JP2003273748A - 改善されたハフマンデコーディング方法及び装置 - Google Patents
改善されたハフマンデコーディング方法及び装置Info
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- H03M7/40—Conversion to or from variable length codes, e.g. Shannon-Fano code, Huffman code, Morse code
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- H03M7/42—Conversion to or from variable length codes, e.g. Shannon-Fano code, Huffman code, Morse code using table look-up for the coding or decoding process, e.g. using read-only memory
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
- Compression Or Coding Systems Of Tv Signals (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 改善されたハフマンデコーディング方法及び
装置を提供する。 【解決手段】 符号化されたビットストリームを受信
し、受信されたビットストリームの一部ビットよりなる
コードワードの各ビットに基づきインデックス情報を求
め、前記インデックス情報に対応するルックアップテー
ブルのエントリにアクセスし、アクセスされたエントリ
の内部値に基づき前記エントリが中間ノードに該当する
か、それとも端末ノードに該当するかを判断する。よっ
て、数値的な演算を通じてデコーディングに必要なメモ
リ容量を減らせると共に、検索速度を向上させられる。
装置を提供する。 【解決手段】 符号化されたビットストリームを受信
し、受信されたビットストリームの一部ビットよりなる
コードワードの各ビットに基づきインデックス情報を求
め、前記インデックス情報に対応するルックアップテー
ブルのエントリにアクセスし、アクセスされたエントリ
の内部値に基づき前記エントリが中間ノードに該当する
か、それとも端末ノードに該当するかを判断する。よっ
て、数値的な演算を通じてデコーディングに必要なメモ
リ容量を減らせると共に、検索速度を向上させられる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は改善されたハフマン
デコーディング方法及び装置に係り、特に、ハフマンコ
ーディングの基本原理である２進木から生成された一次
元ルックアップテーブルの効率良い構成と、プロセシン
グ効率を高めるための数値演算技法とを用いてハフマン
デコーディングを行うハフマンデコーディング方法及び
装置に関する。
デコーディング方法及び装置に係り、特に、ハフマンコ
ーディングの基本原理である２進木から生成された一次
元ルックアップテーブルの効率良い構成と、プロセシン
グ効率を高めるための数値演算技法とを用いてハフマン
デコーディングを行うハフマンデコーディング方法及び
装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】ハフマンコードが有する固有な特徴によ
り、従来の２進木を用いたハフマンデコーディング技法
は、最大検索時間及び平均検索時間の偏差の側面で極め
て効率良い方法として見なされてきている。しかし、既
存の２進木に基づく検索方法によれば、検索に必要な資
料構造を生成するために、連結リストに基づく２進木を
構成する複雑な過程を行わなければならず、且つ、２進
木検索においてノード間の移動のために行う比較及び分
岐構文はプロセッサーの動作中にパイプラインの流れを
妨げてハフマンデコーダの処理速度を落とす主な原因と
なっている。
り、従来の２進木を用いたハフマンデコーディング技法
は、最大検索時間及び平均検索時間の偏差の側面で極め
て効率良い方法として見なされてきている。しかし、既
存の２進木に基づく検索方法によれば、検索に必要な資
料構造を生成するために、連結リストに基づく２進木を
構成する複雑な過程を行わなければならず、且つ、２進
木検索においてノード間の移動のために行う比較及び分
岐構文はプロセッサーの動作中にパイプラインの流れを
妨げてハフマンデコーダの処理速度を落とす主な原因と
なっている。
【０００３】以下、添付した図面に基づき、従来のハフ
マンデコーディング装置の構成及び動作と、その装置に
おいて行われる従来のハフマンデコーディング方法につ
いて説明する。
マンデコーディング装置の構成及び動作と、その装置に
おいて行われる従来のハフマンデコーディング方法につ
いて説明する。
【０００４】図１は、従来のハフマンデコーディング装
置の概略的なブロック図であって、入力バッファ１１
０、サーチエンジン１２０、ハフマンルックアップテー
ブル１３０及び出力バッファ１４０を備えてなる。
置の概略的なブロック図であって、入力バッファ１１
０、サーチエンジン１２０、ハフマンルックアップテー
ブル１３０及び出力バッファ１４０を備えてなる。
【０００５】図２は、図１に示された装置において行わ
れる既存の条件分岐構文に基づくハフマンデコーダのデ
コーディング方法を説明するためのフローチャートであ
る。
れる既存の条件分岐構文に基づくハフマンデコーダのデ
コーディング方法を説明するためのフローチャートであ
る。
【０００６】図３は、従来の方式による２進ハフマン木
の構造を示し、ノード３１０、３２２、３３０、３３
２、３４２、３４２、３４４、３４６、３５６は、次の
ノードに分岐される中間ノードであり、ノード３２０、
３４０、３４６、３５０、３５２、３５４、３６０、３
６２は、実際の戻し値を有する端末ノードである。
の構造を示し、ノード３１０、３２２、３３０、３３
２、３４２、３４２、３４４、３４６、３５６は、次の
ノードに分岐される中間ノードであり、ノード３２０、
３４０、３４６、３５０、３５２、３５４、３６０、３
６２は、実際の戻し値を有する端末ノードである。
【０００７】表１は、図３に示された２進ハフマン木の
コードブックを示している。
コードブックを示している。
【表１】
【０００８】図４Ａ及び図４Ｂは、従来の２進木ハフマ
ンデコーディング方法によるハフマンテーブルのメモリ
構造を示している。図４Ａ及び図４Ｂに示されたよう
に、従来のハフマンテーブルでは、３つのメモリ空間を
用いる。図４Ａに示されたように、中間ノードの場合に
は割り当てられた３つのメモリ空間のうち中間のメモリ
空間にはヌル値が貯蔵され、左側のメモリ空間には子ノ
ードのうち左側ノードのアドレスが貯蔵され、右側のメ
モリ空間には子ノードのうち左側ノードのアドレスが貯
蔵される。また、図４Ｂに示されたように、端末ノード
の場合には、割り当てられた３つのメモリ空間のうち中
間のメモリ空間には該当ノードの内部値、すなわち実際
の戻し値が貯蔵され、左側及び右側のメモリ空間にはヌ
ル値が貯蔵される。
ンデコーディング方法によるハフマンテーブルのメモリ
構造を示している。図４Ａ及び図４Ｂに示されたよう
に、従来のハフマンテーブルでは、３つのメモリ空間を
用いる。図４Ａに示されたように、中間ノードの場合に
は割り当てられた３つのメモリ空間のうち中間のメモリ
空間にはヌル値が貯蔵され、左側のメモリ空間には子ノ
ードのうち左側ノードのアドレスが貯蔵され、右側のメ
モリ空間には子ノードのうち左側ノードのアドレスが貯
蔵される。また、図４Ｂに示されたように、端末ノード
の場合には、割り当てられた３つのメモリ空間のうち中
間のメモリ空間には該当ノードの内部値、すなわち実際
の戻し値が貯蔵され、左側及び右側のメモリ空間にはヌ
ル値が貯蔵される。
【０００９】以下では、図３、図４及び図５と図２のフ
ローチャートとを結び付けて従来の技術による２進木構
造のハフマンテーブルを用いたハフマンデコーダのデコ
ーディング方法について説明する。
ローチャートとを結び付けて従来の技術による２進木構
造のハフマンテーブルを用いたハフマンデコーダのデコ
ーディング方法について説明する。
【００１０】ステップ２１０はデコーディングの開始段
階であって、ハフマンデコーダに入力される符号化され
たビットストリームの符号に基づき図３に示されたハフ
マン木の根ノード、すなわち、中間ノード３１０に該当
するエントリにアクセスする。
階であって、ハフマンデコーダに入力される符号化され
たビットストリームの符号に基づき図３に示されたハフ
マン木の根ノード、すなわち、中間ノード３１０に該当
するエントリにアクセスする。
【００１１】ステップ２２０は比較及び分岐構文であっ
て、ステップ２１０においてアクセスされたエントリに
該当するノードが中間ノードであるか、それとも端末ノ
ードであるかを判断する。
て、ステップ２１０においてアクセスされたエントリに
該当するノードが中間ノードであるか、それとも端末ノ
ードであるかを判断する。
【００１２】ステップ２３０においては、ステップ２２
