JP3171510B2 - 辞書ベースのメモリ内のデータを圧縮および圧縮解除する方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は広義にはデータの圧縮
と圧縮解除の方法と装置に関し、より詳細には、圧縮情
報と圧縮解除情報を格納するための辞書を用いる損失の
ないデータ圧縮アルゴリズムの実施に関する。

【０００２】

【従来の技術】圧縮法の主要なものにおいては、二進シ
ーケンスあるいは“コードワード”を用いて複数文字ス
トリングを符号化する。二進シーケンスあるいはコード
ワードは個々の文字の符号化には用いられない。各スト
リングは、“アルファベット”あるいは単一文字ストリ
ングからなる。このアルファベットは圧縮器の処理する
最小の固有の情報を表わす。したがって、その文字を表
わすのに８ビットを用いるアルゴリズムはそのアルファ
ベットに２５６の固有の文字を有する。圧縮は符号化法
で表現された複数文字ストリングがデータストリームの
あるファイルに見られる程度に有効である。人間の言語
の翻訳に用いられる二か国語の辞書との類比で、非圧縮
コードと圧縮コードの間のマッピングを行う装置は通常
“辞書”と呼ばれる。

【０００３】一般に、辞書ベースの圧縮法の有効性は、
複数文字ストリング用の辞書のエントリの使用頻度によ
って決まる。固定の辞書を一つのファイル型に最適化す
ると、他のファイル型には最適となりにくい。たとえ
ば、新聞テキストファイルに見られるような文字の組み
合わせを多数有する辞書は、データベースファイル、ス
プレッドシートファイル、ビットマップされたグラフィ
ックスファイル、コンピュータ支援設計ファイルその他
を効率的に圧縮する可能性は低い。

【０００４】適応型圧縮法は周知であり、この方法では
入力データを圧縮しながら入力データの圧縮に用いられ
る辞書が展開される。圧縮されていない入力データ中に
存在しうる単一文字のそれぞれを表現するコードワード
がこの辞書に入れられる。そのファイルの中で複数文字
ストリングが現われると、辞書に追加のエントリが加え
られる。この追加の辞書エントリは、かかる複数文字ス
トリングがそれ以後に発生したときこれを符号化するの
に用いられる。たとえば、現在の入力パターンの整合は
現在辞書に存在するフレーズに対してのみ行われる。整
合が失敗する度に、新しいフレーズが辞書に加えられ
る。この新しいフレーズは整合されたフレーズを一つの
記号分だけ拡大することによって形成される（たとえ
ば、整合を“破る”入力記号）。圧縮はこのファイル中
で最も頻繁に発生する複数文字ストリングが辞書の展開
中に現われる範囲で行われる。

【０００５】圧縮解除においては、辞書は同様に構成さ
れる。したがって、圧縮されたファイル中にある文字ス
トリングのコードワードが現われるとき、辞書は対応す
る文字ストリングの再構成に必要な情報を有する。圧縮
情報と圧縮解除情報を格納するための辞書を用いる広く
使用されている圧縮アルゴリズムは、それぞれＬＺ１、
ＬＺ２と呼ばれるレンペル（Ｌｅｍｐｅｌ）とジブ（Ｚ
ｉｖ）の第１および第２の方法である。これらの方法
は、イーストマン（Ｅａｓｔｍａｎ）その他の米国特許
第４，４６４，６５０号に開示されており、これらのア
ルゴリズムに対する様々な改良がウェルチ（Ｗｅｌｃ
ｈ）の米国特許第４，５５８，３０２号、ミラー（Ｍｉ
ｌｌｅｒ）その他の米国特許第４，８１４，７４６号に
開示されている。これらの参考資料には、辞書の使用に
ついてさらに詳しく説明されている。

【０００６】実施にあたっては、圧縮／圧縮解除に使用
できるメモリの量は有限である。したがって、辞書のエ
ントリの数は有限であり、各エントリの符号化に用いら
れるコードワードの長さは限られている。典型的には、
この長さは１２ビットから１６ビットの間である。入力
データシーケンスが長い場合、辞書は最後には“満杯に
なってしまう”。このとき、いくつかの方法で対処する
ことができる。たとえば、辞書をその現在の状態に凍結
し、入力シーケンスの残りの部分に用いることができ
る。第２の方法では、辞書をリセットし、新しい辞書が
最初から作成される。第３の方法では、辞書を圧縮比が
下がるまで一時凍結し、その後リセットする。

【０００７】第１の方法には、基本圧縮アルゴリズムの
学習能力が失われるという欠点がある。入力データの統
計が変化するとき、辞書はかかる変化についていけず、
圧縮比の急速な低下が発生する。辞書リセット法は、ア
ルゴリズムの学習能力を維持するが、空の辞書に切り換
わったとき圧縮比の一時的な低下が発生する（たとえ
ば、それまでに蓄積されたすべてのソースの知識が失わ
れる）。

【０００８】必要な辞書のリセット回数を少なくするた
めの方法の一つに、辞書のメモリサイズを大きくするこ
とがある。しかし、メモリサイズを大きくすると、コス
トが上がり、また辞書のデータエントリの検索に要する
時間を増大することがある。逐次にアクセスすることの
できるメモリでデータを迅速に発見するハッシングアル
ゴリズムについて多くの研究がなされている。たとえ
ば、ウェルチ（Ｗｅｌｃｈ）の米国特許第４，５５８，
３０２号などである。

【０００９】圧縮／圧縮解除性能に対するもう一つの障
害は、前に現われた文字ストリングを辞書で探索するの
に要する時間の量である。通常、ハッシングアルゴリズ
ムは前に格納された辞書エントリの探索と新しい文字ス
トリングに使用できる記憶場所の発見に用いられる。典
型的な構成には、ウェルチ（Ｗｅｌｃｈ）（ＬＺＷ）の
米国特許第４，５５８，３０２号に開示するように各辞
書エントリに対して二つないし四つの記憶場所を有する
ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）が用いられる。

【００１０】ハッシングアルゴリズムはそれぞれの固有
の辞書エントリをデータワードの内容の簡単な算術関数
に基づくアドレスのＲＡＭランダムアクセスメモリスペ
ースにマップする。かかるアルゴリズムでは、ワード内
の全ワードあるいはフィールドを用いてマッピングアド
レスを計算するため、二つ以上のデータワードがメモリ
中の同じ場所にマップされ、ハッシングの衝突が起こる
可能性がある。この場合、このデータについては代わり
の場所を見つけなければならない。必然的に、ＲＡＭが
いっぱいになると、第２の辞書エントリは前に用いられ
た場所に混入することになる。圧縮を続けるためにはか
かる状況を解決しなければならない。ハッシング回路、
特にハッシングの衝突は圧縮／圧縮解除システム論理を
かなり複雑にし、システムのスループットを低下させ
る。

【００１１】通常、圧縮されるデータに基づく辞書は、
考えられるすべてのデータエントリの小さな部分集合と
なる。したがって、ハッシングの衝突を減少させる方法
の一つは、辞書の記憶場所の数を増やすことである。し
かし、この方法ではシステムの複雑性とコストが増し、
メモリと圧縮／圧縮解除制御論理の統合ができなくな
る。さらに、メモリが大きくなることによって、ある文
字ストリングが前にメモリにロードされているかどうか
の判定に要する探索時間が増すことになる。

【００１２】データの圧縮／圧縮解除に対するもう一つ
の障害は、データ文字ストリングの符号化と復号に要す
る時間量と回路の複雑性である。たとえば、データの圧
縮の際には、ある文字ストリングがそれ以前にメモリに
格納されたデータフレーズのどれにも一致しないことが
わかると、それは未使用のデータ記憶場所に格納されね
ばならない。格納された文字ストリングと前に辞書デー
タエントリに一致した文字ストリング内のサブフレーズ
を同定するコードワードを生成しなければならない。こ
のコードワードは以後のデータ圧縮動作中に追加の文字
と組み合わせることができるように格納しなければなら
ない。

【００１３】データの圧縮解除中には、圧縮されたデー
タコードワードは圧縮されていないデータ文字と、たと
えばヒューレット・パッカード・ジャーナル（Ｈｅｗｌ
ｅｔｔ−Ｐａｃｋａｒｄ Ｊｏｕｒｎａｌ）、１９８９
年６月号、２７−３１ページに説明するような圧縮され
ていないデータストリングの残りの部分へのリンクとい
った追加のコードワードを表わす場合がある。そこに説
明するＨＰ−ＤＣ法では、コードワードを順次符号化
し、圧縮されたコードによって決定される辞書アドレス
位置にある次のバイト（Ｋ）と結び付いたコードワード
（ＯＭＥＧＡ）を格納する。したがって、この辞書は実
際の圧縮解除されたデータストリングが生成される前に
何度か読まれねばならない。この圧縮および圧縮解除法
は反復式であるため、辞書のアクセスに用いられるクロ
ックサイクル以外の追加のクロックサイクルによって全
体の圧縮時間および圧縮解除時間が大幅に増大する。し
かし、この符号化、復号および辞書探索法は、各入力文
字の圧縮あるいは圧縮解除に二つ以上のクロックサイク
ルを要する。さらに、これらの符号化アルゴリズムおよ
び復号アルゴリズムは複雑な圧縮および圧縮解除ハード
ウエアを必要とする。したがって、辞書ベースのデータ
圧縮システムの性能の向上と辞書ベースのデータ圧縮／
圧縮解除システム中の符号化と復号の改良が必要とされ
ている。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】したがって、この発明
の目的は辞書ベースのデータ圧縮システムの辞書がリセ
ットされているとき発生するデータ圧縮における損失を
最小限にすることである。

【００１５】この発明の第２の目的は、統計的特性の変
化する入力データシーケンスのデータ圧縮システムの適
応性を増すことである。

【００１６】この発明の他の目的は、辞書ベースのデー
タ圧縮／圧縮解除システムにおける文字ストリングの符
号化と復号に要する時間を低減することである。

【００１７】この発明のまた別の目的は、前に現われた
文字ストリングのためのデータ圧縮／圧縮解除辞書の探
索を簡単にし、ハッシングの衝突を防止することであ
る。

【００１８】この発明のまた別の目的は、最小限のメモ
リ量で辞書ベースのデータ圧縮／圧縮解除システムのデ
ータ圧縮能力を最大限にすることである。

【００１９】この発明のさらに別の目的は、辞書ベース
のデータ圧縮／圧縮解除システムにおいて複数の辞書の
間での切り換えを効率的に行うことである。

【００２０】

【課題を解決するための手段】この発明の特徴の一つ
は、現行の辞書と待機辞書を同時に構築するデータ圧縮
／圧縮解除システムであることである。現行辞書は標準
のデータ圧縮エンジンにおける辞書と同じ目的をはたす
ものである。待機辞書は現行辞書のフレーズの部分集合
を有するように現行辞書と平行して構築される。この部
分集合は、ソースデータ中に発生するパターンを最もよ
く記述するように選択される。現行辞書がいっぱいにな
ると、これは待機辞書に置き換えられ、新しい現行辞書
の構築と圧縮への使用が続行する間に新しい待機辞書が
“最初から”構築される。したがって、この圧縮器は空
の辞書に切り換わることは決してなく、辞書のメモリサ
イズが限られているために発生するデータ圧縮の劣化が
低減される。

【００２１】現行辞書は初めに新しいデータエントリを
追加すべき十分な空スペースを有し、それによってソー
スデータに連続的に適応することが可能である。この機
能は統計量の変動するソースデータ圧縮の際に特に重要
である。待機辞書中のより少数のデータエントリへの切
り換えの際にいくぶんかの情報が失われるが、この辞書
を最大限の効率で再構築するための時間は依然として辞
書を完全にリセットする場合の時間より短い。したがっ
て、データ圧縮比に対する悪影響がより少ないかたちで
より小さい辞書メモリを用いることができる。

【００２２】待機辞書に入る現行辞書の部分集合の選択
の基準は、アプリケーションによって異なる場合があ
る。たとえば、符号化されたデータストリングはそれが
現行辞書のデータエントリに少なくとも一度は一致した
ことがある場合に複写される。また、待機辞書中のエン
トリはストリングの長さ、データエントリとの最も新し
い一致、あるいはある与えられたアプリケーションにお
ける圧縮を最大限にするエントリを同定する基準にした
がって選択することができる。

【００２３】さらに、現行辞書から待機辞書への切り換
え（リセット）の基準は、データの種類あるいはアプリ
ケーションによって変更することができる。たとえば、
現行辞書は有効データエントリがいっぱいになったとき
リセットすることができる。あるいはまた、現行辞書は
カトー（Ｋａｔｏ）その他の米国特許第４，８４７，６
１９号に説明するように、それを圧縮に使用する際に所
定の性能しきい値を下回る場合にリセットすることがで
きる。

【００２４】待機辞書の第２のアプリケーションにおい
ては、主としてデータ特性が不変である状況で、この圧
縮器はデータに２回のパスを行う。第１のパスでは、圧
縮器は大きなデータサンプルを走査する。このサンプル
は現行辞書を何回もいっぱいにし、それによってそれに
対応する回数だけ待機辞書による現行辞書の置き換えを
発生させるような大きさである。辞書の切り換えが起こ
る度に、現行辞書は数回の反復の後にアルゴリズムがこ
のデータサンプルに強くカスタマイズされた辞書を構築
するまで“洗練”される。このカスタマイズされた辞書
は、次にこの圧縮エンジンが入力データを圧縮する第２
のパスの間に用いる唯一の辞書としてセットされる。こ
のカスタマイズされた辞書は、それによって同じデータ
に対する単一のダイナミックな辞書よりはるかに良好に
機能する。

【００２５】この発明の第２の特徴は、圧縮／圧縮解除
システムの辞書の格納されたデータエントリのアドレス
値を用いて符号化回路および復号回路を簡略化する辞書
ベースの圧縮／圧縮解除システムアーキテクチャとその
方法であることである。このシステムは好適にはメモリ
へのアクセスを高速化し、外部圧縮／圧縮解除論理を簡
略化する特殊機能を提供するためのローカルフィードバ
ック回路を含む追加の論理回路を有する連想メモリ（Ｃ
ＡＭ）を用いている。このメモリ構造はハッシングある
いはハッシングの衝突を起こすことなく、クロックサイ
クルあたり１文字の一定の速度で損失のないデータの圧
縮あるいは圧縮解除を提供することのできる特有の機能
を有する。

【００２６】すなわち、このシステムは好適にはメモリ
に保有されたデータエントリのアドレス位置にしたがっ
て文字ストリングを符号化する連想メモリからなる。入
力データストリング中で前に発生したことのない入力文
字ストリングの組み合わせは新しいデータエントリとし
て辞書に格納される。ＣＡＭ（連想メモリ）はそれぞれ
が固有の文字ストリングデータエントリを格納する“ワ
ード”に構成される。このメモリはそれまでに辞書に格
納されたすべてのワードについて“ワード”中の選択さ
れたビットを有する入力文字ストリングを用いて連想並
行探索を行う。一致があった場合、そのデータエントリ
に関係する突合せラインが起動される。次にすべての突
合せラインが文字ストリングを表わす単一のコードワー
ドに符号化される。このコードワードは次の入力文字と
組み合わせられ、再び前にメモリに格納されたデータエ
ントリと比較される。このようにして、文字ストリング
にメモリ中のそれらのアドレスにしたがったコードワー
ドが割り当てられる。探索が失敗すると、最後に一致し
た文字ストリングを表わすコードワード（ＯＭＥＧＡ）
（たとえばそのアドレス）が出力され、突き合わせの失
敗の元となった文字（Ｋ）から始まる新しい文字ストリ
ングから再び探索が開始される。この圧縮されたデータ
文字（コードワード）は辞書のデータエントリへのポイ
ンタである。したがって、文字ストリングはこの圧縮さ
れたデータ文字を圧縮解除辞書へのアドレスとして用い
ることによって符号化される。たとえば、初めは外部の
圧縮文字がこの辞書へのアドレスとして用いられる。つ
ぎに、符号化されたアドレス位置のデータエントリが読
み出される。メモリからのデータエントリの出力がさら
に圧縮解除を必要とするものではない場合（たとえば、
メモリ出力がリンクされたリストの“ルート”である場
合）、このデータエントリが出力される。このデータエ
ントリが別のコードワード（たとえば、別の辞書アドレ
ス位置への符号化されたリンク）を含む場合、このコー
ドワードは次の辞書アドレスとしてメモリにフィードバ
ックされる。

【００２７】内部アドレスジェネレータが圧縮と圧縮解
除の両方に用いられ、メモリのリセットと同時にリセッ
トする。メモリになんらかの書き込み（明示的な書き込
みあるいは突き合わせの失敗）を行うと、アドレスが次
のアドレスにインクリメントされる。インクリメントは
順次に行われる必要はなく、圧縮器アドレスジェネレー
タと圧縮解除器アドレスジェネレータの両方が同じ状態
になり同様にインクリメントし、その結果圧縮辞書と圧
縮解除辞書が同一となる限り、たとえば疑似ランダム的
であってもよい。この論理は、外部制御論理中のアドレ
スの生成／格納を不要とし、圧縮／圧縮解除性能を向上
させることができる（たとえば、クロックサイクルが少
なくなり、データの圧縮がより高速になる）。

