JP3317079B2 - 可変長符号復号装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、可変長符号により符号
化された一連の符号データを順次復号する可変長符号復
号装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】可変長符号化は、固定長の情報サンプル
に対して発生頻度の高い情報サンプルには短い符号を割
当て、発生頻度の低い情報サンプルには長い符号を割当
てることにより、全体として発生情報量を小さくする符
号化方式である。

【０００３】この種の可変長符号により符号化された一
連の符号データを受信側にて復号する場合、受信データ
を構成する各符号データは区々の長さを有していること
から、受信データ中の各符号データの符号長を検出しつ
つ各符号データの復号を行うことが必要となり、そのた
めの可変長符号復号装置が受信側に設けられる。

【０００４】従来の可変長符号復号装置は、一連の符号
データを受信するための入力バッファと、入力バッファ
から一連の符号データを受け取り、このデータを上位方
向へシフトすることにより符号データの頭出しを行うバ
レルシフタと、バレルシフタの出力データを固定長の情
報に復号する復号テーブルと、バレルシフタの出力デー
タ中の先頭の符号データの符号長を検出し、バレルシフ
タへシフト量として出力する符号長テーブルとから構成
されていた。

【０００５】このような構成においては、任意の符号長
を有し、しかも、その符号長の不明な符号データを１つ
の固定長データに対応付けるため、膨大な容量の復号テ
ーブルが必要となる。例えば、簡単のため、以下の３種
類の符号データＡ，Ｂ，Ｃを復号テーブルによって復号
する場合を考える。 符号データＡ： △△ 符号長２ビット 符号データＢ： △△△ 符号長３ビット 符号データＣ： △△△△ 符号長４ビット

【０００６】この場合、バレルシフタの出力データの先
頭から４ビットを取り出し、この４ビットのデータが△
△ＸＸならば符号データＡに対応した固定長データ、△
△△Ｘならば符号データＢに対応したもの、△△△△な
らば符号データＣに対応したものを出力することにより
復号を行うこととなる。ここで、Ｘは不特定値である。

【０００７】しかしながら、不特定値をアドレスとして
受け付ける復号テーブルを作成することはできないの
で、結局、復号テーブルのアドレスを４ビットとし、各
アドレスに以下のような固定長データを記憶させること
となる。

【０００８】 ＜アドレス＞ ＜固定長データ＞ △△００ 符号データＡに対応した固定長データ △△０１ 符号データＡに対応した固定長データ △△１０ 符号データＡに対応した固定長データ △△１１ 符号データＡに対応した固定長データ △△△０ 符号データＢに対応した固定長データ △△△１ 符号データＢに対応した固定長データ △△△△ 符号データＢに対応した固定長データ

【０００９】このように上述した従来の可変長符号復号
装置は、符号データの種類の数に比べ複号化テーブルの
容量が必要以上に大きくなるという問題点があった。

【００１０】この問題点を考慮した方式として、１つの
符号に対して１つのアドレスを割当て、複号テーブルの
容量を符号の総数分に抑えることができる復号方式が特
開平５ー９５２９２号公報、特開平５ー１５２９７３号公
報で提案されている。

【００１１】特開平５ー９５２９２号公報、特開平５ー１
５２９７３号公報で示された技術においては、可変長符
号の各符号データの内容を予め取り決める際、図１７に
示すように、同一符号長の各符号データには語頭に同一
のパターン（以下「ＩＤコード」と呼ぶ）を持たせてお
く。そして、復号装置が一連の符号データからなる受信
データを復号する際には、まず、受信データの先頭のＩ
Ｄコードに基づいて符号長を検出する。次いで、この検
出した符号長に基づいて復号テーブルの中の前記符号長
に対応する先頭アドレス（以下「オフセット」と呼ぶ）
を生成する。そして、受信データからＩＤコードを削除
し、その残りの部分により決定される変位を前記オフセ
ットに加算し、当該符号データに対応した復号テーブル
のアドレスを決定するものである。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】しかし、可変長符号の
生成方法によっては、ＩＤコードから一意に符号長が得
られるとは限らず、例えば図１８に示すような符号の場
合、ＩＤコードから符号長を検出することは出来ない。
しかしながら、特開平５ー９５２９２号公報、特開平５ー
１５２９７３号公報で示された復号装置は、図１７のよ
うにＩＤコードから一意に符号長が検出できるように構
成された符号体系で符号化された符号デタに対してのみ
有効で、図１８のようにＩＤコードから一意に符号長が
検出できない符号体系で符号化された符号データに対し
て、適用することができないという問題がある。

