JP2002330076A - ハフマン復号装置及び復号方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ハフマン符号の復号処理を高速化すると共
に、冗長性を抑えた復号テーブルを提供する。 【解決手段】 ＲＯＭ２に格納する復号用テーブルに分
岐情報と分岐数とハフマン符号列の先頭１ビットが
「０」の場合の次の第１の相対アドレスと先頭ビットが
「１」の場合の次の第２の相対アドレスを備え、一度に
処理するビット数を可変とし、ハフマン符号列から現在
の参照テーブル情報に応じて可変長の符号切り出しを行
い、切り出した符号値を次のアドレス情報として用い
て、復号を進める。テーブルから取得した情報の分岐情
報が多分岐であれば、同時に得られた次の切り出し長を
可変し、複数の符号を切り出すことにより処理を高速に
行う。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、可変長符号化の一
つであるハフマン符号化を用いて符号化されたハフマン
符号列を復号するハフマン復号装置及びその復号方法に
関し、特に、例えばＡＡＣ（Advanced Audio Coding）
等の音声圧縮データのハフマン符号化された符号ビット
列に基づいてハフマン符号を復号するハフマン復号装置
及び復号方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】音声圧縮符号化方式として知られている
ＭＰＥＧ、ＡＣ３，ＭＰ３、ＡＡＣ規格などにおいて
は、音声データを量子化し、さらにハフマン符号などを
用いた可変長符号化を行って圧縮データを得ている。特
に、ＡＡＣは、従来の音声圧縮技術に比べ、より高音質
に圧縮される技術であり、日本のＢＳデジタル放送に応
用されている。

【０００３】ところで、量子化は、例えば連続する信号
を適当な間隔で代表値に置き換え、代表値の番号を符号
化する技術である。

【０００４】量子化された画像データ及び音声データ並
びに適当に区切られたバイナリ・データなどは有限の状
態数を持つシンボルである。これらシンボルの生起確率
に偏りがあれは、情報量を削減することができる。

【０００５】可変長符号化は、シンボルの生起確率の偏
りを利用して、情報量を削減する技術であり、生起確率
の高いシンボルに短い符号を与え、生起確率の低いシン
ボルに長い符号を与えれば、全体としてデータ長を短く
することができる。このような可変長符号化により圧縮
されたデータは、完全に元に戻すことができように成っ
ており、これは可逆符号化と呼ばれる。

【０００６】可逆符号化は、エントロピ符号化とも呼ば
れる可変長符号化の処理である。エントロピ符号化は、
符号化すべきシンボルの出現頻度の対数の絶対値に比例
する長さを持つ可変長符号をそのシンボルに割り当てる
ことによって行われる。可逆符号化の代表的なものにハ
フマン符号化がある。

【０００７】ハフマン符号（Huffman code）は、出現頻
度に対する統計的なデータ圧縮技術であり、シンボルの
生起確率が２のべき乗分の１のときにエントロピ符号化
として最適な符号（code）である。

【０００８】例えば「ディジタル画像圧縮の基礎」（安
田 浩、渡辺 裕著、日経ＢＰ出版センター出版、１９
９６年１月２０日第１版１刷発行）などに記載されてい
るような手順で符号化される。この符号化は、次の手順
に従って生成される。 （１）全てのシンボルに生起確率の高い順番からランク
付けを行う。 （２）最も生起確率の低い２つのシンボルをまとめて新
しいシンボルを作成する。例えば、図１０に示すような
２進木の枝の分岐点であるノードの確率がその上の全て
のノードの確率になるようにする。 （３）図１０の上からそれぞれの枝へのパスをたどり、
各枝の分岐点である各ノードで符号「０」、「１」を割
り当てる。

【０００９】具体的に、図８に基づいて説明する。

【００１０】第１のステップでは、ａからｆまでの６個
のシンボルが生起確率の順に並べられている。最も確率
の低いシンボルはｂ，ｃ，ｄ，ｅであり、例えば最も生
起確率の低い２つのシンボルｄとｅを選ぶ。ｄとｅをま
とめて一つのシンボルｄｅとする。シンボルｄｅの生起
確率は１／１２＋１／１２＝１／６である。