０においてアクセスされたエントリに該当するノードが
端末ノードであると判断された場合、端末ノードに割り
当てられた３つのメモリ空間のうち中間のメモリ空間に
貯蔵された値を実際に戻すデコーディングされたコード
ワード値として出力する。
０においてアクセスされたエントリに該当するノードが
端末ノードであると判断された場合、端末ノードに割り
当てられた３つのメモリ空間のうち中間のメモリ空間に
貯蔵された値を実際に戻すデコーディングされたコード
ワード値として出力する。
【００１３】ステップ２４０においては、ステップ２２
０においてアクセスされたハフマン木のアドレスに該当
するノードが中間ノードであると判断された場合、ビッ
トストリームから入力された１ビットの値が’０’であ
る場合にはステップ２５０へ進み、’１’である場合に
はステップ２６０へ進む。
０においてアクセスされたハフマン木のアドレスに該当
するノードが中間ノードであると判断された場合、ビッ
トストリームから入力された１ビットの値が’０’であ
る場合にはステップ２５０へ進み、’１’である場合に
はステップ２６０へ進む。
【００１４】ステップ２５０においては、現在ノードに
割り当てられた３つのメモリ空間のうち左側のメモリ空
間に貯蔵されたアドレスに該当するエントリにアクセス
し、ステップ２２０へ進む。
割り当てられた３つのメモリ空間のうち左側のメモリ空
間に貯蔵されたアドレスに該当するエントリにアクセス
し、ステップ２２０へ進む。
【００１５】ステップ２６０においては、現在ノードに
割り当てられた３つのメモリ空間のうち右側のメモリ空
間に貯蔵されたアドレスにアクセスし、ステップ２２０
へ進む。
割り当てられた３つのメモリ空間のうち右側のメモリ空
間に貯蔵されたアドレスにアクセスし、ステップ２２０
へ進む。
【００１６】以下、図２及び図５に基づき、前記従来の
ハフマンデコーディング方法により符号化された入力ビ
ットストリーム’１１１０１００．．．．’をデコーデ
ィングする過程について説明する。ステップ２１０はデ
コーディングの開始段階であって、ハフマン２進木のル
ートアドレスに該当する図５に示されたハフマンテーブ
ルのアドレス’１’に該当するエントリにアクセスす
る。
ハフマンデコーディング方法により符号化された入力ビ
ットストリーム’１１１０１００．．．．’をデコーデ
ィングする過程について説明する。ステップ２１０はデ
コーディングの開始段階であって、ハフマン２進木のル
ートアドレスに該当する図５に示されたハフマンテーブ
ルのアドレス’１’に該当するエントリにアクセスす
る。
【００１７】ステップ２２０において、アクセスされた
エントリのノードが中間ノードであるか、それとも端末
ノードであるかを判断する。図５を参照すれば、アドレ
ス’１’に該当するノードに該当する３つのメモリ空間
のうち中間のメモリ空間に貯蔵された値は’ヌル’であ
り、左側のメモリ空間には’４’が貯蔵されており、右
側のメモリ空間には’７’が貯蔵されている。従って、
ステップ２２０においては、アドレス’１’に該当する
ノードが図４Ａに示された中間ノードであると判断し、
ステップ２４０へ進む。
エントリのノードが中間ノードであるか、それとも端末
ノードであるかを判断する。図５を参照すれば、アドレ
ス’１’に該当するノードに該当する３つのメモリ空間
のうち中間のメモリ空間に貯蔵された値は’ヌル’であ
り、左側のメモリ空間には’４’が貯蔵されており、右
側のメモリ空間には’７’が貯蔵されている。従って、
ステップ２２０においては、アドレス’１’に該当する
ノードが図４Ａに示された中間ノードであると判断し、
ステップ２４０へ進む。
【００１８】ステップ２４０においては、入力されたビ
ットストリーム’１１１０１００’の符号化された最初
のコードワードの最初のビット’１’を入力され、入力
されるビットnew_digit()が’１’であるため、ステッ
プ２６０へ進む。
ットストリーム’１１１０１００’の符号化された最初
のコードワードの最初のビット’１’を入力され、入力
されるビットnew_digit()が’１’であるため、ステッ
プ２６０へ進む。
【００１９】ステップ２６０においては、現在アドレ
ス’１’の右側アドレス’２’、すなわち、現在ノード
の右側のメモリ空間に貯蔵されたアドレス’７’に該当
するエントリにアクセスし、ステップ２２０へ進む。
ス’１’の右側アドレス’２’、すなわち、現在ノード
の右側のメモリ空間に貯蔵されたアドレス’７’に該当
するエントリにアクセスし、ステップ２２０へ進む。
【００２０】ステップ２２０においては、ハフマンテー
ブルのアドレス’７’に該当するノードが中間ノードで
あるか、それとも端末ノードであるかを判断する。図５
を参照すれば、アドレス’７’に該当するノードに該当
する３つのメモリ空間のうち中間のメモリ空間に貯蔵さ
れた値は’ヌル’であり、左側のメモリ空間には’１
０’が貯蔵されており、右側のメモリ空間には’１３’
が貯蔵されている。従って、ステップ２２０においては
アドレス’７’に該当するノードが図４Ａに示された中
間ノードであると判断し、ステップ２４０へ進む。
ブルのアドレス’７’に該当するノードが中間ノードで
あるか、それとも端末ノードであるかを判断する。図５
を参照すれば、アドレス’７’に該当するノードに該当
する３つのメモリ空間のうち中間のメモリ空間に貯蔵さ
れた値は’ヌル’であり、左側のメモリ空間には’１
０’が貯蔵されており、右側のメモリ空間には’１３’
が貯蔵されている。従って、ステップ２２０においては
アドレス’７’に該当するノードが図４Ａに示された中
間ノードであると判断し、ステップ２４０へ進む。
【００２１】ステップ２４０においては、入力されたビ
ットストリーム’１１１０１００’の最初のコードワー
ドの２番目のビット’１’を入力され、入力されるビッ
トnew_digit()が’１’であるため、ステップ２６０へ
進む。
ットストリーム’１１１０１００’の最初のコードワー
ドの２番目のビット’１’を入力され、入力されるビッ
トnew_digit()が’１’であるため、ステップ２６０へ
進む。
【００２２】ステップ２６０においては、現在アドレ
ス’７’の右側アドレス’８’、すなわち、現在ノード
の右側のメモリ空間に貯蔵されたアドレス’１３’に該
当するエントリにアクセスし、ステップ２２０へ進む。
ス’７’の右側アドレス’８’、すなわち、現在ノード
の右側のメモリ空間に貯蔵されたアドレス’１３’に該
当するエントリにアクセスし、ステップ２２０へ進む。
【００２３】ステップ２２０においては、ハフマンテー
ブルのアドレス’１３’に該当するノードが中間ノード
であるか、それとも端末ノードであるかを判断する。図
５を参照すれば、アドレス’１’に該当するノードに該
当する３つのメモリ空間のうち中間のメモリ空間に貯蔵
された値は’ヌル’であり、左側のメモリ空間には’２
２’が貯蔵されており、右側のメモリ空間には’２５’
が貯蔵されている。従って、ステップ２２０において
は、アドレス’１３’に該当するノードが図４Ａに示さ
れた中間ノードであると判断し、ステップ２４０へ進
む。
ブルのアドレス’１３’に該当するノードが中間ノード
であるか、それとも端末ノードであるかを判断する。図
５を参照すれば、アドレス’１’に該当するノードに該
当する３つのメモリ空間のうち中間のメモリ空間に貯蔵
された値は’ヌル’であり、左側のメモリ空間には’２
２’が貯蔵されており、右側のメモリ空間には’２５’
が貯蔵されている。従って、ステップ２２０において
は、アドレス’１３’に該当するノードが図４Ａに示さ
れた中間ノードであると判断し、ステップ２４０へ進
む。
【００２４】ステップ２４０においては、入力されたビ
ットストリーム’１１１０１００’の最初のコードワー
ドの３番目のビット’１’を入力され、入力されるビッ
トnew_digit()が’１’であるため、ステップ２６０へ
進む。
ットストリーム’１１１０１００’の最初のコードワー
ドの３番目のビット’１’を入力され、入力されるビッ
トnew_digit()が’１’であるため、ステップ２６０へ
進む。
【００２５】ステップ２６０においては、現在アドレ
ス’１３’の右側アドレス’１４’、すなわち現在ノー
ドの右側のメモリ空間に貯蔵されたアドレス’２５’に
該当するエントリにアクセスし、ステップ２２０へ進
む。
ス’１３’の右側アドレス’１４’、すなわち現在ノー
ドの右側のメモリ空間に貯蔵されたアドレス’２５’に
該当するエントリにアクセスし、ステップ２２０へ進
む。
【００２６】ステップ２２０においては、ハフマンテー
ブルのアドレス’２５’に該当するノードが中間ノード
であるか、それとも端末ノードであるかを判断する。図
５を参照すれば、アドレス’２５’に該当するノードに
割当する３つのメモリ空間のうち中間のメモリ空間に貯
蔵された値は’４’であり、左側のメモリ空間には’ヌ
ル’が貯蔵されており、右側のメモリ空間には’ヌル’
が貯蔵されている。従って、ステップ２２０においては
アドレス２５に該当するノードが図４Ｂに示された端末
ノードであると判断し、ステップ２３０へ進む。
ブルのアドレス’２５’に該当するノードが中間ノード
であるか、それとも端末ノードであるかを判断する。図
５を参照すれば、アドレス’２５’に該当するノードに
