JP2790509B2 - ディジタル信号の変形統計式コーディング - Google Patents

ディジタル信号の変形統計式コーディング

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JP2790509B2
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Description

【発明の詳細な説明】 この発明は信号のある値が他のよりも発生頻度が一層
高い様なディジタル信号を符号化する符号器に関する。
ディジタル信号に対する伝送装置は多数の信号処理機能
を含んでおり、その機能の中には量子化器、予測方式、
ディジタル信号を符号化する符号器、バッファ及び制御
回路が含まれている。この分野で使われる「符号器」と
云う言葉は、伝送装置全体を指す場合もあるし、他の時
には、「符号器」と云う言葉は、伝送装置内にあるコー
ダ回路の符号化機能だけを指す。この発明は後者の場合
である。
この発明にとって関心が持たれるのは、B.アストム及
びS.J.ゴリンの名前で1987年６月17日に出願された「パ
ラメータ化可変長コーディング」と云う名称の米国特許
出願通し番号第63,044号、A.A.アキャンポラの名前で出
願された「変化しないビン数集合を持つ適応形量子化器
を有するDPCMシステム」と云う名称の米国特許出願及び
米国特許第4,706,260号であり、この何れもこの発明の
被譲渡人に譲渡されている。
伝送回線に利用し得る帯域幅が限られている場合、伝
送すべきビデオ・データを出来るだけ大規模に圧縮する
ことが望ましい。像の品質にあまりひどい低下をもたら
さずに、伝送の際のこの様な圧縮効率を高める多数の方
式が開発されている。例えば、差分パルス・コード変調
（DPCM）と呼ばれる１種類の方式は、ビデオ映像の画素
の値を予測する予測方式を用いている。空間関係又は時
間関係に基づいて、予測された情報を実際の情報と比較
し、２つの情報信号の間の差を表わす誤差信号を発生す
る。誤差信号は、それを更に粗まかに量子化することに
より、即ち、それらを範囲ビンに分類することにより、
その情報内容を更に減少する。この粗い量子化は、最低
の出力の値を持つディジタル信号が入る範囲ビン（rang
e bin）が、この分類手順で最も頻繁に選ばれるもので
あり、それより次第に高い出力の値を持つディジタル信
号の範囲ビンが、この小さい値の範囲よりも選ばれる頻
度が一層少ない範囲ビンになる様にする為に行なわれ
る。その後、可変ビット長を持つコード・ワードを用い
て、一層粗く量子化された情報を符号化する。こう云う
コード・ワードは、その長さが、範囲ビンへの分類の際
に、それらが表わすビンが選ばれる頻度と反比例の関係
になる様に選ばれる。この手順は統計式コーディングと
呼ばれている。
ハフマンは可変長コードを最適に記述する方式を説明
した。全て同様である相次ぐビンの値のあるラン（ru
n）を、他のビンの値とは違う形で扱うことにより、コ
ーディング効率を更に改善することが出来る。発生する
可能性のある長さ及び値を持つランを特別の場合として
分類し、統計式コーディング方式に含めて、それが頻繁
に発生する傾向を反映する様な短いビット長のコード・
ワードにする。これは、ランの長さが長い信号を比較的
短いコード・ワードに交換することが出来ることを意味
し、これは伝送装置の効率を大幅に高める。
伝送される情報の比較的大きい割合が冗長であって、
１つの情報ブロックと別のブロックの間の誤差が比較的
少ない様な情報信号では、誤差信号は比較的長いゼロ・
ラン長を持つ傾向がある。例を挙げると、映像情報を伝
送するビデオ信号では、所定の2.2MHzの像の走査線は24
0個の有効な画素を持っている。この為、予測方式でこ
の結果生ずる誤差信号は、その走査線で静止映像を表わ
す所定の走査線に240個までのゼロと云うゼロ・ラン長
を持つことがあり、量子化器からは、異なる運動の程度
を表わすゼロでないｎ個のレベルが出力される。その結
果、情報信号を性格に表わすには、240個を越える異な
るコード・ワードの能力を持つことが要求される。問題
は、この様な多数のコードを有効に扱うにはどうするか
である。
この問題に対する１つの解決策が米国特許第4,420,77
1号に示されており、この場合、多数の辞書を用いて、
情報信号を符号化するラン長によって多数の表を用意す
る。然し、多数の表は、異なる情報信号を表わす同一の
コード・ワードを使っている。異なる情報信号を表わす
のに同じコード・ワードを使うには、どの表を用いてい
るかを受信機に知らせる為に余分のオーバヘッドが必要
である。伝送装置でオーバヘッドとしてたとえ１ビット
でも余分の情報を追加することは、伝送効率を下げる著
しい影響を持つことがある。
例えば、最も頻繁に発生する情報サンプル（画素）を
２ビットのコード・ワードを用いて符号化する場合、最
も頻繁に発生するコード・ワードに１ビットを追加すれ
ば、そのコード・ワードの伝送効率が50％低下し、最も
頻繁に発生するコード・ワードを出来るだけ短くすると
云う目的にそむく。他の方式は、データ伝送効率を高め
ようとして、可変長及びラン長の異なる符号化方式を用
いている。然し、これらのあるものは、送信機及び受信
機の間で余分のオーバーヘッドを必要とする点で、同様
な欠点があり、システム効率を減ずるとか、或いは過度
に長にコード・ワードを発生することになる。後に述べ
た方式に用いられるハードウエアは、コード・ワードの
ビット数が増加するにつれてコスト増を招く傾向があ
り、この為、送信機及び受信機のハードウエアが更に複
雑で更にコスト高になる。
システム効率を高める１つの方式は、符号化過程の前
に、適応形で情報を量子化することである。然し、粗い
量子化過程は、その定義により、もとの情報信号に較べ
て情報の品質を低下させる傾向がある。量子化器は効率
を高めるが、データ信号から情報ビットを永久的に取去
る傾向があり、これは出来れば一般的には避けるべきこ
とである。そこで、情報信号の品質を減ずることなく、
そして過渡に長いコード・ワードを用いることなく、伝
送効率を高める、即ち圧縮作用を強めると云う問題に対
する解決策が要望されていることが判る。この点で、こ
の発生は、使われる異なるコード・ワードの合計の数に
較べて、最小の長さを持つコード・ワードを使って比較
的高度の圧縮を行なうことが出来る更に効率のよいコー
ダを対象とする。
この発明では、異なるコード長を持つ複数個の異なる
コード・ワードを第１群及び第２群に分ける。各々のコ
ード・ワードは情報信号中の異なる信号状態を表わす。
こう云う信号状態は、例えば、（イ）粗い量子化の後の
情報信号のゼロでない値、並びに（ロ）粗い量子化の後
の情報信号の一層頻繁に出会う、ゼロの値のラン長を記
述するものであってよい。第１群のコード・ワードが第
１の所定の順序で構成され、少なくとも一般的に、最も
短いコード・ワード長は発生確率が最大である信号状態
を表わし、最大のコード・ワード長は発生確率が最も小
さい信号状態を表わす。例えば、第１群のコード・ワー
ドは、第１群のコード・ワードを使う統計式コーディン
グから、第２群のコード・ワードから取出されたコード
・ワードを用いる異なるコーディング方式を使うことに
コーディング手順の変化があることを知られせるキー・
