JP3167305B2 - 可変長符号の復号化テーブルの自動作成方法 - Google Patents
可変長符号の復号化テーブルの自動作成方法Info
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Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、符号の木で表現できるような可変長符号の
復号化テーブルを自動的に作成するための方法に関す
る。
復号化テーブルを自動的に作成するための方法に関す
る。
符号の木で表現できるような可変長符号の代表例とし
てハフマン符号がある。このハフマン符号は、発生頻度
の多い事象には短い符号を、また発生頻度の少ない事象
には長い符号を割り当て、全体として平均符号長が最短
符号となるような可変長符号である。このハフマン符号
を利用した画像データの符号化方式の例として、例え
ば、ISO/JTC1/SC2/WG8で採用された自然静止画像符号化
の国際標準化案がある。この国際標準化案におけるベー
スラインシステムでは、ADCT（適応的離散コサイン変
換）とハフマン符号を用いた符号化方式を採用してい
る。
てハフマン符号がある。このハフマン符号は、発生頻度
の多い事象には短い符号を、また発生頻度の少ない事象
には長い符号を割り当て、全体として平均符号長が最短
符号となるような可変長符号である。このハフマン符号
を利用した画像データの符号化方式の例として、例え
ば、ISO/JTC1/SC2/WG8で採用された自然静止画像符号化
の国際標準化案がある。この国際標準化案におけるベー
スラインシステムでは、ADCT（適応的離散コサイン変
換）とハフマン符号を用いた符号化方式を採用してい
る。
上記国際標準化案のベースラインシステムにおけるハ
フマン符号の復号化テーブルの作成方法は次の通りであ
る。すなわち、全事象を予め符号ビット数に従ってソー
ティングしておき、ビット数の小さい事象から順に全事
象に符号を割り当てていく。復号化テーブルの各メモリ
番地は各事象に対応しており、それぞれの番地にそれぞ
れの事象の値、符号化データ、符号ビット数が格納され
ている。したがって、まず、最初の事象に対応するメモ
リ番地の符号化データを現す部分の中で、最下位ビット
のみを“1"とし、それ以外のビットを“0"とする。以
下、着目している事象の１つ前の事象の符号化データに
“1"を足し、さらに、もし符号化ビット数が前の事象よ
りも増えた場合には、その増えたビット数分だけ符号化
データを左（上位）へビットシフトし、着目している事
象の符号化データとするものである。
フマン符号の復号化テーブルの作成方法は次の通りであ
る。すなわち、全事象を予め符号ビット数に従ってソー
ティングしておき、ビット数の小さい事象から順に全事
象に符号を割り当てていく。復号化テーブルの各メモリ
番地は各事象に対応しており、それぞれの番地にそれぞ
れの事象の値、符号化データ、符号ビット数が格納され
ている。したがって、まず、最初の事象に対応するメモ
リ番地の符号化データを現す部分の中で、最下位ビット
のみを“1"とし、それ以外のビットを“0"とする。以
下、着目している事象の１つ前の事象の符号化データに
“1"を足し、さらに、もし符号化ビット数が前の事象よ
りも増えた場合には、その増えたビット数分だけ符号化
データを左（上位）へビットシフトし、着目している事
象の符号化データとするものである。
上記復号処理を、各節点の左の枝を符号“0"、右の枝
を符号“1"にそれぞれ対応させた符号の木で考えると次
のようになる。まず最初に、最小ビット数の符号化デー
タを表す節点に最初の事象を対応させ、以下、符号の木
を右へ進みながら、各事象につき符号ビット数と同じ深
さの節点にその事象を対応させていく。そして、符号の
木の右端に達したら、次は左端に移り、以下同様な動作
を繰り返していく。
を符号“1"にそれぞれ対応させた符号の木で考えると次
のようになる。まず最初に、最小ビット数の符号化デー
タを表す節点に最初の事象を対応させ、以下、符号の木
を右へ進みながら、各事象につき符号ビット数と同じ深
さの節点にその事象を対応させていく。そして、符号の
木の右端に達したら、次は左端に移り、以下同様な動作
を繰り返していく。
第４図と第５図にこの処理の具体例を示す。第４図中
の“point"はソーティングの際の通し番号、“hufftab.
value"は事象の値（便宜上、各値をアルファアベットＡ
〜Ｊで表現）、“hufftab.size"は符号ビット数、“huf
ftab.code"は符号化データ（２進数）を示す。第５図は
第４図の符号の木である。第５図において、各終端節点
には、その終端節点に対応する“point"＝０〜９と“hu
fftab.value"＝Ａ〜Ｊが、また、それ以外の節点（根お
よび中間節点）には、符号の木を構成するときの順番に
従った通し番号０〜８がそれぞれ記されている。
の“point"はソーティングの際の通し番号、“hufftab.