【００１３】本発明は以上の問題点を考慮し、ＩＤコー
ドから一意に符号長が検出できるように構成された符号
に対してのみではなく、ＩＤコードから一意に符号長が
検出できない符号に対しても汎用的に使用でき、かつ復
号テーブルの容量を符号の総数分に抑えることができる
可変長符号復号装置を提供することを目的とする。

【００１４】

【課題を解決するための手段】図１に本発明の基本的な
構成を示す。すなわち、本発明は、可変長符号により符
号化された一連の符号データを順次復号する復号装置に
おいて、同一符号長の符号データの集合のうち最も値の
大きい符号データまたは最も値の小さい符号データを各
符号長毎に境界符号として記憶する符号データ記憶手段
１１と、入力符号データ列と前記符号データ記憶手段に
記憶された各境界符号とを比較し、各比較結果に基づい
て、復号すべき符号データの符号長を算出する符号長算
出手段１２と、前記復号すべき符号データと前記符号デ
ータ記憶手段に記憶されている各境界符号のうち前記符
号長算出手段により算出された符号長と同一の符号長を
有するものとの差分値を決定する差分値決定手段１３
と、前記差分値決定手段により決定された差分値から復
号データを求める復号データ算出手段１４とを備えたこ
とを特徴とする可変長符号復号装置を要旨とする。

【００１５】

【作用】前記構成によれば、可変長符号により符号化さ
れた符号データが入力されると、符号長算出手段１２に
おいて入力符号データ列と符号データ記憶手段１１に記
憶された各符号長の境界符号とから入力符号データ列の
先頭に含まれる符号データの符号長が算出される。次
に、差分値決定手段において上記符号データと符号デー
タ記憶手段に記憶されている各境界符号のうち符号長算
出手段により算出された符号長を有するものとの差分値
が決定される。そして、復号データ算出手段において前
記差分値決定手段で決定された前記差分値に基づいて復
号データが求められる。

【００１６】

【実施例】

＜第１実施例＞以下、本発明の第１実施例を図面に基づ
き詳述する。図２は本実施例の可変長符号復号装置を示
すブロック図である。この可変長符号復号装置は、境界
符号を格納した境界符号記憶部２１と、入力符号データ
と境界符号記憶部２１の出力する各境界符号とを比較す
ることにより符号長を検出する符号長算出回路２２と、
入力符号データと境界符号記憶部２１の出力する境界符
号の差分値を求め該差分値から復号テーブル２４のアド
レスを生成するアドレス演算器２３と、復号テーブル２
４とからなる。

【００１７】最大符号長を８ビットとした可変長符号の
例を図３に示す。以下では、この図３に示す可変長符号
で符号化された符号データを復号する可変長符号復号装
置について説明をする。本実施例では、取り扱う全種類
の符号データを各々符号長が同一のもの同士の集合に区
分する。そして、各集合内において、同一符号長を有す
る各符号データを昇順にソートし、最も値の小さい符号
データを当該集合における境界符号として定める。この
境界符号は、当該集合内の符号データを符号長の異なっ
た隣の集合に属する符号データと区別する際の閾値とし
て使用される。なお、詳細は後述する。

