JPH0117295B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

〔産業上の利用分野〕 この発明は、特にデータの圧縮または圧縮解除
を行うための装置に関し、データの送信側と受信
側とがともに次の動作を動的に且つ同時に行なう
ような装置に関する。： (i) 適応予測計算の制御、 (ii) データソースとデータの宛先とで同時に与え
られたデータストリームをあらわす予測の、２
進的に決定された対称的な列を用意すること、 (iii) 決定０…ｎ−１のそれぞれに対して最適化さ
れた累積予測経過に基づき２進的な決定１…ｎ
に対して、データソースとデータの宛先とで個
別に且つ対称的に圧縮及び圧縮解除の予測を計
算すること。 この発明は、ビツトを送ることを強制されるよ
りもむしろ２進的な決定を適応的にコーデイング
することにより実施される。ｎ番目の決定のコー
デイングに使用される統計はｎ−１番目の決定ま
でに更新されたソースモデル及び宛先モデルによ
つて対称的に実行される適応処理の一部であるの
で、転送されるデータのタイプに拘束されること
なく最適なコーデイングが達成される。 この発明に基づき転送されるすべての情報は、
転送のために圧縮される。この際、何らかの確率
情報を送るというオーバーヘツドを必要としな
い。何となれば、予測される確率は、適応技術を
用いることにより、ソースと宛先とで対称的に計
算されるからである。 速度上の理由により、ある環境においては確率
情報の更新を遅らせることが有利である。この遅
延は続けて何度も起こる事象の処理に有用であ
る。そして、カウンタを更新することは確率を更
新することよりも何倍も安価で済むので、コーダ
ーがより高速で作動することになる。 圧縮された全データストリームの長さは、16ビ
ツト精度で作動するような比較的小型のデータプ
ロセツサにおいてすら、エントロピー予測に近づ
く。 〔従来技術〕 従来、データ圧縮に関しては数多くの知識が開
示されている。それは、有史以前のコード化され
たうなり声に始まり、単一ドツトのモールスコー
ドを経て現代のデータ伝達技術における、精密化
された予測に基づく走行長（run−length）コー
ドに至るものである。例えば英語におけるモール
スコードなどのように、データストリームの統計
が周知である場合に、良好にはたらく実際的なシ
ステムを含む、データ圧縮の重要な知識ベースが
存在する。 あるモデルに従うデータ圧縮及び圧縮解除のシ
ステムは周知である。このモデルは現在のデータ
グループに対する予測モードを規定する。そし
て、予測による非常に大きなデータ圧縮を行うこ
とができる。例えば、メツセージの第１ビツト
を、標準コードで継続すべきかあるいは暗号に変
換すべきかという承認された問い合わせに対する
応答とすることができる。そのような環境におい
ては単一のビツトに含まれる情報量は膨大であ
る。また、類似データの継続が生じる確率に基づ
く複雑な予想モデルも周知である。例えば、影像
においては、白スペースの予測された継続の一致
及びその一致回数を定めることにより白スペース
の広い一様な領域をわずか数ビツトで識別でき
る。しかし、白スペースが黒スペースと出会う端
部を検知するとすぐに、起こり得るべき情況を予
測するための多数のビツトと、個別の予測を受け
入れるための多数のビツトが必要となる。この予
測モードではソースと宛先とで一致が必要であ
り、それにより圧縮されたソースデータが宛先で
正常に圧縮解除されることが可能となる。 ソースと宛先とでのコード選択モデルが正しく
一致している限り、ソースでのデータ圧縮と宛先
でのデータ圧縮解除を継続することができる。例
えばモールスコードのソースとモールスコードの
宛先ではドツトが文字“ｅ”である点で一致して
いる。しかし、多様な特性を有する大量のデータ
に対しては、コード選択を不変にしておくことは
最適ではない。むしろ、今までの経過の知識に基
づいて次のデータグループを予測し時々刻々とコ
ードを変更することが、コード選択を最適化する
上できわめて有用である。そのようなコード選択
は転送されるデータグループ毎に動的に変更され
るが、しかし、頻繁にコード選択を変更するため
には、ソースがコードを変更しつつあることを宛
先に知らせる必要があることから、相当に多量の
データ転送を行う必要がある。例えば、いくつか
の予測コードでは、予測精度（予測された値から
選択するために必要なビツト数）が周期的に転送
される。 IEEEトランスインフオセオリ（Trans Info
