JPH01160116A - Ｍｈランレングスデータの復号方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 ［概要］ モデファイト・ホフマン方式（ＭＨ方式）によるランレ
ングス符号化コードの並びで成る圧縮データを元のビッ
トデータの並びに変換するＭＨランレングスデータの復
号方式に関し、 圧縮データを効率良く元のデータに変換することを目的
とし、 ビットＯの並び数（個数）を示すＯラン・ランレングス
コードに対応したＯラン展開テーブルと、ビット１の並
び数（個数）を示す１ラン・ランレングスコードに対応
する１ラン展開テーブルを準備し、１つのランレングス
コードにつき１回のＯラン展開テーブル又は１ラン展開
テーブルの参照でビット○又は１の並び数を求める。

［産業上の利用分野］ 本発明は、モデファイト・ホフマン方式（ＭＨ方式）と
して知られたランレングス符号化コードの並びで成る圧
縮データを元のビットデータに変換するＭＨランレング
スデータの復号方式に関する。

ビデオテックス・システム等のイメージデータを取扱う
システムにおいては、白と黒の２値をもつイメージデー
タを画像ファイル等に格納する際に、そのままイメージ
データを格納すると画像ファイルの容量が膨大になって
しまうことから、データ量を圧縮する符号変換を行なっ
ている。

このようなイメージデータの圧縮（７１，、）、通常、
ＭＨプランングス符号化方式が採！　コれ、データ量を
減らすことでファイル容量へ増すことができる。

［従来の技術］ 第６図は、ＭＨプランングス符号化方式を採用したビデ
オテックス・システムの情報センタを示したもので、情
報センタ２０には、ダイレクト・アクセス・ストレージ
・デバイス（以下ｒＤＡｓＤ」という）２２が設けられ
、ＤＡＳＤ２２によりイメージデータを例えば画面単位
で格納する画像ファイル２４が構成される。ＤＡＳＤ２
２の画像ファイル２４に対する画像データ入力は、ラン
レングス符号器２６により１又は複数のＭＨプランング
スコードの並びでなるＭＨランレングスデータに変換さ
れて格納される。一方、端末からセンタ２０に画像デー
タのアクセス要求が行なわれると、ＤＡＳＤ２２の画像
ファイル２４から読出されたＭＨランレングスデータは
ランレングス復号器２８で元の画像データに変換されて
要求端末に伝送される。

ここでＭＨプランングス符号化方式とは、ビット０．１
で構成されるイメージデータのような２値データについ
て、連続して並んでいるビットＯ又は１の個数、即ち並
び数を示すコードに変換して表現する方式でおる。

例えば、２値データが先頭からビット１が１０個、ビッ
トＯが６５個、更にビット１が４０個の並びをもってい
たとすると、この２値データは１１５ビツトの情報量と
なる。

このような２値データにＭＨウランングス符号化を施す
と、３３ビツトの情報量に圧縮することができる。

この２値コードのランレングス符号化を詳細に説明する
と次のようになる。

ます、ビット０．１の並びをもつ２値データを符号化す
るに当り、第７，８図に示すランレングス変換テーブル
が単価されている。

第７図はビットＯの並び数の変換規則を備えたＯラン変
換テーブルを示し、第８図はビット１の並び数の変換規
則を備えた１ラン変換テーブルを示す。

更に、第７，８のテーブルに示すように、ＭＨクランン
グスコードにはメイクアップコードとターミネイトコー
ドの２種類があり、並び数「３１」以下を示すコードが
ターミネイトコードーと定義され、また並び数１３２」
以上で１３２」の倍数を示すコードがメイクアップコー
ドと定義される。

並び数「３２」以上を示すランレングスコードにおける
ターミネイトコードとメイクアップコードの並びは、通
常、 （メイクアップコード）＋（ターミネイトコード〉の順
で現わされ、例えば並び数「６５」を示すランレングス
コードは、 （ｒ６４Ｊを示すメイクアップコード）＋（ｒｌｊを示
すターミネイトコード）の並びをもつ。