【００２８】データの圧縮に要する時間をさらに短縮す
るために、特殊な更新回路で同じクロックサイクル中に
メモリの探索とデータの書き込みを行うことを可能にす
る。文字ストリングがメモリ内のデータエントリと比較
されるとき、探索が失敗した場合にはこのストリングは
新しいデータエントリとして格納しなければならない。
次の使用可能なアドレス位置はアドレスジェネレータか
らすでにわかっており、この文字ストリングはメモリデ
ータ入力にすでに存在している。したがって、制御論理
は、探索中に一致が発生しない場合この文字ストリング
をメモリに自動的に書き込むのに用いることができる。
したがって、メモリはメモリ探索クロックサイクル中に
自動的に更新される。探索動作中に一致が発見された場
合、この更新回路はこの文字ストリングが有効データと
してメモリにロードされることを防止する。

【００２９】以上概括したシステムと方法は、簡単で安
価で汎用性のある高速データ圧縮／圧縮解除システムを
提供する。このシステムと方法は汎用コンピュータのソ
フトウエアあるいはカスタムあるいはセミカスタム集積
回路を用いたハードウエアに実施することができる。こ
のシステムと方法は、リンクされたリストのデータ構造
の格納／検索の実施に用いることができる。そして、さ
まざまな適応型の辞書ベースエンコーダに容易に適用す
ることができる。

【００３０】この発明の第３の特徴は待機辞書方式の最
小限メモリ／高圧縮能力とＣＡＭ（連想メモリ）回路の
高速の文字あたり１サイクル符号化／復号能力とを組み
合わせたことである。この回路はＣＡＭ回路の記憶場所
中の複数の辞書を用いる。このＣＡＭ回路は圧縮された
文字ストリングと圧縮されていない文字ストリングを受
け取り、それらを辞書の一つへのデータエントリとして
格納する。それぞれのデータ文字ストリングを表わすコ
ードワードが次にこの文字ストリングに一致する辞書デ
ータエントリのアドレスにしたがって生成される。

【００３１】複数の辞書を支援するために、ＣＡＭのそ
れぞれの記憶場所は状態フィールドとデータフィールド
を含む。データフィールドはデータエントリを格納し、
状態フィールドはそのデータエントリにどの辞書が割り
当てられているかを示す。探索動作中、この回路は状態
フィールドとデータフィールドの両方のある特定のビッ
トをマスクすることができる。これによって、システム
はあるデータエントリにどの辞書が割り当てられている
かを判定し、ある特定の記憶場所が現在辞書に割り当て
られていないかどうかを判定することができる。

【００３２】各データエントリへの辞書の割り当ては圧
縮／圧縮解除回路の状態を変化させることによって簡単
に切り換えることができる。回路の状態を変化させるこ
とによって、少なくとも一つの辞書がリセットされる。
これによって、その辞書に前に割り当てられた記憶場所
はどの辞書にも割り当てられていない空いた記憶場所と
なる。この空いた記憶場所には新しい文字ストリングを
格納することができる。かかる状態の変化は異なる事象
によってトリガーし、圧縮比と異なる種類のデータに対
するこのシステムの適応性を最大限にすることができ
る。たとえば、この圧縮／圧縮解除回路は辞書の一つが
いっぱいになったとき自動的に状態が変化する、あるい
は圧縮比が所定の性能レベル以下に落ちたとき状態が変
化する。単一クロックサイクル探索能力を提供するため
に、この圧縮／圧縮解除回路は現行辞書と平行して待機
辞書を構築し、複数の辞書を同時に探索する。この発明
の以上の目的、特徴および利点、またその他の目的、特
徴および利点は、図面を参照して行う以下の実施例の詳
細な説明からより明確になるであろう。

【００３３】

【実施例】

Ｉ．待機辞書を用いたデータ圧縮／圧縮解除システム 図１は現行辞書と待機辞書を有するデータ圧縮／圧縮解
除システムのデータフロー図である。図１に示す方法は
ブロック８における現行辞書（ＣＤ）と待機辞書（Ｓ
Ｄ）の初期設定から始まる。たとえば、圧縮されていな
い入力データ中に存在しうるそれぞれの単一文字を表わ
すコードワードが辞書に入れられる。あるいは初期の辞
書は空にしておくこともできる。データシーケンスから
の文字ストリングの符号化は任意の所望の符号化方式で
実施される。

【００３４】ブロック１０において、入力データが現行
辞書の前に符号化されたデータエントリと比較され、こ
の文字ストリングが辞書のデータエントリのいずれかに
一致するかどうかが判定される。ブロック１２で一致の
なかった文字ストリングが現行辞書の新しい符号化され
たデータエントリとして格納される。一致をそれ以上拡
大することができないとき、一致した最長のストリング
のコードがブロック１３で出力される。

【００３５】ブロック１４では現行辞書（ＣＤ）の前に
符号化されたデータエントリの部分集合が待機辞書（Ｓ
Ｄ）に格納される。ブロック１４における部分集合選択
処理は、上述したように、入力データに応じて変更し
て、待機辞書中のある与えられた数のデータエントリを
用いて最も高い圧縮比を得るようにすることができる。
たとえば、待機辞書のデータエントリはある入力文字ス
トリングがその辞書内のあるデータエントリに一致する
回数に基づいて選択することができる。あるいは、待機
辞書部分集合は、符号化された文字ストリングによって
表わされる入力文字の数にしたがって選択することがで
きる。一般に、この段階では任意の方法を用いることが
できる。

【００３６】判断ブロック１６では辞書リセットが必要
であるかどうかが判定される。たとえば、現行辞書が所
定数の符号化文字ストリングエントリに達したとき、あ
るいは圧縮比がある性能しきい値以下に落ちたときリセ
ットが必要である。現行辞書がリセットを必要としない
とき、圧縮エンジンは新しい文字ストリングを読み出
し、ブロック１０に戻る。現行辞書がリセットされる
と、ブロック１８で現行辞書を待機辞書中にエントリに
置き換え、新しい待機辞書を初期設定し、新しい文字ス
トリングを読み出し、その後ブロック１０に戻る。

【００３７】図１の辞書ベースの圧縮／圧縮解除法はデ
ータの圧縮に用いる静的なカスタマイズされた現行辞書
の生成に用いることができる。たとえば、入力データシ
ーケンスのデータサンプルが選択される。現行辞書は次
に現行辞書を待機辞書に繰り返し置き換えることによっ
てカスタマイズされる。カスタマイズされた現行辞書は
読み出し専用機能にロックされ、圧縮エンジンによって
このデータシーケンスの圧縮あるいは圧縮解除に専用に
用いられる。

【００３８】図２は現行辞書と待機辞書を用いるデータ
圧縮アルゴリズムの一例を示す詳細なデータフロー図で
ある。図２は入力データストリングが現行辞書中のエン
トリに一致するときデータストリングが待機辞書に複写
される方法を示す。この方法によれば、このデータスト
リングが入力中に少なくとも二度“見られた”ことが確
実になる。現行辞書と待機辞書は現行辞書がいっぱいに
なったとき（たとえば、所定数の有効データエントリに
達したとき）切り換えられる。上述したように、辞書切
り換えの基準と待機辞書データエントリ選択基準は具体
的なアプリケーション条件にしたがって簡単に実施する
ことができる。

【００３９】入力データストリングはブロック２０で現
行辞書のデータエントリと比較される。判断ブロック２
２は入力データと現行辞書のエントリとの間に一致がな
い場合ブロック２３とブロック２４に分かれる。一致し
た最も長いデータストリングが次にブロック２３で符号
化され、出力される。

【００４０】判断ブロック２４では現行辞書がいっぱい
であるかどうかを判定する。現行辞書がいっぱいでなけ
れば、ブロック２８でデータストリングを現行辞書中の
データエントリとして格納する。あるいは、ブロック２
２を除くいずれの場合にもフラグをセットすることがで
きる。現行辞書がいっぱいである場合、ブロック２６で
現行辞書を待機辞書に切り換える。次に、データストリ
ングはこの新しい現行辞書に格納される。現行辞書がデ
ータエントリのより小さい部分集合に置き換わっている
（たとえば、待機辞書のデータエントリ）ため、新しい
データストリングを格納するスペースができている。ブ
ロック３０で現行辞書のアドレスカウンタがインクリメ
ントされる。ブロック３４で新しい入力文字が入力デー
タから読み出され、ブロック２０の比較処理が繰り返さ
れる。

【００４１】判断ブロック２２で入力データと現行辞書
中のあるエントリとの一致が判定されると、判断ブロッ
ク３６でチェックが行われ、このデータストリングがそ
れ以前に待機辞書に格納されているかどうかが判定され
る。このデータストリングが前に待機辞書に複写されて
いない場合、現行辞書内の状態フィールドにフラグがセ
ットされる。あるいは、このフラグはブロック２２を除
くいかなる場合にもセットすることができる。このフラ
グはデータストリングと一致した現行辞書データエント
リに結合されている。このフラグは圧縮エンジンに対し
このデータエントリが前に待機辞書に複写されたことが
あることを表示する。これによって、同じデータエント
リが待機辞書に複数回複写されるのを防止する。ブロッ
ク４０はデータストリングの待機辞書への書き込みを行
い、ブロック４２は待機辞書アドレスカウンタをインク
リメントする。このデータストリングは現行辞書のデー
タエントリと一致したため、ブロック４４は次の入力文
字を現在のデータストリングに加え、ブロック２０に戻
る。判断ブロック３６がこのデータストリングが前に待
機辞書に格納されていると判断すると、この処理は直接
ブロック４４に入り、上述したように続いていく。

【００４２】図３はデータ圧縮／圧縮解除集積回路（Ｉ
Ｃ）５０においてこの発明を実施した例を示し、これが
現在の好適な実施例である。データ圧縮器／圧縮解除器
（ＤＣＤ）集積回路（ＩＣ）５０はデータ圧縮器インタ
ーフェース回路５４と組み合わせられたデータ圧縮／圧
縮解除エンジン５２を含む。データ圧縮器／圧縮解除器
（ＤＣＤ）集積回路（ＩＣ）５０はランダムアクセスメ
モリ（ＲＡＭ）８８内に構成された辞書１（Ｄ１）とＲ
ＡＭ９０内に構成された辞書２（Ｄ２）と組み合わせて
用いられる。ここに示す回路は単一の集積回路（ＩＣ）
中に、あるいは別々の集積回路（ＩＣ）５０、８８、９
０として実施するのが好適である。辞書１（Ｄ１）およ
び辞書２（Ｄ２）はＲＡＭとして図示しているが、連想
メモリあるいは他の任意のメモリ構造中にも公的に実施
することができる。このＲＡＭは従来型のものである。
辞書１（Ｄ１）および辞書２（Ｄ２）のそれぞれのＲＡ
Ｍ辞書記憶場所は、データエントリフィールド（ｄａｔ
ａ＿ｅｎｔｒｙ）９４および９８と待機状態フィールド
（ｓｔｄｂｙ＿ｓｔａｔ）９２および９６を含む。

【００４３】データエントリフィールドには入力データ
シーケンス中に発生する特有のデータストリングが格納
される。待機状態フィールドは現行辞書中のデータエン
トリが前に待機辞書に格納されているかどうかを示す待
機辞書状態フラグを含む。待機状態フィールドに有効デ
ータエントリを同定するｄｉｃｔ ｖａｌｉｄフィール
ドを含めることができる。データ圧縮システムにおける
複数ビットｄｉｃｔ ｖａｌｉｄフィールドの使用につい
ては１９９１年９月２５日出願の「ディクショナリー・
リセット・パフォーマンス・エンハンスメント・フォー
・データ・コンプレッション・アプリケーション（ＤＩ
ＣＴＩＯＮＡＲＹ ＲＥＳＥＴ ＰＥＲＦＯＲＭＡＮＣ
Ｅ ＥＮＨＡＮＣＥＭＥＮＴ ＦＯＲ ＤＡＴＡ ＣＯ
ＭＰＲＥＳＳＩＯＮ ＡＰＰＬＩＣＡＴＩＯＮ）」と題
する共通譲渡された米国特許出願第０７／７７６，４７
５号に説明されており、ここに参照している。

【００４４】データ圧縮エンジン５２は好適にはＬＺ２
あるいはＬＺ１圧縮アルゴリズムを実施するように設計
されているが、任意の適当な辞書ベースの圧縮方式を実
施するように設計することができる。また、必要であれ
ばこの圧縮エンジンは米国特許第４，８４７，６１９号
に説明するような辞書リセットを制御する自動的な手段
を内蔵するか、あるいはそれと連動させて使用すること
ができる。その他の点については従来と同じであるた
め、このデータ圧縮エンジンのアルゴリズムおよびアー
キテクチャについてはさらに説明する必要はない。

【００４５】データ圧縮器インターフェース回路５４は
二つの主サブ回路からなる。スイッチコントローラサブ
回路７６はデータ圧縮エンジン５２あるいはデータ圧縮
器／圧縮解除器集積回路（ＩＣ）に結合された他の回路
から出力される辞書リセット要求信号７２とデータスト
リング一致信号７０をモニターする。サブ回路７６はど
のＲＡＭが現行辞書および待機辞書として動作するかを
制御する。このサブ回路は現行辞書から待機状態（ｓｔ
ｄｂｙ＿ｓｔａｔ）フィールドを読み出して現在の符号
化されたデータ信号が前に待機辞書に複写されたことが
あるかどうかを判定する。

【００４６】アドレスジェネレータ回路６８は待機モー
ドで動作中の辞書のデータエントリ（ｄａｔａ＿ｅｎｔ
ｒｙ）フィールドの二進値を通して順番付を行う。この
サブ回路の代表的な実施態様は二進カウンタであるが、
他の形態のシーケンサを用いることもできる。このサブ
回路にはマルチプレクサ５６および５８とトランシーバ
８４および８６が結合されている。マルチプレクサ５６
はデータ圧縮エンジン５２とスイッチコントローラ回路
７６からの読み出し／書き込み信号６０および６２の選
択を行う。マルチプレクサ５８はデータ圧縮エンジン５
２とアドレスジェネレータ６８からのアドレス信号６４
および６６の選択を行う。トランシーバ８６はデータエ
ントリ（ｄａｔａ＿ｅｎｔｒｙ）フィールド９４または
９８のいずれかを選択してデータ圧縮エンジン５２に接
続されたデータバス８７への接続を行うバスコントロー
ラとして動作する。トランシーバ８４は待機状態（ｓｔ
ｄｂｙ＿ｓｔａｔ）フィールド９２または９６を選択し
てスイッチコントローラ７６への接続を行う。これらの
マルチプレクサおよびトランシーバは制御信号７８によ
って制御され、アドレスジェネレータ６８は制御信号８
２によって制御される。これらの制御信号はいずれもス
イッチコントローラ回路７６から来る。

【００４７】データ圧縮器／圧縮解除器（ＤＣＤ）回路
５０は通常の圧縮／圧縮解除動作中、辞書のうちの一つ
（現行辞書）とデータ圧縮エンジン５２との間の従来と
同様のデータ転送を可能にする。また、このシステムは
待機辞書がデータ圧縮エンジン５２から、あるいは現行
辞書から直接データを受け取ってこの発明によるデータ
エントリ部分集合を作成することを可能にする。

【００４８】回路５０の動作中、スイッチコントローラ
７６は現行辞書として辞書１（Ｄ１）か辞書２（Ｄ２）
を選択する。たとえば辞書１（Ｄ１）を選択する。圧縮
エンジンが次にデータの圧縮、辞書１（Ｄ１）のデータ
エントリ（ｄａｔａ＿ｅｎｔｒｙ）フィールド９４への
符号化されたデータの読み出しと書き込みを開始する。
この圧縮アルゴリズムがある符号化されたデータストリ
ングを待機辞書辞書２（Ｄ２）に書き込むべき候補であ
ると判定する、たとえば、ある符号化されたデータスト
リングが現行辞書辞書１（Ｄ１）中のあるデータエント
リに一致すると、一致信号７０が発生する。それによっ
て、スイッチコントローラ７６は現行辞書からの待機状
態（ｓｔｄｂｙ＿ｓｔａｔ）フィールド９２をチェック
してこのデータエントリが前に待機辞書に複写されたこ
とがあるかどうかを判定する。複写されたことがなけれ
ば、このデータストリングは辞書２（Ｄ２）のｄｉｃｔ
＿ｅｎｔｒｙフィールド９８中のアドレスジェネレータ
６８によって提供された場所に書き込まれる。さらに、
現行辞書の待機状態（ｓｔｄｂｙ＿ｓｔａｔ）フィール
ド９２はスイッチコントローラ７６によってセットさ
れ、同じ符号化されたデータストリングが待機辞書に二
度複写されるのを防止する。データ圧縮エンジン５２が
リセット信号７２を発生すると、スイッチコントローラ
７６は制御信号７８の値を変化させる。この新しい制御
信号はマルチプレクサとトランシーバへの接続を、辞書
２（Ｄ２）が現行辞書として、辞書１（Ｄ１）が待機辞
書として動作するように変化させる。辞書２（Ｄ２）に
ロードされたデータエントリの部分集合は、圧縮エンジ
ン５２の初期データエントリ集合として用いられる。し
たがって、図３に示すデータ圧縮エンジンがリセットさ
れるとき、新しい辞書のｄｉｃｔ＿ｅｎｔｒｙフィール
ドは前に符号化された入力データの高圧縮比部分集合を
含む。