Theory）IT−25、No.６、672（1979）に掲載の、
F.ルビン（F.Rubin）の論文には固定精度レジス
タを用いた算術ストリームコーデイング処理が記
載されている。この論文に記載の構成によれば、
有限精度レジスタ中の複数の重要ビツトが一度に
１ビツトずつ調整される。これによれば最大精度
を保つことができるけれども、コンピユータ中で
時間を浪費してしまう。 〔発明が解決しようとする問題点〕 この発明の目的は、データストリーム中のデー
タの動的な経過に対して圧縮及び拡張アルゴリズ
ムを継続的に適用することにより最適なデータ圧
縮を行うとともに、この継続的に適用された圧縮
及び拡張アルゴリズムを対称的な適応圧縮または
適応拡張により実行することにある。 この発明のさらに固有の目的は、予測計算とい
うオーバーヘツドを伴うことなく圧縮データを転
送することにより、時間または距離に亘る転送デ
ータを圧縮し、または圧縮解除することにある。 〔問題点を解決するための手段〕 この発明によれば、ソースと宛先とで対称的
に、適応的に且つ同時的に予測計算が行なわれ
る。この結果として、データグループｎ−１まで
で正確な圧縮モデルの更新に基づき、転送された
すべての情報が圧縮される。 この発明の１つの特徴は、（例えば文字の余白
における連続する白スペースのような）予測の均
一性により予測モードの干渉を行うことが許容さ
れ、動的なベース上で実際のデータ転送を要求す
るよりもむしろ、圧縮の大幅な増加により反復カ
ウントとして転送されるようなデータ列の間は予
測情報を別個に処理することにある。 この発明の他の特徴は、予測列を（２を乗じる
か２で割るかして）シフトすることにより簡単に
処理することにある。この簡単な処理により、時
間のかかる掛け算や、さらに一層時間のかかる割
り算を行わなくともよくなる。 この発明の利点は、エントロピーの限界に達す
るような比較的小さいデータプロセツサに対して
も、データ圧縮能力を与えることができることに
ある。このことにより、膨大な量のデータを、か
なりのレベルの精度で回復できるように転送する
ことができる。また、それよりも少ない量のデー
タについては完壁な精度で転送することができ
る。 〔実施例〕 この発明は、モード変更ビツトのオーバーヘツ
ドが比較的小さいようなシステムに特に適用され
る。 データソースとデータの宛先での対称的なモデ
ル予測発生装置は同一のデータストリーム、すな
わちデータグループ（１…ｎ−１，ｎ）のうち１
つの列上で同時に作動する。その際に転送データ
はデータグループ１…ｎ−１に適応的に最適化さ
れた確率に基づき圧縮される。現在のデータグル
ープｎはソースから宛先へ転送を行うために圧縮
されるのである。データグループの同一の列（１
…ｎ−１，ｎ）はソースと宛先とに同時に与えら
れる（宛先ではデータグループが圧縮されてい
る）。ソースと宛先はともに、それらのモデルに
基づき、与えられた列に対して最適化された確率
モードに対称的に適合する。このときモード変更
ビツトを転送するというオーバーヘツドは必要で
ない。実際のモード変更はソースと宛先とで個別
に計算されたモードの定義により定められる。こ
の、個別の且つ対称的な適応モード計算能力にお
ける投資は、データ転送の膨大なコスト、殊にメ
ガバイトを要するような影像データについて考え
あわせたとき、その大きなデータ圧縮能力の供与
ゆえに十分利得の大きい投資であると言うことが
できる。また、転送能力が速度または容量におい
て制限されているような状況においては転送コス
トが財務的なコストを上廻ることもあろう。しか
しながら、この分散した対称的な適応モード計算
能力に投資することにより、従来転送システムの
能力を超えていたようなある種のデータ転送が可
能となるのである。 この発明は、例えばIBMS／１またはPC、あ
るいはそれらの機能的に同一な16ビツト（２バイ
ト）の並列データ上で作動するような小型機上で
実行されるように設計された実用的なコーデイン
グ及びデコーデイングアルゴリズムとして実施さ
れる。そして前述した関連文献のものとは異な
り、コードストリームビツトのシフトは一度に１
個ずつ行なわれるのではなくて、算術処理の１バ
イトに等しい８ビツト単位として行なわれる。こ
のことによりソフトウエア中できわめて高速の実
行が可能となる。また、有限精度算術処理から生
じてくるキヤリー及びオーバフロー処理の問題は
バイトがシフトアウトしたときのみ必要となるに
すぎない。さらに確率計算の詳細が含まれてい