【００１８】図３の符号表に示された符号体系から境界
符号を抽出すると、符号長２の符号データの集合の境界
符号は”００”、符号長３の符号データの集合の境界符
号は”１００”、以下符号長４は”１０１０”、符号長
５は”１１０１０”、符号長６は”１１１０１０”、符
号長７は”１１１１０００”、符号長８は”１１１１１
０００”となる。この境界符号は図４に示すように符号
長ごとに境界符号記憶部２１に格納されている。これら
の境界符号は最大符号長８にそろえられ、符号長が８ビ
ット未満の符号は下位ビット側にビットをそろえ、上位
空きビットには’０’を詰めるものとする。

【００１９】図５に復号テーブル２４の内容を示す。復
号テーブル２４は符号データの総数分のアドレス領域を
有する。各符号データに対しては１つのアドレスが割当
てられ、符号データに対応した固定長データ（以下、復
号値という。）が当該符号データに対応するアドレスに
格納されている。また、同一符号長の各符号データに対
応した各復号値は、復号テーブル２４の連続した領域に
格納されている。すなわち、図５に示す復号テーブルに
おいて、符号長２の各符号データの復号値の格納領域と
してアドレス０〜１が割当てられており、符号長３の各
符号データの復号値の格納領域としてアドレス２が割当
てられており、以下、符号長４の領域としてアドレス３
〜５、符号長５の領域としてアドレス６〜８、符号長６
の領域としてアドレス９〜１０、符号長７の領域として
アドレス１１〜１４、符号長８の領域としてアドレス１
５〜１９がそれぞれ割当てられている。

【００２０】さらに各符号長に対応した領域内の復号値
の並びは同一符号長の符号データの大きさに応じた順で
格納されていて、ここでは復号値は符号データの小さい
順で格納されている。例えば、符号長５を例に取ると、
図３に示される符号長５を有する各符号データを小さい
順に並べると、 ”１１０１０”、 ”１１０１１”、 ”１１１００” となる。そして、図３によれば、これらに対応した各固
定長データは次の通りである。

【００２１】 ＜符号データ＞ ＜固定長データ＞ ”１１０１０” １１ ”１１０１１” ９ ”１１１００” １

【００２２】従って、図５に示す復号テーブルの符号長
５に対応した領域には、この符号データの並びに従い、
上記各符号データに対応する各復号値が「１１」、
「９」、「１」の順で復号データとして格納されてい
る。ここで、復号テーブルにおいて各符号長の境界符号
が格納されているアドレス（例えば上記”１１０１０”
に対応したアドレス）を以下では「境界アドレス」と呼
ぶ。

【００２３】図６は図２における符号長算出回路２２の
内部構成を示した図である。符号長算出回路２２は、境
界符号記憶部２１から出力される各符号長ごとの境界符
号と入力符号データとの比較を行なう比較器６１ａ〜６
１ｆと、比較器６１ａ〜６１ｆの出力から符号長を生成
する符号長生成回路６２から構成されている。比較器６
１ａは符号長３の境界符号の下位３ビットと入力符号デ
ータの上位３ビットを比較し、比較器６１ｂは符号長４
の境界符号の下位４ビットと入力符号データの上位４ビ
ットを、比較器６１ｃは符号長５の境界符号の下位５ビ
ットと入力符号データの上位５ビットを、比較器６１ｄ
は符号長６の境界符号の下位６ビットと入力符号データ
の上位６ビットを、比較器６１ｅは符号長７の境界符号
の下位７ビットと入力符号データの上位７ビットを、比
較器６１ｆは符号長８の境界符号８ビットと入力符号デ
ータ８ビットを、それぞれ比較する。比較器６１ａ〜６
１ｆは入力符号データが境界値よりも小さい時は’１’
を、そうでない時は’０’を出力するようになってい
る。

【００２４】符号長生成回路６２は、比較器６１ａ〜６
１ｆの出力から符号長の生成を行ない、図７の対応表に
示すように、比較器６１ａ〜６１ｆの出力結果に応じて
符号長を出力する。