【００４９】スイッチコントローラ７６はデータ圧縮エ
ンジンが一致信号７０とリセット信号７２のある特定の
組み合わせを発生することによって停止することができ
る。これによって、データ圧縮エンジンは一つの辞書と
の間においてのみ符号化されたデータの読み出し／書き
込みを行うことができる。これは、上述したカスタマイ
ズされたデータ辞書の動作に用いられ、また単一辞書方
式とのコンパチビリティを得るためにも用いられる。上
述の方法は有効であることが実証されている。たとえ
ば、ユーザー操作マニュアルを含む５５０のファイル
は、標準のユニックス（ＵＮＩＸ）“ｃｏｍｐｒｅｓ
ｓ”コマンド（ＬＺ２の従来の実施態様）を用いて圧縮
された。その後、カスタマイズされた辞書が上述の現行
／待機辞書法を用いて構築され、ファイルはデータサン
プルから作成されたカスタマイズされた辞書を用いて圧
縮された。その結果をまとめると次のようになる。

【００５０】もとのファイルサイズ：６，６０２，３０
０バイト ユニックス（ＵＮＩＸ）ｃｏｍｐｒｅｓｓ：２，７８
１，６８６バイト カスタマイズされた辞書：２，０２５，７４２バイト 圧縮の向上：３７％

【００５１】したがって、このカスタマイズされた辞書
は従来の圧縮法に比べてかなりの圧縮の向上を提供す
る。

【００５２】この発明のこの側面はその基本的原理から
逸脱することなくその構成や細部に変更を加えることが
できる。たとえば、エントリが待機辞書にあるか否かを
示すフィールドを設けることによって現行辞書と待機辞
書の両方を同じＲＡＭに実施することができる。リセッ
トが発生すると、すべての非待機辞書エントリはクリア
される。アドレス発生回路はより複雑である。それは、
リセット後に各エントリが連続する場所にないためであ
る。この方法は、次に説明するような連想メモリ（ＣＡ
Ｍ）を用いた実施態様に好適である。

【００５３】ＩＩ．損失のないデータ圧縮／圧縮解除辞
書格納のためのメモリ回路 図４はこの発明の第２の特徴にしたがったＣＡＭ（連想
メモリ）圧縮／圧縮解除システム用の回路１３６の全体
的構成を示すブロック図である。この回路１３６はデー
タ圧縮／圧縮解除（ＣＤ）エンジン１４２、未圧縮デー
タインターフェース１３８、圧縮データインターフェー
ス１４８、およびプロセッサインターフェース１５２を
有する。ＣＤエンジン１４２はストリングテーブルメモ
リ１４４と制御論理１４６からなる。未圧縮データイン
ターフェース１３８は圧縮されていないデータ（ＲＡＷ
ＤＡＴＡ）をデータバス１５４上で転送し、圧縮データ
インターフェース１４８は圧縮されたデータ（ＣＯＭＰ
ＤＡＴＡ）をデータバス１５８上で転送する。インター
フェース１３８および１４８のための外部制御信号が制
御バス１５６および１６０を介して受け取られる。各イ
ンターフェースは先入れ先出しデータバッファ（ＦＩＦ
Ｏ）１４０、１５０および別の従来のインターフェース
回路（図示せず）を含む。

【００５４】回路１３６は圧縮あるいは圧縮解除のモー
ドあるいは状態のいずれかで使用することができ、また
双方向通信を行うためのモード切り換えが可能である。
あるいは、回路１３６は図５のＲＡＭ置き換えブロック
１８２、１８４、１９２を有する簡単な専用圧縮解除回
路を有する専用の圧縮器として用いることができる。以
下の説明は回路１３６が圧縮と圧縮解除の両方に用いら
れることを前提としている。

【００５５】圧縮モードでは、未圧縮データインターフ
ェース１３８は未圧縮データ文字をデータバス１５４か
ら受け取り、それらをデータバッファ１４０を介して圧
縮／圧縮解除エンジン１４２に供給する。データ圧縮／
圧縮解除（ＣＤ）エンジン１４２中のストリングテーブ
ルメモリ１４４と制御論理１４６はこれらの文字をコー
ドワードに圧縮し、それがデータバッファ１５０を介し
てデータバス１５８に出力される。圧縮解除モードで
は、圧縮データインターフェース１４８は圧縮データコ
ードワードをデータバス１５８から受け取り、それらを
データバッファ１５０を介してＣＤエンジン１４２に提
供する。ストリングテーブル１４４は制御論理１４６と
連動してこのデータコードワードを文字ストリングに圧
縮解除し、その結果をデータバッファ１４０を介してデ
ータバス１５４上に出力する。マイクロプロセッサ（図
示せず）がデータフローの方向と圧縮／圧縮解除モード
を設定するためのレジスタを制御し、またプロセッサイ
ンターフェース１５２を介して他のさまざまな機能を制
御する。

【００５６】図５は図４のストリングテーブルメモリ１
４４と制御論理１４６の詳細なブロック図である。この
ストリングテーブルメモリは圧縮／圧縮解除処理時間を
短縮する追加の内部論理を有するＣＡＭ（連想ＲＡＭ）
１８８からなる。ＣＡＭ １８８は“ワード”（たとえ
ば３８３２×２０ビット）に構成され、それによって各
ワードは別々の文字ストリングエントリを格納する。デ
ータはデータバス１９０（ＤＡＴＡ＿ＩＮ）上でメモリ
１８８に書き込まれる。データバス１９０はバス１８０
上で入力される外部文字ストリング（Ｋ）を受け取り、
マルチプレクサ１９２（ＭＵＸ３）を介してデータバス
２０２上で符号化された文字ストリング（ＯＭＥＧＡ）
を受け取る。バス１８０上の外部文字は圧縮されていな
い（ＲＡＷＤＡＴＡ）バス１５４（図４）上の未圧縮の
データストリームから来るものであり、コードワードは
エンコーダ１９４の出力から来る。データ入力選択論理
回路１８２は、マルチプレクサ１９２を介してデータバ
ス１９０（ＤＡＴＡ＿ＩＮ）のどのビットがバス１８０
上の外部文字ストリングとバス２０２上のコードワード
から来るかを制御する。データ入力選択論理回路１８２
は、制御論理１４６（図４）からの探索信号入力１７
８、読み出し／書き込み信号入力１６４およびエンコー
ダ１９４からの一致信号入力１６８によって駆動され
る。

【００５７】ＣＡＭ１８８は突合せライン２０６（たと
えば２６４から４０９５）を介して一組の一致信号を提
供する。一つの一致信号がＣＡＭ１８８中のそれぞれの
ワードに関係付けられている。バス１９０上の文字スト
リングがＣＡＭ１８８中のデータエントリの一つに一致
するとき、その記憶場所に関係付けられた一致信号が活
動状態になる。エンコーダ１９４はＣＡＭ１８８からの
すべての一致信号を符号化して、バス２０２上に提供さ
れるコードワードを生成する。このコードワードはＣＡ
Ｍ１８８中の一致したデータエントリのアドレス位置に
等しい。エンコーダ１９４はまたＣＡＭ１８８中のいず
れかのデータエントリがデータバス１９０上の文字スト
リングと一致するとき活動状態とされる。

【００５８】アドレス復号器１８４が外部アドレスバス
１７７上の外部圧縮文字、データバス１８６上のＣＡＭ
１８８から出力される内部文字ストリング、あるいはア
ドレスジェネレータ１７０からの内部アドレスのいずれ
かを選択的に受け取り、ワード選択ライン２０４（たと
えば２６４から４０９５）を介して連想アレーにアクセ
スする。バス１７７上の外部圧縮文字は圧縮されたデー
タ（ＣＯＭＰＤＡＴＡ）バス１５８（図４）上の圧縮デ
ータストリームから来る。内部アドレスジェネレータ１
７０はエンコーダ１９４からの一致信号１６８、探索信
号１７８、読み出し／書き込み信号１６４、およびリセ
ット信号１６２によって制御される。読み出し／書き込
み信号およびリセット信号は、制御論理１４６（図４）
から来る。アドレスジェネレータは初期設定後（たとえ
ば２６４に）リセットされ、続いて辞書が構築されると
ともにインクリメントされる。

【００５９】アドレス復号器１８４に供給されるアドレ
スのソースは、マルチプレクサ１７６および１７６を介
して読み出し選択論理１７２および読み出し／書き込み
信号１６４によって制御される。読み出し選択論理１７
２はリセット信号１６２とメモリ１８８からのデータエ
ントリ出力１６２の圧縮状態によって制御される。デー
タエントリ圧縮状態はデータエントリ文字の値によって
判定することができる。たとえば、２５６より大きい値
を符号化された文字ストリングに割り当てることがで
き、２５６より小さい値は単一データ文字で構成するこ
とができる。マルチプレクサ１７６（ＭＵＸ１）はバス
１７７とバス１８６のいずれかからの入力を選択し、マ
ルチプレクサ１７４（ＭＵＸ２）はマルチプレクサ（Ｍ
ＵＸ）１７６の出力とアドレスジェネレータ１７０から
の出力の間の選択を行う。復号器１８４はまた、データ
の探索とメモリの更新を同じメモリアクセスサイクル中
に行うことを可能にするつぎに説明の自動更新機能を有
する。

【００６０】図６は図５のアドレス復号器１８４の自動
更新機能の好適な実施態様の論理図である。マルチプレ
クサ１７４（ＭＵＸ２）からアドレス復号器１８４に入
力される各アドレス（ＡＤＤＲＮ［１９：０］）は二つ
のＡＮＤゲートに供給される。ＡＮＤゲート２０８およ
び２１４は単一アドレスラインを示す。またＡＮＤゲー
ト２０８には探索信号１７８（図５）と一致信号１６８
（図５）の反転した値（ＮＯＭＡＴＣＨ）が供給され
る。この探索信号もまた反転され、“修飾された”書き
込み信号とともにＡＮＤゲート２１４に供給される。Ｏ
Ｒゲート２１２はこれら二つのＡＮＤゲートの出力を受
け取り、ワード選択信号（ＷＯＲＤＮ）を生成する。マ
ルチプレクサあるいは他の組み合わせ論理によって等価
関数を提供することができる。

【００６１】この更新回路はデータ圧縮動作中にデータ
探索が行われる間に起動される。データ圧縮中の探索が
失敗した場合、その文字ストリングはメモリ中の次の使
用可能なアドレスに入れねばならない。データ探索の後
にメモリにデータワードを書き込むのに要する余分なク
ロックサイクルをなくすために、ゲート２０８は一致が
発生しない場合ハイになる。この文字ストリングはすで
にデータバス１９０上にあり、次の使用可能なアドレス
はアドレスジェネレータ１７０によってすでにセットさ
れているため、一致の表示が発生すると直ちに書き込み
を行うことができる。したがって、反転した一致信号
（ＮＯＭＡＴＣＨ）はゲート２０８を起動し、次の使用
可能なメモリ位置に結合されたワードライン（ＷＯＲＤ
Ｎ）を起動する。

【００６２】探索動作中に一致が発見されると、ワード
選択ラインは不能にされ、書き込み動作は発生しない。
修飾された書き込み信号は、たとえば外部マイクロプロ
セッサ書き込み動作中に、メモリに一致が発生しないと
きにもデータの書き込みを強制的に行うのに用いられ
る。この更新機能は真のバイトあたり１サイクル性能を
提供する。なぜなら、辞書の書き込みは“透明”であ
り、余分なメモリアクセスを必要としない。

【００６３】また、図６の回路はメモリ中に“ｄａｔａ
＿ｖａｌｉｄ”フィールドをセットするのに用いること
ができる。たとえば、図５のシステムはメモリ中の一致
のチェックに先立ってそれぞれの新しい文字ストリング
をメモリに複写することができる。一致が発生する場
合、ワードライン（ＷＯＲＤＮ）信号はこの新しく格納
されたデーたすとリングに関係づけられた“ｄａｔａ＿
ｖａｌｉｄ”フィールドを起動するのに用いられる。

【００６４】データの圧縮 回路１４４の動作において、圧縮についてはマイクロプ
ロセッサ（図示せず）がシステムを圧縮のために初期設
定し、ＣＡＭ１８８をリセットする。このマイクロプロ
セッサは制御論理１４６（図４）を介して未圧縮データ
インターフェース１５２から来る信号（探索信号１７
８、読み出し／書き込み信号１６４、リセット信号１６
２）を制御する。リセットラインはさまざまな初期設定
動作に使用することができる。たとえば、リセットライ
ンはＣＡＭ１８８に結合されて、各メモリ位置に関係す
る“ｄａｔａ＿ｖａｌｉｄ”をリセットする。さらに、
リセットラインはアドレスジェネレータを文字ストリン
グ格納のための開始メモリ位置に初期設定する。

【００６５】単一入力文字の初期設定にはいくつかの技
術を用いることができる。たとえば、単一入力文字は圧
縮されたデータストリームの一部としてアルゴリズム的
に符号化することができる。あるいは、それぞれか任意
の単一入力データ文字を表わす一組の符号化された値を
メモリにロードすることができる。

【００６６】読み出し／書き込みライン１６４はマルチ
プレクサ１７４にアドレスジェネレータ１７４によって
提供されたアドレスをアドレス復号器１８４に接続する
ように命令する。未圧縮データインターフェース１３８
（図４）からの外部文字ストリングはバス１９０のバイ
トフィールド（ＤＡＴＡ＿ＩＮ［７：０］）とコードワ
ードフィールド（ＤＡＴＡ＿ＩＮ［１９：８］）に供給
される。探索信号１７８が次に活動状態とされ、ＣＡＭ
１８８がコードワード／バイトストリングをＣＡＭ１８
８中の各場所と比較する。初めは一致は発生しない。な
ぜなら、ＣＡＭ１８８にはそれ以前に何も書き込まれて
いないためである。したがって、バス１９０上のコード
ワード／バイトストリングがＣＡＭ１８８中の最初の使
用可能なアドレス位置（たとえば、アドレスジェネレー
タ１７０によって生成された初期設定されたアドレス）
に書き込まれる。次に、アドレスジェネレータ１７０が
インクリメントされ、バス１８０からの新しい入力文字
がメモリのデータ入力のバイトフィールドに読み込まれ
る。この処理が繰り返されて、一致しないコードワード
／バイトストリングのＣＡＭ１８８への書き込みが続け
られる。

【００６７】一致があると、入力データ選択論理１８２
がマルチプレクサ１９２にエンコーダ１９４から生成さ
れたコードワードをデータバス１９０のコードワードフ
ィールドに入れるように命令する（ＤＡＴＡ＿ＩＮ［１
９：８］）。次に、バス１８０からの新しい外部文字が
データバス１９０のバイトフィールドに供給される。こ
れによってこのコードワードは前に一致した文字ストリ
ングを表わす。この文字ストリングに割り当てられたコ
ードワードは一致したデータエントリアドレスから直接
得られるため、入力文字の符号化に要する制御論理を大
幅に少なくすることができる。さらに、コードワードを
マルチプレクサ１９２（ＭＵＸ３）にフィードバック
し、このコードワードを次の入力文字と組み合わせるこ
とによって、入力文字を各クロックサイクル毎に処理す
ることができる。

【００６８】この新しいコードワード／バイトストリン
グは次にＣＡＭ１８８内のデータエントリと比較され
る。この処理は一致が発見されなくなるまで繰り返され
る。このとき、圧縮器は最後の一致からのコードワード
を出力し、新しいコードワード／バイトストリングをＣ
ＡＭ１８８に書き込む。バイトフィールドに供給される
最後の入力文字（Ｋ）は、空白コードワードと対になっ
たバイトＫのメモリを探索することによって更新された
辞書と比較され（“ルート”コードワードを含むように
初期設定された辞書の場合）、それによって新しいスト
リングを開始するためのルートが生成される。次に、バ
ス１８０からの新しい外部文字（Ｋ）がバイトフィール
ドに供給され、突合せ処理が繰り返されて新しいストリ
ング（ＬＺＷによる）が構築される。あるいは、最後の
文字（Ｋ）は（ＬＺ２の場合のように）符号化された文
字ストリング（ＯＭＥＧＡ）に続いて出力することがで
きる。あるいは、ＫのアドレスはＯＭＥＧＡに続くＫの
コードワードとして出力することができる。辞書がいっ
ぱいになると、アドレスジェネレータ１７０は圧縮シス
テムの他の部分に（図４）にメモリにこれ以上文字スト
リングを書き込むことができないことを示すテーブルフ
ル信号１９６を発する。追加のいかなる入力データもＣ
ＡＭ１８８に格納された現在のエントリにしたがって圧
縮される。

【００６９】データの圧縮解除 データの圧縮解除については、回路１４４において、Ｃ
ＡＭ１８８をリセットし、この回路を入力データの圧縮
用に初期設定することによってこの動作が開始される。
圧縮解除ではリンクされたリストの圧縮解除検討が行わ
れる。たとえば、圧縮データアドレスは反にメモリ中の
圧縮解除されたデータストリング（たとえば、リンクさ
れたリストの“ルート”コードワード）があるアドレス
をさす場合がある。しかし、このアドレスは“非ルー
ト”コードワード（たとえば、このコードワードは符号
化された文字ストリングをさらに圧縮解除するのに必要
な次のアドレスへのリンクである）を有する場合があ
る。上述したように、“ルート”コードワードと“非ル
ート”コードワードは、さまざまな方法で判定すること
ができる。たとえば、コードワードの値によって、ある
いはメモリ中の識別子ビットを用いて判定することがで
きる。