る。というのは、それらのフオーマツトがコーダ
ー及びデコーダーの統合的な部分であり、それゆ
えに注意深く処理されなくてはならないからであ
る。このアルゴリズムはグレースケールデータ圧
縮に有用である。このアルゴリズムはまた遠隔会
議システムにも有用である。この有用性とはすな
わち、データ圧縮がなされないかあるいは従来の
技術を用いてデータ圧縮したような場合にプロセ
ツサやコミユニケーシヨンシステムの容量を飽和
させてしまうようなデータの転送能力を高めるこ
とにある。 ここではコーデイングスキームは16ビツト精度
で記述されている。また、32ビツト精度への拡張
も示されている。 そのアルゴリズムは第１〜１３図中に記載され
ている。第１図は圧縮及び圧縮解除システムの機
能的なブロツク図である。第１図において、入力
DATAINはユーザーによつて供与されたモデル
に基づく状態発生装置１によつて（BITであらわ
される）２進決定の列に変換される。個別の２進
決定に対して状態発生装置１はまた、適用確率発
生装置２とコーダー３とに固有の状態信号を供給
する。適応確率発生装置２は、状態信号がもつ状
態データを、BITがゼロになる確率Ｐをもとめる
ために使用する。一方、コーダーはBITの値と状
態信号の情報を用いて、圧縮データストリームを
発生する。例えば第１図ではこのデータストリー
ムは８ビツト単位で送出される。尚、概念的には
そのビツト単位はコーデイング動作の精度とコン
パチブルな任意のサイズであつてもよい。しか
し、16ビツトマシン上で実現されるコーデイング
システムには特に８ビツトが好適である。同様
に、32ビツトマシンでは16ビツト単位の圧縮デー
タが適当である。 圧縮されたデータストリームはもとのデータよ
りも低コストで記憶または伝達されるように最適
に符号化される。DATAOUT側には上記状態発
生装置１及び適応確率発生装置２に対応しそれら
と等しい構成をもつ状態発生装置７及び適応確率
発生装置６と、上記コーダーとは対称的なデコー
ダー５が設けられている。８ビツトの単位（ある
いはコーダー３で使用されたのと同一のデータグ
ループ）でデコーダー５に入力された圧縮データ
から、BITの値が決定され、それはDATAOUT
を発生するために使用される。確率Ｐが発生され
た後は、Ｐの値を更新するためにBITの値が使用
される。この更新されたＰの値は次回の転送の際
に供給される。２つの適応確率発生装置２，６で
発生された確率は、一つのステツプ中では保持さ
れる。というのは、確率はコーダー３またはデコ
ーダー５に供給される後までは更新が行なわれる
ことはないからである。 コードストリームは、大きさがコード化された
すべてのBITの確率の積であるような数直線上の
区間内にある実数をあらわすものと考えることが
できる。コードストリームの長さはBITの列を個
別に識別するのに十分である。 第２図は単一のBITのコーデイングを図示する
ものである。ｎ番目のBITがコード化される前
に、コードストリームは、それ以前にコード化さ
れた事象を記述する実数Ｆ（ｎ−１）を識別する。
Ｆ（ｎ−１）は既に実行されたコードストリーム
によつてあらわされる数が存在する区間の下限で
ある。この区間の大きさはそれ以前にコード化さ
れた事象の確率の積であり、Ｒ（ｎ−１）と称す
ることにする。ｎ番目のBITをコード化するため
にはＲ（ｎ−１）の幅が２つの部分に分割される。
その２つの部分の幅は、それぞれｎ番目のBITが
ゼロである場合と“１”である場合との確率に比
例する。もしBITがゼロであるなら、新しい幅Ｒ
（ｎ）はＲ（ｎ−１）×Ｐ（古い幅と、BITがゼロで
ある確率との積）となり、区間の下限は不変であ
る。また、BITが“１”であるなら、新たな区間
Ｆ（ｎ）の下限はＦ（ｎ−１）＋Ｒ（ｎ−１）×Ｐに
セツトされ、従つてその下限はBITがゼロである
場合に割あてられた区間よりも上方にあり、新た
な幅Ｒ（ｎ）はＲ（ｎ−１）×（１−Ｐ）（古い幅と、
BITが“１”である確率との積）である。 第３図は１つのBITのコーデイング及びデコー
デイングをあらわす図である。尚、この第３図及
び第５，６図では次の変数が使用される： Ｒ：許容された幅 Ｆ：（第２，３図のみ）−圧縮されたすべてのデ
ータ （他のすべての図）−圧縮されたデータ上
の有限精度の窓 Ｐ：BITがゼロである確率 Ｔ：SRL（Ｒ×Ｐ）15の計算結果を保持するた
めの仮変数 F1：SRL F1の計算結果を保持するための仮変
数 コーデイング処理は先ずＲ×Ｐの値（BITがゼ
