JP3053656B2 - データ圧縮における辞書登録方式 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はデータ圧縮における辞書
登録方式に関する。詳しくは、データ圧縮にで使用する
辞書を作成する際に、使用頻度の少ない辞書内容を抹消
して、該辞書内容の位置に新たな辞書を登録し、辞書を
有効に利用することを可能にするデータ圧縮における辞
書登録方式に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、文字コード、ベクトル情報、画像
など、さまざまな種類のデータがコンピュータで扱われ
るようになってきている。また、扱うデータ量も急速に
増加している。大量のデータを扱うときには、データの
なかの冗長な部分を省いてデータ量を圧縮することで、
記憶容量を減らしたり、伝送速度を速める方法が採られ
ている。さまざまなデータを一つの方式で圧縮する方法
としてユニバーサル符号化が提案されている。ここで言
うデータ圧縮は、さまざまなデータに適用できるが、以
下では、情報理論で用いられる呼称を踏襲して、データ
の１ワード単位を文字と呼び、データが任意のワード数
つながったものを文字列と呼ぶことにする。

【０００３】ユニバーサル符号化の代表的な方法として
は、Ziv-Lempel（ジブ−レンペル）符号がある（詳しく
は、画像『Ziv-Lempelのデータ圧縮法』、情報処理、Vo
l.26, No.1, 1985年を参照されたい）。Ziv-Lempel符号
化には二つのアルゴリズム、すなわち、ユニバーサル型
と増分分解型（Incremental parsing)が提案されてい
る。さらに、ユニバーサル型アルゴリズムを改良したＬ
ＺＳＳ符号（詳しくは、T.C.Bell, "Better OPM/L Text
Compression", IEEE Trans.on Communication,Vol.COM
-34, No.12, Dec.1986 を参照）、増分分解型アルゴリ
ズムを改良したＬＺＷ（Lempel-Ziv-Welch）符号（詳し
くは、T.A.Welch, "A Technique for High-Performance
Data Compression", Computer, June 1984 を参照）が
ある。これらの符号のうち、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。

【０００４】図８は、従来のＬＺＷ符号の符号化処理の
動作フローチャート、図９は、従来のＬＺＷ符号の復号
化処理の動作フローチャートである。ＬＺＷ符号化は、
書き換え可能な辞書を使用し、入力文字コード・データ
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ともに、現在入力している
文字列を辞書に登録してある文字列を照合し、最長一致
する文字列の番号を出力することによって符号化するも
のである。

【０００５】図８、図９のＬＺＷ符号化／復号化の動作
フローチャートを、図１０のＬＺＷ符号の説明図を使用
して説明する。図１０のＬＺＷ符号の説明図は、ａｂｃ
の３文字の組合せからなるデータをＬＺＷ符号で圧縮／
復元する場合の実際の手順を示している。

【０００６】図１０（ａ）は、ＬＺＷ符号化の説明図、
同図（ｂ）は、ＬＺＷ符号化で使用する辞書の説明図で
ある。今、入力データ（同図（ａ）のINPUT SYMBOLS)と
してａｂｃの３つの文字の組合せからなる文字列（ａｂ
ａｂｃｂａｂａｂａａａａａａａ・・・）が入力される
ものとする。符号化をする場合には、まず、全文字、す
なわち、ここではａ、ｂ、ｃの３文字を初期値として辞
書に登録する（図６のＳ８１、辞書の初期化）。すなわ
ち、入力データを構成する全文字であるａ、ｂ、ｃを辞
書の先頭に登録し、それぞれ、参照番号１、２、３を付
す（図１０（ｂ）のSTRING TABLE）。この処理を終了し
たら、入力データの第１番目の文字Ｋ（ここではＫ＝
ａ）について辞書を検索し、参照番号ω（ここでは１）
を求め、これを語頭文字列（prefix string)とする（図
６のＳ８１）。

【０００７】次に、入力データの次の文字を読み込み、
これを文字Ｋとし（ここではＫ＝ｂ）（Ｓ８２）、文字
Ｋが存在するか否か、すなわち、入力データが存在する
か否かを判定する（Ｓ８３）。文字Ｋが存在する場合に
は（Ｙｅｓ）、前の文字の参照番号ωを接続したωＫが
辞書に存在するか否かを判断する（Ｓ８４）。ここで
は、１ｂが辞書に存在するか否かを判定する。存在する
場合（Ｙｅｓ）には、ωＫ、すなわち、１ｂを参照番号
ωとし、次の文字を読み込む処理（Ｓ８２）に戻る。そ
して、文字列ωＫが辞書から探せなくなるまで最長一致
の探索を続ける。一方、Ｓ８４の判定でωＫが辞書に存
在しない場合（Ｎｏ）には、まず、前の文字の参照番号
ωを符号語ｃｏｄｅ（ω）として出力したうえ、文字列
ωＫに新たな参照番号を付加して辞書に登録し、文字Ｋ
の参照番号をωとして置き換える（Ｓ８６）。そして、
次の文字を入力する処理（Ｓ８２）に戻る。

【０００８】図１０の例では、この時点では１ｂ（＝ω
Ｋ）が辞書に存在しないのでＳ８４でＮｏとなり、Ｓ８
６の処理を実行する。すなわち、ω＝１として符号語ｃ
ｏｄｅ（１）を出力し（同図（ａ）のｏｕｔｐｕｔ ｃ
ｏｄｅｓの最初の１に対応）、文字列１ｂを新たな参照
番号４を付して辞書に登録する（同図（ｂ））。そし
て、Ｋ＝ｂの参照番号２をωに代入して、次の文字の入
力処理（Ｓ８２）に戻る。Ｓ８２では、次の文字（３文
字目）ａが文字Ｋとして読み込まれ、文字Ｋが存在する
のでＳ８３はＹｅｓとなり、Ｓ８４でωＫ（＝２ａ）が
辞書に存在するか否かを辞書を検索して判定する。辞書
にはないので（Ｎｏ）、Ｓ８６でｃｏｄｅ（２）を出力
し、文字列２ａに新たな参照番号５を付して辞書に登録
し、ａの参照番号１をωに代入して次の文字の入力処理
（Ｓ８２）に戻る。次の入力文字（４文字目）はｂであ
り、これを文字Ｋとする。Ｓ８３はＹｅｓとなり、Ｓ８
４でωＫ（＝１ｂ）が辞書に存在するか否かを判定す
る。１ｂは辞書に存在するので（Ｙｅｓ）、Ｓ８５でω
Ｋ（＝１ｂ）の参照番号４をωに代入し、次の文字の入
力（Ｓ８２）に戻る。次の入力文字（５文字目）はｃで
あり、これを文字Ｋとする（Ｓ８２）。Ｓ８３はＹｅｓ
となり、Ｓ８４でωＫ（＝４ｃ）が辞書に存在するか否
かを判定する。４ｃは辞書に存在しないので（Ｎｏ）、
Ｓ８６でｃｏｄｅ（４）を出力し、文字列４ｃに新たな
参照番号６を付して辞書に登録し、ｃの参照番号３をω
に代入して次の文字の入力処理（Ｓ８２）に戻る。以
下、入力文字が存在しなくなる（Ｓ８３のＮｏ）まで同
様の処理を続ける。

