenn eine neue Nachricht im Ankommen ist, was unabhängig auf einer START-Leitung 125 signalisiert wird, wird dieses Flipflop 122 zurückgesetzt, der Addierer 112 mittels eines ODER-Gatters 140 gelöscht und die neue Nachricht wie oben verarbeitet. Kehrt man nun wieder zur oben angegebenen Musternachricht zurück, so sieht man, daß die erste Ai-Bit-Folge 1101101 (oder 1011011 = 9i [dezimal] in normaler Reihenfolge), die auf das Register 111 übertragen wird, zu einem Zugriff zum Speicherplatz 91 + 1 = 92 führt, wie in Tabelle III gezeigt ist. Aus Tabelle III sieht man, daß die Stelle 92 die Information 7, Tenthält. d. h. das decodierte Zeichen ist ein 7~und seine '.änge, mit welcher es in der Eingangsfolge dargestellt ist, beträgt 7 Bitr "omit wird ein 7"an die Verbraucherschaltung 104 geliefert und die BRM-Schaltung 118 erzeugt 7 Schiebe' se. Das Überiragungssignal auf Ader 120 bewirkt dann, daß die nächsten 7 Bits 1010101 (oder 1010101 = 85 [dezimal]) an das Register 111 übertragen werden. Das Übertragungssignal löscht bequemerweise gleich den Addierer 112 und das Register 115, un zu verhindern, «faß die vorhergehenden Inhalte ein fehlerhaftes Ergebnis erzeugen. Zwischen dem Register 111 und dem Addierer 112 kann eine kleine Verzögerung vorgesehen werden, wenn ansonsten ein „Wettlaufzustand" entstehen würde. Der Zugriff zum Speicherplatz 86 = 85+ 1 bewirkt dann, daß das Register 115 die Information 6, //empfängt. Die BRM-Schaltung 118 rückt dann das Schieberegister 110 um 6 Bits vor. Die Tabelle IV vervollständigt die Verarbeitung der oben gegebenen Beispielsfolge.

Tabelle IV

7-Bit-Folge Adresse, zu welcher Decodiertes Verschiebungen

Zugriff besteht Bit/Nr.

ionon	92
1010101	86
1101010	107
1010110	87
1110110	119
1011001	90
1100101	102
1011111	96

τ	7
H,	6
E,	5
a	7
U,	7
I,	6
C	4
K.	6

Wenn der insgesamt erforderliche Tabellenspeicher reduziert werden soll, kann eine etwas andere Operationsfolge vorteilhaft verwendet werden, die im folgenden beschrieben werden soll. Wie oben bemerkt, sind für irgend-

einen gegebenen Index I=IiI₂ ... An vieie Verwirklichungen eines minimal-redundanten Code möglich. Der oben angeführte Code für /= 1011496 hat eine bestimmte Synchronisationseigenschaft, die in der oben erwähnten Schrift von Rudner beschrieben ist. Eine andere Verwirklichung ist tin monotoner Code, in welchem die Codewerte numerisch geordnet sind. Solch ein zunehmender monotoner Code ist dadurch aufgebaut, daß das erste Codewort 00 ausgewählt wird, daß es I₁ Nullen enthält Jedes weitere Codewort wird dadurch gebildet, daß zum vorausgehenden Codewort eine 1 addiert und dann eine Multiplikation mit 2^--I, wobei L_t und L_M die Längen des zu bildenden bzw. des vorausgehende Codeworts sind. Der monotone Code mit demselben Index wie demjenigen für den Code der Tabelle I, nämlich /= 1011496, ist in Tabelle V dargestellt

Tabelle V

Monotoner Code mit / = 1011496

Codewon	Codewort-Länge	Decodiener Wen
0	1	A
100	3	B
1010	4	C
10110	5	D
10111	Ϊ,	E
11000	5	F
11001	5	G
110100	6	H
ΠΟΙΟΙ	6	1
UOUO	6	J
110111	6	K
11)000	6	L
111001	6	M
111010	6	N
!!!öl!	e.	O
111100	6	P
1111010	7	Q
1111011	7	R
1111100	7	S
1111101	7	T
1111110	7	U
1111111	7	V

