JP3236747B2 - データ伸長方式 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ユニバーサル符号であ
る動的辞書型Lempel-Ziv符号により圧縮されたデータを
高速に伸長することを可能にするデータ伸長方式に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】近年、ＣＰＵ性能の向上に伴い計算機で
取り扱われるテキストファイルやオブジェクトファイル
を圧縮して外部記憶媒体に格納する技術が使われ始めて
いる。

【０００３】そこで必要となる圧縮方式として、データ
の統計的性質に依存しないユニバーサル符号が注目され
ている。ユニバーサル符号の代表的な方式として、Lemp
el-Zivの符号化方法がある。Lempel-Zivの符号化方法
は、参照辞書の作成方法によって動的辞書方式とスライ
ド辞書方式に分類されている( 詳しくは、インターフェ
ース 1992 年 vol.8 No.183 " データ圧縮アルゴリズム
とその実現" を参照) 。特に、圧縮処理の簡潔さから、
動的辞書方式を改良したLZW(Lempel-Ziv-Welch) 符号が
良く用いられている。

【０００４】次に、LZW 方式の圧縮処理について説明す
る。

【０００５】なお、これ以降の説明の中では、データ中
の個々のワード単位を文字と呼び、文字が任意の数だけ
連なったものを文字列と呼ぶことにする。LZW 方式によ
るデータ圧縮処理は増分分解と呼ばれる方法により、入
力データを相異なる文字列に分解し、各文字列にインデ
ックスを付与して辞書に登録し、その辞書を参照するこ
とにより入力文字列と最長一致する辞書のエントリを検
索し、そのエントリのインデックスを符号化することに
より、長い文字列を短いインデックスに変換することが
できるのでデータ圧縮が可能となる。

【０００６】LZW 方式の圧縮処理を図３及び図４を用い
てより詳しく説明する。最初に、図３（ａ）によりLZW
方式の符号化処理の流れを説明した後に、図４により具
体的な入力文字列に対する符号化例について説明する。
まず、処理に先だって辞書の初期化が行われる（Ｓ３０
１）。辞書の初期化は入力画像データ中でとりうる全て
の文字を辞書のエントリに登録することにより行われ
る。次に、データを入力し（Ｓ３０２）、入力文字列と
一致する最長の文字列を現在までに登録されている辞書
のエントリの中から探索する（Ｓ３０３）。そして、探
索された文字列に付されているインデックスを符号化し
て出力する（Ｓ３０４）。このとき、符号は辞書のエン
トリを完全に識別できなければならないので、現在の辞
書のエントリ数をＭとすると、符号長は最低でもｌｏｇ
（Ｍ）以上の整数値でなければならない。ただし、この
ときの対数の底は２である。次に、辞書に新たな文字列
を登録することになるが、一般にハードウェア規模の制
約から辞書に登録されるエントリ数は上限が決められて
いる。普通その数は２の１２乗から１６乗程度である。
そこで、辞書のエントリ数がその所定の大きさに達した
か否かを判定し（Ｓ３０５）、エントリ数が最大のとき
はＳ３０１に戻り、辞書を再初期化してから符号化処理
を進める。また、エントリ数が最大に達していないとき
は、新たな文字列を辞書に登録する（Ｓ３０６）。ここ
で登録される文字列は、直前に符号化された文字列の最
後尾に次に入力される文字を１文字繋げたものである。
そして、辞書の更新が済んだならば、再びＳ３０２に戻
り、順次符号化処理を継続し、処理すべきデータが無く
なるまで処理を続ける。ここで、図４（ａ）に示した文
字列が入力されたとき、どのように符号化処理がされる
か見ることにする。図４（ｂ）はＳ３０２からＳ３０６
までの処理ループを１単位としたとき、処理番号、Ｓ３
０３で得られる最長一致文字列、Ｓ３０４で出力される
符号化インデックス、Ｓ３０６で辞書に登録されるイン
デックス及び登録文字列を各行毎に並べてある。この例
は、入力データを構成する文字が全部でａ、ｂ、ｃの３
つなので、Ｓ３０１により、辞書は図４（ｂ）の辞書の
インデックス０から２に各１文字づつ登録され、初期化
される。Ｓ３０２において、データが順次入力され、Ｓ
３０３において、最長一致文字列が辞書から検索され
る。すなわち処理番号Ｌ１では、入力データの先頭ａか
ら入力され、文字列ａはインデックス０のエントリに登
録されているが、文字列ａｂはインデックス０から２に
は登録されていないので、最長一致文字列はａとなり、
そのとき符号化されるのは文字列ａに対応するインデッ
クス０となる。よって、Ｓ３０４において、インデック
ス０が符号化出力される。そして、Ｓ３０５で辞書のエ
ントリ数が調べられた後に、Ｓ３０６において辞書にエ
ントリが登録される。Ｓ３０４で符号化したインデック
スは０なので、インデックス０が示す文字列ａの後に次
に符号化する最初の入力文字ｂを繋げ、新たな文字列ａ
ｂを作成する（ここで、作成された文字列を符号化した
インデックスと末尾に繋げる文字により（０＋ｂ) とも
表すことにする）。この新たな文字列ａｂ＝（０＋ｂ）
をインデックス３とともに登録する。一般に、インデッ
クスｉが最長一致文字列で次に続く文字がｋならば、文
字列（ｉ＋ｋ）はこれまでに辞書に登録されている全て
の文字列と異なることは明らかである。これで、処理番
号Ｌ１の処理は全て終了しＳ３０２に戻り、次の処理番
号Ｌ２に移る。処理番号Ｌ１で入力データの１番目の文
字を符号化したので、処理番号Ｌ２では２番目の文字ｂ
から入力していく。処理番号Ｌ１と同様の処理をする
と、辞書のインデックス０から３のエントリにおいて最
長一致文字列はｂであり、それに対応するインデックス
は１である。インデックス１を符号化出力し、新たな文
字列ｂａ＝（１＋ａ）をインデックス４とともに辞書に
登録する。これで、処理番号Ｌ２が終了し、以下、図４
（ｂ）に示すようにＬ３以降の処理により、最長一致文
字列の検索、インデックスの符号化、辞書エントリの登
録が順次行われる。この圧縮処理により図４（ａ）に示
す入力データは、下線が引かれた文字列毎に分解されて
いるのが分かる。Ｓ３０２で最長一致文字列を辞書から
検索する場合、辞書を網羅的に調べることは非効率的な
ので、一般に辞書を木構造で表現し、検索の高速化を行
っている。代表的な高速化手法として内部ハッシュ法や
外部ハッシュ法が知られている。次に、LZW 方式の伸長
処理について説明する。LZW 方式によるデータ伸長処理
は符号化されている辞書のインデックスから辞書のエン
トリを参照し、そのエントリに登録されている文字列を
出力することにより原データを復号化し、順次復号化さ
れる文字列から符号化時と同様の部分文字列を辞書に登
録していくことにより伸長処理がなされる。