更に、ランレングスコードの並びは、ビット○の並び数
を示すランレングスコードから開始するように決められ
ている。

そこで、前述したビット１が１０個、ビットＯが６５個
、更にヒツト１が４０個の並びをもつ１１５ビツトの２
値データをランレングス符号化を具体的に説明すると次
のようになる。

［ステップ１］ コードの先頭はビットＯの並びを示すコードとする。こ
の場合、先頭にヒツトＯの並びがないので、第７図のＯ
ラン変換テーブルからビットＯの並び数「Ｏ」を示すラ
ンレングスコードｌ　０ＯＯＯＩＪを取り出す。

Ｕステップ２コ 次はビット１の並びがｌ０ＩＩＮであるので、第８図の
１ラン変換テーブルから並び数「１０」に対応したラン
レングスコードｒ　０ＯＩＩＩ１１Ｊを取出す。

［ステップ３コ ）欠はビットＯの並びが６５１固である。そこで「６５
」をｒ６４＋ＩＪとし、第７図のＯラン変換テーブルか
ら「６４」のメイクアップコード１’−１１０１１Ｊと
「１」のターミネイトコード「ｏｌｏｏＪをそれぞれ取
出し、メイクアップ及びターミネイｊ〜の順に並べてｌ
’−１１０１１０１００Ｊとして取出す。

しステップ４」 次はどット１が４０個並んでいるので、「３２＋８１と
して第８図の１ラン変換テーブルから「３２」のメイク
アップコードｒ　１０１１００Ｊ及びｒ８Ｊのターミネ
イトコードｒ００１１００Ｊを取出して連結し、Ｊ　１
０１１００００１１００Ｊとする。

［発明が解決しようとする問題点］ しかしながら、このような従来のＮＨクランングス符号
化データにおっては、ビットデータ０゜１の並び数（個
数）が２〜８ピツｌ〜の可変ビット長となるランレング
スコードの範囲で表現されるため、１又は複数のランレ
ングスコードの並びで成るＭＨランレングスデータを第
７，８図の逆変換規則に従って元の２値データの並びに
変換（１９号）する際は、ＭＨランレングスデータを２
〜８ビツトの範囲でキー長を段階的に変えて切出し、切
出しキー長のそれぞれにつき順次、逆変換テーブルをサ
ーチして対応する並び数を求めるようになる。

例えば、前述したように、ＭＨランレングスデータが ｒ　００００１００１１１１１１１０１１０１００・・
・」であったとすると、まず先頭から「００」を切出し
、これをキー情報として逆変換テーブルをサーチし、以
降、［０ＯＯＪ、ｒ　０ＯＯＯＪ、ｒ　０ＯＯＯＩＪ・
・・と順にキーを変えてサーチすることになる。

このため１つのランレングスコードを復号するために複
数回の逆変換テールのサーチを必要とし、変換効率が悪
いという問題があった。

本発明は、このような従来の問題点に鑑みてなされたも
ので、ランレングス符号化されたデータを効率良く元の
２値データに変換するようにしたＭＨランレングスデー
タの復号方式を提供することを目的とする。

［問題点を解決するための手段］ 第１図は本発明の原理説明図である。

第１図において、入力データ１６として、２１直データ
のビット０．１の並び数（個数）を示す１又は複数のラ
ンレングスコード■〜■の配列でなるランレングスデー
タが復号処理部１４に与えられる。

復号処理部１４に対しては、ビットＯの並び数を示すＯ
ラン・ランレングスコードに対応したＯラン展開テーブ
ル１０と、ヒツト１の並び数を示す１ラン・ランレング
スコードに対応した１ラン展開テーブル１２が設けられ
ている。

復号処理部１４は、ランレングス入力データ１６からＯ
ラン展開テーブル又は１ラン展開テーブルを参照して元
のヒツトデータ１８の並びに変換する。

Ｏラン展開テーブル１０及び１ラン展開テーブル１２の
それぞれは、エントリＥ、並び数（個数）の値（Ｅｖａ
ｌｕｅ　）　、ビット長（Ｅｂｉｔ　）及び種別情報（
Ｅｋｉｎｄ）を格納している。