Codes der in Tabelle V dargestellten Form sind für eine Bildcodierung verwendet worden, die es in dem Artikel von A. J. Frank, »High Fidelity Encoding of Two-Level, High Resolution Images«, Proc. IEEE International Conference on Communications. Session 26. Seiten 5-10. Juni 1973; und von anderen beschrieben ist, die beispielsweise im bereits angeführten Artikel von Connell angegeben sind. Zu Vereinfachungszwecken wird die unten folgende Diskussion auf das Verfahren zum möglichst Kleinmachen eines Übersetzungstabellenspeichers für monotone Codes beschränkt. Es sei jedoch bemerkt, daß die Methode auf jeglichen minimalredundanten Code anwendbar ist, obwohl für irgendeinen gegebenen Index /ein monotoner Code generell den kleinsten minimalen Tabellenspeicher ergibt.

Die oben in Verbindung mit der Anordnung nach Fig. 2 beschriebene Methode macht die Decodierzeit dadurch möglichst klein, daß lediglich ein einziger Speicherzugriff für jedes Codewort erforderlich ist. Ein Segment oder Ausschnitt von Λ/Bits wird jedesmal, wenn ZugrifTzum Bitstrom besteht, herausgegriffen. Die Wirkung des Herausigreifens eines Segmentes von K Bits, wobei K kleiner als Λ/ist, soll nun diskutiert werden. Zur Erläuterung sei K = 4 betrachtet. Zunächst wird eine »Primär«-Übersetzungstabelle aus den Codewörtern der Tabelle V in einer Weise aufgebaut, die der oben beschriebenen gleich ist, wobei jedoch hier die abgeleiteten Codewörter alle exakt 4 Bits lang sind. Dies bedeutet generell, daß einige der Codewörter der Tabelle I durch Hinzufügen von Nullen auf der rechten Seite verlängert und einige verkürzt werden, wie aus der Tabelle VI zu ersehen ist.

HMMMO'

	25 13 862	5
Tabelle VI
Abgeleitete	Codewörter für einen monotonen Code
Binär	Dezimal	in
0000	0	IU
1000	8
1010	10
1011	U	IS
1011	11
1100	12
1100	12
1101	13	20
1101	13
1101	13
1101	13
1110	14	25
UlO	14
1110	14
1110	14
mi	15

lill 1111 1111 1111 1111 1111

15 15 15 15 15 15

Codewörter in Tabelle V mit einer Länge, die größer als /fist, führen zu identischen abgeleiteten Codewörtern. Dies tritt immer auf, wenn die ersten A^--BiIs einer Gruppe von Codewörtern gleich sind. Beispielsweise sind diejenigen Codewörter, welche Bund fernsprechen, gleich, da die ersten 4 Bits der ursprünglichen Codewörter in Tabelle V gleich sind. Jegliche solche Mehrdeutigkeit wird dadurch gelöst, daß zusätzliche Bits aus dem Bitstrom herausgenommen und dazu verwendet werden, einen Zugriff teilweise auf meistens eine zusätzliche »Sekundärw-Übersetzungstabelle zu richten. Der Primärtabelleneintrag Tür jeden der Codes, dessen erste K= 4 Bits dieselben wie die eines anderen Codes sind, enthält die Zahl der zusätzlichen Bits, die aus dem Bitstrom herauszugreifen sind, und eine Adresse der erforderlichen Sekundärtabelle. Vordem Herausgreifen der zusätzlichen Bits wird der Bitstrommarkierer um K Positionen vorgerückt. Die Zahl der herausgreifenden zusätzlichen Bits ist gleich A. wobei 2* die Größe der adressierten Sekundärtabelle ist. Die herausgegriffenen zusätzlichen Bits, die als Zahl betrachtet werden, bilden, wenn sie um 1 erhöht sind, einen Index, der auf die indizierte Sekundärtabelle hinweist. Das identifizierte Wort in der indizierten Sekundärtabelle enthält die Codewortlänge minus ATund den decodierten Wert. Wie im vorherigen Fall, wird der entsprechende decodierte Wert zur Verbraucher-Vorrichtung geliefert, der Bitstrommarkierer wird vorgerückt (hier um einen Betrag, der gleich der Codewortlänge minus Af ist), und der Vorgang wird für das nächste Segment wiederholt Tabelle VlI zeigt die Primär- und Sekundär-Übersetzungstabellen, die für den in Tabelle V für K = 4 angegeben monotonen Code erforderlich sind. Es sei daraufhingewiesen, daß eine Sekundärtabelle Codewörter unterschiedlicher Länge umfassen kann, wie es durch die Sekundärtabelle 2.5 gezeigt ist.