【００２５】図８は図２におけるアドレス演算器２３の
内部構成を示した図である。アドレス演算器２３は、境
界符号記憶部２１の各符号長ごとの境界符号出力から符
号長算出回路２２が出力した符号長に対応した境界符号
を選択する選択回路８１と、入力符号データをシフタの
ビット幅から符号長を減じた分だけ下位方向にシフトし
上位空きビットに’０’を詰めるバレルシフタ８２と、
バレルシフタ８２の出力から選択回路８１の出力を減算
する減算器８３と、符号長ごとの境界アドレスが格納さ
れた境界アドレス記憶部８４と、符号長算出回路２２が
出力した符号長に対応する境界アドレスと減算器８３の
出力結果を加算する加算器８５から構成されている。

【００２６】上述したように、境界アドレスは、各符号
長の境界符号に割り当てられたアドレスである。図５の
復号テーブルから各符号長に対応した境界アドレスを抽
出すると、符号長２の境界アドレスは「０」、符号長３
の境界アドレスは「２」、以下符号長４は「３」、符号
長５は「６」、符号長６は「９」、符号長７は「１
１」、符号長８は「１５」、となる。この境界アドレス
は図９に示すように符号長ごとに境界アドレス記憶部８
４に格納されている。

【００２７】次に入力符号データ”１１１１０１０１”
を復号する過程を例に、本実施例による可変長符号復号
装置の一連の動作を説明する。

【００２８】まず、入力符号データは符号長算出回路２
２に入力され、境界符号記憶部２１の各境界符号値と比
較される。比較器６１ａでは”１１１”と”１００”が
比較され’０’が出力される。同様に比較器６１ｂで
は”１１１１”と”１０１０”が比較され’０’が、比
較器６１ｃでは”１１１１０”と”１１０１０”が比較
され’０’が、比較器６１ｄでは”１１１１０１”と”
１１１０１０”が比較され’０’が、比較器６１ｅで
は”１１１１０１０”と”１１１１０００”が比較さ
れ’０’が、比較器６１ｆでは”１１１１０１０１”
と”１１１１１０００”が比較され’１’が、それぞれ
出力される。比較器６１ａ〜６１ｆの出力は”００００
０１”となり、この結果符号長生成回路６２から符号長
「７」が出力される。

【００２９】続いてアドレス演算器２３に符号長「７」
が入力され、選択回路８１において符号長「７」の境界
符号”０１１１１０００”が選択される。入力符号デー
タ”１１１１０１０１”はバレルシフタ８２において、
１ビット下位方向にシフトされ上位ビットに’０’が付
加され”０１１１１０１０”となる。”０１１１１０１
０”と”０１１１１０００”が減算器８３に入力され減
算結果「２」を出力する。減算結果「２」と境界アドレ
ス記憶部８４の出力する符号長「７」に対応する境界ア
ドレス「１１」が加算器８５に入力され加算結果「１
３」を得る。この加算結果「１３」が復号テーブル２４
のアドレスとして入力され、入力符号データ”１１１１
０１０１”の先頭に含まれる符号”１１１１０１０”の
復号値「２」が得られる。

【００３０】＜第２実施例＞以下、本発明の第２の実施
例を図面に基づき詳述する。図１０は本実施例による可
変長符号復号装置を示すブロック図である。この可変長
符号復号装置は、境界符号を格納した境界符号記憶部１
０１と、入力符号データと境界符号記憶部１０１の出力
する各境界符号とを比較することにより符号長を検出す
る符号長算出回路１０２と、入力符号データと符号長算
出回路１０２の出力する符号長から復号テーブル１０４
のアドレスを生成するアドレス演算器１０３と、復号テ
ーブル１０４とからなる。

【００３１】図３の符号表の例をもとに、以下この可変
長符号で符号化された符号化データを復号する場合につ
いて説明をする。また本実施例では境界符号を各符号長
の中の最も大きい符号とすることを前提として以下の説
明をする。