【０００９】そして、入力文字が存在しないと判定され
たら（Ｓ８３のＮｏ）、その前までに求まっている参照
番号ωを符号語ｃｏｄｅ（ω）として出力し（Ｓ８
７）、処理を終了する（ＥＮＤ）。

【００１０】以上の処理により、符号化を実行しなが
ら、図１０（ｂ）のような辞書が作成される。上記の流
れによって符号化したデータを復号する場合には、上記
の逆の操作を実行する。図９の動作フローチャートおよ
び図１０（ｃ）の復号化の説明図に沿って復号化の処理
を説明する。

【００１１】復号化する場合にも符号化と同様の辞書を
使用し、予め出現する全文字（ａｂｃ）について１文字
の辞書を初期値として登録しておく（ａの参照番号ω
（ａ）＝１、ω（ｂ）＝２、ω（ｃ）＝３）。まず、最
初の符号ＣＯＤＥを読み込み、ＯＬＤｃｏｄｅに代入し
ておく。そして、辞書を参照し、符号ＣＯＤＥと一致す
る参照番号ｃｏｄｅ（Ｋ）を探索し、参照番号ｃｏｄｅ
（Ｋ）をもつ文字Ｋを出力し、さらに文字Ｋを後の例外
処理のためにＦＩＮｃｈａｒに代入しておく（Ｓ９
１）。図１０の例の場合、まず、符号１を読み込み（同
図（ｃ）のＩＮＰＵＴＣＯＤＥＳの最初の符号）、ＯＬ
Ｄｃｏｄｅに代入したうえ、辞書を参照するｃｏｄｅ
（Ｋ）＝１となる文字Ｋはａであり、ここでａを出力し
（ＯＵＴＰＵＴＤＡＴＡ）、さらにＦＩＮｃｈａｒにａ
を代入しておく。

【００１２】次に、次の符号入力ＣＯＤＥを読み込み、
ＩＮｃｏｄｅに代入し（Ｓ９２）、新たなＣＯＤＥが存
在するか否か、すなわち、符号入力の終了の有無をチェ
ックする（Ｓ９３）。ＣＯＤＥが存在せず、符号入力が
終了している場合（Ｎｏ）には処理を終了する（ＥＮ
Ｄ）。ＣＯＤＥが存在する場合には（Ｙｅｓ）、辞書を
探索し、ＣＯＤＥ＝ｃｏｄｅ（Ｋ）となる辞書項目を探
し、ＣＯＤＥが辞書中に定義されているか否かを判定す
る（Ｓ９４）。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。ＣＯＤＥが定義されている
（Ｙｅｓ）場合には、ＣＯＤＥ＝ｃｏｄｅ（ωＫ）とな
る文字列を辞書から読み出し、文字列が２字以上（ω
Ｋ）からなっているか、１字のみ（Ｋ）かを判定する
（Ｓ９５）。２字以上の場合（Ｙｅｓ）、文字Ｋを一時
的にＳｔａｃｋにスタックし、参照番号ｃｏｄｅ（ω）
をＣＯＤＥとして判定Ｓ９５に戻る。Ｓ９５、Ｓ９６を
文字列ωＫが１字になるまで繰り返すことによって、Ｓ
ｔａｃｋに最初に辞書から読み出したときのωＫを構成
する文字列がスタックされる。文字列ωＫが１字になっ
たと判定される（Ｓ９５のＮｏ）と、最後に残ったＣＯ
ＤＥ＝ｃｏｄｅ（Ｋ）となる文字Ｋを出力し、その文字
ＫをＦＩＮｃｈａｒにセットしたうえ、Ｓｔａｃｋに蓄
えた文字をＬＩＦＯ（Last In Fast Out) 形式で一つ一
つポップして出力する。そして、辞書の新たな参照番号
を付して（ＯＬＤｃｏｄｅ，Ｋ）を辞書に登録し、ＩＮ
ｃｏｄｅにセットされた参照番号をＯＬＤｃｏｄｅにセ
ットする（Ｓ９７）。その後、次の符号入力を読み込む
処理Ｓ９２に戻る。

【００１３】一方、Ｓ９４でＣＯＤＥが辞書中に定義さ
れていないと判定された場合（Ｎｏ）には、例外処理を
実行する（Ｓ９８）。すなわち、前回処理した符号ＯＬ
Ｄｃｏｄｅに前回復号した文字列の最初の一文字を加え
た文字列（ＯＬＤｃｏｄｅ，ＦＩＮｃｈａｒ）を求める
（Ｓ９８）。そして、この文字列を実際の文字として出
力したうえ、文字列（ＯＬＤｃｏｄｅ，ＦＩＮｃｈａ
ｒ）を辞書に新たな参照番号を付して登録する（Ｓ９５
〜Ｓ９７）。この例外処理はＳ９８およびＳ９５〜Ｓ９
７の処理を通じて行なわれ、最終的にＳ９７で文字列の
出力と辞書登録が行なわれる。

【００１４】図１０の例では、Ｓ９１の時点で文字ａが
出力されたうえ、ＯＬＤｃｏｄｅに１が、ＦＩＮｃｈａ
ｒに文字ａがセットされている。次に、Ｓ９２で、次の
符号入力（ＩＮＰＵＴ ＣＯＤＥＳ）である２をＣＯＤ
Ｅとして読み込み、ＩＮｃｏｄｅにセットする。Ｓ９３
はＹｅｓとなり、Ｓ９４で辞書にＣＯＤＥが定義されて
いるか否かを判定する。ＣＯＤＥ＝２は定義されている
ので（Ｙｅｓ）Ｓ９５へ進み、ＣＯＤＥ＝ｃｏｄｅ（ω
Ｋ）か、すなわち、参照番号ＣＯＤＥの文字列が２字以
上か１字かを判定する。この場合、参照番号２の文字は
ｂの１字なのでＮｏとなり、Ｓ９７に進み、文字ｂを出
力し（ＯＵＴＰＵＴ ＤＡＴＡ）、ＦＩＮｃｈａｒにｂ
をセットする。今、Ｓｔａｃｋに文字は蓄えられていな
いので、（ＯＬＤｃｏｄｅ，Ｋ）＝１ｂを参照番号４を
付して辞書に登録する（同図（ｃ）のＳＴＲＩＮＧ Ａ
ＤＤＥＤ ＴＯ ＴＡＢＬＥ）。そしてＩＮｃｏｄｅ＝
２をＯＬＤｃｏｄｅにセットして、Ｓ９２に戻る。

