JP2002344328A - 復号化装置、プログラム及び可変長符号の復号方法 - Google Patents
復号化装置、プログラム及び可変長符号の復号方法Info
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- JP2002344328A JP2002344328A JP2001151194A JP2001151194A JP2002344328A JP 2002344328 A JP2002344328 A JP 2002344328A JP 2001151194 A JP2001151194 A JP 2001151194A JP 2001151194 A JP2001151194 A JP 2001151194A JP 2002344328 A JP2002344328 A JP 2002344328A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 復号処理速度を向上させることができる復号
化装置、プログラム及び可変長符号の復号方法を提供す
る。 【解決手段】 入力された可変長符号ビット列に応じ、
量子化された係数値を予め定められた次数でまとめた最
終復元値の組を復元事象として格納する復号テーブルＴ
１を検索して最終復元値の組を取得し、可変長符号ビッ
ト列を復号する。これにより、可変長符号の復号終了時
に直ちに最終復元値の組を得ることができる。すなわ
ち、シフト命令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて
済む命令のみを用いて個々の最終復元値を容易に取り出
すことができることにより、ステップ数の多い加減乗除
算（特に除算）を必要とせずに最終復元値を得ることが
できるので、全体の処理ステップ数が少なくて済み、復
号処理速度を向上させることができる。
化装置、プログラム及び可変長符号の復号方法を提供す
る。 【解決手段】 入力された可変長符号ビット列に応じ、
量子化された係数値を予め定められた次数でまとめた最
終復元値の組を復元事象として格納する復号テーブルＴ
１を検索して最終復元値の組を取得し、可変長符号ビッ
ト列を復号する。これにより、可変長符号の復号終了時
に直ちに最終復元値の組を得ることができる。すなわ
ち、シフト命令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて
済む命令のみを用いて個々の最終復元値を容易に取り出
すことができることにより、ステップ数の多い加減乗除
算（特に除算）を必要とせずに最終復元値を得ることが
できるので、全体の処理ステップ数が少なくて済み、復
号処理速度を向上させることができる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、圧縮・符号化され
たデジタル音響や画像信号を復号する復号化装置、プロ
グラム及び可変長符号の復号方法に関する。
たデジタル音響や画像信号を復号する復号化装置、プロ
グラム及び可変長符号の復号方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】複数のデジタルデータを何らかの方法で
まとめて一つの事象値となし、各事象値に対して改めて
符号を割り当てるという方法は、音響や画像の圧縮・符
号化においてしばしば用いられる。また、符号を割り当
てる際に、各事象の出現頻度に応じて符号長を変化さ
せ、全体の符号量がなるべく少なくなるようにする方法
としてハフマン符号という符号化方式がある。
まとめて一つの事象値となし、各事象値に対して改めて
符号を割り当てるという方法は、音響や画像の圧縮・符
号化においてしばしば用いられる。また、符号を割り当
てる際に、各事象の出現頻度に応じて符号長を変化さ
せ、全体の符号量がなるべく少なくなるようにする方法
としてハフマン符号という符号化方式がある。
【０００３】このようなハフマン符号は、音響や画像の
圧縮・符号化によく用いられている。その一例として
は、ＩＳＯ(International Organization for Standard
ization：国際標準化機構)のワーキンググループである
ＭＰＥＧ（Motion Picture Expert Group）が1997年に
制定した音声情報圧縮の国際規格「ＭＰＥＧ−２/ＡＡ
Ｃ（Advanced Audio Coding）(ISO/IEC標準13818-7)」
がある。この規格によれば、デジタル音響信号をＭＤＣ
Ｔ(Modified Discrete Cosine Transform)を用いて変換
し、得られたＭＤＣＴ係数値を量子化する。そして、量
子化したＭＤＣＴ係数値を２個または４個ずつまとめて
（この個数を次数という）、所定の方法により一つの事
象値に対応付け、最後に、各事象値に対してハフマン符
号を割り当てる。なお、ＭＤＣＴ係数値をまとめる際、
正負（±）の符号も含めてまとめる場合と、正負符号は
別途符号化する場合の２通りを選択できる。
圧縮・符号化によく用いられている。その一例として
は、ＩＳＯ(International Organization for Standard
ization：国際標準化機構)のワーキンググループである
ＭＰＥＧ（Motion Picture Expert Group）が1997年に
制定した音声情報圧縮の国際規格「ＭＰＥＧ−２/ＡＡ
Ｃ（Advanced Audio Coding）(ISO/IEC標準13818-7)」
がある。この規格によれば、デジタル音響信号をＭＤＣ
Ｔ(Modified Discrete Cosine Transform)を用いて変換
し、得られたＭＤＣＴ係数値を量子化する。そして、量
子化したＭＤＣＴ係数値を２個または４個ずつまとめて
（この個数を次数という）、所定の方法により一つの事
象値に対応付け、最後に、各事象値に対してハフマン符
号を割り当てる。なお、ＭＤＣＴ係数値をまとめる際、
正負（±）の符号も含めてまとめる場合と、正負符号は
別途符号化する場合の２通りを選択できる。
【０００４】ところで、音響や画像の符号化において
は、ＭＤＣＴ係数値のまとめ方に応じて適切なハフマン
符号化テーブルを選択し、まずその選択したテーブルの
識別子を格納、伝送し、次に、ハフマン符号ビット列を
格納、伝送するという方法をとる。なお、ハフマン符号
化テーブルは、まとめるべき量子化したＭＤＣＴ係数値
とその次数に対応して複数個用意されている。
は、ＭＤＣＴ係数値のまとめ方に応じて適切なハフマン
符号化テーブルを選択し、まずその選択したテーブルの
識別子を格納、伝送し、次に、ハフマン符号ビット列を
格納、伝送するという方法をとる。なお、ハフマン符号
化テーブルは、まとめるべき量子化したＭＤＣＴ係数値
とその次数に対応して複数個用意されている。
【０００５】一方、復号側では、まず、テーブルの識別
子で指定されたハフマン復号テーブルを選択し、これを
用いて、引き続き入力されるハフマン符号ビット列を復
号する。その結果得られた中間復元値（上記の事象値に
相当）に加減乗除を用いた剰余演算等の演算を施して、
ハフマン復号テーブル毎に予め定められた次数の最終復
元値（量子化されたＭＤＣＴ係数値）の組を得る。
子で指定されたハフマン復号テーブルを選択し、これを
用いて、引き続き入力されるハフマン符号ビット列を復
号する。その結果得られた中間復元値（上記の事象値に