value"は事象の値（便宜上、各値をアルファアベットＡ
〜Ｊで表現）、“hufftab.size"は符号ビット数、“huf
ftab.code"は符号化データ（２進数）を示す。第５図は
第４図の符号の木である。第５図において、各終端節点
には、その終端節点に対応する“point"＝０〜９と“hu
fftab.value"＝Ａ〜Ｊが、また、それ以外の節点（根お
よび中間節点）には、符号の木を構成するときの順番に
従った通し番号０〜８がそれぞれ記されている。
第５図の符号の木を用いた場合の復号の手順は次の通
りである。まず、根（節点＝０）からスタートし、入力
符号列を１ビットづつ解釈しながら、もし“0"であれば
左の子へ、“1"であれば右の子へ進むということを繰り
返し、終端節点に達したらそこに書いてある値を復号す
べき事象の値とする。
りである。まず、根（節点＝０）からスタートし、入力
符号列を１ビットづつ解釈しながら、もし“0"であれば
左の子へ、“1"であれば右の子へ進むということを繰り
返し、終端節点に達したらそこに書いてある値を復号す
べき事象の値とする。
従来、第５図のような符号の木をテーブル表現する方
法の１つとして、エイホなどの提案した方法（“アルゴ
リズムの設計と解析I"p.47、A.V.エイホ他著、野崎他
訳、サイエンス社,1986年）がある。これによると、第
５図の符号の木は第６図のような復号化テーブルで表現
される。第５図の根および中間節点に記された番号が第
６図での“address"に対応し、各“address"には“left
son"と“rightson"という二つの値が用意されている。
“leftson"には、着目している接点の左の子が中間節点
の場合には、その節点の“address"（復号継続命令に相
当）が、また、着目している接点が終端節点の場合に
は、対応する事象の値（復号終了命令に相当）がそれぞ
れ入っている。終端節点であるか否かは、フラグビット
を用いて判断される。“rightson"についても同様であ
る。
法の１つとして、エイホなどの提案した方法（“アルゴ
リズムの設計と解析I"p.47、A.V.エイホ他著、野崎他
訳、サイエンス社,1986年）がある。これによると、第
５図の符号の木は第６図のような復号化テーブルで表現
される。第５図の根および中間節点に記された番号が第
６図での“address"に対応し、各“address"には“left
son"と“rightson"という二つの値が用意されている。
“leftson"には、着目している接点の左の子が中間節点
の場合には、その節点の“address"（復号継続命令に相
当）が、また、着目している接点が終端節点の場合に
は、対応する事象の値（復号終了命令に相当）がそれぞ
れ入っている。終端節点であるか否かは、フラグビット
を用いて判断される。“rightson"についても同様であ
る。
この第６図の復号化テーブルを用いて復号するには、
常に“address"＝０からスタートし、入力符号列を１ビ
ットづつ見ながら、もし“0"であれば“leftson"の値、
“1"であれば“rightson"の値を参照しつつ先へ進んで
いくのである。
常に“address"＝０からスタートし、入力符号列を１ビ
ットづつ見ながら、もし“0"であれば“leftson"の値、
“1"であれば“rightson"の値を参照しつつ先へ進んで
いくのである。
また、他の復号方法として、特公昭63−38153号の
「ランレングス符号の復号方法」がある。この復号方法
は、モディファイド・ハフマン符号などのランレングス
符号の復号に関するもので、この方法の利用して以下の
ように復号することができる。
「ランレングス符号の復号方法」がある。この復号方法
は、モディファイド・ハフマン符号などのランレングス
符号の復号に関するもので、この方法の利用して以下の
ように復号することができる。
まず、第５図の符号の木を第７図のように書き換えて
みる。第７図を作成する手順は次の通りである。まず、
第５図の根（節点０）に着目すると、これを基準とした
深さ２未満の接点はないということが分かる。そこで、
深さ１の中間節点（節点1,2）を消し、深さ２の中間節
点（節点3,4）および終端節点（節点A,B）を直接根（節
点０）につなぐ。以下、節点3,4をそれぞれ基準として
同様の操作を繰り返していくと、第７図が得られる。こ
の第７図が第５図と大きく異なる点は、第５図では終端
節点を除くすべての節点がそれぞれ２つの子を持つ、い
わゆる二分木であるのに対し、第７図では節点によって
子の数が異なる点である。
みる。第７図を作成する手順は次の通りである。まず、
第５図の根（節点０）に着目すると、これを基準とした
深さ２未満の接点はないということが分かる。そこで、
深さ１の中間節点（節点1,2）を消し、深さ２の中間節
点（節点3,4）および終端節点（節点A,B）を直接根（節
点０）につなぐ。以下、節点3,4をそれぞれ基準として
同様の操作を繰り返していくと、第７図が得られる。こ