Tabelle VII Übersetzungstabellen für den Code in Tabelle V

Primär-Tabelle	Inhalt
Adresse oder
Adressenbereich	1. A
1 - 8	3.5
9-10	4, C
11	!,Tabelle 2.1
12

50

60

Si-Jt

Fortsetzung

15

25 30 35 40 45 50 55

	Primär-Tabolle Adresse oder Adressenbereich	Inhalt	Inhalt	Inhalt
	13 14 15 16	hD UE	1, Tabelle 2.2 2, Tabelle 2.3 2, Tabelle 2.4 3, Tabelle 2.5	*I, F* 1.G
Sekundär-Tabelle 2.1 Adresse	Inhalt	Sekundär-Tabelle 2.2 Adresse	Inhalt
1 2	2, H *2,1* *2, J* 2, Jf	1 2	*2, L* 2, M *2, N* *2,0*
Sekundär-Tabelle 2J Adresse	Sekundär-Tabeile 2.5 Adresse	Sekundär-Tabelle 2.4 Adresse
1 2 3 4	1 2 3 4
	Inhalt

2, P

2, P

3, Ö 3, Λ 3,5 3, T 3, U 3, V

Um Zahl und Kapazität der Sekundär-Tabelle zu bestimmen, geht man einfacherweise folgendermaßen vor. Beginnend mit der niedrigsten Kapazität von zwei Eingängen oder Eingaben, ergibt sich die Anzahl solcher erforderlicher Tabellen als diejenige ganze Zahl, die sich ergibt, wenn Ik*1 durch zwei geteilt wird, oder in symbolischer Formeldarsteliung, INT[Ik* i/2). Dabei bedeutet ZTVTdie Abkürzung von Integer, d. h. ganze Zahl. Läßt sich Ik*\ nicht ohne Rest durch 2 dividieren, wird das restliche Codewort h*\M0D2 eingruppiert in irgendeine Tabelle größerer Kapazität. Geht man zur nächsten TabelLnkapazität V über, so ist die Anzahl solcher Tabellen gleich der ganzen Zahl, die sich ergibt, wenn man die Summe aus Ι_κ*ί und dem sich nach der Bildung der Tabellen niedrigerer Kapazität ergebenden Rest durch 2² dividiert, nämlich BVJ[_K+2 + (Ik*\)MOD2)I2¹). Die Anzahl der übrigbleibenden Codewörter ist nun auf den Wert (I_K*j + (k*\) M0D2) M0D2¹ aufgelaufen. Generell ist die Anzahl der Tabellen m^:* einer Kapazität von 2 Eingaben oder Eintragungen:

60 65

j+ Uku-i + Uk + j-i + ... + Uk* j + Uk* 0MOD2)MOD2h ... )MOD2^J~¹]/2^J)

Das Verfahren zur Bestimmung der Anzahl Tabellen nächstgrößerer Kapazität und der angefallenen übrigbleibenden Codewörter wird fortgesetzt, bis die Tabellen mit der größten Kapazität 2^MK erreicht ist. Für die Tabellen größter Kapazität wird obiger Ausdruck modifiziert, um eine zusätzliche Tabelle einzurichten, wenn irgendwelche Codewörter übrigbleiben. Um dies auszuführen, wird zum Zähler des obigen Ausdrucks l^MK-\ addiert. Um zu bestimmen, welches K die minimale gesamte Übersetzungstabellen-Speicherkapazität ergibt, wird die Gesamtspeicherkapazität als Funktion von Ä"bestimmt und dann das Minimum dieser Funktion gebildet. Die gesamte Übersetzungstabellen-Speicherkapazität ist die Summe aus den Produkten einer jeden Tabellenkapazität und der Anzahl Tabellen mit dieser Kapazität. Für das angeführte Beispiel, Tür welches K= 4 ist,