相当）に加減乗除を用いた剰余演算等の演算を施して、
ハフマン復号テーブル毎に予め定められた次数の最終復
元値（量子化されたＭＤＣＴ係数値）の組を得る。
【０００６】ここで、図８はハフマン復号テーブルｔ１
の一例を簡略的に示す説明図である。図８に示すよう
に、ハフマン復号テーブルｔ１は、中間復元値をインデ
ックス（アドレス）とし、符号長と符号ビット列を内容
とするような構成をもつ。復号の際は、ハフマン符号ビ
ット列を１ビットずつ入力しつつ、符号長と符号ビット
列の関係が一致するような内容が見つかるまで、ハフマ
ン復号テーブルｔ１を探索する。そして、一致する内容
があったら、それに対応するアドレスを中間復元値とみ
なす。なお、図８のハフマン復号テーブルｔ１は説明用
の簡略な例であり、実際にISO/IEC標準13818-7にて用い
られているものではない。この例では、最終復元値は、
−１，０，１のいずれかで、次数２であるとする。
の一例を簡略的に示す説明図である。図８に示すよう
に、ハフマン復号テーブルｔ１は、中間復元値をインデ
ックス（アドレス）とし、符号長と符号ビット列を内容
とするような構成をもつ。復号の際は、ハフマン符号ビ
ット列を１ビットずつ入力しつつ、符号長と符号ビット
列の関係が一致するような内容が見つかるまで、ハフマ
ン復号テーブルｔ１を探索する。そして、一致する内容
があったら、それに対応するアドレスを中間復元値とみ
なす。なお、図８のハフマン復号テーブルｔ１は説明用
の簡略な例であり、実際にISO/IEC標準13818-7にて用い
られているものではない。この例では、最終復元値は、
−１，０，１のいずれかで、次数２であるとする。
【０００７】一方、剰余演算の実際の計算は、次の擬似
コードに示すようなものである。
コードに示すようなものである。
【０００８】
【数１】
【０００９】ここで、次数をdim、最終復元値が正負符
号を含まない（１）か、最終復元値が正負符号を含む
（０）のいずれであるかをunisigned、最終的な復元値
の最大値をlav、中間復元値をidx、最終復元値をｗ，
ｘ，ｙ，ｚでそれぞれ表す。
号を含まない（１）か、最終復元値が正負符号を含む
（０）のいずれであるかをunisigned、最終的な復元値
の最大値をlav、中間復元値をidx、最終復元値をｗ，
ｘ，ｙ，ｚでそれぞれ表す。
【００１０】例えば、図８に示すハフマン復号テーブル
ｔ１に対して、「011100」というハフマン符号ビット列
が入力された場合を考える。インデックス（アドレス）
０から、符号長と符号ビット列を順に照らし合わせてい
くと、インデックス６が符号長３、符号ビット列「01
1」なので、入力符号ビット列の先頭３bitに一致する。
そこで、中間復元値として「６」を得る（idx＝６）。
ｔ１に対して、「011100」というハフマン符号ビット列
が入力された場合を考える。インデックス（アドレス）
０から、符号長と符号ビット列を順に照らし合わせてい
くと、インデックス６が符号長３、符号ビット列「01
1」なので、入力符号ビット列の先頭３bitに一致する。
そこで、中間復元値として「６」を得る（idx＝６）。
【００１１】さて、図８に示すハフマン復号テーブルｔ
１は、最終復元値が「−１，０，１」のいずれかで、次
数が２なので、dim＝２,unsigned＝０,lav＝１である。
よって、idx＝６のとき、上記の手続きによって最終復
元値を求めると、ｙ＝１,ｚ＝−１となる。
１は、最終復元値が「−１，０，１」のいずれかで、次
数が２なので、dim＝２,unsigned＝０,lav＝１である。
よって、idx＝６のとき、上記の手続きによって最終復
元値を求めると、ｙ＝１,ｚ＝−１となる。
【００１２】ここまでで、元の入力符号ビット列のうち
３bitを復号したので、残る「100」について上記と同様
の処理を行う。すると、ハフマン復号結果の中間復元値
が「１」で、最終復元値はｙ＝−１,ｚ＝０となる。以
上をまとめると、「011100」という入力符号ビット列か
ら、「１，−１，−１，０」という最終復元値、即ち、
量子化されたＭＤＣＴ係数値の組が得られたことにな
る。
３bitを復号したので、残る「100」について上記と同様
の処理を行う。すると、ハフマン復号結果の中間復元値
が「１」で、最終復元値はｙ＝−１,ｚ＝０となる。以
上をまとめると、「011100」という入力符号ビット列か
ら、「１，−１，−１，０」という最終復元値、即ち、
量子化されたＭＤＣＴ係数値の組が得られたことにな
る。
【００１３】
【発明が解決しようとする課題】ところが、前述したよ
うな方法においては、ハフマン復号が遅いという問題が
ある。ハフマン符号は、図９に示すような符号の木（二
分木）により表現され、入力符号ビット列の０，１に従
って符号の木の枝を辿っていけば、求めるべき復元事象
を得ることができるものである（図９は図８に示したハ
フマン復号テーブルｔ１と等価な内容を表現してい
る）。つまり、符号の木のデータ構造を適切に表現した
ハフマン復号テーブルを構成することにより、多くても
入力符号ビット数分のテーブルアクセス回数で復号がで
きるのである。
うな方法においては、ハフマン復号が遅いという問題が
ある。ハフマン符号は、図９に示すような符号の木（二
分木）により表現され、入力符号ビット列の０，１に従
って符号の木の枝を辿っていけば、求めるべき復元事象
を得ることができるものである（図９は図８に示したハ
フマン復号テーブルｔ１と等価な内容を表現してい
る）。つまり、符号の木のデータ構造を適切に表現した
ハフマン復号テーブルを構成することにより、多くても
入力符号ビット数分のテーブルアクセス回数で復号がで
きるのである。
【００１４】しかしながら、上記の方法では、図８に示
したハフマン復号テーブルｔ１をインデックス０から順
にアクセスしていくので、テーブルアクセス回数の最適
化が図れない。例えば、本来２回のテーブルアクセスで
済むはずの「00」という符号を復号するのに、６回のア
クセスが必要になってしまう（「00」に対応するインデ
ックスが「５」だからである）。
したハフマン復号テーブルｔ１をインデックス０から順
にアクセスしていくので、テーブルアクセス回数の最適
化が図れない。例えば、本来２回のテーブルアクセスで
済むはずの「00」という符号を復号するのに、６回のア
クセスが必要になってしまう（「00」に対応するインデ
ックスが「５」だからである）。
【００１５】なお、この問題を解決するために、図８に
示したハフマン復号テーブルｔ１を予め符号長によって
ソーティングしておき、符号長の短いものからアクセス
していくという方法もあるが、同じ符号長の復元事象が
多くある場合は、やはりアクセス回数が冗長になってし
まう。
示したハフマン復号テーブルｔ１を予め符号長によって
ソーティングしておき、符号長の短いものからアクセス
していくという方法もあるが、同じ符号長の復元事象が
多くある場合は、やはりアクセス回数が冗長になってし
まう。
【００１６】そこで、特開平7-170197号公報において
は、図１０のようなハフマン復号テーブルｔ２を用いた
復号方法が示されている。図１０に示すハフマン復号テ
ーブルｔ２は、図９に示した符号の木（二分木）を、さ
らに図１１に示すような符号の木（多分木）に書き直し
たもののデータ構造を表現している。より詳細には、図
１０に示すハフマン復号テーブルｔ２は、符号の木の枝
の状態が中間節点か終端節点かを示す情報、中間節点の