割当する３つのメモリ空間のうち中間のメモリ空間に貯
蔵された値は’４’であり、左側のメモリ空間には’ヌ
ル’が貯蔵されており、右側のメモリ空間には’ヌル’
が貯蔵されている。従って、ステップ２２０においては
アドレス２５に該当するノードが図４Ｂに示された端末
ノードであると判断し、ステップ２３０へ進む。
【００２７】ステップ２３０においては、アドレス’２
５’に該当するノードに割り当てられた３つのメモリ空
間のうち中間のメモリ空間に貯蔵された値’４’をデコ
ーディングされたコードワード値として出力する。
５’に該当するノードに割り当てられた３つのメモリ空
間のうち中間のメモリ空間に貯蔵された値’４’をデコ
ーディングされたコードワード値として出力する。
【００２８】従って、入力されたビットストリーム’１
１１０１００’の最初のコードワード’１１１’に対す
るデコーディングされたコードワード’４’を求め、ビ
ットストリーム’１１１０１００’の２番目のコードワ
ードに対するデコーディングを再開する。
１１０１００’の最初のコードワード’１１１’に対す
るデコーディングされたコードワード’４’を求め、ビ
ットストリーム’１１１０１００’の２番目のコードワ
ードに対するデコーディングを再開する。
【００２９】デコーディングされたコードワード値’
４’を求める過程と同様に、ステップ２１０において
は、デコーディングの開始段階としてハフマン２進木の
ルートアドレスに該当するハフマンテーブルのアドレ
ス’１’に該当するエントリにアクセスし、ステップ２
２０へ進む。
４’を求める過程と同様に、ステップ２１０において
は、デコーディングの開始段階としてハフマン２進木の
ルートアドレスに該当するハフマンテーブルのアドレ
ス’１’に該当するエントリにアクセスし、ステップ２
２０へ進む。
【００３０】ステップ２２０において、アクセスされた
ハフマンテーブルのアドレス’１’に該当するノードが
中間ノードであるか、それとも端末ノードであるかを判
断し、アドレス’１’に該当するノードに該当する３つ
のメモリ空間のうち中間のメモリ空間に貯蔵された値
は’ヌル’であり、左側のメモリ空間には’４’が貯蔵
されており、右側のメモリ空間には’７’が貯蔵されて
いる。従って、ステップ２２０においてはアドレス’
１’に該当するノードが図４Ａに示された中間ノードで
あると判断し、ステップ２４０へ進む。
ハフマンテーブルのアドレス’１’に該当するノードが
中間ノードであるか、それとも端末ノードであるかを判
断し、アドレス’１’に該当するノードに該当する３つ
のメモリ空間のうち中間のメモリ空間に貯蔵された値
は’ヌル’であり、左側のメモリ空間には’４’が貯蔵
されており、右側のメモリ空間には’７’が貯蔵されて
いる。従って、ステップ２２０においてはアドレス’
１’に該当するノードが図４Ａに示された中間ノードで
あると判断し、ステップ２４０へ進む。
【００３１】従って、ステップ２４０へ進んで入力され
たビットストリーム’１１１０１００’の２番目のコー
ドワードの最初のビット’０’を入力され、入力された
ビットnew_digit()が’０’であるため、ステップ２５
０へ進む。
たビットストリーム’１１１０１００’の２番目のコー
ドワードの最初のビット’０’を入力され、入力された
ビットnew_digit()が’０’であるため、ステップ２５
０へ進む。
【００３２】ステップ２５０においては、現在アドレ
ス’１’の左側アドレス’０’、すなわち、現在ノード
の左側のメモリ空間に貯蔵されたアドレス’４’に該当
するエントリにアクセスし、ステップ２２０へ進む。
ス’１’の左側アドレス’０’、すなわち、現在ノード
の左側のメモリ空間に貯蔵されたアドレス’４’に該当
するエントリにアクセスし、ステップ２２０へ進む。
【００３３】ステップ２２０においては、ハフマンテー
ブルのアドレス’４’に該当するノードが中間ノードで
あるか、それとも端末ノードであるかを判断する。図５
を参照すれば、アドレス’４’に該当するノードの３つ
のメモリ空間のうち中間のメモリ空間に貯蔵された値
は’６０’であり、左側のメモリ空間には’ヌル’値が
貯蔵されており、右側のメモリ空間には’ヌル’値が貯
蔵されている。従って、ステップ２２０においてはアド
レス’４’に該当するノードが図４Ｂに示された端末ノ
ードであると判断し、ステップ２３０へ進む。
ブルのアドレス’４’に該当するノードが中間ノードで
あるか、それとも端末ノードであるかを判断する。図５
を参照すれば、アドレス’４’に該当するノードの３つ
のメモリ空間のうち中間のメモリ空間に貯蔵された値
は’６０’であり、左側のメモリ空間には’ヌル’値が
貯蔵されており、右側のメモリ空間には’ヌル’値が貯
蔵されている。従って、ステップ２２０においてはアド
レス’４’に該当するノードが図４Ｂに示された端末ノ
ードであると判断し、ステップ２３０へ進む。
【００３４】ステップ２３０においては、アドレス’
４’に該当するノードに割り当てられた３つのメモリ空
間のうち中間のメモリ空間に貯蔵された値’６０’をビ
ットストリーム’１１１０１００’の２番目のコードワ
ード’０’に対するデコーディングされたコードワード
値として出力する。
４’に該当するノードに割り当てられた３つのメモリ空
間のうち中間のメモリ空間に貯蔵された値’６０’をビ
ットストリーム’１１１０１００’の２番目のコードワ
ード’０’に対するデコーディングされたコードワード
値として出力する。
【００３５】このような方式により、ハフマンデコーダ
に入力される符号化されたビットストリーム’１１１０
１００’の３番目のコードワード’１００’に対するデ
コーディングされたコードワード値’５９’を出力し、
ビットストリーム’１１１０１００．．．．’に対する
デコーディングされたコードワード値’４，６０，５
９．．．．’値を求める。
に入力される符号化されたビットストリーム’１１１０
１００’の３番目のコードワード’１００’に対するデ
コーディングされたコードワード値’５９’を出力し、
ビットストリーム’１１１０１００．．．．’に対する
デコーディングされたコードワード値’４，６０，５
９．．．．’値を求める。
【００３６】このように、従来の２進木に基づくハフマ
ンデコーディング方法は、検索に必要な資料構造を生成
するために連結リストに基づく２進木を構成する複雑な
過程を行わなければならず、特に、２進木検索に当たっ
て、ノード間の移動のために行う比較及び分岐構文はプ
ロセッサーの動作中にパイプラインの流れを妨げて処理
速度の効率を落とし、従来のハフマンデコーディング方
法によるルックアップテーブルは各ノードごとに３つの
メモリ空間を用いるために、メモリ空間を過度に消費す
るといった問題点がある。
ンデコーディング方法は、検索に必要な資料構造を生成
するために連結リストに基づく２進木を構成する複雑な
過程を行わなければならず、特に、２進木検索に当たっ
て、ノード間の移動のために行う比較及び分岐構文はプ
ロセッサーの動作中にパイプラインの流れを妨げて処理
速度の効率を落とし、従来のハフマンデコーディング方
法によるルックアップテーブルは各ノードごとに３つの
メモリ空間を用いるために、メモリ空間を過度に消費す
るといった問題点がある。
【００３７】
【発明が解決しようとする課題】本発明が解決しようと
する技術的な課題は、従来のハフマンデコーディング過
程においてプロセシング効率を落とす’比較及び分岐’
命令を省いてハフマンデコーダの処理速度を高め、且
つ、要求されるメモリ空間を狭める改善されたハフマン
デコーディング方法を提供するところにある。
する技術的な課題は、従来のハフマンデコーディング過
程においてプロセシング効率を落とす’比較及び分岐’
命令を省いてハフマンデコーダの処理速度を高め、且
つ、要求されるメモリ空間を狭める改善されたハフマン
デコーディング方法を提供するところにある。
【００３８】本発明が解決しようとする他の技術的な課
題は、従来のハフマンデコーディング過程においてプロ
セシング効率を落とす’比較及び分岐’命令を省いてハ
フマンデコーダの処理速度を高め、且つ、要求されるメ
モリ空間を狭める前記改善されたハフマンデコーディン
グ方法を行う改善されたハフマンデコーディングシステ
ムを提供するところにある。
題は、従来のハフマンデコーディング過程においてプロ
セシング効率を落とす’比較及び分岐’命令を省いてハ
フマンデコーダの処理速度を高め、且つ、要求されるメ
モリ空間を狭める前記改善されたハフマンデコーディン
グ方法を行う改善されたハフマンデコーディングシステ
ムを提供するところにある。
【００３９】
【課題を解決するための手段】前記課題を解決するため
に、本発明による改善されたハフマンデコーディング方
法は、（ａ）前記符号化されたビットストリームを受信
するステップと、（ｂ）前記受信されたビットストリー
ムの一部ビットよりなるコードワードのうち最初のビッ
トからインデックス情報を求め、前記インデックス情報
に対応する前記ルックアップテーブルのエントリにアク
セスするステップと、（ｃ）前記アクセスされたエント
リの内部値に基づき前記エントリの種類を判断するステ
ップと、を含むことを特徴とする。
に、本発明による改善されたハフマンデコーディング方