ロである場合の区間の大きさ）を計算し、Ｔとし
て保持しておくことから始まる。次にBITが判断
され、BITがゼロであれば、保持された値Ｔが新
しい幅となり、区間の下限は変化しない。また
BITが“１”であれば、区間の下限が保持された
値Ｔだけ増加されて、幅は保持された値Ｔの分だ
け減少される（すなわち、Ｒ（ｎ）はＲ（ｎ−１）
−Ｒ（ｎ−１）×Ｐにセツトされるが、それはＲ
（ｎ−１）×（１−Ｐ）に等しい）。 一方デコーデイング処理もＲ×Ｐを計算し、そ
れをＴとして保持しておくことから始まる。次
に、コード化された値Ｆ（それは、コード化され
た実数から現在の幅の下限を引いものである）
が、Ｔよりも小さいかどうかが判断される。そし
てＦ＜Ｔであれば、BITコードがゼロになり、幅
ＲはＴで置きかえられる。またＦＴであれば、
コードストリームによつてあらわされた数はBIT
の値が“１”である区間に収まらなければならな
い。それゆえ幅ＲはＴだけ引かれる。Ｆの値も放
棄された区間の大きさだけ減少されなくてはなら
ず、こうしてコーダー中で行なわれたのとは逆の
演算が行なわれる。 適応確率発生装置 第４図は第１図中で２個図示した適応確率発生
装置２，６を記述するためのフローチヤートであ
る。適応確率発生装置２，６の機能は状態信号と
BITからBITがゼロである確率を求め、そのあと
BITの値を判断し、その判断した値を用いて以下
の計算の基礎情報（統計）を適応的に更新するこ
とにある。コーダー３中には、状態信号とBITと
が同時に到着する。デコーダー５中では、状態信
号は確率Ｐを発生するために使用され、このＰは
BITをデコードするために使用され、そして次に
BITは統計を更新する際に使用するために適応確
率発生装置に送られる。 適応確率発生装置は状態情報により３つのモー
ドのうちの任意のモードで作動することができ
る。このとき状態信号がゼロであることは、BIT
のゼロ値が発生する回数につき計数値が保たれて
いるような特殊な場合として認識される。その
際、統計は、BITの“１”値が生じるまで更新さ
れない（従つてBITがゼロである確率は変化しな
い）。その時点で実行される更新動作は第７図に
関連してより詳細に説明される。このゼロ状態は
続々と多数回発生する事象を処理するために有用
である。そして、カウンタを更新することは、確
率を更新するために必要な掛算処理よりも安価で
あるので、コーダー３はより高速に作動すること
になる。 別の特殊な場合はBITがゼロである確率が0.5
に固定されている状態である。この状態では、維
持する必要のある統計がないので、何の処理も行
う必要がない。 第３のモードでは、各確率計算の後に更新され
る統計から確率が発生される。このとき統計と確
率Ｐとを更新するために使用される処理は第８，
９図のフローチヤートに関連して詳細に説明され
る。 コーダー 第５図はコーダー３の動作のフローチヤートで
ある。このユニツトは状態信号と、BITと、BIT
がゼロである確率Ｐとを入力して、BITのコード
化を行う。第５図において、Ｒ＜128がどうかが
先ず判断される。もしそうであれば、積Ｒ×Ｐを
正確にコード化するに十分な有効ビツトがないか
もしれない、ということであり、従つてＦから圧
縮されたデータストリームへ１単位の出力を移動
させる。この機能を行うためのバイトアウト処理
は、より多くのデータのコーデイングを行なうこ
とができるように幅を拡げる（バイトアウトは第
１０図のフローチヤートに関連してより詳細に記
述される）。 次にBITがコード化される。もし状態信号が、
確率Ｐが0.5に固定されていないことを示すなら、
第３図に示したコーダー３中で記述された計算が
実行される。このとき、積Ｒ×Ｐの最も上位の部
分として仮の値Ｔが計算される。この値は、もし
BITがゼロであれば新しい幅となる。また、BIT
が“１”であれば、幅ＲはＴだけ減少されて、Ｆ
にはＴが加えられる。もし状態が、確率が0.5に
固定されていることを示すなら、掛け算処理はシ
フト処理で置きかえられ、新しいＲがBITの各値
につき同一となる。このときBITが“１”であれ
ば、ＦをＲだけ増加しさえすればよい。 デコーダー 第６図はデコーダー５の動作を示すフローチヤ
ートである。このユニツトは状態信号と、BITが
ゼロである確率Ｐとを入力して、BITのデコード
を行う。第６図において、先ずＲ＜128が判断さ
れる。そして、Ｒ＜128であれば積Ｒ×Ｐ中には
正確にデコードするために十分な有効ビツトがな
いということだから、圧縮されたデータストリー