場合は新たに取り込むべきビット数と次に参照すべきメ
モリ領域の指定、終端節点の場合は対応する復号事象等
から構成されている。そして、復号の際は、まずアドレ
ス０にアクセスし、その内容に指定されたビット数だけ
符号ビットを入力し、さらに、同じく内容に指定された
アドレスに入力符号の値をオフセットとして加えたアド
レスを次にアクセスし、以下、同様の動作を復元事象を
得るまで繰り返す。
は、図１０のようなハフマン復号テーブルｔ２を用いた
復号方法が示されている。図１０に示すハフマン復号テ
ーブルｔ２は、図９に示した符号の木（二分木）を、さ
らに図１１に示すような符号の木（多分木）に書き直し
たもののデータ構造を表現している。より詳細には、図
１０に示すハフマン復号テーブルｔ２は、符号の木の枝
の状態が中間節点か終端節点かを示す情報、中間節点の
場合は新たに取り込むべきビット数と次に参照すべきメ
モリ領域の指定、終端節点の場合は対応する復号事象等
から構成されている。そして、復号の際は、まずアドレ
ス０にアクセスし、その内容に指定されたビット数だけ
符号ビットを入力し、さらに、同じく内容に指定された
アドレスに入力符号の値をオフセットとして加えたアド
レスを次にアクセスし、以下、同様の動作を復元事象を
得るまで繰り返す。
【００１７】例えば、前例と同じく「011100」というハ
フマン符号ビット列が入力されたとする。まず、アドレ
ス０では「２bit取り込み、アドレス１へ飛べ」と指定
されている。先頭の２bitは「01」なので、アドレス１
に１を加算したアドレス２ヘ飛ぶ。アドレス２は「１bi
t取り込み、アドレス５へ飛べ」である。次の１bitは
「１」である。そこで、アドレス５に１を加えたアドレ
ス６へ飛ぶ。アドレス６は「中間復元値は６」なので、
中間復元値６を復号できる。
フマン符号ビット列が入力されたとする。まず、アドレ
ス０では「２bit取り込み、アドレス１へ飛べ」と指定
されている。先頭の２bitは「01」なので、アドレス１
に１を加算したアドレス２ヘ飛ぶ。アドレス２は「１bi
t取り込み、アドレス５へ飛べ」である。次の１bitは
「１」である。そこで、アドレス５に１を加えたアドレ
ス６へ飛ぶ。アドレス６は「中間復元値は６」なので、
中間復元値６を復号できる。
【００１８】続いて、またアドレス０へ戻って、同様の
処理を行うと次の中間復元値１を復号できる。この方法
を用いることにより、図８に示したハフマン復号テーブ
ルｔ１を用いたものより少ないテーブルアクセス回数で
中間復元値を求めることができる。
処理を行うと次の中間復元値１を復号できる。この方法
を用いることにより、図８に示したハフマン復号テーブ
ルｔ１を用いたものより少ないテーブルアクセス回数で
中間復元値を求めることができる。
【００１９】しかしながら、この方法だけでは最終復元
値の組の算出を高速化することはできない。それは、前
述したような擬似コードをそのまま用いると、加減乗除
算を何度も行う必要があるからである。特に、汎用的な
ＤＳＰ（Digital Signal Processor）等のデジタル信号
処理用のマイクロプロセッサを用いるような場合、除算
は多くのステップ数を必要とする。前述したような擬似
コードは除算を多く含むので、処理ステップ数が多くな
り、処理速度の低下を招いてしまう。
値の組の算出を高速化することはできない。それは、前
述したような擬似コードをそのまま用いると、加減乗除
算を何度も行う必要があるからである。特に、汎用的な
ＤＳＰ（Digital Signal Processor）等のデジタル信号
処理用のマイクロプロセッサを用いるような場合、除算
は多くのステップ数を必要とする。前述したような擬似
コードは除算を多く含むので、処理ステップ数が多くな
り、処理速度の低下を招いてしまう。
【００２０】本発明の目的は、復号処理速度を向上させ
ることができる復号化装置、プログラム及び可変長符号
の復号方法を提供することである。
ることができる復号化装置、プログラム及び可変長符号
の復号方法を提供することである。
【００２１】
【課題を解決するための手段】請求項１記載の発明の復
号化装置は、データ量を削減する可変長符号化処理を施
した可変長符号を復号する復号化装置において、量子化
された係数値を予め定められた次数でまとめた最終復元
値の組を復元事象として格納する復号テーブルと、入力
された可変長符号ビット列に応じて前記復号テーブルを
検索して前記最終復元値の組を取得して、前記可変長符
号ビット列を復号する復号手段と、を備える。
号化装置は、データ量を削減する可変長符号化処理を施
した可変長符号を復号する復号化装置において、量子化
された係数値を予め定められた次数でまとめた最終復元
値の組を復元事象として格納する復号テーブルと、入力
された可変長符号ビット列に応じて前記復号テーブルを
検索して前記最終復元値の組を取得して、前記可変長符
号ビット列を復号する復号手段と、を備える。
【００２２】したがって、可変長符号の復号終了時に直
ちに最終復元値の組を得ることが可能になり、シフト命
令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて済む命令のみ
を用いて、個々の最終復元値を容易に取り出すことが可
能になる。これにより、ステップ数の多い加減乗除算
（特に除算）を必要とせずに最終復元値を得ることが可
能になるので、全体の処理ステップ数が少なくて済み、
復号処理速度を向上させることが可能になる。
ちに最終復元値の組を得ることが可能になり、シフト命
令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて済む命令のみ
を用いて、個々の最終復元値を容易に取り出すことが可
能になる。これにより、ステップ数の多い加減乗除算
（特に除算）を必要とせずに最終復元値を得ることが可
能になるので、全体の処理ステップ数が少なくて済み、
復号処理速度を向上させることが可能になる。
【００２３】請求項２記載の発明は、請求項１記載の復
号化装置において、前記最終復元値をそれぞれ同一のビ
ット長、かつ、互いに識別可能な符号で表現し、前記各
最終復元値を予め定められた次数分だけ直列に接続した
符号によって、前記復号テーブルの復元事象を表現す
る。
号化装置において、前記最終復元値をそれぞれ同一のビ
ット長、かつ、互いに識別可能な符号で表現し、前記各
最終復元値を予め定められた次数分だけ直列に接続した
符号によって、前記復号テーブルの復元事象を表現す
る。
【００２４】したがって、最終復元値の組の取得が容易
になる。
になる。
【００２５】請求項３記載の発明は、請求項２記載の復
号化装置において、前記最終復元値の正負を示す符号ビ
ットを前記最終復元値の先頭ビットとして配する。
号化装置において、前記最終復元値の正負を示す符号ビ
ットを前記最終復元値の先頭ビットとして配する。
【００２６】したがって、最終復元値の正負の認識が容
易になる。
易になる。
【００２７】請求項４記載の発明は、請求項１ないし３
のいずれか一記載の復号化装置において、前記復号テー
ブルが符号の木の形状に即して構成されている場合、復
号終了を示すビットを前記復号テーブルの復元事象を表
す符号に含める。
のいずれか一記載の復号化装置において、前記復号テー
ブルが符号の木の形状に即して構成されている場合、復
号終了を示すビットを前記復号テーブルの復元事象を表
す符号に含める。
