JP3210516B2 - データ圧縮方式 - Google Patents

データ圧縮方式

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JP3210516B2
JP3210516B2 JP01295794A JP1295794A JP3210516B2 JP 3210516 B2 JP3210516 B2 JP 3210516B2 JP 01295794 A JP01295794 A JP 01295794A JP 1295794 A JP1295794 A JP 1295794A JP 3210516 B2 JP3210516 B2 JP 3210516B2
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  • Theoretical Computer Science (AREA)
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  • Compression Or Coding Systems Of Tv Signals (AREA)
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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、データ圧縮の分野、詳
しくは画像データ圧縮の分野に関するものであるが、こ
れに限られるわけではない。
【０００２】
【従来の技術】画像データをサブバンド成分に分離して
非相関化し、量子化し、エントロピー符号化する画像デ
ータ処理方式が提案されてきた。量子化は、或る程度の
データ圧縮を与えるが、情報内容の幾らかの損失を伴
う。引続いて行うエントロピー符号化は、更にデータを
圧縮する作用があるが、情報内容の損失はない。
【０００３】公知のエントロピー符号化技法の１つは、
いわゆるランレングス（継続長）符号化である。代表的
なランレングス符号化器は、データストリーム内に連続
するゼロの列を求め、該データストリーム内の各ゼロ列
の代わりに符号（コード）ワードを割当てるものであ
る。あとで該データストリームを読出すとき、ランレン
グス符号を伸張し、原データストリームを再現すること
ができる。
【０００４】この装置の変形として、合同写真専門家グ
ループ（ＪＰＥＧ）によって考案され、現在国際規格機
構によって検討されている標準方式の中で提案されてい
る形式のエントロピー符号化がある。このＪＰＥＧによ
り提案されたランレングス符号化方式は、１２ビット以
上の解像度のサンプルの入力ストリームに対して動作す
るものである。非ゼロ値サンプルによって終わる連続ゼ
ロ値サンプル列は、「事象」として処理される。各事象
は、その列（ラン）におけるサンプル数及び終わりのサ
ンプルの値（終値）に従って符号化される。例えば、０
０００００４の値をもつ入力サンプルのランには、７の
ランレングス符号及び４の終値が割当てられる。値００
−２をもつサンプルのランには、ランレングス符号３と
終値−２が与えられる。入力ストリームにおける単一の
サンプルの値６（即ち、前に１以上のゼロ値サンプルが
ない値６のサンプル）には、ランレングス符号１と終値
６が与えられる。
【０００５】考えられる終値は、後段のエントロピー符
号化のために概念的に複数グループに分けられる。各グ
ループは、正負の対称的な１組の終値を含み、各グルー
プにおける値の数は、２の累乗に等しい。図１の表に、
終値の各グループへの割当てを示す。第１グループは、
−１及び＋１の終値を含む。第２グループは、−３，−
２，２，３の終値を含む。第３グループは、−７，−
６，−５，−４，４，５，６，７の終値を含む。以下同
様である。この表の左欄に示すように、各グループは、
１〜１５の値をもつ４ビットのグループ符号により識別
される。ただし、同表には、符号１〜１１をもつグルー
プのみを示す。
【０００６】ランレングス符号化された各事象には、図
１の表による終値に応じて４ビット・グループ符号が割
当てられる。即ち、±１の値で終わるランには、どんな
長さでもグループ符号１（即ち、２進０００１）が割当
てられる。±２又は±３の値で終わるランには、長さに
拘らずグループ符号２（即ち、００１０）が割当てられ
る。以下同様である。データはそれから、コンマレス符
号化の一形式であるハフマン符号化を受け、それによ
り、有効コードがそれより長いコードの前に付かないと
いう特性をもつ１組のコードに事象が割当てられる。ハ
フマン符号は、入力コードの発生頻度に従って割当てら
れ、最もよく起こる事象には、最も短いハフマン符号が
割当てられる。ハフマン符号は、ランレングス符号とグ
ループ符号の考えられる組合せの各々に使用できる。即
ち、与えられたハフマン符号は、対応する事象のランレ
ングス（継続長）と、その終値が割当てられたグループ
とを識別するが、当該グループ内の個々の終値は識別し
ない。各事象に対する最終エントロピー符号化出力は、
当該事象に対するグループ内の個々の終値を識別するの
に十分な付加ビットより成る「ＰＣＭコード」を各ハフ
マン符号に付け足すことによって得られる。図１の表か
ら、終値のグループへの割当て方により、グループ符号
がＰＣＭコードに必要な付加ビット数を示し、グループ
内の各終値に固有のビット列を割当てうることが分かる
であろう。例えば、符号３のグループは８つの終値を含
み、これら８終値の各々を他と識別するのに３ビットが
必要である。
【０００７】終値を複数グループに概念的に割当てるこ
の技法は、必要なハフマン符号の数をかなり減少させる
ものである。大きな終値をもつ一定のランレングスの事
象には、同じハフマン符号が割当てられ、個々の事象の
識別は、グループ符号により与えられる長さの後続ＰＣ
Ｍコードによって行われる。よって、必要なハフマン符
号の総数は、ランレングスと終値の組合せの各々の符号
化に要する符号数に比べ、大きく減少する。
【０００８】上述のように、ＪＰＥＧ符号化方式は、１
２ビット以上の解像度のサンプルに適用され、各サンプ
ルはその全体値に従って処理される。この「ワード毎
の」（ｗｏｒｄ−ｗｉｓｅ）やり方は、該方式の実施を
複雑にし、特に該方式をＡＳＩＣ（特定用途向け集積回
路）設計で実施することを困難にしている。また、ＪＰ
ＥＧ方式は、最大ランレングスの１６ゼロに対するハフ