erfordert die Primärtabelle 2* oder 16 Eintragungen, und von den Sekundär-Tabelten benötigen zwei Tabellen je zwei Eintragungen, zwei Tabellen je 2² Eintragungen, und eine Tabelle erfordert 2^} Eintragungen, was eine Gesamtzahl von 36 Eintragungen ergibt. Für K= 7 ist allein für die Primär-Tabelle eine Anzahl von T oder 128 Eintragungen oder Eingaben erforderlich. Allgemein ist die Gesamtspeicherkapazität Abgleich

M-K-X

N= 2^K + Σ
J = 1

10 (2J)W[Uk+j+ (icw- ι + Uk+j-2 + ■■■ + lic + 2 + <-h* ,MOD2\M0D 2=1... )M0D2J~ "]/2Λ

+ (2^w-*)/?vT{[/_tf+ (/«-i + t/w-2 + ■ · · + Uk* 2 + <&■* i>MOD2\MOD2²)... )AiOD2^M'^K- ■ + 2¹·-* -11/2«-*},

Was reduziert werden kann auf:

M-K r» /

J=I - Um+ [Uv- ι + Um- ₂ + .. . + [&-- ₂ + </* + ι>ΛΛΜ> 2ΙΛ/ΟΟ 2²I... )M0D2" ~ *'- ']

Für irgendeinen gegebenen index /kann nun die minimale Speicherkapazität durch Berechnung von Mur alle Werte von K bestimmt werden. Man kann aber auch eine gute Schätzung für das Minimum dadurch erhalten, daß man berücksichtigt, daß für ein genügend großes Λ/der Wert JVim wesentlichen durch die Summe der ersten beiden Terme in obiger Formel bestimmt wird. Die ersten beiden Terme 2^K+ 2^iUK sind minimal für K= MIl.

Die erforderliche Speicherkapazität kann noch weiter reduziert werden dadurch, daß das maximale Codewort in mehr als zwei Teile aufgeteilt wird und Tertiär-Tabellen und Tabellen höherer Ordnung eingerichtet werden. Dies würde jedoch auch die durchschnittliche Anzahl von TabellenzugrifTen pro Codewort erhöhen. Für eine schnelle Verarbeitung zeigt sich eine Begrenzung der maximalen Zahl von Zugriffen auf zwei als geeignet.

Tabelle VHI faßt die Ergebnisse für den monotonen Code mit /=1011496 zusammen. Für jeden der sieben möglichen Werte von Kzeigt Tabelle VIII die Summe von 2^A + 2■**■*, die für die Übersetzungstabellen erforderliche Speicherkapazität, die Anzahl derjenigen Codewörter, welche einen Tabellenzugriff erforderlich machen, und die Anzahl derer, welche zwei Tabellenzugriffe erforderlich machen.

Tabelle VIII

Übersetzungstabellenspeicherkapazität und Anzahl der Tabellenzugriffe Tür den Code in Tabelle IV

K 2' + 2" * Übersetzungstabellen- Zahl der Codewörter Speicherkapazität mit Anzahl Zugriffen

1 2

Es ist sowohl die Tabellenspeicherkapazität insgesamt gezeigt, als auch die für jede einzelne Tabelle erforderliche Kapazität. So weist für K= 1 der Gesamtspeicher 66 Tabelleneinträge auf, wobei er eine Primä:-Tabelle mit einer Kapazität 2 und eine Sekundär-Tabelle mit einer Kapazität 2⁶ umfaßt.

Man kann sehen, daß sogar fur M= 7, was relativ klein ist, die Summe 2^A + 2 ^w-* einen großen Teil der Gesamtspeicherkapazität ausmacht. Für dieses Beispiel liegt das geschätzte Minimui-i bei A'= M/2 = 3,5. Das exakte Minimum liegt in Wirklichkeit bei drei Werten von K, nämlich bei 2,3, und 4. In diesem Fall würde für die Ausführung das größte /v ??wählt, da es zur größten Anzahl von Codewörtern führt, welche lediglich einen Zugriff zu den Übersetzungstabellen erfordern.