【００３２】図３の符号表から境界符号を抽出すると、
符号長２の境界符号は”０１”、符号長３の境界符号
は”１００”、以下符号長４は”１１００”、符号長５
は”１１１００”、符号長６は”１１１０１１”、符号
長７は”１１１１０１１”、符号長８は”１１１１１１
００”となる。この境界符号は図１１に示すように符号
長ごとに境界符号記憶部１０１に格納されている。境界
符号は最大符号長８にそろえられ、８ビット未満の符号
は下位ビット側にビットをそろえ、上位空きビットに
は’０’を詰めるものとする。

【００３３】図１２に復号テーブル１０４の内容を示
す。同図に示すように、符号長８の復号値の格納領域と
してアドレス０〜４を割当て、符号長７の復号値の格納
領域としてアドレス５〜８を割当て、以下、符号長６の
領域としてアドレス９〜１０、符号長５の領域としてア
ドレス１１〜１３、符号長４の領域としてアドレス１４
〜１６、符号長３の領域としてアドレス１７、符号長２
の領域としてアドレス１８〜１９、をそれぞれ割当てて
いる。各符号長ごとの領域内の復号値の並びは同一符号
長の符号データの大きさに応じた順で格納されていて、
ここでは復号値は符号データの小さい順で格納されてい
る。例えば、符号長５を例に取ると、符号長５の符号デ
ータを小さい順に並べると、”１１０１０”、”１１０
１１”、”１１１００”となるが、復号テーブルの符号
長５の領域にはこの符号データの並びで、符号に対応す
る復号値が「１１」、「９」、「１」の順で格納されて
いる。

【００３４】図１３は図１０における符号長算出回路１
０２の内部構成を示した図である。符号長算出回路１０
２は、境界符号記憶部１０１の各符号長ごとの境界符号
出力と入力符号データとの比較を行なう比較器１３１ａ
〜１３１ｆと、比較器１３１ａ〜１３１ｆの出力から符
号長を生成する符号長生成回路１３２から構成されてい
る。

【００３５】比較器１３１ａは入力符号データと符号長
２の境界符号との比較、１３１ｂは入力符号データと符
号長３の境界符号との比較、１３１ｃは入力符号データ
と符号長４の境界符号との比較、１３１ｄは入力符号デ
ータと符号長５の境界符号との比較、１３１ｅは入力符
号データと符号長６の境界符号との比較、１３１ｆは入
力符号データと符号長７の境界符号との比較を行なう。

【００３６】ここで、比較器１３１ａ〜１３１ｆに入力
する入力符号データと境界符号のビット数は、同一符号
長の符号において共通する先頭の同一ビット（図３の符
号では”１”）繰り返しパターンを除いた残りデータの
ビット数で制限されている。例えば、１３１ｅでは入力
符号データと符号長６の境界符号との比較を行なってい
るが、符号長６の符号において共通する同一ビット繰り
返しパターンは”１１１”なので、このパターンを除い
たビット数「３」の比較を行なう。つまり、入力符号デ
ータの上位６ビット中の下位３ビットと符号長６の境界
符号の下位３ビットの比較を行なう。以下、同様に、比
較器１３１ａは符号長２の境界符号の下位２ビットと入
力符号データの上位２ビットを比較し、比較器１３１ｂ
は符号長３の境界符号の下位２ビットと入力符号データ
の上位３ビット中の下位２ビットを、比較器１３１ｃは
符号長４の境界符号の下位３ビットと入力符号データの
上位４ビット中の下位３ビットを、比較器１３１ｄは符
号長５の境界符号の下位３ビットと入力符号データの上
位６ビットの下位３ビットを、比較器１３１ｆは符号長
７の境界符号下位３ビットと入力符号データの上位７ビ
ットの中の下位３ビットを、それぞれ比較する。比較器
１３１ａ〜１３１ｆは入力符号データが境界値よりも大
きい時は’１’を、そうでない時は’０’を出力するよ
うになっている。