マン符号を与えているが、そのほかのハフマン符号は、
非ゼロ値で終わるラン（列）に対してしか使用できな
い。したがって、該方式は、ランの全長が１６より小さ
い場合、ゼロで終わるゼロ列を符号化する手段をもたな
い。これは、一定のブロック構成を必要とし、デジタル
テープレコーダ（ＤＶＴＲ）の場合のようにデータの符
号化が所定最大サイズの入力データサンプルのブロック
に対して行われる機器においては、問題となることがあ
る。データブロックが、１６より小さいランレングスの
ゼロ値サンプル列で終わる場合、ＪＰＥＧ方式では、こ
のランを符号化できず、したがって該データブロックを
正確に符号化できない。更に、ＪＰＥＧ方式は、例えば
２０４７の値で終わる１５ゼロのランのような極めて確
率の低い事象に対してまでハフマン符号を与えている。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】本発明の課題は、符号
化が容易でＡＳＩＣ設計で実施できるデータ圧縮方式を
提供することである。本発明の他の課題は、ＤＶＴＲの
ように所定サイズのデータブロックを符号化する場合で
も正確に符号化できるデータ圧縮方式を提供することで
ある。本発明の更に他の課題は、データ圧縮に際し必要
なハフマン符号の数を減らすことである。
【００１０】
【課題を解決するための手段及び作用】本発明は、一面
からみて、考えられる入力サンプル値が夫々２の累乗に
等しい或る数のサンプル値を含む複数グループに概念的
に分けられた、ｎビット・データサンプルの入力ストリ
ームを圧縮するデータ圧縮装置であって、次のような構
成要素を具えたデータ圧縮装置を提供する。
【００１１】少なくとも各非ゼロ値入力サンプルに対す
る符号ワードを発生する手段であって、符号ワードを、
各グループ内に値をもつサンプルに対する符号ワード
が、一方のタイプの最上位ビットを同じ位置（この位置
はグループによって異なる。）に有し、この最上位ビッ
トより下位のビット列が、同じグループにおける異なる
値のサンプルに対する符号ワードの点で異なるように、
発生する符号ワード発生手段、非ゼロ値サンプルによっ
て終わるゼロ値入力サンプルのラン（継続）におけるサ
ンプル数に応じたランレングス・カウントを発生するラ
ンレングス・カウンタ、上記ランを終わらせる非ゼロ値
サンプルに対する符号ワードにおける上記一方のタイプ
の最上位ビットの位置を示す位置インディケータを発生
する手段、当該符号ワードにおける上記最上位ビットよ
り下位のビット列を抽出する手段。
【００１２】上述のとおり、ＪＰＥＧ方式では、各サン
プルが１つの値として処理され、４ビット・グループ符
号が非ゼロ終端サンプルの全体値に従って割当てられ、
当該サンプルの値を識別するために補足的ビットが付加
されている。これに対し、本発明では、非ゼロ値入力サ
ンプルは、符号ワードのビットが各サンプルの所属グル
ープ及び該グループ内のサンプルの固有値の両方を都合
よく特定（識別）するように、符号化される。具体的に
いえば、この符号ワードは、一方のタイプの最上位ビッ
トの位置、例えば最上位「１」の位置がグループを識別
し、この最上位ビットより下位のビットが当該グループ
内の値を識別するように発生される。各符号ワードのビ
ットがグループと固有値の両方を都合よく特定するの
で、ＪＰＥＧ技法に比べ、データ圧縮装置の実施化がか
なり簡単になる。例えば、各符号ワードは、対応する入
力サンプルのビットレベルの符号化により、即ち、入力
サンプルの個々のビットに符号化を施すことによって発
生するのがよい。この「ビット毎の」やり方によれば、
ＪＰＥＧ技法の「ワード毎の」方式よりもっと容易にＡ
ＳＩＣ設計で装置を実現することができる。
【００１３】好適な具体構成では、本装置は、入力サン
プルを受信して上記符号ワードを発生するプリコーダ
（前符号化器）と、該プリコーダから符号ワードを受信
してランレングス・カウント及び位置インディケータを
発生し、上記ビット列を抽出するランレングス符号化器
とを具える。この構成では、符号ワードは入力サンプル
からプリコーディング（前符号化）段で発生され、ラン
レングス・カウント、位置インディケータ及びビット列
は、符号ワードからランレングス符号化器によって発生
される。
【００１４】ＪＰＥＧ方式と同様、入力サンプル値の各
グループは、１組の正負対称のサンプル値を含むのがよ
い。また、ＪＰＥＧ方式と同様、各グループにおける値
の数は２x であるのがよい。ただし、ｘは、任意のグル
ープにおけるすべての正のサンプル値を表すのに必要な
ビット数である。例えば、２つの値、即ち２1 値を含む
グループは−１と＋１の値を含み、４つの値、即ち２2
値を含むグループは−３，−２，＋２，＋３を含む。８
つの値、即ち２3 値を含むグループは−７‥‥−４，＋
４‥‥＋７を含む。以下同様である。この場合、上記ど
れかのグループに対応する符号ワードにおける上記一方
のタイプの最上位ビット（ＭＳＢ）の位置は、当該グル
ープについて２x を表す位置であるのが便利である。例
えば、±２，±３の値を含むグループでは、４＝２2 の
値があるので、ｘ＝２であり、上記ＭＳＢの位置は、２
2 を表す位置、即ち最下位ビット（ＬＳＢ）位置（２0
を表す）より２累乗高い位置である。このＭＳＢより下
位の２ビットは、そのグループにおける４つの符号ワー
ドの各々に関する固有値をもつ。
【００１５】符号ワードは非ゼロ値入力サンプルについ
て発生しさえすればよいが、符号ワード発生手段は、ゼ
ロ値入力サンプルに対してもＬＳＢ位置に一方のタイプ
のＭＳＢをもつ符号ワードを発生するよう構成するのが
よい。そうすれば、ゼロ及び非ゼロ値サンプルの両方に
対して符号ワードが発生され、ゼロ値サンプルに対する
符号ワードは、ＬＳＢ位置に上記一方のタイプのＭＳＢ
を有する点で他と識別される。
【００１６】本装置は、ランレングス・カウント及び位
置インディケータを受信してこれらを表すコンマレス符
号を発生するコンマレス符号化器を含んでもよい。この
コンマレス符号は、ランを終結させるサンプルに対する
符号ワードから抽出される上記ビット列と共に、そのラ
ンのサンプル値を特定する。
【００１７】上述のＪＰＥＧ方式とは対照的に、コンマ
レス符号化器は、ランレングス１から最大ランレングス
Ｌmax までのゼロ値サンプルのランに対しコンマレス符
号を発生できるのがよい。こうすると、２つの大きな利
点が得られる。第１は、上述のような所定ブロック構造