【００７０】圧縮データインターフェース１４８（図
４）に圧縮データがあるとき、これは外部アドレスバス
１７７上の復号器１８４に書き込まれる。“非ルート”
コードワードを受け取った後、メモリが読み出され、
（有効な場所を仮定すると）バス１８６のバイトフィー
ルド（ＤＡＴＡ＿ＯＵＴ［７：０］）が制御論理１４６
（図４）内のLIFOスタックに押し出される。バス１８６
のコードワードフィールド（ＤＡＴＡ＿ＯＵＴ［１９：
８］）は、非ルートコードワードである場合、マルチプ
レクサ（ＭＵＸ１）およびマルチプレクサ（ＭＵＸ２）
を会してアドレス復号器１８４にフィードバックされ、
別のメモリ読み出しが行われる。非ルートコードワード
のフィードバックの前に、メモリから読み出されたデー
タエントリの最終バイトがＦＩＦＯ １４０に入れられ
る。この処理はメモリから“ルート”コードワードが読
み出されたとき終了し、このとき新しいコードワードが
外部アドレスバス１７７から読み出される。

【００７１】ルートコードワードが同定された後、最後
に符号化された文字出力が前の外部符号化文字と結び付
けられ、ＣＡＭ１８８中の次の使用可能なアドレスに読
み込まれる。読み出し選択論理１７２が“ルート”コー
ドワードをチェックし、マルチプレクサ１７６に命令し
て、外部アドレスバス１７７あるいはデータバス（ＤＡ
ＴＡ＿ＢＵＳ）１８６をアドレス復号器１８４に接続さ
せる。また、読み出し選択論理１７２はコード化された
要素信号１９８を制御論理１４６に供給して、完全に圧
縮解除されたコードワードを示す。ＦＩＦＯ １４０は
この圧縮解除された復号化文字をバス１５４にダンプす
る。

【００７２】図５のシステムは圧縮解除動作を簡略化す
る。圧縮解除ではリンクされたリストの検討が行われる
ため、組み込み論理は外部圧縮解除論理（図４）との追
加の対話を行うことなく、このメモリ出力データのアド
レス復号器圧縮解除論理へのフィードバックを提供す
る。したがって、各圧縮解除サイクルはより短い時間で
よく、圧縮解除論理が簡略化される。ＣＡＭ１８８中の
有効ワードおよびコードワードの“確認”には多くの実
施態様がある。その方法の一つとして、コンパレータの
使用があり、またもう一つの方法としては各ワードに対
して追加のリセット可能なビットを用いる方法がある。
どの技術を用いるかはアプリケーション条件によって決
まる。一方向システム（たとえばＣＤＲＯＭ）において
は、圧縮解除回路はリンクされたリストを検討するため
の上述したようなフィードバック回路を有する従来のＲ
ＡＭを用いてさらに簡略化することができる。

【００７３】図７は、この発明の上記の特徴にしたがっ
たシステムにおけるデータ圧縮／圧縮解除あるいはリン
クされたリストの格納／検索の一般的な方法を示すデー
タフロー図である。次に説明する方法は、辞書がコード
ワードに埋め込まれ、したがって圧縮されたデータとと
もに別途転送する必要のないような適応的なものであ
る。その他の、たとえば辞書が圧縮されたデータととも
に転送される方法もこのシステムを用いて実施すること
ができる。

【００７４】波線ブロック２３２はこのシステムの圧縮
処理であり、波線ブロック２３４は圧縮解除処理であ
る。入力２２４の未圧縮のデータ（Ｋ）はブロック２２
８から出力される符号化された文字ストリング（ＯＭＥ
ＧＡ）とともに判断ブロック２２６に供給される。上述
したように、符号化された文字ストリング（ＯＭＥＧ
Ａ）はある文字ストリングを符号化するデータエントリ
のアドレスを表わす。符号化された文字ストリング（Ｏ
ＭＥＧＡ）と未圧縮のデータ（Ｋ）は結合され、判断ブ
ロック２２６において辞書中のエントリと比較される。
ＯＭＥＧＡ−Ｋ入力がメモリ中のあるエントリと一致す
るとき、ブロック２２８でこの入力を一致したデータエ
ントリのアドレスで符号化する。この符号化された値
（新しいＯＭＥＧＡ）はフィードバックされ、次の外部
文字Ｋと結合され、判断ブロック２２６に入力される。
この処理はＯＭＥＧＡ−Ｋストリングがメモリ中のいか
なるエントリにも一致しなくなるまで繰り返される。次
に、ブロック２３０がストリングテーブルメモリをこの
ＯＭＥＧＡ−Ｋストリングで更新し、ＯＭＥＧＡを出力
し、文字Ｋを符号化ブロック２２８に供給する。Ｋはブ
ロック２２８で符号化され、判断ブロック２２６にフィ
ードバックされる前につぎの外部データ文字Ｋと結合さ
れる。

【００７５】この符号化されたデータＯＭＥＧＡは圧縮
解除を行うためにブロック２３６に送られる。ある符号
化された入力文字（ＯＭＥＧＡ（ｉ））がストリングテ
ーブルメモリにアクセスするためのアドレスとして用い
られる。判断ブロック２３８でアドレスＯＭＥＧＡ
（ｉ）のデータエントリがルート文字であるかどうかが
判定される。ルート文字である場合、メモリから出力さ
れるデータエントリのなかにはもう符号化された文字は
ない（たとえば、ＯＭＥＧＡ（ｊ）は存在しない）。Ｋ
のメモリデータエントリが次にライン２４６上に圧縮解
除された出力文字として出力される。判断ブロック２３
８はブロック２４０にジャンプし、そこで前の符号化さ
れたデータ文字（ＯＭＥＧＡ（ｉ−１））がＫと結合さ
れ、次の使用可能なアドレス位置に書き込まれる。次
に、ブロック２４２がブロック２３６に入力ストリーム
中の次の符号化された文字（ＯＭＥＧＡ（ｉ＋１））を
メモリから読み出される次のデータエントリのアドレス
位置として用いるように命令する。

【００７６】ストリングテーブルメモリからの出力がル
ートでない場合（たとえば、この出力が符号化された文
字ＯＭＥＧＡ（ｊ）と復号された文字Ｋからなる場
合）、Ｋはライン２４６上に出力され、判断ブロック２
３８はブロック２４４にジャンプする。ブロック２４４
はこの符号化された文字ＯＭＥＧＡ（ｊ）をメモリから
出力される次のデータエントリのアドレスとして用い
る。記憶場所ＯＭＥＧＡ（ｊ）のデータエントリが次に
上述したように処理される。この処理はすべての符号化
された入力文字が圧縮解除されるまで繰り返される。

【００７７】図８は、図７の波線ブロック２３２の詳細
なデータフロー図である。このデータ圧縮解除処理は、
ブロック２４８で開始信号あるいはリセット信号が発生
したとき開始される。（次に説明する）メモリ回路はブ
ロック２５０で初期設定され、たとえば圧縮モードある
いは圧縮解除モードで動作し、辞書をリセットする。い
かなる辞書有効ビットも好適には並行して初期設定され
ねばならない。辞書は単一文字コードワードあるいはウ
ェルチ（Ｗｅｌｃｈ）の米国特許第４，５５８，３０２
号に開示するＬＺＷやエントリを単一文字、あるいは
“ルート”コードワードとして同定するための空白コー
ドワードと対になったＥＣＭＡ−１５１規格に開示する
ＤＣＬＺ等の選択された符号化アルゴリズムにしたがっ
て外部生成される一組のコードワードを用いて初期設定
することができる。あるいは、一組のコードワードをあ
らかじめ格納する代わりに、それらをたとえば共通譲渡
された米国特許第５，１４２，２８２号「データ・コン
プレッション・ディクショナリー・アクセス・ミニマイ
ゼイション（Ｄａｔａ Ｃｏｍｐｒｅｓｓｉｏｎ Ｄｉ
ｃｔｉｏｎａｒｙ Ａｃｃｅｓｓ Ｍｉｎｉｍｉｚａｔ
ｉｏｎ）」に開示するように、突合せが失敗する度に実
時間で生成することもできる。空辞書を含むその他の初
期設定法を用いることもできる。

【００７８】ある入力データストリーム中の最初の文字
は、ブロック２５２で読み出され、ＯＭＥＧＡフィール
ドに直接格納されるか、あるいは符号化され（たとえ
ば、ＣＯＤＥ（ＣＨＡＲ））た後にＯＭＥＧＡフィール
ドに格納される。次に、入力データストリームの次の入
力文字（Ｋ）がブロック２５６で読み出される。ブロッ
ク２５８はＯＭＥＧＡとＫを文字ストリングとして組み
合わせ（すなわちＯＭＥＧＡとＫを結合する）、辞書を
探索してこのＯＭＥＧＡ−Ｋストリングと一致するデー
タエントリを探す。辞書にはまだ何のデータストリング
も格納されていないため、判断ブロック２６０は一致が
ないことを示す。ＯＭＥＧＡ−Ｋストリングは現在表現
されていないため、判断ブロック２６６が使用可能な格
納スペースがあると判定した場合にメモリに格納され
る。メモリがいっぱいでない場合、ブロック２６８の動
作は自動的にＯＭＥＧＡ−Ｋストリングを次の使用可能
なメモリ格納場所（ＡＤＤＲ（Ｎ））にロードする。次
に、クロック２７０がアドレスカウンタをインクリメン
トして、メモリ中の次の使用可能な格納場所（ＡＤＤＲ
（Ｎ＋１））を同定する。最初の入力文字の符号化され
た値ＯＭＥＧＡ（アドレス）は、もし使用可能であれば
ブロック２７２においてこの符号化されたデータストリ
ングの最初の文字として出力される。

【００７９】メモリがいっぱいのとき、この圧縮システ
ムは簡単にこのシステムにそれ以上文字ストリングを書
き込まないようにすることができる。たとえば、判断ブ
ロック２６６がメモリがいっぱいであると判定したと
き、ブロック２６８の文字ストリングをロードするステ
ップとブロック２７０のアドレスカウンタをインクリメ
ントするステップはスキップされ、処理は次に説明する
ブロック２７２の符号化および出力処理にジャンプす
る。

【００８０】ＯＭＥＧＡが出力された後、ブロック２７
４のステップは第１の入力文字（ＯＭＥＧＡ）を第２の
入力文字（Ｋ）あるいはコード（Ｋ）に置き換える。入
力データストリームからの次の入力文字が読み出され
（Ｋ）、それによって次のＯＭＥＧＡ−Ｋストリングが
提供される。次に、この処理はブロック２５８にループ
し、ブロック２５８ではメモリがこの新しいＯＭＥＧＡ
−Ｋストリングを用いて探索される。

【００８１】判断ブロック２６０で一致が示されると、
この処理はブロック１６４にジャンプし、そこでＯＭＥ
ＧＡフィールドが一致アドレスに等しいＯＭＥＧＡ−Ｋ
ストリングを表わす符号化された値に置き換えられる。
データストリームからの次の入力文字がＫフィールドに
複写される。ＯＭＥＧＡフィールドとＫフィールドが組
み合わせられ、三つの入力文字を表わす新しいＯＭＥＧ
Ａ−Ｋストリングが形成される。処理はここでブロック
２５８に戻り、ブロック２５８で辞書データエントリが
この新しい文字ストリングと比較される。前の文字スト
リングがメモリ中のあるデータエントリに位置する限
り、さらに入力文字が文字ストリングに加えられる。新
しい文字ストリングがデータエントリに一致しないと
き、判断ブロック２６０はブロック２６６にジャンプ
し、ブロック２６６で上述したようなブロック２６６、
２６８および２７０のメモリ更新手順が実行される。ブ
ロック２７２は値ＯＭＥＧＡ（たとえば、最後の入力文
字ストリングとデータエントリの一致からの符号化され
た文字ストリング）を出力する。ブロック２７４は文字
ストリングの最後の文字（たとえば、、この文字ストリ
ングがストリングテーブル中の以下なるデータエントリ
にも一致しなくなった原因となった文字）を取り、それ
をＯＭＥＧＡフィールドに複写する。次に、ブロック２
７４で入力データストリームからの次の入力文字をＫフ
ィールドに複写し、処理はブロック２５８にループす
る。この文字ストリングはこれによって圧縮される。こ
れはこの圧縮処理からのＯＭＥＧＡ出力の単一の符号化
された値は、複数の入力文字を表わすためである。

【００８２】図９は図７の圧縮解除回路２４６の詳細な
フロー図である。ブロック２７６は圧縮解除を行うため
にストリングテーブルメモリを初期設定する。ブロック
２７８は第１の符号化されたワード（ＯＬＤＷＯＲＤ）
を得る。この入力読み出しステップあるいはそれに続く
任意の入力読み出しステップ中にそれ以上データがなく
なると、この処理を出る。第１の符号化されたワードは
ブロック２８０でアルゴリズム的に、あるいはストリン
グテーブルメモリ中のあらかじめロードされたエントリ
を読み出すことによって復号される。この第１の符号化
されたワードはルート文字であり、したがって復号さ
れ、出力される。

【００８３】ブロック２８２は次の符号化されたワード
（ＩＮＣＯＤＥ）を得て、ブロック２８４はＩＮＣＯＤ
Ｅをストリングテーブルによって出力されるデータエン
トリのアドレスとして用いる。初めに、一実施例におい
て、ストリングテーブルは単一文字バイトのみからな
り、したがってブロック２８４はバイトＫを出力する。
次に、バイトＫはブロック２８６で出力される。後のサ
イクルにおいて、ブロック２８４は次に説明するように
ＯＭＥＧＡ−Ｋを返す。

【００８４】判断ブロック２８８ではこのバイトがスト
リングの終り（たとえばルート文字）であるかどうかが
判定され、そうであればブロック２９２にジャンプす
る。ブロック２９２はストリングテーブル中の次の使用
可能なアドレスに新しいデータエントリを構築する。こ
れは第１の符号化された入力ワード（ＯＬＤＣＯＤＥ）
と最後のバイト出力（Ｋ）の結合から構成される。ブロ
ック２９４が未使用のアドレス位置を指示し、ブロック
２９６が第１の符号化されたワード（ＯＬＤＷＯＲＤ）
を最後の符号化された入力ワード（ＩＮＣＯＤＥ）に置
き換え、ブロック２８２に戻る。

【００８５】ブロック２８２で次の符号化された入力ワ
ード（ＩＮＣＯＤＥ）を読み出し、ブロック２８４でア
ドレスＩＮＣＯＤＥのデータエントリを出力する。アド
レスＩＮＣＯＤＥのデータエントリ出力がルートではな
い場合、これは復号されたバイトＫとさらに復号すべき
次のアドレスを指示するコードワードフィールド（ＯＭ
ＥＧＡ）を含む。ブロック２８６でＫを出力し、判断ブ
ロック２８８はブロック２９０にジャンプする。ブロッ
ク２９０はコードワードフィールド（ＯＭＥＧＡ）をス
トリングテーブルから出力される次のデータエントリの
アドレスとして用い、次にブロック２８４にループす
る。この処理はストリングテーブルからルート文字を有
するデータエントリが出力される（すなわち、ストリン
グの終り）まで繰り返される。判断ブロック２８８はブ
ロック２９２に進み、ここで前に読み出された符号化さ
れたワード（ＯＬＤＣＯＤＥ）が最後の出力バイト
（Ｋ）と結合される。ブロック２９４とブロック２９６
の機能が次に実行され、処理はブロック２８２に戻る。
したがって、この圧縮解除処理は図８の圧縮処理で圧縮
されたもとのデータストリームを再生する。

【００８６】図１０は図８および図９の圧縮および圧縮
解除アルゴリズムを図示したものである。生データスト
リーム３００は図７に示すデータ圧縮／圧縮解除処理に
入力される圧縮されていない文字ストリングからなる。
この例では、単一文字Ｒ、Ｉ、ＮおよびＴが初期設定中
にメモリ３０２Ａの位置ＡＤＤＲ０、ＡＤＤＲ１、ＡＤ
ＤＲ２およびＡＤＤＲ３にロードされている。入力文字
はそれぞれの文字にそのアドレス位置の値を割り当てる
ことによって符号化されるが、圧縮速度を上げるため
に、単一入力文字を次に説明する処理を開始する前にア
ルゴリズム的に符号化することができる。メモリ３０２
Ａは初期設定の直後の状態における辞書を示し、メモリ
３０２Ｂは圧縮が完了したあとの辞書を示す。

【００８７】データストリーム３００からの第１の入力
文字Ｒはアドレス位置ＡＤＤＲ１のデータエントリに一
致する。一致があったために、この圧縮システムはＲの
符号化された値（Ａｄｄｒ０＝０）を次の入力文字
“Ｉ”と結合し、メモリ３０２Ａに対して“０Ｉ”との
一致が探索される。メモリ中には“０Ｉ”との一致がな
いため、“０Ｉ”はメモリ３０２Ｂに示すように次の使
用可能な記憶場所（ＡＤＤＲ４）に書き込まれる。最大
の一致したシーケンスのコードワード（すなわち、
“Ｒ”＝０のコードワード）が圧縮文字ストリーム３０
４中に第１の符号化された文字として出力される。圧縮
システムはここでメモリ３０２Ｂを探索して、次の入力
文字“Ｎ”と結合した“Ｉ”の符号化された値（すなわ
ち、ＡＤＤＲ１＝１）からなるストリングを探す。スト
リング“１Ｎ”は辞書にないため、これは３０２Ｂに示
すように次の使用可能な記憶場所（ＡＤＤＲ５）に書き
込まれる。値１（たとえば、最後の一致した文字ストリ
ング＝“Ｉ”）が圧縮文字ストリーム３０４の第２の符
号化された文字として出力される。