法は、（ａ）前記符号化されたビットストリームを受信
するステップと、（ｂ）前記受信されたビットストリー
ムの一部ビットよりなるコードワードのうち最初のビッ
トからインデックス情報を求め、前記インデックス情報
に対応する前記ルックアップテーブルのエントリにアク
セスするステップと、（ｃ）前記アクセスされたエント
リの内部値に基づき前記エントリの種類を判断するステ
ップと、を含むことを特徴とする。
【００４０】好ましくは、本発明による改善されたハフ
マンデコーディング方法は、アクセスされたエントリの
内部値の符号に基づき前記エントリが中間ノードに該当
するか、それとも端末ノードに該当するかを判断するこ
とを特徴とする。
マンデコーディング方法は、アクセスされたエントリの
内部値の符号に基づき前記エントリが中間ノードに該当
するか、それとも端末ノードに該当するかを判断するこ
とを特徴とする。
【００４１】好ましくは、本発明による改善されたハフ
マンデコーディング方法は、前記アクセスされたエント
リが中間ノードであると判断される場合、前記現在エン
トリのインデックス値、前記アクセスされたエントリの
内部値、及び前記コードワードのうち２番目のビット値
に基づき、次にアクセスするエントリのインデックス値
を計算することを特徴とする。
マンデコーディング方法は、前記アクセスされたエント
リが中間ノードであると判断される場合、前記現在エン
トリのインデックス値、前記アクセスされたエントリの
内部値、及び前記コードワードのうち２番目のビット値
に基づき、次にアクセスするエントリのインデックス値
を計算することを特徴とする。
【００４２】前記他の課題を解決するために、本発明に
よる改善されたハフマンデコーディング装置は、符号化
されたビットストリームをデコーディングするためのプ
ロセッサーと、前記プロセッサーに結合され、前記デコ
ーディングと関わるルックアップテーブルが貯蔵された
メモリと、を備え、前記ルックアップテーブルは前記２
進木のノードに対応し、内部値を有するエントリを備
え、前記エントリに該当する前記２進木のノードの種類
は前記エントリと関わって貯蔵された内部値に基づき決
定されることを特徴とする。
よる改善されたハフマンデコーディング装置は、符号化
されたビットストリームをデコーディングするためのプ
ロセッサーと、前記プロセッサーに結合され、前記デコ
ーディングと関わるルックアップテーブルが貯蔵された
メモリと、を備え、前記ルックアップテーブルは前記２
進木のノードに対応し、内部値を有するエントリを備
え、前記エントリに該当する前記２進木のノードの種類
は前記エントリと関わって貯蔵された内部値に基づき決
定されることを特徴とする。
【００４３】好ましくは、本発明による改善されたハフ
マンデコーディング装置は、エントリと関わって貯蔵さ
れた内部値は、前記エントリに該当するノードの種類に
よって符号を異にすることを特徴とする。
マンデコーディング装置は、エントリと関わって貯蔵さ
れた内部値は、前記エントリに該当するノードの種類に
よって符号を異にすることを特徴とする。
【００４４】好ましくは、本発明による改善されたハフ
マンデコーディング装置は、前記エントリに該当するノ
ードが中間ノードである場合、前記エントリの内部値は
現在エントリに該当する中間ノードと次にアクセスする
ノードとの相対的な距離値であることを特徴とする。
マンデコーディング装置は、前記エントリに該当するノ
ードが中間ノードである場合、前記エントリの内部値は
現在エントリに該当する中間ノードと次にアクセスする
ノードとの相対的な距離値であることを特徴とする。
【００４５】
【発明の実施の形態】以下、添付した図面に基づき、本
発明による改善されたハフマンデコーディング方法につ
いて詳細に説明する。
発明による改善されたハフマンデコーディング方法につ
いて詳細に説明する。
【００４６】図６は、本発明による改善されたハフマン
デコーディング方法を実現するためのルックアップテー
ブルの再構成による効率良い一次元ルックアップテーブ
ルの構成過程を示している。
デコーディング方法を実現するためのルックアップテー
ブルの再構成による効率良い一次元ルックアップテーブ
ルの構成過程を示している。
【００４７】テーブルの変換過程は、同一検索段階別に
２進木のノードをグループ化し、表１に示されたコード
ワードの大きさ順に左側から右側へと一次元配列させる
ことによりなされる。図６に示されたルックアップテー
ブルの生成に際し、各ノードは中間ノードの場合には現
在ノードの位置を基準として次に移動するノードの相対
的な距離を内部値として貯蔵し、端末ノードの場合には
実際の戻し値を内部値として貯蔵する。
２進木のノードをグループ化し、表１に示されたコード
ワードの大きさ順に左側から右側へと一次元配列させる
ことによりなされる。図６に示されたルックアップテー
ブルの生成に際し、各ノードは中間ノードの場合には現
在ノードの位置を基準として次に移動するノードの相対
的な距離を内部値として貯蔵し、端末ノードの場合には
実際の戻し値を内部値として貯蔵する。
【００４８】前記一次元配列は、図６に示されたよう
に、連結リストによる動的な資料構造の生成無しに、直
列配列された静的なルックアップテーブルの構成を有す
る。
に、連結リストによる動的な資料構造の生成無しに、直
列配列された静的なルックアップテーブルの構成を有す
る。
【００４９】以下、図６に基づき、一次元ルックアップ
テーブルの作成過程について詳細に説明する。
テーブルの作成過程について詳細に説明する。
【００５０】図６の２進木の各ノードには上位レイヤか
ら下位レイヤに、すなわち、レイヤ−０、レイヤ−１、
レイヤ−２、レイヤ−３、レイヤ−４、レイヤ−５の順
番にインデックス番号が付され、そして各レイヤ内にお
いては各ノードに対して順次的なインデックス番号が付
される。本発明による実施の形態においては、図６に示
されたように、兄弟ノードには隣接したインデックス番
号が付される。この実施の形態においては、同じレイヤ
内においては左側から右側へとインデックス番号が付さ
れるが、選択的に、同じレイヤ内においては右側から左
側へとインデックス番号が付されても良い。
ら下位レイヤに、すなわち、レイヤ−０、レイヤ−１、
レイヤ−２、レイヤ−３、レイヤ−４、レイヤ−５の順
番にインデックス番号が付され、そして各レイヤ内にお
いては各ノードに対して順次的なインデックス番号が付
される。本発明による実施の形態においては、図６に示
されたように、兄弟ノードには隣接したインデックス番
号が付される。この実施の形態においては、同じレイヤ
内においては左側から右側へとインデックス番号が付さ
れるが、選択的に、同じレイヤ内においては右側から左
側へとインデックス番号が付されても良い。
【００５１】図６において、インデックス番号０，４，
７，８，９，１０，１２，１３．．．が付された端末ノ
ードには、表１に示されたコードワードの大きさによっ
て左側から右側へと実際の戻し値’６０’，’５
９’，’４’，’６１’，’５８’，’６２’，’５
７’及び’６３’が割り当てられる。
７，８，９，１０，１２，１３．．．が付された端末ノ
ードには、表１に示されたコードワードの大きさによっ
て左側から右側へと実際の戻し値’６０’，’５
９’，’４’，’６１’，’５８’，’６２’，’５
７’及び’６３’が割り当てられる。
【００５２】一方、インデックス番号１，２，３，５，
６，１１，．．．が付された中間ノードには現在ノード
と次の移動するノードとの相対的な距離値が貯蔵され
る。この実施の形態においては、インデックス番号１，
２，３，５，６，１１が付された中間ノードには現在ノ
ードのインデックス番号と子ノードのうち左側ノードの
インデックス番号との差分値、すなわち、’−１’，’
−２’，’−３’，’−３’，’−４’，’−１’が各
々貯蔵される。
６，１１，．．．が付された中間ノードには現在ノード
と次の移動するノードとの相対的な距離値が貯蔵され
る。この実施の形態においては、インデックス番号１，
２，３，５，６，１１が付された中間ノードには現在ノ
ードのインデックス番号と子ノードのうち左側ノードの
インデックス番号との差分値、すなわち、’−１’，’
−２’，’−３’，’−３’，’−４’，’−１’が各
々貯蔵される。
【００５３】図７は、図６に示されたテーブルの再構成
法により構成された一次元ルックアップテーブルを示し
ている。再構成された一次元ルックアップテーブルは、
前記２進木の各ノードに付されたインデックス番号及び
インデックス番号を結び付けて貯蔵した各ノードの内部
値を含む。
法により構成された一次元ルックアップテーブルを示し
ている。再構成された一次元ルックアップテーブルは、
前記２進木の各ノードに付されたインデックス番号及び
インデックス番号を結び付けて貯蔵した各ノードの内部
値を含む。
【００５４】ルックアップテーブルに貯蔵された各ノー
ドの内部値は、中間ノードの場合には現在ノードと次の
移動するノードとの相対的な距離値、この実施の形態の
場合に現在ノードのインデックス番号と子ノードのうち
左側ノードのインデックス番号との差分値であるため
に、常に負の値を有する。これに対し、端末ノードの場
合には戻し値を貯蔵するために、正の値を有する。