【０００７】LZW 方式の伸長処理を図３及び図５を用い
てより詳しく説明する。最初に、図３（ｂ）によりLZW
方式の伸長処理の流れを説明した後に、図５により具体
的な入力符号列に対する復号化例について説明する。ま
ず、符号化のときと同様に辞書の初期化を行う（Ｓ３１
１）。そして、圧縮符号を入力し（Ｓ３１２）、そのイ
ンデックス値を持つ辞書のエントリを検索する（Ｓ３１
３）。そして、検索された辞書のエントリに登録されて
いる文字列を読み出し、データとして出力する（Ｓ３１
４）。その後、辞書のエントリ数は符号化のときと同じ
上限をもつので、その所定の上限値に達したか否かを判
定し（Ｓ３１５）、エントリ数が最大のときはＳ３１１
に戻り、辞書を再初期化してから伸長処理を進める。ま
た、エントリ数が最大に達していないときは、新たな文
字列を辞書に登録する（３１６）。ここで登録される文
字列は、直前に復号化された文字列の最後尾に現在復号
化された文字列の先頭の１文字を繋げたものである。そ
して、辞書の更新が済んだならば、再びＳ３１２に戻
り、順次伸長処理を継続し、処理すべき圧縮符号が無く
なるまで処理を続ける。

