JP2999561B2 - データ圧縮及び復元装置 - Google Patents
データ圧縮及び復元装置Info
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ユニバーサル符号の一
種である増分分解型の改良として知られたＬＺＷ符号に
よるデータ圧縮及び復元装置に関し、特に、符号化時に
可変長ＬＺＷ符号を固定長符号にパッキングすると共
に、復元時に固定長符号を可変長ＬＺＷ符号にアンパッ
キングするデータ圧縮及び復元装置に関する。
種である増分分解型の改良として知られたＬＺＷ符号に
よるデータ圧縮及び復元装置に関し、特に、符号化時に
可変長ＬＺＷ符号を固定長符号にパッキングすると共
に、復元時に固定長符号を可変長ＬＺＷ符号にアンパッ
キングするデータ圧縮及び復元装置に関する。
【０００２】近年、文字コ−ド、ベクトル情報、画像な
ど様々な種類のデ−タがコンピュ−タで扱われるように
なっており、扱われるデ−タ量も急速に増加してきてい
る。大量のデ−タを扱うときは、デ−タの中の冗長な部
分を省いてデ−タ量を圧縮することで、記憶容量を減ら
したり、速く伝送したりできるようになる。このように
様々なデ−タを１つの方式でデ−タ圧縮できる方法とし
てユニバ−サル符号化が提案されている。
ど様々な種類のデ−タがコンピュ−タで扱われるように
なっており、扱われるデ−タ量も急速に増加してきてい
る。大量のデ−タを扱うときは、デ−タの中の冗長な部
分を省いてデ−タ量を圧縮することで、記憶容量を減ら
したり、速く伝送したりできるようになる。このように
様々なデ−タを１つの方式でデ−タ圧縮できる方法とし
てユニバ−サル符号化が提案されている。
【０００３】ここで、本発明の分野は、文字コ−ドの圧
縮に限らず、様々なデ−タに適用できるが、以下では、
情報理論で用いられている呼称を踏襲し、デ−タの１ワ
ード単位を文字と呼び、デ−タが任意ワードつながった
ものを文字列と呼ぶことにする。ユニバ−サル符号の代
表的な方法として、ジブ−レンペル（Ziv-Lempel）符号
がある（詳しくは、例えば宗像「Ziv-Lempelのデ−タ圧
縮法」、情報処理、Vol.26,No.1,1985年を参照のこ
と）。
縮に限らず、様々なデ−タに適用できるが、以下では、
情報理論で用いられている呼称を踏襲し、デ−タの１ワ
ード単位を文字と呼び、デ−タが任意ワードつながった
ものを文字列と呼ぶことにする。ユニバ−サル符号の代
表的な方法として、ジブ−レンペル（Ziv-Lempel）符号
がある（詳しくは、例えば宗像「Ziv-Lempelのデ−タ圧
縮法」、情報処理、Vol.26,No.1,1985年を参照のこ
と）。
【０００４】Ziv-Lempel符号では (1) ユニバ−サル型と、 (2) 増分分解型（Incremental parsing ） の２つのアルゴリズムが提案されている。 更に、ユニバ−サル型アルゴリズムの改良として、ＬＺ
ＳＳ符号がある（T.C.Bell, “Better OPM/L Text Comp
ression ”,IEEE Trans. on Commun.,Vol.COM-34,No.1
2,Dec. 1986参照）。
ＳＳ符号がある（T.C.Bell, “Better OPM/L Text Comp
ression ”,IEEE Trans. on Commun.,Vol.COM-34,No.1
2,Dec. 1986参照）。
【０００５】また、増分分解型アルゴリズムの改良とし
ては、ＬＺＷ（Lempel-Ziv-Welch）符号がある（T.A.We
lch,“A Technique for High-Performance Data Compre
ssion ”,Computer,June 1984 参照）。これらの符号の
内、高速処理ができることと、アルゴリズムの簡単さか
らＬＺＷ符号が記憶装置のファイル圧縮などで使われる
ようになっている。
ては、ＬＺＷ（Lempel-Ziv-Welch）符号がある（T.A.We
lch,“A Technique for High-Performance Data Compre
ssion ”,Computer,June 1984 参照）。これらの符号の
内、高速処理ができることと、アルゴリズムの簡単さか
らＬＺＷ符号が記憶装置のファイル圧縮などで使われる
ようになっている。
【０００６】
【従来の技術】従来のＬＺＷ符号の符号化アルゴリズム
のフローチャートを図１３に示し、また復号化アルゴリ
ズムのフローチャートを図１４に示す。まずＬＺＷ符号
化は、書き替え可能な辞書を持ち、入力文字列の中を相
異なる文字列に分け、この文字列を出現した順に番号を
付けて辞書に登録すると共に、現在入力している文字列
を辞書に登録してある最長一致文字列の参照番号だけで
表して符号化するものである。
のフローチャートを図１３に示し、また復号化アルゴリ
ズムのフローチャートを図１４に示す。まずＬＺＷ符号
化は、書き替え可能な辞書を持ち、入力文字列の中を相
異なる文字列に分け、この文字列を出現した順に番号を
付けて辞書に登録すると共に、現在入力している文字列
を辞書に登録してある最長一致文字列の参照番号だけで
表して符号化するものである。
【０００７】図１５にＬＺＷ符号化の具体例を示し、ま
た図１７にＬＺＷ復号化の具体例を示し、さらに図１６
に符号化と復号化で使用される辞書の内容を示す。尚、
図１５，１６，１７にあっては、説明を簡単にするため
ａｂｃの３文字の組合せからなる文字列を圧縮、復元す
る場合を例にとっている。まず第１３図のＬＺＷ符号化
の処理を説明すると次のようになる。
た図１７にＬＺＷ復号化の具体例を示し、さらに図１６
に符号化と復号化で使用される辞書の内容を示す。尚、
図１５，１６，１７にあっては、説明を簡単にするため
ａｂｃの３文字の組合せからなる文字列を圧縮、復元す
る場合を例にとっている。まず第１３図のＬＺＷ符号化
の処理を説明すると次のようになる。
【０００８】ステップＳ１（以下、「ステップ」を省
略）：予め全文字につき１文字からなる文字列を初期値
として登録してから符号化を始める。Ｓ１の符号化は入
力した最初の文字Ｋにより辞書を検索して参照番号ωを
求め、これを語頭文字列（prefix string ）とする。Ｓ
２：入力デ−タの次の文字Ｋを読み込む。
略）：予め全文字につき１文字からなる文字列を初期値
として登録してから符号化を始める。Ｓ１の符号化は入