ドの内部値は、中間ノードの場合には現在ノードと次の
移動するノードとの相対的な距離値、この実施の形態の
場合に現在ノードのインデックス番号と子ノードのうち
左側ノードのインデックス番号との差分値であるため
に、常に負の値を有する。これに対し、端末ノードの場
合には戻し値を貯蔵するために、正の値を有する。
【００５５】この実施の形態においては、中間ノードの
場合、現在ノードと子ノードのうち左側ノードとのイン
デックス番号の差分値を有するが、選択的に、右側ノー
ドのインデックス番号との差分値を貯蔵するなど、他の
形の相対的な距離値を貯蔵するようにしても良い。
場合、現在ノードと子ノードのうち左側ノードとのイン
デックス番号の差分値を有するが、選択的に、右側ノー
ドのインデックス番号との差分値を貯蔵するなど、他の
形の相対的な距離値を貯蔵するようにしても良い。
【００５６】図７に示された一次元ルックアップテーブ
ルにおいて、’左側ノード：０’、’右側ノード：１’
で表わされた列は図８に示された最終的なルックアップ
テーブルには含まれず、テーブルを生成する中間過程を
表わす。これらは、検索過程で移動する検索アドレス値
を表わし、符号化されたビットストリームから読み込ま
れたビットデータと連動して各々の場合、次に移動する
検索段階のノードのインデックス番号を表示する。
ルにおいて、’左側ノード：０’、’右側ノード：１’
で表わされた列は図８に示された最終的なルックアップ
テーブルには含まれず、テーブルを生成する中間過程を
表わす。これらは、検索過程で移動する検索アドレス値
を表わし、符号化されたビットストリームから読み込ま
れたビットデータと連動して各々の場合、次に移動する
検索段階のノードのインデックス番号を表示する。
【００５７】従来の２進木ハフマンルックアップテーブ
ルの場合には、検索を行うためのルックアップテーブル
は各ノードに対して、各ノードに該当するデータ値、左
側または右側ノードに分岐時に移動するためのアドレス
値の３つの構成要素を有していなければならないため、
２進木の各々のノードに対して３つのメモリ空間を必要
とする。
ルの場合には、検索を行うためのルックアップテーブル
は各ノードに対して、各ノードに該当するデータ値、左
側または右側ノードに分岐時に移動するためのアドレス
値の３つの構成要素を有していなければならないため、
２進木の各々のノードに対して３つのメモリ空間を必要
とする。
【００５８】これに対し、図８は、本発明による最終的
なルックアップテーブルを示しており、中間ノードの場
合に現在ノードを基準として他の移動するノードの相対
的な距離値のみを有しており、端末ノードの場合に戻す
結果値、すなわち、戻し値のみを有する。また、これら
２値は図７の太線にて示されたように、常に排他的に発
せられるため、図８に示されたように、一次元空間上に
配列できる。従って、既存のルックアップテーブルに比
べてメモリの使用空間が１／３に狭まる。
なルックアップテーブルを示しており、中間ノードの場
合に現在ノードを基準として他の移動するノードの相対
的な距離値のみを有しており、端末ノードの場合に戻す
結果値、すなわち、戻し値のみを有する。また、これら
２値は図７の太線にて示されたように、常に排他的に発
せられるため、図８に示されたように、一次元空間上に
配列できる。従って、既存のルックアップテーブルに比
べてメモリの使用空間が１／３に狭まる。
【００５９】図９は、図８に示された本発明による一次
元ルックアップテーブルを用いてハフマンデコーディン
グを行う方法を説明するためのフローチャートである。
元ルックアップテーブルを用いてハフマンデコーディン
グを行う方法を説明するためのフローチャートである。
【００６０】ステップ９１０は、本発明による一次元ル
ックアップテーブルを用いてデコーディングを開始する
段階であって、ハフマンデコーダに入力される符号化さ
れたビットストリームの所定のコードワードの最初のビ
ット値をインデックス情報として用いて 図８のルック
アップテーブルのエントリにアクセスする。
ックアップテーブルを用いてデコーディングを開始する
段階であって、ハフマンデコーダに入力される符号化さ
れたビットストリームの所定のコードワードの最初のビ
ット値をインデックス情報として用いて 図８のルック
アップテーブルのエントリにアクセスする。
【００６１】ステップ９２０においては、ステップ９１
０においてアクセスされたエントリに該当する現在ノー
ドが中間ノードであるか、それとも端末ノードであるか
を判断する。この実施の形態においては、該当エントリ
の内部値が正の値であるか、それとも負の値であるかに
よってノードの種類を判別する。ステップ９２０におい
ては、該当エントリに貯蔵された内部値が正の値である
場合、現在ノードを端末ノードであると判断してステッ
プ９３０へ進み、前記内部値が負の値である場合、現在
ノードを中間ノードであると判断してステップ９４０へ
進む。
０においてアクセスされたエントリに該当する現在ノー
ドが中間ノードであるか、それとも端末ノードであるか
を判断する。この実施の形態においては、該当エントリ
の内部値が正の値であるか、それとも負の値であるかに
よってノードの種類を判別する。ステップ９２０におい
ては、該当エントリに貯蔵された内部値が正の値である
場合、現在ノードを端末ノードであると判断してステッ
プ９３０へ進み、前記内部値が負の値である場合、現在
ノードを中間ノードであると判断してステップ９４０へ
進む。
【００６２】ステップ９３０においては、ステップ９２
０において現在ノードを端末ノードであると判断した場
合、現在エントリの内部値を実際の戻し値として出力す
る。
０において現在ノードを端末ノードであると判断した場
合、現在エントリの内部値を実際の戻し値として出力す
る。
【００６３】ステップ９４０においては、ステップ９２
０において現在ノードが中間ノードであると判断された
場合、下記式［数２］によって新しいインデックス値を
計算し、ルックアップテーブルにおいて計算されたイン
デックス値に該当するエントリにアクセスする。
０において現在ノードが中間ノードであると判断された
場合、下記式［数２］によって新しいインデックス値を
計算し、ルックアップテーブルにおいて計算されたイン
デックス値に該当するエントリにアクセスする。
【数２】
（式中、右側のindexは現在エントリに該当するインデ
ックス番号であり、data(index)は現在エントリに内部
値として貯蔵された現在ノードと次に移動するノードと
の相対的な距離であり、new_digit()は次のビット値を
意味する。）
ックス番号であり、data(index)は現在エントリに内部
値として貯蔵された現在ノードと次に移動するノードと
の相対的な距離であり、new_digit()は次のビット値を
意味する。）
【００６４】この実施の形態においては、前記相対的な
距離値は現在ノードのインデックス番号と現在ノードの
子ノードのうち左側ノードのインデックス番号との差分
値である。
距離値は現在ノードのインデックス番号と現在ノードの
子ノードのうち左側ノードのインデックス番号との差分
値である。
【００６５】以下、図８の一次元ルックアップテーブル
及び図９のフローチャートを結び付けて、ハフマンデコ
ーダに入力される符号化されたビットストリームのう
ち’１１１０１００’をデコーディングする過程につい
て説明する。
及び図９のフローチャートを結び付けて、ハフマンデコ
ーダに入力される符号化されたビットストリームのう
ち’１１１０１００’をデコーディングする過程につい
て説明する。
【００６６】ステップ９１０はデコーディングの開始段
階であって、ハフマンデコーダに入力される符号化され
たビットストリーム’１１１０１００’の最初のコード
ワードの最初のビット’１’をインデックス情報として
用いて図８のルックアップテーブルのエントリにアクセ
スする。ここでは、所定の戻し値に対応するコードワー
ドがビットストリーム’１１１０１００’の最初のビッ
トから始まると仮定する。
階であって、ハフマンデコーダに入力される符号化され
たビットストリーム’１１１０１００’の最初のコード
ワードの最初のビット’１’をインデックス情報として
用いて図８のルックアップテーブルのエントリにアクセ
スする。ここでは、所定の戻し値に対応するコードワー
ドがビットストリーム’１１１０１００’の最初のビッ
トから始まると仮定する。
【００６７】ステップ９２０においては、ステップ９１
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、図
８のルックアップテーブルのインデックス値’１’を有
するエントリに該当するノードの内部値の符号によって
現在ノードが中間ノードであるか、それとも端末ノード
であるかを判断する。この実施の形態においては、ステ
ップ９２０においてはインデックス値’１’を有するエ
ントリの内部値が負の値’−１’であるため、現在ノー
ドを中間ノードであると判断し、ステップ９４０へ進
む。
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、図
８のルックアップテーブルのインデックス値’１’を有