【００８８】未圧縮の文字ストリーム３００中の第２の
“Ｉ”が処理される（たとえば、文字３０６）までメモ
リ３０２Ｂの構築と同様な方法での入力文字の符号化の
処理が継続される。この圧縮システムは“Ｉ”を値１で
符号化する。これは“Ｉ”がアドレス位置ＡＤＤＲ１に
あるためである。この符号化された値１は次の入力文字
Ｎと結合され、このストリング１Ｎはメモリ３０２Ｂ中
のデータエントリと比較される。シーケンス“１Ｎ”は
文字ストリーム３００中で前に発生しているため、スト
リング“１Ｎ”はメモリ中のあるエントリ（たとえば、
Ａｄｄｒ５のデータエントリ）に一致する。したがっ
て、ストリング“１Ｎ”は“５”として符号化され、次
の入力文字“Ｔ”と結合される。ストリング“５Ｔ”は
メモリ３０２Ｂ中のどのエントリとも一致しないため、
“５Ｔ”は次の使用可能なアドレス位置（ＡＤＤＲ８）
に書き込まれ、最後の一致した文字ストリング“５”の
コードワードが、文字ストリーム３０４中に出力され
る。次に、入力文字“Ｔ”の符号化された値（ＡＤＤＲ
３＝３）が次の入力文字“Ｉ”と結合され、この処理が
繰り返される。メモリ３０２Ａは文字ストリーム３００
から辞書用に構築されたすべての文字を示す。文字スト
リーム３０４は生データストリーム３００の完全に圧縮
された文字ストリームである。文字ストリーム３００中
の９つの文字を表現するには６つの符号化された文字し
か必要としないことに注意しなければならない。

【００８９】圧縮解除辞書は図３０２Ｃに示すような圧
縮解除を行うために再度初期設定される。したがって、
最初の４つのアドレス位置は単一入力文字Ｒ、Ｉ、Ｎお
よびＴの復号された値を有する。この場合も、単一文字
の復号はアルゴリズム的に実行することができる。第１
の符号化入力文字“０”がメモリ３０２Ｃへのアドレス
として用いられる。圧縮解除システムは、たとえばこの
値が４より小さいかどうかをチェックすることによっ
て、この値“０”がルートコードワードであることを判
定する。それによって、ＡＤＤＲ０のデータエントリ
（たとえば、“Ｒ”）が圧縮解除されたデータストリー
ム３０８中の第１の文字として出力される。次に、圧縮
解除システムは次の符号化された入力文字“１”を読み
出す。この値もまたルートコードワードであり、したが
ってＡＤＤＲ１のデータエントリが圧縮解除されたデー
タストリーム３０８中の第２の文字“Ｉ”として出力さ
れる。

【００９０】このとき、前のコードワード“０”と結合
された最後の圧縮解除された文字“Ｉ”を用いて新しい
辞書エントリが構築される。このストリング“０Ｉ”が
次にメモリ３０２Ｄに示すように次の使用可能なアドレ
ス位置（ＡＤＤＲ４）に書き込まれる。次のコードワー
ド“２”が入力され、この処理が繰り返される。このと
き、アドレス位置ＡＤＤＲ２のデータエントリ（たとえ
ばＮ）が出力され、ストリング“１Ｎ”がメモリのアド
レス位置ＡＤＤＲ５に書き込まれる。

【００９１】この処理は、入力文字“５”が圧縮解除シ
ステムによって読み出されるまで同様に繰り返される。
この圧縮解除エンジンはこのコードワードを用いてＡＤ
ＤＲ５のデータエントリを参照する。符号化された文字
“５”は３より大きいためルートではなく、したがって
圧縮解除システムはアドレス位置ＡＤＤＲ５のデータエ
ントリの最後のバイト（たとえばＮ）を出力する。この
データエントリの残り（たとえば１）は次のアドレスと
して用いられる。コードワード“１”はルートであるた
め、ＡＤＤＲ１のデータエントリ（たとえば“Ｉ”）が
出力され、それ以上の圧縮解除は不要となる。圧縮解除
された文字“ＩＮ”が次に文字ストリーム３０８に入れ
られる。メモリ中の新しいデータエントリが最後の圧縮
解除された出力文字“Ｉ”と前の符号化された入力文字
“３”を用いてアドレス位置ＡＤＤＲ７に書き込まれ
る。この処理は文字ストリーム３０４中のすべての文字
が圧縮解除されるまで繰り返される。ハッシングを用い
たＨＰ−ＤＣ方式で構築された辞書は互いに異なってい
ることに注意しなければならない。それに対して、この
システムと方法を用いて構築された圧縮辞書３０２Ｂと
圧縮解除辞書３０２Ｄは同じアドレス／エントリを有す
る。

【００９２】ＩＩＩ．ＣＡＭ圧縮／圧縮解除システムに
おける複数辞書の使用 ＣＡＭを用いてデータを圧縮するのに要するメモリの量
をさらに低減するために、先に図５に示したＣＡＭデー
タ圧縮システムが待機辞書（図３参照）と連動させて用
いられる。ＣＡＭはクロックサイクル毎に１文字を処理
する能力を有するが、これは最小限のメモリを用いてデ
ータを圧縮することができる。さらに、データ圧縮比は
リセット後に現行辞書中に有用な文字セットを維持する
ことによって上げることができる。次に説明する方法
は、適応的であり、それによって辞書がコードワードに
埋め込まれ、各圧縮解除処理の前に別の辞書を転送する
必要がないようになっている。

【００９３】図１１はＣＡＭ複数辞書圧縮／圧縮解除組
合せシステムの高レベルブロック図である。説明の目的
上、このシステムは図５に示すものと同様の２^b ×（ｂ
＋ｍ＋２）ＣＡＭ ３１２を用いて実施される。ＣＡＭ
３１２は制御プロセッサ（図示せず）に結合された制
御バス３１４からなる。アドレスバス３１６（ｂ−ビッ
ト幅）とデータバス（ｎ−ビット幅）がＣＡＭ ３１２
に結合されている。ｎ−ビット幅のＤＡＴＡ＿ＭＡＳＫ
バス３２０のゼロビットは、ＣＡＭ探索中対応するビッ
トを不能にする。たとえば、第１のマスクビット（ＤＡ
ＴＡ＿ＭＡＳＫ［０］）上の“０”信号はＣＡＭ ３１
２に供給される第１のＤＡＴＡ＿ＩＮビット（ＤＡＴＡ
＿ＩＮ［０］）を不能にする。不能とされたＤＡＴＡ＿
ＩＮビットはＣＡＭ ３１２中でライン３１８上の信号
に一致するデータエントリを探索するときには考慮に入
れない。データマスキング回路は当該技術分野において
周知である。したがって、ＣＡＭ ３１２に用いられる
マスキング回路の詳細についてはここでは示さない。突
合せ成功ライン３２２はバス３１８上のデータがＣＡＭ
３１２中の前に格納されたエントリと一致するとき活
動状態になる。ＭＡＴＣＨ＿ＡＤＤＲＥＳＳバス３２６
は一致した得Ａやエントリのアドレスを含み、ＤＡＴＡ
＿ＯＵＴライン３２４はＣＡＭ ３１２に前に格納され
たデータエントリを出力するのに用いられる。

【００９４】図１２はＣＡＭの各辞書エントリに含まれ
る異なるエントリを示す。各ＣＡＭデータエントリは、
３つのフィールドを有する。すなわち、接尾語Ｋを格納
するためのｍビット幅の文字フィールド（ＣＨＡＲ）符
号化された文字の値ＯＭＥＧＡを格納するためのｂビッ
ト幅のコードフィールド（ＣＯＤＥ）、および関連する
ＣＯＤＥフィールドとＣＨＡＲフィールドの辞書状態ビ
ットを格納するための２ビット幅の状態フィールド（Ｓ
Ｔ）である。状態フィールド（ＳＴ）は次の４つの可能
な値のうちの１つを取る。

【００９５】ＦＲＥＥ：ＣＡＭ記憶場所は現行辞書では
現在未使用である。 ＣＤ：ＣＡＭ位置は現行辞書に属し、待機辞書には属さ
ないデータエントリを含む。 ＳＤ：ＣＡＭ位置は現行辞書と待機辞書の両方に属する
データエントリを含む。 ＩＮＶ：無効値。通上動作では発生しない。

【００９６】ＦＲＥＥ、ＣＤ、ＳＤおよびＩＮＶに対応
する２進値は固定されていない。圧縮器と圧縮解除器は
４つの可能な状態（Ｓ）（０≦Ｓ≦３）のいずれか１つ
をとることのできる状態機械として動作する。状態フィ
ールド（ＳＴ）の特定の２進値は状態（Ｓ）の関数ＦＲ
ＥＥ（Ｓ）、ＣＤ（Ｓ）、ＳＤ（Ｓ）およびＩＮＶ
（Ｓ）であり、図１３に定義される。たとえば、状態Ｓ
＝０において、ＣＡＭデータエントリの状態フィールド
にビット［０：０］が存在する場合、記憶場所はＦＲＥ
Ｅであり、現行辞書においては現在使用されていないも
のとみなされる。しかし、圧縮器／圧縮解除器システム
が状態Ｓ＝２にある場合、その状態フィールドのビット
値［０：０］を有するＣＡＭ位置が待機辞書に割り当て
られているデータエントリであるとみなされる。

【００９７】初めに、このシステムは状態Ｓ＝０にあ
り、すべてのＳＴフィールドは［０：０］（たとえば、
ＳＴ＝ＦＲＥＥ（Ｓ））にセットされている。このとき
にだけ、次に説明するような、辞書リセット中に発生す
る初期設定時間遅延を最小限にする大域初期設定が必要
である。圧縮器は初めは状態Ｓ＝０であるが、入力文字
の読み出し、入力ストリングの圧縮を開始し、また現行
辞書（ＣＤ）と待機辞書（ＳＤ）の構築を並行して開始
する。ＣＤがいっぱいになると、辞書切り換えが発生
し、それによってＳＤ中のデータエントリがＣＤ中の新
しいデータエントリになる。ＳＤは基本的には空にさ
れ、すべての有効データエントリが除去される。

【００９８】この辞書切り換えはシステムがＳ＝０から
Ｓ＝１への状態遷移を起こすときに発生する。図１３に
おいて、状態Ｓ＝１では、空エントリはＳＴ＝［１：
０］のものであり、これは状態Ｓ＝０におけるＣＤ値と
同じである。状態Ｓ＝１においては、ＣＤエントリはＳ
Ｔ＝［１：１］のものであり、これは状態Ｓ＝０におけ
るＳＤ値と同じである。状態遷移はＣＤがいっぱいにな
るときにのみ発生し、したがって、ＣＡＭのすべてのエ
ントリはＣＤあるいはＳＤとマークされる（すなわち、
状態フィールドにはＦＲＥＥの値を有するエントリがな
く、値ＩＮＶは決して書き込まれない。）したがって、
Ｓ＝０からＳ＝１への状態遷移の直後には。すべてのエ
ントリはＦＲＥＥあるいはＣＤの値を有する（ただし、
次に説明するように辞書メモリに実際には保持されない
初期単一文字ストリングを除く。）値ＳＤを有するエン
トリはないため、新しいＳＤは空の状態から始まる。同
じ状況がＳ＝１からＳ＝２、Ｓ＝２からＳ＝３、Ｓ＝３
からＳ＝０への状態遷移にも起こる。図１４は上述した
圧縮／圧縮解除システムの状態遷移を示す。

【００９９】図１５は圧縮器／圧縮解除器の状態を変化
させるための簡単なハードウエアによる実施態様を示
す。状態レジスタ２８の初期ビット値は状態Ｓ＝０で示
されている。各状態遷移について、状態レジスタのビッ
トはＦＲＥＥ→ＩＮＶ→ＳＤ→ＣＤ→ＦＲＥＥというよ
うに循環的にシフトする。したがって、状態制御は８ビ
ット循環シフトレジスタを用い、レジスタ３２８を各状
態変化について２ビット左にシフトすることによって簡
単に実施することができる。

【０１００】ＣＡＭベースの待機辞書圧縮器を説明する
と、ＣＡＭ記憶場所の内容は３ビットバイト（ＳＴ、Ｃ
ＯＤＥ、ＣＨＡＲ）によって示され、コード（Ａ）は単
一文字ストリング“Ａ”の符号化された値を表わす。説
明の目的上、コードワードにはメモリアドレス位置に対
応する値が割り当てられる。しかし、コードワード値は
またメモリアドレス位置の単純な関数として簡単に得る
ことができ、当該技術に精通する者には簡単に実施する
ことができる。所定のアドレススペース（たとえば、ア
ドレス０から２^m −１）内のコード（コード（Ａ））は
辞書にアクセスすることなく直ちに利用することができ
ると仮定する。前述したように（図５参照）、これらの
コードに対応する記憶場所はＣＡＭ内に物理的に存在す
る必要はない。したがって、すべてのＣＡＭ探索はこれ
らの場所を除くものと仮定する。説明を簡単にするため
に、“ファイルの終り”条件もまた無視される。

【０１０１】ＣＡＭベース複数辞書システムの実施 図１６はＣＡＭベース複数辞書圧縮／圧縮解除システム
の詳細な回路図である。図１６の回路図は、複数辞書圧
縮／圧縮解除の提供に必要な追加の機能的構成要素を示
す。ＣＡＭ圧縮／圧縮解除回路３１２は図１１に示すも
のと同じであり、状態レジスタ３２８は前に図１５に示
したものと同じである。ＤＡＴＡ＿ＩＮレジスタ３４２
とＭＡＳＫレジスタ３５０はＳＴ、ＣＯＤＥおよびＣＨ
ＡＲフィールドをＣＡＭ ３１２のＤＡＴＡ＿ＩＮポー
トとＭＡＳＫポートを介して供給する。ＣＡＭ中の各デ
ータエントリのＳＴフィールドは状態レジスタを介して
直接的に、あるいはＳＴパターンジェネレータ３３８を
介して間接的に制御される。ＳＴパターンジェネレータ
は図１７に詳細に示す。

【０１０２】ＤＡＴＡ＿ＩＮポートを供給するＣＤライ
ンおよびＳＤラインはマルチプレクサ３４０（ＭＵＸ
Ｍ１）を介して制御バス３１４を操作することによって
制御される。制御バス３１４上の信号はシステムプロセ
ッサ（図示せず）とＣＡＭ３１２内の制御圧縮／圧縮解
除関数から来る。制御バス３１４は前に図５に示したも
のと同じ読み出し信号、書き込み信号、探索信号および
リセット信号を含む。ＣＡＭ ３１２内の内部圧縮器／
圧縮解除器制御論理もまた図５に示すものと同様であ
る。次に説明する機能のいくつかを実行するために、こ
の論理に対する小規模な変更が必要となる可能性があ
る。これらの回路変更は当該技術に精通する者には簡単
に実施することができ、したがって詳細には説明しな
い。

【０１０３】ライン３２６がＣＡＭ ３１２のＭＡＴＣ
Ｈ＿ＡＤＤＲＥＳＳポートをＣＡＭ３１２のＤＡＴＡ＿
ＩＮポートに結合する。外部データバス３４４がＡＤＤ
ＲＥＳＳ＿ＩＮポートに直接結合され、レジスタ３４２
を介してＤＡＴＡ＿ＩＮポートに結合されている。ＳＴ
パターンジェネレータライン３３６とデータ入力ライン
３４８が、マルチプレクサ３４６（ＭＵＸ Ｍ２）を介
してＭＡＳＫレジスタ３５０のＳＴフィールドへの供給
を行う。ライン３４９上の探索型信号および制御生成回
路３５２からの他の各種の制御信号はライン３２２上の
ＭＡＴＣＨ＿ＳＵＣＣＥＳＳ信号によって制御される。
ライン３２４上のＤＡＴＡ＿ＯＵＴ信号は、圧縮された
データあるいは圧縮解除されたデータを図４に示すデー
タインターフェースに出力する。内部アドレスポインタ
３５４（ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ）は、第２のアドレスポイ
ンタ３５６（ＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥ）へのデータの書き込
みあるいは、ＣＡＭ ＤＡＴＡ＿ＩＮポートからのデー
タの受信を行うことができる。

【０１０４】図１７は図１６のＳＴパターンジェネレー
タ３３８の詳細回路図である。状態レジスタ３２８（図
１６）のＣＤフィールドおよびＳＤフィールドからの第
１ビットは、ＡＮＤゲート３５８およびＥＸＣＬＵＳＩ
ＶＥ−ＮＯＲゲート３６２に入力される。ＣＤフィール
ドおよびＳＤフィールドからの第２ビットは、ＡＮＤゲ
ート３６０およびＥＸＣＬＵＳＩＶＥ−ＮＯＲゲート３
６４に結合される。ＡＮＤゲートはＣＡＭ ＤＡＴＡ＿
ＩＮポートのＳＴフィールドへの供給を行い、ＥＸＣＬ
ＵＳＩＶＥ−ＮＯＲゲートはＣＡＭ ＭＡＳＫ ポート
（図１６）のＳＴフィールドへの供給を行う。