を要求するＤＶＴＲなどの機器に本装置を使用可能にす
ることである。ランレングス・カウンタは、入力サンプ
ルの１ブロックの終わりを示すブロック終了信号に応答
し、最後の非ゼロ値サンプル以後入力されたサンプル数
に応じたランレングス・カウントを発生するよう構成す
ることができる。よって、入力サンプルのブロックがゼ
ロ値サンプルの継続中に終わっても、この継続（ラン）
に対するコンマレス符号を発生でき、該ブロックを正確
に符号化できる。
【００１８】上記構成の第２の利点は、ＪＰＥＧ方式に
比し、コンマレス符号化器における参照表を簡略化でき
ることである。前述のように、ＪＰＥＧ方式では、２０
４７の値で終わる１５のゼロのランのような極めて発生
確率の低い事象に対してもハフマン符号を与えている。
その結果、ＪＰＥＧ仕様書で要求されるハフマン符号の
数は非常に多い。本発明の好適な具体構成では、コンマ
レス符号化器は、−（２n −１）から＋２n −１までの
値をもつ単一のサンプルに対するコンマレス符号と、−
Ｖmax から＋Ｖmax （ただし、Ｖmax は、２n −１の値
を含むグループより低い正のサンプル値を含むグループ
の中にある。）の範囲内の値をもつ非ゼロ値サンプルに
よって終わるゼロ値サンプルのランに対するコンマレス
符号とを発生することができる。
【００１９】コンマレス符号化器は、−Ｖmax から＋Ｖ
max の範囲外の値をもつ非ゼロ値サンプルによって終わ
るゼロ値サンプルのランを表すランレングス・カウント
及び位置インディケータを受信すると、非ゼロ値サンプ
ルに先行するゼロ値サンプルのランに対するコンマレス
符号と、単一のサンプルとしての非ゼロ値サンプルに対
する別のコンマレス符号とを発生するよう構成するのが
よい。この場合、−Ｖ max より小さいか又は＋Ｖmax よ
り大きい値をもつサンプルで終わるゼロのランに対して
は、コンマレス符号が与えられない。これらは、実際に
は、或る事象の発生確率は終端サンプルの値がゼロから
増加又は減少するに従って減少するので、起こりそうに
ない事象を表す。コンマレス符号化器は、コンマレス符
号が与えられていない起こりそうもない事象が発生した
ことを示す入力を受信すると、２つのコンマレス符号を
発生する。１つは、サンプルを終結させる非ゼロ値に先
行するゼロ値のランに対するものであり、もう１つは、
非ゼロ値サンプルそれ自体に対するものである。こうす
ると、起こりそうにない事象に対する要求を満たすと共
に、参照表に記憶すべきコンマレス符号の数を減らすこ
とができる。
【００２０】本発明は、他の面からみて、考えられるサ
ンプル値が夫々２の累乗に等しい一定数のサンプル値を
含む複数グループに概念的に分けられた、ｎビット・デ
ータサンプルの入力ストリームを圧縮するデータ圧縮方
法を提供する。この方法は、次のステップを含む。
【００２１】各グループに値をもつサンプルに対する符
号ワードが一方のタイプの最上位ビットを同じ位置（こ
の位置はグループによって異なる。）に有し、該最上位
ビットより下位のビット列が、同じグループ内の異なる
値のサンプルに対する符号ワードの点で異なるように、
少なくとも各非ゼロ値入力サンプルに対する符号ワード
を発生するステップ、非ゼロ値によって終わるゼロ値入
力サンプルのランにおけるサンプル数に応じたランレン
グス・カウントを発生するステップ、上記ランを終わら
せる非ゼロ値サンプルに対する符号ワードにおける上記
一方のタイプの最上位ビットの位置を示す位置インディ
ケータを発生するステップ、上記ランを終わらせる非ゼ
ロ値サンプルに対する符号ワードから、上記一方のタイ
プの最上位ビットより下位のビット列を抽出するステッ
プ。
【００２２】
【実施例】以下、図面により本発明を具体的に説明す
る。図１は、ＪＰＥＧエントロピー符号化方式における
サンプル（終）値のグループへの割当てを示す図表であ
る。図２は、データ圧縮装置の概略を示すブロック図で
ある。同図の装置は、ビデオ信号を２次元空間周波数領
域に画像内周波数分離して圧縮するものである。各々が
走査された画像を表す連続多ビット（例えば、８ビッ
ト）サンプル又はワードを含むデジタルビデオ信号が、
入力端１より非相関化器２に供給される。周波数分離さ
れたビデオ信号は、非相関化器２から量子化器３を経て
エントロピー符号化器４に送られ、その出力端５に圧縮
された信号が供給される。圧縮された信号は、個々の用
途に応じて送信されたり、記憶されたりする。
【００２３】非相関化器２及び量子化器３の動作の詳細
は、これから述べようとする本発明の具体構成とは直接
関係がなく、エントロピー符号化器４とのみ関係があ
る。したがって、非相関化器２と量子化器３については
簡単に述べるに止どめる。
【００２４】非相関化器２では、種々の非相関化技法を
用いることができる。１つの適当な非相関化技法は、特
に離散コサイン変換を用いる、いわゆる変換符号化であ
ろう。非相関化に離散コサイン変換を用いることは、Ｊ
ＰＥＧ方式に記載された圧縮装置に規定されている。こ
の変換技法では、量子化及びエントロピー符号化の前に
信号を線形変換（非相関化）している。他の方法は、サ
ブバンド（帯域分割）符号化に基づく非相関化技法を用
いることである。この場合、非相関化器２は、入力ビデ
オ信号を複数の非相関化されたサブバンド（分割帯域）
に分割する空間（２次元）サブバンドろ波装置を有す
る。各サブバンドは、画像の２次元周波数平面の複数の
区域の各々における画像内容の空間周波数を含むもので
ある。入力ビデオ信号の各フィールドは、画像の水平及
び垂直軸の両方向において多段ろ波作用を受ける。その
結果、フィールドは、画像の周波数内容の異なる空間
（即ち、水平及び垂直）周波数成分を含む６４個のサブ
バンドに分割される。非相関化されたフィールドのサン
プルはそれから、非相関化器２より量子化器３に供給さ
れる。
【００２５】量子化器３は、非相関化器から受信したデ
ータサンプルに割当てうるレベルの数を減らし、エント
ロピー符号化器に送られるデータ内のゼロ値サンプルの
ランの発生確率を増やす動作をする。量子化器は、符号
化しようとする画像に全体にわたる１つの値を割当てる
動作を行う。そして、非相関化器２から出力された非相
関化画像の各サブバンドにおけるサンプルに対し、上記
の全体値を対応するマトリクス値により割算して、当該
サブバンドにおける全サンプルに対するスケーリング値