ムからデータの一単位を取り出してそれをＦに加
える必要がある。この機能を行うバイトイン処理
は、より多くのデータのデコーデイングを行うこ
とができるように、幅を増加させる。（バイトイ
ン処理は第１図のフローチヤートに関連してより
詳細に記述される。） 次にBITがデコードされる。もし状態が、確率
Ｐが0.5に固定されていないことを示すならば、
第３図のデコーダー５中に記述された計算が行な
われる。仮の値Ｔは積Ｒ×Ｐの最上位部分として
計算される。このときＦの下位ビツトはコーダー
３と対称的であるために計算に用いられてはなら
ない。従つて、下位１ビツトをシフトアウトさせ
た仮の値F1が使用される。次に、BITがゼロが
“１”かを判断するためにF1がＴに比較される。
そしてBITがゼロであるならＴが新しい幅とな
る。また、BITが“１”であるなら、幅ＲはＴだ
け減少されてＦは、１ビツトだけ左方にシフトさ
れたＴの値の分だけ減少される。 もし状態が、確率Ｐが0.5に固定されているこ
とを示すならば、掛け算がシフトによつて置き換
えられ、新しい幅ＲはBITの各値につき同一とな
る。このときにも仮の値F1が計算されて、BIT
の値を判断するためにそのF1がＴと比較される。
そして、もしBITが“１”であれば、もとの区間
の下位部分を放棄するためにＦが減少される。 統計の更新処理 第７〜９図は、適応確率発生装置中で統計を更
新するために第４図中で使用されている手続を記
述するフローチヤートである。これらの計算中で
使用されているいくつかの変数についてはこれか
ら説明する。 確率は、現在の状態においてBIT＝０が生じた
回数を、現在の状態が生じた全回数で割つた商の
値を計算することにより得られる。しかし、割り
算はコストがかかるので、割り算を行うかわり
に、状態が生じた回数の逆数を与える索引テーブ
ルを用いることで置きかえる。この“逆数”テー
ブルは128ハーフワード（２バイト）エントリか
らなる。その各エントリはX′7FFF′／Ｍであらわ
され、Ｍはエントリの数である。もし状態が125
回以上発生するならば、索引テーブルが使用でき
るように状態の発生回数を十分小さい値に保つた
めに統計が再規格化される。索引テーブルの第１
のテーブルエントリはＭ＝１に対応するものであ
り、これは決して使用されることがない。 “逆数”テーブルのエントリ全体は次の表の
とおりである：

【表】

【表】 確率を計算し統計を更新するための他の変数と
しては次のものがある： Ｄ：確率Ｐの計算の際に分母として使用される
全計数値。 Ｎ：確率Ｐの計算の際に分子として使用される
BIT＝０の回数。 IP：現在のＤの値をあらわす、“逆数”テーブ
ル中の値に対するポインタ。“逆数”テー
ブルはハーフワードテーブルであるから、
Ｄが“１”だけ増加する毎にIPは２だけ
増加する。 ID：IPによつて指定される２バイトの値。そ
れはX′7FFF′／2XDとあらわされる。 IPST：“逆数”テーブルのアドレス。 IE：“逆数”テーブル中の最後の（Ｄ＝128）
エントリ。 CT：Ｎ及びＤにまだ含まれていないBIT＝０
の回数。 第７図は、CALCPO処理をあらわすものであ
る。すなわち、CALCPO処理では、BITがゼロ
のときに単一コーデイングステツプに対する統計
が更新される。現在の状態の発生回数はIPを
“２”だけ増加させることによつて、先ず“１”
だけ増加される。次に、“逆数”テーブルの最終
点に達したかどうかが判断される。そして、もし
そうであれば統計を再規格化する必要がある。こ
の再規格化は、テーブルポインタIPを“逆数”
テーブルの中点にセツトし、BIT＝０の発生回数
（Ｎ）を右に“１”だけシフトさせることにより
行なわれる。この再規格化の結果Ｎの値が63にな
つたならば、増加したＮの値はＮ＝Ｄをみたすこ
とになろう、するとBITがゼロである確率は
“１”と計算されてしまう。そこで、これを避け
るため、Ｄを増加させるべくIPに“２”だけ加
算する。これで再規格化処理は終了となる。そし
て、新しい確率Ｐを計算するためには、BIP＝０
の一回の発生のたびにＮを“１”だけ加算する。
こうして、新しい確率ＰはＮ×ID（Ｎ／Ｄに等し
い）として計算される。 第８図は、BIT＝１のときに単一コーデイング
ステツプに対する統計を更新するための
CALCP1処理を記述するフローチヤートである。
現在の状態の発生回数はIPを“２”だけ増加さ
せることによつて、先ず“１”だけ増加される。
次に、“逆数”テーブルの最終点に達したかどう
かが判断される。そして、もしそうであれば統計