【０１０５】この圧縮／圧縮解除システムは（次に詳細
に説明するように）ＣＤ辞書エントリとＳＤ辞書エント
リの両方を同時に探索することができなければならな
い。これは状態レジスタ３２８（図１６）中のビットを
操作することによって行われる。ＣＤおよびＳＤ中のビ
ットのうちの１つは常に一致し、第２のビットは常に異
なる（図１３参照）。したがって、突合せビットは有効
なＳＤあるいはＣＤ辞書エントリの探索に用いられ、第
２のビットはマスクされる。たとえば、状態Ｓ＝０で
は、現行辞書ＣＤのビット値は［１：０］および待機辞
書のビット値は［１：１］である。これによって、ＡＮ
Ｄゲート３５８とＥＸＣＬＵＳＩＶＥ−ＮＯＲゲート３
６２の出力がハイになり、ＡＮＤゲート３６０とＥＸＣ
ＬＵＳＩＶＥ−ＮＯＲゲート３６４の出力がローにな
る。したがって、その第１ビット位置に“１”があるＣ
ＡＭ辞書中の任意のＳＴフィールド（たとえば、ＣＤ
（Ｓ）ＳＤ（Ｓ））は、ＣＤあるいはＳＤのいずれかの
有効辞書エントリとして同定される。

【０１０６】データ圧縮図１６のシステムは次のように
データを圧縮する。このシステムは状態レジスタ３２８
に図１５に示すようなビット値をロードすることによっ
て状態Ｓ＝０にセットされる。ＣＡＭ辞書中のすべての
ＳＴフィールドはＳＴ＝ＦＲＥＥ（Ｓ）（すなわち、
［０：０］）にセットされ、アドレスポインタＮＥＸＴ
＿ＣＯＤＥはＣＡＭ中の第１の使用可能なアドレスにセ
ットされる。図５に示すＣＡＭについて前述したよう
に、単一入力文字はデータ圧縮中にアルゴリズム的に符
号化することができ、この場合、すべてのＣＡＭアドレ
スを文字ストリングの格納に使用可能である。しかし、
単一データ文字がＣＡＭに格納されると、符号文字スト
リングの書き込みに使用可能な第１のアドレスは通常最
後の単一文字の後のアドレス位置である。

【０１０７】必要であれば、第１の入力文字を入力デー
タライン３４４からの第１のデータ文字を読み、ライン
３２６上に入力文字／データエントリの一致のためのア
ドレスを生成することによって符号化される。この符号
化された第１の文字（ＯＭＥＧＡ）は次にレジスタ３４
２内で入力データライン３４４からの第２の入力文字
（Ｋ）と結合され、ＯＭＥＧＡ，Ｋ文字ストリングが生
成される。ＣＡＭに対してＯＭＥＧＡ，Ｋストリングに
一致するデータエントリの探索が行われる。同時に、Ｓ
Ｔフィールドに対してＳＴパターンジェネレータによっ
て生成される値と一致するＣＤ値あるいはＳＤ値（たと
えば、ＣＤあるいはＳＤエントリとしてすでに格納され
ているＯＭＥＧＡ，Ｋストリング）が探索される。ＳＥ
ＡＲＣＨ＿ＴＹＰＥ信号３４９のすべてのビットは一致
の探索中“１”の値を取り、これによってＣＡＭマスク
のＣＯＤＥフィールドとＣＨＡＲフィールドがイネーブ
ルされる。ＭＵＸ Ｍ１とＭＵＸ Ｍ２が前に図１７に
示したＳＴパターンジェネレータ３３８からＭＡＳＫポ
ートとＤＡＴＡ＿ＩＮポートのＳＴフィールドを選択す
る。

【０１０８】これはＣＡＭに供給される第１のＯＭＥＧ
Ａ，Ｋストリングであるため、ライン３２２上のＭＡＴ
ＣＨ＿ＳＵＣＣＥＳＳ信号は一致がないことを示す。次
に、ＯＭＥＧＡがライン３２４上に出力され、文字スト
リングＣＤ（Ｓ）、ＯＭＥＧＡ、ＫがＣＡＭ辞書位置Ｎ
ＥＸＴ＿ＣＯＤＥにおいてＳＴフィールド、ＣＯＤＥフ
ィールドおよびＣＨＡＲフィールドに書き込まれる。Ｏ
ＭＥＧＡ，Ｋストリングの文字Ｋが次に符号化され（Ｃ
ＯＤＥ（Ｋ））、ＯＭＥＧＡの新しい値として用いられ
る。ＳＴフィールドに書き込まれたＣＤ（Ｓ）値は、レ
ジスタ３４２のＳＴフィールドに供給されるＭＵＸ ３
４０の入力を変更することによってレジスタ３２８から
直接供給される。

【０１０９】次に、このシステムは次の使用可能なＣＡ
Ｍ辞書エントリ（たとえば、ＳＴ＝ＦＲＥＥ（Ｓ））を
探索する。したがって、ＳＥＡＲＣＨ＿ＴＹＰＥ信号３
４９は“０”の値を取り、ＣＯＤＥフィールドとＣＨＡ
Ｒフィールドをマスクし、ライン３４８上の［１：１］
ビット値を介してＳＴフィールドをイネーブルする。同
時に、ＭＵＸ ３４０に結合された制御ライン３１４が
レジスタ３２８から値ＦＲＥＥをＳＴフィールドで探索
された値として選択する。ライン３２６からの一致アド
レスは次のＯＭＥＧＡ，Ｋストリングを格納するための
ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥとして用いられる。この処理はライ
ン３４４上の入力データストリングから次の文字を抽出
し、それをＯＭＥＧＡと結合して、次の探索のためのＯ
ＭＥＧＡ，Ｋを生成する。次の探索で一致が発見された
場合、その一致のアドレス位置が次の突合せのためにＭ
ＡＴＣＨ＿ＡＤＤＲＥＳＳライン３２６上のＤＡＴＡ＿
ＩＮポートにフィードバックされる。このアドレスは前
のＯＭＥＧＡ，Ｋストリングを表わす新しいＯＭＥＧＡ
値として用いられる。同時に、レジスタ３２８からのＳ
Ｄ（Ｓ）値がこの一致アドレスでＳＴフィールドに書き
込まれる。

【０１１０】上述したように、新しいＯＭＥＧＡ，Ｋス
トリングがＣＡＭ位置に書き込まれた後、状態フィール
ドのつぎのＦＲＥＥ値を発見するための探索が行われ
る。探索が失敗すると、これは現行辞書がいっぱいであ
ることを示し、システムに状態Ｓ＝１への切り換えを発
生させる。これはレジスタ３２８の内容を左に２ビット
位置だけ回転させることによって行われる。前にＳＤ
（Ｓ）値を有していた状態フィールド位置は現在はＣＤ
（Ｓ）値を有する。ＣＡＭのすべての状態フィールドは
状態Ｓ＝０においてＣＤ（Ｓ）あるいはＳＤ（Ｓ）にセ
ットされていた（たとえば、状態変化の直前にはＦＲＥ
Ｅ状態フィールド値は存在しなかった）ため、状態Ｓ＝
１のすべてのＦＲＥＥ記憶場所は状態Ｓ＝０からの前の
ＣＤ（Ｓ）エントリとなる。さらに、待機辞書は状態Ｓ
＝１の初期単一文字ストリングを除いて空である。これ
は、ＩＮＶ値は状態Ｓ＝０では決して書き込まれないた
めである。圧縮はシステム状態Ｓ＝１で上述したように
続いていく。この処理は入力データがすべて圧縮される
まで圧縮データ文字の生成と状態の切り換えを続ける。

【０１１１】データの圧縮解除 図１６のシステムを用いたデータの圧縮解除は次のよう
に行われる。ＣＡＭはレジスタ３２８中のビットを状態
Ｓ＝０にリセットすることによって初期設定される。Ｆ
ＲＥＥビット値がそれぞれの使用可能なメモリ辞書位置
の状態フィールドに書き込まれる。内部アドレスポイン
タ３５４（ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ）がＣＡＭの第１の使用
可能な記憶場所（たとえば、ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ＝
２^m ）にセットされ、内部アドレスポインタ３５６（Ｓ
ＡＶＥ＿ＣＯＤＥ）がゼロにセットされる。

【０１１２】圧縮解除は図５に示したのと同じ方法で行
われる。たとえば、符号化された文字ストリングからの
第１の符号化された文字（ＯＭＥＧＡ）がライン３４４
上で読み出される。ＯＭＥＧＡは次にＣＡＭ ＡＤＤＲ
ＥＳＳ＿ＩＮポートに供給されるアドレスとして用いら
れる。ライン３２４上に出力されるＣＯＤＥフィールド
の値が“ルート”でない場合、ＣＨＡＲフィールドがラ
イン３２４上に出力され、ＣＯＤＥフィールドが次のア
ドレス位置としてＣＡＭにフィードバックされる。この
処理は“ルート”ＣＯＤＥフィールドがＣＡＭから読み
出されるまで繰り返される。圧縮された入力文字（ＯＭ
ＥＧＡ）が圧縮解除され、この圧縮解除された文字スト
リングがライン３２４上に出力された後、アドレス位置
ＯＭＥＧＡのＳＴフィールドがＳＤ（Ｓ）にセットされ
る。これは、レジスタ３２８からのＳＤ（Ｓ）値をレジ
スタ３４２のＳＴフィールドに書き込むことによって行
われる。次に、圧縮解除されたデータストリングからの
第１の文字（Ｋ）をレジスタ３４２のアドレス位置ＳＡ
ＶＥ＿ＣＯＤＥにフィードバックすることによって辞書
が構築される。状態レジスタ３２８からのＣＤ（Ｓ）
値、ライン３４４を介して初めに読み出されたＯＭＥＧ
Ａ値、および圧縮解除されたＯＭＥＧＡ出力ストリング
（Ｋ）からの第１の文字がＣＡＭ辞書のＳＴフィール
ド、ＣＯＤＥフィールド、およびＣＨＡＲフィールドの
アドレス位置ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥに書き込まれる。

【０１１３】アドレスポインタＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥの値
が次にアドレスポインタＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥに書き込ま
れる。“０”の値がライン３４９上に置かれ、ライン３
４８上の［１：１］ビット値によって“状態フィールド
のみ”の探索が可能になる。ＦＲＥＥ状態フィールドを
有するＣＡＭ中の次の辞書エントリがＦＲＥＥ値を有す
るＳＴフィールドを探索することによって発見される。
このＦＲＥＥ状態フィールドのアドレス値がライン３２
６を介してアドレスポインタＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥに書き
込まれる。そして、次の符号化文字ＯＭＥＧＡがライン
３４４から読み出される。

【０１１４】現行辞書がいっぱいのとき（たとえば、Ｆ
ＲＥＥ状態フィールド値が存在しないとき）、システム
は上述したようにレジスタ３２８のビットをシフトする
ことによって状態Ｓ＝１に切り換わり、アドレスポイン
タＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥの値がリセットされる。したがっ
て、現行辞書は前の待機辞書からのエントリのみを含
む。次に、システムはライン３４４からの次の符号化さ
れた文字（ＯＭＥＧＡ）を読み出し、このデータ圧縮解
除処理が続行される。

【０１１５】図１８は待機辞書を有するＣＡＭを用いた
データ圧縮の一般的な方法を示すデータフロー図であ
る。ブロック３７６はシステムの状態と状態条件をセッ
トする初期設定処理である。すなわち、システムが状態
Ｓ＝０にセットされ、ＣＡＭ辞書のすべての状態レジス
タがＳＴ＝ＦＲＥＥ（Ｓ）にセットされ、アドレスポイ
ンタはＣＡＭ中の次の使用可能なアドレス（たとえば、
２^m →ＮＥＸＴ ＣＯＤＥ）にセットされる。

【０１１６】入力データストリームからの第１の文字
（ＣＨＡＲ−Ｋ）はブロック３７８で読み出され、符号
化（たとえば、コード（Ｋ））されて値ＯＭＥＧＡが提
供される。この入力データストリームの次の入力文字
（Ｋ）はブロック３８０で読み出される。ブロック３８
２はＯＭＥＧＡとＫを文字ストリングとして組み合わせ
る（たとえば、ＯＭＥＧＡ，Ｋのように結合する）。次
に探索が行われる。これはＯＭＥＧＡ，Ｋストリングに
一致するデータエントリを探すだけではなく、２つの交
互の状態レジスタパターン（ＳＴ＝ＣＤ（Ｓ）あるいは
ＳＴ＝ＳＤ（Ｓ））のうちの１つを突合せる。この探索
は現行値と待機値の両方に対して行われなければならな
い。それは、いずれかの値が有効文字ストリング（たと
えばＯＭＥＧＡ，Ｋ）がＣＡＭに書き込まれたことを示
すためである。たとえば、状態レジスタ値ＳＴ＝ＣＤ
（Ｓ）は関連するＣＯＤＥフィールドとＣＨＡＲフィー
ルドに現在の処理状態中にＯＭＥＧＡ，Ｋ文字ストリン
グがロードされたことを示す。状態レジスタ値ＳＴ＝Ｓ
Ｄ（Ｓ）は関連するＣＯＤＥフィールドとＣＨＡＲフィ
ールドにＯＭＥＧＡ，Ｋ文字ストリングがロードされて
おり、第２のＯＭＥＧＡ，Ｋ文字ストリングと現在のプ
ロセッサ状態において少なくとも一度一致したことを示
す。したがって、両方の状態レジスタ値（ＣＤ（Ｓ）お
よびＳＤ（Ｓ））は重ね書きしてはならない有効ＣＡＭ
データエントリを示す。

【０１１７】ＣＡＭにまだデータストリングが格納され
ていない場合、判断ブロック３８４は一致がないことを
示す。符号化された値ＯＭＥＧＡはブロック３８８にお
いて符号化されたデータストリング中の第１の文字とし
て出力される。このＯＭＥＧＡ，Ｋストリングは第１の
使用可能なＣＡＭアドレス位置（ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ）
に書き込まれる。アドレス位置ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥの状
態フィールド（ＳＴ）にはＣＡＭ中の有効データエント
リを示す値ＣＤ（Ｓ）が書き込まれる。次に、ブロック
３８８がＯＭＥＧＡを第２の入力文字の符号化された値
に置き換える（コード（Ｋ）→ＯＭＥＧＡ）。

【０１１８】ブロック３９０がＣＡＭに対してＳＴ＝Ｆ
ＲＥＥ（Ｓ）である次の使用可能なアドレス位置の探索
を行う。ＦＲＥＥ（Ｓ）を有する状態レジスタが発見さ
れない場合、ＣＡＭ中の現行辞書がいっぱいである。判
断ブロック３９２はＣＡＭをその次の状態Ｓ＝Ｓ＋１
ｍｏｄ ４に変えることによって現行辞書（ＣＤ）を待
機辞書（ＳＤ）に置き換える。状態変化の間、各状態レ
ジスタの値は前に説明したように再割り当てされる（図
１３参照）。ＳＴフィールド値はＦＲＥＥ→ＩＮＶ→Ｓ
Ｄ→ＣＤ→ＦＲＥＥと再割り当てされる。処理はブロッ
ク３８０に戻り、そこで次の入力文字（Ｋ）が読み出さ
れる。この突合せ処理は上述したように繰り返される。
現行辞書がいっぱいでない場合、判断ブロック３９０は
ブロック３９４にジャンプする。

【０１１９】ブロック３９４はＦＲＥＥ状態レジスタ値
を有するＣＡＭ中の次のアドレスを判定し、そのアドレ
スをＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥに割り当てる（たとえば、ｍａ
ｔｃｈ ａｄｄｒｅｓｓ→ＮＥＸＴ ＣＯＤＥ）。処理
はブロック３８０に戻り、そこで次の入力文字（Ｋ）が
読み出される。

【０１２０】判断ブロック３８４によって一致が示され
ると、処理はブロック３８６にジャンプし、そこでＯＭ
ＥＧＡフィールドがＯＭＥＧＡ，Ｋストリングに一致し
た辞書項目のアドレスに置き換えられる。（一致アドレ
スのＣＯＤＥフィールドとＣＨＡＲフィールドで表わさ
れる）一致した文字ストリングは、一致アドレスの状態
フィールドＳＴをＳＤ（Ｓ）にセットすることによって
待機辞書に自動的に割り当てられる。次に処理はブロッ
ク３８０に戻り、そこでデータストリームから次の入力
文字（Ｋ）が読み出される。一致アドレス（ＯＭＥＧ
Ａ）とＫが結合されて新しいＯＭＥＧＡ，Ｋストリング
が形成され、これが３つの入力文字を表わす。ブロック
３８２が次に現行辞書と待機辞書に対して文字ストリン
グの一致を探索する。

【０１２１】待機辞書の実際の構築は、ＯＭＥＧＡ，Ｋ
文字ストリングの一致のアドレスにおけるＳＴフィール
ドがＳＤ（Ｓ）にセットされているときにブロック３８
６で行われる。しかし、ＳＴフィールドをチェックする
必要がないため、より簡略なハードウエアによる実施が
可能である。

【０１２２】図１９は待機辞書を有するＣＡＭを用いた
データの圧縮解除の一般的方法を示すデータフロー図で
ある。ブロック３９８はこのシステムを状態（Ｓ＝０）
に初期設定し、すべての使用可能な辞書エントリのＳＴ
フィールドを値ＳＴ＝ＦＲＥＥ（０）に初期設定する。
アドレスポインタＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥが第１の空アドレ
ス位置（ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ＝２^m ＋１）にセットさ
れ、第２のアドレスポインタＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥはゼロ
にセットされる。圧縮されたデータストリングからの第
１の符号化された文字（ＯＭＥＧＡ）がブロック４００
で読み出される。