【００２８】したがって、復号終了であるか否かの判断
が容易になる。
が容易になる。
【００２９】請求項５記載の発明のプログラムは、量子
化された係数値を予め定められた次数でまとめた最終復
元値の組を復元事象として格納する復号テーブルを設
け、データ量を削減する可変長符号化処理を施した可変
長符号を復号する演算処理部を制御するプログラムであ
って、前記プログラムは、入力された可変長符号ビット
列に応じて前記復号テーブルを検索して前記最終復元値
の組を取得して、前記可変長符号ビット列を復号する復
号機能を前記演算処理部に実行させる。
化された係数値を予め定められた次数でまとめた最終復
元値の組を復元事象として格納する復号テーブルを設
け、データ量を削減する可変長符号化処理を施した可変
長符号を復号する演算処理部を制御するプログラムであ
って、前記プログラムは、入力された可変長符号ビット
列に応じて前記復号テーブルを検索して前記最終復元値
の組を取得して、前記可変長符号ビット列を復号する復
号機能を前記演算処理部に実行させる。
【００３０】したがって、可変長符号の復号終了時に直
ちに最終復元値の組を得ることが可能になり、シフト命
令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて済む命令のみ
を用いて、個々の最終復元値を容易に取り出すことが可
能になる。これにより、ステップ数の多い加減乗除算
（特に除算）を必要とせずに最終復元値を得ることが可
能になるので、全体の処理ステップ数が少なくて済み、
復号処理速度を向上させることが可能になる。
ちに最終復元値の組を得ることが可能になり、シフト命
令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて済む命令のみ
を用いて、個々の最終復元値を容易に取り出すことが可
能になる。これにより、ステップ数の多い加減乗除算
（特に除算）を必要とせずに最終復元値を得ることが可
能になるので、全体の処理ステップ数が少なくて済み、
復号処理速度を向上させることが可能になる。
【００３１】請求項６記載の発明の可変長符号の復号方
法は、データ量を削減する可変長符号化処理を施した可
変長符号を復号する復号化装置において用いられ、プロ
セッサ演算処理により実現される可変長符号の復号方法
であって、量子化された係数値を予め定められた次数で
まとめた最終復元値の組を復元事象として格納する復号
テーブルを設け、入力された可変長符号ビット列に応じ
て前記復号テーブルを検索して前記最終復元値の組を取
得して、前記可変長符号ビット列を復号する復号工程を
含む。
法は、データ量を削減する可変長符号化処理を施した可
変長符号を復号する復号化装置において用いられ、プロ
セッサ演算処理により実現される可変長符号の復号方法
であって、量子化された係数値を予め定められた次数で
まとめた最終復元値の組を復元事象として格納する復号
テーブルを設け、入力された可変長符号ビット列に応じ
て前記復号テーブルを検索して前記最終復元値の組を取
得して、前記可変長符号ビット列を復号する復号工程を
含む。
【００３２】したがって、可変長符号の復号終了時に直
ちに最終復元値の組を得ることが可能になり、シフト命
令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて済む命令のみ
を用いて、個々の最終復元値を容易に取り出すことが可
能になる。これにより、ステップ数の多い加減乗除算
（特に除算）を必要とせずに最終復元値を得ることが可
能になるので、全体の処理ステップ数が少なくて済み、
復号処理速度を向上させることが可能になる。
ちに最終復元値の組を得ることが可能になり、シフト命
令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて済む命令のみ
を用いて、個々の最終復元値を容易に取り出すことが可
能になる。これにより、ステップ数の多い加減乗除算
（特に除算）を必要とせずに最終復元値を得ることが可
能になるので、全体の処理ステップ数が少なくて済み、
復号処理速度を向上させることが可能になる。
【００３３】請求項７記載の発明は、請求項６記載の可
変長符号の復号方法において、前記最終復元値をそれぞ
れ同一のビット長、かつ、互いに識別可能な符号で表現
し、前記各最終復元値を予め定められた次数分だけ直列
に接続した符号によって、前記復号テーブルの復元事象
を表現する。
変長符号の復号方法において、前記最終復元値をそれぞ
れ同一のビット長、かつ、互いに識別可能な符号で表現
し、前記各最終復元値を予め定められた次数分だけ直列
に接続した符号によって、前記復号テーブルの復元事象
を表現する。
【００３４】したがって、最終復元値の組の取得が容易
になる。
になる。
【００３５】請求項８記載の発明は、請求項７記載の可
変長符号の復号方法において、前記最終復元値の正負を
示す符号ビットを前記最終復元値の先頭ビットとして配
する。
変長符号の復号方法において、前記最終復元値の正負を
示す符号ビットを前記最終復元値の先頭ビットとして配
する。
【００３６】したがって、最終復元値の正負の認識が容
易になる。
易になる。
【００３７】請求項９記載の発明は、請求項６ないし８
のいずれか一記載の可変長符号の復号方法において、前
記復号テーブルが符号の木の形状に即して構成されてい
る場合、復号終了を示すビットを前記復号テーブルの復
元事象を表す符号に含める。
のいずれか一記載の可変長符号の復号方法において、前
記復号テーブルが符号の木の形状に即して構成されてい
る場合、復号終了を示すビットを前記復号テーブルの復
元事象を表す符号に含める。
【００３８】したがって、復号終了であるか否かの判断
が容易になる。
が容易になる。
【００３９】
【発明の実施の形態】本発明の実施の一形態を図１ない
し図７に基づいて説明する。本実施の形態は、国際規格
「ＭＰＥＧ−２/ＡＡＣ（Advanced Audio Coding）(ISO
/IEC標準13818-7)」に基づく復号器に設けられたデジタ
ル信号処理装置（ＤＳＰ：Digital Signal Processor）
である復号化装置に適用した一例である。なお、図１０
及び図１１で示した部分と同一部分は同一符号を用い
る。
し図７に基づいて説明する。本実施の形態は、国際規格
「ＭＰＥＧ−２/ＡＡＣ（Advanced Audio Coding）(ISO
/IEC標準13818-7)」に基づく復号器に設けられたデジタ
ル信号処理装置（ＤＳＰ：Digital Signal Processor）
である復号化装置に適用した一例である。なお、図１０
及び図１１で示した部分と同一部分は同一符号を用い
る。
【００４０】図１は、本実施の形態の復号化装置１の構
成を示すブロック図である。図１に示すように、復号化
装置１は、演算処理部である演算回路２、各種データを
書換え可能に記憶するＲＡＭ（Random Access Memory）
３、メモリ制御回路４、固定的なデータを記憶する読み
出し専用メモリ（記憶部）であるＲＯＭ（Read OnlyMem
ory）５、命令デコーダ６により構成されている。
成を示すブロック図である。図１に示すように、復号化
装置１は、演算処理部である演算回路２、各種データを
書換え可能に記憶するＲＡＭ（Random Access Memory）
３、メモリ制御回路４、固定的なデータを記憶する読み