コード・ワードを含んでいてよい。この例では、第２群
にある各々のコード・ワードは接頭コード・ワード・セ
グメントとしてこのキー・コード・ワードを含み、その
後に接尾コード・ワード・セグメントが続くものであっ
てよい。第２群の異なるコード・ワードは夫々の発生確
率を個別に持っており、第１の所定の順序に於けるキー
・コード・ワードの位置を決定するのは、それらの組合
せの発生確率である。第２群のコード・ワードの各員は
平均して、単純な統計式コーディングに従ってコード・
ワード長が与えられるコード・ワードの場合に起るビッ
ト長よりも、かなり短いビット長を持っている。第２群
のコード・ワードは一様なビット長であってよく、例と
して云うと、粗い量子化の後の量子化信号のゼロでない
値のそれ程普通に起らない様なラン長を記述する。
図面の簡単な説明 第１図はこの発明の１実施例の符号器を用いた伝送装
置のブロック図である。
第２図は第１図の実施例に用いる符号器のブロック図
である。
第３図は第１図の実施例に用いる符号器のブロック図
である。
第４図はこの発明のある考えを説明するのに役立つグ
ラフである。
第５図は第２図の論理回路の一部分の説明に役立つブ
ロック図である。
第１図では、システム10が送信機12、送信機12がそれ
を介して伝送する回線14、及び受信機16で構成される。
例として云うと、送信機12及び受信機16は差分パルス・
コード変調（DPCM）を用いる予測形映像符号器である。
然し、この発明のコードによって符号化される信号が、
予測形装置の誤差信号以外の源から出て来るものであっ
てもよい。
第１図では、情報信号、例えばビデオの源18が情報を
アナログ・ディジタル変換器（ADC）20に印加し、これ
が公知の方法で情報信号を微細に量子化して、多重レベ
ル・ディジタル信号を発生する。アナログ・ディジタル
変換器（ADC）の出力が導体22を介して８ビット画素信
号として差分パルス・コード変調器（DPCM）ループ24に
印加される。DPCMループ24は一般的に利用することが出
来、よく知られているものである。これは例えば、導体
22から来る、微細に量子化された情報信号から予測及び
遅延ループPDによって発生された予測情報信号を減算し
て誤差信号を作る減算器Ｓを含む。この誤差信号が量子
化器Ｑに印加され、これが入力誤差信号の異なる値を、
誤差信号のゼロ及びゼロでない値を表わす減少した数の
出力値又はビンに割当てる。例として云うと、量子化器
Ｑが32個のビンの値とゼロの値を持ち、即ち32個のゼロ
でない値を持ち、合計33個の異なる値を持っていてよ
い。量子化器の出力値が導体26を介して加算器Ａに印加
される。加算器Ａが量子化器の出力信号を予測及び遅延
ループPDの出力に加算し、加算した信号を予測及び遅延
ループPDに印加する。
この様なDPCMループは例えば米国特許第4,706,260
号、並びにA.A.アキャンポラによる名称「変化しないビ
ン数集合を持つ適応形量子化器を有するDPCM装置と云う
前に引用した係属中の米国特許出願に記載されているも
のであってよい。この両者が従来のDPCMループを詳しく
説明している。
こゝで導体を表わす線は、公知の様に、データ信号を
並列に伝送する為の１本ずつ又は多数の導体の何れかを
表わす。導体22を介してDPCMループ24に送られる入力情
報信号は、例えば８ビット信号を伝える導体８本のケー
ブルで構成することが出来る。
DPCMループ24の出力が導体26印加され、これは情報信
号の量子化された33個のゼロ及びゼロでない値の何れか
を表わす８ビット信号である。DPCMループ24から導体26
に出る出力が、この発明の符号器28に印加される。これ
を第２図に詳しく示してある。
符号器28がループ24の出力値を符号化して、導体29に
可変長コード・ワードを発生する。コード・ワードが、
速度バッファとも呼ぶバッファ30に印加される。バッフ
ァ30が導体32を介して回線14に伝送する為にコードを記
憶する。公知の様に、バッファ30は、導体29からの入力
として印加された可変長コード・ワードに応答して埋め
過ぎ並びに埋め不足になる傾向があり、導体32では一定
の出力速度を有する。
制御装置34がバッファ30の埋めレベルを感知し、導体
36を介して制御信号をDPCMループ24に印加し、ループ24
の量子化器Ｑの粗さを制御する。前に引用した米国特許
第4,706,260号に記載されている様に、量子化器Ｑが導
体26に発生されるゼロの数を増加する、即ち心となる領
域の幅を拡げて埋め過ぎの場合に、バッファ30に印加さ
れるデータ速度を下げることが出来る。バッファの埋め
不足の場合、制御装置34は、バッファ30に対するデータ
速度を高める様に、量子化器を適応形で変更する信号を
導体36を介してループ24に印加する。公知の様に、バッ
ファ30から導体32に出る出力は一定のデータ速度であ
り、バッファ30が埋められる速度とは関係なく、導体32
の情報はこの一定の速度に保たなければならない。こう
云うことは全て一般的に知られており、例えば前に引用
した米国特許第4,706,260号及び係属中の米国特許出願
に詳しく記載されている。
導体32の情報が回線14を介して受信機16へ伝送され、
そこでバッファ38が情報信号を受取る。詳しくは第３図
について説明するが、複号器40がバッファ38の出力を導
体42を介して受取り、受信した情報信号を複号する。複
号信号が導体43を介して逆DPCMループ44に印加される。
ループ44の出力がディジタル・アナログ変換器（DAC）4
6を介して表示モニタ48に印加され、これが復号された
情報信号によって表わされる情報を表示する。
前に述べた様に、ループ24の様なDPCMループにある量
子化器Ｑの様な粗い量子化器が、ループの減算器の出力
に入っている場合が多い。量子化器が導体22のディジタ
ル化された誤差信号を粗く量子化する。誤差信号は、AD
C 20の量子化作用の前に、必ず微細に量子化されてい
る。この微細にディジタル化された信号は、源18からの
信号によって表わされる情報に従って、比較的多数の異
なるレベルを持つことがある。
ビデオ像では、ADC 20の出力には、256個もの多く異
なる輝度レベルがあることがある。粗い量子化器Ｑは、
量子化された信号の256個のレベルを比較的少ない数、
例えば前に述べた33個に減少する。この実施例では、量
子化レベルが少ない粗く量子化された信号が符号器28に
印加されるが、この発明はその場合に制限されず、任意
の種類のディジタル化信号に用いることが出来る。
ビデオ信号を処理する時、最も頻繁に発生する量子化
値が変化しない値又はゼロの値を表わすのが、フレーム
間DPCMループを用いた装置の特性である。例えば電話会
議装置の様なあるビデオ・フレームでは、フレーム情報
の大多数はフレーム毎に変化しないことが統計的に知ら
れている。従って、フレーム間DPCMでは、予測器が前の
フレームのサンプルを１フレーム時間遅延し、現在のフ
レームの対応するサンプルを予測するが、その結果生ず
る誤差信号は比較的長いゼロ・ラン長を持つ傾向があ
る。統計的には、長さが異なるゼロ・ランは異なる発生
頻度を持つことを示すことが出来る。１本の線全体より
短いゼロ・ラン長を考えると、より大きなラン長（例え
ば所定の走査線に於けるゼロの値を表わす例えば239個