【０１２３】ブロック４０１はＯＭＥＧＡを図１６で説
明したように圧縮解除された文字ストリングＷに圧縮解
除する。たとえば、ＯＭＥＧＡをアドレスとして用いる
ことによって、記憶場所ＯＭＥＧＡにあるＣＨＡＲフィ
ールドがＣＡＭによって出力される。アドレスＯＭＥＧ
ＡからのＣＯＤＥフィールドが“ルート”でない場合、
それはＣＡＭに供給される次のアドレスとして用いられ
る。次のアドレスのＣＨＡＲフィールドが次の圧縮解除
された文字Ｋとして出力される。アドレスＯＭＥＧＡの
ＣＯＤＥフィールドが“ルート”である場合、アドレス
ＯＭＥＧＡのＣＨＡＲフィールドが出力され、アドレス
ＯＭＥＧＡのＣＯＤＥフィールド、ＣＨＡＲフィールド
は待機辞書に割り当てられる（たとえば、ＳＤ（Ｓ）→
ＳＴ）。ブロック４０２は文字ストリングＷの第１の文
字をレジスタＣに割り当てる。

【０１２４】アドレスポインタＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥがゼ
ロでない場合、判断ブロック４０３はブロック４０４に
ジャンプし、ブロック４０４で文字ストリングＣＤ
（Ｓ）、ＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥ、ＣをＣＡＭ辞書のアドレ
ス位置（ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ）に書き込むことによって
辞書が構築される。ＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥがゼロに等しい
か、あるいはブロック４０４で文字ストリングが書き込
まれたあと、ブロック４０５でアドレス位置ＯＭＥＧＡ
の状態フィールドを待機辞書に割り当て（ＳＤ（Ｓ）→
（ＯＭＥＧＡ））、現在のＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥ値をＯＭ
ＥＧＡの値に置き換える。ブロック４０６で値ＳＴ＝Ｆ
ＲＥＥ（Ｓ）を有する次の状態フィールドが探索され
る。ＦＲＥＥ ＳＴフィールドが発見されると、ブロッ
ク４０８はブロック４１０にジャンプし、ブロック４１
０では一致アドレスがアドレスポインタＮＥＸＴ＿ＣＯ
ＤＥに割り当てられる（たとえば、ＭＡＴＣＨ ＡＤＤ
→ＮＥＸＴ ＣＯＤＥ）。次に、処理はブロック４００
に戻り、圧縮されたデータストリーム（ＯＭＥＧＡ）か
らの次の符号化された文字が読み出され、圧縮解除され
る。

【０１２５】ＦＲＥＥ（Ｓ）の値を有するＳＴフィール
ドがない場合、判断ブロック４０８はブロック４１２に
ジャンプする。この処理はここで現行辞書が待機辞書に
切り換えられる次の状態（すなわち、Ｓ＝Ｓ＋１ ｍｏ
ｄ）に変化する。また、これによって現行辞書の項目は
前の状態からＦＲＥＥ位置に変わる。ブロック４１３で
ＳＴ＝ＦＲＥＥ（Ｓ）である次の空位置が探索され、ア
ドレスポインタＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥがゼロにリセットさ
れ、そしてブロック４１０にジャンプする。ブロック４
１０ではブロック４１３で発見されたＦＲＥＥ位置のア
ドレス値をアドレスポインタＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥに割り
当てる。ブロック４１０は次にブロック４００に戻り、
そこで処理は圧縮されたデータストリームからのデータ
がすべて圧縮解除されるまで継続される。

【０１２６】図２０は図１８および図１９の圧縮および
圧縮解除アルゴリズムを図示するものである。生データ
ストリーム４１４は図１８に示すＣＡＭ圧縮処理に入力
される未圧縮の文字ストリングからなる。この例では、
単一文字Ｒ、Ｉ、ＮおよびＴが初期設定中にメモリ４１
６の位置ＡＤＤＲ０、ＡＤＤＲ１、ＡＤＤＲ２およびＡ
ＤＤＲ３にロードされている。単一文字入力は各文字に
そのアドレス位置の値を割り当てることによって符号化
されるが、圧縮速度を上げるために単一入力文字は次に
説明する処理を開始する前にアルゴリズム的に符号化す
ることができる。メモリ４１６は初期設定直後の状態Ｓ
＝０の辞書を示し、メモリ４１８は現行辞書の待機辞書
への置き換え（たとえば、状態Ｓ＝０からＳ＝１への変
化）の直前のＳ＝０の状態の辞書を示す。メモリ４２０
は生データストリーム４１４の圧縮後のＳ＝２の状態の
辞書を示す。

【０１２７】辞書中の各記憶場所は状態フィールド（Ｓ
Ｔ）、コードフィールド（ＣＯＤＥ）、および文字フィ
ールド（ＣＨＡＲ）に分割される。説明の目的上、ＣＡ
Ｍには文字ストリングの格納に使用可能な辞書位置は５
つしかない（たとえば、ＡＤＤＲ４−ＡＤＤＲ８）もの
と仮定する。アドレス位置ＡＤＤＲ０−ＡＤＤＲ３は単
一文字に割り当てられ、使用可能な辞書位置としては探
索されない。各状態フィールドのビットは値ＦＲＥＥ＝
［０：０］（たとえば、ＦＲＥＥ（Ｓ）＝０）に初期設
定され、アドレスポインタＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥは第１の
使用可能なＣＡＭ記憶場所（ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ＝ＡＤ
ＤＲ４）に初期設定される。

【０１２８】生データストリーム４１４からの第１の入
力文字“Ｒ”は、アドレス位置ＡＤＤＲ０のデータエン
トリに一致し、ＯＭＥＧＡの第１の値（たとえば、ＯＭ
ＥＧＡ＝０）として用いられる。この圧縮システムはＯ
ＭＥＧＡを次の入力文字“Ｉ”と結合し（ＯＭＥＧＡ，
Ｋ）、メモリ４１６中のＣＯＤＥフィールドおよびＣＨ
ＡＲフィールド中で“０Ｉ”との一致を探索する。同時
に、メモリ４１６中の対応するＳＴフィールドは探索し
て“１：０”あるいは“１：１”のビットの組合せ（た
とえば、状態Ｓ＝０のＣＤ（Ｓ）あるいはＳＤ（Ｓ））
を求める。すべての記憶場所がＦＲＥＥであり、前にメ
モリに書き込まれた“０Ｉ”ストリングはなかった。し
たがって、一致は発見されない。したがって、ＯＭＥＧ
Ａの値（“０”）は圧縮されたストリーム４２２の第１
の文字として出力され、文字ストリング（ＣＤ（Ｓ）、
ＯＭＥＧＡ、Ｋ）が第１のＦＲＥＥ記憶場所（ＡＤＤＲ
４）に書き込まれる。次に、文字“Ｉ”が符号化され、
ＯＭＥＧＡの次の値（たとえば、ＯＭＥＧＡ＝１）が生
成される。

【０１２９】ＣＡＭ辞書が探索され、ＦＲＥＥ値を有す
る次のＳＴフィールドが求められ、そのアドレス位置が
アドレスポインタＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ（たとえば、ＮＥ
ＸＴ＿ＣＯＤＥ＝５）に割り当てられる。生データスト
リームからの次の文字（Ｋ＝“Ｎ”）が次にＯＭＥＧＡ
と結合され（ＯＭＥＧＡ＝“１”）、ＣＡＭが探索され
“１Ｎ”文字ストリングが求められる。ここでもＣＡＭ
中に一致は発生せず、文字ストリング（ＣＤ（Ｓ）、
１、Ｎ）がアドレス位置ＡＤＤＲ５に書き込まれる。こ
の処理が同様に繰り返され、ある文字ストリングが前の
エントリのどれにも一致しないとわかった後次の使用可
能なアドレスのＳＴフィールド、ＣＯＤＥフィールドお
よびＣＨＡＲフィールドへの書き込みが行われる。

【０１３０】最初の文字ストリング／データエントリの
一致は生データストリームからの文字４２４（“Ｉ
Ｎ”）の組合せから発生する。文字“ＩＮ”は符号化さ
れたＯＭＥＧＡ，Ｋ文字ストリング（“ＩＮ”）からな
る。アドレス位置ＡＤＤＲ５のＣＯＤＥフィールドとＣ
ＨＡＲフィールドはそれぞれ“Ｉ”と“Ｎ”であり、状
態フィールドは前にＳＴ＝ＣＤ（Ｓ）にセットされてい
るため、文字ストリングの一致が発生する。一致アドレ
スは新しいＯＭＥＧＡ値（ＯＭＥＧＡ＝５）として用い
られ、ＡＤＤＲ５のデータエントリは待機辞書に割り当
てられる（Ｓ＝０のとき、ＳＴ＝ＳＤ（Ｓ）＝［１：
１］）。次の文字Ｔが生データストリーム４１４から読
み出され、ＯＭＥＧＡと結合される。この新しいＯＭＥ
ＧＡ，Ｋストリング（“５Ｔ”）は３つの文字を表わ
し、これが前述したように探索される。ＣＡＭには値
“５Ｔ”を有するＯＭＥＧＡ，Ｋストリングは存在しな
い。したがって、これは次の使用可能なアドレス位置
（ＡＤＤＲ８）に書き込まれる。符号化された文字
“５”は圧縮文字ストリーム４２２に出力され、“Ｔ”
の符号化された値は次のＯＭＥＧＡ値（ＯＭＥＧＡ＝
３）として用いられる。

【０１３１】メモリ４１８は文字ストリング“５Ｔ”の
アドレス位置ＡＤＤＲ８への書き込み直後のＣＡＭの状
態を示す。この処理はメモリ４１８を探索して次のＦＲ
ＥＥ状態フィールドを求める。ＡＤＤＲ８がＣＡＭ現行
辞書の最後の使用可能な場所であると仮定すると、ＦＲ
ＥＥ状態フィールドは発見されない。これは、現行辞書
がいっぱいであり、システムがそれに応じて状態Ｓ＝１
に変更されることを意味する。状態Ｓ＝１では、状態フ
ィールドビット値［１：０］はＦＲＥＥ記憶場所を構成
し、ビット値［１：１］は現行辞書エントリ（図１３参
照）を構成する。したがって、Ｓ＝１の状態にある現行
辞書のすべての辞書位置は、アドレスＡＤＤＲ５の文字
ストリングを除いて、文字ストリングの格納に使用する
ことができる。状態が変化すると、アドレスポインタＮ
ＥＸＴ＿ＣＯＤＥは第１のＦＲＥＥ記憶場所にリセット
される（ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ＝４）。

【０１３２】Ｓ＝１の状態にあるメモリ４２０について
説明すると、次の入力文字４２６（“Ｉ”）が生文字ス
トリーム４１４から抜き出され、次のＯＭＥＧＡ，Ｋ探
索のためにＯＭＥＧＡと結合される（“３Ｉ”）。スト
リング“３Ｉ”は記憶場所ＡＤＤＲ７にあるが、この場
所の状態フィールドは現在ＦＲＥＥである。したがっ
て、一致は発見されず、符号化された値“３”が圧縮文
字ストリーム４２２中に文字４３８として出力される。
この文字ストリング（ＣＤ（Ｓ）、３、Ｉ）は記憶場所
ＡＤＤＲ４に書き込まれ、文字“Ｉ”は次のＯＭＥＧＡ
値（ＯＭＥＧＡ＝１）として符号化される。次のＦＲＥ
Ｅ状態フィールドのアドレス位置がアドレスポインタに
割り当てられる（ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ＝６）。アドレス
位置ＡＤＤＲ５は、その状態フィールドが状態Ｓ＝０か
ら状態Ｓ＝１への切り換え後の現行辞書エントリを表わ
すためスキップされることに注意しなければならない。

【０１３３】生データストリーム４１４からの次の入力
文字４２８は、新しい文字ストリング（“ＩＮ”）から
なるＯＭＥＧＡと結合される。アドレス位置ＡＤＤＲ５
で一致が発生し、したがってＯＭＥＧＡには一致アドレ
ス値が割り当てられ、アドレス位置ＡＤＤＲ５の状態フ
ィールドは待機辞書に割り当てられる。Ｓ＝１の状態に
ある待機辞書のビットの割り当ては［０：１］である
（図１３参照）。生データストリーム４１４からの次の
入力文字はＯＭＥＧＡと結合され、探索処理が繰り返さ
れる。この処理は、生データストリーム４１４からのす
べての文字が圧縮されるまで現行辞書が“いっぱいにな
る”度にシステムの状態を変更し続ける。

【０１３４】メモリ４３２は圧縮解除のための初期設定
の直後の圧縮解除の準備のできたメモリを示す。メモリ
４３４は状態Ｓ＝０から状態Ｓ＝１への変化の直前のＳ
＝０の状態にあるシステムを示す。メモリ４３６は圧縮
文字ストリーム４２２の圧縮解除後のＳ＝１の状態にあ
るデータエントリを示す。メモリ４３２中の辞書は、最
初の４つのアドレス位置がそれぞれ単一入力文字Ｒ、
Ｉ、ＮおよびＴの符号化された値を有するように初期設
定される。ここでも、単一文字の復号はアルゴリズム的
に行うことができる。システムは状態Ｓ＝０にセットさ
れ、すべての辞書状態レジスタはＦＲＥＥ（Ｓ）にセッ
トされる。アドレスポインタＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥは第１
の使用可能な辞書位置（ＡＤＤＲ４）にセットされ、ア
ドレスポインタＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥはゼロにセットされ
る。

【０１３５】圧縮解除が前述したように行われ、ＯＭＥ
ＧＡはメモリ４３２へのアドレスポインタとして用いら
れる。圧縮文字ストリーム４２２からの第１の入力コー
ドはＯＭＥＧＡ値（ＯＭＥＧＡ＝０）を有する。この圧
縮解除システムは、値“０”を、たとえばその値が４よ
り小さいことをチェックすることによってルートコード
ワードと判定する。ＡＤＤＲ０のデータエントリ（たと
えば、“Ｒ”）はそれによって圧縮解除文字ストリーム
４３０中の第１の文字として出力される。アドレス位置
ＯＭＥＧＡの状態フィールドはＳＤ（Ｓ）にセットされ
る。

【０１３６】辞書は、圧縮解除されたコードワードから
の第１の文字Ｋ（たとえば、“Ｒ”）をアドレス位置Ｓ
ＡＶＥ＿ＣＯＤＥのＣＨＡＲフィールドに書き戻すこと
によって再構築される。この場合“Ｒ”はＡＤＤＲ０の
ＣＨＡＲフィールドに書き直される。次に、文字ストリ
ング（ＣＤ（Ｓ）、０、Ｒ）がアドレス位置ＮＥＸＴ＿
ＣＯＤＥ（たとえば、ＡＤＤＲ４）に書き込まれ、ＳＡ
ＶＥ＿ＣＯＤＥがＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ（たとえば、ＮＥ
ＸＴ＿ＣＯＤＥ＝５）の値にセットされる。次に、アド
レスポインタＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥにメモリ４３４中の次
の空アドレスの値（たとえば、ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ＝
５）が割り当てられる。

【０１３７】文字“１”が圧縮文字ストリーム４２２か
ら読み出され、ＯＭＥＧＡの次の値としてはたらく。Ｏ
ＭＥＧＡが圧縮解除され、復号された文字“Ｉ”は圧縮
解除文字ストリーム４３０に次の文字として出力され
る。アドレスＡＤＤＲ１のＳＴフィールドはＳＤ（Ｓ）
にセットされ（たとえば、［１：１］）、圧縮解除され
たＯＭＥＧＡ値からの第１の文字（“Ｉ”）がＣＨＡＲ
フィールドのアドレス位置ＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥ（ＡＤＤ
Ｒ４）に書き込まれる。次に、文字ストリング（ＣＤ
（Ｓ）、１、Ｉ）がメモリ４３４のＳＴフィールド、Ｃ
ＯＤＥフィールド、ＣＨＡＲフィールドのアドレスＮＥ
ＸＴ＿ＣＯＤＥ（たとえば、ＡＤＤＲ５）に書き込まれ
る。ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥの値はＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥの新
しい値として用いられる。次のＦＲＥＥ状態レジスタが
発見され、ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥがそのアドレスにセット
される（ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ＝５）。

【０１３８】処理は圧縮文字ストリーム４２２からの符
号化された文字“２”および“３”に対して同様に続行
される。圧縮文字ストリーム４２２からの第１の“５”
は第１の非ルートコードワードであり、アドレスＡＤＤ
Ｒ５のデータエントリは文字ストリング“ＩＮ”であ
る。したがって、ＡＤＤＲ５のＣＯＤＥフィールド
（“１”）がＣＡＭによって読み出される次の記憶場所
としてフィードバックされる。ＡＤＤＲ１の出力
（“Ｉ”）が前のＣＨＡＲフィールド“Ｎ”とともにＣ
ＡＭによって出力され、ＡＤＤＲ５のＳＴフィールドが
ＳＤ（０）にセットされる。圧縮されたコードワードか
らの第１の文字（“Ｉ”）は、メモリ位置ＡＤＤＲ７の
ＣＨＡＲフィールド（たとえば、ＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥ＝
７）に書き込まれる、文字ストリング（ＣＤ（Ｓ）、
５、Ｉ）がＣＡＭ位置ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥ（たとえば、
ＡＤＤＲ８）に書き込まれ、ＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥの値は
ＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥの値（たとえば、ＳＡＶＥ＿ＣＯＤ
Ｅ＝８）にセットされる。メモリ４３４はこの文字スト
リングのメモリへの書き込みの直後の現行辞書の状態を
示す。