【００１１】第２のステップでは、５個のシンボルａ，
ｂ，ｃ，ｄｅ，ｆのうち、最も生起確率の低いシンボル
はｂ，ｃ，ｄｅであり、例えばｂとｃを選ぶ。これらを
まとめて一つのシンボルｂｃとする。シンボルｂｃの生
起確率は１／６である。その結果、ａ，ｂｃ，ｄｅ，ｆ
の４個のシンボルが得られる。

【００１２】第３のステップでは、最も生起確率の低い
シンボルａ，ｂｃ，ｄｅから、例えば最も生起確率の低
い２つのシンボルｂｃとｄｅを選ぶ。シンボルｂｃとｄ
ｅをまとめてシンボルｂｃｄｅを作る。シンボルｂｃｄ
ｅの生起確率は１／３である。

【００１３】第４のステップでは、生起確率の低い２つ
のシンボルａとｂｃｄｅをまとめてシンボルａｂｃｄｅ
を作る。シンボルａｂｃｄｅの生起確率は１／２であ
る。

【００１４】これによりシンボルａｂｃｄｅの生起確率
は１／２となり、シンボルをまとめる操作を終了する。
図１０を上から見ると木から枝への分岐となる。そこで
木の根元側である図１０の上から順に「０」と「１」を
割り当てる。

【００１５】第４のステップでは、ｆ側に「１」、ａｂ
ｃｄｅ側に「０」を割り当てる。次にａｂｃｄｅ側で
は、ａに「０」、ｂｃｄｅ側に「１」を割り当てる。ｂ
ｃｄｅ側については、第３のステップに戻って、ｂｃ側
に「０」、ｄｅ側に「１」を割り当てる。更に、第２の
ステップに戻って、ｂ側に「０」、ｃ側に「１」を割り
当てる。更に、第１のステップに戻り、ｄ側に「０」、
ｅ側に「１」を割り当てる。これらのバイナリ符号を連
ねたものが図９に示されるハフマン符号である。また、
図１０は２進木の各ノードで符号「０」、「１」を割り
当てた木を示す。尚、図１０の黒丸は各シンボルを示
し、白丸は各枝の分岐点である各ノードを示す。

【００１６】ハフマン符号の復号方法には、前述の２進
木の各ノードに割り当てられたハフマン符号列を１ビッ
ト単位で切り出す２分木探索を用いて復号する方法や、
ハフマン符号列の少なくとも２ビット以上の固定長の符
号列を切り出して復号を速く行うよう復号テーブルを用
意して、ハフマン符号列の先頭からの固定長のビット切
り出しとテーブル参照を繰り返すことで復号するものな
どがある。

【００１７】図１１は、ハフマン符号列を１ビット単位
で切り出し復号を行う復号回路のブロック図である。こ
の復号回路は、処理回路２０とメモリ２１とを有する。

【００１８】メモリ２１は、例えば、図１２に示すよう
に復号値の数の分だけアドレスを有し、一つのアドレス
に符号長と復号値を格納する。また、メモリ２１のアド
レスは、一つのハフマン符号の値と同一とし、それ以外
のアドレス値が入力された場合には、全てのデータを
「０」として出力する構成とする。

【００１９】処理回路２０は、図示しないが、最大符号
長分の段数を有するシフタと、そのシフタに取り込んだ
符号数を計数するカウンタと、メモリ２１から出力され
る符号長の値とカウンタの値を比較する比較器とから成
る。また、処理回路２０は、最新のハフマン符号の値を
最下位のアドレス値とするため、シフタの初段の値をメ
モリ２１のアドレスへ出力する。また、シフタの値は、
復号開始時に初期化され、全て「０」となる。

【００２０】具体的には、例えば、「０１０１」という
ハフマン符号列の復号を説明する。まず、処理回路２０
のシフタの値は、復号開始時に初期化され、全て「０」
である。処理回路２０では、符号列の先頭の１ビット
「０」が切り出されシフタに取り込まれると共にカウン
タの値を「１」とする。次に、処理回路２０は、シフタ
の値「００００」をアドレス値としてメモリ２１へ出力
する。アドレス「００００」に対応して符号長データ
「２」がメモリ２１から処理回路２０へ出力される。そ
して、処理回路２０では、シフタに取り込まれた符号数
「１」と符号長「２」とが比較され、不一致であること
により、復号処理が続けられる。