【００１５】Ｓ９２では３番目の符号４（ＩＮＰＵＴ
ＣＯＤＥＳ）をＣＯＤＥとして入力し、ＩＮｃｏｄｅに
セットする。Ｓ９３はＹｅｓとなり、Ｓ９４で辞書にＣ
ＯＤＥ＝４が定義されているか否かを判定する。先に４
は登録されているのでＹｅｓとなり、Ｓ９５でＣＯＤＥ
の文字列が２文字以上か否かを判定する。ＣＯＤＥ＝４
となる文字ωＫは１ｂなので２文字以上なのでＳ９５は
Ｙｅｓとなり、Ｓ９６へ進む。Ｓ９６では、文字Ｋ＝ｂ
をＳｔａｃｋにスタックし、また、ｃｏｄｅ（ω）＝１
をＣＯＤＥに代入し、Ｓ９５へ戻る。Ｓ９５では、ＣＯ
ＤＥ＝１が２文字以上が１文字かを判定する。ＣＯＤＥ
＝１とする文字Ｋはａで１文字なのでＮｏとなり、Ｓ９
７に進む。Ｓ９７では、文字Ｋ＝ａを出力し（ＯＵＴＰ
ＵＴ ＤＡＴＡ）、ａをＦＩＮｃｈａｒにセットし、Ｓ
ｔａｃｋをポップしてＳｔａｃｋに蓄積しておいたｂを
出力する（ＯＵＴＰＵＴ ＤＡＴＡ）。そして、（ＯＬ
Ｄｃｏｄｅ，Ｋ）＝２ｂを新たな参照番号５を付して辞
書に登録する（ＳＴＲＩＮＧ ＡＤＤＥＤ ＴＯ ＴＡ
ＢＬＥ）。さらにＩＮｃｏｄｅ＝４をＯＬＤｃｏｄｅに
セットし、次の符号の入力Ｓ９２に戻る。以上の処理に
よって、符号１２４が文字ａｂａｂに復号された。

【００１６】通常、以上のような処理を繰り返すことに
よって復号処理が実行されるが、例外処理Ｓ９８が必要
な場合がある。図１０例では同図（ｃ）の６番目の入力
である符号８の復号時にこの例外処理が必要になる。す
なわち、符号８が辞書に登録されていないからである。
Ｓ９４でＣＯＤＥ＝８が定義されいない（Ｎｏ）と判断
されＳ９８の例外処理が実行される。この場合には、前
回処理した符号（ＯＬＤｃｏｄｅ＝５）に前回復号した
文字列ｂａの最初の一文字（ＦＩＮｃｈａｒ＝ｂ）を加
えた文字列５ｂを求め（Ｓ９８）、これをＳ９５〜９７
の処理によって５ｂ＝２ａｂ＝ｂａｂに置き換えて出力
する。そして、最後にｂａｂに新たな参照番号８を付し
て辞書に登録する。

【００１７】尚、図８、図９の符号化／復号化処理は、
同じ辞書を作り出しながら行なう。図８の動作フローチ
ャートに従って符号化すると、一つの文字列を辞書検索
するたびに、最悪、辞書全体をサーチしなければなら
ず、時間がかかった。そこで、従来、辞書検索に外部ハ
ッシュ法（open hashingまたはchaining) を用いて処理
速度を上げていた（例えば、オーム社刊、情報処理学会
編、情報処理ハンドブックを参照）。次に、外部ハッシ
ュ法について説明する。

【００１８】文字列からなる集合Ｓを考えたとき、Ｓの
なかの文字列ｘの格納アドレスを文字列ｘから計算でき
る仕組みになっていると高速に検索ができる。これを実
現するのがハッシュ法である。記憶場所（ハッシュ表）
に０からｍ−１までのアドレスが付されているとする
と、ハッシュ法では、 関数 ｈ：Ｓ → 〔０，１，・・・，ｍ−１〕 を一つ定めて、Ｓの文字列ｘのアドレスをｈ（ｘ）で求
める。関数ｈをハッシュ関数、値ｈ（ｘ）をｘのハッシ
ュ・アドレスといっている。ハッシュ法は、通常、Ｓの
大きさがｍに比べてはるかに大きい場合に用いられる。
そこで、ｈをどのように選んだとしても、Ｓの相異なる
文字列ｘ₁ 、ｘ₂ に対してｈ（ｘ₁ ）＝ｈ（ｘ₂ ）とな
る場合が起こり得る。これを衝突と呼び、衝突に対する
対策の一つとして外部ハッシュ法（openhashingまたはc
haining) が用いられる。

【００１９】図１１は外部ハッシュ法の説明図である。
同図の索引 111がハッシュ・アドレスに対応し、各ハッ
シュ・アドレスｉごとに連結リスト 112が用意されてい
る。ｈ（ｘ）＝ｉとなるｘをその連結リスト 112の先頭
から順にしまう。同じハッシュ・アドレスをもつそれぞ
れの連結リストをバケット（bucket) と呼ぶ。例えば、
ｈ（ｘ）＝１となるｘが複数あったとする（ｘ₁ 、
ｘ₂ ）。その場合、バケット１の連結リストの先頭
（ｕ）から順にｘ ₁ 、ｘ₂ を格納する。

【００２０】図１２は、辞書検索に外部ハッシュ法を用
いたＬＺＷ符号の符号化の動作フローチャートである
（詳細は、翔泳社刊、AP-Labo 編著、『ハードディスク
・クックブック』参照）。新たな文字Ｋを入力したとき
に、それまでの文字列の参照番号（ハッシュ・アドレ
ス）ｉに文字Ｋを付加した文字列Ｋを付加した文字列の
参照番号を外部ハッシュ法で求めるものである。同図に
出現する配列 first〔ｉ〕は図１１に示す外部ハッシュ
法の索引（dictionariy)に対応し、配列next〔ｉ〕は連
結リスト（name next)に対応し、実際の文字は ext
〔ｉ〕に格納されている。外部ハッシュ法により、参照
番号ｉの文字列に一文字を付加した文字列をハッシュ・
アドレスｉとして引く。参照番号ｉの文字列に付加され
た文字は、連結リストnext〔ｉ〕に対応した ext〔ｉ〕
に格納されており、これと文字Ｋの一致不一致を検査
し、不一致ならば逐次連結リストnext〔ｉ〕をたぐって
一致する文字があるか否か探索する。これまでに参照番
号ｉの文字列の後に出現した全ての文字を検索すること
ができる。もし、バケット中に文字Ｋを付加した文字列
がない場合には、最終的にリストの連結アドレス０が得
られ、該当する文字列が辞書に登録されていないことを
知ることができる。そして、次にその文字列を辞書に登
録する処理を実行することになる。

【００２１】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、従来の
方式では辞書の容量が大きくなるという問題がある。そ
して、その結果、ＬＺＷ符号の符号化効率、すなわち、
圧縮効率が落ちるという問題もある。