の第７図が第５図と大きく異なる点は、第５図では終端
節点を除くすべての節点がそれぞれ２つの子を持つ、い
わゆる二分木であるのに対し、第７図では節点によって
子の数が異なる点である。
上記第７図を用いて復号を行う手順は次の通りであ
る。根（節点０）からスタートし、入力符号列から２ビ
ット取り込んで、もし、“00"なら節点４へ、“11"なら
節点３へそれぞれ進み、“01"または“10"なら復号事象
の値として“A"または“B"をそれぞれ得る。節点４へ進
んだ場合はさらに２ビットを取り込み、節点３へ進んだ
場合はさらに１ビット取り込み、以下同様にして終端節
点に達するまで復号を続ける。
る。根（節点０）からスタートし、入力符号列から２ビ
ット取り込んで、もし、“00"なら節点４へ、“11"なら
節点３へそれぞれ進み、“01"または“10"なら復号事象
の値として“A"または“B"をそれぞれ得る。節点４へ進
んだ場合はさらに２ビットを取り込み、節点３へ進んだ
場合はさらに１ビット取り込み、以下同様にして終端節
点に達するまで復号を続ける。
上記方法によってテーブル表現するために注意すべき
点は、第１に、何ビットまとめて解釈すべきかを明記す
る必要があるという点である。第６図のときは常に１ビ
ットづつ解釈していたが、第７図では節点によって解釈
ビット数が変わるからである。第２に、解釈するビット
数によって分岐の数（１ビットなら２通り、２ビットな
ら４通り）が異なるという点である。第６図では、常に
２通りの分岐（“leftson"と“rightson"）しかないた
め、テーブルを簡単に表現できたが、第７図の場合はそ
れほど簡単ではない。これらの点に留意して作成した第
７図に対する復号化テーブルが第８図である。ただし、
この第８図の復号化テーブルは、前述の特公昭63−3815
3号において１個のメモリで表現されていたものを、複
数個のメモリに分けて表現し直したものである。
点は、第１に、何ビットまとめて解釈すべきかを明記す
る必要があるという点である。第６図のときは常に１ビ
ットづつ解釈していたが、第７図では節点によって解釈
ビット数が変わるからである。第２に、解釈するビット
数によって分岐の数（１ビットなら２通り、２ビットな
ら４通り）が異なるという点である。第６図では、常に
２通りの分岐（“leftson"と“rightson"）しかないた
め、テーブルを簡単に表現できたが、第７図の場合はそ
れほど簡単ではない。これらの点に留意して作成した第
７図に対する復号化テーブルが第８図である。ただし、
この第８図の復号化テーブルは、前述の特公昭63−3815
3号において１個のメモリで表現されていたものを、複
数個のメモリに分けて表現し直したものである。
第８図の復号化テーブルの内容は次の通りである。す
なわち、復号化テーブルとして５個のメモリ０〜４を用
意し、メモリ０の先頭番地“address"＝０に“２ビット
取り込め”（復号継続命令）と書き込み、このアドレス
に続いて、解釈すべきビット数に対応する22＝４個のア
ドレス空間が確保される。この４個のアドレス空間“ad
dress"＝１〜４には、入力符号列の２個のそれぞれの場
合に対する命令が“00",“01",“10",“11"の順（第７
図の符号の木でいえば左から右の順）に格納されてい
る。この“address"＝１〜４に格納される命令の具体的
内容は、次に移るべき接点が中間節点ならば、例えば
“address"＝１のように“メモリ２へ飛べ”という復号
継続命令であり、これに応じてその飛び先のメモリ２の
先頭番地“address"＝０には再びその節点で解釈すべき
ビット数に対応した“２ビット取り込め”という復号継
続命令が格納される。以下、同様のことが繰り返され
る。
なわち、復号化テーブルとして５個のメモリ０〜４を用
意し、メモリ０の先頭番地“address"＝０に“２ビット
取り込め”（復号継続命令）と書き込み、このアドレス
に続いて、解釈すべきビット数に対応する22＝４個のア
ドレス空間が確保される。この４個のアドレス空間“ad
dress"＝１〜４には、入力符号列の２個のそれぞれの場
合に対する命令が“00",“01",“10",“11"の順（第７
図の符号の木でいえば左から右の順）に格納されてい
る。この“address"＝１〜４に格納される命令の具体的
内容は、次に移るべき接点が中間節点ならば、例えば
“address"＝１のように“メモリ２へ飛べ”という復号
継続命令であり、これに応じてその飛び先のメモリ２の
先頭番地“address"＝０には再びその節点で解釈すべき
ビット数に対応した“２ビット取り込め”という復号継
続命令が格納される。以下、同様のことが繰り返され
る。
一方、次に移るべき節点が終端節点ならば、例えばメ
モリ０の“address"＝２のように“事象はA"という復号
終了命令が格納され、そこで復号が終了する。なお、上
記三種類の命令はフラグビットでそれぞれ区別される。