【００２１】次に、処理回路２０では、符号の２ビット
目「１」が切り出されてシフタに取り込まれると共にカ
ウンタの値を＋１して「２」とする。更に、処理回路２
０は、シフタの値「０００１」をアドレス値としてメモ
リ２１へ出力する。アドレス「０００１」に対応して符
号長データ「１」がメモリ２１から処理回路２０へ出力
される。そして、処理回路２０において、シフタが取り
込まれた符号数「２」と符号長「１」とが比較され、不
一致であることにより、復号処理が続けられる。

【００２２】次に、処理回路２０では、符号の３ビット
目「０」が切り出されシフタに取り込まれると共にカウ
ンタの値を＋１して「３」とする。そして、処理回路２
０は、シフタの値「００１０」をアドレス値としてメモ
リ２１へ出力する。アドレス「００１０」は存在しない
ので、全データ「０」がメモリ２１から処理回路２０へ
出力する。処理回路２０において、シフタが取り込まれ
た符号数「３」とメモリ２１からの出力「０」とが比較
され、不一致であることにより、復号処理が更に続けら
れる。

【００２３】続く処理において、処理回路２０では、符
号の４ビット目「１」が切り出されてシフタに取り込ま
れると共にカウンタの値を＋１して「４」とする。そし
て、処理回路２０は、シフタの値「０１０１」をアドレ
ス値としてメモリ２１へ出力する。アドレス「０１０
１」に対応して符号長データ「４」がメモリ２１から処
理回路２０へ出力される。処理回路２０において、シフ
タに取り込まれた符号数「４」とメモリ２１の符号長
「４」とが比較され、一致であることにより、メモリ２
１の復号語「ｃ」が外部へ出力される。更に、処理回路
２０では、シフタを初期化して「０」に設定し、次のハ
フマン符号列の復号を上述同様に処理を進める。

【００２４】このように、ハフマン符号列を１ビット単
位で切り出し復号を行う復号回路においては、上述のご
とく、一つのハフマン符号列の復号処理を行うときに符
号長分の数のメモリアクセスと処理が必要となる。

【００２５】図１３は、従来の別の復号方法の例を示す
固定長の符号列を切り出して復号する方法に用いるハフ
マン符号化テーブルである。ここで、例えば固定長は４
ビットとする。

【００２６】図１３は、符号化ビット長（length）と符
号化値（code word）と元の信号の情報（index）をテー
ブル化したものである。具体的に、図１４を用いて説明
する。

【００２７】図１４（Ａ）の上位４ビット（Ｄ７，Ｄ
６，Ｄ５，Ｄ４）は、符号化値の符号化ビット長（code
wordのlength）を示す有効ビット数を設定し、下位の
４ビット（Ｄ３，Ｄ２，Ｄ１，Ｄ０）に元の信号の情報
（index）を設定する。符号化ビット長の上位２ビット
が「１１」の場合、図１４（Ｂ）の如くなり、固定長の
切り出しビット数（ここでは４ビット）に対して、切り
出しビット数が不足していることを示すフラグ（flag）
を意味する。

【００２８】また、通常上位２ビット（Ｄ７，Ｄ６）は
「１１」以外の値を設定するものとする。この場合のテ
ーブルは、下位の２ビット（Ｄ１，Ｄ０）に切り出しビ
ット数の不足ビット数（ｎ）を設定し、上位３ビット目
から６ビット目（Ｄ５，Ｄ４，Ｄ３，Ｄ２）にそのとき
の参照アドレスからどれだけ進んだアドレスを参照する
かのオフセット値（offset）を設定する。

【００２９】具体的には、例えばハフマン符号長の符号
が４ビットで最初にハフマン符号列の先頭から切り出し
た４ビットの値が「０１０１」である場合、この値をテ
ーブルの先頭（アドレス「０００００」）からのオフセ
ット値として参照アドレスが生成されるとアドレス値は
「００１０１」である。アドレス「００１０１」のテー
ブルの値は、「０００１０１０１」である。この値の上
位４ビット（Ｄ７，Ｄ６，Ｄ５，Ｄ４）は「０００１」
であり、有効ビット数は１ビットである。次に、下位の
４ビット（Ｄ３，Ｄ２，Ｄ１，Ｄ０）は「０１０１」で
あり元の信号の情報は５であることが分かる。更に、符
号化ビット長が１ビットなので、最初の４ビット切り出
しの際に３ビット余分に読み出したことが分かり、切り
出しポイントが３ビット分戻されて一つの元の信号の情
報の復号処理を終了する。