1	65	66 = 2	+ (1)(2⁶)	• (1	) (?.-') -' (!) (2⁴)	1	21
2	35	36= 2²	+ (1)(2-<)	(2)	(2²)+ (1)(2-Ί	1	21
3	23	36 = 2-'	+ (1)(2²) 4	(2)	(2²)	2	20
4	23	36= 2⁴	+ (2) (2) +			3	19
5	35	48 = 2·	+ (4) (2) +			7	15
6	65	70 = 2*	+ (3) (2)		16	6
7	128	128 = T			22	0

In dem in Tabelle VlI dargestellten Beispiel bewirkt die Verwendung von sekundären Übersetzungstabellen eine »Kompression« von 36/128 = 0,28. Beträchtlich bessere Kompressionen werden erhalten, wenn A/größei ist. Ein geeignetes praktisches Beispiel ist in Tabelle IX dargestellt, welches den Code mit dem Index / = 0028471104 bildet; einen minimal-redundanten Code fur die Buchstaben des englischen Alphabetes und ein Zwischenraumsymbol. Wendet man obige Formel an, erhält man ein geschätztes und wirkliches Minimum bei K=S. Die minimale Speicherkapazität Tür die Übersetzungstabellen Für den Code der Tabelle IX ist 70. Eine solche Übersetzungstabelle umfaßt eine Primär-Tabelle mit 32 Eintragungen, drei Sekundär-Tabellen mit jt zwei Eintragungen und eine Sekundär-Tabelle mit 32 Eintragungen. Der Kompressionskoeffizient ist in diesem Fall 70/1024 = 0,07.

II)

Tabelle IX

HufTman-Codes für die Buchstaben des
englischen Alphabets und einen Zwischenraum

Decodierter Wert Kodewort

Zwischenraum 000

E 001

A 0100

H 0101

/ 0110

N Olli

O 1000

R 1001

5 1010

T 1011

C 11000

D 11001

L 11010

U 11011

B 11!000

F 111001

G 111010

40

M 111011

P 111100

W 111101

_4S Y 111110

V 1111110

K 11111110

J 1111111100

Q 1111111101

X 1111111110

Z 1111111111

F i g. 3 zeigt eine typische Anordnung zur Durchführung der oben beschriebenen Schritte für einen Zugriff zu

den Primär- und den Sekundär-Übersetzungstabellen. Eingangsbits werden mit dem höchstwertigen Bit zuerst in ein Schieberegister 210 eingegeben, und zwar entweder in Serien- oder in Parallelform. Wieder gelten die Puf ferbetrachtungen, die bereits in Verbindung mit der Schaltung der Fig. 2 erwähnt worden sind. Wenn die Bits vollständig eingegeben sind (das höchstwertige Bit des ersten Codeworts ganz rechts im Regi· ster 210 der Fig. 3 angekommen ist), werden die ersten ΛΓ-Bits in Parallelform zu einem Af-Bitregister 211 über tragen. Wie bei der Schaltung der Fig. 2 wird diese übertragene Folge in einem Addierer 212 um 1 erhöht unc von einer Adressierungsschaltung 213 als Adresse verwendet, um die in Speicher 214 gespeicherte Primär-Über Setzungstabelle zu adressieren. Zur Vereinfachung wird angenommen, daß es sich bei den Eingangscodewörterr um die in Tabelle V dargestellten handelt, mit der Folge, daß man die Primär-Übersetzungstabelle in Tabelle VIl erhält.