モリ０の“address"＝２のように“事象はA"という復号
終了命令が格納され、そこで復号が終了する。なお、上
記三種類の命令はフラグビットでそれぞれ区別される。
従来においては、上記したような復号化テーブルを用
い、復号を行っていた。しかしながら、第６図のごとき
復号化テーブルの場合、圧縮された画像データ列に対し
て、復号化テーブルの最初の番地から順番に１ビットづ
つ復号化テーブルと照らし合わせていき。入力符号列と
一致する符号化データを見つけねばならず、復号に時間
がかかるという欠点がある。
い、復号を行っていた。しかしながら、第６図のごとき
復号化テーブルの場合、圧縮された画像データ列に対し
て、復号化テーブルの最初の番地から順番に１ビットづ
つ復号化テーブルと照らし合わせていき。入力符号列と
一致する符号化データを見つけねばならず、復号に時間
がかかるという欠点がある。
一方、第８図のごとき復号化テーブルは、モディファ
イド・ハフマン符号のように予め符号化データが決まっ
ているランレングス符号を表現するために考案された固
定テーブルであり、ハフマン符号のように入力事象デー
タによって符号化データが適応的に変化する符号にはそ
のまま適用することができない。また、特公昭63−3815
3号には、第８図の復号化テーブルを自動的に作成する
ためのテーブル作成方法については何ら提案されておら
ず、ランレングス符号の復号方法が開示されているだけ
である。
イド・ハフマン符号のように予め符号化データが決まっ
ているランレングス符号を表現するために考案された固
定テーブルであり、ハフマン符号のように入力事象デー
タによって符号化データが適応的に変化する符号にはそ
のまま適用することができない。また、特公昭63−3815
3号には、第８図の復号化テーブルを自動的に作成する
ためのテーブル作成方法については何ら提案されておら
ず、ランレングス符号の復号方法が開示されているだけ
である。
本発明は、上記事情の下になされたもので、その目的
とするところは、入力事象データによって符号化データ
が適応的に変化するハフマン符号などの可変長符号を高
速に復号するための復号化テーブルを、入力事象の値と
その符号ビット数の２つを用いて適応的に自動作成する
ことのできる可変長符号の復号化テーブルの自動作成方
法を提供することである。
とするところは、入力事象データによって符号化データ
が適応的に変化するハフマン符号などの可変長符号を高
速に復号するための復号化テーブルを、入力事象の値と
その符号ビット数の２つを用いて適応的に自動作成する
ことのできる可変長符号の復号化テーブルの自動作成方
法を提供することである。
本発明は、上記目的を達成するために、 符号ビット数の少ないものから順にソーティングされ
た事象およびその事象に対応する符号ビット数を入力事
象データとして、最初の事象に対して対応する符号ビッ
ト数の２進数で表される符号化データを与え、以下着目
している事象の符号ビット数が１つ前の事象の符号ビッ
ト数と等しい場合は該１つ前の事象の符号化データに
“1"を足したものを該着目している事象の符号化データ
とし、着目している事象の符号ビット数が１つ前の事象
より増えた場合は該１つ前の事象の符号化データに“1"
を足し、更にその増えたビット数分だけ上位方向にシフ
トしたものを符号化データとする符号の木で表現できる
可変長符号の復号化テーブルの自動作成方法において、 前記符号の木の根のそれぞれの子およびその子孫に含
まれる前記ソーティングされた事象に対して重みＫ（Ｋ
＝1/2N、Ｎ＝事象の符号化ビット数−最初に現れる事象
の符号化ビット数）を算出し、前記復号化テーブルの最
初のメモリ領域の先頭アドレス領域に前記符号化データ
をサーチして符号の木の根より最初の前記事象が出現す
るビット数を記録し、該ビット数を記録したアドレス領
域に続いて前記記録したビット数に応じて選択される枝
の状態に対応したアドレス領域を設け、前記ソーティン
グされた順に前記事象の重みＫが１であるか否かを判定
し、重みＫが１であると判定された事象の符号化データ
をアドレスとするアドレス領域には終端節点として該事
象を記録し、重みＫが１でないと判定された事象につい
ては前記重みＫが１でない事象の符号化データに対応す
るアドレス領域に中間節点として次に参照させる新たな
メモリ領域の指定を記録し、該新たなメモリ領域の記録
を前記中間節点を新たな根とし、前記符号の木で表現さ
れる前記重みＫが１でないと判定された事象より前記ソ
ーティングされた順に前記重みＫを順次加算して加算値
が１となるまでの事象を前記新たな根に対する子あるい
はその子孫に含まれる事象として前記動作を再帰的に繰
り返す。
た事象およびその事象に対応する符号ビット数を入力事
象データとして、最初の事象に対して対応する符号ビッ
ト数の２進数で表される符号化データを与え、以下着目
している事象の符号ビット数が１つ前の事象の符号ビッ
ト数と等しい場合は該１つ前の事象の符号化データに