【００３０】また、符号化ビット長が４ビットより大き
い符号化値の場合は、例えばハフマン符号列の最初の切
り出した４ビットの値が「１１１０」の場合、テーブル
の値は「１１００００１０」である。この値の上位２ビ
ット（Ｄ７，Ｄ６）は「１１」であり、切り出したビッ
ト数が不足していることを示すフラグである。

【００３１】そのテーブルの下位２ビット（Ｄ１，Ｄ
０）は「１０」であり、切り出しビット数の不足ビット
（ｎ）は２ビットであることが分かる。そして、テーブ
ルの上位３ビット目から６ビット目（Ｄ５，Ｄ４，Ｄ
３，Ｄ２）は「００００」であり、現在の参照アドレス
「０１１１０」からどれだけ進んだアドレスを参照する
かを示すオフセット値は０であり、参照テーブルのアド
レスの基点は現在参照しているアドレス値「０１１１
０」である。

【００３２】次に、不足分のハフマン符号列を切り出
す。ここで切り出した値が例えば「００１０」の場合、
この値を上述のアドレスの基点からのオフセット値とし
て新しい参照アドレスを生成すると、つまり「０１１１
０」に「００１０」を加算したアドレス値「１０００
０」を得る。アドレス値「１００００」のテーブルの値
は「００１００００１」である。この値の上位４ビット
（Ｄ７，Ｄ６，Ｄ５，Ｄ４）は「００１０」なので有効
ビット数は２ビットであり、下位４ビット（Ｄ３，Ｄ
２，Ｄ１，Ｄ０）は「０００１」なので元の信号の情報
は１である。最後に、上位の４ビット（Ｄ７，Ｄ６，Ｄ
５，Ｄ４）の有効ビット数が２ビットであることにより
ハフマン符号列の切り出し４ビットに対して２ビット余
分に読んだことが分かり、次の符号列の切り出しポイン
トが２ビット戻され一つの元の信号の情報の復号処理を
終了する。次のハフマン符号列の復号は、前述の処理を
繰り返すことにより元の信号の情報に復号される。

【００３３】

【発明が解決しようとする課題】上述した２分木探索を
用いる方法では、上述の如く、ハフマン符号列を１ビッ
ト単位で切り出して処理を進めるので、割り当てられた
符号が長いものに対して処理回数が符号長分必要とな
り、処理時間の短縮化ができなかった。

【００３４】また、固定長の符号列を切り出して復号す
る方法では、固定長の符号列を切り出すため、一度に複
数のビット処理を行うことが可能であり、処理時間の短
縮化が計ることができる。しかし、固定長で処理を行う
場合、入力符号が固定長の整数倍に対しては過不足なく
処理できるが、ハフマン符号のような可変長符号を固定
長で処理するので、図１０の木に存在しない判定も行う
必要がある。その為、その分を冗長な復号テーブルとし
て用意する必要があり、そのテーブルを格納しておくメ
モリのサイズが大きくなるという障害になっていた。

【００３５】

【課題を解決するための手段】本発明は、上述した点に
鑑みて、創作されたものであり、その特徴とするところ
は、ハフマン符号列を入力するシフト回路と、前記符号
列の復号を行うためのデータが格納された復号テーブル
と、前記シフト回路から送出される符号と前記復号用参
照テーブルの値とを比較する比較回路と、前記比較回路
から出力されるアドレス情報に基づいて、次の復号用参
照テーブルのアドレスを出力するアドレス生成器とを備
え、前記アドレスに応じて前記復号テーブルからデータ
が読み出されることを特徴とする。

【００３６】また、前記復号テーブルに、前記シフト回
路から送出される符号に対応して次に処理すべきビット
情報を含むことを特徴とする。

【００３７】特に、前記ビット情報は、ハフマン符号の
復号値または前記復号テーブルの次の参照すべきアドレ
スであることを特徴とする。

【００３８】また、前記ビット情報は、ハフマン符号の
復号値の格納を示すフラグであることを特徴とする。

【００３９】また、前記ビット情報は、ハフマン符号列
から次の符号を１ビット切り出す２分岐、または、ハフ
マン符号列から次の符号を少なくとも２ビット以上の符
号を切り出す多分岐を示す分岐情報であることを特徴と
する。