【０００８】ここで、図５（ａ）に示したインデックス
が入力されたとき、どのように復号化処理がされるか見
ることにする。なお、図５（ａ）で示す伸長処理例は図
４の圧縮処理例で圧縮された符号を復号化したものであ
る。図５（ｂ）はＳ３１２からＳ３１５までの処理ルー
プを１単位としたとき、処理番号、Ｓ３１２で得られる
入力インデックス、Ｓ３１４で出力する伸長データ、Ｓ
３１５で辞書に登録されるインデックス及び登録文字列
を各行毎に並べてある。辞書の初期化は圧縮処理の例で
説明したときと同様に、辞書のインデックス０から２に
ａ、ｂ、ｃが各１文字づつ登録される。処理番号Ｌ１に
おいて、まず、Ｓ３１２で圧縮符号を入力し、それから
入力インデックス０を得る。次に、Ｓ３１３においてイ
ンデックス０の辞書エントリに登録されている文字列は
ａであることが検索され、文字列ａが伸長データとして
Ｓ３１４により出力される。１回目の処理Ｌ１では辞書
のエントリ登録は行わず、Ｓ３１２に戻る。処理番号Ｌ
２では、処理番号Ｌ１と同様に圧縮符号を入力し、イン
デックス１を得る。インデックス１の辞書エントリに登
録されている文字列はｂなので、文字列ｂが伸長データ
として出力される。そして、Ｓ３１５で辞書のエントリ
数が調べられた後に、Ｓ３１６において辞書にエントリ
が登録される。ここで登録する文字列は、前回の処理Ｌ
１で伸長した文字列ａに今回の処理Ｌ２で伸長した文字
列の先頭の１文字ｂを繋げることにより生成する。この
文字列を圧縮処理のときと同様に（０＋ｂ）とかく。そ
して、文字列（０＋ｂ）をインデックス３とともに辞書
のエントリに登録する。これで、処理番号Ｌ２が終了
し、以下、図５（ｂ）に示すようにＬ３以降の処理によ
り、インデックスの復号化、文字列の読み出し、辞書エ
ントリの更新が行われる。

【０００９】ここで、処理番号Ｌ５に注目すると、イン
デックス６が入力インデックスとして得られるが、辞書
にはインデックス０から５を持つエントリしか登録され
ていない。このような状況は、符号化時に直前の処理ル
ープで符号化されたインデックスを参照した場合（つま
り、同じ文字列パターンが続けてデータ中に現れた場
合）に生じ、また、そのときしか生じ得ないことは明白
である。すなわち、図５（ｂ）の例では処理番号Ｌ５の
直前の処理ループＬ４で参照したインデックス３を再び
参照し、そのエントリの文字列ａｂを読み出し、文字列
ａｂの後に同じ文字列ａｂが続くので、インデックス６
のエントリの文字列は（３＋ａ）＝ａｂａとなる。よっ
て、処理番号Ｌ５の出力データはａｂａであり、辞書に
もインデックス６に文字列ａｂａが登録される。一般
に、辞書の検索及び辞書の更新処理では図５（ｄ）に示
すように分岐処理がなされる。ここで、辞書にはインデ
ックス０からＮまでエントリが登録されていて、入力イ
ンデックスをｉｄ、直前の処理ループで参照したインデ
ックスをｌａｓｔｉｄ、インデックスｉで示される文字
列の先頭の文字を＊ｉと表すものとする。まず、６０１
で入力インデックスｉｄとＮ＋１を比較する。入力イン
デックスｉｄがＮ＋１より小さいときは、すでにそのエ
ントリは辞書に登録されているので、通常の処理を行
う。すなわち、６０２で入力インデックスｉｄが示す文
字列を伸長データとして出力し、６０３でインデックス
ｌａｓｔｉｄの示す文字列の最後に入力インデックスｉ
ｄの示す文字列の先頭文字＊ｉｄを繋げた文字列（ｌａ
ｓｔｉｄ＋＊ｉｄ）を辞書のエントリにインデックスＮ
＋１とともに登録する。また、６０１において入力イン
デックスｉｄがＮ＋１と等しいときは、そのエントリは
まだ辞書に登録されていないので、まず辞書の更新を行
う。すなわち、６０４でインデックスｌａｓｔｉｄの示
す文字列の最後に入力インデックスｌａｓｔｉｄの示す
文字列の先頭文字＊ｌａｓｔｉｄを繋げた文字列（ｌａ
ｓｔｉｄ＋＊ｌａｓｔｉｄ）を辞書のエントリインデッ
クスＮ＋１とともに登録する。そして、６０５において
入力インデックスｉｄ（＝Ｎ＋１）が示す文字列（ｌａ
ｓｔｉｄ＋＊ｌａｓｔｉｄ）を伸長データとして出力す
る。さて、伸長処理を行うとき、辞書の形式は図５
（ｂ）のように各エントリにインデックスと文字列をも
つ表形式で表されるのではなく、図５（ｃ）で示すよう
な木構造で表される。これは、各エントリに文字列を記
憶すると表のサイズが膨大となり、実現化が不可能なた
めである。図５（ｃ）は図５（ｂ）の辞書を木構造で表
したもので、丸囲みが節を表し、各節には節に対応する
１文字が記憶され、インデックスが付されている。ま
た、各節からはその親の節に対してポインタでリンクさ
れており、このポインタによるリンクを枝という。