の画素と云うラン長）は発生頻度が比較的低い。隣合っ
た画素がゼロでない値を持つ様なゼロが１個の画素の値
のラン長は発生確認がずっと高い。こう云う関係が例え
ば第４図に示されており、この図で曲線ｐは、電話会議
方式で、所定のビデオ・フレームの所定の走査線でゼロ
が１個から240までの範囲のゼロ・ラン長の発生確率を
表わす。２個のゼロでない値の間に１個のゼロが発生す
る確率が最も高い値を持ち、これに対してゼロでない値
の間に239個のゼロが発生する確率は最も小さい値を持
つ。
前記ゼロ、即ち240個のゼロのラン長を持つ走査線の
確率または発生頻度は、239個のゼロを持つランの発生
確率よりも高い。この為、曲線ｐにピークｐ′が生ず
る。ピークｐ′は、240個のゼロと云うラン長が発生す
る確率が高くなることを表わす。つまり、映像が変化し
ない様な走査線は、他の画素が変らないまゝで、少ない
数のサンプル、例えば１個又は２個の画素が変化した値
を持つ様な走査線よりも、発生頻度が高い。この為、典
型的なビデオ信号ではゼロ・ラン長の発生頻度は、ゼロ
でない画素値の間で変化しないまゝである１つの画素か
ら、相次ぐフレームで変化しないまゝである所定の240
画素の走査線まで、大幅に変化する。
通常、この情報を回線を介して伝送すること、即ち、
発生することが考えられることごとくのラン長に対して
ゼロ・ラン長の値を伝送することは、普通のハードウエ
ア装置を用いると比較的困難な課題である。例えば、普
通のハフマン・コーディング方式は、コード・ワードが
20又は更に多くのビットを持つことになる。この様な長
いコード・ワードは、送信機でのコーディングでも、受
信機での復号でも、ハードウエアの複雑さを招き、一層
大きな部品を利用することになるので、装置が一層コス
ト高になって効率が低下する。例えば、システムが大部
分の時間は、２乃至７ビット範囲のコード・ワードで動
作するが、ときたま15又は20ビットのコード・ワードで
動作する場合、送信機及び受信機のハードウエアは20ビ
ットのコード・ワード即ちこの装置内の最大長のコード
・ワードを処理する能力を必ず持たなければならない。
予測形装置は、その性質の為、ゼロ又はそれに近い値を
持つ様な多数の誤差値を発生する傾向がある為、この問
題は更に深刻になる。
第２図ではROM 200がこの発明の考えに従って定めら
れた符号器ルックアップ・テーブルを持っている。ROM
200に記憶されるテーブルは、伝送用の１個のテーブ
ルであるが、説明の便宜上、表Ｉ、II、III及びIVとし
て下に示す。テーブル外１個であることは、そのテーブ
ルの解読の為に余分のオーバーヘッドを使わずに、その
テーブルの任意の部分を受信機に伝送することが出来る
ことを意味する。即ち、テーブルの夫々の項目が、所定
の符号化方式の一部分であり、符号化並びに復号の規則
が、余分のオーバーヘッドを使わずに、受信機にも自明
になる。この発明の符号化方式は、例えばハフマン形の
コーディング規則を用いるが、発生確率が比較的低い比
較的多数の異なるコード・ワードに対して、かなり短い
コード・ワードを使う点で、普通のハフマン・コードと
異なる。
表Ｉは第１図のDPCMループ24によって発生されるゼロ
でない値のリストである。DPCMループ24の量子化器Q32
個の出力ビンの値を表わす32個のゼロでない値がある。
−７と云うゼロでない値は、DPCMループの量子化された
誤差信号のゼロでない値を表わし、これは例えば−６乃
至−10と云う入力値の範囲内にあり、±５の範囲内にあ
る入力信号の値ではゼロの値が発生する。−７と云うゼ
ロでない値に対するコードにコード１と云うラベルをつ
けてある。その次に頻繁に発生するゼロでない値は＋７
の値を持ち、そのコードをコード１′と云うラベルを付
してある。コード１のコード長は２ビットであるが、コ
ード１′のコード長は３ビットである。表Ｉを検討すれ
ば、発生頻度が小さくなる傾向を持つゼロでない値は、
大きさが増加する傾向を持ち、それに対しては一層長い
コード長が割当てられていることが判る。例外はコード
・ワード16′であり、これは一層長いコード・ワード11
−16及び13′−15′よりも一層高い発生確率を有する。
従って、コード16′に対するコード長は最後に述べたコ
ードよりも短い。
第４図で、曲線ｐはゼロ・ラン長の発生確率を表わ
す。例えば曲線ｐの部分p4で示される１−35の範囲内に
ある値を持つゼロ・ラン長は、曲線ｐの部分p1で表わさ
れる36−239のラン長の場合に較べて、発生確率が比較
的高い。１−35のラン長は曲線ｐの部分p4の下にある面
積を持つが、これは曲線ｐ全体の下にある面積の約85％
である。36乃至239のゼロ・ラン長の発生確率が、曲線
ｐの部分p1によって示される様に徐々に減少する。全て
のラン長の組合せの発生確率ppは、曲線ｐの下にある面
積のある端数である。確率ppはゼロ・ラン長240を除外
した確率曲線ｐ全体の下にある面積の比較的小さい一部
分を表わす曲線部分p1の下にある面積は、例として云う
と、全部の曲線ｐの下にある面積の約15％である。
部分p4にあるゼロ・ラン長が表IIに示されており、部
分p1のラン長が表IVに示されている。組合せ確率ppより
発生確率が低いゼロ・ラン長は曲線部分p3で起る。曲線
ｐの部分p1にある群のどの構成員の発生確率ppも、曲線
ｐの部分p3にあるどの１つのゼロ・ラン長の発生確率よ
りも高い。部分p4にあるゼロ・ラン長の発生確率がゼロ
でない値に対し、並びにこの例では１−35の値を持つゼ
ロ・ラン長に対する発生確率の順に基づいて、表Ｖに示
されている。ゼロ・ラン長の値及びゼロでない値が、発
生確率に従って構成された１個のテーブルに組合されて
いる。部分p1にあるラン長の群の確率ppの序数位置（10
番目）が、部分p4にある他の全てのゼロ・ラン長の発生
確率に対する値ppの序数位置に基づいて、表Ｖに示され
ている。然し、値p2は部分p1にある全てのラン長を表わ
す。
ハフマン・コード・ワードは、統計式コーディング方
式であるが、各々の値の発生確率に基づいて、表Ｖに示
した序数位置に対応するコード長を持つゼロでない値並
びにゼロ・ラン長の値の群の各構成員に割当てられる。
表Ｖで、部分p1及びp4のゼロ・ラン長が、発生確率の順
に示されている。曲線ｐの部分p1の下にあるラン長群の
任意の構成員の発生確率ppは、この例では、大体序数位
置で10番目である。
群確率ppが表Ｖに「キー・ワード」と云う言葉で示さ
れている。こゝで使うキー・ワードと云う言葉は、曲線
ｐの部分p1にある群の全構成員に対し、各々のゼロ・ラ
ン長の値に特別のコードを用いることを意味する。ハフ
マン・コーディング方式では、任意のコードの初めの部
分は、他の任意のコード・ワードの完全なコードを表わ
すことが出来ない。部分p1の下にあるゼロ・ラン長を持
つ群は、全てのゼロでないもの及びゼロ・ラン長に対す
る発生確率のリストで大体10番目の群発生確率をもつか
ら、ｎビットのコード・ワード・セグメント、今の例で
は５ビットで構成されるハフマン・コードが、セグメン
ト曲線部分p1の下にある群の全構成員の最初又は接頭部
分として割当てられ、このｎビットのコード・ワードが
表Ｖの10番目の位置に対応する。
表Ｖで、例えばゼロ・ラン長のキー・ワード群に対す
るｎビット・ワードは接頭コード01011が割当てられ