【００４０】特に、前記シフト回路は、前記比較回路か
らの信号に基づきハフマン符号列から任意の長さのビッ
ト数を切り出すことを特徴とする。

【００４１】更に、前記テーブルには、ハフマン符号列
の次に切り出す符号のビット数を格納することを特徴と
する。

【００４２】また、前記比較回路は、前記復号テーブル
からのコードワードの長さに応じて、ハフマン符号列の
切り出すべきデータ長を示す信号を前記シフト回路に出
力することを特徴とする。

【００４３】また、入力されてくるハフマン符号列を可
変の切り出し数でシフトし、 シフトされた符号データ
と復号テーブルに格納された復号用参照テーブルの値と
を比較し、比較することにより次の参照すべきアドレス
情報または復号値を出力し、前記アドレス情報の場合、
前記復号テーブルからデータを読み出すと共にシフト数
を可変することを特徴とする。

【００４４】本発明によれば、冗長性を抑えたハフマン
復号テーブルと、一度に処理する符号列のビット数を可
変とし、ハフマン符号列から現在のテーブル情報に応じ
て可変長の切り出しを行い、切り出したデータをテーブ
ルの次のアドレスとして使用し、テーブルから取得した
情報が分岐情報であれば同時に得られた情報に基づいて
次の切り出し長を可変することで処理速度の高速化を図
る。また、ハフマン復号テーブルに２分木と多分木を用
いたテーブル情報を設定することで冗長性を抑える。こ
れにより復号処理の高速化を図ると共に冗長性を抑えた
復号テーブルを供給する。

【００４５】

【発明の実施の形態】次に、本発明の実施の形態につい
て図面を参照して説明する。

【００４６】図１は、本発明の実施の形態を示すブロッ
ク図である。

【００４７】１はシフタである。シフタ１は、可変長符
号ビット列であるハフマン符号列が外部より供給され、
後述する比較器３が出力する符号切り出しビット数Ｎの
値に応じて、定まるビット数分だけ切り出して符号を出
力する。

【００４８】２はテーブルＲＯＭである。ＲＯＭ２は後
述するアドレス生成器４の出力をアドレス入力とし、復
号用テーブルデータと、復号値とフラグとを格納する。

【００４９】３は比較器である。比較器３は、シフタ１
から出力される符号とＲＯＭ２から出力されるテーブル
データとを参照し、分岐情報であるか、あるいは、復号
値を示すフラグであるかを判定する。比較器３から、判
定結果に応じて符号の切り出しビット数Ｎをシフタ１へ
出力する。また、比較器３において、前述の分岐情報で
あること判定した場合に、ＲＯＭ２のテーブルの値とシ
フタ１から出力される符号の値とに応じて、相対アドレ
ス及び分岐アドレスが決定され、アドレス生成器４へ出
力される。

【００５０】尚、相対アドレスは、比較器３がシフタ１
から出力された符号の値に基づいて、ＲＯＭ２のテーブ
ルデータの第１または第２の相対アドレスを選択した値
である。また、分岐アドレスは、シフタ１がビット数Ｎ
の値に応じて出力する符号の値である。

【００５１】４はアドレス生成器である。アドレス生成
器４は、比較器３から出力された相対アドレスの値と分
岐アドレスの値と、復号開始の際に外部回路（図示せ
ず）から設定される基準アドレスの値とを加算し、その
加算結果を参照アドレスとしてＲＯＭ２へ出力する。

【００５２】図３は、本発明のハフマン符号列の復号処
理に用いる復号用テーブルの設定例である。図３に示す
テーブルに、図４（Ａ）に示すように、２分岐か多分岐
かを判定する元となる分岐情報と、多分岐の場合におけ
る分岐数と、符号の値に対応した第１及び第２の相対ア
ドレスが格納される。詳しくは、上位２ビット（Ｄ１
２，Ｄ１１）は、分岐情報である。分岐情報に続く３ビ
ット（Ｄ１０，Ｄ９，Ｄ８）は、多分岐である場合に分
岐の数を示す分岐数である。更に、分岐数に続く８ビッ
ト（Ｄ７〜Ｄ０）の上位４ビット（Ｄ７，Ｄ６，Ｄ５，
Ｄ４）にハフマン符号の先頭１ビットの値が「０」であ
るときに対応する第１相対アドレス（address_０）と、
その下位４ビット（Ｄ３，Ｄ２，Ｄ１，Ｄ０）に符号の
先頭１ビットの値が「１」であるときに対応する第２相
対アドレス（address_１）を設定する。