を与える。すべての動作は、割算過程で用いられるラウ
ンディング（４捨五入）により整数で行われる。最も低
いマトリクス値、したがって最も高いスケーリング値
は、人間の心理的視覚機構が最も敏感な、非相関化画像
のサブバンドに対応する。最も高いマトリクス値、した
がって最も低いスケーリング値は、人間の心理的視覚機
構が最も鈍感なサブバンドに対応する。よって、量子化
処理は、画像の十分な知覚にとって冗長か又は余り重要
でないと考えられる幾つかの周波数データを故意に捨て
ることである。量子化されたサンプルは、２の補数符号
化サンプルの１２ビット幅のストリームとして、量子化
器３によりエントロピー符号化器４に出力される。エン
トロピー符号化器は、入力サンプルストリームを圧縮し
て圧縮データを出力端５に供給する。その具体例は、図
４を参照してあとで詳述する。
【００２６】図３は、図２の装置により圧縮されたデー
タを伸張（復号）する装置の概略を示すブロック図であ
る。圧縮データは、エントロピー復号、逆量子化及び補
間動作によってほぼ原形に復元される。圧縮信号は、入
力端６を介してエントロピー復号器７に送られ、次いで
逆量子化器８を経て補間器９に送られ、そこで復元され
たビデオ信号が出力端１０に供給される。エントロピー
復号、逆量子化及び補間の各ステップは、圧縮時に夫々
非相関化、量子化及びエントロピー符号化で用いられた
パラメータと逆のパラメータを使用する。
【００２７】図４は、図２のデータ圧縮装置に用いて好
適のエントロピー符号化器４の具体例を示すブロック図
である。エントロピー符号化器４はプリコーダ１２を有
し、その出力は、出力Ａ，Ｂ及びＣをもつランレングス
符号化器１３に接続される。その出力Ａ及びＢはハフマ
ン符号化器１４に接続され、該符号化器は並直列（ｐ−
ｓ）変換器１５に出力を供給する。ランレングス符号化
器１３の出力Ｃは、遅延素子（ＤＥＬ）１６を介してｐ
−ｓ変換器１５に接続される。ｐ−ｓ変換器１５は、圧
縮されたデータを直列ビットストリームとしてエントロ
ピー符号化器の出力端５に供給する。
【００２８】図５は、図４のランレングス符号化器１３
をもっと詳しく示すブロック図である。図示のように、
ランレングス符号化器１３は、最上位ビット（ＭＳＢ）
検出器１７及びランレングス・カウンタ１８を有する。
ＭＳＢ検出器１７は、３つの出力１９，２０及び２１を
有する。その出力１９は、ランレングス・カウンタ１８
のインクリメント入力（ＩＮＣ）に接続される。ＭＳＢ
検出器１７の出力２０は、ランレングス・カウンタ１８
のリセット入力（Ｒ）に接続されると共に、ランレング
ス符号化器１３の出力Ｂとなる。ＭＳＢ検出器１７の出
力２１は、ランレングス符号化器１３の出力Ｃを形成す
る。ランレングス符号化器１３の出力Ａは、図示のよう
に、ランレングス・カウンタ１８の出力で与えられる。
エントロピー符号化器４の動作は、次のとおりである。
【００２９】プリコーダ１２は、量子化器３（図２）よ
り１２ビットの通常の２の補数符号化サンプルを受信す
る。プリコーダ１２は、次のアルゴリズム（ただし、
「Ｓ」は入来サンプル）を用いて各入来１２ビットサン
プルをビットレベルで符号化する。 Ｓ＜０ならば、Ｓ＝（Ｓ ＸＯＲ ４０９５）* ２＋３ そうでなくＳ＝０ならば、Ｓ＝１ その他の場合は、Ｓ＝Ｓ* ２
【００３０】この効果は、正の値のサンプルのビットを
左にシフトし、負の値のサンプルに対しては、１の補数
を取り左にシフトし３を加算することである。したがっ
て、２の補数入力サンプルにおけるサイン（符号）ビッ
トは、最下位ビット（ＬＳＢ）位置に移される。図６の
表に、−７と＋７の間の値をもつ入力サンプルに対して
得られる符号ワードを示す。
【００３１】図６において、一番左の欄は入力サンプル
の値を示し、その入力サンプル及びこれに対応する符号
ワードを夫々中央及び右の欄に示す。この表では、分か
り易くするため、最上位８ビット（すべてゼロ）を入力
サンプルから省略してある。
【００３２】１２ビットの２の補数入力サンプルは、−
２０４８から＋２０４７までの値をもつことができる。
上述のアルゴリズムを用いて、考えられるすべての入力
サンプルを符号化できるが、−２０４８の値の入力サン
プルには、符号ワード０００‥‥０００が割当てられる
ことになる。この符号ワードは使用されず、値−２０４
８のサンプルは実際には−２０４７として符号化され
る。ゼロ値入力サンプルには１が加算されるので、プリ
コーディング（前符号化）処理の結果、全符号ワードの
ビット列のどこかに「１」が必ず現われる。
【００３３】図６の表から、値±１をもつ入力サンプル
に対する符号ワードが、夫々２1 を表す位置に最上位
「１」を有することが分かるであろう。値−３，−２，
２，３をもつ入力サンプルに対する符号ワードは、夫々
２2 を表す位置に最上位「１」を有する。値−７‥‥−
４，４‥‥７をもつ入力サンプルに対する符号ワード
は、夫々２3 を表す位置に最上位「１」を有する。同様
に、値−１５‥‥−８，８‥‥１５をもつ入力サンプル
に対する符号ワードは、夫々２4 を表す位置に最上位
「１」を有し、値−３１‥‥−１６，１６‥‥３１をも
つ入力サンプルに対する符号ワードは、夫々２5 を表す
位置に最上位「１」を有するであろう。以下同様であ
る。よって、入力サンプル値を、前に図１で述べたよう
に、複数グループに概念的に分けうると考えられる場
合、プリコーディング処理により、各符号ワードにおけ
る最上位「１」の位置が、対応する入力サンプルの値を
含むグループを特定する符号ワードが発生され、その最
上位「１」の位置は２x （ただし、ｘは該グループ内の
正のサンプル値のすべてを表すに要するビット数であ
る。）を表す位置であることが分かる。上記の表からま
た、任意の与えられたグループにおける値をもつサンプ
ルに対する符号ワードについては、最上位「１」より下
位のビット列が当該グループの異なる値に対して異なる
ことが分かるであろう。したがって、任意の符号ワード
における最上位「１」より下位のビット列により、グル
ープ内の対応する入力サンプルの値を他と識別すること
ができる。プリコーダ１２は、ＰＲＯＭを用いるか或は
簡単な論理ゲートによって簡単に実現できる。上述のよ
うな符号ワードを発生すると、後続のランレングス符号
化を、これから述べるように簡単に行うことができる。
【００３４】プリコーダ１２で発生された１２ビット符
号ワードは、システムクロック（ＣＫ）によってプリコ