出し専用メモリ（記憶部）であるＲＯＭ（Read OnlyMem
ory）５、命令デコーダ６により構成されている。
【００４１】演算回路２は、加算器及び乗算器を備えて
おり、命令デコーダ６からの指示に応答し、入力される
デジタルデータＸ（ｎ）及びＲＡＭ３に記憶される各種
データに対して各種の演算処理を施し、最終的に得られ
る演算結果をデジタルデータＹ（ｎ）として出力するも
のである。
おり、命令デコーダ６からの指示に応答し、入力される
デジタルデータＸ（ｎ）及びＲＡＭ３に記憶される各種
データに対して各種の演算処理を施し、最終的に得られ
る演算結果をデジタルデータＹ（ｎ）として出力するも
のである。
【００４２】ＲＡＭ３は、演算回路２に入力されるデジ
タルデータＸ（ｎ）及び演算回路２から出力されるデジ
タルデータＹ（ｎ）や、演算回路２の演算過程で生成さ
れる中間データを一時的に記憶する。また、ＲＡＭ３に
は、復号化処理に用いられる後述するハフマン復号テー
ブルも記憶されている。
タルデータＸ（ｎ）及び演算回路２から出力されるデジ
タルデータＹ（ｎ）や、演算回路２の演算過程で生成さ
れる中間データを一時的に記憶する。また、ＲＡＭ３に
は、復号化処理に用いられる後述するハフマン復号テー
ブルも記憶されている。
【００４３】メモリ制御回路４は、命令デコーダ６から
の指示に応答し、演算回路２の演算動作に応じ、必要な
データをＲＡＭ３から読み出し、演算回路２へと供給す
る。
の指示に応答し、演算回路２の演算動作に応じ、必要な
データをＲＡＭ３から読み出し、演算回路２へと供給す
る。
【００４４】ＲＯＭ５は、演算回路２の演算手順を指示
するプログラムを記憶し、各命令を一定周期のクロック
に従って所定の順序で読み出して命令デコーダ６に供給
する。
するプログラムを記憶し、各命令を一定周期のクロック
に従って所定の順序で読み出して命令デコーダ６に供給
する。
【００４５】命令デコーダ６は、ＲＯＭ５から入力され
る命令を解読し、演算回路２の演算動作を制御するとと
もに、メモリ制御回路４の読み出し及び書き込み動作を
制御する。
る命令を解読し、演算回路２の演算動作を制御するとと
もに、メモリ制御回路４の読み出し及び書き込み動作を
制御する。
【００４６】本実施の形態の国際規格「ＭＰＥＧ−２/
ＡＡＣ（Advanced Audio Coding）(ISO/IEC標準13818-
7)」に基づく復号器には、圧縮画像データに含まれるハ
フマン符号を復号化して復号化データを出力するハフマ
ン復号化部（復号化装置１）が設けられている。ハフマ
ン符号は、符号（コード）の発生頻度に応じて可変長の
符号を割り当てるもので、発生頻度の高い符号ほどビッ
ト長の短い割り当てて符号化することにより、情報量を
減らすものである。
ＡＡＣ（Advanced Audio Coding）(ISO/IEC標準13818-
7)」に基づく復号器には、圧縮画像データに含まれるハ
フマン符号を復号化して復号化データを出力するハフマ
ン復号化部（復号化装置１）が設けられている。ハフマ
ン符号は、符号（コード）の発生頻度に応じて可変長の
符号を割り当てるもので、発生頻度の高い符号ほどビッ
ト長の短い割り当てて符号化することにより、情報量を
減らすものである。
【００４７】このようなハフマン符号の復号化は、従
来、ハフマン復号テーブルを用いて入力されるハフマン
符号ビット列を復号し、その結果得られた中間復元値に
加減乗除を用いた剰余演算等の演算を施して、ハフマン
復号テーブル毎に予め定められた次数の最終復元値（量
子化されたＭＤＣＴ係数値）の組を得るというものであ
った。しかしながら、中間復元値と最終復元値の組は一
意対応をしており、しかも、以後の計算では中間復元値
を必要としていない。そこで、ＲＡＭ３に記憶される本
実施の形態のハフマン復号テーブルにおいては、ハフマ
ン復号テーブルの復元事象として最終復元値の組を直接
テーブルの内容に書き込むようにしたものである。
来、ハフマン復号テーブルを用いて入力されるハフマン
符号ビット列を復号し、その結果得られた中間復元値に
加減乗除を用いた剰余演算等の演算を施して、ハフマン
復号テーブル毎に予め定められた次数の最終復元値（量
子化されたＭＤＣＴ係数値）の組を得るというものであ
った。しかしながら、中間復元値と最終復元値の組は一
意対応をしており、しかも、以後の計算では中間復元値
を必要としていない。そこで、ＲＡＭ３に記憶される本
実施の形態のハフマン復号テーブルにおいては、ハフマ
ン復号テーブルの復元事象として最終復元値の組を直接
テーブルの内容に書き込むようにしたものである。
【００４８】ここで、図２は本実施の形態のハフマン復
号テーブルＴ１を模式的に示す説明図である。図２に示
すハフマン復号テーブルＴ１は、前述した図１１に示す
ような符号の木（多分木）のデータ構造を表現してお
り、従来においては中間復元値であった内容（図１０参
照）を最終復元値の組で置き換えたものである（図３参
照）。より具体的には、ハフマン復号テーブルＴ１は、
最終復元値をそれぞれ同一のビット長、かつ、互いに識
別可能な符号で表現し、これを次数分だけ直列に接続し
た符号によって、復元事象を表現したものである。ま
た、最終復元値の正負を示す符号ビットを、この同一の
ビット長、かつ、互いに識別可能な符号、の先頭ビット
として配している。さらに、ハフマン復号テーブルＴ１
が符号の木の形状に即して構成されている場合は、復号
終了を示すビットを、ハフマン復号テーブルＴ１の復元
事象を表す符号に含めている。
号テーブルＴ１を模式的に示す説明図である。図２に示
すハフマン復号テーブルＴ１は、前述した図１１に示す
ような符号の木（多分木）のデータ構造を表現してお
り、従来においては中間復元値であった内容（図１０参
照）を最終復元値の組で置き換えたものである（図３参
照）。より具体的には、ハフマン復号テーブルＴ１は、
最終復元値をそれぞれ同一のビット長、かつ、互いに識
別可能な符号で表現し、これを次数分だけ直列に接続し
た符号によって、復元事象を表現したものである。ま
た、最終復元値の正負を示す符号ビットを、この同一の
ビット長、かつ、互いに識別可能な符号、の先頭ビット
として配している。さらに、ハフマン復号テーブルＴ１
が符号の木の形状に即して構成されている場合は、復号
終了を示すビットを、ハフマン復号テーブルＴ１の復元
事象を表す符号に含めている。
【００４９】例えば、最終復元値が「−１，０，１」の
いずれかである場合は、これらをそれぞれ「１０，０
０，０１」とすることにより、同一のビット長、かつ、
互いに識別可能、かつ、正負の別を含んだ符号として表
現できる。そして、次数が２の場合は、これら３種の符
号から２つずつ選んで直列に接続する。最終復元値が
「１，−１」なら「０１ １０」、「−１，０」なら
「１０ ００」である。さらに、これに復号終了を示す
ビットを付加する。復号終了を「１」で表し、かつ、復
号テーブルの内容が８bitの場合は、「１ ０００ ０１
１０」や「１ ０００ １０ ００」が復元事象を表す符
号となる。
いずれかである場合は、これらをそれぞれ「１０，０
０，０１」とすることにより、同一のビット長、かつ、
互いに識別可能、かつ、正負の別を含んだ符号として表
現できる。そして、次数が２の場合は、これら３種の符
号から２つずつ選んで直列に接続する。最終復元値が
「１，−１」なら「０１ １０」、「−１，０」なら
「１０ ００」である。さらに、これに復号終了を示す