力した最初の文字Ｋにより辞書を検索して参照番号ωを
求め、これを語頭文字列（prefix string ）とする。Ｓ
２：入力デ−タの次の文字Ｋを読み込む。
【０００９】Ｓ３：文字入力が終了したか否かをチェッ
クする。Ｓ４：Ｓ１で求めた語頭文字列ωにＳ２で読み
込んだ文字Ｋを加えた（ωＫ）が辞書にあるか否か探
す。Ｓ５：もし、Ｓ４で文字列（ωＫ）が辞書にあれ
ば、Ｓ５で文字列（ωＫ）を参照番号ωに置き換え、再
びＳ２に戻って文字列（ωＫ）が辞書から探せなくなる
まで最大一致長の探索を続ける。
クする。Ｓ４：Ｓ１で求めた語頭文字列ωにＳ２で読み
込んだ文字Ｋを加えた（ωＫ）が辞書にあるか否か探
す。Ｓ５：もし、Ｓ４で文字列（ωＫ）が辞書にあれ
ば、Ｓ５で文字列（ωＫ）を参照番号ωに置き換え、再
びＳ２に戻って文字列（ωＫ）が辞書から探せなくなる
まで最大一致長の探索を続ける。
【００１０】Ｓ６：もし、Ｓ４で文字列（ωＫ）が辞書
になければ、Ｓ６に進んでＳ１で求めた文字Ｋの参照番
号ωを符号語code（ω）として出力し、また文字列（ω
Ｋ）に新たな参照番号を付加して辞書に登録し、更にＳ
２の入力文字Ｋを参照番号ωに置き換えると共に、辞書
アドレスｎをインクリメントしてＳ２に戻って次の文字
Ｋを読み込む。
になければ、Ｓ６に進んでＳ１で求めた文字Ｋの参照番
号ωを符号語code（ω）として出力し、また文字列（ω
Ｋ）に新たな参照番号を付加して辞書に登録し、更にＳ
２の入力文字Ｋを参照番号ωに置き換えると共に、辞書
アドレスｎをインクリメントしてＳ２に戻って次の文字
Ｋを読み込む。
【００１１】図１５及び図１６を参照して具体的に説明
すると次のようになる。まず図１５の入力データinput
は左から右へと読む。最初の文字ａを入力した時、辞書
には文字ａの他に一致する文字列がないので、OUTPUT C
ODE １（参照番号ω）を符号語して出力する。そして文
字ａを語頭文字列ωとする。次に２番目の文字ｂを入力
したとすると、この入力文字を語頭文字列ωに加えた拡
張文字列ωＫ＝ａｂは辞書にないことから、文字ｂのOU
TPUT CODE ２を符号語として出力する。そして、拡張文
字列ωＫ＝ａｂに参照番号４を付けて辞書に登録する。
実際の辞書登録は図１６の右側に示すように文字列１ｂ
として登録される。そして文字ｂが語頭文字列ωとな
る。
すると次のようになる。まず図１５の入力データinput
は左から右へと読む。最初の文字ａを入力した時、辞書
には文字ａの他に一致する文字列がないので、OUTPUT C
ODE １（参照番号ω）を符号語して出力する。そして文
字ａを語頭文字列ωとする。次に２番目の文字ｂを入力
したとすると、この入力文字を語頭文字列ωに加えた拡
張文字列ωＫ＝ａｂは辞書にないことから、文字ｂのOU
TPUT CODE ２を符号語として出力する。そして、拡張文
字列ωＫ＝ａｂに参照番号４を付けて辞書に登録する。
実際の辞書登録は図１６の右側に示すように文字列１ｂ
として登録される。そして文字ｂが語頭文字列ωとな
る。
【００１２】続いて３番目の文字ａを入力したとする
と、文字ａに語頭文字列ωを加えた拡張文字列ωＫ＝ｂ
ａ＝２ａは辞書にないことから、文字ｂのOUTPIT CODE
2 を符号語として出力した後、拡張文字列ωＫ＝ｂａを
２ａで表わし、参照番号５を付けて辞書に登録する。そ
して文字ａが新たな語頭文字列ωとなる。４番目の入力
文字ｂについては拡張文字列ωＫ＝ａｂは１ｂの符号語
４として既に辞書に登録されているので、文字列ωＫを
新たな語頭文字列ωとし、５番目の文字ｃを入力して拡
張文字列ωＫ＝４ｃ＝ａｂｃを作る。この拡張文字列ω
Ｋ＝ａｂｃは辞書に登録されていないことから、文字列
ａｂ＝１ｂのOUTPUT CODE 4 を符号語として出力し、拡
張文字列ωＫ＝ａｂｃを辞書に４ｃの形で符号語６とし
て登録する。以下同様に、この処理を続ける。
と、文字ａに語頭文字列ωを加えた拡張文字列ωＫ＝ｂ
ａ＝２ａは辞書にないことから、文字ｂのOUTPIT CODE
2 を符号語として出力した後、拡張文字列ωＫ＝ｂａを
２ａで表わし、参照番号５を付けて辞書に登録する。そ
して文字ａが新たな語頭文字列ωとなる。４番目の入力
文字ｂについては拡張文字列ωＫ＝ａｂは１ｂの符号語
４として既に辞書に登録されているので、文字列ωＫを
新たな語頭文字列ωとし、５番目の文字ｃを入力して拡
張文字列ωＫ＝４ｃ＝ａｂｃを作る。この拡張文字列ω
Ｋ＝ａｂｃは辞書に登録されていないことから、文字列
ａｂ＝１ｂのOUTPUT CODE 4 を符号語として出力し、拡
張文字列ωＫ＝ａｂｃを辞書に４ｃの形で符号語６とし
て登録する。以下同様に、この処理を続ける。
【００１３】次に図１４の復号化処理を説明する。この
復号化では、符号化と同様に予め辞書に全文字につき一
文字からなる文字列を初期値として登録してから復号を
始める。Ｓ１：最初の符号CODEを読み込み参照番号ωを
復号する。現在の参照番号ωをOLD ωとし、最初の符号
は既に辞書に登録された一文字の参照番号いずれかに該
当することから、入力参照番号ωに一致する文字Ｄ
（Ｋ）を探し出し、文字Ｋを出力する。尚、出力した文
字Ｋは後の例外処理のためFINchar にセットしておく。
復号化では、符号化と同様に予め辞書に全文字につき一
文字からなる文字列を初期値として登録してから復号を
始める。Ｓ１：最初の符号CODEを読み込み参照番号ωを
復号する。現在の参照番号ωをOLD ωとし、最初の符号
は既に辞書に登録された一文字の参照番号いずれかに該
当することから、入力参照番号ωに一致する文字Ｄ
（Ｋ）を探し出し、文字Ｋを出力する。尚、出力した文
字Ｋは後の例外処理のためFINchar にセットしておく。
【００１４】Ｓ２：次の符号CODEを読み込む。Ｓ３：新
たな符号があるか否か、即ち符号入力の終了の有無をチ
ェックする。Ｓ４：読み込んだ符号CODEから参照番号ω
を復号し、ＩＮωとしてセットする。Ｓ５：Ｓ４で入力
された符号CODEが辞書に登録されているか否（ω≧ｎ）
かチェックする。
たな符号があるか否か、即ち符号入力の終了の有無をチ
ェックする。Ｓ４：読み込んだ符号CODEから参照番号ω
を復号し、ＩＮωとしてセットする。Ｓ５：Ｓ４で入力
された符号CODEが辞書に登録されているか否（ω≧ｎ）
かチェックする。
【００１５】Ｓ６：通常、入力した符号語は前回までの
処理で辞書に登録されているため、Ｓ６に進んで参照番