エントリＥは、ランレングスコードの最大ビット長であ
る８ビツトに正規化するために付加した付加ビット部分
がオールＯからオール１になるまての歩進数に対応した
数のエントリを各ランレングスコード毎に形成している
。

例えば、ランレングスコードが「０ＯＯＯ１」であれば
、８ビツトに正規化したときのＪＯＯＯＯ１０００ｊ〜
「０ＯＯＯ１１１１」までの歩進数８に対応して８つの
エントリＥが確保される。

この１つのランレングスコードにつき設けられた１又は
複数のエントリＥのそれぞれには、ランレングスコード
の示すビットＯ又は１の並び数、即ち（固数（［：ｖａ
ｌｕｅ　）　、ランレングスコードのビット長（Ｅｂｉ
ｔ）、更にターミネイトコードかメイクアップコードか
更にはコード終端かを示す種別情報（Ｅｋｉｎｄ）が共
通に格納される。

復号処理部１４は、入力データ１６の先頭から正規化ピ
ッ１〜長、即ち８ビツトのデータを切出し、としてエン
トリＥを計算し、ランレングスデータの最初のランレン
グスコード■はビットＯの並び故を示していることがら
Ｏラン展開テーブル１０を参照して計算したエントリＥ
の並び数の値（Ｅｙａｌｕｅ　）　、ビット長（Ｆｂｉ
ｔ　）及び種別情報（Ｅｋｉｎｄ）を求め、ビットＯの
並び数Ａを得る。このときビット長（Ｅｂｉｔ　）から
次のランレングスコードの開始ピッ１〜目が決まる。

次のランレングスコード■は、ビット１の並び数を示し
ていることから計算されたコード開始ビット（６ビツト
目〉から８ビツトのデータを切出　。

してエントリＥを計算し、１ラン展開テーブル１２を参
照してビット１の並び数Ａと、次のコードの開始ビット
を求める。

以下、同様にして種別情報（Ｅｋｉｎｄ）からコード終
端が判別されるまで一連の変換処理を繰返す。

［作用コ １回のＯラン展間テーブル又は１ラン展開テーブルの参
照で元の２値データのビット○又は１の並び数（個数）
を求めることができ、ＭＨプランングス符号化方式によ
る圧縮データの展開処理、即ち復号処理の効率を高め、
処理時間を飛躍的に短縮することができる。

［実施例］ 第２図は本発明の一実施例を示した実施例構成図である
。

第２図において、２６はランレングス符号器であり、ビ
ット０．１の配列でなる画像データの入力を受け、第７
，８図に示したＯラン変換テーブル又は１ラン変換テー
ブルの変換規則に従ってビットＯ又は１の並び数（個数
）を表わすランレングスコードに変換する。ランレング
ス符号器２６で符号化された１又は複数のランレングス
コードの並びでなるランレングスデータはＤＡＳＤ２２
に設けられた画像ファイル２４に、例えば画面番号等を
キー情報として格納される。

一方、２８はランレングス復号器であり、Ｏラン展開テ
ーブル１０及び１ラン展開テーブル１２を備え、復号処
理部としてのプロセッサ１４ａによりＤＡＳＤ２２の画
像ファイル２４から読出されたランレングスデータを元
のビット０．１の並びでなる画像データに変換して出力
する。

ここで、ランレングス復号器２８に設けられたＯラン展
開テーブル１０及び１ラン展開テーブル１２を説明する
と次のようになる。

第３Ａ、３Ｂ図はＯラン展開テーブル１０の具体的実施
例であり、Ｏラン展開テーブル１０はエントリＥ、ビッ
トＯの並び数（個数）の値ＦＶａｌｕｅ、ランレングス
コードのビット長Ｆｂｉｔ　、及びランレングスコード
がメイクアップかターミネイトか更にはコード終端であ
るかを示す種別情報Ｆｋｉｎｄの各テーブル情報を備え
る。