【００５３】また、図３に示すテーブルに、図４（Ｂ）
に示すように、上位２ビット（Ｄ１２，Ｄ１１）に復号
値が格納されていることを示すフラグの値「１１」が、
下位４ビット（Ｄ３，Ｄ２，Ｄ１，Ｄ０）に復号値が格
納されている。

【００５４】ここで、分岐情報は、その設定値が「０
１」で且つ符号列から切り出した先頭１ビットの符号の
値が「０」の場合と、その設定値が「１０」で且つ符号
列から切り出した先頭１ビットの符号の値が「１」の場
合には、多分岐を示し、それ以外においては、２分岐を
示す。但し、分岐情報の値「１１」の場合は、復号値が
格納されていることを示すフラグである。

【００５５】次に、例えば入力するハフマン符号列を
「ＡＢＣＤ」とし、その値が「０１０１」の場合を図２
の復号処理手順を示すフロチャートを用いて説明する。
ここで、「Ａ」は、符号列の先頭１ビットの値「０」で
ある。「Ｂ」は、「Ａ」に続く符号であり、その値は
「１」である。

【００５６】まず、最初の第１のステップ（Ｓ１）にお
いて、外部の制御回路により、アドレス生成器４へ基準
アドレスが例えば「０」に設定される。また、外部の制
御回路により、比較器３の相対及び分岐アドレスの値が
共に「０」に初期化される。更に、外部の制御回路によ
り、比較器３のビット数Ｎの値が「１」に初期化され
る。

【００５７】次に、第２のステップ（Ｓ２）において、
シフタ１は、比較器３から出力されるビット数Ｎの値
「１」に応じて１ビット分が切り出され、符号「Ａ」を
出力する。尚、符号「Ａ」の値は、「１」である。

【００５８】次に、第３のステップ（Ｓ３）において、
アドレス生成器４で、比較器３から出力される相対及び
分岐アドレスの値「０」と基準アドレスの値「０」とが
加算され、その加算結果の値「０」が参照アドレスとし
てＲＯＭ２へ出力される。これにより、ＲＯＭ２から、
参照アドレス「０」に対応したテーブルデータ「０００
０００００１０１１１」が読み出され比較器３へ出力さ
れる。

【００５９】次に、第４のステップ（Ｓ４）において、
比較器３において、ＲＯＭ２から出力される分岐情報の
値「００」とシフタ１から出力された符号「Ａ」とが参
照される。そして、分岐情報の値が「００」であること
より２分岐と判定する。よって、次の処理は、第６のス
テップ（Ｓ６）へ進む。

【００６０】第６のステップ（Ｓ６）において、比較器
３では、２分岐であるので、分岐アドレスの値が「０」
に設定され、その分岐アドレスはアドレス生成器４へ出
力される。また、比較器３では、シフタ１から出力され
た符号「Ａ」の値、つまり「０」に応じて、テーブルデ
ータの第１の相対アドレスが選択され、その値「０００
１」は相対アドレスとしてアドレス生成器４へ出力され
る。更に、比較器３では、２分岐であるのでビット数Ｎ
の値は「１」に設定され、そのビット数Ｎはシフタ１へ
出力される。そして、第２のステップ（Ｓ２）へ戻り、
処理を続ける。

【００６１】第２のステップ（Ｓ２）において、シフタ
１は、ビット数Ｎの値「１」に応じて、「Ａ」に続く符
号が１ビット分切り出され、その切り出された符号
「Ｂ」は比較器３へ出力される。

【００６２】次の第３のステップ（Ｓ３）においては、
アドレス生成器４では、比較器３から出力される相対ア
ドレスの値「０００１」と分岐アドレスの値「０」と基
準アドレスの値「０」とが加算され、その加算結果の値
「０００１」は参照アドレスとしてＲＯＭ２へ出力され
る。そして、ＲＯＭ２の参照アドレス「０００１」に格
納されているテーブルデータの値「１００１０００１０
００１１」は比較器３へ出力される。