号ωに対応する文字列Ｄ（ω´Ｋ）を辞書から読み出
す。Ｓ７：文字列Ｋを一時的にスタックし、参照番号ω
´を新たなωとして再度Ｓ６に戻り、このＳ６の手順を
再帰的に参照番号ωが１文字に至まで繰り返す。Ｓ８：
Ｓ７でスタックした文字をＬＩＬＯ（Last InFast Ou
t）形式でポップアップして出力する。同時に、前回使
った参照番号OLD ωと今回復元した文字列の最初の一文
字Ｋを組（OLD ω，Ｋ）と表した文字列に、新たな参照
番号ｎを付加して辞書に登録する。
処理で辞書に登録されているため、Ｓ６に進んで参照番
号ωに対応する文字列Ｄ（ω´Ｋ）を辞書から読み出
す。Ｓ７：文字列Ｋを一時的にスタックし、参照番号ω
´を新たなωとして再度Ｓ６に戻り、このＳ６の手順を
再帰的に参照番号ωが１文字に至まで繰り返す。Ｓ８：
Ｓ７でスタックした文字をＬＩＬＯ（Last InFast Ou
t）形式でポップアップして出力する。同時に、前回使
った参照番号OLD ωと今回復元した文字列の最初の一文
字Ｋを組（OLD ω，Ｋ）と表した文字列に、新たな参照
番号ｎを付加して辞書に登録する。
【００１６】このＬＺＷ復号処理を図１７について具体
的に説明すると次のようになる。まず最初の入力符号は
１であり、１文字ａ，ｂ，ｃについては既に参照番号
１，２，３として第１表に示すように辞書に登録されて
いるため、辞書の参照により符号１に一致する参照番号
の文字列ａに置き換えて出力する。次の符号２について
も同様にして文字ｂに置き換えて出力する。このとき前
回処理した符号と今回復号した最初の一文字ｂとを組み
合わせた（１ｂ）に新たな参照番号４を付加して辞書に
登録する。
的に説明すると次のようになる。まず最初の入力符号は
１であり、１文字ａ，ｂ，ｃについては既に参照番号
１，２，３として第１表に示すように辞書に登録されて
いるため、辞書の参照により符号１に一致する参照番号
の文字列ａに置き換えて出力する。次の符号２について
も同様にして文字ｂに置き換えて出力する。このとき前
回処理した符号と今回復号した最初の一文字ｂとを組み
合わせた（１ｂ）に新たな参照番号４を付加して辞書に
登録する。
【００１７】３番目の符号４は辞書の探索により１ｂか
らａｂと置き換えて文字列ａｂを出力する。同時に前回
処理した符号２と今回復号した文字列の１番目の文字ａ
との組合せた文字列２ａ（＝ｂａ）を新たな参照番号５
を付加して辞書に登録する。以下同様に、この処理を繰
り返す。図１７の復号化では次の例外処理がある。
らａｂと置き換えて文字列ａｂを出力する。同時に前回
処理した符号２と今回復号した文字列の１番目の文字ａ
との組合せた文字列２ａ（＝ｂａ）を新たな参照番号５
を付加して辞書に登録する。以下同様に、この処理を繰
り返す。図１７の復号化では次の例外処理がある。
【００１８】この例外処理は、第６番目の入力符号８の
復号で生ずる。符号８は復号時に辞書に定義されておら
ず、復号できない。この場合には、前回処理した符号５
に前回復号した文字列ｂａの最初の一文字ｂを加えた文
字列５ｂを求め、更に２ａｂ，ｂａｂと置き換えられて
出力される。そして、文字列の出力語に前回の符号語５
に今回復号した文字列の文字ｂを加えた文字列５ｂに参
照番号８を付加して辞書に登録する。
復号で生ずる。符号８は復号時に辞書に定義されておら
ず、復号できない。この場合には、前回処理した符号５
に前回復号した文字列ｂａの最初の一文字ｂを加えた文
字列５ｂを求め、更に２ａｂ，ｂａｂと置き換えられて
出力される。そして、文字列の出力語に前回の符号語５
に今回復号した文字列の文字ｂを加えた文字列５ｂに参
照番号８を付加して辞書に登録する。
【００１９】この例外処理は図１４の復号化処理フロ−
のＳ５，Ｓ９の処理を通じて行なわれ、最終的にＳ８で
文字列の出力と新たな文字列に参照番号を付加した辞書
への登録が行なわれる。尚、図１３及び図１４の符号化
処理と復号化処理は、同じ辞書を作り出しながら行な
う。
のＳ５，Ｓ９の処理を通じて行なわれ、最終的にＳ８で
文字列の出力と新たな文字列に参照番号を付加した辞書
への登録が行なわれる。尚、図１３及び図１４の符号化
処理と復号化処理は、同じ辞書を作り出しながら行な
う。
【００２０】
【発明が解決しようとする課題】このような従来のＬＺ
Ｗ符号化及び復号化のアルゴリズムを実際に計算機上に
インクリメントする場合には、更に圧縮率を向上させる
ために、参照番号をそれが必要な最小のビット数を使っ
て可変長表現し、複数の参照番号を１次元的につなげた
形で表現する。
Ｗ符号化及び復号化のアルゴリズムを実際に計算機上に
インクリメントする場合には、更に圧縮率を向上させる
ために、参照番号をそれが必要な最小のビット数を使っ
て可変長表現し、複数の参照番号を１次元的につなげた
形で表現する。
【００２１】即ち、図１６のようにａ，ｂ，ｃの３文字
が参照番号１，２，３によって辞書に登録されている場
合、この３文字は最低２ビットあれば区別できる。同様
に辞書に登録が行われると、辞書の参照番号４から７ま
では３ビット、参照番号８からは４ビットで表現でき
る。このように辞書の登録されている大きさ（順番）に
応じて参照番号を可変長に表現することにより、１つの
参照番号を参照番号の登録が許される参照番号の最大値
を表現するビット数の固定長で最初から表現しなくても
よい。
が参照番号１，２，３によって辞書に登録されている場
合、この３文字は最低２ビットあれば区別できる。同様
に辞書に登録が行われると、辞書の参照番号４から７ま
では３ビット、参照番号８からは４ビットで表現でき
る。このように辞書の登録されている大きさ（順番）に
応じて参照番号を可変長に表現することにより、１つの
参照番号を参照番号の登録が許される参照番号の最大値
を表現するビット数の固定長で最初から表現しなくても
よい。
【００２２】このような参照番号の可変長表現を使用す
ることにより、高い圧縮率が得られる。勿論、復号化で
も辞書は同じに登録されていくため、参照番号のビット
数がわかれば１次元的に続く０，１の何ビットが１つの
参照番号を表現しているか区別することができる。ま
た、１次元的に表現するというは、計算機はデ―タ長
（データ幅）が一般的には８ビットを１バイトとする固
定長データが普通であるので、１次元的な０，１のデ―
タ列を８ビットを１バイトとしてパッキングして複数バ
イトで表現することを意味する。
ることにより、高い圧縮率が得られる。勿論、復号化で