○ラン展開テーブル１０におけるエントリＦは第７図に
示した○ラン変換テーブルの２〜８ビツトでなる可変詔
長のランレングスコードを最大ビット長、即ち８ビツト
に正規化するために付加した付加部分をオールＯからオ
ール１としたときの歩進数に対応した数のエントリ数が
各ランレングスコード毎に確保される。

例えば、ビットＯの並び数「○」を示すランレングスコ
ードｒｏｏｏ０１Ｊを例にとると、８ビツトの正規化で
付加した３ビツトがオールＯからオール１となるまでの
歩進数が８であることから、第３Ａ図のエントリ番号８
〜１５に示すように８つのエントリが確保される。

また、Ｏラン変換テープ”１０のＯの並び数の値Ｆｖａ
＋ｕｅにはランレングスコードを示すピッ１〜Ｏの並び
数ｒＡＪが格納される。例えば、エントリ番号８〜１５
の８つのエントリの並び数の値ＥＶａｌｕｅとしては８
つのエントリに並び数ｒＯＪが全て格納される。

更に、ビット長Ｅｂｉｔについては、ランレングスコー
ドのビット長、例えばビットＯの並び数ｒＯＪのエント
リ番号８〜１５には、そのビット長「５」が共通に格納
される。

更に、種別情報Ｅｋｉｎｄとしてはランレングスコード
がメイクアップかターミネイトコードか更には終端コー
ドＥＯＬであるかを示し、これらの種別情報は、 のように定められる。例えば、ビットＯの並び数ｒＯＪ
を示すエントリ番号８〜１５は第７図から明らかなよう
に、ターミネイトコードであることから、種別Ｅｋｉｎ
ｄとしてはターミネイトコードを示す「−１」が共通に
格納される。

第４Ａ、４Ｂ図は第２図の実施例に示した１ラン展開テ
ーブル１２の具体例を示した説明図であり、この１ラン
展開テーブル１２についても、第８図に示した１ラン変
換テーブルに従って第３Ａ。

３Ｂ図のＯラン展開テーブル１０と同様にテーブル情報
が格納される。

例えば、ビット１の並び数「１０」を例にとると、第８
図からランレングスコードはｒｏｏｌ　１１１１」の７
ビツトデータであり、このため第４Ａ図のエントリ番号
６２．６３に示すように２つのエントリが確保され、各
エントリにビット１の並び数「１０」が格納され、また
ビット長Ｅｂｉｔとして「７」が格納され、更に第８図
からターミネイトコードであることから種別情報Ｆｋｉ
ｎｄとして「−１」が格納される。

このような第３Ａ、３Ｂ、４Ａ、４Ｂ図に示したＯラン
展開テーブル１０及び１ラン展開テーブル１２を使用し
たプロセッサ１４ａによるランレングスデータから元の
ビｌトデータに展開する変換処理は第５図の動作フロー
に示すようになる。

今、ＤＡＳＤ２２の画像ファイル２４に対するリードア
クセスで特定の画面番号をキー情報として指定すること
で例えば、 ｒｏｏｏｌ　００１１１１１１１０１１０１００１０１
１００００１１００Ｊとなるランレングスデータがラン
レングス復号器２８に入力されたとする。

このランレングスデータはビットＯの並び数ｒＯＪを示
すランレングスコード「００００１」、ビット１の並び
数「１０」を示すランレングスコード［００１１１１１
Ｊ　、ビットＯの並び数「６５」を示すランレングスコ
ード「１１０１１０１００」、更にビット１の並びｆｉ
ｒ４０Ｊを示すランレングスコードｒ　１０１１０００
０１１０旧の内容をもっている。

更に、第５図の変換動作フローに際し、ランレングスコ
ードがＯランであるか１ランであるかを示す記号をＲ（
ｋ）とし、 と定める。また、ランレングス符号化されたビット列の
１要素をσｎで表わし、σｎは、の値をとるものとする
。このためランレングス符号化されたビット列は、 σ１．σ２．σ３．σ４．・◆・・・、σｎで表わすこ
とができる。