を再規格化する必要がある。この再規格化は、テ
ーブルポインタIPを“逆数”テーブルの中点に
セツトし、BIT＝０の発生回数（Ｎ）を右に
“１”だけシフトさせることにより行なわれる。
この再規格化の結果Ｎの値が０になつたならば、
BIT＝０の確率はゼロと計算されてしまう。そこ
で、これを避けるため、ＮとＤとをともに“１”
だけ増加させる（Ｄに関しては、IPを２だけ増
加させることによつて行なわれる）。これで再規
格化処理は終了となる。こうして、新しい確率Ｐ
はＮ×ID（Ｎ／Ｄに等しい）として計算される。 第９図は、BIT＝１の場合の多重コーデイング
ステツプに対する統計を更新するための
CALCPCT処理を記述するフローチヤートであ
る。先ず、現在の状態の発生回数がCT＋１だけ
増加される。このCT＋１は、コード化されるべ
きBIT＝１の場合のゼロビツトの数に“１”を加
えたものである。現在の状態におけるBIT＝０の
発生回数はCTだけ増加され、次にCTはゼロにリ
セツトされる。次に、再規格化が必要かどうかが
判断される。すなわちＤが125よりも大きければ、
ＤとＮとがともに右に１ビツトだけシフトされ
る。この処理は、Ｄが最早125よりも大きくなく
なるまで繰り返される。次に、ＮとＤとの商から
計算される確率Ｐがゼロでも“１”でもないこと
を保証することが必要である。もしＤとＮとが等
しければ、Ｐ＝１となるのを避けるためＤが１だ
け増加される。そうではなくてＮがゼロであれ
ば、Ｐ＝０と計算されてしまうことを避けるため
にＤとＮとを“１”だけ増加させる。これで再規
格化処理は終了となる。次にIPが、“逆数”テー
ブルの開始アドレス上の２×Ｄバイトにセツトさ
れ、新しい確率ＰはＮ×ID（Ｎ／Ｄに等しい）と
して計算される。 バイトアウト及びバイトイン 第１０図と第１１図とは、圧縮されたデータス
トリームを処理するための手続のフローチヤート
である。この手続では、次に示す変数が使用され
る： BP：コーデイングの間に記憶され、あるいは
デコーデイングの間に使用される圧縮された
データの最終バイトへのポインタ Ｂ： BPによつて指定されたバイト BPST：圧縮データバツフア中の最初のバイト
へのポインタ BE：圧縮データバツフア中の最終バイトへの
ポインタ LEN：圧縮データバツフアのバイト中の長さ 注） BE＝BPST＋LEN−１ 第１０図は、第５図に示したバイトアウト手続
を記述するフローチヤートである。この手続は、
Ｆから圧縮されたデータストリームに１単位のデ
ータをつけ加えて、ＦとＲとを適宜調整するため
にコールされる。 第１０図の手続の第１のステツプはＦの高位ビ
ツトにキヤリーが生じているかどうか（すなわ
ち、16ビツト精度ではＦ＞X′7FFF′であるかでう
か）を判断することである。そして、もしそうで
あれば、圧縮されたデータストリーム中に以前に
配置されたデータ単位がそのキヤリーに対して１
だけ増加される。また、そのバイトがX′FF′まで
増加されていれば、次に示す追加的な処理が必要
である。 キヤリービツト（もし存在すれば）が用意され
た後に、データの次のバイトに対する記憶位置に
アドレスするためにBPが増加される。もし、圧
縮データバツフアの最終位置に達したならば、そ
のバツフアは“ラインアウト”と表示した手続に
よつて適宜処理（伝達、記憶など）され、BPは
そのバツフアの開始地点にリセツトされ、これに
よりそのバツフアにはさらに多くのデータを収め
ることが可能となる。次に、15ビツトの値Ｆの上
位８ビツトが出力用バツフアに格納されるととも
に、その記憶されたバイトが値X′FF′をもつなら
ば追加的な処理が行なわれる。そして、そのキヤ
リービツトと先程記憶されたビツトとは、Ｆから
はマスクされ、ＦとＲの値は、より多くのデータ
をコード化すべくスペースをあけておくためにそ
れぞれ８ビツトだけ左にシフトされる。 圧縮されたデータストリーム中のいかなるバイ
トもＦの最上位ビツト中へのキヤリーによつて
X′FF′からX′OO′へ“増分”されないことを保証
することが必要である。というのは、増分された
バイトからのキヤリーは伝播することができない
からである。このことを防止するために、記憶さ
れた各バイトについてはその値がX′FF′であるか
どうかが判断される。そして、もしそうならその
圧縮されたデータストリーム中には値X′OO′をも
つ追加的なバイトが配置される。このバイトは、
必要ならば安全に増分することができる。圧縮さ
れたデータストリームをそのゼロバイト中に配置