も辞書は同じに登録されていくため、参照番号のビット
数がわかれば１次元的に続く０，１の何ビットが１つの
参照番号を表現しているか区別することができる。ま
た、１次元的に表現するというは、計算機はデ―タ長
（データ幅）が一般的には８ビットを１バイトとする固
定長データが普通であるので、１次元的な０，１のデ―
タ列を８ビットを１バイトとしてパッキングして複数バ
イトで表現することを意味する。
【００２３】一方、パッキングにより８ビットを１バイ
トして複数バイトで表現された１次元データから元の文
字列を復元する際には、固定長データを参照番号を示す
可変長データにアンパッキングすることになる。しか
し、従来のＬＺＷ符号化時のパッキング、即ち可変長符
号から固定長符号への変換と、ＬＺＷ復号化時のアンパ
ッキング、即ち固定長符号から可変長符号への逆変換は
共にソフトウェアによる処理に依存していたため、可変
長符号と固定長符号との間の変換及び逆変換に処理時間
がかかり、外部記憶装置等の転送速度に対し実時間の処
理速度を得ることが難しいという問題があった。
トして複数バイトで表現された１次元データから元の文
字列を復元する際には、固定長データを参照番号を示す
可変長データにアンパッキングすることになる。しか
し、従来のＬＺＷ符号化時のパッキング、即ち可変長符
号から固定長符号への変換と、ＬＺＷ復号化時のアンパ
ッキング、即ち固定長符号から可変長符号への逆変換は
共にソフトウェアによる処理に依存していたため、可変
長符号と固定長符号との間の変換及び逆変換に処理時間
がかかり、外部記憶装置等の転送速度に対し実時間の処
理速度を得ることが難しいという問題があった。
【００２４】本発明は、このような従来の問題点に鑑み
てなされたもので、ＬＺＷ符号化及び復号化における可
変長符号と固定長符号との間の変換（パッキング）及び
逆変換（アンパッキング）を高速にできるデータ圧縮及
び復元装置を提供することを目的とする。
てなされたもので、ＬＺＷ符号化及び復号化における可
変長符号と固定長符号との間の変換（パッキング）及び
逆変換（アンパッキング）を高速にできるデータ圧縮及
び復元装置を提供することを目的とする。
【００２５】
【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。まず本発明は、図１（ａ）に示すように、入
力文字列を辞書１に登録された既に符号化済みの部分列
内、最大長一致するものの参照番号で指定して符号化す
るデ―タ圧縮装置を対象とする。
図である。まず本発明は、図１（ａ）に示すように、入
力文字列を辞書１に登録された既に符号化済みの部分列
内、最大長一致するものの参照番号で指定して符号化す
るデ―タ圧縮装置を対象とする。
【００２６】このようなデータ圧縮装置につき本発明に
あっては、辞書１の参照番号を示す可変長符号を所定ビ
ット長の固定長符号にパッキングする際に、入力された
可変長符号の符号ビット数と、回路内部に保持されてい
る未パッキングデ―タ数を組としてメモリに記憶された
状態遷移表２を使ってパッキングする可変長・固定長変
換手段３を備えたことを特徴とする。
あっては、辞書１の参照番号を示す可変長符号を所定ビ
ット長の固定長符号にパッキングする際に、入力された
可変長符号の符号ビット数と、回路内部に保持されてい
る未パッキングデ―タ数を組としてメモリに記憶された
状態遷移表２を使ってパッキングする可変長・固定長変
換手段３を備えたことを特徴とする。
【００２７】ここで可変長・固定長変換手段３は、ＬＺ
Ｗ符号化手段４からの参照番号及び符号ビット数を受け
てパッキング動作をパイプライン的に行う。また本発明
は図１（ｂ）に示すように、入力文字列を辞書１に登録
された既に符号化済みの部分列内、最大長一致するもの
の参照番号で指定して符号化された符号語から元の文字
列を復元するデ―タ復元装置を対象とする。
Ｗ符号化手段４からの参照番号及び符号ビット数を受け
てパッキング動作をパイプライン的に行う。また本発明
は図１（ｂ）に示すように、入力文字列を辞書１に登録
された既に符号化済みの部分列内、最大長一致するもの
の参照番号で指定して符号化された符号語から元の文字
列を復元するデ―タ復元装置を対象とする。
【００２８】このようなデータ復元装置につき本発明に
あっては、所定ビット数の固定長符号から辞書１の参照
番号を示す可変長符号にアンパッキングする際に、得る
べき可変長符号の符号ビット数と、回路内部に保持され
ているパッキングデ―タ数を組としてメモリに記憶され
た状態遷移表５を使ってアンパッキングする固定長・可
変長変換手段６を備えたことを特徴とする。
あっては、所定ビット数の固定長符号から辞書１の参照
番号を示す可変長符号にアンパッキングする際に、得る
べき可変長符号の符号ビット数と、回路内部に保持され
ているパッキングデ―タ数を組としてメモリに記憶され
た状態遷移表５を使ってアンパッキングする固定長・可
変長変換手段６を備えたことを特徴とする。
【００２９】ここで固定長・可変長変換手段６はＬＺＷ
復号化手段７から得られた符号ビット数に基づいて固定
長符号を辞書の参照番号を示す可変長符号にアンパッキ
ングする動作をパイプライン的に行う。
復号化手段７から得られた符号ビット数に基づいて固定
長符号を辞書の参照番号を示す可変長符号にアンパッキ
ングする動作をパイプライン的に行う。
【００３０】
【作用】このような構成を備えた本発明のデータ圧縮及
び復元装置によれば、ユニバ―サル符号の一種であるＬ
ＺＷ符号の可変長符号と固定長符号と変換及び逆変換に
つき、任意のビット数で表現された可変長参照番号と、
可変長参照番号のビット数を表した２種類のデ―タから
ＲＯＭに記憶された状態遷移表を使用して次の入力，符
号の出力及びパッキングに必要なシフトレジスタなどの
ハードウェアを制御することで、変換及び逆記変換の回
路的な制御時間を大幅に時間を短縮して、より高速な処
理を実現することができる。
び復元装置によれば、ユニバ―サル符号の一種であるＬ
ＺＷ符号の可変長符号と固定長符号と変換及び逆変換に
つき、任意のビット数で表現された可変長参照番号と、
可変長参照番号のビット数を表した２種類のデ―タから
ＲＯＭに記憶された状態遷移表を使用して次の入力，符
号の出力及びパッキングに必要なシフトレジスタなどの
ハードウェアを制御することで、変換及び逆記変換の回
路的な制御時間を大幅に時間を短縮して、より高速な処
理を実現することができる。