ビットを付加する。復号終了を「１」で表し、かつ、復
号テーブルの内容が８bitの場合は、「１ ０００ ０１
１０」や「１ ０００ １０ ００」が復元事象を表す符
号となる。
【００５０】また、ハフマン復号テーブルＴ１の内容が
復号終了でない場合（図３において、「ｎbit取り込
み、アドレスＡへ飛べ」の場合）は、先頭に復号継続を
示す「０」を置き、次の３bitでｎ、最後の４bitでＡを
表すものとする。例えば、「２bit取り込み、アドレス
９へ飛べ」は「０ ０１０ １００１」となる。
復号終了でない場合（図３において、「ｎbit取り込
み、アドレスＡへ飛べ」の場合）は、先頭に復号継続を
示す「０」を置き、次の３bitでｎ、最後の４bitでＡを
表すものとする。例えば、「２bit取り込み、アドレス
９へ飛べ」は「０ ０１０ １００１」となる。
【００５１】以上の処理により、図３に示す内容を書き
直したものが、図２に示す復号テーブルＴ１である。
直したものが、図２に示す復号テーブルＴ１である。
【００５２】ここで、ＲＯＭ５に記憶されるプログラム
が演算回路２に実行させる処理を以下において説明す
る。例えば、図２に示す復号テーブルＴ１に対して、
「011100」というハフマン符号ビット列が入力された場
合を考える。まず、アドレス０では「０ ０１０ ０００
１（２bit取り込み、アドレス１へ飛べ）」と指定され
ている。先頭の２bitは「01」なので、アドレス１に１
を加算したアドレス２ヘ飛ぶ。アドレス２は、「０ ０
０１ ０１０１（１bit取り込み、アドレス５へ飛べ）」
である。次の１bitは「１」である。そこで、アドレス
５に１を加えたアドレス６へ飛ぶ。アドレス６は「１
０００ ０１ １１（最終復元値の組は［１，−１］）」
なので、最終復元値の組［１，−１］を復号できる。
が演算回路２に実行させる処理を以下において説明す
る。例えば、図２に示す復号テーブルＴ１に対して、
「011100」というハフマン符号ビット列が入力された場
合を考える。まず、アドレス０では「０ ０１０ ０００
１（２bit取り込み、アドレス１へ飛べ）」と指定され
ている。先頭の２bitは「01」なので、アドレス１に１
を加算したアドレス２ヘ飛ぶ。アドレス２は、「０ ０
０１ ０１０１（１bit取り込み、アドレス５へ飛べ）」
である。次の１bitは「１」である。そこで、アドレス
５に１を加えたアドレス６へ飛ぶ。アドレス６は「１
０００ ０１ １１（最終復元値の組は［１，−１］）」
なので、最終復元値の組［１，−１］を復号できる。
【００５３】続いて、またアドレス０へ戻って、同様の
処理を行うと次の最終復元値の組［−１，０］を復号で
きる。この方法を用いることにより、ハフマン復号の終
了時に直ちに最終復元値の組［１，−１，−１，０］を
得ることが可能になる。ここに、復号手段の機能が実行
される。
処理を行うと次の最終復元値の組［−１，０］を復号で
きる。この方法を用いることにより、ハフマン復号の終
了時に直ちに最終復元値の組［１，−１，−１，０］を
得ることが可能になる。ここに、復号手段の機能が実行
される。
【００５４】また、別の例として、最終復元値が「０，
１，２」のいずれかである場合のハフマン復号テーブル
Ｔ２を図４に示し、ハフマン復号テーブルＴ２の内容を
図５に示す。こちらは、正負の別を示す符号を必要とし
ないので、「０，１，２」をそれぞれ「００，０１，１
０」で表している。
１，２」のいずれかである場合のハフマン復号テーブル
Ｔ２を図４に示し、ハフマン復号テーブルＴ２の内容を
図５に示す。こちらは、正負の別を示す符号を必要とし
ないので、「０，１，２」をそれぞれ「００，０１，１
０」で表している。
【００５５】さらに、別の例として、最終復元値が「−
２，−１，０，１，２」のいずれかで、かつ、次数が４
である場合のハフマン復号テーブルＴ３を図６に示し、
ハフマン復号テーブルＴ３の内容を図７に示す。今回
は、ハフマン復号テーブルＴ３の内容は１６bitで表現
されており、「−２，−１，０，１，２」はそれぞれ
「１１０，１１１，０００，００１，０１０」で表され
ている。また、「ｎbit取り込み、アドレスＡへ飛べ」
については、ｎが７bit、Ａが８bitでそれぞれ表されて
いる。
２，−１，０，１，２」のいずれかで、かつ、次数が４
である場合のハフマン復号テーブルＴ３を図６に示し、
ハフマン復号テーブルＴ３の内容を図７に示す。今回
は、ハフマン復号テーブルＴ３の内容は１６bitで表現
されており、「−２，−１，０，１，２」はそれぞれ
「１１０，１１１，０００，００１，０１０」で表され
ている。また、「ｎbit取り込み、アドレスＡへ飛べ」
については、ｎが７bit、Ａが８bitでそれぞれ表されて
いる。
【００５６】以上のようなハフマン復号テーブルＴ１，
Ｔ２，Ｔ３を用いて実際に復号を行うと、ハフマン復号
の終了時に直ちに最終復元値の組を得ることが可能にな
る。その後は、シフト命令やＡＮＤ命令等のステップ数
が少なくて済む命令のみを用いて、個々の最終復元値を
容易に取り出すことができる。すなわち、ステップ数の
多い加減乗除算（特に除算）を必要とせずに最終復元値
を得ることができるので、全体の処理ステップ数が少な
くて済み、復号処理速度を向上させることが可能にな
る。
Ｔ２，Ｔ３を用いて実際に復号を行うと、ハフマン復号
の終了時に直ちに最終復元値の組を得ることが可能にな
る。その後は、シフト命令やＡＮＤ命令等のステップ数
が少なくて済む命令のみを用いて、個々の最終復元値を
容易に取り出すことができる。すなわち、ステップ数の
多い加減乗除算（特に除算）を必要とせずに最終復元値
を得ることができるので、全体の処理ステップ数が少な
くて済み、復号処理速度を向上させることが可能にな
る。
【００５７】なお、本実施の形態においては、元の符号
の種類をハフマン符号としたが、これに限るものではな
く、元の符号を復号した中間的な復号結果から加減乗除
等の演算によって最終的な復号結果を得るような符号で
あれば良い。
の種類をハフマン符号としたが、これに限るものではな
く、元の符号を復号した中間的な復号結果から加減乗除
等の演算によって最終的な復号結果を得るような符号で
あれば良い。
【００５８】
【発明の効果】請求項１記載の発明の復号化装置によれ
ば、データ量を削減する可変長符号化処理を施した可変
長符号を復号する復号化装置において、量子化された係
数値を予め定められた次数でまとめた最終復元値の組を
復元事象として格納する復号テーブルと、入力された可
変長符号ビット列に応じて前記復号テーブルを検索して
前記最終復元値の組を取得して、前記可変長符号ビット
列を復号する復号手段と、を備え、可変長符号の復号終
了時に直ちに最終復元値の組を得ることにより、シフト
命令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて済む命令の
みを用いて個々の最終復元値を容易に取り出すことがで
き、ステップ数の多い加減乗除算（特に除算）を必要と
せずに最終復元値を得ることができるので、全体の処理
ステップ数が少なくて済み、復号処理速度を向上させる
ことができる。
ば、データ量を削減する可変長符号化処理を施した可変
長符号を復号する復号化装置において、量子化された係
数値を予め定められた次数でまとめた最終復元値の組を
復元事象として格納する復号テーブルと、入力された可
変長符号ビット列に応じて前記復号テーブルを検索して