するために、そのバイトが記憶されるべきバイト
のスペースにアドレスするべくBPが増分される。
もし圧縮データバツフアの最終点に達したなら
ば、その完了したバツフアを送出するためにライ
ンアウトが使用され、BPがバツフアの開始点に
リセツトされる。次にBPで示される箇所にゼロ
バイトが記憶される。 第１１図は第６図中に示したバイトイン手続の
フローチヤートである。この手続は、データの一
単位を圧縮されたデータストリームからＦへ移動
させ、ＦとＲとを適宜調整するためにコールされ
る。 第１１図において先ず、圧縮されたデータスト
リーム中の次のバイトが、キヤリー用のスペース
を与えるようにX′FF′バイトの次に挿入されたも
のであるかどうかが判断される。そして、もしそ
うであれば（すなわち、もしその前に読み取られ
たバイトＢがX′FF′であれば）、圧縮されたデー
タストリーム中の新しいバイトにアドレスするた
めにBPが“１”だけ増分される。もし圧縮デー
タバツフアの最終位置に達したなら、より多くの
圧縮データを得るためにラインイン手続が使用さ
れ、BPが補充されたバツフアの開始点にリセツ
トされる。次にキヤリーがＦに加えられる。 キヤリービツト（もし存在するなら）が加入さ
れた後に、圧縮されたデータの次のバイトにアド
レスするためにBPが増分される。もし圧縮デー
タバツフアの最終位置に達したなら、より多くの
データを得るためにラインインが使用され、BP
がバツフアの開始点にリセツトされる。次にＦが
左に８ビツトシフトされ、圧縮されたデータの新
しいバイトがＦの下位８ビツトとして挿入され
る。Ｒもまた８ビツトだけ左にシフトされる。 次に示す表は、コーダー３及びデコーダー５
に必要な初期化について示すものである。 表 初期化状態＝０統計 CT←０ Ｎ ←７ Ｄ ←Ｎ＋１ IP←IPST＋Ｄ＋Ｄ Ｐ ←Ｎ×ID 初期化状態≠０統計 Ｎ ←１ Ｐ ←X′3FFF′ IP←IPST＋４ 初期化変数 IPST←“逆数”テーブルのアドレス IE←IPST＋254 BP←BPST BP←BP−１ BE←BP＋LEN コーダーのみ Ｆ ←０ Ｒ ←X′7FFF′ デコーダーのみ バイトイン バイトイン Ｒ ←X′7FFF′ 状態０統計に対しては、BIT＝０に遭遇した回
数がゼロにセツトされ、BIT＝０である確率Ｐが
７／８（Ｎ＝７，Ｄ＝８）に初期化され、Ｄに対
応してIPがセツトされる。 確率が0.5に固定されていない状態ノンゼロ統
計に対しては、BIT＝０である確率が初期状態で
１／２（Ｎ＝１，IP＝IPST＋４、効率的にはＤ
＝２）にセツトされる。 セツトアツプする必要のあるその他の変数には
次のものがある： ）“逆数”テーブルの開始点と終点のアドレ
ス、）圧縮データバツフアの開始点と終点のア
ドレス、）最初の読み取りバイトより前のバイ
トを指定するBPの値。コーダー３の中では、最
初のバイトにはキヤリーが生じない。従つて、こ
のデータは変更を受けない。デコーダーの中で
は、実のバツフアの前のバイトが何かのはずみに
X′FF′となつてしまわないように注意がなされな
ければならない。コーダーにおいては、Ｆがゼロ
にセツトされる。デコーダー５においては、初期
値の状態のＦ中に２バイトをロードするために、
バイトインが２回コールされる。どちらの場合に
も幅ＲはX′7FFF′に初期化され、それは“１”を
あらわす。 コーダー中の処理 第１２図は、圧縮されたデータストリームに最
終バイトを追加するために、コーダー３中で使用
される手続をあらわすものである。この手続はデ
コーダー５が十分なデータを持つことを保証する
ために有用である。第１２図において先ずSRL
R1としてＲ／２が計算され、Ｆを現在の幅の中
央に配置するためにＦがそのＲ／２だけ増分され
る。そして、バイトアウト（第１０図）が行なわ
れる。次に、次のバイトのためのスペースにアド
レスすべくBPが“１”だけ増分される。次にも
し圧縮データバツフアの最終点に達すると、その
バツフアの処理を行うためにラインアウトがコー
ルされ、BPがリセツトされる。次に値X′FE′を
もつバイトが出力バツフアに格納される。（この
とき、X′FE′の値は、X′FF′以外ならどのような
値でも任意に選ぶことができる）。次にBPが再び
“１”だけ増分され、圧縮データバツフアの最終
アドレスと比較される。またラインアウトがコー
ルされ、必要ならばBPがリセツトされる。次に
値X′FE′をもつ別のバイトが圧縮されたデータス
トリーム中に配置される。この圧縮されたデータ