【００３１】
【実施例】図２は本発明によるデータ圧縮装置の全体構
成図を示す。図２において、４はＬＺＷ符号器であり、
図１３に示したＬＺＷ符号化アルゴリズムに従って入力
データをＬＺＷ符号に圧縮符号化し、辞書の参照番号を
符号語として出力する。同時にＬＺＷ符号器４は、現在
の参照番号を表現するのに最低必要なビット数を出力す
る。ＬＺＷ符号器４から出力された参照番号とビット数
の組でなるデータは可変長・固定長変換器３に渡され
る。可変長・固定長変換器３では予め設定した固定長の
ビット数となるようにパッキングを行い、パッキングさ
れた符号化デ―タを出力する。このＬＺＷ符号器４と可
変長・固定長変換器３の動作はパイプライン的に行われ
る。
成図を示す。図２において、４はＬＺＷ符号器であり、
図１３に示したＬＺＷ符号化アルゴリズムに従って入力
データをＬＺＷ符号に圧縮符号化し、辞書の参照番号を
符号語として出力する。同時にＬＺＷ符号器４は、現在
の参照番号を表現するのに最低必要なビット数を出力す
る。ＬＺＷ符号器４から出力された参照番号とビット数
の組でなるデータは可変長・固定長変換器３に渡され
る。可変長・固定長変換器３では予め設定した固定長の
ビット数となるようにパッキングを行い、パッキングさ
れた符号化デ―タを出力する。このＬＺＷ符号器４と可
変長・固定長変換器３の動作はパイプライン的に行われ
る。
【００３２】図３は図１の可変長・固定長変換器３の一
実施例を示した実施例構成図である。尚、図２では説明
を簡単にするために、３ビットの入力符号を１バイトが
２ビットの固定長符号にパッキングする場合を例にとっ
ている。図３において、１０はセレクタであり、図２の
ＬＺＷ符号器４からの参照番号の出力ビット数と内部回
路の値のいずれか一方を選択する。セレクタ１０に入力
するＬＺＷ符号器４からの参照番号、即ち入力符号に対
応した出力ビット数は、図４に示す入力データの形式に
従う。
実施例を示した実施例構成図である。尚、図２では説明
を簡単にするために、３ビットの入力符号を１バイトが
２ビットの固定長符号にパッキングする場合を例にとっ
ている。図３において、１０はセレクタであり、図２の
ＬＺＷ符号器４からの参照番号の出力ビット数と内部回
路の値のいずれか一方を選択する。セレクタ１０に入力
するＬＺＷ符号器４からの参照番号、即ち入力符号に対
応した出力ビット数は、図４に示す入力データの形式に
従う。
【００３３】１１はバッファであり、セレクタ１０の出
力を格納し、状態遷移表を格納するシーケンス用のＲＯ
Ｍ２のアドレスを指定するｎｅｘｔ入力を与える。１２
はバッファであり、ＲＯＭ２から得られたｎｅｘｔ出力
を格納してアドレスを指定する。従って、ＲＯＭ２のア
ドレスはバッファ１１，１２のｎｅｘｔ入力及びｎｅｘ
ｔ出力で指定される。
力を格納し、状態遷移表を格納するシーケンス用のＲＯ
Ｍ２のアドレスを指定するｎｅｘｔ入力を与える。１２
はバッファであり、ＲＯＭ２から得られたｎｅｘｔ出力
を格納してアドレスを指定する。従って、ＲＯＭ２のア
ドレスはバッファ１１，１２のｎｅｘｔ入力及びｎｅｘ
ｔ出力で指定される。
【００３４】ＲＯＭ２には、３ビットの入力符号を２ビ
ットの出力符号にパッキングする場合、図５に示す状態
遷移表が格納される。図５において、ＲＯＭアドレスは
バッファ１１，１２のｎｅｘｔ入力及びｎｅｘｔ出力の
４ビットで指定される。このアドレス指定により、シフ
トレジスタ１５のシフト数、セレクタ１０により出力ビ
ット数のセレクトの有無（１で出力ビット数セレク
ト）、ｎｅｘｔ入力、ｎｅｘｔ出力、入力符号のラッチ
（１でラッチ）及び出力符号のラッチ（１でラッチ）の
各々がデータとして読出される。
ットの出力符号にパッキングする場合、図５に示す状態
遷移表が格納される。図５において、ＲＯＭアドレスは
バッファ１１，１２のｎｅｘｔ入力及びｎｅｘｔ出力の
４ビットで指定される。このアドレス指定により、シフ
トレジスタ１５のシフト数、セレクタ１０により出力ビ
ット数のセレクトの有無（１で出力ビット数セレク
ト）、ｎｅｘｔ入力、ｎｅｘｔ出力、入力符号のラッチ
（１でラッチ）及び出力符号のラッチ（１でラッチ）の
各々がデータとして読出される。
【００３５】再び図３を参照するに、ＬＺＷ符号器４か
らの符号データ（参照番号）は入力符号変換ＲＯＭ１３
に与えられ、図６の変換内容に従って変換される。この
入力符号変換ＲＯＭ１３による変換は、左揃えで入力し
た符号データを右揃えに変換するものである。例えば参
照番号１を示す左揃えの入力符号００１は、右揃えの符
号１００に変換される。１４はバッファであり、入力符
号変換ＲＯＭ１３の出力データを格納する。
らの符号データ（参照番号）は入力符号変換ＲＯＭ１３
に与えられ、図６の変換内容に従って変換される。この
入力符号変換ＲＯＭ１３による変換は、左揃えで入力し
た符号データを右揃えに変換するものである。例えば参
照番号１を示す左揃えの入力符号００１は、右揃えの符
号１００に変換される。１４はバッファであり、入力符
号変換ＲＯＭ１３の出力データを格納する。
【００３６】１５はシフトレジスタであり、３ビットの
入力符号を２ビットの出力符号にパッキングする。この
ためシフトレジスタ１５は入力符号用の３ビットのシフ
ト部１５ａと、出力符号用の２ビットのシフト部１５ｂ
とから構成される。シフト部１５ａは図５の状態遷移表
に従ったＲＯＭ２からの入力符号ラッチが１でバッファ
１４の内容をラッチする。またシフト部１５ａから１５
ｂへのシフトは同じく図５の状態遷移表に従ったＲＯＭ
２からのシフト数に従って行われる。更に１６はバッフ
ァであり、パッキングが済んだシフトレジスタ１５から
の２ビットデータをラッチして出力符号データとして外
部に送出する。バッファ１６のラッチは図５の状態遷移
表に従ったＲＯＭ２からの出力符号ラッチが１の時に行
われる。
入力符号を２ビットの出力符号にパッキングする。この
ためシフトレジスタ１５は入力符号用の３ビットのシフ
ト部１５ａと、出力符号用の２ビットのシフト部１５ｂ
とから構成される。シフト部１５ａは図５の状態遷移表
に従ったＲＯＭ２からの入力符号ラッチが１でバッファ
１４の内容をラッチする。またシフト部１５ａから１５
ｂへのシフトは同じく図５の状態遷移表に従ったＲＯＭ
２からのシフト数に従って行われる。更に１６はバッフ
ァであり、パッキングが済んだシフトレジスタ１５から
の２ビットデータをラッチして出力符号データとして外