“1"を足したものを該着目している事象の符号化データ
とし、着目している事象の符号ビット数が１つ前の事象
より増えた場合は該１つ前の事象の符号化データに“1"
を足し、更にその増えたビット数分だけ上位方向にシフ
トしたものを符号化データとする符号の木で表現できる
可変長符号の復号化テーブルの自動作成方法において、 前記符号の木の根のそれぞれの子およびその子孫に含
まれる前記ソーティングされた事象に対して重みＫ（Ｋ
＝1/2N、Ｎ＝事象の符号化ビット数−最初に現れる事象
の符号化ビット数）を算出し、前記復号化テーブルの最
初のメモリ領域の先頭アドレス領域に前記符号化データ
をサーチして符号の木の根より最初の前記事象が出現す
るビット数を記録し、該ビット数を記録したアドレス領
域に続いて前記記録したビット数に応じて選択される枝
の状態に対応したアドレス領域を設け、前記ソーティン
グされた順に前記事象の重みＫが１であるか否かを判定
し、重みＫが１であると判定された事象の符号化データ
をアドレスとするアドレス領域には終端節点として該事
象を記録し、重みＫが１でないと判定された事象につい
ては前記重みＫが１でない事象の符号化データに対応す
るアドレス領域に中間節点として次に参照させる新たな
メモリ領域の指定を記録し、該新たなメモリ領域の記録
を前記中間節点を新たな根とし、前記符号の木で表現さ
れる前記重みＫが１でないと判定された事象より前記ソ
ーティングされた順に前記重みＫを順次加算して加算値
が１となるまでの事象を前記新たな根に対する子あるい
はその子孫に含まれる事象として前記動作を再帰的に繰
り返す。
以下、図面を参照して本発明の実施例につき説明す
る。
る。
第１図は、前述した第５図とまったく同じ構成の符号
の木である。本発明の場合、この符号の木において、各
終端節点Ａ〜Ｊに“符号ビット数”（第４図の“huffta
b.size"の値）とその節点の“重み”が記されている。
例えば、終端節点Ａにおいて、節点Ａの下に記された２
つの数値のうち、左の数値２が符号ビット数を、右のカ
ッコ内の数値（1/4）が重みを表している。この重み
は、その終端接点の符号ビット数をｎとすると1/2nで定
義する。ここでの“重み”は各終端節点の根に対する重
みであり、全終端節点の“重み”の総和は１である。
の木である。本発明の場合、この符号の木において、各
終端節点Ａ〜Ｊに“符号ビット数”（第４図の“huffta
b.size"の値）とその節点の“重み”が記されている。
例えば、終端節点Ａにおいて、節点Ａの下に記された２
つの数値のうち、左の数値２が符号ビット数を、右のカ
ッコ内の数値（1/4）が重みを表している。この重み
は、その終端接点の符号ビット数をｎとすると1/2nで定
義する。ここでの“重み”は各終端節点の根に対する重
みであり、全終端節点の“重み”の総和は１である。
本発明は“符号ビット数”と“重み”を付した上記第
１図のごとき符号の木を用いて復号化テーブルを自動作
成するものであるが、以下の説明においては、最も効率
のよい方法による場合を例にとって、その処理例を述べ
る。
１図のごとき符号の木を用いて復号化テーブルを自動作
成するものであるが、以下の説明においては、最も効率
のよい方法による場合を例にとって、その処理例を述べ
る。
さて、まず最初に、第１図の符号の木を第２図のよう
に変形する。すなわち、第１図において、入力事象デー
タの最小符号ビット数は２ビットであるので、符号ビッ
ト数＝２の事象に対応する終端接点A,B、およびこれと
同じ深さの中間節点3,4をすべて根（節点０）に直結す
る。このようにして得られた新たな符号の木を第２図に
示す。
に変形する。すなわち、第１図において、入力事象デー
タの最小符号ビット数は２ビットであるので、符号ビッ
ト数＝２の事象に対応する終端接点A,B、およびこれと
同じ深さの中間節点3,4をすべて根（節点０）に直結す
る。このようにして得られた新たな符号の木を第２図に
示す。
第２図から分かるように、一つの子或いはその子孫に
含まれる各事象に対応する各終端接点の“point"の値
（節点Ａ〜Ｊ内の下半部の数字）は深さに従って連続し
ている。したがって、１つの子あるいはその子孫に含ま
れる事象の範囲を表現するには、それに対応する“poin
t"の最小値と最大値を示せばよいことがわかる。そこ
で、以降この最小値を“stp"、最大値を“enp"とおく。
含まれる各事象に対応する各終端接点の“point"の値
（節点Ａ〜Ｊ内の下半部の数字）は深さに従って連続し
ている。したがって、１つの子あるいはその子孫に含ま
れる事象の範囲を表現するには、それに対応する“poin
t"の最小値と最大値を示せばよいことがわかる。そこ
で、以降この最小値を“stp"、最大値を“enp"とおく。
この第２図に基づいて、本発明は以下のようにして第
８図と同様の復号化テーブルを自動作成する。すなわ
ち、まず最初に、第８図のメモリ０の先頭番地（“addr
ess"＝０）に“２ビット取り込め”という復号継続命令