【００６３】次に、第４のステップ（Ｓ４）において、
比較器３では、ＲＯＭ２から出力される分岐情報の値
「１０」とシフタ１から出力された符号「Ｂ」とが参照
される。ここで、符号「Ｂ」の値は、「１」である。そ
して、比較器３では参照の結果、多分岐であることが判
定される。よって、次の処理は、第５のステップ（Ｓ
５）へ進む。

【００６４】第５のステップ（Ｓ５）において、比較器
３では、シフタ１から出力された符号の値「１」は分岐
アドレスとしてアドレス生成器４へ出力される。更に、
比較器３では、シフタ１から出力された符号の値「Ｂ」
に応じて第２の相対アドレスの値「００１１」が選択さ
れて、その選択した値は相対アドレスとしてアドレス生
成器４へ出力される。また、比較器３では、分岐数の値
「０１０」がビット数Ｎの値としてシフタ１へ出力され
る。そして、第２のステップ（Ｓ２）へ戻り、処理を続
ける。

【００６５】第２のステップ（Ｓ２）において、シフタ
１では、ビット数Ｎの値「０１０」に応じて、符号が２
ビット切り出され、その切り出した符号「ＣＤ」が比較
器３へ出力される。尚、「ＣＤ」の値は、「１０」であ
る。

【００６６】次の第３のステップ（Ｓ３）においては、
アドレス生成器４では、比較器３から出力される相対ア
ドレスの値「００１１」と分岐アドレスの値「１０」と
基準アドレスの値「０」とが加算され、その加算結果の
値「０１０１」は参照アドレスとしてＲＯＭ２へ出力さ
れる。そして、参照アドレス「０１０１」に格納されて
いるテーブルデータの値「１１０００００００００１
１」がＲＯＭ２から比較器３へ出力される。

【００６７】次に、第４のステップ（Ｓ４）において、
比較器３では、ＲＯＭ２から出力される分岐情報の値
「１１」に基づき、復号値が格納されていることが判定
される。よって、次の処理は、第７のステップ（Ｓ７）
へ進む。

【００６８】第７のステップ（Ｓ７）において、比較器
３から、ＲＯＭ２から出力されたテーブルの復号値「０
０１１」を外部へ出力する。そして、比較器３は、相対
アドレスの値及び分岐アドレスの値を「０」に初期化す
ると共に、ビット数Ｎの値を「１」に初期化して一つの
ハフマン符号の復号を終える。続くハフマン符号列の復
号は、第２のステップ（Ｓ２）からの処理を繰り返すこ
とにより復号される。

【００６９】上記の説明では、「０１０１」のハフマン
符号の場合を説明したが、このハフマン符号以外のもの
の処理をまとめると、図７（Ｂ）のようになる。このよ
うに、従来に比べ、復号値ｂ，ｃ，ｄ，ｅの復号処理を
簡単に行うことができる。

【００７０】このように、本発明の復号装置と復号テー
ブルを用いることにより、ハフマン符号の符号長が長い
ものに対して、１度に切り出す符号の数を符号長の分に
応じて可変して復号を行う方法なので、復号処理時間を
短縮することが可能となる。つまり、従来では図７
（Ａ）のようにハフマン符号のビット毎に分岐方向を判
断していたが、本願では、図７（Ｂ）のようにハフマン
符号のビット毎に分岐方向を判定することはなく、同一
の符号長に対しては、多分岐で分岐方向を判定してい
る。よって、判定処理を削減できるので復号処理時間を
短縮することが可能となる。

【００７１】また、テーブルに関して、従来の固定長で
切り出す場合は、不必要な判定処理の分だけテーブル数
を持たせる必要があったが、本願では、上記の如く、判
定処理を削減できるため必要な分だけテーブルを設ける
ことができ、従来に比べテーブル数を削減することがで
きる。

【００７２】図５は、本発明の復号装置における、ハフ
マン復号用テーブルの別の設定例を示す図である。

【００７３】ハフマン復号装置の構成は、前述した本発
明の実施例１の図１と同じである。

【００７４】図５のテーブルの配置は、図７（Ｂ）に示
すように２分木表現したときに完全な部分木となる節を
多分木化して、そこに含まれるテーブルの参照アドレス
を隣接して配置する。更に、その部分木の親（根ノー
ド）の参照アドレスは、前述の隣接して配置した最初の
参照アドレスを設定している。