Wenn eine Jf-Bitfolge der Form 0000 um 1 erhöht wird, was zu einer Adresse von 0001 = 1 führt, bestehl Zugriff zur Speicherstelle 1. Der ausgelesene Inhalt (1, A) der Stelle 1 wird ars ein Register215 geliefert, das einer linken Abschnitt 216 und einen rechten Abschnitt 217 aufweist. Die 1 von der Stelle 1, welche die Länge des lau

fenden Codewortes anzeigt, wird in den Registerteil 216 und das A in den Registerteil 217 eingegeben. Der Inhalt des Registers 217 wird dann mittels eines UND-Gatters 241 und eines ODER-Gatters 242 auf eine Ader 243 geliefert, und von dort auf die Verbrauchervorrichtung 104. Wenn das spezielle EOM-Zeichen an der Ausgangsader 243 erscheint, bewirkt ein EOM-Detektor 221, daß ein Flipflop 222 gesetzt wird. Da die Dekodierung des laufenden Codewortes durchgeführt ist, wird der Inhalt des Registers 216 dazu verwendet, die Daten im Register 5 210 um ein Bit vorzurücken, und zwar durch eine Betätigung von BRM 218 über ein UND-Gatter 283 und ein ODER-Gatter 286. BRM 218 spricht auch auf einen Stoß von KTaktimpulsen von einer Taktschaltung 219 an, auP.;r wenn durch das EOM-Flipfiop 222 ein Sperrsignal auf die Leitung 240 gegeben wird. £!

Dit-obige Arbeitsfolge, welche die Übertragung eines tf-Bit-Byts, die Erhöhung um 1, den Zugriff zum Spei- jM

eher 214 unter der resultierenden Adresse, das Auslesen der decodierten Werte und der Codelänge umfaßt, läuft ίο Μ

immer dann ohne einen zusätzlichen Schritt ab, wenn eine der Stellen 1 bis 11 des Speichers 214 (des Primär- ff

Übersetzungstabellenspeichers) adressiert ist. Wenn jedoch Zugriff zu einer der Stellen 12 bis 16 des Speichers }f

214 besteht, ist ein weiterer Speicherzugriffzu einer der in Speicher 250 gespeicherten Sekundär-Tabellen erfor- ',';'

derlich. Das Muster zur Identifizierung der Sekundär-Tabelle, das in der Primär-Tabelle gespeichert ist, umfaßt ,i

typischerweise ein zusätzliches Nicht-Adressenbit, welches, wenn es auf einer Leitung 239 festgestellt wird, die 15 Schaltung BRM1\% veranlaßt, den Inhalt des Registers 210 um /^ Bits nach rechts zu verschieben.

Wie oben und in Tabelle VII ang'geben, spezifizieren Stellen in der Primär-Tabelle, welche eine Sekundär- _;, Tabellen-Identifizierungsinformation (einschließlich der Stellen 12 bis 16 in Speicher 214) enthalten, die ent- j

sprechende Sekundär-Tabelle und die Zahl Heraus dem Eingangsbitstrom zu entnehmenden zusätzlichen Bits. .--;

Die Zahl der zu entnehmenden zusätzlichen Bits ist A, wobei 2^dJe Kapazität der Zahl oder Eingaben oder Ein- 20 tragungen in der adressierten Sekundär-Tabelle ist. Beispielsweise gibt für das Codewort von Pin Tabelle V und für K— 4 die adressierte Stelle 16 in der Primär-Tabelle eine 3 als die Anzahl der zu entnehmenden zusätzlichen Bits, da die zugeordnete Sekundär-Tabelle 2.5 eine Kapazität von V = 8 hat. Um die richtige Stelle im identifizierten Sekundär-Speicher festzustellen, interpretiert eine Sekundärspeicher-Zugriffsschaltung 251 den Inhalt des Registers 217 und die oben erwähnten A Zusatzbits, die aus dem Eingangsbitstrom abgeleitet sind. Diese 25 zusätzlichen Λ-Bits werden wiederum mittels des Registers 211, eines Dekodierers 260 und eines Addierers 261 abgeleitet. Der Decodierer 260 kann eine einfache Maskenschaltung sein, die auf den Inhalt des Registers 216 anspricht und irgendwelche unerwünschten Bits eliminiert. Im Fall eines Eingangscodes für Paus Tabelle V und aufeinen Zugriff zur Stelle 16, derauf den ersten K= 4 BiIs(IlIl = 15 Dezimal) beruht, die um 1 erhöht sind, werden zusätzliche 3 Bits für das Herausnehmen aus dem Eingangsbitstrom festgelegt. 30 '.'

r»ie Zugriffsschaltung 251 identifiziert dann die entsprechende Stelle im sekundären Tabellenspeicher 250. Der Inhalt dieser Stelle wird in ein Ausgangsregister 270 gegeben, wobei die um Kreduzierte Codewortlänge ;■'

in den linken Teil 271 und das decodierte Wort in den rechten Teil 272 gegeben wird. Noch einmal läßt des ODER-Gatter 242 das decodierte Wort zur Ausgangsleitung 243 und von dort zur Verbrauchervorrichtung 104 passieren. 35 :■'.