る。このｎビット・コードがキー・ワードと呼ばれ、こ
れはハフマン・コーディング規則に基づく。曲線ｐの部
分p1の下にある群の各構成員は、組合せの群確率に基づ
いて比較的高い発生確率を持つから、その群には、個々
の確率に基づいて別個のラン長を定めるハフマン・コー
ディング方式によって割当てられるよりも、比較的短い
コード・ワードが割当てられる。これは、群の各構成員
のコード・ワードの接頭部分（キー・ワード）がハフマ
ン・コーディング規則を満たすことを保証する。コード
・ワードのこの比較的大きい群の各構成員のコード・ワ
ードの最初の５ディジットが同じハフマン・コード・ワ
ードであるから、キー・ワードを構成するコード・ワー
ドの初期部分には、他のどのコード・ワードの完全なそ
の他の５ディジット・コードも含まれない。
然し、曲線ｐの部分p1にあるラン長の比較的大きな群
の各構成員に異なるコード・ワードを割当てると云う問
題が残っている。それをやる方法は、ｎビットのキー・
ワードの後の接尾として使う余分のコードを指定するこ
とである。今の例では、35個のラン長が特定の個別のコ
ード・ワードによって表わされるから、部分p1にある各
々のゼロ・ラン長には204個のコード・ワードを割当て
なければならない。構成員が204個である群の各構成員
に異なる２進数を割当てると、８ビット・コードになる
ことが判る。この８ビット・コードは、ｐ′にあるゼロ
・ラン長の各構成員の番号を序数で計数し、各構成員
に、その構成員のゼロ・カウントに対応する２進符号化
数を割当てることによって作られる。即ち、確率曲線ｐ
の部分p1の下にあるゼロ・ラン長群の各構成員には、別
々の異なる一意的な８ビット・コードを割当てることが
出来る。この８ビット・コードが前に述べたｎビット・
キー・ワードに対する接尾として追加され、ｍビット・
コード・ワード、例えば13ビット・コード・ワードを作
る。204個の各構成員には異なる13ビットのコード・ワ
ードが割当てられ、表Ｖのコード・ワード01011x1……x
nによって表わされる。キー・ワード・コード群の不規
則に発生する任意の一構成員の発生確率は、部分p4の全
てのゼロでない値並びに残りのラン長の値のコード・ワ
ードに較べて、表Ｖの序数位置で10番目である。
別に取っておく特別のコード表IIIに示されている。
長さ10を持つコード・ワードには、ビデオ信号中の水平
走査線の初めを示すマーカ１信号が割当てられる。フレ
ームの始まりを示す為、10ビットのコード長を持つコー
ドには、第２のマーカ２信号が割当てられる。ピーク
ｐ′の所で第４図の240個のゼロのラン長を表わす７ビ
ットのコード長に第３のコードが割当てられる。240ゼ
ロ・ラン長の確率は、確率が発生する順序では比較的高
いから、表Ｖに於ける確率の序数位置に基づいて、ハフ
マン・コーディング規則で一意的なコードが割当てられ
る。
第２図に戻って説明すると、水平駆動信号がバッファ
221を介してスイッチ230に印加され、ROM 200に印加さ
れるマーカ１コード・ワードをスイッチ230を介して選
択する。マーカは各々の線又は１組の線に対して発生す
ることが出来る。垂直駆動信号がバッファ223を介して
スイッチ230に印加され、マーカ２を選択する。マーカ
２はフレームの初めを表わす。表IIIのマーカ２アドレ
ス（コード・ワード）が選択されると、そのアドレスが
スイッチ230を介してROM 200に印加される。マーカ・
アドレスは、ある気象条件等の際に起る様な伝送の際、
データがときたま失われた場合に、フレームの初め並び
にある線の初めにある同期情報を受信機に知らせ、受信
機を送信機と再同期させる。
第２図では、この為、ROM 200が表Ｉ、II及びIIIの
情報で構成された１つの辞書テーブルを持っている。第
５図には、ROM 200の１例が示されており、ゼロでない
値の表にはROM 200の第１の区分501が割当てられ、ゼ
ロ・ラン長及び特別のコードにはROM 200の第２の区分
502が割当てられる。区分501にあるゼロでない表が、情
報信号の９ビットのゼロでない値を表わす９ビットのゼ
ロでないコードと、１ビットのアドレス・コード例えば
ROMの区分501をアドレスする為の２進０とで構成された
10ビット・コードによってアドレスされる。ゼロ・ラン
長区分502が、９ビットのゼロ・ラン長カウントを表わ
す９ビット・コードに１ビット・アドレスの２進１を追
加したものによってアドレスされる。区分502に対する
ビットのゼロ・ラン長アドレスは、所定のラン長に於け
る実際のゼロの２進カウントに対する接頭部分としての
キー・ワード・コードを構成する。こう云うアドレスの
発生の仕方が第２図に示されている。
第２図では、所定の画素のゼロでない又はゼロである
値を表わす９ビットの情報信号が、レジスタ202に印加
される。レジスタ202の出力が導体204に現れ、レジスタ
206及びアンド・ゲート208に印加される。レジスタ206
の出力が第２のアンド・ゲート210に印加される。ゲー
ト208,210の出力は、レジスタ202,206に印加された画素
情報の信号の値に従って２進０及び１の値である。線26
からレジスタ202に印加される所定の画素がゼロの値で
あれば、ゲート208の出力はゼロである。導体26からレ
ジスタ202に印加される画素の値がゼロでない値であれ
ば、ゲート208の出力は論理１である。即ち、ゲート208
はレジスタ202に対する入力信号がゼロの値であるかゼ
ロでない値であるかを試験し、ゲート208の出力信号
は、このゼロのレベル又はゼロでないレベルの何れかを
表わす論理１を有する。レジスタ202にある画素情報信
号がゲート208に印加される時、それがレジスタ206にも
印加され、次のクロクの縁で、新しい画素情報信号が導
体26からレジスタ202に印加される。レジスタ206にある
情報信号がゲート210に印加され、これはゲート208と同
じく、レジスタ206にある情報信号がゼロ又はゼロでな
い夫々の画素値の何れを表わすかに応じて、今度は０又
は１の出力レベルを有する。従って、ゲート208,210の
出力が、導体26からレジスタ202に印加される相次ぐ画
素のゼロの値又はゼロでない値を表わす。ゲート208の
出力がインバータ212を介してアンド・ゲート214に印加
されると共に、インバータ216を介してアンド・ゲート2
18に印加され、更にアンド・ゲート220及びアンド・ゲ
ート222の入力に印加される。アンド・ゲート210の出力
がアンド・ゲート214の入力、インバータ224を介してア
ンド・ゲート218の入力、インバータ226を介してアンド
・ゲート220の入力、そしてアンド・ケード222の入力と
して印加される。
アンド・ゲート214の出力がカウンタ228のリセット入
力に印加されると共に、オア・ゲート232を介してスイ
ッチ230の入力として印加される。ゲート214の出力がオ
ア・ゲート242を介して、レジスタ234に対するクロック
入力として印加されると共に、先入れ先出しFIFOレジス
タ236,238にも印加される。アンド・ゲート218の出力
が、導体231を介して、カウンタ228のカウント入力に印
加されると共に、アンド・ゲート233の入力に印加され
る。アンド・ゲート233の２番目の入力は水平駆動（H
D）同期信号である。ゲート233の出力がオア・ゲート23