【０１３９】次の探索は、ＦＲＥＥ値を有する状態フィ
ールドがないことを示す。したがって、システムは状態
Ｓ＝１に切り換わり、状態レジスタ値は図１３に示すよ
うに再割り当てされる。メモリ４３６ついて説明する
と、アドレスポインタＮＥＸＴ＿ＣＯＤＥには第１のＦ
ＲＥＥ記憶場所（ＡＤＤＲ４）が割り当てられる。アド
レス位置ＡＤＤＲ０−ＡＤＤＲ３およびＡＤＤＲ５は現
在は現行辞書のエントリであり、アドレス位置ＡＤＤＲ
４およびＡＤＤＲ６−ＡＤＤＲ８はＳ＝１の状態にある
ＦＲＥＥ位置を構成する。圧縮文字ストリーム４２２か
らの文字４３８はＯＭＥＧＡにセットされ（ＯＭＥＧＡ
＝３）、新しい圧縮解除状態Ｓ＝１において圧縮解除さ
れる。復号された文字“Ｔ”は圧縮解除文字ストリーム
４３０に出力され、ＡＤＤＲ３のＳＴフィールドには状
態Ｓ＝１に対する値ＳＤ（Ｓ）（たとえば、［１：
０］）が割り当てられる。ＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥはＡＤＤ
Ｒ８を指示し、文字“Ｔ”がメモリ４３６中のＡＤＤＲ
８のＣＨＡＲフィールドに書き込まれる。文字ストリン
グ（ＣＤ（Ｓ）、３、Ｔ）がアドレス位置ＡＤＤＲ４に
書き込まれ、ＳＡＶＥ＿ＣＯＤＥには値ＮＥＸＴ＿ＣＯ
ＤＥが割り当てられる。次のＦＲＥＥ辞書位置はＡＤＤ
Ｒ６であり、したがってアドレスポインタＮＥＸＴ＿Ｃ
ＯＤＥに割り当てられる。この処理は、圧縮文字ストリ
ーム４２２中のすべての文字が圧縮解除されるまで同様
に継続する。

【０１４０】従来のＬＺ２の実施態様では、コードは順
次割り当てられ、単一文字ストリングにはＣ₀ 、Ｃ₀ ＋
１、Ｃ₀ ＋２、…、Ｃ₀ ＋（２^m −１）の順でコードが
割り当てられ、Ｃ₀ はある小さな定数（たとえば、Ｃ₀
＝０である）。この新しい複数文字ストリングにはコー
ドＣ₀ ＋２^m 、Ｃ₀ ＋（２^m ＋１）、…、２^b −２、２
^b −１がこの順で割り当てられており、それぞれの文字
ストリングはＣＡＭ中の順次のアドレス値を有する。し
たがって、ストリングへのコードの割り当ては、カウン
タをＣ₀ ＋２^m に初期設定し、それを新しい辞書ストリ
ングが作成される度にインクリメントすることによって
簡単に行うことができる。これによって、この圧縮器
は、辞書リセットの後に長さｍ＋１のコードを用い、続
いてこの出力コードの長さを辞書のエントリ数が次の２
の累乗に達する度に１ビットだけ長くすることによって
可変長の出力コードを用いることができる。したがっ
て、出力コードの長さは（ｍ＋１）とｂの間で変動し、
ここで２^b は辞書の最大サイズである。これによって圧
縮比を多少改善することができる。これは、圧縮器が辞
書アドレスコードが短ければより短い出力コードを用い
るためである。この圧縮解除器は、その辞書を圧縮器と
同期したステップで構築し、圧縮コードの予想される長
さを追跡することができる。

【０１４１】図１６に示す処理において、新しい文字ス
トリングの符号化された値は第１のＦＲＥＥ辞書位置の
アドレスである。辞書切り換えの直後に、ＣＤは必ずし
も連続的ではないＣＡＭ中の位置を有する前の待機辞書
からの文字ストリングからなる。これらのストリング
は、切り換え後、その古いアドレスしたがってコードを
保存する。したがって、ＦＲＥＥの探索によって返され
たアドレス（コード）は連続するシーケンスを形成しな
い。また、０≦Ｃ≦２^b −１の範囲のそれぞれの符号化
された文字ストリングＣは潜在的には辞書リセット後直
ちに使用可能である。

【０１４２】その結果、出力ストリームは固定長のコー
ドを用いなければならない。しかし、これが圧縮比に与
える悪影響はさほど大きくない。ＣＤは辞書リセットの
後部分的に満たされた状態で始動するため、ＣＤ中のコ
ードの順序が変わっても、コードを表現するのに要する
ビット数は最大ビット（ｂ）とさほど違わない。たとえ
ば、実験によれば、現行辞書は通常最大容量の１／４か
ら１／２の間で始動することがわかった。これは、コー
ドが連続する順序に配列されていても切り換えの後には
ｂ−１ビットが必要であることを意味する。しかし、第
１の現行辞書／待機辞書（ＣＤ、ＳＤ）の構築中に可変
長のコードを用いることができる。あるいは、現行辞書
を各リセットの後に順序換えすることができる。

【０１４３】圧縮結果 ＣＡＭ複数辞書システムの圧縮および圧縮解除処理は、
ソースコード、実行可能なオブジェクトコード、ＡＳＣ
ＩＩデータファイル、テストファイル、ビットマップ画
像ファイル等を含むさまざまな種類のデータに適用され
た。同じファイルが可変長出力コードを用いた従来のＬ
ＺＷ方式で圧縮された。この圧縮の全体的な結果を図２
１に示す。線４４０はこのＣＡＭ複数辞書システムの圧
縮比の図形的表現であり、線４４２は標準ＬＺＷアルゴ
リズムの圧縮比を示す。線４４０および４４２は圧縮比
（元のファイルサイズ／圧縮されたファイルサイズ）
を、ｂ、すなわち出力コード中の最大ビット数の関数
（すなわち、辞書サイズのｌｏｇ₂ ）として示す。

【０１４４】このＣＡＭ／待機辞書法の利点を強調する
ために、図中の破線４４４は１２ビットＬＺＷ圧縮器に
よって達成される圧縮比を示す。同じ圧縮比を達成する
ＣＡＭ複数辞書処理のｂの値を次に示す。図２１に示す
ように、このＣＡＭ複数辞書システムは、標準ＬＺＷ圧
縮器の辞書エントリ数の１／２から１／４で同じ圧縮比
を提供する（たとえば、１ビット少なくなると必要なメ
モリスペースは１／２となる）。この圧縮比は、従来の
ＬＺＷ圧縮器データエントリよりわずか１あるいは２ビ
ット長いだけのＣＡＭ辞書エントリを用いて達成され
る。

【０１４５】わかりやすく言えば、待機辞書法の最小限
の実施態様を説明した。圧縮比を上げるために、多くの
変更を加えることができる。たとえば、図１８および図
１９に示す圧縮／圧縮解除処理は、入力アルファベット
中の１組の全単一文字ストリングによる辞書の初期設定
を前提としている。これに代わって、前述したように、
空白あるいは中間的初期設定を用いることもできる。中
間的初期設定と待機辞書の組み合わせに基づく処理で
も、非常に小さな辞書を用いて高い圧縮比を得ることが
できる。このシステムの別の実施法では、現行辞書がい
っぱいになった直後の辞書の切り換えを行わない。その
代わりに、現行辞書が凍結され、辞書切り換えは圧縮比
に基づく（すなわち、圧縮比はあるレベルを下回る）。
現行辞書を凍結しながら、待機辞書を凍結することもで
きる。あるいは、次の辞書切り換えまで構築し続けるこ
とができる。

【０１４６】待機辞書法に特有の他の変更態様は、図１
３に示す状態フィールド値ＩＮＶを利用する。現在は、
ＩＮＶは辞書エントリには用いられない。ＩＮＶを用い
てＳＤ２で表わす第２レベルの待機辞書を定義すること
ができる。すでにＳＤとラベルの付けられたエントリ
は、２回以上参照されたとき、ＳＤ２（現在のＩＮＶ値
の新しい名称）に変更される。辞書切り換え時に、ＣＤ
エントリはＦＲＥＥになり、ＳＤエントリはＣＤエント
リになり、ＳＤ２エントリはＳＤエントリになる。第１
の待機辞書（ＳＤ）はＳＤ２中の文字ストリングのセッ
トから始動し、新しいＳＤ２は何もない状態から始動す
る。この変更は当該技術に精通する者には、図１６に示
すシステムに簡単に実施することができる。

【０１４７】

【発明の効果】以上、現行圧縮辞書と並行して待機辞書
を構築するレンペル−ジブ（Ｌｅｍｐｅｌ−Ｚｉｖ）デ
ータ圧縮アルゴリズムの変更態様について説明した。現
行辞書がいっぱいになったとき、待機辞書がそれに置き
換わり、新しい待機辞書が始動する。待機辞書は主辞書
の文字ストリングの選択された部分集合を含み、これに
よって両方の辞書を同じメモリバッファ上で実施しうる
ようにしている。このシステムの好適な実施態様では、
連想メモリモジュールが用いられる。処理時間と回路の
複雑性を少なくするために、辞書切り換えは電源投入後
の辞書の初期設定を不要にする簡単な状態遷移方式に基
づく。したがって、このＣＡＭ複数辞書圧縮器／圧縮解
除器システムは、少ないメモリを用い、制御回路の複雑
性の増大を少なくしながら、従来のデータ圧縮法と同等
の圧縮比を達成する。

【０１４８】以上、この発明の原理を実施例を用いて説
明し、図示したが、この発明はかかる原理から逸脱する
ことなく、その構成や細部に変更を加えうることは明ら
かである。クレームの精神と範囲に包含されるかかる変
更態様のすべてを特許請求するものである。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明による現行辞書と待機辞書を有するデー
タ圧縮システムのデターフロー図である。

【図２】図１の待機辞書を用いるデータ圧縮アルゴリズ
ムの一例を示す詳細なデータフロー図である。

【図３】本発明のデータ圧縮／圧縮解除システムの一つ
の実施例におけるブロック図である。

【図４】本発明のデータ圧縮／圧縮解除システムの連想
メモリを用いた実施例のブロック図である。

【図５】図４に示したメモリと論理回路の詳細なブロッ
ク図である。

【図６】図５に示したアドレス復合器の自動更新回路の
論理図である。

【図７】本発明の連想メモリを用いたデータ圧縮／圧縮
解除の格納／検索の一般的方法を示すデータフロー図で
ある。

【図８】図７の波線ブロックの詳細なデータフロー図で
ある。

【図９】図７の圧縮解除回路の詳細なフロー図である。

【図１０】図８および図９の圧縮および圧縮解除アルゴ
リズムを図示したものである。

【図１１】本発明の連想メモリ複数辞書圧縮／圧縮解除
システムのブロック図である。

【図１２】図１１に示す連想メモリの各辞書エントリに
含まれる異なるエントリを示す図である。

【図１３】図１１に示すＳＴフィールドの各圧縮／圧縮
解除の状態を示す図である。

【図１４】連想メモリ複数辞書圧縮／圧縮解除システム
の変更状態を示す図である。

【図１５】圧縮器／圧縮解除器の状態を変化させるため
の簡単なハードウエアによる論理図である。

【図１６】図１１に示す連想メモリ複数辞書圧縮／圧縮
解除システムの詳細な回路図である。

【図１７】図１６に示すＳＴパターンジェネレータ３３
８の詳細な回路図である。

【図１８】待機辞書を有する連想メモリを用いたデータ
圧縮の一般的方法を示すデータフロー図である。

【図１９】待機辞書を有する連想メモリを用いたデータ
の圧縮解除の一般的方法を示すデータフロー図である。

【図２０】図１８および図１９の圧縮および圧縮解除ア
ルゴリズムを示す図である。

【図２１】連想メモリ複数辞書システムおよび標準ＬＺ
Ｗ圧縮システムの圧縮結果を示すグラフ図である。

【符号の説明】

５０ データ圧縮／圧縮解除集積回路 ５２ データ圧縮／圧縮解除エンジン ５４ インタフェース回路 ５６，５８ マルチプレクサ ６８ アドレスジェネレータ ７６ スイッチコントローラ ８４，８６ トランシーバ ８８，９０ メモリ ９２，９６ 待機状態フィールド ９４，９８ データエントリフィールド １３６ 連想メモリ圧縮／圧縮解除回路 １３８，１４８ インタフェース １４２ 圧縮／圧縮解除エンジン １４４ ストリングテーブルメモリ １４６ 制御論理 １５０，１４０ データバッファ １５２ プロセッサインタフェース

フロントページの続き (72)発明者 ジェフリー・ピー・トビン アメリカ合衆国オレゴン州オーバニー サウス・イースト・サード 539 (72)発明者 カール・ビー・ランツ アメリカ合衆国オレゴン州コーヴァリス ノース・イースト・サーティーフォー ス・ストリート 640 (56)参考文献 特開 平１−132222（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−265020（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−282130（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−233212（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−181641（ＪＰ，Ａ) 米国特許4464650（ＵＳ，Ａ) 米国特許4558302（ＵＳ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H03M 7/42

Claims (13)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】辞書ベースのメモリ内のデータを圧縮およ
   び圧縮解除する方法であって、 それぞれが固有のアドレスを持つ複数の記憶場所を備
   え、圧縮された文字ストリングおよび圧縮されていない
   文字ストリングを受け取り、該文字ストリングをデータ
   エントリとして格納するメモリ装置を設け、 前記メモリ装置の複数の記憶場所に、少なくとも第１お
   よび第２の辞書を定義し、 前記メモリ装置の記憶場所に複数の状態を割り当て、 前記第１および第２の辞書のうちの少なくとも１つの辞
   書に、それぞれの格納されたデータエントリを割り当
   て、 データ文字ストリングを表すコードワードであって、前
   記文字ストリングに一致し前記少なくとも１つの辞書に
   割り当てられた、以前格納されたデータエントリのメモ
   リにおける第１のアドレスに関連するコードワードを生
   成する、 辞書ベースのメモリ内のデータを圧縮および圧縮解除す
   る方法。
2. 【請求項２】前記メモリ装置の現在の状態に従って、そ
   れぞれのデータエントリについての辞書の割り当てを変
   更することを含む請求項１に記載の辞書ベースのメモリ
   内のデータを圧縮および圧縮解除する方法。
3. 【請求項３】前記メモリ装置の状態を変更することによ
   り、前記少なくとも１つの辞書をリセットして、該辞書
   に以前割り当てられていた記憶場所が、どの辞書にも割
   り当てられていない空きの記憶場所を構成するようにす
   る請求項２に記載の辞書ベースのメモリ内のデータを圧
   縮および圧縮解除する方法。
4. 【請求項４】前記少なくとも１つの辞書がいっぱいにな
   ったとき、前記メモリ装置の状態を変更することを含む
   請求項２に記載の辞書ベースのメモリ内のデータを圧縮
   および圧縮解除する方法。
5. 【請求項５】前記圧縮比が予め決められた値以下になっ
   たとき、前記圧縮器／圧縮解除器の状態を変更すること
   を含む請求項２に記載の辞書ベースのメモリ内のデータ
   を圧縮および圧縮解除する方法。
6. 【請求項６】前記記憶装置において、データエントリを
   含まない記憶場所、または前記少なくとも１つの辞書に
   割り当てられていないデータエントリを持つ記憶場所を
   同定することを含む請求項１に記載の辞書ベースのメモ
   リ内のデータを圧縮および圧縮解除する方法。
7. 【請求項７】複数の辞書を同時に探索することにより、
   データエントリの位置を見つけることを含む請求項１に
   記載の辞書ベースのメモリ内のデータを圧縮および圧縮
   解除する方法。
8. 【請求項８】メモリ装置の記憶場所にデータエントリを
   記憶すると同時に、該データエントリを、該メモリ装置
   の現在の状態に従って辞書に割り当てることを含む請求
   項１に記載の辞書ベースのメモリ内のデータを圧縮およ
   び圧縮解除する方法。
9. 【請求項９】前記メモリ装置が連想メモリを備える請求
   項１に記載の辞書ベースのメモリ内のデータを圧縮およ
   び圧縮解除する方法。
10. 【請求項１０】以前記憶されたデータエントリに一致し
    ない第１のコードワードを、第１の辞書に格納すること
    を含む請求項１に記載の辞書ベースのメモリ内のデータ
    を圧縮および圧縮解除する方法。
11. 【請求項１１】次のデータ文字ストリングが、前記第１
    のコードワードによって符号化されたストリングに一致
    すれば、該第１のコードワードのデータエントリを前記
    第２の辞書に割り当てることを含む請求項１０に記載の
    辞書ベースのメモリ内のデータを圧縮および圧縮解除す
    る方法。
12. 【請求項１２】第１の状態にある前記メモリ装置が、前
    記第１の辞書を現行辞書として扱い、前記第２の辞書を
    待機辞書として扱い、現行辞書も待機辞書も現在含まな
    い記憶場所を空きスペースとして扱う請求項１に記載の
    辞書ベースのメモリ内のデータを圧縮および圧縮解除す
    る方法。
13. 【請求項１３】前記メモリ装置を第２の状態に変更する
    ことにより、現行辞書の記憶場所が空きスペースに割り
    当てられ、前記待機辞書のデータエントリが現行辞書の
    データエントリとして指定される請求項１２に記載の辞
    書ベースのメモリ内のデータを圧縮および圧縮解除する
    方法。