するエントリに該当するノードの内部値の符号によって
現在ノードが中間ノードであるか、それとも端末ノード
であるかを判断する。この実施の形態においては、ステ
ップ９２０においてはインデックス値’１’を有するエ
ントリの内部値が負の値’−１’であるため、現在ノー
ドを中間ノードであると判断し、ステップ９４０へ進
む。
【００６８】ステップ９４０においては、前記式［数
２］によって新しいインデックス値を計算し、計算され
たインデックス値に基づき新しいエントリにアクセス
し、ステップ９２０へ進む。この実施の形態において
は、data(index)はインデックス番号１−２の結果値で
あり、new_digit()はデコーディングしようとするビッ
トストリーム’１１１０１００’の次のビット値’１’
であるため、新しいインデックス値は
２］によって新しいインデックス値を計算し、計算され
たインデックス値に基づき新しいエントリにアクセス
し、ステップ９２０へ進む。この実施の形態において
は、data(index)はインデックス番号１−２の結果値で
あり、new_digit()はデコーディングしようとするビッ
トストリーム’１１１０１００’の次のビット値’１’
であるため、新しいインデックス値は
【数３】
となる。
【００６９】従って、ステップ９４０においては、イン
デックス値’３’に該当するエントリにアクセスし、ス
テップ９２０へ進む。
デックス値’３’に該当するエントリにアクセスし、ス
テップ９２０へ進む。
【００７０】ステップ９２０においては、ステップ９４
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、図
８のルックアップテーブルのインデックス値’３’に該
当するエントリのノードが中間ノードであるか、それと
も端末ノードであるかを判断する。ステップ９２０にお
いては、エントリの内部値’−３’が負の値であるた
め、現在ノードを中間ノードであると判断し、ステップ
９４０へ再び進む。
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、図
８のルックアップテーブルのインデックス値’３’に該
当するエントリのノードが中間ノードであるか、それと
も端末ノードであるかを判断する。ステップ９２０にお
いては、エントリの内部値’−３’が負の値であるた
め、現在ノードを中間ノードであると判断し、ステップ
９４０へ再び進む。
【００７１】ステップ９４０においては、前記式［数
２］によって新しいインデックス値を計算する。new_di
git()はデコーディングしようとするビットストリー
ム’１１１０１００’の最初のコードワードの２番目の
ビット値’１’であるため、新しいインデックス値は、
２］によって新しいインデックス値を計算する。new_di
git()はデコーディングしようとするビットストリー
ム’１１１０１００’の最初のコードワードの２番目の
ビット値’１’であるため、新しいインデックス値は、
【数４】
となる。
【００７２】従って、インデックス値’７’に該当する
エントリにアクセスし、ステップ９２０へ進む。
エントリにアクセスし、ステップ９２０へ進む。
【００７３】ステップ９２０においては、ステップ９４
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、図
８のルックアップテーブルのインデックス７に該当する
エントリのノードが中間ノードであるか、それとも端末
ノードであるかを判断する。ステップ９２０において
は、現在エントリの内部値が正の値であるため、現在ノ
ードを端末ノードであると判断し、ステップ９３０へ進
む。
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、図
８のルックアップテーブルのインデックス７に該当する
エントリのノードが中間ノードであるか、それとも端末
ノードであるかを判断する。ステップ９２０において
は、現在エントリの内部値が正の値であるため、現在ノ
ードを端末ノードであると判断し、ステップ９３０へ進
む。
【００７４】ステップ９３０においては、インデックス
７に該当するエントリの内部値’４’を実際の戻し値、
すなわち、デコーディングされたコードワードとして出
力し、符号化されたビットストリーム’１１１０１０
０’のうち最初のビットセット、すなわち、コードワー
ド’１１１’に対するデコーディング段階を終え、２番
目のコードワードに対するデコーディングを再開する。
７に該当するエントリの内部値’４’を実際の戻し値、
すなわち、デコーディングされたコードワードとして出
力し、符号化されたビットストリーム’１１１０１０
０’のうち最初のビットセット、すなわち、コードワー
ド’１１１’に対するデコーディング段階を終え、２番
目のコードワードに対するデコーディングを再開する。
【００７５】ステップ９１０においては、ビットストリ
ーム’１１１０１００’の２番目のコードワードの最初
のビット’０’をインデックス情報として用いて図８の
ルックアップテーブルのエントリにアクセスする。
ーム’１１１０１００’の２番目のコードワードの最初
のビット’０’をインデックス情報として用いて図８の
ルックアップテーブルのエントリにアクセスする。
【００７６】ステップ９２０においては、ステップ９１
０においてアクセスされたインデックス０に該当するエ
ントリの内部値が正の値であるため、現在ノードを端末
ノードであると判断し、ステップ９３０へ進む。
０においてアクセスされたインデックス０に該当するエ
ントリの内部値が正の値であるため、現在ノードを端末
ノードであると判断し、ステップ９３０へ進む。
【００７７】ステップ９３０においては、インデックス
０に該当するエントリの内部値’６０’をデコーディン
グされたコードワードとして出力し、符号化されたビッ
トストリーム’１１１０１００’のうち２番目のコード
ワード’０’に対するデコーディング段階を終え、３番
目のコードワードに対するデコーディングを再開する。
０に該当するエントリの内部値’６０’をデコーディン
グされたコードワードとして出力し、符号化されたビッ
トストリーム’１１１０１００’のうち２番目のコード
ワード’０’に対するデコーディング段階を終え、３番
目のコードワードに対するデコーディングを再開する。
【００７８】ステップ９１０においては、ビットストリ
ーム’１１１０１００’の３番目のコードワードの最初
のビット’１’をインデックス情報として用いて図８の
ルックアップテーブルのエントリにアクセスする。
ーム’１１１０１００’の３番目のコードワードの最初
のビット’１’をインデックス情報として用いて図８の
ルックアップテーブルのエントリにアクセスする。
【００７９】ステップ９２０においては、ステップ９１
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、イ
ンデックス１に該当するエントリの内部値’−１’が負
の値であるため、現在ノードを中間ノードであると判断
してステップ９４０へ進む。
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、イ
ンデックス１に該当するエントリの内部値’−１’が負
の値であるため、現在ノードを中間ノードであると判断
してステップ９４０へ進む。
【００８０】ステップ９４０においては、前記式［数
２］によって新しいインデックス値を計算する。new_di
git()はデコーディングしようとするビットストリー
ム’１１１０１００’の次のビット値’０’であるた
め、新しいインデックス値は、
２］によって新しいインデックス値を計算する。new_di
git()はデコーディングしようとするビットストリー
ム’１１１０１００’の次のビット値’０’であるた
め、新しいインデックス値は、
【数５】
となる。
【００８１】従って、インデックス値’２’に該当する
エントリにアクセスし、ステップ９２０へ進む。
エントリにアクセスし、ステップ９２０へ進む。
【００８２】ステップ９２０においては、ステップ９４
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、図
８のルックアップテーブルのインデックス２に該当する
エントリのノードが中間ノードであるか、それとも端末
ノードであるかを判断する。この実施の形態において
は、現在エントリの内部値’−２’が負の値であるた
め、現在ノードを中間ノードであると判断してステップ
９４０へ進む。
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、図
８のルックアップテーブルのインデックス２に該当する
エントリのノードが中間ノードであるか、それとも端末
ノードであるかを判断する。この実施の形態において
は、現在エントリの内部値’−２’が負の値であるた
め、現在ノードを中間ノードであると判断してステップ
９４０へ進む。
【００８３】ステップ９４０においては、前記式［数
２］によって新しいインデックス値を計算する。new_di
git()はデコーディングしようとするビットストリー
ム’１１１０１００’の３番目のコードワードの２番目
のビット値が’０’であるため、前記式［数２］によれ
