JP2968112B2

JP2968112B2 - 符号変換方法

Info

Publication number: JP2968112B2
Application number: JP34615991A
Authority: JP
Inventors: 潤土田; 秀樹平
Original assignee: PII EFU YUU KK
Current assignee: PII EFU YUU KK
Priority date: 1991-12-27
Filing date: 1991-12-27
Publication date: 1999-10-25
Anticipated expiration: 2014-10-25
Also published as: JPH05183443A

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、画像データの伝送に用
いられるハフマン符号などの可変長符号の符号化／復号
化に有用なルックアップテーブルを用いた符号変換方法
に関する。

【０００２】

【従来の技術】ハフマン符号は、発生確率の高いデータ
に短い符号を割り当て、発生確率の低いデータほどその
データに長い符号を割り当てることにより、データ圧縮
を行う可変長符号の一種である。ハフマン符号で符号化
されたデータを通常の固定長符号に復号化する場合、一
般にルックアップテーブルを用いた符号変換方法がとら
れる。この場合、可変長符号中の最大符号長に満たない
符号は全て最大符号長と同じ長さの固定長符号として扱
われる。その値は、テーブルを参照するポインタとして
用いられる。

【０００３】テーブルには入力可変長符号に対応する出
力符号が設定されており、ポインタにより参照された出
力符号が復号値として取り出される。図１１にハフマン
符号の例を示す。図において、画像データ０〜８は、ド
ットの濃度レベルあるいは白ランや黒ランの長さを示す
データであり、たとえば１バイトで表される。

【０００４】これらの画像データ０〜８に対してハフマ
ン符号長２〜６のハフマン符号列が対応づけられてお
り、画像データは、データ圧縮時に画像データとハフマ
ン符号とを対応づけたルックアップテーブルを用いたハ
フマン符号に変換される。

【０００５】またハフマン符号で符号化されたデータを
復号化する場合には、図１１のハフマン符号を最大符号
長の６ビットで固定長化したデータをポインタにしてル
ックアップテーブルを参照し、対応する復号値に変換す
る。

【０００６】図１１のハフマン符号を６ビットに固定長
符号化するには、６ビット未満のハフマン符号（ハフマ
ン符号長２〜５）の下位に不足分のビットを補えばよ
い。この下位に補うビットの値は任意（あるいは不定）
である。しかしそのため復号化用のルックアップテーブ
ルには、エントリ数が２⁶必要となり、著しく冗長にな
る。またルックアップテーブルを階層構造化して最適な
テーブルを構成しても、固定化されたテーブルの場合に
は、別の符号列をもつデータに対してその効果を期待す
ることはできなかった。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】ルックアップテーブル
を用いて可変長符号を復号化する場合のように、有効な
符号値が符号空間内に疎に分布している符号系の入力符
号を他の符号系の符号に変換する場合には、ルックアッ
プテーブルの構成が冗長になり、テーブルを格納するた
めに大きなメモリスペースが必要になるという問題があ
った。またルックアップテーブルを圧縮するためにたと
えば階層化を行ったとしても、固定的に決められたテー
ブルではそれ以外の符号列による圧縮データを適用した
場合には最大の効果が期待できないという問題があっ
た。それは圧縮データにより、ルックアップテーブルが
固有となる確率が高いためである。

【０００８】本発明は、有効な符号値が符号空間内で疎
に分布している入力符号を他の符号系の出力符号に変換
するために用いるルックアップテーブルのサイズを削減
できるルックアップテーブル生成アルゴリズムをもつ符
号変換方法を提供することを目的としている。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明は、有効符号値が
疎に分布する第１の符号系の入力符号を他の第２の符号
系の符号に変換するためのルックアップテーブルを、空
間圧縮用の第１ルックアップテーブルでは、入力符号の
上位ビットの値の列を、より密な識別符号の列に置換
し、第２のルックアップテーブルでは、第１のルックア
ップテーブルから得られる識別符号と入力符号の下位ビ
ットの値との組み合わせの値を第２の符号系の対応する
符号（復号値）に変換するようにして、ルックアップテ
ーブルの全体のサイズの圧縮を図るものである。