【００１０】例えば、木構造の辞書による文字列の読み
出し方法として、図５（ｃ）の木でインデックス８が入
力されたときについて図６を用いて説明する。図６
（ａ）のように、インデックス８が入力されると、その
インデックスが示す節から木の根の方へ向かって、根に
到るまで順次枝を辿っていく。すると、図６（ｂ）のよ
うにｃ、ａ、ｂと節に記憶されている文字が読み出さ
れ、メモリにスタックされていく。文字列の並びは辞書
から読み出される文字の順序とは逆なので、メモリにス
タックした文字を逆からｂ、ａ、ｃとポップアップして
いくことにより、伸長データｂａｃが出力される。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】以上のように従来のデ
ータ伸長方式では、辞書を木構造により表現して文字列
を読み出していたために、各節をポインタによるリンク
を辿りながら１文字づつ読み出し、また、読み出した文
字列をメモリに一度スタックすることにより文字列の順
序を反転させてから出力しなければならなかった。この
ような過程を実行するために、伸長速度が高速にならな
いという問題点があった。このことは、リアルタイムで
データ伸長処理を行わなければならないシステムに対し
て従来の伸長方式を搭載することは困難であることを示
している。

【００１２】本発明では、このような問題点に対し、LZ
W 圧縮方式のように入力データを相異なる文字列に分解
し、各文字列にインデックスを付与して辞書に登録し、
その辞書を参照することにより入力文字列と最長一致す
る辞書のエントリを検索し、そのエントリのインデック
スを符号化することにより、長い文字列を短いインデッ
クスに変換することによりデータ圧縮を行うデータ圧縮
方式により圧縮されたデータを高速に伸長できるデータ
伸長方式を提供することを目的とする。

【００１３】

【課題を解決するための手段】本発明は、これらの課題
を解決するためのものであり、入力データ列を互いに相
異なる文字列に分解し、その文字列及びその文字列を他
の文字列から一意的に識別できるインデックスがエント
リ登録された辞書を参照し、前記辞書にもとづいて符号
化するデータとの最長一致文字列を検索し、前記最長一
致文字列に対応するインデックスを用いて符号化するデ
ータ圧縮方式によって圧縮されたデータを伸長するため
のデータ伸長方式において、前記圧縮されたデータを入
力するための入力部と、伸長データを記憶するためのメ
モリと、伸張データを検索するためのインデックス及び
前記インデックスによって識別された文字列が記憶され
ているメモリアドレス及び前記インデックスによって識
別された文字列の長さが登録されている表とから構成さ
れ、前記表によって前記メモリアドレス及び文字列の長
さに変換し、前記表で指定されたメモリアドレスと文字
列の長さに従って前記メモリから文字列を読み出すこと
によって、伸長データを得るデータ伸長方式を提供す
る。

【００１４】

【作用】本発明のデータ伸長方式によれば、表により変
換されたメモリアドレスと文字列の長さに基づいて、メ
モリから文字列を読み出し、また、その文字列をメモリ
上の所定の書き込み位置に書き込むことにより伸長処理
が行われるので、伸長処理速度が高速になる。すなわ
ち、従来のデータ伸長方式の木構造に基づく伸長処理で
は、木構造で表される辞書用のメモリから読み出した文
字列をスタックするためのメモリに書き込み、そこから
ポップアップして文字列を反転させてから読み出し、最
終的に伸長データ用のメモリに書き込むため、本発明の
データ伸長方式に比べて、スタック用メモリのアクセス
を行うため処理量が大きくなる。