ーダからクロック毎にランレングス符号化器１３のＭＳ
Ｂ検出器１７に出力される。ＭＳＢ検出器１７は、各入
力符号ワードにおける最上位「１」の位置を検出し、次
のシステムクロックパルス（ＣＫ）で、検出した位置に
応じてその出力１９，２０及び２１の１つ以上に出力を
発生する。最上位「１」（ＭＳ１）が符号ワードのＬＳ
Ｂ位置にあるとき、符号ワードはゼロ値入力サンプルに
対応し、ＭＳＢ検出器１７はその出力１９にパルスを発
生する。このパルスは、ランレングス・カウンタ１８の
インクリメント入力ＩＮＣに供給され、ランレングス・
カウントを１にセットする。次の入力符号ワードにおけ
るＭＳ１が再びＬＳＢ位置にあり、もう１つのゼロ値入
力サンプルを示すと、ＭＳＢ検出器１７は、再びその出
力１９にパルスを発生してランレングス・カウンタ１８
をインクリメントし、ランレングス・カウントは２とな
る。この処理は、ゼロ値入力サンプルのランを表す連続
符号ワードがＭＳＢ検出器１７に供給される間に繰返さ
れ、ランレングス・カウントは該ランにおける各サンプ
ル毎に１回インクリメントされる。
【００３５】上述の処理は、非ゼロ値入力サンプルを表
す符号ワードがＭＳＢ検出器１７に供給されるまで続け
られる。ＭＳＢ検出器は、この符号ワードにおけるＭＳ
１の位置を検出し、該符号ワード内のこのビットの位置
を示す位置インディケータ（ＰＩ）を発生する。符号ワ
ードは長さが１２ビットであるので、位置インディケー
タＰＩには４ビットが必要である。次のクロックパルス
ＣＫで、ＭＳＢ検出器１７は、ＰＩをその出力２０に供
給すると同時に、その出力２１に符号ワードのＭＳ１よ
り下位のビット列（ＢＳ）を出力する。
【００３６】ＭＳＢ検出器１７の出力２０は、ランレン
グス・カウンタ１８のリセット入力Ｒに接続される。該
カウンタは、そのリセット入力Ｒに入力を受信すると、
１だけインクリメントされた現在のランレングス・カウ
ントがその出力に供給され、これがランレングス符号化
器１３の出力Ａとなるように、構成される。よって、ラ
ンレングス・カウント出力ＲＬは、非ゼロ値サンプルに
よって終結されたゼロ値入力サンプルのランにおける入
力サンプルの数を示す。
【００３７】即ち、非ゼロ値サンプルに対する符号ワー
ドを検出すると、ランレングス・カウントＲＬがランレ
ングス符号化器１３の出力Ａに供給され、終端サンプル
に対する符号ワードにおけるＭＳ１の位置を与える位置
インディケータＰＩがランレングス符号化器の出力Ｂに
供給され、ＭＳ１より下位のビット列ＢＳがランレング
ス符号器の出力Ｃに供給される。これらＲＬ，ＰＩ及び
ＢＳが最終の圧縮出力の発生に使用される模様を次に述
べる。
【００３８】ランレングス・カウントＲＬは、ゼロ値サ
ンプルの継続（ラン）に対する連続符号ワードがＭＳＢ
検出器１７に供給される間無限に増加することはない。
ランレングス・カウンタ１８は、ランレングス・カウン
トＲＬがゼロ値入力サンプルの継続長Ｌmax に対応する
最大値Ｌmax に達すると、その最大ランレングス・カウ
ントを出力してゼロにリセットされるように設計され
る。次の入力サンプルはそれから、新しいランにおける
最初のサンプルとして処理され、ランレングス・カウン
タ１８は前述のようにしてインクリメントされる。よっ
て、非ゼロ値サンプルで終わるゼロ値サンプルの非常に
長いランは、ゼロ値サンプルの長さＬmaxのランに非ゼ
ロ値サンプルで終わる１つのランを加えたものとして符
号化されることになる。適当なＬmax の値は、個々の用
途によって変わるが、本例ではＬma x を１６に設定す
る。
【００３９】ランレングス・カウンタ１８はまた、入力
サンプルの所定数を含む１ブロックの終わりを示すブロ
ック終了（ＥＯＢ）インディケータに応動する。ＥＯＢ
インディケータに応答して、ランレングス・カウンタ１
８は、現在のランレングス・カウントＲＬを出力するよ
うトリガされ、次の入力サンプルに備えてカウントがゼ
ロにリセットされる。ＥＯＢインディケータは、例え
ば、システムクロック信号ＣＫから導出してもよく、該
ＥＯＢ信号はＭクロックパルス（ただし、Ｍは１ブロッ
ク内のサンプル数で用途に応じて変わる。）毎に１回発
生される。ＥＯＢインディケータの目的は、例えば、所
定最大サイズの入力サンプルのブロック、即ちＭサンプ
ルに符号化を行わねばならないＤＶＴＲに、ランレング
ス符号化器１３を使用できるようにするにある。入力サ
ンプルの各ブロックの終わりにランレングス・カウント
を出力すると、各ブロックの符号化が正確に行われる。
【００４０】図７は、図５に示したランレングス符号化
器１３によって行われる論理動作の流れ図である。入力
サンプルの新しいブロックの始めにおいて、ランレング
ス・カウントＲＬは、ステップＳ（１）にてゼロにセッ
トされる。１サンプルに対する符号ワードが、ステップ
Ｓ（２）にてＭＳＢ検出器１７に入力される。最上位
「１」（ＭＳ１）がＬＳＢ位置になく（ステップＳ
（３））非ゼロ値サンプルを示す場合、ランレングス・
カウントはステップＳ（４）でインクリメントされ、該
ランレングス・カウントＲＬ、位置インディケータＰＩ
及びビット列ＢＳがステップＳ（５）で出力される。動
作はそれからステップＳ（１）に戻り、そこでＲＬは次
の入力サンプルに備えてゼロにセットされる。
【００４１】ステップＳ（３）にてＭＳ１がＬＳＢ位置
にあり、ゼロ値サンプルを示す場合は、ランレングス・
カウントＲＬはステップＳ（６）でインクリメントさ
れ、ステップＳ（７）にて、ランレングス・カウントが
ゼロ値入力サンプルの最大継続長に対応するＬmax に等
しいかどうかテストされる。ＲＬ＝Ｌmax ならば、ＲＬ
がステップＳ（８）で出力され、処理はステップＳ
（１）に戻り、そこでＲＬは次の入力サンプルに備えて
ゼロにセットされる。ステップＳ（７）にてＲＬがＬ
max より小さい場合、処理はステップＳ（９）に進み、
そこでブロック終了インディケータＥＯＢがチェックさ
れる。ブロックの終了が指示されないときは、ステップ
Ｓ（２）に戻り、そこで次の符号ワードが入力される。
ステップＳ（９）でブロック終了が指示されると、ラン
レングス・カウントＲＬがステップＳ（１０）で出力さ
れ、そのサンプルブロックを終結する。処理はそれか
ら、入力サンプルの新しいブロックのためにステップ
（１）に戻る。上述のＭＳＢ検出器１７及びランレング
ス・カウンタ１８の機能を実現するための適切な制御論