5を介してスイッチ230に印加される。アンド・ゲート22
0の出力が、オア・ゲート232を介してスイッチ230の入
力に印加されると共に、オアゲート242を介してレジス
タ234,236,238及びカウンタ240にクロック入力として印
加される。アンド・ゲート222の出力が、オア・ゲート2
32を介してスイッチ230の入力に印加されると共に、オ
ア・ゲート242を介してレジスタ234,236,238及びカウン
タ240にクロック入力として印加される。スイッチ230
は、実際の切換えを行なう為に３状態素子を使うことが
出来るが、実際の切換えを行なうマルチプレクサの様な
更に複雑な電子装置を表わすものである。この様な更に
複雑なスイッチは周知である。
ゲート208,210,214,218,220,222,及びインバータ212,
216,224,226は、表VIの真理表に従って、ゲート208,210
の出力信号の論理値に基づく論理制御機能を行なう。表
VIでは、表の一番上に示したアンド・ゲートはその下に
示した論理値を有する。従って、ゲート208,210が０を
出力する時、ゲート218の出力は論理１である。同様
に、ゲート208の出力が０で、ゲート210が論理１である
時、ゲート214の出力は論理１と云う様になる。
表VIから、各々ゼロの値を持つ相次ぐ２つの画素は、
ゲート208,210の出力が０になることに注意されたい。
こう云う出力により、ゲート218が論理１出力が発生さ
れ、それによってカウンタ218が０を計数する。従っ
て、レジスタ202に到着する画素によってゼロが発生さ
れている限り、ゲート208の出力は０にとゞまり、カウ
ンタ218がこう云う０を計数し続ける。
ある画素がゼロでない値を持ち、レジスタ206がゼロ
でない値を受取ると、ゲート210は論理１出力になる。
ゲート202が受取る次に続く画素がゼロの値を持つと仮
定すると、ゲート208の出力は０であって、ゲート214の
出力は論理１になる。この論理１がカウンタ228に印加
され、カウンタを１にセットして、０を計数する。カウ
ンタ228の初期カウントは１である。次に続く画素がゼ
ロでない値を持つ場合、ゲート208,210の出力は表VIに
示す様になり、ゲート220が論理１出力を持つ。ゲート2
20の出力の論理１が、スイッチ230に印加され、それが
カウンタ228にあるカウントを10ビット・コードとしてR
OM 200に出力する。この10ビット・コードは前に第５
図について述べた通りである。10ビット・コードの内の
１つのビットがROM 200のゼロ区分502をアドレスし、
アドレスの残りの９ビットがゼロ・ラン情報信号の９ビ
ットのカウントの値を表わすことを前に説明した。この
10ビット・アドレスがROM 200に印加される。このアド
レスが、表IIのゼロ・ラン長の表に示す様に、第５図の
ROM区分502の対応するコード・ワード、又は表IVに示す
様にキー・ワードのラン長を選択する。従って、スイッ
チ230を介してROM 200に印加されたアドレスに従っ
て、表II及びIVの対応するコード・ワードが選択され
る。
相次ぐ次の画素情報信号もゼロでない値であると仮定
すると、表VIのゲート208,210の出力は共に論理１であ
る。この為ゲート222が論理１を出力する。この信号が
ゲート232を介してスイッチ230に印加され、ROM 200に
印加すべきアドレスとして、レジスタ206の出力を選択
する。この時、このアドレスの10番目のビットがROM 2
00の区分501、即ち表Ｉのゼロでない表を選択する。こ
の時、レジスタ206にある画素情報は、ゲート220の出力
によってスイッチ230が作動された時、前はレジスタ202
にあったことに注意されたい。ゲート222からの信号が
スイッチ230を作動する時、レジスタ206にこの時ある情
報信号は、スイッチ230を介してROM 200に対するアド
レスとして印加される新しい10ビット・コードを表わ
す。レジスタ206の出力は、ゲート232の出力が高である
時、スイッチ230によって選択される。レジスタ206から
印加されるこのアドレスは、レジスタ206にあるゼロで
ない画素情報信号の値によって表わされる、ROM 200の
表にあるコード・ワードに対応する。次の画素情報信号
がゼロの値を持つ場合、レジスタ202,206の情報信号は
表VIに示す様になり、ゲート214の出力は論理１であ
る。この為、カウンタ228は０を計数する状態になる。
然し、ゲート232の出力も高であり、レジスタ206の２進
信号がROM 200に対するアドレスとして印加される。
続く画素が全部ゼロの値であると仮定すると、カウン
タ228がこう云う０を計数する。ラン長が240個のゼロ又
はそれ以上である場合、スイッチ230を切換えてカウン
トの終りを示すことが必要である。これは、カウンタ22
8は240のゼロ・カウントの終りに自動的にリセットされ
るからである。然し、続く走査線もゼロが続く場合、ゲ
ート218の出力は高にとゞまり、スイッチ230は、カウン
タがリセットする前に、このカウンタ情報をROM 200に
切換えることが必要である。その為、このカウント信号
が導体231からアンド・ゲート233を介してオア・ゲート
235に印加され、そこからスイッチ230に印加される。水
平駆動信号がゲート233に対する２番目の入力として印
加される。水平駆動信号は、各々の走査線の初めに、又
は走査線が全部ゼロで構成される場合は、各々の240個
のゼロのラン長の初めに発生される。水平駆動信号がゲ
ート233に印加される時、ゲート218は０が計数されてい
ることを示す高出力を出し、カウンタ228のカウントを
スイッチ230によってROM 200に切換えさせる信号が発
生される。ゲート233の水平駆動信号は、各々の走査線
で１回印加され、その後、カウンタが、その240カウン
トがROM 200にロードされた時に、計数のやり直しを開
始する。
240カウントの終りに、カウンタ228は自動的にリセッ
トされて、次の走査線に対して０を再び計数し、ゼロで
ない値が発生されるまで、０を計数し続ける。こう云う
ゼロでない値が発生されると、それがゲート220の出力
に論理１を発生する。このレベルにより、スイッチ230
はカウンタ228にあるカウントをROM 200に出力する様
になり、ROM 200にあるテーブルをアドレスして、この
ゼロ・ラン長のカウントに対応するコードを選択する。
ROM 200の出力がレジスタ234を介して導体246,248に
印加される。導体246は最大Ｍビットを並列に受取っ
て、キー・ワードのゼロ・ラン長コードの少なくとも13
ビット・コード・ワードを伝える。導体248は、Ｋビッ
ト・コードを伝える導体Ｋ本のケーブルを表わすが、こ
れは導体246に現れるコードのコード長を表わすコード
長情報を伝える。従って、ROM 200はそのテーブルに２
組の情報、即ちコード・ワードとこのコード・ワードの
長さを記憶している。コード・ワード及びその長さを表
わす情報が、ゲート242を介してクロック信号を受取っ
た時、レジスタ234に印加される。クロック信号がゲー
ト214,220,222の何れかの論理１に応答して印加される
ことを思い出されたい。ゲート208,210の何れかの出力
にゼロでない値が発生する時には、何時でもコード・ワ
ードがレジスタ234にラッチされる。