【００１５】

【実施例】以下に図面を用いて本発明の実施例を説明す
る。なお、以下の実施例においては１文字は８ｂｉｔで
表されるものとし、各文字の値を１６進数で０からｆｆ
とする。また、インデックスの値も特に断りがないとき
は１６進数で表されているものとする。図１は本発明の
構成例を示す図である。入力部１０１は圧縮されたデー
タを入力し、符号化されたインデックスの値を復号化
し、インデックスｉｄを得る。そして、インデックスｉ
ｄの値をもとに表１０２を参照する。表１０２はインデ
ックス（ＩＤ）、メモリアドレス（ＭＡ）、文字列の長
さ（ＬＥＮ）、の３つの欄により一つのエントリが構成
されていて、それぞれ辞書のインデックス、インデック
スが示す文字列の伸長データメモリ上のメモリアドレ
ス、インデックスが示す文字列の長さを示している。表
１０２には初期値として、０からｆｆまでのインデック
スを持つエントリが登録されている。そのインデックス
値は辞書に初期登録される１文字のデータ、０からｆ
ｆ、を表している。そして、インデックス０からｆｆま
でのエントリのＭＡの欄は空欄で、ＬＥＮの欄は全て１
である。伸長データメモリ１０３は復号された伸長デー
タを記憶しておくためのメモリである。これらの動作の
概略を説明する。入力部１０１により得られたインデッ
クスｉｄをもとに表１０２を参照すると、そのインデッ
クスｉｄからメモリアドレスＰ（ｉｄ）と文字列の長さ
Ｌ（ｉｄ）が得られる。もともとLZW 圧縮方式では符号
化済のデータを相異なる文字列に分解したときの、それ
ぞれの文字列にインデックスを付与しているので、逆に
復号時にはインデックスに対応する文字列が復号化済の
データ中に存在していることになる。そこで、各々のイ
ンデックスを復号化済のデータが記憶されている伸長デ
ータメモリ上のメモリアドレスと文字列の長さに変換す
ることにより、容易に伸長データを取り出すことができ
るようになる。そして、読み出された伸長データを伸長
データメモリ上の伸長データ書き込み位置ｄｐｔにコピ
ーすることによりデータが伸長される。図１では、イン
デックス０からｌｓｔまでのエントリが登録されている
とき、インデックスｉｄが得られた場合について示して
ある。このとき、伸長データメモリのメモリアドレスＰ
（ｉｄ）から文字列の長さＬ（ｉｄ）文字のデータが書
き込み位置ｄｐｔにコピーされている。データ伸長処理
により文字列のコピーが終了したら、表の更新を行う。
表の更新は新たにインデックスｎｘｔのエントリを追加
することでなされる。ここで、インデックスｎｘｔの値
はｌｓｔ＋１である。インデックスｎｘｔが示す文字列
は今コピーした文字列に次に復号される文字列の先頭の
１文字を繋げたものなので、メモリアドレスＰ（ｎｘ
ｔ）は文字列のコピー先である書き込み位置ｄｐｔであ
り、文字列の長さＬ（ｎｘｔ）は今コピーした文字列の
長さＬ（ｉｄ）に１を加えたものになる。そして、次回
の伸長処理のためにｄｐｔは点線の四角で表される位置
ｄｐｔ＋Ｌ（ｉｄ）に移される。以上で説明した処理の
概略をさらに詳しく説明するために、図２に示すフロー
チャートを用いて処理の流れを説明する。処理が開始さ
れると、最初に表１０２が初期化され、伸長データメモ
リのデータ書き込み位置を示すポインタｄｐｔ（本実施
例では伸長データメモリの先頭位置からのオフセットで
表す）の値が０に初期化される（２０１）。この初期化
の方法については前述した通りである。次に、次回に登
録するエントリのインデックスｎｘｔを１００に初期化
する（２０２）。次に、圧縮データから入力部１０１に
より得られたインデックスｉｄが入力される（２０
３）。そして、インデックスｉｄの値が１００より小さ
いか否かを比較して、その結果により処理が分岐する
（２０４）。すなわち、インデックスｉｄが１００未満
のときは、インデックスｉｄが示す文字列は初期登録さ
れた長さ１の文字であり、しかもその文字の値はｉｄと
同じなので、ポインタｄｐｔの指すメモリ上の値（＊ｄ
ｐｔと表す）にインデックスｉｄの値を代入する（２０
６）。また、インデックスｉｄが１００以上のときは長
さ２以上の文字列を示す。このときは、インデックスｉ
ｄが示すメモリアドレスＰ（ｉｄ）から文字列の長さＬ
（ｉｄ）文字の文字列を、ポインタｄｐｔの位置にコピ
ーする（２０５）。このとき、文字列のコピーは先頭か
ら１文字ずつ行うようにする。つまり、 ＊ｄｐｔ ＝ ＊Ｐ( ｉｄ） ＊（ｄｐｔ＋１） ＝ ＊（Ｐ（ｉｄ) ＋１） ＊（ｄｐｔ＋２） ＝ ＊（Ｐ（ｉｄ) ＋２） ・ ・ ・ ・ ・ ・ ＊（ｄｐｔ＋Ｌ（ｉｄ）） ＝ ＊（Ｐ（ｉｄ) ＋Ｌ（ｉｄ）） のように文字列がコピーされていく。このようにする
と、木による伸長処理で図５（ｄ）で説明したような条
件分岐処理は必要なくなる。図５（ｄ）の条件分岐は１
番最近に辞書に登録したエントリ（インデックスｌｓｔ
で表されるものとする）の文字列の最後尾の文字が未確
定であることに由来している。そのため、木による文字
列の探索は図６（ａ）で示したように文字列の最後尾か
ら先頭の方向へ向かって行われるために、インデックス
ｌｓｔが入力されたときは、まず未確定文字を確定させ
なければならないので、条件分岐処理が必要となる。そ
れに対して、表による探索ではインデックスｌｓｔが入
力された場合、その最後尾の文字は伸長データメモリの
＊ｄｐｔであるから、先頭の１文字目をコピーした時
点、すなわち、 ＊ｄｐｔ ＝ ＊Ｐ（ｌｓｔ） となった時点で、＊ｄｐｔの値が確定することから、イ
ンデックスｌｓｔの示す未確定文字が確定することにな
る。よって、残りの文字、＊（Ｐ（ｌｓｔ）＋１）から
＊（Ｐ（ｌｓｔ）＋Ｌ（ｌｓｔ））、も順次コピーする
ことができる。