ば、新しいインデックス値は
２］によって新しいインデックス値を計算する。new_di
git()はデコーディングしようとするビットストリー
ム’１１１０１００’の３番目のコードワードの２番目
のビット値が’０’であるため、前記式［数２］によれ
ば、新しいインデックス値は
【数６】
となる。
【００８４】従って、インデックス値’４’に該当する
エントリにアクセスし、ステップ９２０へ進む。
エントリにアクセスし、ステップ９２０へ進む。
【００８５】ステップ９２０においては、ステップ９４
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、図
８のルックアップテーブルのインデックス４に該当する
エントリのノードが中間ノードであるか、それとも端末
ノードであるかを判断する。ステップ９２０において
は、現在エントリの内部値’５９’が正の値であるた
め、現在ノードを端末ノードであると判断し、ステップ
９３０へ進む。
０においてアクセスされた現在エントリ、すなわち、図
８のルックアップテーブルのインデックス４に該当する
エントリのノードが中間ノードであるか、それとも端末
ノードであるかを判断する。ステップ９２０において
は、現在エントリの内部値’５９’が正の値であるた
め、現在ノードを端末ノードであると判断し、ステップ
９３０へ進む。
【００８６】ステップ９３０においては、現在エントリ
の内部値’５９’を符号化されたビットストリーム’１
１１０１００’の３番目のコードワード’１００’のデ
コーディングされたコードワードとして出力する。
の内部値’５９’を符号化されたビットストリーム’１
１１０１００’の３番目のコードワード’１００’のデ
コーディングされたコードワードとして出力する。
【００８７】このような方式により、符号化されたビッ
トストリーム’１１１０１００’の３つのコードワード
に対するデコーディングを行い、デコーディングされた
コードワード’４，６０，５９’を結果値として出力す
る。
トストリーム’１１１０１００’の３つのコードワード
に対するデコーディングを行い、デコーディングされた
コードワード’４，６０，５９’を結果値として出力す
る。
【００８８】このように、既存の２進木に基づくハフマ
ンデコーディング方法と、本発明による改善されたハフ
マンデコーディング方法とを比較すれば、本発明による
ハフマンデコーディング方法においては、符号化された
ビットストリームから入力された１ビットのデータを直
接的にルックアップテーブルのエントリへのアクセス、
すなわち、アドレス値の演算に適用することにより、既
存のハフマンデコーディング方法でノード間の移動のた
めに存在していた条件文が除去可能になり、一層向上さ
れたプロセシング効率が得られる。
ンデコーディング方法と、本発明による改善されたハフ
マンデコーディング方法とを比較すれば、本発明による
ハフマンデコーディング方法においては、符号化された
ビットストリームから入力された１ビットのデータを直
接的にルックアップテーブルのエントリへのアクセス、
すなわち、アドレス値の演算に適用することにより、既
存のハフマンデコーディング方法でノード間の移動のた
めに存在していた条件文が除去可能になり、一層向上さ
れたプロセシング効率が得られる。
【００８９】表２は、本発明の改善されたハフマンデコ
ーディング方法による結果と、既存の順次的な検索方式
に基づくハフマンデコーディング方法の結果とを示して
いる。
ーディング方法による結果と、既存の順次的な検索方式
に基づくハフマンデコーディング方法の結果とを示して
いる。
【表２】
表２から明らかなように、任意のＭＰＥＧ−２ ＡＡＣ
（ａｄｖａｎｃｅｄ ａｕｄｉｏ ｃｏｄｉｎｇ）テスト
ファイルを試験すれば、ハフマンコードの種類によって
最小３０％から最大７７７％の性能の向上がもたらされ
る。また、平均検索回数の側面でも、本発明によるハフ
マンデコーディング方法は、通常の順次的な検索方式の
ハフマンデコーダに比べて約７５％の性能の向上を示し
ている。
（ａｄｖａｎｃｅｄ ａｕｄｉｏ ｃｏｄｉｎｇ）テスト
ファイルを試験すれば、ハフマンコードの種類によって
最小３０％から最大７７７％の性能の向上がもたらされ
る。また、平均検索回数の側面でも、本発明によるハフ
マンデコーディング方法は、通常の順次的な検索方式の
ハフマンデコーダに比べて約７５％の性能の向上を示し
ている。
【００９０】表３は、同じ測定条件下で６種の相異なる
ＭＰＥＧ−２ ＡＡＣテストファイルを用いて測定を行
った結果を示している。
ＭＰＥＧ−２ ＡＡＣテストファイルを用いて測定を行
った結果を示している。
【表３】
【００９１】表３から明らかなように、本発明による改
善されたハフマンデコーディング方法は、既存の順次的
な検索方式のハフマンデコーディング方法に比べて、フ
ァイルの種類によって最小２４％から最高７７６％の検
索速度の向上をもたらす。
善されたハフマンデコーディング方法は、既存の順次的
な検索方式のハフマンデコーディング方法に比べて、フ
ァイルの種類によって最小２４％から最高７７６％の検
索速度の向上をもたらす。
【００９２】本発明は上述した実施の形態に限定される
ことなく、本発明の思想内であれば、当業者による変形
が可能であるということは言うまでもない。
ことなく、本発明の思想内であれば、当業者による変形
が可能であるということは言うまでもない。
【００９３】本発明はまた、コンピュータにて読取り可
能な記録媒体にコンピュータにて読取り可能なコードと
して具現可能である。コンピュータにて読取り可能な記
録媒体はコンピュータシステムによって読取り可能なデ
ータが貯蔵されるあらゆる種類の記録装置を含む。コン
ピュータにて読取り可能な記録媒体の例としては、ＲＯ
Ｍ、ＲＡＭ、ＣＤ−ＲＯＭ、磁気テープ、ハードディス
ク、フロッピー（登録商標）ディスク、フラッシュメモ
リ、光データ貯蔵装置などがあり、またキャリアウェー
ブ（例えば、インターネットを介した伝送）の形で具現
されるものも含む。尚、コンピュータにて読取り可能な
記録媒体は、ネットワークに連結されたコンピュータシ
ステムに分散され、分散方式によりコンピュータにて読
取り可能なコードとして貯蔵されて実行できる。
能な記録媒体にコンピュータにて読取り可能なコードと
して具現可能である。コンピュータにて読取り可能な記
録媒体はコンピュータシステムによって読取り可能なデ
ータが貯蔵されるあらゆる種類の記録装置を含む。コン
ピュータにて読取り可能な記録媒体の例としては、ＲＯ
Ｍ、ＲＡＭ、ＣＤ−ＲＯＭ、磁気テープ、ハードディス
ク、フロッピー（登録商標）ディスク、フラッシュメモ
リ、光データ貯蔵装置などがあり、またキャリアウェー
ブ（例えば、インターネットを介した伝送）の形で具現
されるものも含む。尚、コンピュータにて読取り可能な
記録媒体は、ネットワークに連結されたコンピュータシ
ステムに分散され、分散方式によりコンピュータにて読
取り可能なコードとして貯蔵されて実行できる。
【００９４】
【発明の効果】上述したように、本発明による改善され
たハフマンデコーディング方法及び装置によれば、従来
２進木検索に必要であった’比較及び分岐’演算を除く
ことにより検索速度を向上でき、且つ、ルックアップテ
ーブルの構成のためのメモリ空間も、既存の’比較及び
分岐’構文において用いられるテーブルの１／３だけで
も実現できる。
たハフマンデコーディング方法及び装置によれば、従来
２進木検索に必要であった’比較及び分岐’演算を除く
ことにより検索速度を向上でき、且つ、ルックアップテ
ーブルの構成のためのメモリ空間も、既存の’比較及び
分岐’構文において用いられるテーブルの１／３だけで
も実現できる。
【図１】 従来のハフマンデコーディング装置の概略的
なブロック図である。
なブロック図である。
【図２】 図１に示された装置において行われる従来の
ハフマンデコーディング方法を説明するためのフローチ
ャートである。
ハフマンデコーディング方法を説明するためのフローチ
ャートである。
【図３】 ハフマンデコーディング方法に用いられる２
進木構造を示す図面である。
進木構造を示す図面である。
【図４Ａ】 従来のハフマンデコーディング方法に用い
られる各々のノードに対応するハフマンテーブルのメモ
リ空間を示す図面である。
られる各々のノードに対応するハフマンテーブルのメモ
リ空間を示す図面である。
【図４Ｂ】 従来のハフマンデコーディング方法に用い
られる各々のノードに対応するハフマンテーブルのメモ
リ空間を示す図面である。
られる各々のノードに対応するハフマンテーブルのメモ
リ空間を示す図面である。
【図５】 従来のハフマンデコーディング方法に用いら
れるハフマンテーブルである。
れるハフマンテーブルである。
【図６】 本発明による一次元ルックアップテーブルの
作成過程を示す図面である。
作成過程を示す図面である。
【図７】 本発明による一次元ルックアップテーブルの
作成過程を示す表である。
作成過程を示す表である。
【図８】 本発明によるデコーディング方法に用いられ
る一次元ルックアップテーブルである。
る一次元ルックアップテーブルである。
【図９】 本発明による、数値演算に基づく改善された
ハフマンデコーディング方法を説明するためのフローチ
ャートである。