【００２２】すなわち、辞書の登録においては、一般
に、辞書に登録されているものの、登録したときのみに
出現して後に全く出現しない、全くアクセスされない登
録が過半数を占める。それにもかかわらず、従来方式で
は、その各々に辞書のアドレスを割り当てるため、辞書
の容量がどんどん増大してしまうのである。また、辞書
のアドレスは符号コード数（インデックス）に直接反映
される。そのため、辞書への登録数が増えれば増えるほ
どＬＺＷ符号の符号化率は低下し、圧縮率が下がるので
ある。

【００２３】本発明は、アクセス回数が少ない辞書登録
を抹消して新規の登録に置き換えることができるように
し、辞書の容量を節約するとともに、インデックスの増
加を軽減し、圧縮率を向上することを目的とする。

【００２４】

【課題を解決するための手段】第１図は、本発明の機能
ブロック図である。本発明は、各種データを木のデータ
構造をもつ構造の辞書メモリ２を作りながら符号化し、
圧縮するデータ圧縮システム１を前提とする。このデー
タ圧縮システム１では、辞書メモリ２の枝（Ｋ _ij）に、
符号化済みのデータを相異なる部分列データに分割した
ものが登録されており、未符号化の入力データに対して
は、該入力データと、辞書メモリ２の枝に登録されてい
る部分列データを照合し、最長一致する部分列データの
番号によって該入力データを符号化するものである。

【００２５】まず、アクセス数カウント手段３を有す
る。アクセス数カウント手段３は、未符号化の入力デー
タの符号化において辞書メモリ２を検索する場合に、辞
書メモリ２に登録してある部分列データへのアクセス回
数を計数する。すなわち、辞書メモリ２の各節点
（ω_ij）ごとに各節点（ω_ij）に接続されている枝（Ｋ
_ij）を検索した回数を計数し、保持する。

【００２６】次に、フィードバック手段４を有する。フ
ィードバック手段４は、入力データと同一の部分列デー
タが辞書メモリ２中の検索で発見できず該入力データを
辞書メモリ２に登録する際に、辞書登録する位置を求め
るために起動する。すなわち、その時点での辞書メモリ
２の最終登録位置からある一定のデータ量だけ遡った節
点（ω_ij）の位置を求める。一定のデータ量としては、
ある一定の入力データ量を定めておき、そのデータ量を
用いる。

【００２７】フィードバック手段４によって求めた辞書
メモリ２の節点位置についてアクセス数判定手段５を施
す。アクセス数判定手段５は、前記アクセス数カウント
手段３が計数し、保持している各節点（ω_ij）のなかで
フィードバック手段４が求めた節点についてのアクセス
回数情報を読み出し、該アクセス数が前もって定めた一
定の回数より大きいか否かを判定する。大小比較に使用
する前もって定めた一定の回数は１とすることが可能で
ある。アクセス数が一定回数よりも多いということは、
該節点（ω_ij）の枝（Ｋ_ij）に登録されている部分列デ
ータのアクセス回数が多く、入力データの符号化に頻繁
に使用されていると判断することができる。一方、アク
セス数が一定回数よりも小さいということは、逆に該部
分列データへのアクセス回数が少なく符号化にあまり貢
献していないと判断できる。

【００２８】前記アクセス数判定手段５の大小比較の結
果に従った処理を辞書登録手段６が実行する。辞書登録
手段６は、該アクセス回数が一定回数よりも少ない場合
には、該節点が接続されている枝に登録されている部分
列データを抹消し、該抹消アドレスに新規の部分列デー
タを格納する。一方、該アクセス回数が前もって定めた
一定回数よりも多い場合には、該節点の枝に登録されて
いる部分列データは抹消せずにそのまま保持し、辞書メ
モリ２の未登録領域の新規アドレスに登録データを格納
する。

【００２９】最後に、非登録期間管理手段７を有する。
非登録期間管理手段７は、前記辞書登録手段６によって
部分列データを抹消したうえ新規部分列データを登録し
た場合には、一定期間すでに登録してある部分列データ
を抹消しないようにする。

【００３０】

【作用】データ圧縮システム１で入力データを符号化し
て圧縮する場合、まず、辞書メモリ２の領域を用意して
おく。ユーザは入力データをこのデータ圧縮システム１
に入力する。データ圧縮システム１は、入力されたデー
タの先頭から順に処理していく。まず、入力データ（文
字列）と辞書メモリ２の木構造の部分列データが最長一
致するか否かを検索して判定する。最長一致する部分列
データが辞書から見つかった場合には、その部分列デー
タに付した番号を出力することにより入力データ（文字
列）を符号化する。一方、最長一致する部分列データが
辞書から見つからない場合には、該入力データ（文字
列）を辞書に登録することになる。

【００３１】辞書検索は、木の始節点ω₁₁から始める。
そして、入力データ（文字列）と一致する枝Ｋ_ijを進ん
でいく。入力データ（文字列）が、例えば、Ｋ₂₂Ｋ₄₁と
いう文字列であったとすると、始節点ω₁₁から始めた検
索を節点ω₂₂、ω₄₁と進めることによって一致する部分
列データが見つかる。この場合、ω₄₁の位置に対応する
番号を出力して入力データを符号化する。一方、入力デ
ータ（文字列）が、例えば、Ｋ₂₂Ｋ₄₁Ｋ₃₁という文字列
であったとすると、節点ω₄₁までは検索が進むが、その
後の文字Ｋ₃₁と一致する部分列データを辞書から見つけ
ることはできない。そこで、この場合には、入力データ
Ｋ₂₂Ｋ₄₁Ｋ₃₁と等しい部分列データを辞書に登録するこ
とになる。

【００３２】辞書検索とともにアクセス数カウント手段
３が起動される。アクセス数カウント手段３は、木構造
の辞書の各節点ごとにカウンタを確保し、検索において
節点を通るごとにその節点のカウンタを１インクリメン
トする。例えば、入力データがＫ₂₂Ｋ₄₁の場合には、検
索がω₁₁ω₂₂ω₄₁の順に進むので、各節点ω₂₂、ω₄₁の
カウンタを１増やす。

【００３３】辞書検索で最長一致する部分列データが見
つかった場合にはその部分列データに対応する番号を出
力して符号化することができる。一方、最長一致する部
分列データが見つからなかった場合には辞書登録を実行
する。この辞書登録に際してフィードバック手段４を起
動する。フィードバック手段４は、辞書検索で最長一致
する部分列データが見つからなかった場合に、その時点
での検索位置からある一定のデータ量だけ辞書メモリ２
を遡ったメモリ位置を求める。すなわち、今、入力デー
タがＫ₂₂Ｋ₄₁Ｋ₃₁であったとすると、節点ω₄₁までは一
致する部分列データが見つかるがＫ₄₁に対応する節点は
見つからない。そこで、このような場合にフィードバッ
ク手段４は現在辞書に登録してある最終の節点ω₄₁に対
応する辞書メモリ位置からある一定量だけメモリ・アド
レスを遡った位置のアドレスを求めるのである。その一
定量としては、前もって定めた入力データ量を使用する
ことができる。