【００３７】符号長生成回路１３２は比較器１３１ａ〜
１３１ｆの出力結果から符号長の生成を行ない、図１４
の対応表に示すように、比較器１３１ａ〜１３１ｆの出
力に応じて符号長を出力する。

【００３８】第２実施例で使用する符号長算出回路は、
入力符号データと境界符号の比較を行なう比較器のビッ
ト幅を削減することにより、第１実施例の符号長算出回
路にくらべ、回路規模を小さくでき、高速に動作させる
ことができる。

【００３９】図１５は図１０におけるアドレス演算器１
０３の内部構成を示した図である。アドレス演算器１０
３は、入力符号データをシフタのビット幅から符号長を
減じた分だけ下位方向にシフトし上位空きビット’０’
を詰めるバレルシフタ１５１と、符号長ごとの境界符号
と境界アドレスの差分を格納した差分記憶部１５２と、
差分記憶部１５２の出力する符号長に対応する差分とバ
レルシフタ１５１の出力結果を減算する減算器１５３か
ら構成されている。

【００４０】図１２の復号テーブルから、各符号長の境
界アドレスを抽出すると、符号長２の境界アドレスは
「１９」、符号長３の境界アドレスは「１７」、以下符
号長４は「１６」、符号長５は「１３」、符号長６は
「１０」、符号長７は「８」、符号長８は「４」とな
る。この各符号長の境界アドレスと図１１に示された各
符号長の境界符号との差分「境界符号−境界アドレス」
は、符号長２は「−１８」、符号長３は「−１３」、符
号長４は「−４」、符号長５は「１５」、符号長６は
「４９」、符号長７は「１１５」、符号長８は「２４
８」となる。この差分が図１６に示すように符号長ごと
に差分記憶部１５２に格納されている。ここでは、「境
界符号−境界アドレス」を格納しているが、「境界アド
レス−境界符号」の値を格納しても構わない。その場合
は図１５のアドレス演算器内の減算器１５３を加算器に
置き換えることで対応できる。

【００４１】第２実施例で使用するアドレス演算器は、
あらかじめ境界符号と境界アドレスの差分を記憶装置に
格納しておくことにより、第１実施例のアドレス演算器
にくらべ、選択回路、減算器が必要なくなるため、回路
規模を小さくでき、高速に動作させることができる。

【００４２】次に入力符号データ”１００１１１１１”
を復号する過程を例に、本実施例による可変長符号復号
装置の一連の動作を説明する。

【００４３】まず、入力符号データは符号長算出回路１
０２に入力され、境界符号記憶部１０１の各境界符号値
と比較される。比較器１３１ａでは入力符号”１００１
１１１１”の上位２ビット”１０”と符号長２の境界符
号”０１”が比較され’１’が出力される。同様に比較
器１３１ｂでは入力符号の上位３ビット中の下位２ビッ
ト”００”と符号長３の境界符号の下位２ビット”０
０”が比較され’０’が、比較器１３１ｃでは入力符号
の上位４ビットの中の下位３ビット”００１”と符号長
４の境界符号の下位３ビット”１００”が比較され’
０’が、比較器１３１ｄでは入力符号の上位５ビットの
中の下位３ビット”０１１”と符号長５の境界符号の３
ビット”１００”が比較され’０’が、比較器１３１ｅ
では入力符号の上位６ビットの中の下位３ビット”１１
１”と符号長６の境界符号の下位３ビット”０１１”が
比較され’１’が、比較器１３１ｆでは入力符号の上位
７ビットの中の下位３ビット”１１１”と符号長７の境
界符号の下位３ビット”０１１”が比較され’１’が、
それぞれ出力される。比較器１３１ａ〜１３１ｆの出力
は”１０００１１”となり、この結果符号長生成回路で
は符号長「３」が出力される。