レジスタ234に印加されるクロック信号が、FIFOレジ
スタ236,238及びカウンタ240にも印加される。FIFOレジ
スタ236の出力が並列から直列への変換器250に印加され
る。FIFOレジスタ236,238に印加されるクロック信号
が、クロック作用によってそこからコード・ワードを並
列から直列への変換器250及びカウンタ240へ送り出す。
FIFO 238がコード・ワード長を受取るが、FIFO 236が
この長さに対応するコード・ワードを受取る。FIFO 23
8の出力がカウンタ240に印加されて、導体29に出力され
たコード・ワードのコード長を並列から直列への変換器
250に知らせる為、並列／直列クロック信号を導体252に
発生する。導体29のこのコード・ワードが第１図のバッ
ファ30に印加される。カウンタ240から導体252に出る出
力が、レジスタ234にあるコード長情報を表わす。カウ
ンタ240の出力が並列から直列への変換器250のクロック
作用をして、所定のコード・ワードの正しいコード長が
導体29に出力される様にする。
特別な場合のゼロ・ラン長のキー・ワード・コード
は、第４図の確率曲線ｐに沿った個々の発生頻度に従っ
てハフマン・コードが割当てられる場合には通常選ばれ
るよりも一層高い頻度の群として選ぶことが出来るが、
これでも差支えない。部分p1にあるラン長に、個々の確
率に基づく長さを持つハフマン・コード・ワードが普通
に割当てられた場合、こう云うラン長の内のあるもの
は、群全体に割当てられる一定長よりも短いハフマン・
コード・ワードを持ち、残りのハフマン・コード・ワー
ドは群の一定長より大きい長さを持つ。最悪の場合、群
の内のこう云う短い長さを持つハフマン・コード・ワー
ドに対するキー・ワード・コードの発生頻度を有するラ
ン長が一層頻繁に起こると、普通のハフマン・コードの
順序でこの様なキー・ワード・コードの長さを割当てた
場合に較べて、伝送効率は２乃至４％低下すると推定さ
れる。
第１図で、復号器40が、バッファ38から導体42を介し
て受取った符号化信号を復号する。第３図で云うと、復
号器40の方式は、コード・ワード及び非コード・ワード
を相次いでアドレスされるメモリ位置に記憶するROM 3
24を用いるものである。各々のメモリ位置が、相次ぐメ
モリ位置のアドレスの一部分を持っており、残りの部分
は受取った符号化信号からの１ビットで構成される。受
取った信号の相次ぐビットが、メモリにある対応する相
次ぐアドレス部分と組合されて、新しいメモリ位置に対
する探索アドレスを形成する。異なるコード・ワードは
メモリ内の相異なる所定の位置に記憶される。各々の位
置が、受取った符号化信号の所定の一連の２進値に対応
し、これがメモリにある相次ぐアドレスの所定の構成員
に関係するアドレス部分と組合さって、コード・ワード
に対する探索アドレスを形成する。完全なコード・ワー
ドを受取った時、ROM 324が、対応するアドレスに記憶
されているそのコード・ワードを出力し、ROMに対する
アドレスがリセットされて、次に受取る符号化ビットを
用いて新しいコード・ワードの探索を開始する。
特に第３図で、復号器40が並列から直列への変換器30
0を持っており、これはバッファ38から導体42を介して2
9ビット幅の信号を受取ることが出来る。並列から直列
への変換器300が導体42の並列ビットを導体304の直列ス
トリングに変換し、この直列ストリングを直列入力／直
列出力レジスタ306に印加する。レジスタ306は本の導体
308で表わす多数のタップを持っている。導体308の信号
がマーカ１及びマーカ２の存在を検出するアンド・ゲー
ト310,312に印加される。マーカ１及びマーカ２信号が
オア・ゲート314に印加される。直列入力／直列出力レ
ジスタ306の出力がレジスタ315に印加される。このレジ
スタはフリップフロップとも呼ばれる１ビット・レジス
タである。レジスタ315がクロック源から導体316を介し
てクロック信号を受取ると共に、導体318のクリア信号
を受取る。導体318のクリア信号は、オア・ゲート314か
ら来るものであるが、レジスタ320にも印加される。レ
ジスタ315の出力が導体322を介して復号器ROM324に印加
される。レジスタ320の出力が導体326を介して復号器RO
M324に印加される。レジスタ315,320の出力を合せたも
のがROM 324に対するアドレスを形成する。
レジスタ320はｎビット・レジスタであり、この例で
は９ビットであってよく、それがレジスタ315からの１
ビットと組合さって、ROM324に対する10ビット・アドレ
スを形成する。復号器ROM 324にある各々のアドレス
が、３個の情報を持っている。１個の情報は、レジスタ
315,320からの情報によって表わされる通りのコードが
見付かった場合のデータ又は実際のコードを表わす。コ
ード・データと結合された２番目の情報は、ROMの次に
アドレスすべきセグメントのアドレスの一部分を形成す
るビットを含む次のアドレス・コードである。例えば、
ROM 324にある１番目のメモリ位置が000のアドレスで
あれば、ROM 324の次メモリ位置は001のアドレスを持
ち、その次のメモリ位置は010のアドレスを持つと云う
ことがあり得る。こう云う次のアドレスが、ROMの各々
のメモリ位置に対して２進法でインクレメントされる。
ROM 324の各々のメモリ位置にある３番目の情報は、そ
のアドレスに於けるコードの有無を表わす２進値を有す
る。上に述べた１番目の情報によって表わされるデータ
が実際のコード・データを表わす場合、ROMの各々の位
置にある３番目の情報の２進レベルは、コード・ワード
の存在を表わす２進値、例えば２進１である。ROMの位
置データ部分が実際のコードを持っていない場合、その
ROMの位置に割当てられる３番目の情報は、２進０の値
である。ROM 324は各々のメモリ位置に、今述べた３個
の情報の各々を表わすのに十分な数のビットを持ってい
る。
ROM 324の出力母線導体334が、ROMメモリから次のア
ドレス情報を受取る。導体330が２進１のコード検出情
報ビット（並びに２進０の検出コードビット）を受取
る。出力母線導体332が、ROMメモリの所定のアドレスに
あるデータ部分、即ちコード・ワードを受取る。導体33
0が１ビット・コードを受取り、導体332が、コード情報
を表わすｎビット、好ましくは10ビットを受取る。導体
334に印加される次のアドレス・コードは、最初のメモ
リ位置のアドレス、例えば全部ゼロの後に逐次的に続く
メモリ位置のアドレスを持っている。導体334からROMに
送られるアドレスが、レジスタ315から導体322に出力さ
れる１ビットによって完成する。即ち、ROM 324の各々
のメモリ位置のアドレスは、導体322に現れるビットに
よって完成する。この１ビットは、レジスタ306,315に
よって処理される受取った所定のコード・ワードの逐次
的に発生するビットによって形成される。
ROM 324のデータ部分は２種類の情報の内の一方を持
っている。１番目の種類の情報は、ゼロでないコードの
全ての値を表わすコードである。２番目の種類の情報
は、ゼロ・ラン長にある０の２進カウントを表わすコー
ド・ワードである。ROMの全てのメモリ・アドレスが、
所定のメモリ位置のデータ部分に真のコード・ワードを