【００３４】フィードバック手段４によって辞書メモリ
２のアドレスが求まると、アクセス数判断手段５が起動
される。アクセス数カウント手段５は、フィードバック
手段４で求まったメモリ・アドレスを入力とし、該メモ
リ・アドレスに関して、アクセス数カウント手段３が計
数し保持しているアクセス数を読み出す。そして、その
アクセス数を前もって定めた一定のアクセス回数と大小
比較する。一定のアクセス回数としては１とすることが
できる。辞書登録の時点でアクセス回数が１となるの
で、アクセス回数１は登録以後アクセスされていないこ
とを意味し、アクセス回数が２以上というのは登録以後
に対応する節点がアクセスされたことを意味する。

【００３５】アクセス数判断手段５に続いて辞書登録手
段６が起動される。辞書登録手段６は、アクセス数判断
手段５の大小比較の結果を入力とする。すなわち、フィ
ードバック手段４で求めたメモリ位置の節点におけるア
クセス回数が、前もって定めた一定アクセス回数よりも
大きいか小さいかを示す情報である。辞書登録手段６
は、アクセス回数が一定アクセス回数よりも小さい場
合、すなわち、その節点のアクセス回数が少ない場合に
は、その節点の位置に新たな部分列データを登録する。
一方、アクセス回数が一定アクセス回数より多い場合に
は、その節点には新規部分列データを登録せずに、辞書
メモリ２の未登録領域に新規部分列データを登録する。
アクセス回数が少ない部分列データを抹消し、新たな部
分列データを登録することにより、辞書容量の膨張を防
ぐことができ、その結果、辞書検索も速く行なうことが
可能になる。

【００３６】辞書登録手段６によって新規部分列データ
を前にあった部分列データを抹消して登録した場合に
は、非登録期間管理手段７が起動される。本発明のデー
タ圧縮システム１では新規に登録された部分列データと
以前から登録されていた部分列データが辞書メモリ２中
で混在するので、新規に登録された部分列データを登録
直後に抹消して、さらに新たな登録をしてしまうことが
起こりうる。これを避けるために、非登録期間管理手段
７は、新規に部分列データが登録された場合にはある一
定期間登録データを抹消しないように管理する。一定期
間が過ぎると登録データの抹消可能を示すようにし、一
定期間以内の場合は抹消できないことを示すようにす
る。

【００３７】

【実施例】図２は、本発明の一実施例のシステム構成図
である。一般的なコンピュータ・システム２０で構成す
ることができる。

【００３８】コンピュータ・システム２０は、ＣＰＵ２
１および主記憶２２、Ｉ／Ｏインタフェース２３などか
らなり、それぞれが相互に接続されている。Ｉ／Ｏイン
タフェース２３にはキーボードやマウス等の入力装置２
４と、ディスプレイ装置やプリンタ等の出力装置２５、
外部記憶装置２６が接続される。主記憶２２は、コンピ
ュータ・システム２０の基本動作を制御するシステム・
ソフトウエア２７やデータ圧縮システム２８が格納さ
れ、ＣＰＵ２２やＩ／Ｏインタフェース２３はこれらの
ソフトウエアに従って処理を実行する。データ圧縮シス
テム２８は、データ圧縮ソフトウエア２９および木構造
の辞書３０からなる。

【００３９】データ圧縮システム２８は、入力装置２４
から入力されるデータの圧縮や、外部記憶装置２６に格
納されているデータの圧縮、他のコンピュータ・システ
ム等の装置へ伝送されるデータの圧縮を実行することが
可能である。例えば、入力装置２４から入力されるデー
タを圧縮する場合を考える。

【００４０】入力装置２４から入力される入力データは
Ｉ／Ｏインタフェース２３を介してデータ圧縮システム
２８に入力され、データ圧縮ソフトウエア２９が圧縮処
理を実行する。その際、辞書３０が検索され、辞書に入
力データと一致するデータが存在する場合にはそのデー
タに付された番号によって符号化し、データ圧縮が行な
われる。また、入力データと一致するデータが辞書３０
に存在しない場合には新たに辞書項目として該入力デー
タを登録する。

【００４１】図３は一実施例の原理説明図である。ま
ず、入力装置２４等から圧縮したいデータが入力される
（Ｓ３１）。次に、この入力データと一致するデータを
辞書を検索して探し、見つかった場合には、そのデータ
に付された番号によって符号化する（Ｓ３２）。辞書検
索で一致するデータが見つからない場合には、辞書メモ
リの最後の登録位置からあるデータ量だけメモリを遡っ
たメモリ位置を求める（Ｓ３３）。前回抹消登録してか
らある一定期間以上たっている場合（Ｓ３３の注）に
は、このメモリ位置のデータを抹消して新規登録をして
よいかどうかを判定する以下（Ｓ３４以降）の処理を実
行する。一定期間以上たっていない場合には、そのメモ
リ位置への抹消登録は行なわない。

【００４２】一定期間たっていた場合には、そのメモリ
位置に登録されているデータが２回以上アクセスされた
か否かを判定する（Ｓ３４）。２回以上アクセスされて
いた場合には（Ｙｅｓ）、辞書の未登録領域の最新アド
レスに新規のデータを登録する（Ｓ３５）。一方、２回
以上アドレスされていない、すなわち、登録時以降１回
もアクセスされていない場合（Ｎｏ）には、フィードバ
ック・アドレスに登録されていた旧データを抹消したう
え、新規データを登録する（Ｓ３６）。

【００４３】図４は一実施例のフィードバックの説明図
である。今、辞書のメモリ領域がアドレス０から順に確
保してある。辞書メモリの各アドレスにデータを登録す
る（辞書内容）。また、各登録データについてアクセス
回数を保持するカウンタがある（アクセス回数）。今、
辞書検索で不一致になったとする。この場合には、現在
辞書メモリの最終登録アドレスになっているアドレスＮ
からＭだけ遡ったアドレス（Ｎ−Ｍ）までフィードバッ
クする（）。そしてこのアドレスＮ−Ｍのデータのア
クセス回数を参照する。すると２であり、登録以後にこ
のデータがアクセスされたことが分かる。このような場
合にはアドレスＮ−Ｍへの新規データ登録は行なわず、
辞書の未登録領域の新規アドレスＮ＋１に新規データを
登録する（）。

【００４４】また、この時点での辞書検索で不一致にな
った場合には、最終アドレスＮ＋１からＭだけフィード
バックしたＮ＋１−Ｍを求め（）、そのアドレスのア
クセス回数を判定する。この場合１なので、アドレスＮ
＋１−Ｍにそれまで格納されていたデータを抹消し、新
規データをそのアドレスに登録する（）。そして、こ
れ以降、ある一定期間の間データの抹消登録を行なわな
いようにする。