第５図においてＤＡＳＤ２２の画像ファイル２４よりラ
ンレングスデータの入力を受けると、プロセッサ１４ａ
はまずステップＳ１でイニシャルセットを行なう。この
イニシャルセットはランレングスコードの切出し先頭ビ
ットｎをｎ＝’ｌ、Ｏランと１ランを識別するための情
報ｋをＯランを示すに＝−’ｌ　、更に並び数の値Ａを
Ａ＝０にセットする。

続いて、ステップＳ２でランレングスデータの先頭から
８ビツト［００００１００１Ｊを切出し、の８ビツトデ
ータについては、 ＋　（Ｏｘ　２　　　）＋（Ｏｘ　２２　）＋（Ｏｘ　
２　’　　）＋（ｌｘ　２°　）＝８＋１＝９ としてエントリＥ＝９を演算する。

続いて、ステップＳ３でＲ（ｋ）の値によりＯランか１
ランかを判別する。このときＲ（ｋ）＝○であることが
らＯラン展開テーブル１０が選択され、ステップＳ４に
進んでステップＳ２で計算されたＯラン展開テーブル１
０のエントリＥ＝９を参照してビットＯの並び数の値Ｅ
ＶａｌＵｅ　、ビット長Ｅｂｉｔ及び種別情報Ｅｋｉｎ
ｄを求める。

即ち、第３Ａ図ｑ示したＯラン展開テーブル１０のエン
トリＥ＝９を参照することで、Ｅｖａｌｕｅ＝Ｑ、　Ｅ
ｂｉｔ　＝５及びＥｋｉｎｄ＝−１が求められる。

続いて、ステップＳ６に進んでビットＯの並びａＡ及び
次のランレングスコードの開始ビット目ｎを求める。即
ち、 Ａ＝Ａ＋Ｅｖａｌｕｅ　＝Ｏ＋Ｏ＝Ｏ。

ｎ＝ｎ＋Ｅｂｉｔ　＝　１　＋５＝６ を求める。

次のステップＳ７にあっては、Ｏラン展開テーブル１０
から求めた種別情報Ｅｋｉｎｄをチエツクし、Ｅ　ｋｉ
ｎｄ＝　−１のターミネイトコードであることからステ
ップＳ８に進んで最初のランレングスコードＲ１＝　ｒ
ｏｏｏｏｌＪの示すビット０の並び数（個数＞Ａ＝Ｏ個
を出力する。

続いて、ステップＳ９で並び数の値ＡをＡ＝０にリセッ
トすると共にＯラン又は１ランを識別する計数ｋをに＝
−ｋ、即ち１ランを示す情報にセットし、再びステップ
Ｓ２に戻って次のランレングスコードの変換処理を行な
う。

このときステップＳ６で次のランレングスコードの開始
ビット目ｎがｎ＝６に設定されていることから、エント
リＥは、 として計算され、このときＲ（ｋ＞＝１であることから
ステップＳ５に進んで第４Ａ、４８図の１ラン展開テー
ブル１２を参照し、 Ｅｖａｌｕｅ　＝　１０．　Ｅｂｉｔ　＝　７、Ｅｋｉ
ｎｄ＝−１を求める。

この結果、２番目のランレングスコードの示すビット１
の並び数Ａ及び次のランレングスコードの開始ビット目
ｎは、 Ａ＝Ａ＋Ｅｖａｌｕｅ　＝　１０．　ｎ＝ｎ＋Ｅｂｉｔ
　＝　１３として求められる。このとき種別情報Ｅｋｉ
ｎｄ−−１であることからターミネイトコードが判別さ
れ、２番目のランレングスコード Ｒ（ｋ）＝ｒ００１１１１１Ｊの示すビット１の並び数
（個数＞Ａ＝１０個を出力する。