持っている訳ではない。データ部分に記憶されるコード
は、表Ｉのゼロではない値に対するコード・ワード、表
IIのゼロ・ラン長コード・ワード及び表IIIのマーカ
１、マーカ２及び240コードに対するコード・ワードで
ある。
これまで説明した復号器の動作について説明すると、
符号化信号が変換器300によってビットの直列ストリー
ムに変換され、直列入力／直列出力レジスタ306に印加
され、これが一度に１つのビットずつ、ビットを１ビッ
ト・レジスタ315に印加する。導体316のクロック信号
が、レジスタ320の内容に対するクロック動作と関連し
て、導体322を介してレジスタ315の内容をROM 324にク
ロック作用で送る様にし、こうしてｎビットのROMアド
レスを形成する。導体330の信号は、コードが検出され
たかどうかを表わすコード検出信号である。マーカ１、
マーカ２又はコード検出信号の何れかゞであれば、導体
318のクリア信号がレジスタ320に印加され、これがゼロ
・アドレスをROM 324に供給し、最初のメモリ位置をア
ドレスする。レジスタ306のコードがマーカ・コードの
内の１つを表わす時、マーカ１及びマーカ２信号は高で
ある。ゲート310,312がこう云うマーカ・コードがある
かどうか、レジスタ306の出力を試験する。
レジスタ315が導体322にゼロ出力を持てば、ROM 322
の初期ゼロ・アドレスがアドレスされる。レジスタ320
はクリアされており、レジスタ315はコード・ワードか
らの１ビットだけをROM 324に供給しており、表Ｉ、II
及びIIIの最小コード長は、コード番号１では２である
から、即ち負のゼロでない値（表Ｉ）であるからこのア
ドレスによってはコード・ワードが検出されずROM 324
はコード検出導体330に０を出力し、母線導体334に、RO
M 324の逐次的に次に記憶されるメモリ位置のアドレス
を出力する。この次のアドレスがクロック作用によって
レジスタ320に送込まれる。レジスタ315の出力と共に、
このアドレスが、導体316に次のクロックが出た時の、R
OM 324に対する完全なアドレスを形成する。
導体326,322のビットで構成されるアドレスがコード
・ワードを表わさない場合、ROM 324にある次の別のメ
モリ位置が、導体330にコード検出信号の欠如、即ち、
２進０の値を出力し、母線導体334に次のアドレスを発
生する。コードが検出されるかどうかは所定のアドレス
とレジスタ315の出力との組合せによって、先験的に判
っている。レジスタ315の既知のコード・ビット出力と
組合さる各々の所定のメモリ・アドレスが、コード・ワ
ードを構成すると判断することが出来る。その組合せが
コード・ワードを形成することが判っていれば、その完
全なアドレスが、そのコード・ワードを持っているメモ
リ位置をアドレスする。従って、レジスタ315からの所
定の出力レベルト組合さった、次のアドレスの所定数の
循環サイクルがコード・ワードを表わす。導体316の次
のクロック信号で、導体334にある次のアドレス並びに
レジスタ306からの符号化信号の次のビットが、クロッ
ク作用でROM 324をアドレスする。導体326,322のこう
云うビットの組合せがコード・ワード、例えばゼロの値
又はゼロでない値を表わす場合、ROM 324はコード検出
信号、即ち２進１の値を導体330に出力し、これがレジ
スタ320をクリアし、このアドレスに対応する検出され
たコードの値を表わすｎビット・コード・ワードを母線
導体332に出力する。
導体332のこのｎビット・コード・ワードがレジスタ3
36に印加され、コードが検出されたと仮定すると、導体
330の２進１のコード検出信号がレジスタ336に印加さ
れ、導体332を介して来たコードをラッチして、ゼロで
ない値又はゼロ・ラン長の値の何れが検出されたかに応
じて、導体339又は346に出力する。導体332のｎビット
・コード・ワードは、第５図にROM 200に関連して前に
述べたのと同様に、ゼロでない値又はゼロ・ランの値の
何れが検出されたかを示すビットを持っている。ゼロで
ない値が検出されたと仮定すると、導体330のコード検
出の２進１の値を表わすラッチ信号が、導体332のコー
ドをレジスタ336ラッチし、導体339を介してそのコード
をスイッチ338に印加する。コードは導体330のコード検
出信号によってメモリ340にラッチされる。この信号
は、オア・ゲート342及び導体344を介してメモリ340の
クロック入力に印加される。DPCMループ44からDPCMルー
プ・クロックを受取った時、このコードがメモリ340
（第１図）からクロック作用で送出され、導体43を介し
てループ44に印加される。
導体332の検出コードの最上位ビットが０であれば、
ゼロ・ラン長の値が検出されており、１であれば、ゼロ
でない値が検出されている。ROM 324にあるデータは、
ゼロ・ラン長コード・ワードでは、そのラン長にあるゼ
ロの数の２進表示である。ゼロ・ラン長が検出されゝ
ば、レジスタ336が導体330のコード検出信号によってラ
ッチされ、所定のラン長にあるゼロの数の２進表示カウ
ンタ345にロードする。導体350のクロック信号により、
カウンタ345が減数計数し、導体352の減数計数信号をス
イッチ338に印加する。その時、スイッチ338は導体354
の０を選択し、それらの０をメモリ340に印加する。カ
ウンタ345が所定のラン長にある０の数を減数計数して
いる間、カウンタ340の各々のカウントにより、メモリ3
40に０がロードされる。カウンタ345がカウントの終り
に達すると、カウントの終り（EOC）信号が導体352に印
加され、導体354からの０を遮断する。カウントの終り
（EOC）信号はアンド・ゲート356にも印加される。
アンド・ゲート356はクロック信号で構成された２番
目の入力を持っており、カウンタ345からのカウントの
終わり（EOC）信号を受取ると、クロック信号をオア・
ゲート342に印加する。このゲートの出力により、メモ
リ340はメモリ340に記憶されていた０を出力する。表II
及びIVの任意の範囲にある０の数が、DPCMクロック信号
を受取った時、導体43を介して逆DPCMループに印加され
る。
導体334の次のアドレスが、ROM 324で検出されるコ
ードがなかったことを表わす時には、何時でも導体330
のコード検出信号が低であり、ラッチ信号がレジスタ33
6又はメモリ340に印加されない。この為、レジスタ336
はラッチされず、導体332の情報がスイッチ338又はカウ
ンタ345に印加されない。ROM 324の次のアドレス位置
もコードを持っていない場合、１ビット・レジスタ315
に印加される直列入力信号の次のビットが、ROM 324か
らの次のアドレスに加えられて、ROMの次の位置に対す
る新しいアドレスになる。
例えばレジスタ315から１列の中の２つの０を受取っ
た場合、これは表１からゼロでない値のコード・ワード
を受取ったことを示す。こう云う２つの０が、導体334
に現れる次のアドレスの順序と組合さって、ROMのメモ
リ位置から、コード・ワード00で表わされる−７と云う
値を出力させ、導体330に、コードが検出されたことを
示す。コードが検出されると、検出されたコード・ワー
ドの値、即ち表Ｉの実際のゼロでない値を表わす導体33
2の10ビットの値がROM 324から出力される。レジスタ3