【００１０】図１は、例示的方法で示した本発明の原理
説明図である。ここでは、最大符号長がｎビットの可変
長符号の入力データを復号化する際の符号変換の例が示
される。

【００１１】図において、１は、符号参照制御部であ
り、ルックアップテーブルを参照して符号／復号化を行
うプログラムをＣＰＵが実行することにより実現され
る。

【００１２】２は、ソースデータメモリであり、最大符
号長ｎビットの可変長符号が符号化されたデータ圧縮形
式のソースデータ、たとえば画像データが格納されてい
る。３は、空間圧縮用の第１のルックアップテーブルで
あり、ｍをｎ−１＞ｍ＞１なる整数とし（ｍがｎ，ｎ−
１，１，０の各値の場合にはテーブルの圧縮効果はな
い）、最大符号長ｎビットの可変長符号を左寄せしてｎ
ビットに固定長符号化したときの上位ｎ−ｍビットの値
をポインタとして参照される。参照されるテーブルのエ
ントリには上位ｎ−ｍビットの値を識別する符号が設定
されている。この識別符号は、上位ｎ−ｍビットの値の
個数を識別可能なビット値のｎ−ｍ＞ｋなるｋビットで
表される。つまり入力のｎ−ｍビットの疎な符号空間
は、テーブルでｋビットの密な符号空間に圧縮される。

【００１３】４は、符号変換用の第２のルックアップテ
ーブルであり、第１のルックアップテーブルから出力さ
れるｋビットの識別符号と、固定長符号化された可変長
符号の下位ｍビットとの組み合わせをポインタとして参
照され、可変長符号に対応する第２の符号系の符号を出
力する。

【００１４】５は、ディスティネーションデータメモリ
であり、第２のルックアップテーブルから出力された変
換結果の復号化データが格納される。

【００１５】

【作用】図２に示す具体例を用いて本発明の作用を説明
する。図２の例は、入力符号の最大符号長が１６ビット
で有効符号数が２⁸（２５６）個であるような可変長符
号系の入力符号を符号変換するためのものである。ここ
では、図１のｎ，ｍ，ｋの値は、ｎ＝１６，ｍ＝４，ｋ
＝８となる。

【００１６】入力符号の１６ビットは上位１２ビットと
下位４ビットに分割され、第１のルックアップテーブル
３は、上位１２ビットの値を８ビットの識別符号に変換
する。第２のルックアップテーブル４は、８ビットの識
別符号と入力符号の下位４ビットとにより参照される。

【００１７】図３に示すように第２のルックアップテー
ブル４は、８ビットの識別符号対応に領域をもち、さら
に各領域は入力符号の下位４ビットで１６ワードに分割
されている（１ワードはテーブルの１エントリに対
応）。ただし１２ビット長以下の入力符号については、
下位４ビットが不定となるので、領域内分割は不要であ
る。

【００１８】このような構成により、第１のルックアッ
プテーブル３と第２のルックアップテーブル４に要する
メモリスペースは２¹²＋２¹²＝２¹³ワードとなり、従来
の方法では２¹⁶ワードが必要となるから、この本発明の
例ではメモリスペースを８７．５％削減できたことにな
る。またこの時に構成されるテーブルは、図８及び図９
に示すフローにより生成される。これによりハフマン符
号列に依存しないコンパクトサイズのテーブルが常に構
成されることができ、最大の効率性が期待できる。

【００１９】

【実施例】次に、本発明の実施例を説明する。はじめ
に、図４を用いて最小サイズのルックアップテーブルの
設計方法を説明する。図４において、３は第１のルック
アップテーブル、４は第２のルックアップテーブル、ｚ
は入力可変長符号の最大符号長、ｙは分割したｚの上位
ビット数、ｚ−ｙは分割したｚの下位ビット数、ｘは識
別符号のビット数を表す。

【００２０】ｚは入力可変長符号の符号系によりきまる
値で、ここではｚ＝１６ビットとする。またｘは入力可
変長符号の符号系における有効符号数できまる値で、こ
こではｘ＝８ビットとする。

【００２１】第１と第２のルックアップテーブルの合計
のサイズをＦ（ｘ，ｙ，ｚ）で表すと、Ｆ（ｘ，ｙ，ｚ）＝２^y＋２^z-y+x ｚ＝１６，ｘ＝８からＦ（ｙ）＝２^y＋２^24-y ・・・・・
となる。