３番目のランレングスコードについては開始ビット目ｎ
−１３であることから、１３ビツト目から８ビツトデー
タを取り出してエントリＥを計算が求められる。このと
きＲ（ｋ）　−〇であることがらＯラン展開テーブル１
０を参照し、Ｅ　ｖａｌｕｅ　＝　６４、Ｅｂｉｔ＝５
、Ｅｋｉｎｄ＝１を求める。従って、３番目のランレン
グスコードＲ３＝　ｒｌ　１０１１Ｊの示すビットＯの
並び数Ａ及び次のランレングスコードの開始ビット目ｎ
を、Ａ＝Ａ＋Ｅｖａ１ｕｅ−６４、ｎ＝ｎ＋Ｅｂｉｔ　
＝　１８として求める。

このとき種別情報Ｅｂｉｔ＝１であることからステップ
Ｓ７でメイクアップコードが判別されて再びステップＳ
２に戻り、メイクアップコードに続くターミネイトコー
ドの変換を行なう。即ち、ターミネイトコードの開始ビ
ットｎはｎ＝１８ビツト目であることから１８ビツト目
から８ビツトを取り出してエントリ「を計算すると、 となり、このときＲ（ｋ）＝０であることから再び○ラ
ン展開テーブル１０のエントリ７５を参照して、 ＥＶａｌｕｅ−１、Ｅｂｉｔ＝４、Ｅｋｉｎｄ＝−１を
求める。

そして、最終的に前回求めたメイクアップコードの並び
数Ａ＝６４と今回求めたターミネイトコードの並び数Ａ
−＝１を加算してビットＯの並びを示すランレングスコ
ードＲ３−ｒ　ｌｌ０ＩＩＯ１００Ｊの示すビットＯの
並び数の値Ａ−６５個として出力する。

次の４番目のランレングスコードについてもｎ＝２２ビ
ツト目から８ビツトを取り出してエントリＥを計算し、
１ラン展開テーブル１２を参照することでビット１の並
び数Ａ＝４０が求められる。

そして最後のランレングスコードにつきエントリＥを計
算してＯラン展開テーブル１０又は１ラン展開テーブル
１２から求めた種別情報ＥｋｉｎｄからＥｋｉｎｄ＝Ｏ
ｆ’ＥＯＬ）が判別すると、一連の変換処理を終了する
ようになる。

このようにランレングスデータに含まれる１つのランレ
ングスコードについては、０ラン展開テーブル１０又は
１ラン展開テーブル１２を１回参照するだけで元のビッ
ト列を示すビットＯ又は１の並び数（個数）を求めるこ
とかてぎ、これらの変換された並び数に基づいて元の２
進データ、例えば画像データに展開する変換を行なうこ
とかてきる。

以上説明した本発明の復号化方式は、例えばキャプテン
システム等のビデオテックス・システムで取扱っている
情報センタの画像ファイルにランレングス符号化方式に
より変換されて格納された圧縮データを元の画像データ
に展開するために好適であり、本発明の復号方式をビデ
オテックス・システムに採用することにより圧縮データ
の復号（逆変換）の処理速度を飛躍的に向上でき、ビデ
オテックス・システムにおける高速アクセスを可能とす
る。

勿論、本発明の復号方式はビデオテックス・システムに
限定されず、ランレングス符号化を採用した適宜のシス
テムにおける圧縮データの復号（逆変換〉にそのまま適
用することができる。

［発明の効果］ 以上説明してきたように本発明によれば、１つのランレ
ングスコードにつき１回の変換テーブルの参照で元のビ
ットデータの並びに展開することができ、ＭＨプランン
グス符号化された圧縮データの復号操作における処理時
間を飛躍的に短縮することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図； 第２図は本発明の実施例構成図； 第３Ａ、３Ｂ図は本発明で用いるＯラン展開テーブルの
説明図： 第４Ａ、４８図は本発明で用いる１ラン展開テーブルの
説明図； 第５図は本発明の復号動作フロー図； 第６図は従来技術の説明図： 第７図はＯラン変換テーブルの説明図：第８図は１ラン
変換テーブルの説明図である。 図中、 １０：０ラン展開テーブル １２：１ラン展開テーブル １４：復号処理部 １４ａ：プロセッサ １６二人力データ（ランレングス符号化データ）１８：
出力データ（展開データ） ２０：情報センタ ２２：ダイレクト・アクセス・ストレージ・デバイス（
ＤＡＳＤ＞ ２４二画像ファイル ２６：ランレングス符号器 ２８：ランレングス復号器 （発ｅｆ４め雁工ｌＯハ面 第１図 ビデオ・テックス楕級ｔ！フタ２０ 勺と＃才之杯丁の６先ａ月氏１ 第６図 ０ラシ・支も酷チーフルのム兜ｇ月図 第７図 １ラン斐手臭チーフル＾ＩＬ８月図 第８図