36はラン長及びゼロでない値の２群の情報を持ってい
る。ROM 324によって銅来332に印加されるコードに応
じて、レジスタ336のビットは、ラン長又はゼロでない
値が検出されたかどうかを表わし、そのビットが導体34
6に供給される。導体346のビットは、カウンタ345が導
体336からの符号化されたラン長情報を受取るべきかど
うかを決定する。受取るべきでなければ、スイッチ338
がレジスタ336からのラッチされたコードを直接的にメ
モリ340に印加する。導体352のカウントの終り（EOC）
信号は、カウンタ340が計数する時は２進１であり、カ
ウンタが計数しない時は２進０の値を持っている。カウ
ンタが計数していない時、これはレジスタ336にゼロで
ない値が存在することを意味し、導体352の信号によ
り、レジスタ336はその内容をスイッチ338を介してROM3
40に出力する。
請求の範囲では「値」及び「状態」と云う言葉は、信
号の異なる状態を表わすものである。例えば、「値」又
は「状態」はゼロの値又はゼロでない値を表わし、或い
はラン長の大きさを表わし、例えば異なるゼロ・ラン長
又は非ゼロ・ラン長或いは所定の信号によって表わされ
るその他の状態を表わすことが出来る。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) H03M 7/40 H04N 7/24

Claims (8)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】回線を介して伝送するためにディジタル化
    された信号を可変長のコード・ワードに符号化する符号
    器において、 前記信号中の第１のディジタル値に第１の可変長コード
    ・ワードを割り当てる手段であって、前記第１の可変長
    コード・ワードが第１の組のコード・ワードから選択さ
    れたものであり、前記第１の可変長コード・ワードのコ
    ード・ワード長が実質的に前記信号中の前記第１のディ
    ジタル値の予想発生頻度に従って決定されている手段、 前記信号中の第２のディジタル値に第２の可変長コード
    ・ワードを割り当てる手段であって、前記第２の可変長
    コード・ワードが共通コード・ワード部分を持つ第２の
    組のコード・ワードから選択されたものであり、前記共
    通コード・ワード部分が前記信号中の複数のディジタル
    値の実質的に累積した予想発生頻度に従って決定された
    コード・ワード長を持ち、前記複数のディジタル値が前
    記第２の組のコード・ワード中の対応する可変長コード
    ・ワードを持っている手段、および 前記第１および第２の割り当てられた可変長コード・ワ
    ードを前記回線に出力する手段 を有していることを特徴とする符号器。
  2. 【請求項２】前記共通コード・ワード部分が前記第１の
    組のコード・ワードの所定の範囲の値ん中にある請求項
    １記載の符号器。
  3. 【請求項３】回線を介して伝送するためにでディジタル
    化された信号を可変長のコード・ワードに符号化する方
    法において、 前記信号中の第１のディジタル値に第１の可変長コード
    ・ワードを割り当てる工程であって、前記第１の可変長
    コード・ワードが第１の組のコード・ワードから選択さ
    れたものであり、前記第１の可変長コード・ワードのコ
    ード・ワード長が実質的に前記信号中の前記第１のディ
    ジタル値の予想発生頻度に従って決定される工程、 前記信号中の第２のディジタル値に第２の可変長コード
    ・ワードを割り当てる工程であって、前記第２の可変長
    コード・ワードは共通コード・ワード部分を持つ第２の
    組のコード・ワードから選択され、前記共通コード・ワ
    ード部分は前記信号中の複数のディジタル値の実質的に
    累積した予想発生頻度に従って決定されたコード・ワー
    ド長を持ち、前記複数のディジタル値が前記第２の組の
    コード・ワード中の対応する可変長コード・ワードを持
    っている工程、および 前記第１および第２の割り当てられた可変長コード・ワ
    ードを前記回線に出力する工程 を有していることを特徴とする符号化方法。
  4. 【請求項４】前記の第２の可変長コード・ワードを割り
    当てる工程において、前記共通コード・ワード部分が前
    記第１の組のコード・ワードの所定の範囲の値の中にあ
    る請求項３記載の方法。
  5. 【請求項５】可変長のコード・ワードを含むディジタル
    化された信号を複号する複号器において、 前記信号中の第１の可変長コード・ワードを識別する手
    段であって、前記第１の可変長コード・ワードが第１の
    組のコード・ワードに属するものであり、前記第１の可
    変長コード・ワードのコード・ワード長が実質的に前記
    信号中の前記第１の可変長コード・ワードの予想発生頻
    度に従って決定されている手段、 前記信号中の第２の可変長コード・ワードを識別する手
    段であって、前記第２の可変長コード・ワードが共通コ
    ード・ワード部分を持つ第２の組のコード・ワードに属
    しているものであり、前記共通コード・ワード部分が前
    記信号内での前記第２の複数の可変長コード・ワードの
    実質的に累積した予想発生頻度に従って決定されたコー
    ド・ワード長を有している手段、および 前記識別された第１および第２の可変長コード・ワード
    をディジタル値に変換して出力する手段 を有していることを特徴とする複号器。
  6. 【請求項６】前記共通コード・ワード部分が前記第１の
    組のコード・ワードの所定の範囲の値の中にある請求項
    ５記載の複号器。
  7. 【請求項７】可変長のコード・ワードを含むディジタル
    化された信号を複号する複号方法において、 前記信号中の第１の可変長コード・ワードを識別する工
    程であって、前記第１の可変長コード・ワードが第１の
    組のコード・ワードに属するものであり、前記第１の可
    変長コード・ワードのコード・ワード長が実質的に前記
    信号中の前記第１の可変長コード・ワードの予想発生頻
    度に従って決定されている工程、 前記信号中の第２の可変長コード・ワードを識別する工
    程であって、前記第２の可変長コード・ワードが共通コ
    ード・ワード部分を持つ第２の組のコード・ワードに属
    しているものであり、前記共通コード・ワード部分が前
    記の信号内での前記第２の組の複数の可変長コード・ワ
    ードの実質的に累積した予想発生頻度に従って決定され
    たコード・ワード長を有している工程、および 前記識別された第１および第２の可変長コード・ワード
    をディジタル値に変換して出力する工程 を有していることを特徴とする複号方法。
  8. 【請求項８】前記の第２の可変長コード・ワードを識別
    する工程において、前記共通コード・ワード部分が前記
    第１の組のコード・ワードの所定の範囲の値の中にある
    請求項７記載の複号方法。
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