理回路は、当業者には明らかであろう。
【００４２】再び図４において、ランレングス符号化器
１３の出力Ａ及びＢは、ハフマン符号化器１４に接続さ
れる。即ち、各入力ランに関するランレングスＲＬ及び
位置インディケータＰＩ（存在する場合）がハフマン符
号化器１４に供給される。これらの入力ＲＬ及びＰＩ
は、ハフマン符号化器において、ハフマン符号を定める
１以上の参照表のアドレス指定に使用される。入力ＲＬ
及びＰＩを表す１以上のハフマン符号がハフマン符号化
器１４よりｐ−ｓ変換器１５に出力される。これより、
図８〜１０の表を参照してハフマン符号化器１４の動作
を説明する。
【００４３】ハフマン符号化器１４は、考えられるどん
な入力ＲＬ，ＰＩに対してもハフマン符号を発生でき
る。勿論、ＰＩは、入力が非ゼロ値サンプルで終わるラ
ンを表す場合にのみ存在するであろう。これらの場合、
ＲＬは１〜Ｌmax （Ｌmax はここでは１６である。）間
の任意の値をもつことができる。ＰＩは、入力がゼロ値
サンプルのランのみを表す場合には存在しないであろ
う。ここでも、考えられるＲＬの最大値は１６である。
しかし、入力は入力サンプルのブロックを終了させるラ
ンを表すこともあるので、ＲＬは１から１６までのどん
な値をもつこともできる。図８の表は、例として、ＲＬ
が１に等しい場合の考えられるすべての入力、即ち単一
入力サンプルに対して発生されるハフマン符号を示す。
上記表の一番左の欄は、位置インディケータＰＩの考え
られる値を示す。この欄の最初のエントリ（項目）は、
ＰＩの不存在、即ち符号が単一のゼロ値サンプルを表す
ことを示す。前述のように、考えられる入力サンプル値
は、図１の表に従う複数グループに概念的に分けられ
る。１２ビットの入力サンプルの場合、−２０４７から
＋２０４７までの範囲のサンプル値に対する符号ワード
は、プリコーダにおいて本例では１１グループとなるよ
うに符号化できる（図１参照）。
【００４４】位置インディケータＰＩの値は、入力サン
プルの符号ワード内のＭＳ１の位置を示し、従って、対
応サンプル値を含むグループを特定する。よって、ＰＩ
は、上記表の一番左の欄に示すように１から１１までの
任意の値を取ることができる。１のＰＩは、±１の値を
もつ単一の入力サンプルを表す。２のＰＩは、−３，−
２，２，３の値をもつ単一の入力サンプルを表す。３の
ＰＩは、−７‥‥−４，４‥‥７の値をもつ単一の入力
サンプルを表す。以下同様である。ハフマン符号は、上
記表の各エントリで異なることに留意されたい。即ち、
ランレングスが１に対するハフマン符号は、入力サンプ
ルの値を含むグループか、或いは入力サンプルがゼロ値
サンプルであるか、のどちらかを識別する。
【００４５】図９は、図８と類似の表を示す。ただし、
ＲＬが２に等しい場合の、即ち、２サンプルより成るラ
ンに対する表である。どちらの表にも、ゼロ値サンプル
のみのラン及び異なるグループ内の値をもつサンプルで
終わるランに対してハフマン符号が与えられている。ラ
ンレングス値ＲＬが４，５，‥‥，１６に等しい場合も
同様な表が与えられ、ハフマン符号は、すべて他と異な
るので、ランレングスと、終端サンプル値が属するグル
ープか、又はゼロ値サンプルのみのランであるかのどち
らかとの両方を他と識別する。
【００４６】ＲＬ＝２又は３の場合の表は、１から７で
のＰＩ値に対してのみハフマン符号を与える点に留意さ
れたい。したがって、例えば、ハフマン符号化器１４へ
の入力がＲＬ＝２及びＰＩ＝８の場合、単一のハフマン
符号は得られない。ＲＬ＝４〜１６に対する表（図示せ
ず）も、７より大きいＰＩ値に対しハフマン符号が与え
られない点において同様である。これは、実際上、−１
２７より小さいか或いは＋１２７より大きい値をもつサ
ンプルで終わるゼロ値サンプルのランは極めて希である
ことが分かったからである。値が±１２７のサンプル
は、値が７の位置インディケータＰＩに対応する。ハフ
マン符号化器１４は、単一のハフマン符号が与えられて
いない入力を受信すると、その入力を長さがＲＬ−１の
ゼロ値サンプルのラン及び単一の非ゼロ値サンプルとし
て処理する。
【００４７】ハフマン符号は、ゼロ値サンプルの考えら
れるランの全部と、考えられる全グループにおける値を
もつ単一サンプルとに与えられるので、長さがＲＬ−１
のゼロ値サンプルのランに対するハフマン符号と、単一
の非ゼロ値サンプルに対応するハフマン符号とは、常に
使用可能である。よって、ハフマン符号化器１４は、こ
れらの場合には２つのハフマン符号を発生し、考えられ
るすべてのＲＬ，ＰＩ入力の符号化を可能とする一方、
必要とする個々のハフマン符号の数をかなり減らしてい
る。この例では、上記の表を使用することにより、１３
２個のハフマン符号を必要とするにすぎず、これは前述
のＪＰＥＧ方式より相当に少ない数である。上述のよう
に入力ＲＬ及びＰＩに応じてハフマン符号化器１４の参
照表のアドレス指定を制御する適当な制御論理回路は、
当業者には明らかであろう。
【００４８】上述より、ハフマン符号化器１４により発
生される符号は、ランレングスと、終端サンプルの非ゼ
ロ値を含むグループか、或いはゼロ値のみのランである
かのどちらかとの両方を識別することが分かるであろ
う。しかし、１グループ内の終端サンプルの個々の値を
識別するには、ハフマン符号に更にビットを付加する必
要がある。これらのビットは、ＭＳＢ検出器１７より出
力されるビット列によって与えられる。
【００４９】図４において、ＲＬ及びＰＩがハフマン符
号化器１４に供給されるとき、ビット列ＢＳは、ランレ
ングス符号化器１３の出力Ｃからｐ−ｓ変換器１５に遅
延素子１６を介して供給される。この遅延素子は、ハフ
マン符号化器１４にて生じる遅延を補償するものであ
る。ビット列ＢＳは、入力サンプルの与えられたグルー
プ内の個々の値を特定するので、ｐ−ｓ変換器１５で対
応するハフマン符号（単数又は複数）にビット列ＢＳが
付加され、その結果生じる符号は入力ランを他と識別す
る。図９〜１０の表において、一番右の欄は、位置イン
ディケータＰＩの各値に対するビット列ＢＳのビット数
を示す。このように合成された符号は、読み出しクロッ
クＲ／Ｏ ＣＫによりｐ−ｓ変換器１５から直列ビット
ストリームとしてクロック毎に出力される。
【００５０】ｐ−ｓ変換器１５に供給されるビット数
は、入力ランが異なると変わるので、読み出しクロック
Ｒ／Ｏ ＣＫは、システムクロックのレートのｐ倍で動