前記最終復元値の組を取得して、前記可変長符号ビット
列を復号する復号手段と、を備え、可変長符号の復号終
了時に直ちに最終復元値の組を得ることにより、シフト
命令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて済む命令の
みを用いて個々の最終復元値を容易に取り出すことがで
き、ステップ数の多い加減乗除算（特に除算）を必要と
せずに最終復元値を得ることができるので、全体の処理
ステップ数が少なくて済み、復号処理速度を向上させる
ことができる。
【００５９】請求項２記載の発明によれば、請求項１記
載の復号化装置において、前記最終復元値をそれぞれ同
一のビット長、かつ、互いに識別可能な符号で表現し、
前記各最終復元値を予め定められた次数分だけ直列に接
続した符号によって、前記復号テーブルの復元事象を表
現することにより、最終復元値の組を容易に取得するこ
とができる。
載の復号化装置において、前記最終復元値をそれぞれ同
一のビット長、かつ、互いに識別可能な符号で表現し、
前記各最終復元値を予め定められた次数分だけ直列に接
続した符号によって、前記復号テーブルの復元事象を表
現することにより、最終復元値の組を容易に取得するこ
とができる。
【００６０】請求項３記載の発明によれば、請求項２記
載の復号化装置において、前記最終復元値の正負を示す
符号ビットを前記最終復元値の先頭ビットとして配する
ことにより、最終復元値の正負を容易に認識することが
できる。
載の復号化装置において、前記最終復元値の正負を示す
符号ビットを前記最終復元値の先頭ビットとして配する
ことにより、最終復元値の正負を容易に認識することが
できる。
【００６１】請求項４記載の発明によれば、請求項１な
いし３のいずれか一記載の復号化装置において、前記復
号テーブルが符号の木の形状に即して構成されている場
合、復号終了を示すビットを前記復号テーブルの復元事
象を表す符号に含めることにより、復号終了であるか否
かを容易に判断することができる。
いし３のいずれか一記載の復号化装置において、前記復
号テーブルが符号の木の形状に即して構成されている場
合、復号終了を示すビットを前記復号テーブルの復元事
象を表す符号に含めることにより、復号終了であるか否
かを容易に判断することができる。
【００６２】請求項５記載の発明のプログラムによれ
ば、量子化された係数値を予め定められた次数でまとめ
た最終復元値の組を復元事象として格納する復号テーブ
ルを設け、データ量を削減する可変長符号化処理を施し
た可変長符号を復号する演算処理部を制御するプログラ
ムであって、前記プログラムは、入力された可変長符号
ビット列に応じて前記復号テーブルを検索して前記最終
復元値の組を取得して、前記可変長符号ビット列を復号
する復号機能を前記演算処理部に実行させ、可変長符号
の復号終了時に直ちに最終復元値の組を得ることによ
り、シフト命令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて
済む命令のみを用いて個々の最終復元値を容易に取り出
すことができ、ステップ数の多い加減乗除算（特に除
算）を必要とせずに最終復元値を得ることができるの
で、全体の処理ステップ数が少なくて済み、復号処理速
度を向上させることができる。
ば、量子化された係数値を予め定められた次数でまとめ
た最終復元値の組を復元事象として格納する復号テーブ
ルを設け、データ量を削減する可変長符号化処理を施し
た可変長符号を復号する演算処理部を制御するプログラ
ムであって、前記プログラムは、入力された可変長符号
ビット列に応じて前記復号テーブルを検索して前記最終
復元値の組を取得して、前記可変長符号ビット列を復号
する復号機能を前記演算処理部に実行させ、可変長符号
の復号終了時に直ちに最終復元値の組を得ることによ
り、シフト命令やＡＮＤ命令等のステップ数が少なくて
済む命令のみを用いて個々の最終復元値を容易に取り出
すことができ、ステップ数の多い加減乗除算（特に除
算）を必要とせずに最終復元値を得ることができるの
で、全体の処理ステップ数が少なくて済み、復号処理速
度を向上させることができる。
【００６３】請求項６記載の発明の可変長符号の復号方
法によれば、データ量を削減する可変長符号化処理を施
した可変長符号を復号する復号化装置において用いら
れ、プロセッサ演算処理により実現される可変長符号の
復号方法であって、量子化された係数値を予め定められ
た次数でまとめた最終復元値の組を復元事象として格納
する復号テーブルを設け、入力された可変長符号ビット
列に応じて前記復号テーブルを検索して前記最終復元値
の組を取得して、前記可変長符号ビット列を復号する復
号工程を含み、可変長符号の復号終了時に直ちに最終復
元値の組を得ることにより、シフト命令やＡＮＤ命令等
のステップ数が少なくて済む命令のみを用いて個々の最
終復元値を容易に取り出すことができ、ステップ数の多
い加減乗除算（特に除算）を必要とせずに最終復元値を
得ることができるので、全体の処理ステップ数が少なく
て済み、復号処理速度を向上させることができる。
法によれば、データ量を削減する可変長符号化処理を施
した可変長符号を復号する復号化装置において用いら
れ、プロセッサ演算処理により実現される可変長符号の
復号方法であって、量子化された係数値を予め定められ
た次数でまとめた最終復元値の組を復元事象として格納
する復号テーブルを設け、入力された可変長符号ビット
列に応じて前記復号テーブルを検索して前記最終復元値
の組を取得して、前記可変長符号ビット列を復号する復
号工程を含み、可変長符号の復号終了時に直ちに最終復
元値の組を得ることにより、シフト命令やＡＮＤ命令等
のステップ数が少なくて済む命令のみを用いて個々の最
終復元値を容易に取り出すことができ、ステップ数の多
い加減乗除算（特に除算）を必要とせずに最終復元値を
得ることができるので、全体の処理ステップ数が少なく
て済み、復号処理速度を向上させることができる。
【００６４】請求項７記載の発明によれば、請求項６記
載の可変長符号の復号方法において、前記最終復元値を
それぞれ同一のビット長、かつ、互いに識別可能な符号
で表現し、前記各最終復元値を予め定められた次数分だ
け直列に接続した符号によって、前記復号テーブルの復
元事象を表現することにより、最終復元値の組を容易に
取得することができる。
載の可変長符号の復号方法において、前記最終復元値を
それぞれ同一のビット長、かつ、互いに識別可能な符号
で表現し、前記各最終復元値を予め定められた次数分だ
け直列に接続した符号によって、前記復号テーブルの復
元事象を表現することにより、最終復元値の組を容易に
取得することができる。
【００６５】請求項８記載の発明によれば、請求項７記
載の可変長符号の復号方法において、前記最終復元値の
正負を示す符号ビットを前記最終復元値の先頭ビットと
して配することにより、最終復元値の正負を容易に認識
することができる。
載の可変長符号の復号方法において、前記最終復元値の
正負を示す符号ビットを前記最終復元値の先頭ビットと
して配することにより、最終復元値の正負を容易に認識
することができる。
【００６６】請求項９記載の発明によれば、請求項６な
いし８のいずれか一記載の可変長符号の復号方法におい
て、前記復号テーブルが符号の木の形状に即して構成さ
れている場合、復号終了を示すビットを前記復号テーブ