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）２値データのビット０、１の並び数を示す１又は
   複数のランレングスコードの配列で成るランレングスデ
   ータを元のビットデータに変換するＭＨラングレンスデ
   ータの復号方式であって、ビット０の並び数を示す０ラ
   ン・ランレングスコードに対応して設けられた０ラン展
   開テーブル（１０）と、ビット１の並び数を示す１ラン
   ・ランレングスコードに対応して設けられた１ラン展開
   テーブル（１２）とを有し、 復号処理部（１４）によりランレングス入力データ（１
   ６）から前記０ラン展開テーブル（１０）及び又は１ラ
   ン展開テーブル（１２）を参照して元のビットデータ（
   １８）に変換することを特徴とするＭＨランレングスデ
   ータの復号方式。
2. （２）前記０ラン展開テーブル（１０）及び１ラン展開
   テーブル（１２）のそれぞれは、ランレングスコードを
   その最大ビット長に正規化するために付加した付加ビッ
   ト部分がオール０からオール１になるまでの歩進数に対
   応した数のエントリ（Ｅ）を全てのランレングスコード
   毎に設け、１つのランレングスコードに対し形成された
   １又は複数のエントリ（Ｅ）のそれぞれに、該ランレン
   グスコードの示すデータビット０又は１の並び数（Ｅｖ
   ａｌｕｅ）、ビット長（Ｅｂｉｔ）、更にターミネイト
   コード、メイクアップコード又はコード終端を示す種別
   情報（Ｅｋｉｎｄ）を格納したことを特徴とする特許請
   求の範囲第１項記載のＭＨランレングスデータの復号方
   式。
3. （３）前記復号処理部（１４）は入力ランレングスデー
   タの正規化ビット長さをもつビットデータσ１〜σｎを
   切出し、 ▲数式、化学式、表等があります▼ によりエントリＥを演算し、 初期設定されたテーブル選択情報Ｒ（ｋ）＝０に基づく
   ０ラン展開テーブル（１０）の前記演算エントリＥを参
   照して並び数（Ｅｖａｌｕｅ）、ビット長（Ｅｂｉｔ）
   及び種別情報（Ｅｋｉｎｄ）を求め、該並び数（Ｅｖａ
   ｌｕｅ）からデータビット０の並び数（Ａ）を求めると
   共に前記ビット長（Ｅｂｉｔ）から次のランレングスコ
   ードの開始ビット数を求め、 前記種別情報（Ｅｋｉｎｄ）がターミネイトであれば、
   前記並び数（Ａ）を出力して次のデータビット１の並び
   数を示すランレングスコードの変換処理に移行し、 一方、前記種別情報（Ｅｋｉｎｄ）がメイクアップであ
   れば次のランレングスコードにつき前記エントリＥを演
   算してターミネイトの種別をもつ並び値を（Ａ′）を求
   めて並び数（Ａ＋Ａ′）として出力した後に次のデータ
   ビット１の並び数を示すランレングスコードの変換処理
   に移行し、 更に前記種別情報（Ｅｋｉｎｄ）がコード終端情報であ
   れば一連の変換処理を終了するようにしたこと特徴とす
   る特許請求の範囲第１項記載のＭＨランレングスデータ
   の復号方式。
4. （４）前記０ラン展開テーブル（１０）及び１ラン展開
   テーブル（１２）のエントリ形成に用いる正規化ビット
   長を８ビットとしたことを特徴とする特許請求の範囲第
   ２項又は第３項記載のＭＨランレングスデータの復号方
   式。