【００７５】実施の形態では最大４ビットのハフマン符
号で説明したが、テーブルに設定する復号値は、ビット
数の多いＡＡＣ規格に基づく音声スペクトルデータにも
適用できることは言うまでもない。

【００７６】

【発明の効果】上述の如く、本発明に依れば、ハフマン
符号列を復号する際、節を削除して、高速に処理を実現
でき、且つ、テーブルの冗長度も低く抑え、その結果メ
モリの大きさを低減できるという効果を奏する。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施形態を示すブロック図である。

【図２】図１の処理手順を示すフローチャートである。

【図３】図１のテーブルＲＯＭ２の設定例を示す図であ
る。

【図４】図３の設定データの構成を説明するための図で
ある。

【図５】図１のテーブルＲＯＭ２の別の設定例を示す図
である。

【図６】図５の設定データの構成を説明するための図で
ある。

【図７】本発明のハフマン符号を２分木と多分木で説明
するための図である。

【図８】ハフマン符号化の処理を説明するための図であ
る。

【図９】ハフマン符号化されたシンボル及びそのシンボ
ルに割り付けられた符号と符号長を説明する図である。

【図１０】ハフマン符号化の２分木を説明するための図
である。

【図１１】従来のハフマン復号回路の一例を示すブロッ
ク図である。

【図１２】図１１のテーブルＲＯＭ２１の設定例を示す
図である。

【図１３】図１１のテーブルＲＯＭ２１の別の設定例を
示す図である。

【図１４】図１３の設定データ構成を説明するための図
である。

【符号の説明】

１ シフタ回路 ２ テーブルＲＯＭ ３ 比較器 ４ アドレス生成器

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き Ｆターム(参考） 5C059 KK11 MC38 ME02 ME17 SS30 UA05 UA36 UA38 5D045 DA20 5J064 AA03 BA09 BC01 BC14 BD02

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ハフマン符号列を入力するシフト回路
   と、 前記符号列の復号を行うためのデータが格納された復号
   テーブルと、 前記シフト回路から送出される符号と前記復号用参照テ
   ーブルの値とを比較する比較回路と、 前記比較回路から出力されるアドレス情報に基づいて、
   次の復号用参照テーブルのアドレスを出力するアドレス
   生成器とを備え、 前記アドレスに応じて前記復号テーブルからデータが読
   み出されることを特徴とするハフマン復号装置。
2. 【請求項２】 前記復号テーブルに、前記シフト回路か
   ら送出される符号に対応して次に処理すべきビット情報
   を含むことを特徴とする請求項１記載のハフマン復号装
   置。
3. 【請求項３】 前記ビット情報は、ハフマン符号の復号
   値または前記復号テーブルの次の参照すべきアドレスで
   あることを特徴とする請求項２記載のハフマン復号装
   置。
4. 【請求項４】 前記ビット情報は、ハフマン符号の復号
   値の格納を示すフラグであることを特徴とする請求項２
   記載のハフマン復号装置。
5. 【請求項５】 前記ビット情報は、ハフマン符号列から
   次の符号を１ビット切り出す２分岐、または、ハフマン
   符号列から次の符号を少なくとも２ビット以上の符号を
   切り出す多分岐を示す分岐情報であることを特徴とする
   請求項２記載のハフマン復号装置。
6. 【請求項６】 前記シフト回路は、前記比較回路からの
   信号に基づきハフマン符号列から任意の長さのビット数
   を切り出すことを特徴とする請求項１記載のハフマン復
   号装置。
7. 【請求項７】 前記テーブルには、ハフマン符号列の次
   に切り出す符号のビット数を格納することを特徴とする
   請求項２記載のハフマン復号装置。
8. 【請求項８】 前記比較回路は、前記復号テーブルから
   のコードワードの長さに応じて、ハフマン符号列の切り
   出すべきデータ長を示す信号を前記シフト回路に出力す
   ることを特徴とする請求項７記載のハフマン復号装置。
9. 【請求項９】 入力されてくるハフマン符号列を可変の
   切り出し数でシフトし、 シフトされた符号データと復号テーブルに格納された復
   号用参照テーブルの値とを比較し、 比較することにより次の参照すべきアドレス情報または
   復号値を出力し、 前記アドレス情報の場合、前記復号テーブルからデータ
   を読み出すと共にシフト数を可変することを特徴とする
   ハフマン復号方法。