作する。ここで、ｐは、上記変換器１５に一度に供給さ
れるビットの考えられる最大数に対応し、これはまた、
ハフマン符号の長さとビット列ＢＳの最大長によって決
まる。ｐ−ｓ変換器１５は、ハフマン符号化器１４から
受けるビットの考えられる最大数に等しい長さの第１の
レジスタと、ＢＳの最大長に等しい長さの第２のレジス
タとを含む。ハフマン符号化器１４からの入力の最後の
ビットの第１レジスタ内の位置をマークする手段を設け
る。そして、第１レジスタからビットがマーカの位置ま
で読出され、次いで第２レジスタからＢＳのビットが直
接読出される。こうして、ｐ−ｓ変換器１５は、入力ハ
フマン符号（単数又は複数）に続いてビット列ＢＳのビ
ットを、Ｒ／Ｏ ＣＫのレートで直列ビットストリーム
として出力する。
【００５１】上述の実施例は、ＡＳＩＣ設計で容易に実
現でき、従って効率がよくなり、簡略化されたエントロ
ピー符号化方式を提供することが分かるであろう。プリ
コーダ１２によって実施されるアルゴリズムを、長さが
１２ビットより多い入力サンプルに対して修正しうるこ
とは、当業者にとって明らかであろう。また、ランレン
グス符号化器１３に設定されるゼロ値サンプルのランの
最大長Ｌma x は、１６より大きくてもよく、それに応じ
てハフマン符号表は拡大される。更に、プリコーダを、
ゼロ値サンプルに対しＬＳＢ位置に最上位「１」をもつ
符号ワードを発生するように述べたが、ゼロ値サンプル
を符号化しないでランレングス符号化器１３に送り、符
号ワードのどこにも「１」がないことにより識別しても
よい。
【００５２】以上、本発明を図示の具体例について説明
したが、本発明は、これらの具体例に限定されるもので
はなく、特許請求の範囲に記載した発明の要旨から逸脱
することなく種々の変形、変更をすることができるもの
である。
【００５３】
【発明の効果】以上説明したとおり、本発明によれば、
ＡＳＩＣ設計で実施することができ、符号化が容易であ
る。また、ＤＶＴＲのように所定サイズのデータブロッ
クを符号化する場合にも、正確に符号化できる。更に、
ＪＰＥＧ方式に比べ、必要とするハフマン符号の数を減
らすことができる。よって、データ圧縮の際の符号化効
率が向上する。
【図面の簡単な説明】
【図１】ＪＰＥＧエントロピー符号化方式におけるサン
プル値のグループへの割当てを示す図表である。
【図２】データ圧縮装置の概略を示すブロック図であ
る。
【図３】相補的なデータ伸張装置の概略を示すブロック
図である。
【図４】本発明に用いるエントロピー符号化器の概略を
示すブロック図である。
【図５】図４のランレングス符号化器の概略を示すブロ
ック図である。
【図６】図４のプリコーダで入力サンプルから発生され
る符号ワードを示す図表である。
【図７】図５のランレングス符号化器の動作を示す流れ
図である。
【図８】ＲＬ＝１の場合のハフマン符号の例を示す図表
である。
【図９】ＲＬ＝２の場合のハフマン符号の例を示す図表
である。
【図１０】ＲＬ＝３の場合のハフマン符号の例を示す図
表である。
【符号の説明】
１２ プリコーダ（符号ワード発生手段） １３ ランレングス符号化器 １４ ハフマン符号化器（コンマレス符号化器） １５ 並直列変換器 １７ ＭＳＢ検出器（位置インディケータ発生手段、ビ
ット列抽出手段） １８ ランレングス・カウンタ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭63−132530（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−213988（ＪＰ，Ａ) 特開 平６−21830（ＪＰ，Ａ) 特開 平６−343168（ＪＰ，Ａ) 特開 平６−237448（ＪＰ，Ａ) ＩＥＥＥ ＴＲＡＮＳＡＣＴＩＯＮＳ ＯＮ ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮ Ｓ，ＶＯＬ．ＣＯＭ−23，ＮＯ．３，Ｍ ＡＲＣＨ 1984，ｐｐ225−232，”Ｓｃ ｅｎｅ Ａｄａｐｔｉｖｅ Ｃｏｄｅ ｒ”ｂｙ Ｗ．Ｃｈｅｎ ＆ Ｗ．Ｐｒ ａｔｔ (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H03M 7/40 H03M 7/46

Claims (23)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 考えられる入力サンプル値が夫々２の累
    乗に等しい或る数のサンプル値を含む複数グループに概
    念的に分けられた、ｎビット・データサンプルの入力ス
    トリームを圧縮するデータ圧縮装置であって、 各グループ内に値をもつサンプルに対する符号ワードが
    一方のタイプの最上位ビットを同じ位置（この位置はグ
    ループによって異なる。）に有し、該最上位ビットより
    下位のビットの列が、同一グループ内の異なる値をもつ
    サンプルに対する符号ワードの点で異なるように、少な
    くとも各非ゼロ値入力サンプルに対する符号ワードを発
    生する符号ワード発生手段と、 非ゼロ値サンプルによって終わるゼロ値入力サンプルの
    ランにおけるサンプル数に応じたランレングス・カウン
    トを発生するランレングス・カウンタと、 上記ランを終わらせる非ゼロ値サンプルに対する符号ワ
    ードにおける上記一方のタイプの最上位ビットの位置を
    示す位置インディケータを発生する手段と、 当該符号ワードにおける上記最上位ビットより下位のビ
    ットの列を抽出する手段とを具えたデータ圧縮装置。
  2. 【請求項２】 上記符号ワード発生手段は、各符号ワー
    ドをこれに対応する入力サンプルのビットレベルの符号
    化によって発生するものである請求項１の装置。
  3. 【請求項３】 入力サンプルを受信し、上記符号ワード
    を発生するプリコーダと、該プリコーダからの符号ワー
    ドを受信し、ランレングス・カウント及び位置インディ
    ケータを発生し、上記ビット列を抽出するランレングス
    符号化器とを具えた請求項１の装置。
  4. 【請求項４】 入力サンプル値の各グループは、１組の
    正負対称のサンプル値を含むものである請求項１の装
    置。
  5. 【請求項５】 ｘを任意のグループにおけるすべての正
    のサンプル値を表すのに要するビット数とするとき、各