ルの復元事象を表す符号に含めることにより、復号終了
であるか否かを容易に判断することができる。
いし８のいずれか一記載の可変長符号の復号方法におい
て、前記復号テーブルが符号の木の形状に即して構成さ
れている場合、復号終了を示すビットを前記復号テーブ
ルの復元事象を表す符号に含めることにより、復号終了
であるか否かを容易に判断することができる。
【図１】本発明の実施の一形態の復号化装置の構成を示
すブロック図である。
すブロック図である。
【図２】ハフマン復号テーブルを模式的に示す説明図で
ある。
ある。
【図３】ハフマン復号テーブルの内容を具体的に示す説
明図である。
明図である。
【図４】ハフマン復号テーブルの別の例を模式的に示す
説明図である。
説明図である。
【図５】ハフマン復号テーブルの別の例の内容を具体的
に示す説明図である。
に示す説明図である。
【図６】ハフマン復号テーブルのさらに別の例を模式的
に示す説明図である。
に示す説明図である。
【図７】ハフマン復号テーブルのさらに別の例の内容を
具体的に示す説明図である。
具体的に示す説明図である。
【図８】従来のハフマン復号テーブルを模式的に示す説
明図である。
明図である。
【図９】図８のハフマン復号テーブルに対応する符号の
木を示す説明図である。
木を示す説明図である。
【図１０】従来の別のハフマン復号テーブルを模式的に
示す説明図である。
示す説明図である。
【図１１】図１０のハフマン復号テーブルに対応する符
号の木を示す説明図である。
号の木を示す説明図である。
１ 復号化装置 ２ 演算処理部 Ｔ１，Ｔ２，Ｔ３ 復号テーブル
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き Ｆターム(参考） 5C059 KK18 MA00 MA23 MC11 MC38 ME02 RC14 RC32 SS26 SS30 UA05 UA38 UA39 5D045 DA20 5J064 AA03 BA09 BB05 BC01 BC02 BC08 BC09 BD01
Claims (9)
- 【請求項１】 データ量を削減する可変長符号化処理を
施した可変長符号を復号する復号化装置において、 量子化された係数値を予め定められた次数でまとめた最
終復元値の組を復元事象として格納する復号テーブル
と、 入力された可変長符号ビット列に応じて前記復号テーブ
ルを検索して前記最終復元値の組を取得して、前記可変
長符号ビット列を復号する復号手段と、を備えることを
特徴とする復号化装置。 - 【請求項２】 前記最終復元値をそれぞれ同一のビット
長、かつ、互いに識別可能な符号で表現し、前記各最終
復元値を予め定められた次数分だけ直列に接続した符号
によって、前記復号テーブルの復元事象を表現すること
を特徴とする請求項１記載の復号化装置。 - 【請求項３】 前記最終復元値の正負を示す符号ビット
を前記最終復元値の先頭ビットとして配することを特徴
とする請求項２記載の復号化装置。 - 【請求項４】 前記復号テーブルが符号の木の形状に即
して構成されている場合、復号終了を示すビットを前記
復号テーブルの復元事象を表す符号に含めることを特徴
とする請求項１ないし３のいずれか一記載の復号化装
置。 - 【請求項５】 量子化された係数値を予め定められた次
数でまとめた最終復元値の組を復元事象として格納する
復号テーブルを設け、データ量を削減する可変長符号化
処理を施した可変長符号を復号する演算処理部を制御す
るプログラムであって、 前記プログラムは、 入力された可変長符号ビット列に応じて前記復号テーブ
ルを検索して前記最終復元値の組を取得して、前記可変
長符号ビット列を復号する復号機能を前記演算処理部に
実行させることを特徴とするプログラム。 - 【請求項６】 データ量を削減する可変長符号化処理を
施した可変長符号を復号する復号化装置において用いら
れ、プロセッサ演算処理により実現される可変長符号の
復号方法であって、 量子化された係数値を予め定められた次数でまとめた最
終復元値の組を復元事象として格納する復号テーブルを
設け、 入力された可変長符号ビット列に応じて前記復号テーブ
ルを検索して前記最終復元値の組を取得して、前記可変
長符号ビット列を復号する復号工程を含むことを特徴と
する可変長符号の復号方法。 - 【請求項７】 前記最終復元値をそれぞれ同一のビット
長、かつ、互いに識別可能な符号で表現し、前記各最終
復元値を予め定められた次数分だけ直列に接続した符号
によって、前記復号テーブルの復元事象を表現すること
を特徴とする請求項６記載の可変長符号の復号方法。 - 【請求項８】 前記最終復元値の正負を示す符号ビット
を前記最終復元値の先頭ビットとして配することを特徴
とする請求項７記載の可変長符号の復号方法。 - 【請求項９】 前記復号テーブルが符号の木の形状に即
して構成されている場合、復号終了を示すビットを前記
復号テーブルの復元事象を表す符号に含めることを特徴
とする請求項６ないし８のいずれか一記載の可変長符号
の復号方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001151194A JP2002344328A (ja) | 2001-05-21 | 2001-05-21 | 復号化装置、プログラム及び可変長符号の復号方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001151194A JP2002344328A (ja) | 2001-05-21 | 2001-05-21 | 復号化装置、プログラム及び可変長符号の復号方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002344328A true JP2002344328A (ja) | 2002-11-29 |
Family
ID=18996085
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001151194A Pending JP2002344328A (ja) | 2001-05-21 | 2001-05-21 | 復号化装置、プログラム及び可変長符号の復号方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2002344328A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007509363A (ja) * | 2003-10-13 | 2007-04-12 | コーニンクレッカ フィリップス エレクトロニクス エヌ ヴィ | オーディオ符号化方法及び装置 |
| WO2014030180A1 (ja) * | 2012-08-20 | 2014-02-27 | 富士通株式会社 | 格納プログラム、格納方法、格納装置、伸張プログラム、伸張方法及び伸張装置 |
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-
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- 2001-05-21 JP JP2001151194A patent/JP2002344328A/ja active Pending
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