【００２２】このＦ（ｙ）を最小にするｙの値を求める
ため、式をｙで微分すると、

【００２３】

【数１】

【００２４】となる。式を最小にするには、右辺の括
弧内を０にすればよい。よって、２^y−２^24-y ＝０ｙ＝２４−ｙｙ＝１２が得られる。これにより、ｚの１６ビットを１２ビット
と４ビットに分割するのが最適値とする。しかし実際に
は、バス転送効率やメモリアクセス効率なども考慮する
必要があるため、使用される装置のシステムバス幅やメ
モリ素子のワード幅などにより、上記の最適値から若干
ずらしてもよい。

【００２５】次に、本発明実施例による第１と第２のル
ックアップテーブルの例を示す。簡単化のため、最大符
号長が６ビットのハフマン符号列が上位４ビットと下位
２ビットに分割される場合について説明する。

【００２６】図５は、画像データと、ハフマン符号列、
ハフマン符号長、第１のルックアップテーブルに設定さ
れる識別符号の値ＩＤとの対応を示す。ハフマン符号列
の上位４ビット（点線の左側）の値が異なるごとに、１
から始まる順序数がＩＤに割り付けられる。ＩＤ数は８
個でよいため、出力の識別符号は３ビットとなる。

【００２７】図６に第１のルックアップテーブル３と第
２のルックアップテーブル４の構成を示す。第１のルッ
クアップテーブル３には、ハフマン符号の上位４ビット
の値と対応するＩＤが設定されている。なおハフマン符
号長が４ビット未満のハフマン符号については、不足ビ
ットの値が不定となるので同一ＩＤが重複設定される。

【００２８】第２のルックアップテーブル４には、ＩＤ
の３ビットとハフマン符号の下位２ビットの値に対応す
る復号値、つまり図５のハフマン符号列に対応する画像
データの値が設定されている。なおハフマン符号長が４
ビット未満のハフマン符号のＩＤについては、ハフマン
符号の下位２ビットの値００〜１１に対して同一復号値
が設定される。

【００２９】次に、図７に示すように、最大符号長１６
ビットのハフマン符号列をｍビットと１６−ｍビットに
分割し、識別符号が８ビットの場合の第１のルックアッ
プテーブル３と第２のルックアップテーブル４のそれぞ
れのテーブル作成処理のフローを、図８と図９に示す。

【００３０】図８の第１のルックアップテーブル作成処
理のフローにおいて、（１）で最初に設定するＩＤを１
とし、（２）で最初のハフマン符号とＳｉｚｅ（ハフマ
ン符号長）をロードする。（３）でＳｉｚｅがｍビット
以上あれば、（４）でｎ＝０とし、Ｓｉｚｅがｍビット
未満ならば（５）でｎ＝１２−Ｓｉｚｅとする。次に
（４）あるいは（５）のｎを用いて、（６）でメモリの
連続する２ⁿ個のアドレスにＩＤを２ⁿ回書き込む。
（７）で次のハフマン符号とＳｉｚｅをロードし、
（８）でＳｉｚｅが０かどうかを判定して０ならば終了
し、０以外ならば（９）を実行する。（９）ではハフマ
ン符号の上位ｍビットが以前に設定済みかどうかを判定
し、設定済みならば（１０）でＩＤ＝ＩＤ＋１にして
（３）に戻り、設定済みであれば（７）に戻り次のハフ
マン符号とＳｉｚｅをロードし、同様な処理を繰り返
す。

【００３１】次に図９第２のルックアップテーブル作成
処理のフローを説明する。まず（１１）で最初のハフマ
ン符号とＳｉｚｅをロードする。（１２）でＳｉｚｅ＝
０かどうかを判定し、Ｓｉｚｅが０ならば終了し、０以
外ならば（１３）でＳｉｚｅ≧ｍかどうかを判定する。
Ｓｉｚｅがｍ以上ならば（１４）でｎ＝１６−Ｓｉｚｅ
とし、Ｓｉｚｅがｎ未満ならば（１５）でｎ＝１６−ｍ
とする。次にこれらのｎを用いて（１６）で復号値を２
ⁿ回メモリの連続アドレスに書き込む。そして（１７）
で次のハフマン符号とＳｉｚｅをロードし、（１２）に
戻って同様な処理を繰り返す。