【００４５】図５は一実施例の動作フローチャートであ
る。まず、辞書を初期化する（Ｓ５０の）。すなわ
ち、入力データとして出現する全文字として 256文字を
登録する。次に、Ｓ５０ので登録した 256文字につい
てのアクセス回数Ｓ（Ｎ）（Ｎ＝０〜 255）を初期化
し、１にする（Ｓ５０の）。そして、辞書の未登録領
域の先頭アドレスＮを 256にし（Ｓ５０の）、フィー
ドバックするデータ量（フィードバック・アドレス）Ｍ
を設定する（Ｓ５０の）。ここでは、フィードバック
・アドレスを10000 と定義することにする。以上で、デ
ータ圧縮を開始する前処理を終了する。

【００４６】次に、入力データの最初の文字Ｋを入力
し、ω₁ とする（Ｓ５１）。次に、次の文字Ｋを入力す
る（Ｓ５２）。そして、辞書を探索して文字列ω₁ Ｋが
辞書に存在するか否かを判定する（Ｓ５３）。文字列ω
₁ Ｋが辞書に存在する場合（Ｙｅｓ）には、文字列ω₁
Ｋが書かれている辞書Ｄ（Ｘ）に対応したアクセス回数
Ｓ（Ｘ）を１インクリメントし（Ｓ５４の）、文字列
ω₁ Ｋをω₁ とする（Ｓ５４の）。そして、データ入
力が終了したか否かを判定し（Ｓ５９）、終了ではなく
まだデータが存在する場合（Ｎｏ）には次の文字の入力
処理（Ｓ５２）に戻る。入力データが終了した場合（Ｙ
ｅｓ）には先に求めた文字列ω₁ の符号を出力して（Ｓ
６０）、処理を終了する。

【００４７】一方、辞書の検索で（Ｓ５３）文字列ω₁
Ｋが辞書に存在しない場合（Ｎｏ）には、辞書登録処理
を実行する（Ｓ５５〜Ｓ５８）。まず、辞書アドレスを
Ｍだけフィードバックし、そのアドレスが辞書アドレス
として成り立つか否かを判定する（Ｓ５５）。すなわ
ち、アドレスＮ−Ｍが１以上か否かを判定する。０以下
の場合（Ｎｏ）には、まだ辞書が10000 以上蓄積されて
いないことを示す。また、１以上の場合（Ｙｅｓ）に
は、登録データの抹消が可能か否か（Ａ＝０か否か）お
よび登録データＤ（Ｎ−Ｍ）のアクセス回数Ｓ（Ｎ−
Ｍ）が１かそれ以上かを判定する（Ｓ５７）。ここでＡ
はデータの抹消登録があってからある期間はＡ＝１に、
それ以降はＡ＝０になるよう管理されている。

【００４８】Ｓ５５において辞書データが10000 以上蓄
積されていない場合（Ｓ５５のＮｏ）、あるいは、抹消
不可能期間である（Ａ＝１）場合（Ｓ５７のＮｏ）、あ
るいはＳ５７においてフィードバック・アドレスＮ−Ｍ
のアクセス回数Ｓ（Ｎ−Ｍ）が２以上の場合（Ｓ５７の
Ｎｏ）には、Ｓ５６の処理に移る。すなわち、まず、辞
書検索を行った文字列ω₁ Ｋのうちのω₁ の符号を出力
し（Ｓ５６の）、文字列ω₁ Ｋを辞書の未登録領域の
先頭アドレスＮにＤ（Ｎ）として登録し（Ｓ５６の
）、そのアクセス回数Ｓ（Ｎ）を１とする（Ｓ５６の
）。その後、文字列ω₁ Ｋのうちの文字Ｋをω₁ とす
る（Ｓ５６の）。さらに、辞書の未登録領域の先頭ア
ドレスＮを１インクリメントし（Ｓ５６の）、今後、
登録データの抹消・新規登録を可能にするためにＡ＝０
とする（Ｓ５６の）。以上でＳ５６の処理が終了しす
る。そして、データ入力終了か否かを判定したうえ（Ｓ
５９）、データ終了でない場合（Ｎｏ）には次の入力の
処理に戻る（Ｓ５２）。

【００４９】一方、Ｓ５７において、抹消可能期間（Ａ
＝０）で、かつ、アクセス回数Ｓ（Ｎ−Ｍ）＝１の場合
（Ｓ５７のＹｅｓ）、フィードバック・アドレスＮ−Ｍ
のデータＤ（Ｎ−Ｍ）を抹消したうえ文字列ω₁ Ｋを登
録する処理Ｓ５８を実行する。すなわち、まず、文字列
ω₁ Ｋのうちのω₁ の符号を出力し（Ｓ５８の）、フ
ィードバック・アドレスＮ−Ｍにω₁ Ｋを格納し、デー
タＤ（Ｎ−Ｍ）とする（Ｓ５８の）。そして、該デー
タＤ（Ｎ−Ｍ）のアクセス回数Ｓ（Ｎ−Ｍ）を１とする
（Ｓ５８の）。その後、文字列ω₁ Ｋのうちの文字Ｋ
をω₁ とする（Ｓ５８の）。また、ある期間だけ抹消
不可能を示すためにＡ＝１とする（Ｓ５８の）。そし
て、データ入力終了か否かを判定したうえ（Ｓ５９）、
データ終了でない場合（Ｎｏ）には次の入力の処理に戻
る（Ｓ５２）。

【００５０】以上の動作を図６の辞書登録手順の説明図
に沿って説明する。また、図７は、図６の辞書登録に対
応した辞書データの木の説明図である。図６（ａ）、図
７（ａ）は辞書登録をする場合にフィードバックしたア
ドレスのアクセス回数が１回の場合の説明図である。

【００５１】辞書は、節点メモリ６１および検索メモリ
６２、比較文字メモリ６３、アクセス回数メモリ６４か
らなる。図６（ａ）のように始節点ω₁ に節点ω₂₁、ω
₂₂が、分岐節点ω₂₂に節点ω₃₁、ω₃₂、ω₃₃が、分岐節
点ω₃₂に節点ω₄₁が接続しているような構造の辞書の場
合、節点メモリ６１には、分岐点となる節点ω_ijをアド
レスとして、その節点ω_ijに接続されている節点ω_mnを
アドレスω_ijに格納するようになっている。すなわち、
アドレスω₁ にはそれに連なる節点ω₂₁が格納される。
また、分岐節点ω₂₂をアドレスとしてω₃₁が、分岐節点
ω₃₂をアドレスとしてω₄₁が格納される。