を書き込む。ここでの“２ビット”というのは、前述の
最小符号ビット数の値に対応する。
８図と同様の復号化テーブルを自動作成する。すなわ
ち、まず最初に、第８図のメモリ０の先頭番地（“addr
ess"＝０）に“２ビット取り込め”という復号継続命令
を書き込む。ここでの“２ビット”というのは、前述の
最小符号ビット数の値に対応する。
次に、第２図における各符号ビット数から最小符号ビ
ット数＝２ビットをそれぞれ引いたものを新たな符号ビ
ット数とし、この符号ビット数に応じて各終端節点の
“重み”も新たに算出し直す。これを第３図に示す。第
３図から、例えば、節点４の子孫の各事象（E,F,G,H,I,
J）の“重み”の総和が１になることが分かる。他の３
つの節点（A,B,3）についても同様である。
ット数＝２ビットをそれぞれ引いたものを新たな符号ビ
ット数とし、この符号ビット数に応じて各終端節点の
“重み”も新たに算出し直す。これを第３図に示す。第
３図から、例えば、節点４の子孫の各事象（E,F,G,H,I,
J）の“重み”の総和が１になることが分かる。他の３
つの節点（A,B,3）についても同様である。
そして、第３図において、“stp"＝０とおき、そこか
ら“point"の値の順に各終端節点の“重み”の和を計算
していき、その和が最初に１となった時点の“point"を
“enp"とする。第３図の場合、節点Ａの“重み”は１で
あるから、“enp"＝“stp"＝０となり、この最初の子
（節点Ａ）およびその子孫に含まれる事象は１個のみで
あることが分かる。したがって、この子（節点Ａ）は終
端節点であることが分かるので、メモリ０の“address"
＝２に“事象はA"という復号終了命令を書き込み、次へ
進む。
ら“point"の値の順に各終端節点の“重み”の和を計算
していき、その和が最初に１となった時点の“point"を
“enp"とする。第３図の場合、節点Ａの“重み”は１で
あるから、“enp"＝“stp"＝０となり、この最初の子
（節点Ａ）およびその子孫に含まれる事象は１個のみで
あることが分かる。したがって、この子（節点Ａ）は終
端節点であることが分かるので、メモリ０の“address"
＝２に“事象はA"という復号終了命令を書き込み、次へ
進む。
次に、“stp"＝０＋１＝１とおいて、上記と同様の処
理を行うが、ここでもやはり次の節点Ｂが“重み”＝１
であり、“enp"＝“stp"＝１となる。したがって、二番
目の子（節点Ｂ）も終端節点であることが分かるので、
一番目と同様に、メモリ０の“address"＝３に“事象は
B"という復号終了命令を書き込み、次へ進む。
理を行うが、ここでもやはり次の節点Ｂが“重み”＝１
であり、“enp"＝“stp"＝１となる。したがって、二番
目の子（節点Ｂ）も終端節点であることが分かるので、
一番目と同様に、メモリ０の“address"＝３に“事象は
B"という復号終了命令を書き込み、次へ進む。
次に、“stp"＝１＋１＝２とおいて同様の処理を行う
が、ここでは“enp"＝３なので、三番目の子（節点３）
は子孫を持つ中間節点であり、その子孫に含まれる事象
の数は２個であることが分かる。そこで、メモリ０の
“address"＝４に“メモリ１へ飛べ”という復号継続命
令を書き込み、着目している三番目の子（節点３）を新
たな根とみなし、上記の動作を中間節点がなくなるまで
再帰的に繰り返すことによりメモリ１を得る。
が、ここでは“enp"＝３なので、三番目の子（節点３）
は子孫を持つ中間節点であり、その子孫に含まれる事象
の数は２個であることが分かる。そこで、メモリ０の
“address"＝４に“メモリ１へ飛べ”という復号継続命
令を書き込み、着目している三番目の子（節点３）を新
たな根とみなし、上記の動作を中間節点がなくなるまで
再帰的に繰り返すことによりメモリ１を得る。
次に、“stp"＝３＋１＝４とおいて、四番目の子（節
点４）についても同様の処理を行う。この場合、四番目
の子（節点４）に含まれる節点Ｅ〜Ｊの重みの総和が重
み１となるから、“stp"＝４、“enp"＝９となる。した
がって、四番目の子（節点４）は子孫を持つ中間節点で
あり、その子孫に含まれる事象の数は６個であることが
分かる。そこで、メモリ０の“address"＝１に“メモリ
２へ飛べ”という復号継続命令を書き込み、着目してい
る四番目の子（節点４）を新たな根とみなし、上記と同
様の動作を中間節点がなくなるまで再帰的に繰り返すこ
とによりメモリ２を得る。
点４）についても同様の処理を行う。この場合、四番目
の子（節点４）に含まれる節点Ｅ〜Ｊの重みの総和が重
み１となるから、“stp"＝４、“enp"＝９となる。した
がって、四番目の子（節点４）は子孫を持つ中間節点で
あり、その子孫に含まれる事象の数は６個であることが
分かる。そこで、メモリ０の“address"＝１に“メモリ
２へ飛べ”という復号継続命令を書き込み、着目してい
る四番目の子（節点４）を新たな根とみなし、上記と同