【００３２】図１０は、このようにして作成された第１
と第２のルックアップテーブルを用いて最大符号長が１
６ビットのハフマン符号データを復号化する際のテーブ
ルアクセス処理のフローである。またｍ＝１２とする。

【００３３】まず（１８）でハフマン符号をロードす
る。（１９）でハフマン符号の上位１２ビットを用いて
第１のルックアップテーブルを参照し、該当するＩＤを
読み出す。（２０）ではＩＤを左に４ビットシフトし、
（２１）で、シフトされたＩＤとハフマン符号の下位４
ビット（１６−ｍ＝４）とを加算する。この加算結果の
コードを用いて、（２２）で第２のルックアップテーブ
ルを参照し、該当する復号値を読み出す。

【００３４】

【発明の効果】本発明によれば、可変長符号のような符
号値が疎に分布する符号系を符号変換する場合に、従来
にくらべてルックアップテーブルのサイズを大幅に圧縮
することができるので，たとえばハフマン符号化された
画像データの場合，その符号化データに最適なハフマン
テーブルを付加して少ないデータ量で媒体に格納し，様
々なシステム間でデータを持ち回ることが可能になるな
ど，メモリ資源の有効利用化とコストの低減とを図るこ
とができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図である。

【図２】本発明の作用を説明するルックアップテーブル
の例の説明図である。

【図３】第２のルックアップテーブルの構成説明図であ
る。

【図４】本発明実施例によるルックアップテーブルの設
計方法の説明図である。

【図５】本発明実施例による用いるハフマン符号列の例
の説明図である。

【図６】本発明実施例によるルックアップテーブルの構
成例説明図である。

【図７】本発明実施例のルックアップテーブル処理説明
図である。

【図８】本発明実施例による第１のルックアップテーブ
ルの作成処理のフロー図である。

【図９】本発明実施例による第２のルックアップテーブ
ルの作成処理のフロー図である。

【図１０】本発明実施例によるルックアップテーブルア
クセス処理のフロー図である。

【図１１】ハフマン符号の例の説明図である。

【符号の説明】

１符号参照制御部２ソースデータメモリ３第１のルックアップテーブル４第２のルックアップテーブル５ディスティネーションデータメモリ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献特開平２−233023（ＪＰ，Ａ) 特開平４−192744（ＪＰ，Ａ) 特開平３−145223（ＪＰ，Ａ)

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】第１と第２の２つのルックアップテーブ
ルを用いて、有効な符号値が疎に分布している可変長の
第１の符号系の入力符号を他の異なる第２の符号系の対
応する出力符号に変換する符号変換方法であって、第１の符号系の入力符号の最大ビット長をｎとし、該最
大ビット長ｎを上位と下位に分割して、ｍをｎ−１＞ｍ
＞１なる値の下位のビット長とし、またｋを第１の符号
系における有効符号数により定まるｎ−ｍ＞ｋなる値と
して、上記ｍの値は，ｎおよびｋの値に対して、第１と
第２のルックアップテーブルの合計サイズが最小となる
ように決定し，第１の符号系の符号を入力し，その符号の上位ｎ−ｍビ
ットの値の異なるものが現れるたびに異なるｋビットの
識別符号を設定して符号の上位ｎ−ｍビットを識別符号
に変換する第１のルックアップテーブルを生成し，次に第１の符号系の符号の下位ｍビットと第１のルック
アップテーブルから得られるｋビットの識別符号とを組
み合わせた値を第２の符号系の対応する符号に変換する
第２のルックアップテーブルを生成し、第１の符号系の入力符号を上位ｎ−ｍビットと下位ｍビ
ットに分割し、上記生成した第１および第２のルックア
ップテーブルをそれぞれ参照して第２の符号系の出力符
号に変換することを特徴とする符号変換方法。
【請求項２】請求項１において、第１の符号系の入力
符号は、可変長符号であり、符号長が最大符号長未満の
符号は、その最上位ビットを最大符号長の符号の最上位
ビットに対応させて固定長符号化して取り扱われること
を特徴とする符号変換方法。