【００１６】次に、表のエントリ数が最大になったか否
かをする（ｓ２０７）。

【００１７】エントリ数が最大のときは２０２に戻り、
インデックスｎｘｔの値を１００に初期化してから再び
伸長処理を進める。エントリ数が最大でなければ、表１
０２に新たにエントリを登録する（２０８）。新たに登
録される文字列は、２０５でコピーしたインデックスｉ
ｄで示される文字列に未確定の文字を１文字加えたもの
である。よって、メモリアドレスＰ（ｎｘｔ）は文字列
がコピーされたポインタｄｐｔの値を書き込み、文字列
の長さＬ（ｎｘｔ）はコピーした文字列の長さＬ（ｉ
ｄ）に１を加えた値が書き込まれる。最後に、伸長デー
タの書き込み位置を示すポインタｄｐｔの値をｄｐｔ＋
Ｌ（ｉｄ）に更新し、次に登録するエントリのインデッ
クスｎｘｔを１つインクリメントする（２０９）。そし
て、再び２０３に戻り、次のインデックスを入力して伸
長処理を圧縮符号がなくなるまで継続する。

【００１８】

【効果】以上で説明したように、本発明によれば、辞書
のインデックスを伸長データメモリ上のメモリアドレス
と文字列の長さに変換する表を作成し、その表に従って
入力されたインデックスから伸長データメモリ上の指定
された文字列を伸長データ書き込み位置にコピーするこ
とによりデータ伸長を行うので、従来の木によるデータ
伸長処理に比べて文字列の反転処理や条件分岐処理が削
減されるので、データ伸長処理が簡単化され高速化され
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の構成図。

【図２】 本発明の伸長処理の流れ図。

【図３】 LZW 符号化・復号化処理の流れ図。

【図４】 LZW 符号化処理の具体例を説明するための
図。

【図５】 LZW 復号化処理の具体例を説明するための
図。

【図６】 木による伸長処理を説明するための図。

【符号の説明】

１０１ 入力部 １０２ 表 １０３ 伸長データメモリ

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 入力データ列を互いに相異なる文字列に
   分解し、その文字列及びその文字列を他の文字列から一
   意的に識別できるインデックスがエントリ登録された辞
   書を参照し、前記辞書にもとづいて符号化するデータと
   の最長一致文字列を検索し、前記最長一致文字列に対応
   するインデックスを用いて符号化するデータ圧縮方式に
   よって圧縮されたデータを伸長するためのデータ伸長方
   式において、前記圧縮されたデータを入力するための入
   力部と、伸長データを記憶するためのメモリと、伸張デ
   ータを検索するためのインデックス及び前記インデック
   スによって識別された文字列が記憶されているメモリア
   ドレス及び前記インデックスによって識別された文字列
   の長さが登録されている表とから構成され、前記表によ
   って前記メモリアドレス及び文字列の長さに変換し、前
   記表で指定されたメモリアドレスと文字列の長さに従っ
   て前記メモリから文字列を読み出すことによって伸長デ
   ータを得ることを特徴としたデータ伸長方式。