ハフマンデコーディング方法を説明するためのフローチ
ャートである。
９１０、９２０、９３０、９４０ ステップ
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(72)発明者 鄭 鐘勲
大韓民国ソウル特別市蘆原区中渓３洞505
番地 ロッテアパート８棟1306号
Ｆターム(参考） 5C059 KK08 KK15 MA00 ME02 UA05
5J064 AA02 AA03 AA04 BA09 BC01
BC14 BD01
Claims (18)
- 【請求項１】 ルックアップテーブルを用いて符号化さ
れたビットストリームをデコーディングする方法であっ
て、 （ａ）前記符号化されたビットストリームを受信するス
テップと、 （ｂ）前記受信されたビットストリームの一部ビットよ
りなるコードワードのうちの最初のビットからインデッ
クス情報を求め、前記インデックス情報に対応する前記
ルックアップテーブルのエントリにアクセスするステッ
プと、 （ｃ）前記アクセスされたエントリの内部値に基づき前
記エントリの種類を判断するステップと、を含むことを
特徴とするデコーディング方法。 - 【請求項２】 前記ステップ（ｃ）は、前記アクセスさ
れたエントリの内部値の符号に基づき前記エントリが中
間ノードに該当するか、それとも端末ノードに該当する
かを判断することを特徴とする請求項１に記載のデコー
ディング方法。 - 【請求項３】 （ｄ）前記ステップ（ｃ）において、前
記アクセスされたエントリが中間ノードであると判断さ
れる場合、前記現在エントリのインデックス値、前記ア
クセスされたエントリの内部値、及び前記コードワード
のうちの２番目のビット値に基づき、次にアクセスする
エントリのインデックス値を計算することを特徴とする
請求項１または２に記載のデコーディング方法。 - 【請求項４】 前記次にアクセスするエントリのインデ
ックス値は下記式［数１］により計算され、計算された
インデックス値を用いて対応する前記ルックアップテー
ブルのエントリにアクセスするステップをさらに含むこ
とを特徴とする請求項３に記載のデコーディング方法。 【数１】 ただし、式中、indexは現在エントリのインデックス番
号であり、data(index)は現在エントリの戻し値であ
り、new_digit()は前記コードワードのうちの次のビッ
ト値である。 - 【請求項５】 前記現在エントリの内部値は、現在ノー
ドと次に移動するノードとの相対的な距離値であること
を特徴とする請求項３または４に記載のデコーディング
方法。 - 【請求項６】 前記次にアクセスするエントリは、現在
エントリに該当するノードの子ノードのうち左側ノード
に該当するエントリであり、前記相対的な距離値は、現
在エントリのインデックス値と前記左側ノードに該当す
るエントリのインデックス値との差分値であることを特
徴とする請求項３または４に記載のデコーディング方
法。 - 【請求項７】 前記ステップ（ｃ）において、前記アク
セスされたエントリのノードが中間ノードであると判断
される場合、前記アクセスされたエントリのインデック
ス値、前記内部値の絶対値、及び前記コードワードの次
のビット値の和値に基づき前記ルックアップテーブルの
エントリにアクセスするステップをさらに含むことを特
徴とする請求項３に記載のデコーディング方法。 - 【請求項８】 （ｅ）前記ステップ（ｂ）において、ア
クセスされた前記エントリが端末ノードであると判断さ
れる場合、前記ルックアップテーブルの内部値を前記符
号化されたビットストリームの一部ビットよりなるコー
ドワードのデコーディングされたコードワードとして出
力することを特徴とする請求項１または２に記載のデコ
ーディング方法。 - 【請求項９】 前記ステップ（ｃ）は、（ｃ１）前記計
算されたインデックスを用い、前記インデックスに対応
する前記ルックアップテーブルのエントリの内部値に基
づき前記アクセスされたエントリが中間ノードに該当す
るか、それとも端末ノードに該当するかを判断するステ
ップをさらに含むことを特徴とする請求項３に記載のデ
コーディング方法。 - 【請求項１０】 前記ステップ（ｃ）は、（ｃ２）前記
エントリのノードが端末ノードであると判断される場
合、前記ルックアップテーブルの内部値を前記符号化さ
れたビットストリームの所定の符号化されたコードワー
ドのデコーディングされたコードワードとして出力する
ことを特徴とする請求項９に記載のデコーディング方
法。 - 【請求項１１】 前記符号化されたビットストリーム
は、ＭＰＥＧ規格、ＪＰＥＧ規格及びＨ．２６ｘ規格の
うちのいずれか一つにより符号化されたことを特徴とす
る請求項１に記載のデコーディング方法。 - 【請求項１２】 前記ルックアップテーブルは、２進木
から生成されたことを特徴とする請求項１に記載のデコ
ーディング方法。 - 【請求項１３】 符号化されたビットストリームを２進
木検索によりデコーディングするためのデコーディング
装置であって、 前記符号化されたビットストリームをデコーディングす
るためのプロセッサーと、 前記プロセッサーに結合され、前記デコーディングと関
わるルックアップテーブルが貯蔵されたメモリと、を備
え、 前記ルックアップテーブルは前記２進木のノードに対応
し、内部値を有するエントリを備え、前記エントリに該
当する前記２進木のノードの種類は前記エントリと関わ
って貯蔵された内部値に基づき決定されることを特徴と
するデコーディング装置。 - 【請求項１４】 前記エントリと関わって貯蔵された内
部値は、前記エントリに該当するノードの種類によって
符号を異にすることを特徴とする請求項１３に記載のデ
コーディング装置。 - 【請求項１５】 前記エントリに該当するノードが中間
ノードである場合、前記エントリの内部値は、現在エン
トリに該当する中間ノードと次にアクセスするノードと
の相対的な距離値であることを特徴とする請求項１３ま
たは１４に記載のデコーディング装置。 - 【請求項１６】 前記現在エントリの内部値は、次にア
クセスするエントリは現在エントリに該当するノードの
子ノードのうち左側ノードに該当するエントリであり、
前記相対的な距離値は、現在エントリのインデックス値
と前記左側ノードに該当するエントリのインデックス値
との差分値であることを特徴とする請求項１５に記載の
デコーディング装置。 - 【請求項１７】 前記エントリが端末ノードである場
合、前記エントリの内部値は、前記ビットストリームの
所定のコードワードに対するデコーディングされたコー
ドワードであることを特徴とする請求項１３または１４
に記載のデコーディング装置。 - 【請求項１８】 前記符号化されたビットストリーム
は、ＭＰＥＧ規格、ＪＰＥＧ及びＨ．２６ｘ規格のうち
のいずれか一つにより符号化されたことを特徴とする請
求項１３に記載のデコーディング装置。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| KR10-2002-0010981A KR100484137B1 (ko) | 2002-02-28 | 2002-02-28 | 개선된 허프만 디코딩 방법 및 장치 |
| KR2002-010981 | 2002-02-28 |
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| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2003273748A true JP2003273748A (ja) | 2003-09-26 |
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Family
ID=36753915
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| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
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| JPWO2017009996A1 (ja) * | 2015-07-16 | 2017-10-19 | 三菱電機株式会社 | 情報処理装置、情報処理方法及びプログラム |
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| KR100840757B1 (ko) | 2006-02-28 | 2008-06-23 | 노키아 코포레이션 | 허프만 부호화 및 복호화 |
| CN101072034B (zh) * | 2007-06-12 | 2010-06-02 | 华为技术有限公司 | 一种变长解码方法及其装置 |
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- 2002-02-28 KR KR10-2002-0010981A patent/KR100484137B1/ko not_active IP Right Cessation
-
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