Um ein unbeabsichtigtes Passieren einer im Register 217 gespeicherten Sekundärtabellen-Teiladresse zur 'i\ Ausgangsleitung 243 zu verhindern, wird ein UND-Gatter 241 immer dann durch ein Signal auf einer Leitung ; ^;

291 gesperrt, wenn ein Flipflop 285 gesetzt ist. Das Flipflop 285 wiederum spricht auf die Feststellung des Signals "',

auf der Leitung 239 an, welches anzeigt, daß ein Sekundärtabellenzugriff erforderlich ist. Dasselbe Signal auf «;

Leitung 291 wird zur Vorbereitung eines UND-Gatters 292 verwendet, um zu ermöglichen, daß der Inhalt des 40 $ Registers 272 auf die Ausgangsleitung 243 geliefert wird. jsj Das Signal auf der Leitung 239 wird auch dazu verwendet, zu verhindern, daß der Inhalt des Registers 216 zur >ij Schaltung 218 gelangt. Dies wird durch den Sperreingang am UND-Gatter 283 bewirkt. Es sei daran erinnert, %

daß auf das Herausgreifen der zusätzlichen A Bits, die zur Identifizierung einer Stelle in der entsprechenden ·^;

Sekundär-Tabelle erforderlich sind, eine vollständig neue K-Bitfolge verarbeitet wird. So bereitet statt dessen 45 i

das Signal auf der Leitung 239 selektiv den Längendecoder 260 vor, und zwar über das UND-Gatter 282, um die ;:

erforderliche Λ-Bitfolge abzuleiten. Während Zugriff zu den Sekundär-Tabellen besteht, ist ein weiterer Zugriff zum Speicher 214 verhindert, und zwar durch das Ausgangssignal des Flipflop 285, wenn dieses über das ODER- '

Gatter 284 an den Sperreingang des UND-Gatters 281 gegeben wird. Der längenanzeigende Inhalt des Registers 271 wird, wenn er auch primär die Impulszahl anzeigt, die von der 50 i

Schaltung 218 zum Schieberegister 210 zu liefern ist, auch, und zwar in abgeleiteter Form und nachdem mittels einer Verzögerungseinheit 280 eine geeignete Verzögerung vorgenommen worden ist, zur Rücksetzung des Flip- ?',

flop 285 verwendet. Eine einfache ODER-Verknüpfung der Ausgangsbits vom Register 271 ist für diesen 'i-\

Zweck ausreichend. ^ Wenn die obigen erfindungsgemäßen Ausführungsformen auch in Form von auf einen speziellen Zweck züge- 55 §j

schnittenen Digitalschaltungsanordnungen vorliegen, ist es klar, daß eine Decodierung von Huffman-Codes S

durch programmierte Digitalcomputer in manchen Fällen wünschenswert ist. Tatsächlich legt die im wesentlichen sequentielle Bit-für-Bit-Decodierung, wie sie bei bekannten Anwendungen der Huflman-Codierung verwendet worden ist, eine solche programmierte Computeranwendung nahe. (s. beispielsweise F. M. Ingels, Information and Coding Theory, Intext Educational Publisher, Scranton, Pa., 1971, Seiten 127-132, wo sich eine 60 Beschreibung von Huffman-Codes findet und ein FORTRAN-Programm zur Decodierung solcher Codes enthalten ist)

Während bei obigen Beispielen und Beschreibungen besondere erlaubte Codewörter angenommen werden, ist die vorliegende Erfindung nicht auf die Anwendung auf solche besonderen Codes begrenzt. Irgendein Satz von minimal-redundanten Hufiman-Codewörtern kann in Verbindung mit der vorliegenden Erfindung verwen- 65 det werden. In der Tat lassen sich vieie Prinzipien gleichgut auf andere Codes variabler Länge anwenden, weiche die Eigenschaften haben, daß kein Codewort der Beginn eines anderen Codewortes ist.