【００５２】また、検索メモリ６２には、節点の検索順
序を示すリストが格納される。節点メモリ６１のω₁ か
ら検索を始めると、節点メモリ６１のアドレスω₁ を参
照することにより次にω₂₁を検索すればよいことが分か
る。検索メモリ６２は節点メモリ６１によって示された
節点をアドレスとして、ω₂₁と同じ上位の分岐節点ω ₁
をもつ節点のなかで次に検索する節点と、その前に検索
すべき節点が格納されている。すなわち、分岐点ω₁ の
下につながる節点はω₂₁とω₂₂の２個なので、節点ω₂₁
をアドレスとして同じ上位の分岐点をもち、次に検索す
べき節点ω₂₂が格納されている。この場合、ω₂₁の前に
検索すべき節点は存在しないので０になっている。ま
た、アドレスω₂₂を見ると、同じ上位分岐点ω₁ をもち
次に検索すべき節点はないので０、前に検索すべき節点
はω₂₁なのでω₂₁が格納される。一方、節点ω₂₂を分岐
点とする節点はω₃₁、ω₃₂、ω₃₃の３個ある。節点メモ
リ６１によって節点ω₂₂につながる節点がω₃₁と分か
る。そこで、検索メモリ６２には、アドレスω₃₁に次に
検索するアドレスω₃₂が格納され、アドレスω₃₂には次
に検索するアドレスω₃₃と前に検索するべきアドレスω
₃₁が格納される。また、アドレスω₃₃には、次に検索す
るアドレスはなく、前に検索するべきアドレスω ₃₂が格
納されている。最後に、節点ω₃₂を分岐点とする節点は
ω₄₁の１個なので、節点メモリ６１にはアドレスω₃₂に
アドレスω₄₁が格納されている。そして、検索メモリ６
２のアドレスω₄₁には、前後に検索すべき節点がないの
で０，０が格納されている。

【００５３】検索メモリ６２の各アドレス、すなわち、
各節点に対応して、入力データと比較すべき比較文字を
格納する比較文字メモリ６３と、各節点のアクセス回数
を格納するアクセス回数メモリ６４が存在する。比較文
字メモリ６３に辞書の登録データの実体である文字が登
録される。

【００５４】今、入力データが例えばＫ₂₂Ｋ₃₂Ｋ₄₂とい
う文字列であったとする。図５のＳ５１によって入力文
字列の最初の文字Ｋ₂₂が入力されω₁ とされる。次に、
２番目の文字Ｋ₃₂が入力されＫとされる（Ｓ５２）。そ
して、ω₁ Ｋ＝Ｋ₂₂Ｋ₃₂が辞書にあるか否かを辞書を検
索して判定する（Ｓ５３）。

【００５５】辞書検索は節点メモリ６１の始節点ω₁ か
ら開始する。節点メモリ６１のアドレスω₁ から次に検
索する節点ω₂₁が分かり、検索メモリ６２のアドレスω
₂₁に対応する比較文字メモリ６３の内容Ｋ₂₁と比較す
る。入力データの最初の文字はＫ₂₂であり不一致であ
る。そこで検索メモリ６２のアドレスω₂₁を参照する
と、次に検索すべき節点がω₂₂であることが分かる。検
索メモリ６２のアドレスω₂₂に対応する比較文字メモリ
６３の内容はＫ₂₂であり、入力データと一致する。そこ
で、次に入力データの２文字目Ｋ₃₂の検索に移る。次の
文字の検索に移るときには、節点メモリ６１を参照す
る。そして検索が終了した節点ω₂₂を参照する。する
と、節点ω₂₂は分岐点になっており、節点ω₃₁がつなが
っていることが分かる。そこで検索メモリ６２のアドレ
スω₃₁に対応する比較文字メモリ６３の文字Ｋ₃₁と入力
文字Ｋ₃₂を比較する。不一致なので、検索メモリのアド
レスω₃₁を参照して次に検索すべき節点ω₃₂を得る。ア
ドレスω₃₂に対応する比較文字はＫ₃₂であり、入力文字
と一致する。

【００５６】これによってＳ５３のＫ₂₂Ｋ₃₂が辞書に存
在するか否かの判定が終了する。Ｋ ₂₂Ｋ₃₂は辞書に存在
したので（Ｙｅｓ）、アクセス回数メモリ６４のなかの
アドレスω₃₂に対応するアクセス回数Ｓ₃₂を１インクリ
メントし（Ｓ５４の）、ω ₁ Ｋ＝ω₃₂をω₁ とする
（Ｓ５４の）。そして、Ｓ５９でデータが終了か否か
が判定されＮｏとなり、次の文字Ｋ＝Ｋ₄₂が入力され
る。そしてω₁ Ｋ＝ω₃₂Ｋ ₄₂が辞書に存在するか否かを
判定する（Ｓ５３）。今、ω₁ ＝ω₃₂であり、まず、節
点メモリ６１のアドレスω₃₂を参照する。すると、次に
検索すべき節点がω ₄₁であることが分かる。節点ω₄₁に
対応する比較文字はＫ₄₁であり、入力文字Ｋ ₄₂とは不一
致である。検索メモリ６２のアドレスω₄₁を参照すると
（０，０）であり、次に検索すべき節点がないことが分
かる。この結果、Ｓ５３はＮｏとなり、辞書登録処理
（Ｓ５５〜Ｓ５８）の処理を実行する。

【００５７】まず、Ｓ５５でＭ＝10000 だけフィードバ
ックした辞書メモリ２のアドレスＮ−Ｍを求め、そのよ
うなアドレスが存在するか否か判定する。ここではＮ−
Ｍ＝ω₃₃となるものとする。するとＳ５５はＹｅｓとな
り、次に、Ｓ５７の判定を実行する。今、Ａ＝０である
とする。また、図６のアクセス回数メモリ６４を参照す
ると節点ω₃₃のアクセス回数Ｓ₃₂＝１である。この結果
Ｓ５７はＹｅｓとなり節点ω₃₃のデータを抹消して新規
データω₃₂Ｋ₄₂を登録することになる。

【００５８】まず、ω₃₂の参照番号を出力して符号化す
る（Ｓ５８の）。次に、ω₃₃の内容を抹消し、ω₃₃に
文字Ｋ₄₂を登録する処理を実行する（Ｓ５８の）。す
なわち、節点ω₃₃を抹消するためには、まず、その接続
関係を切る必要がある。節点ω₃₃は分岐節点ω₂₂に接続
され、節点ω₃₂の次に検索するように指定してある（検
索メモリ６２のアドレスω₃₂の内容（ω₃₃、ω₃₁））の
で、検索メモリ６２のアドレスω₃₂の内容からω₃₃を取
り除き（０、ω₃₁）とする。次に、新たにω₃₃にＫ₄₂を
登録する。そのためには、節点ω₃₃を分岐節点ω₃₂の下
に置き、節点ω ₄₁と同列の節点にする。これによって検
索メモリ６２のアドレスω₄₁の内容を（ω₃₃、０）と
し、アドレスω₃₃の内容を（０、ω₄₁）とする。そして
最後に、比較文字メモリ６３のアドレスω₃₃に対応する
位置にＫ₄₂を登録する。そしてアクセス回数メモリ６４
のＳ₄₂＝１とする（Ｓ５８の）。また、Ｋ₄₂→ω₁ と
し（Ｓ５８の）、以後一定期間の間データの抹消登録
を行わないようにＡ＝１とする（Ｓ５８の）。