【００４４】アドレス演算器１０３に符号長「３」が入
力されると、入力符号データ”１００１１１１１”はバ
レルシフタ１５１において、５ビット下位方向にシフト
され上位ビットに’０’が付加され、”０００００１０
０”となる。差分記憶部１５２は符号長「３」に対応す
る境界符号／境界アドレス差分「ー１３」を出力し、該
差分出力「ー１３」とバレルシフタ１５１の出力”００
０００１００”（＝４）が減算器１５３に入力され、減
算結果「１７」を得る。この減算結果「１７」を復号テ
ーブル１０４のアドレスとして入力することにより、入
力符号データ”１００１１１１１”の先頭に含まれる符
号”１００”の復号値「６」が得られる。

【００４５】

【発明の効果】以上のように、本発明によれば、入力符
号データと境界符号から符号長を算出し、入力符号デー
タと符号長に対応する境界符号との差分値をもとめ、こ
の差分値から復号テーブルのアドレスを算出することに
より、復号テーブルの容量を符号の総数分に抑え符号化
データの復号を行なうことができる。また、本発明によ
れば、ある特有の符号で符号化された符号データに対し
てだけではなく、任意の符号で符号化された符号化デー
タに対して復号を行なうことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の原理を説明するブロック図である。

【図２】 本発明の第１実施例による可変長符号復号装
置の構成を示すブロック図である。

【図３】 同実施例で取り扱う可変長符号を説明する図
である。

【図４】 同実施例の境界符号記憶部を説明する図であ
る。

【図５】 同実施例の復号テーブルを説明する図であ
る。

【図６】 同実施例の符号長算出回路を説明するブロッ
ク図である。

【図７】 同実施例の符号長生成回路を説明する図であ
る。

【図８】 同実施例のアドレス演算器を説明するブロッ
ク図である。

【図９】 同実施例の境界アドレス記憶部を説明するブ
ロック図である。

【図１０】 本発明の第２実施例による可変長符号復号
装置の構成を示すブロック図である。

【図１１】 同実施例の境界符号記憶部を説明する図で
ある。

【図１２】 同実施例の復号テーブルを説明する図であ
る。

【図１３】 同実施例の符号長算出回路を説明するブロ
ック図である。

【図１４】 同実施例の符号長生成回路を説明する図で
ある。

【図１５】 同実施例のアドレス演算器を説明するブロ
ック図である。

【図１６】 同実施例の差分記憶部を説明する図であ
る。

【図１７】 従来例の可変長符号を説明する図である。

【図１８】 可変長符号を説明する図である。

【符号の説明】

１１ 符号データ記憶手段 １２ 符号長算出手段 １３ 差分値決定手段 １４ 復号データ算出手段 ２１，１０１ 境界符号記憶部 ２２，１０２ 符号長算出回路 ２３，１０３ アドレス演算器 ２４，１０４ 復号テーブル

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平５−95292（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−152973（ＪＰ，Ａ) 特開 平６−276394（ＪＰ，Ａ) 特開 平７−303045（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H03M 7/42

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 可変長符号により符号化された一連の符
   号データを順次復号する復号装置において、 同一符号長の符号データの集合のうち最も値の大きい符
   号データまたは最も値の小さい符号データを各符号長毎
   に境界符号として記憶する符号データ記憶手段と、 入力符号データ列と前記符号データ記憶手段に記憶され
   た各境界符号とを比較し、各比較結果に基づいて、復号
   すべき符号データの符号長を算出する符号長算出手段
   と、 前記復号すべき符号データと前記符号データ記憶手段に
   記憶されている各境界符号のうち前記符号長算出手段に
   より算出された符号長と同一の符号長を有するものとの
   差分値を決定する差分値決定手段と、 前記差分値決定手段により決定された差分値から復号デ
   ータを求める復号データ算出手段とを備えたことを特徴
   とする可変長符号復号装置。