13

Wie aus der obigen Diskussion der Fig. 3 hervorgeht, bedeutet die Aufteilung der Speichereinrichtungen in Primär- und Sekundär-Tabelienspeicher weder das Erfordernis nach einem einzigen Speicher noch nach einem zweiteiligen Speicher; jede Konfiguration reicht aus, wenn sie anderen Systemanforderungen genügt.

Hierzu 2 Blatt Zeichnungen

14

Claims

Patentansprüche:

1. Vorrichtung zum Decodieren einer Eingangsfolge von Binärcode Wörtern unterschiedlicher Länge, von denen kein Codewort der Anfang eines anderen Codewortes ist, mit einem Eingangsregister (110; 210) zur Aufnahme und Speicherung der Eingangscodewörter und einer Speicheranordnung (114;214,215) zur Speicherung decodierter Symbole entsprechend jedem Eingangscodewort, gekennzeichnet durch ein an das Eingangsregister (110; 210) angekoppeltes erstes Register (111; 211) zur Auswahl eines in seiner Länge festgelegten Abtastmusters der Eingangsziffernsignale beginnend mit der eisten Ziffer eines augenblicklichen Codewortes, wobei die Länge des Abtastmusters entweder gleich oder kleiner als die maximale Code- >0 wortläiige ist, einen das erste Register (111; 211) und die Speicheranordnung verbindenden Adressengenerator (112, 113; 212, 213, 261, 251) zur Ableitung einer auf dem Abtastmuster der Eingangsziffernsignale beruhenden Adressenstelle in der Speicheranordnung (114; 214; 250); und ein Ausgangsregister (115; 215, 270) zum Auslesen der Information aus der adressierten Stelle der Speicheranordnung (114; 214, 250).

2. Vorrichtung nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß jede adressierte Stelle der Speicheranordnung (114; 214,250) gleichzeitig die Länge des augenblicklichen Codewortes und seines jeweiligen decodier ten Symbols identifiziert.

3. Vorrichtung nach Anspruch 2, dadurch gekennzeichnet, daß das Ausgangsregister (115; 215,27θ) einen Codelängenabschnitt (116; 216,271) zur Speicherung der auf die Länge eines Eingangscodewortes bezogenen Iiuarmation aufweist, und daß eine an den Codelängenabschnitt angekoppelte Schaltungsanordnung (118; 252,283,286,218) vorgesehen ist, die das erste Bit im folgenden Codewort der Eingangsfolge identifiziert.

A. Vorrichtung nach Anspruch 3, dadurch gekennzeichnet, daß die Speicheranordnung eine miteinander verbundene Anordnung von Modulen zur Speicherung von Wörtern aufweist, welche ein decodiertes Ausgangssymbol und die Länge des zugeordneten Eingangscodewortes angeben.

S. Vorrichtung nach Anspruch 4, dadurch gekennzeichnet, daß die Speicheranordnung einen Primär-

Tabellenspeicher (214) und eine Vielzahl von Sekundär-Tabellenspeicheni (250) aufweist, daß jede Sekun-

där-Tabelle Wörter aufweist, die ein Ausgangssymbol explizit identifizieren, und daß die Primärtabelle außerdem informationen speichert, die eine der Vielzahl von Sekundär-Tabellen identifizieren

6. Vorrichtung nach Anspruch 5, dadurch gekennzeichnet, daß der Sekundär-Tabellenspeicher (250)

Informationen zur Identifizierung von L,-K speichert, wobei

L₁ die Länge des Codewortes bedeutet, welches dem /-ten Ausgangssymbol zugeordnet ist; /= 1.2,3...AJist, M die maximale Länge eines Eingangscodewones angibt und

K die Länge des in seiner Länge festgelegten Abtastmusters der im ersten Register gespeicherten Eingangsziflcrn ist.