    グループにおける値の数が２x である請求項４の装置。
  6. 【請求項６】 上記任意グループに対応する符号ワード
    における上記一方のタイプの最上位ビットの位置が、当
    該グループについて２x を表す位置である請求項５の装
    置。
  7. 【請求項７】 上記符号ワード発生手段は、ゼロ値入力
    サンプルに対し、上記一方のタイプの最上位ビットが最
    下位ビットの位置にある符号ワードを発生するように構
    成された請求項１の装置。
  8. 【請求項８】 上記ランレングス・カウント及び位置イ
    ンディケータを受信し、該ランレングス・カウント及び
    位置インディケータを表すコンマレス符号を発生するコ
    ンマレス符号化器を含む請求項１の装置。
  9. 【請求項９】 上記コンマレス符号化器は、ランレング
    ス１から最大ランレングスＬmax までのゼロ値サンプル
    のランに対しコンマレス符号を発生できるものである請
    求項８の装置。
  10. 【請求項１０】 上記ランレングス・カウンタは、入力
    サンプルの１ブロックの終わりを示すブロック終了信号
    に応答して、すぐ前の非ゼロ値サンプル以後入力された
    ゼロ値サンプル数に応じたランレングス・カウントを発
    生するように構成された請求項９の装置。
  11. 【請求項１１】 上記コンマレス符号化器は、−（２n
    −１）から＋２n −１までの値をもつ単一サンプルに対
    するコンマレス符号と、Ｖmax が２n −１の値を含むグ
    ループより低い正のサンプル値を含むグループにある値
    であるとき、−Ｖ max から＋Ｖmax の範囲内の値をもつ
    非ゼロ値サンプルで終わるゼロ値サンプルのランに対す
    るコンマレス符号とを発生することができ、また、−Ｖ
    max から＋Ｖmax の範囲外の値をもつ非ゼロ値サンプル
    で終わるゼロ値サンプルのランを表すランレングス・カ
    ウント及び位置インディケータを受信すると、上記非ゼ
    ロ値サンプルに先行するゼロ値サンプルのランに対する
    コンマレス符号と、単一サンプルとしての該非ゼロ値サ
    ンプルに対する別のコンマレス符号とを発生する請求項
    ９の装置。
  12. 【請求項１２】 上記コンマレス符号化器は、ハフマン
    参照表を含むものである請求項８の装置。
  13. 【請求項１３】 考えられる入力サンプル値が夫々２の
    累乗に等しい或る数のサンプル値を含む複数グループに
    概念的に分けられた、ｎビット・データサンプルの入力
    ストリームを圧縮するデータ圧縮方法であって、 各グループ内に値をもつサンプルに対する符号ワードが
    一方のタイプの最上位ビットを同じ位置（この位置はグ
    ループによって異なる。）に有し、該最上位ビットより
    下位のビット列が、同一グループ内の異なる値をもつサ
    ンプルに対する符号ワードの点で異なるように、少なく
    とも各非ゼロ値入力サンプルに対する符号ワードを発生
    する符号ワード発生ステップと、 非ゼロ値サンプルによって終わるゼロ値入力サンプルの
    ランにおけるサンプル数に応じたランレングス・カウン
    トを発生するステップと、 上記ランを終わらせる非ゼロ値サンプルに対する符号ワ
    ードにおける上記一方のタイプの最上位ビットの位置を
    示す位置インディケータを発生するステップと、 上記ランを終わらせる非ゼロ値サンプルに対する符号ワ
    ードから、上記一方のタイプの最上位ビットより下位の
    ビットの列を抽出するステップとを含むデータ圧縮方
    法。
  14. 【請求項１４】 各符号ワードをこれに対応する入力サ
    ンプルのビットレベルの符号化によって発生することを
    含む請求項１３の方法。
  15. 【請求項１５】 入力サンプルをプリコーダに供給して
    上記符号ワードを発生し、該符号ワードをランレングス
    符号化器に供給して、上記ランレングス・カウント及び
    位置インディケータを発生し、上記ビット列を抽出する
    ことを含む請求項１３の方法。
  16. 【請求項１６】 入力サンプル値の各グループは１組の
    正負対称のサンプル値を含むものである請求項１３の方
    法。
  17. 【請求項１７】 ｘを任意のグループにおけるすべての
    正のサンプル値を表すのに要するビット数とするとき、
    各グループにおける値の数が２x である請求項１６の方
    法。
  18. 【請求項１８】 上記任意グループに対応する符号ワー
    ドにおける上記一方のタイプの最上位ビットの位置が、
    当該グループについて２x を表す位置である請求項１７
    の方法。
  19. 【請求項１９】 ゼロ値入力サンプルに対し、上記一方
    のタイプの最上位ビットが最下位ビットの位置にある符
    号ワードを発生することを含む請求項１３の方法。
  20. 【請求項２０】 上記ランレングス・カウント及び位置
    インディケータから、該ランレングス・カウント及び位
    置インディケータを表すコンマレス符号を発生すること
    を含む請求項１３の方法。
  21. 【請求項２１】 入力サンプルの１ブロックの終わりを
    示すブロック終了信号に応答して、最後の非ゼロ値サン
    プル以後入力されたゼロ値サンプルの数に応じたランレ
    ングス・カウントを発生することを含む請求項２０の方
    法。
  22. 【請求項２２】 Ｖmax が２n −１の値を含むグループ
    より低い正のサンプル値を含むグループにある値である
    とき、−Ｖmax から＋Ｖmax の範囲外の値をもつ非ゼロ
    値サンプルで終わるゼロ値サンプルのランを表すランレ
    ングス・カウント及び位置インディケータに対し、上記
    非ゼロ値サンプルに先行するゼロ値サンプルのランに対
    するコンマレス符号と、上記非ゼロ値サンプルに対する
    別のコンマレス符号とを発生することを含む請求項２０
    の方法。
  23. 【請求項２３】 上記コンマレス符号はハフマン符号で
    ある請求項２１の方法。
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