ストリームはここで完成され、最終のバツフアを
処理するためにラインアウトがコールされる。 次に示す表は、初期化調整のいくつかの値を
示す簡単な表である。尚、この初期化調整は16ビ
ツト精度のかわりに32ビツト精度で行うようにし
てもよい。

〔発明の効果〕

以上のように、この発明によれば、データのソ
ースと宛先とで対称的に、且つ同時的に予測計算
を行うようにしたので、確率データを送る必要が
なくなり、データの圧縮、転送、圧縮解除に要す
る時間を短縮できる、という効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は圧縮及び圧縮解除システムの機能的な
ブロツク図、第２図は本発明に係るデータ圧縮及
び圧縮解除システムの理論を説明するための図、
第３図は１つのBITをコーデイング及びコーデイ
ングするための手続のフローチヤート、第４図は
適応確率発生装置における手続をあらわすフロー
チヤート、第５図はコーダーにおける手続をあら
わすフローチヤート、第６図はデコーダーにおけ
る手続をあらわすフロチヤート、第７図はBITが
ゼロのときに単一コーデイングステツプに対して
統計の更新処理を行うためのフローチヤート、第
８図はBITが“１”のときに単一コーデイングス
テツプに対して統計の更新処理を行うためのフロ
ーチヤート、第９図はBITが“１”のときは多重
コーデイングステツプに対して統計の更新処理を
行うためのフローチヤート、第１０図はバイトア
ウト手続のフローチヤート、第１１図はバイトイ
ン手続のフロチヤート、第１２図は圧縮されたデ
ータストリームに最終バイトを追加するために、
コーダー中で使用される手続のフローチヤートで
ある。１，２，３…データ圧縮手段、５，６，７
…データ圧縮解除手段。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 入力データの発生確率を計算し、該確率に適
   合する圧縮コードを用いて入力データを圧縮して
   転送するようにしたデータ圧縮・転送・圧縮解除
   装置であつて、 (a) データ入力手段と、 (b) 上記データ入力手段に接続され、所定の適応
   予測モデルに基づき、ｎ番目（ｎは、正の整
   数）のデータが特定のレベルにあるか否かに応
   じて１または０の値をとるｎ番目の２値判断ビ
   ツト信号を発生するとともに、ｎ−１番目以前
   の２値判断ビツト信号発生の履歴を表す状態信
   号を発生するための第１の状態発生手段と、 (c) 上記第１の状態発生手段に接続され、上記状
   態信号に基づき、ｎ番目の２値判断ビツト信号
   が１（または０）である確率を表すｎ番目の確
   率信号を与えるための第１の適応確率発生手段
   と、 (d) 上記第１の状態発生手段と上記第１の適応確
   率発生手段に接続され、上記ｎ番目の２値判断
   ビツト信号と、上記状態信号と、上記ｎ番目の
   確率信号に基づき、上記データ入力手段に入来
   するデータストリームを圧縮するためのデコー
   ダー手段と、 (e) 上記デコーダー手段に接続され、圧縮された
   データ信号を転送するための転送手段と、 (f) 上記転送手段に接続され、転送された上記デ
   ータ信号に応答して、圧縮解除されたデータ信
   号を発生するとともにｎ番目の２値判断ビツト
   信号を発生するためのデコーダー手段と、 (g) 上記入力手段におけるデータストリームに対
   応する圧縮解除されたデータストリームを与え
   るための出力手段と、 (h) 上記出力手段と上記デコーダー手段に接続さ
   れ、上記第１の状態発生手段と同一の適応予測
   モデルに基づきｎ番目の転送先状態信号を発生
   するための第２の状態発生手段と、 (i) 上記デコーダー手段と、上記第２の状態発生
   手段に接続され、上記ｎ番目の転送先状態信号
   と上記デコーダー手段により与えられる上記ｎ
   番目の２値判断ビツト信号に基づき、ｎ番目の
   ２値判断ビツト信号が１（または０）である確
   率を表すｎ番目の転送先確率信号を与えるため
   の第２の適応確率発生手段とを具備し、 (j) 上記デコーダ手段の圧縮解除されたデータ信
   号の発生は、上記転送先状態信号と上記ｎ番目
   の転送先確率信号に応答してなされ、 (k) 上記第２の状態発生手段は、上記デコーダー
   手段のデータ出力に応答して上記出力手段に出
   力データを与えるようにしたことを特徴とす
   る、 データ圧縮・転送・圧縮解除装置。