様の動作を中間節点がなくなるまで再帰的に繰り返すこ
とによりメモリ２を得る。
当該再帰的動作の過程において、節点7,8に同様の処
理を適用し、最後の事象Ｊが求まるまでこれを繰り返
す。このようにして、最終的に、第８図に示すと同様の
メモリ０〜４からなる可変長符号の復号化テーブルが自
動的に作成される。
理を適用し、最後の事象Ｊが求まるまでこれを繰り返
す。このようにして、最終的に、第８図に示すと同様の
メモリ０〜４からなる可変長符号の復号化テーブルが自
動的に作成される。
なお、第１図の例では、最小符号ビット数を２とした
が、これは一例にすぎない。また、これに関連してメモ
リ中の前記“２ビット取り込め”という復号命令の取り
込みビット数も変わることはいうまでもない。
が、これは一例にすぎない。また、これに関連してメモ
リ中の前記“２ビット取り込め”という復号命令の取り
込みビット数も変わることはいうまでもない。
本発明によれば、符号の木の根のそれぞれの子および
その子孫に含まれるソーティングされた事象に対して重
みＫ（Ｋ＝1/2N、Ｎ＝事象の符号化ビット数−最初に現
れる事象の符号化ビット数）を算出し、復号化テーブル
の最初のメモリ領域の先頭アドレス領域に符号化データ
をサーチして符号の木の根より最初の事象が出現するビ
ット数を記録し、該ビット数を記録したアドレス領域に
続いて記録したビット数に応じて選択される枝の状態に
対応したアドレス領域を設け、ソーティングされた順に
事象の重みＫが１であるか否かを判定し、重みＫが１で
あると判定された事象の符号化データをアドレスとする
アドレス領域には終端節点として該事象を記録し、重み
Ｋが１でないと判定された事象については重みＫが１で
ない事象の符号化データに対応するアドレス領域に中間
節点として次に参照させる新たなメモリ領域の指定を記
録し、該新たなメモリ領域の記録を中間節点を新たな根
とし、符号の木で表現される重みＫが１でないと判定さ
れた事象よりソーティングされた順に重みＫを順次加算
して加算値が１となるまでの事象を新たな根に対する子
あるいはその子孫に含まれる事象として動作を再帰的に
繰り返すようにしたので、容易に復号化を行わせるため
の復号化テーブルを作成することができる。
その子孫に含まれるソーティングされた事象に対して重
みＫ（Ｋ＝1/2N、Ｎ＝事象の符号化ビット数−最初に現
れる事象の符号化ビット数）を算出し、復号化テーブル
の最初のメモリ領域の先頭アドレス領域に符号化データ
をサーチして符号の木の根より最初の事象が出現するビ
ット数を記録し、該ビット数を記録したアドレス領域に
続いて記録したビット数に応じて選択される枝の状態に
対応したアドレス領域を設け、ソーティングされた順に
事象の重みＫが１であるか否かを判定し、重みＫが１で
あると判定された事象の符号化データをアドレスとする
アドレス領域には終端節点として該事象を記録し、重み
Ｋが１でないと判定された事象については重みＫが１で
ない事象の符号化データに対応するアドレス領域に中間
節点として次に参照させる新たなメモリ領域の指定を記
録し、該新たなメモリ領域の記録を中間節点を新たな根
とし、符号の木で表現される重みＫが１でないと判定さ
れた事象よりソーティングされた順に重みＫを順次加算
して加算値が１となるまでの事象を新たな根に対する子
あるいはその子孫に含まれる事象として動作を再帰的に
繰り返すようにしたので、容易に復号化を行わせるため
の復号化テーブルを作成することができる。
第１図は本発明方法の復号化テーブル作成のための符号
の木の例を示す図、 第２図は第１図において最小符号ビット深さの節点を根
に直結して書き直した符号の木を示す図、 第３図は第２図において重み付けをし直した符号の木を
示す図、 第４図は自然静止画像符号化の国際標準化案における復
号テーブルの例を示す図、 第５図は第４図の復号化テーブルのための符号の木を示
す図、 第６図はエイホの方法による復号テーブルの例を示す
図、 第７図は第５図において最小符号ビット深さの節点を根
に直結して書き直した符号の木を示す図、 第８図は第７図の符号の木による復号テーブルの例を示
す図である。
の木の例を示す図、 第２図は第１図において最小符号ビット深さの節点を根
に直結して書き直した符号の木を示す図、 第３図は第２図において重み付けをし直した符号の木を
示す図、 第４図は自然静止画像符号化の国際標準化案における復
号テーブルの例を示す図、 第５図は第４図の復号化テーブルのための符号の木を示
す図、 第６図はエイホの方法による復号テーブルの例を示す
図、 第７図は第５図において最小符号ビット深さの節点を根
に直結して書き直した符号の木を示す図、 第８図は第７図の符号の木による復号テーブルの例を示
す図である。
Claims (1)
- 【請求項１】符号ビット数の少ないものから順にソーテ
ィングされた事象およびその事象に対応する符号ビット
数を入力事象データとして、最初の事象に対して対応す
る符号ビット数の２進数で表される符号化データを与