【００５９】以上のように処理することにより、辞書メ
モリのデータの抹消登録が実行される。図６（ｂ）はフ
ィードバックしたときのメモリ位置のアクセス回数が２
以上の場合の辞書登録手順の説明図である。入力データ
文字列はＫ₂₂Ｋ₃₂Ｋ₄₂であり、同図（ａ）の場合と同じ
である。この場合も検索メモリ６２をアドレスω₃₂のと
ころまで検索して入力文字列Ｋ₂₂Ｋ₃₂と最長一致する文
字列がみつかるが、アドレスω₄₁まで検索して続く入力
文字Ｋ₄₂と一致する辞書がないことが分かる（Ｓ５３の
Ｎｏ）。そしてＭ＝10000 だけフィードバックし、その
アドレスがω₃₂であったとすると、Ｓ５７でω₃₂の抹消
登録が可能か否かを判定する。この場合、ω₃₂のアクセ
ス回数Ｓ₃₂＝２であり、Ｓ５７はＮｏとなり、Ｓ５６の
登録処理を実行することになる。

【００６０】まず、検索で一致した部分であるω₁ ＝ω
₃₂を符号化する（Ｓ５６の）。次に、新たな節点ω₄₂
を分岐節点ω₃₂の下に作り、文字Ｋ₄₂を登録する処理を
実行する（Ｓ５６の）。すなわち、検索メモリ６２の
アドレスω₄₁に次に検索すべきアドレスω₄₂を加え（ω
₄₂、０）とする。また、アドレスω₄₂に（０、ω₄₁）を
登録する。そして、比較文字メモリ６３のアドレスω₄₂
に対応する位置にＫ₄₂を格納する。その後、対応するア
クセス回数Ｓ₄₂＝１とし（Ｓ５６の）、Ｋ₄₂→ω
₁ （Ｓ５６の）とし、検索メモリ６２の未登録領域の
先頭アドレスＮをインクリメントし（Ｓ５６の）、Ａ
＝０とする（Ｓ５６の）。この場合、未登録領域の新
規アドレスに新規データを登録したので、一定期間の抹
消登録を不可能にする必要はない。

【００６１】以上のように処理することによって、辞書
に新規データを登録する場合に、以前に登録したデータ
のなかでアクセス回数の少ないデータを抹消し、新規デ
ータを登録することが可能になる。

【００６２】

【発明の効果】本発明によって、データ圧縮に使用する
辞書に新規データを登録する場合に、ある一定データ量
だけ以前に登録されたデータのアクセス回数が少なけれ
ばそのデータを抹消して新規データを登録することが可
能になり、辞書の容量増加を抑えることが可能になる。
さらに、辞書容量が抑えることが可能になったことか
ら、データの圧縮効率を向上することが可能になり、ま
た、辞書の検索速度の低下が抑えられデータ圧縮速度の
低下を減少させることが可能になる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の機能ブロック図である。

【図２】一実施例のデータ圧縮システムのシステム構成
図である。

【図３】一実施例の主な処理の流れを示す原理説明図で
ある。

【図４】一実施例の辞書メモリ・フィードバックの説明
図である。

【図５】一実施例のデータ圧縮処理の流れを示す動作フ
ローチャートである。

【図６】一実施例の辞書登録手順の具体的説明図であ
る。

【図７】一実施例の辞書登録手順で作成された辞書の木
構造イメージの説明図である。

【図８】従来のＬＺＷ符号の符号化処理フローチャート
である。

【図９】従来のＬＺＷ符号の復号化処理フローチャート
である。

【図１０】ＬＺＷ符号の説明図である。

【図１１】外部ハッシュ法の説明図である。

【図１２】従来の辞書検索・登録法の動作フローチャー
トである。

【符号の説明】

１ データ圧縮システム ２ 辞書メモリ ３ アクセス数カウント手段 ４ フィードバック手段 ５ アクセス数判断手段 ６ 辞書登録手段 ７ 非登録期間管理手段

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 千葉 広隆 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４−219818（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−149767（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−123619（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−209229（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 5/00 H03M 7/40 G06F 12/00 511 G06F 17/22 G06F 17/30

Claims (4)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 木のデータ構造をもつ辞書メモリ（２）
   を使用し、符号化済みのデータを相異なる部分列データ
   に分け、該部分列データを該辞書メモリ（２）中の枝
   （Ｋ_ij）に登録しておき、未符号化の入力データに対し
   ては、入力データと辞書メモリ（２）中の枝に登録して
   ある該部分列データを照合し、最長一致する部分列デー
   タの番号によって符号化してデータを圧縮するデータ圧
   縮システム（１）において、辞書メモリ（２）の検索に
   おいて、登録してある部分列データへのアクセス回数を
   計数するアクセス数カウント手段（３）と、辞書メモリ
   （２）の検索において辞書メモリ（２）に登録してある
   部分列データと入力データが不一致となった場合に、そ
   れまでに辞書メモリ（２）にデータ登録してある最終位
   置から一定のデータ量だけ遡った辞書メモリ（２）の位
   置を探索するフィードバック手段（４）と、前記フィー
   ドバック手段（４）が探索した該辞書メモリ位置のデー
   タについて、前記アクセス数カウント手段（３）によっ
   て計数している該データのアクセス数を読み出し、該ア
   クセス回数と前もって定めた一定の回数とを大小比較す
   るアクセス数判断手段（５）と、前記アクセス数判断手
   段（５）によって、該アクセス回数が前もって定めた一
   定回数よりも少ない場合には、該データを抹消したうえ
   で該データのアドレスに新規登録データを登録し、一
   方、該アクセス回数が前もって定めたある回数よりも多
   い場合には、該データを抹消せずに辞書メモリ（２）の
   未登録領域の新規アドレスに新規登録データを登録する
   辞書登録手段（６）と、前記辞書登録手段（６）によっ
   て以前のデータを抹消したうえで新規登録データを登録
   した場合に、一定期間登録データの抹消を行なわないよ
   うにする非登録期間管理手段（７）とを有することを特
   徴とするデータ圧縮における辞書登録方式。
2. 【請求項２】 請求項１のアクセス数カウント手段
   （３）は、辞書メモリ（２）の各節点（ω_ij）ごとに、
   辞書検索でアクセスした回数を計数し、保持する請求項
   １記載のデータ圧縮における辞書登録方式。
3. 【請求項３】 請求項１のフィードバック手段（４）
   は、フィードバックするデータ量として一定の入力デー
   タ量を用い、該一定入力データ量だけ辞書メモリ（２）
   を遡る請求項１記載のデータ圧縮における辞書登録方
   式。
4. 【請求項４】 請求項１のアクセス数判断手段（５）
   は、大小比較の判断に使用する一定量を１とし、節点の
   アクセス数が該一定量１より大きいか否かを判断する請
   求項１記載のデータ圧縮における辞書登録方式。