部に送出する。バッファ１６のラッチは図５の状態遷移
表に従ったＲＯＭ２からの出力符号ラッチが１の時に行
われる。
【００３７】次に図３の動作を、符号データが４，１，
４の順番に入力した場合を例にとって説明する。まず変
換動作は初期化によるｎｅｘｔ入力及び出力が共に００
の状態から始める。このアドレス００００による指定で
ＲＯＭ２のｎｅｘｔ出力は００となる。また出力ビット
数セレクタが１であることから、セレクタ１０がｎｅｘ
ｔ入力として、最初の入力符号データ４のビット数３を
セレクトしてバッファ１１に格納し、ｎｅｘｔ入力が１
１にセットされる。従って次のＲＯＭアドレスは１１０
０になる。
４の順番に入力した場合を例にとって説明する。まず変
換動作は初期化によるｎｅｘｔ入力及び出力が共に００
の状態から始める。このアドレス００００による指定で
ＲＯＭ２のｎｅｘｔ出力は００となる。また出力ビット
数セレクタが１であることから、セレクタ１０がｎｅｘ
ｔ入力として、最初の入力符号データ４のビット数３を
セレクトしてバッファ１１に格納し、ｎｅｘｔ入力が１
１にセットされる。従って次のＲＯＭアドレスは１１０
０になる。
【００３８】更に、最初の入力符号データ４は入力符号
変換ＲＯＭ１３によりビット左揃えの１００から右揃え
の１００に変換された後（この場合は変換なし）、ＲＯ
Ｍ２からの入力符号ラッチ１によりシフトレジスタ１５
のシフト部１５ａにラッチされる。ここからＲＯＭ２の
アドレス指定による読出デ―タに従った状態遷移を行い
ながらパッキングの処理が始まる。ＲＯＭ２のアドレス
が１１００であるので、シフトレジスタ１５を２ビット
シフトする。即ち、シフト部１５ａに格納した１００を
２ビットシフトし、シフト部１５ｂの内容を１０とす
る。同時にアドレス１１００の指定で図５の状態遷移表
からｎｅｘｔ入力が０１、ｎｅｘｔ出力が１０になる。
従って、次のＲＯＭ２のアドレスは０１１０になる。
変換ＲＯＭ１３によりビット左揃えの１００から右揃え
の１００に変換された後（この場合は変換なし）、ＲＯ
Ｍ２からの入力符号ラッチ１によりシフトレジスタ１５
のシフト部１５ａにラッチされる。ここからＲＯＭ２の
アドレス指定による読出デ―タに従った状態遷移を行い
ながらパッキングの処理が始まる。ＲＯＭ２のアドレス
が１１００であるので、シフトレジスタ１５を２ビット
シフトする。即ち、シフト部１５ａに格納した１００を
２ビットシフトし、シフト部１５ｂの内容を１０とす
る。同時にアドレス１１００の指定で図５の状態遷移表
からｎｅｘｔ入力が０１、ｎｅｘｔ出力が１０になる。
従って、次のＲＯＭ２のアドレスは０１１０になる。
【００３９】アドレス０１１０では出力符号ラッチが１
であることからバッファ１６にシフトレジスタ１５のシ
フト部１５ｂの内容１０をラッチし、パッキングが済ん
だ１番目の固定長符号を出力する。そしてｎｅｘｔ入力
は０１、ｎｅｘｔ出力が００になり、次のＲＯＭ２のア
ドレスは０１００となる。アドレス０１００ではＲＯＭ
２の出力データによりシフトレジスタ１５を１ビットシ
フトしてシフト部１５ｂの内容を００とし、ｎｅｘｔ入
力が００、ｎｅｘｔ出力が０１であることから、次のＲ
ＯＭ２のアドレスを０００１とする。
であることからバッファ１６にシフトレジスタ１５のシ
フト部１５ｂの内容１０をラッチし、パッキングが済ん
だ１番目の固定長符号を出力する。そしてｎｅｘｔ入力
は０１、ｎｅｘｔ出力が００になり、次のＲＯＭ２のア
ドレスは０１００となる。アドレス０１００ではＲＯＭ
２の出力データによりシフトレジスタ１５を１ビットシ
フトしてシフト部１５ｂの内容を００とし、ｎｅｘｔ入
力が００、ｎｅｘｔ出力が０１であることから、次のＲ
ＯＭ２のアドレスを０００１とする。
【００４０】アドレス０００１にあっては、ＲＯＭ２か
らの出力ビット数セレクトが１であることからセレクタ
１０で次の入力データ１の出力ビット数を選択してバッ
ファ１１に格納し、ｎｅｘｔ入力を０１とする。このと
きｎｅｘｔ出力はＲＯＭ２より０１であることから、次
のＲＯＭ２のアドレスは０１０１となる。同時に次の入
力符号データ１を入力符号変換ＲＯＭ１３及びバッファ
１４を介してシフトレジスタ１５のシフト部１５ａに１
００としてラッチする。
らの出力ビット数セレクトが１であることからセレクタ
１０で次の入力データ１の出力ビット数を選択してバッ
ファ１１に格納し、ｎｅｘｔ入力を０１とする。このと
きｎｅｘｔ出力はＲＯＭ２より０１であることから、次
のＲＯＭ２のアドレスは０１０１となる。同時に次の入
力符号データ１を入力符号変換ＲＯＭ１３及びバッファ
１４を介してシフトレジスタ１５のシフト部１５ａに１
００としてラッチする。
【００４１】アドレス０１０１にあっては、シフトレジ
スタ１５を１ビットシフトしてシフト部１５ｂの内容を
０１にすると共に、ｎｅｘｔ入力は００、ｎｅｘｔ出力
が１０になり、次のＲＯＭ２のアドレスを００１０とす
る。アドレス００１０にあっては、バッファ１６にシフ
トレジスタ１５のシフト部１５ｂの内容１１をラッチ
し、パッキングが済んだ２番目の固定長符号データとし
て出力する。そしてｎｅｘｔ入力は００、ｎｅｘｔ出力
が００となり、次のＲＯＭ２のアドレスを００００と
し、次の入力符号データ４のパッキングに進む。
スタ１５を１ビットシフトしてシフト部１５ｂの内容を
０１にすると共に、ｎｅｘｔ入力は００、ｎｅｘｔ出力
が１０になり、次のＲＯＭ２のアドレスを００１０とす
る。アドレス００１０にあっては、バッファ１６にシフ
トレジスタ１５のシフト部１５ｂの内容１１をラッチ
し、パッキングが済んだ２番目の固定長符号データとし
て出力する。そしてｎｅｘｔ入力は００、ｎｅｘｔ出力
が００となり、次のＲＯＭ２のアドレスを００００と
し、次の入力符号データ４のパッキングに進む。
【００４２】図７は入力符号データ４，１，４をパッキ
ングする際のシフトレジスタ１５の動作を示したもの
で、（１）〜（１１）に分けて示す過程を経て３ビット
入力符号のラッチ、シフト及び２ビットの符号出力が行
われる。図８は本発明によるデータ復元装置の全体構成
図を示す。図８において、６は固定長・可変長変換器で
あり、固定長符号データを入力して参照番号を示す可変
長符号に変換するアンパッキングを行う。７はＬＺＷ復
号器であり、図１４に示したＬＺＷ復号化アルゴリズム
に従って固定長・可変長変換器６から出力された可変長
符号としての参照番号から文字列を復元する。同時にＬ
ＺＷ復号器７は、現在の参照番号を表現するのに最低必
要なビット数を固定長・可変長変換器６に通知する。こ
の固定長・可変長変換器６とＬＺＷ復号器７の動作はパ
イプライン的に行われる。
ングする際のシフトレジスタ１５の動作を示したもの
で、（１）〜（１１）に分けて示す過程を経て３ビット
入力符号のラッチ、シフト及び２ビットの符号出力が行
われる。図８は本発明によるデータ復元装置の全体構成
図を示す。図８において、６は固定長・可変長変換器で
あり、固定長符号データを入力して参照番号を示す可変
長符号に変換するアンパッキングを行う。７はＬＺＷ復
号器であり、図１４に示したＬＺＷ復号化アルゴリズム
に従って固定長・可変長変換器６から出力された可変長
符号としての参照番号から文字列を復元する。同時にＬ
ＺＷ復号器７は、現在の参照番号を表現するのに最低必
要なビット数を固定長・可変長変換器６に通知する。こ
の固定長・可変長変換器６とＬＺＷ復号器７の動作はパ
イプライン的に行われる。
【００４３】図９は図８の長可変長変換器６の一実施例
を示した実施例構成図である。図９において、２０はセ
レクタであり、図８のＬＺＷ符号器７で復元された参照
番号の出力ビット数と内部回路の値のいずれか一方を選
択する。２１はバッファであり、セレクタ２０の出力を
格納し、状態遷移表を格納するＲＯＭ５のアドレスに対
しｎｅｘｔ入力を与える。２２はバッファであり、ＲＯ
Ｍ５から得られたｎｅｘｔ出力を格納してアドレスを指
定する。従って、ＲＯＭ５のアドレスはバッファ２１，
２２のｎｅｘｔ入力及びｎｅｘｔ出力で指定される。
を示した実施例構成図である。図９において、２０はセ
レクタであり、図８のＬＺＷ符号器７で復元された参照
番号の出力ビット数と内部回路の値のいずれか一方を選
択する。２１はバッファであり、セレクタ２０の出力を
格納し、状態遷移表を格納するＲＯＭ５のアドレスに対
しｎｅｘｔ入力を与える。２２はバッファであり、ＲＯ
Ｍ５から得られたｎｅｘｔ出力を格納してアドレスを指
定する。従って、ＲＯＭ５のアドレスはバッファ２１，
２２のｎｅｘｔ入力及びｎｅｘｔ出力で指定される。
【００４４】ＲＯＭ５には、２ビットの固定長入力符号
を３ビットの可変長出力符号にアンパッキングする場
合、図１０に示す状態遷移表が格納される。図１０にお
いて、ＲＯＭアドレスはバッファ２１，２２のｎｅｘｔ
入力及びｎｅｘｔ出力の４ビットで指定される。このア
ドレス指定により、シフトレジスタ２５のシフト数、セ
レクタ２０により出力ビット数のセレクトの有無（１で
出力ビット数セレクト）、ｎｅｘｔ入力、ｎｅｘｔ出
力、入力符号のラッチ（１でラッチ）及び出力符号のラ
ッチ（１でラッチ）がデータとして読出される。
を３ビットの可変長出力符号にアンパッキングする場
合、図１０に示す状態遷移表が格納される。図１０にお
いて、ＲＯＭアドレスはバッファ２１，２２のｎｅｘｔ
入力及びｎｅｘｔ出力の４ビットで指定される。このア
ドレス指定により、シフトレジスタ２５のシフト数、セ
レクタ２０により出力ビット数のセレクトの有無（１で
出力ビット数セレクト）、ｎｅｘｔ入力、ｎｅｘｔ出
力、入力符号のラッチ（１でラッチ）及び出力符号のラ
ッチ（１でラッチ）がデータとして読出される。
【００４５】再び図９を参照するに、ＬＺＷ復号器７か
らの出力ビット数は出力ビット数変換ＲＯＭ２３に与え
られ、図１１の変換内容に従って変換される。この出力
ビット数変換ＲＯＭ２３による変換出力は出力段のＡＮ
Ｄ回路２７ａ，２７ｂ，２７ｃに与えられ、例えばビッ
ト数３では１１１を出力することからＡＮＤ回路２７ａ
〜２７ｃが全て開かれる。
らの出力ビット数は出力ビット数変換ＲＯＭ２３に与え
られ、図１１の変換内容に従って変換される。この出力
ビット数変換ＲＯＭ２３による変換出力は出力段のＡＮ
Ｄ回路２７ａ，２７ｂ，２７ｃに与えられ、例えばビッ
ト数３では１１１を出力することからＡＮＤ回路２７ａ
〜２７ｃが全て開かれる。
【００４６】２４はバッファであり、アンパッキングを
行おうとする固定長符号データを２ビット単位に格納す
る。２５はシフトレジスタであり、２ビットの入力符号
データを３ビットの出力符号データにアンパッキングす
る。このためシフトレジスタ２５は入力符号用の２ビッ
トのシフト部２５ａと、出力符号用の３ビットのシフト
部２５ｂとから構成される。シフト部２５ａは図１０の
状態遷移表に従ったＲＯＭ５からの入力符号ラッチが１
でバッファ２４の内容をラッチする。またシフト部２５
ａから２５ｂへのシフトは同じく図１０の状態遷移表に
従ったＲＯＭ５からのシフト数に従って行われる。更に
２６はバッファであり、アンパッキングが済んだシフト
レジスタフ５からの３ビットデータをラッチして出力符
号データとしてＡＮＤ回路２７ａ〜２７ｃを介して次段
のＬＺＷ復号器７に出力する。バッファ２６のラッチは
図１０の状態遷移表に従ったＲＯＭ５からの出力符号ラ
ッチが１の時に行われる。
行おうとする固定長符号データを２ビット単位に格納す
る。２５はシフトレジスタであり、２ビットの入力符号
データを３ビットの出力符号データにアンパッキングす
る。このためシフトレジスタ２５は入力符号用の２ビッ
トのシフト部２５ａと、出力符号用の３ビットのシフト
部２５ｂとから構成される。シフト部２５ａは図１０の
状態遷移表に従ったＲＯＭ５からの入力符号ラッチが１
でバッファ２４の内容をラッチする。またシフト部２５
ａから２５ｂへのシフトは同じく図１０の状態遷移表に
従ったＲＯＭ５からのシフト数に従って行われる。更に
２６はバッファであり、アンパッキングが済んだシフト
レジスタフ５からの３ビットデータをラッチして出力符
号データとしてＡＮＤ回路２７ａ〜２７ｃを介して次段
のＬＺＷ復号器７に出力する。バッファ２６のラッチは
図１０の状態遷移表に従ったＲＯＭ５からの出力符号ラ
ッチが１の時に行われる。
【００４７】図１２は、符号語４，１，４を２ビットに
パッキングした固定長符号データからアンパッキングす
る場合の動作を図９のシフトレジスタ２５について示
す。このアンパッキング動作は図３に示したパッキング
動作と基本的に同じであり、ＲＯＭ５の初期アドレスを
００００として図１０の状態遷移表に従ったシフトレジ
スタ２５に対するラッチ、シフト及び出力の各動作が図
１２の（１）〜（９）のように順次行われる。パッキン
グとの相違点は、要求されている出力ビット数に応じて
出力ビット数変換ＲＯＭ２３及びＡＮＤ回路２７ａ〜２
７ｃにより出力符号データをマスク制御する点である。
パッキングした固定長符号データからアンパッキングす
る場合の動作を図９のシフトレジスタ２５について示
す。このアンパッキング動作は図３に示したパッキング
動作と基本的に同じであり、ＲＯＭ５の初期アドレスを
００００として図１０の状態遷移表に従ったシフトレジ
スタ２５に対するラッチ、シフト及び出力の各動作が図
１２の（１）〜（９）のように順次行われる。パッキン
グとの相違点は、要求されている出力ビット数に応じて
出力ビット数変換ＲＯＭ２３及びＡＮＤ回路２７ａ〜２
７ｃにより出力符号データをマスク制御する点である。
【００４８】尚、上記の実施例は、３ビットの可変長符
号と２ビットの固定長符号との間のパッキング及びアン
パッキングを例にとるものであったが、本発明はこれに
限定されず、適宜のビット数に応じてＲＯＭ２，５に格
納した状態遷移表の状態遷移と回路制御用信号を変える
ことで、任意のビット数に対応できる。
号と２ビットの固定長符号との間のパッキング及びアン
パッキングを例にとるものであったが、本発明はこれに
限定されず、適宜のビット数に応じてＲＯＭ２，５に格
納した状態遷移表の状態遷移と回路制御用信号を変える
ことで、任意のビット数に対応できる。
【００４９】
【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、Ｌ
ＺＷ符号化の可変長符号から固定長符号への変換、及び
ＬＺＷ復号化の固定長符号から可変長符号への逆変換を
高速に行うことができ、磁気ディスク装置等の外部記憶
装置の転送速度に見合った実時間処理ができる。
ＺＷ符号化の可変長符号から固定長符号への変換、及び
ＬＺＷ復号化の固定長符号から可変長符号への逆変換を
高速に行うことができ、磁気ディスク装置等の外部記憶
装置の転送速度に見合った実時間処理ができる。
【図１】本発明の原理説明図
【図２】本発明のデータ圧縮装置の全体構成図
【図３】図２の可変長・固定長変換器の実施例構成図
【図４】図３における入力符号と出力ビット数の対応説
明図
明図
【図５】図３のＲＯＭ格納の状態遷移表説明図
【図６】図３の入力符号変換ＲＯＭの内容説明図
【図７】図３のシフトレジスタの動作説明図
【図８】本発明のデータ復元装置の全体構成図
【図９】図８の固定長・可変長変換器の実施例構成図
【図１０】図９のＲＯＭ格納の状態遷移表説明図
【図１１】図９の出力ビット数変換ＲＯＭの内容説明図
【図１２】図９のシフトレジスタ動作説明図
【図１３】従来のＬＺＷ符号化アルゴリズムのフローチ
ャート
ャート
【図１４】従来のＬＺＷ復号化アルゴリズムのフローチ
ャート
ャート
【図１５】従来のＬＺＷ符号化の具体例説明図
【図１６】辞書構成例の説明図
【図１７】従来のＬＺＷ復号化の具体例説明図
１：辞書 ２，５：状態遷移表（シーケンス用のＲＯＭ） ３：可変長・固定長変換手段（可変長・固定長変換器） ４：ＬＺＷ符号化手段（ＬＺＷ符号器） ６：固定長・可変長変換手段（固定長・可変長変換器） ７：ＬＺＷ復号手段（ＬＺＷ複合機） １０，２０：セレクタ １１，１２，１４，１６，２１，２２，２４，２６：バ
ッファ １３：入力符号変換ＲＯＭ １５，２５：シフトレジスタ １５ａ，１５ｂ，２５ａ，２５ｂ：シフト部 ２３：出力ビット数変換ＲＯＭ ２７ａ〜２７ｃ：ＡＮＤ回路
ッファ １３：入力符号変換ＲＯＭ １５，２５：シフトレジスタ １５ａ，１５ｂ，２５ａ，２５ｂ：シフト部 ２３：出力ビット数変換ＲＯＭ ２７ａ〜２７ｃ：ＡＮＤ回路
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 中野泰彦 神奈川県川崎市中原区上小田中1015番地 富士通株式会社 内 (56)参考文献 特開 平４−215186（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 5/00 H03M 7/42
Claims (4)
- 【請求項１】入力文字列を辞書に登録された既に符号化
済みの部分列内、最大長一致するものの参照番号で指定
して符号化するデータ圧縮装置に於いて、 前記参照番号を示す可変長符号を所定ビット長の固定長
符号にパッキングする際に、入力された可変長符号の符
号ビット数と、回路内部に保持されている未パッキング
データ数を組としてメモリに記憶された状態遷移表を使
ってパッキングする可変長・固定長変換手段を備えたこ
とを特徴とするデータ圧縮装置。 - 【請求項２】請求項１記載のデ―タ圧縮装置に於いて、
前記可変長・固定長変換手段は、ＬＺＷ符号化手段から
の参照番号及び符号ビット数を受けてパッキング動作を
パイプライン的に行うことを特徴とするデ―タ圧縮装
置。 - 【請求項３】入力文字列を辞書に登録された既に符号化
済みの部分列内、最大長一致するものの参照番号で指定
して符号化された符号語から元の文字列を復元するデー
タ復元装置に於いて、 所定ビット数の固定長符号から前記参照番号を示す可変
長符号にアンパッキングする際に、得るべき可変長符号
の符号ビット数と、回路内部に保持されているパッキン
グデータ数を組としてメモリに記憶された状態遷移表を
使ってアンパッキングする固定長・可変長変換手段を備
えたことを特徴とするデータ復元装置。 - 【請求項４】請求項３記載のデータ復元装置に於いて、
前記固定長・可変長変換手段はＬＺＷ復号化手段から得
られた符号ビット数に基づいて固定長符号を前記参照番
号を示す可変長符号にアンパッキングする動作をパイプ
ライン的に行うことを特徴とするデータ復元装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP40297490A JP2999561B2 (ja) | 1990-12-18 | 1990-12-18 | データ圧縮及び復元装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP40297490A JP2999561B2 (ja) | 1990-12-18 | 1990-12-18 | データ圧縮及び復元装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04217021A JPH04217021A (ja) | 1992-08-07 |
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