え、以下着目している事象の符号ビット数が１つ前の事
象の符号ビット数と等しい場合は該１つ前の事象の符号
化データに“1"を足したものを該着目している事象の符
号化データとし、着目している事象の符号ビット数が１
つ前の事象より増えた場合は該１つ前の事象の符号化デ
ータに“1"を足し、更にその増えたビット数分だけ上位
方向にシフトしたものを符号化データとする符号の木で
表現できる可変長符号の復号化テーブルの自動作成方法
において、 前記符号の木の根のそれぞれの子およびその子孫に含ま
れる前記ソーティングされた事象に対して重みＫ（Ｋ＝
1/2N、Ｎ＝事象の符号化ビット数−最初に現れる事象の
符号化ビット数）を算出し、前記復号化テーブルの最初
のメモリ領域の先頭アドレス領域に前記符号化データを
サーチして符号の木の根より最初の前記事象が出現する
ビット数を記録し、該ビット数を記録したアドレス領域
に続いて前記記録したビット数に応じて選択される枝の
状態に対応したアドレス領域を設け、前記ソーティング
された順に前記事象の重みＫが１であるか否かを判定
し、重みＫが１であると判定された事象の符号化データ
をアドレスとするアドレス領域には終端節点として該事
象を記録し、重みＫが１でないと判定された事象につい
ては前記重みＫが１でない事象の符号化データに対応す
るアドレス領域に中間節点として次に参照させる新たな
メモリ領域の指定を記録し、該新たなメモリ領域の記録
を前記中間節点を新たな根とし、前記符号の木で表現さ
れる前記重みＫが１でないと判定された事象より前記ソ
ーティングされた順に前記重みＫを順次加算して加算値
が１となるまでの事象を前記新たな根に対する子あるい
はその子孫に含まれる事象として前記動作を再帰的に繰
り返す、 ことを特徴とする可変長符号の復号化テーブルの自動作
成方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP33857189A JP3167305B2 (ja) | 1989-12-28 | 1989-12-28 | 可変長符号の復号化テーブルの自動作成方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP33857189A JP3167305B2 (ja) | 1989-12-28 | 1989-12-28 | 可変長符号の復号化テーブルの自動作成方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03201679A JPH03201679A (ja) | 1991-09-03 |
| JP3167305B2 true JP3167305B2 (ja) | 2001-05-21 |
Family
ID=18319428
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP33857189A Expired - Fee Related JP3167305B2 (ja) | 1989-12-28 | 1989-12-28 | 可変長符号の復号化テーブルの自動作成方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3167305B2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR102315875B1 (ko) * | 2019-12-17 | 2021-10-21 | 인제대학교 산학협력단 | 기관삽관튜브 |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2017009996A1 (ja) * | 2015-07-16 | 2017-01-19 | 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 |
Family Cites Families (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6338153A (ja) * | 1986-08-04 | 1988-02-18 | Toshiba Corp | フロ−ク−ロメトリ用電解セル |
-
1989
- 1989-12-28 JP JP33857189A patent/JP3167305B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR102315875B1 (ko) * | 2019-12-17 | 2021-10-21 | 인제대학교 산학협력단 | 기관삽관튜브 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH03201679A (ja) | 1991-09-03 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |