JPH03201679A - 可変長符号の復号化テーブルの自動作成方法 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、符号の木で表現できるような可変長符号の復
号化テーブルを自動的に作成するための方法に関する。

〔従来の技術〕

符号の木で表現できるような可変長符号の代表例として
ハフマン符号がある。このハフマン符号は、発生頻度の
多い事象には短い符号を、また発生頻度の少ない事象に
は長い符号を割り当て、全体として平均符号長が最短符
号となるような可変長符号である。このハフマン符号を
利用した画像データの符号化方式の例として、例えば、
ＩＳＯ／ＪＴＣ１／　ＳＣ２／ＷＧ８で採用された自然
静止画像符号化の国際標準化案がある。この国際標準化
案におけるベースラインシステムでは、ＡＤＣＴ　（適
応的離散コサイン変換）とハフマン符号を用いた符号化
方式を採用している。

上記国際標準化案のベースラインシステムにおけるハフ
マン符号の復号化テーブルの作成方法は次の通りである
。すなわち、全事象を予め符号ビット数に従ってソーテ
ィングしておき、ビット数の小さい事象から順に全事象
に符号を割り当てていく。復号化テーブルの各メモリ番
地は各事象に対応しており、それぞれの番地にそれぞれ
の事象の値、符号化データ、符号ビット数が格納されて
いる。したがって、まず、最初の事象に対応するメモリ
番地の符号化データを表す部分の中で、最下位ビットの
みを°゛１”とし、それ以外のビットを“Ｏパとする。

以下、着目している事象の１つ前の事象の符号化データ
に“１”を足し、さらに、もし符号化ビット数が前の事
象よりも増えた場合には、・その増えたビット数分だけ
符号化データを左（上位）ヘビットシフトし、着目して
いる事象の符号化データとするものである。

上記復号処理を、各節点の左の枝を符号“Ｏ”。

右の枝を符号“′１”にそれぞれ対応させた符号の木で
考えると次のようになる。まず最初に、最小ビット数の
符号化データを表す節点に最初の事象を対応させ、以下
、符号の木を右へ進みながら、各事象につき符号ビット
数と同じ深さの節点にその事象を対応させていく。そし
て、符号の木の右端に達したら、次は左端に移り、以下
同様な動作を繰り返していく。

第４図と第５図にこの処理の具体例を示す。第４図中の
“ｐａｉｎｔ”はソーティングの際の通し番号、”ｈｕ
ｆｆｔａｂ、ｖａｌｕｅ”は事象の値（便宜上、多値を
アルファアベットＡ−Ｊで表現）　、”ｈｕｆｆｔａｂ
、５ｉｚｅは符号ビット数、”ｈｕｆｆｔａｂ、ｃｏｄ
ｅ″は符号化データ（２進数）を示す。第５図は第４図
の符号の木である。第５図において、各終端節点には、
その終端節点に対応する“ｐａｉｎｔ”＝０〜９と“ｈ
ｕｆｆｔａｂ、ｖａｌｕｅ”＝Ａ−Ｊが、また、それ以
外の節点（根および中間節点）には、符号の木を構成す
るときの順番に従った通し番号Ｏ〜８がそれぞれ記され
ている。

第５図の符号の木を用いた場合の復号の手順は次の通り
である。まず、根（節点−０）からスタートし、人力符
号列をｌビットづつ解釈しながら、もし“０゛であれば
左の子へ、“１゛であれば右の子へ進むということを繰
り返し、終端節点に達したらそこに書いである値を復号
すべき事象の値とする。

従来、第５図のような符号の木をテーブル表現する方法
の１つとして、エイホなどの提案した方法（“アルゴリ
ズムの設計と解析ビ°ｐ、４７、＾、ｖ。

エイホ他著、野崎他訳、サイエンス社、　１９８６年）
がある。これによると、第５図の符号の木は第６図のよ
うな復号化テーブルで表現される。第５図の根および中
間節点に記された番号が第６図でのａｄｄｒｅｓｓ″に
対応し、各″ａｄｄｒｅｓｓ”には“Ｉｅｆ　ｔｓｏｎ
とｒｉｇｔ１ｔｓｏｎ”という二つの値が用意されてい
る。

ｌｅｆ　ｔｓｏｎ”には、着目している接点の左の子が
中間節点の場合には、その節点の“ａｄｄｒｅｓｓ”（
復号継続命令に相当）が、また、着目している接点が終
端節点の場合には、対応する事象の値（復号終了命令に
相当）がそれぞれ入っている。終端節点であるか否かは
、フラグビットを用いて判断される。

“ｒｉｇｈｔｓｏｎ”についても同様である。

この第６図の復号化テーブルを用いて復号するには、常
に”ａｄｄｒｅｓｓ”−０からスタートし、入力符号列
を１ビツトづつ見ながら、もし０゛であれば“ｌｅｆ　
ｔｓｏｎ”の値、”　１　”であれば“ｒｉｇｈｔｓｏ
ｎ”の値を参照しつつ先へ進んでいくのである。

また、他の復号方法として、特公昭６３−３８１５３号
の「ランレングス符号の復号方法」がある。この復号方
法は、モディファイド・ハフマン符号などのランレング
ス符号の復号に関するもので、この方法を利用して以下
のように復号することができる。

まず、第５図の符号の木を第７図のように書き換えてみ
る。第７図を作成する手順は次の通りである。まず、第
５図の根（節点Ｏ）に着目すると、これを基準とした深
さ２未満の節点はないということが分かる。そこで、深
さ１の中間節点（節点１．２）を消し、深さ２の中間節
点（節点３，４）および終端節点（節点Ａ、Ｂ）を直接
根（節点０）につなぐ。以下、節点３，４をそれぞれ基
準として同様の操作を繰り返していくと、第７図が得ら
れる。この第７図が第５図と大きく異なる点は、第５図
では終端節点を除くすべての節点がそれぞれ２つの子を
持つ、いわゆる二分木であるのに対し、第７図では節点
によって子の数が異なる点である。

上記第７図を用いて復号を行う手順は次の通りである。

根（節点Ｏ）からスタートし、入力符号列から２ビット
取り込んで、もし、００′”なら節点４へ　“’１１”
なら節点３へそれぞれ進み、ｏｌ゛または“１０パなら
復号事象の値として“Ａ”または“Ｂ”をそれぞれ得る
。節点４へ進んだ場合はさらに２ビツトを取り込み、゛
節点３へ進んだ場合はさらに１ビット取り込み、以下同
様にして終端節点に達するまで復号を続ける。

上記方法によってテーブル表現するために注意すべき点
は、第１に、何ビットまとめて解釈すべきかを明記する
必要があるという点である。第６図のときは常に１ビツ
トづつ解釈していたが、第７図では節点によって解釈ビ
ット数が変わるからである。第２に、解釈するビット数
によって分岐の数（１ビツトなら２通り、２ビツトなら
４通り）が異なるという点である。第６図では、常に２
通りの分岐（“ｌｅｆ　ｔｓｏｎ”と“ｒｉｇｈｔｓｏ
ｎ”）　Ｌ７かないため、テーブルを簡単に表現できた
が、第７図の場合はそれほど簡単ではない。これらの点
に留意して作成した第７図に対する復号化テーブルが第
８図である。ただし、この第８図の復号化テーブルは、
前述の特公昭６３−３８１５３号において１個のメモリ
で表現されていたものを、複数個のメモリに分けて表現
し直したものである。

第８図の復号化テーブルの内容は次の通りである。すな
わち、復号化テーブルとして５個のメモリ０〜４を用意
し、メモリＯの先頭番地“ａｄｄｒｅｓｓ＝０にパ２ビ
ット取り込め“（復号継続命令）と書き込み、このアド
レスに続いて、解釈すべきビット数に対応する２２＝４
個のアドレス空間が確保される。この４個のアドレス空
間“”ａｄｄｒｅｓｓ　＝１〜４には、入力符号列の２
個のそれぞれの場合に対する命令が“００“、“０１″
、“１０”、“１１″の順（第７図の符号の木でいえば
左から右の順）に格納されている。この“”ａｄｄｒｅ
ｓｓ　”　＝　１〜４に格納される命令の具体的内容は
、次に移るべき節点が中間節点ならば、例えば“ａｄｄ
ｒｅｓｓ　　＝１のように“°メモリ２へ飛べ°゛とい
う復号継続命令であり、これに応じてその飛び先のメモ
リ２の先頭番地“ａｄｄｒｅｓｓ”＝０には再びその節
点で解釈すべきビット数に対応した“２ビット取り込め
”という復号継続命令が格納される。以下、同様のこと
が繰り返される。

一方、次に移るべき節点が終端節点ならば、例えばメモ
リＯの“”ａｄｄｒｅｓｓ”＝２のように°“事象はＡ
゛″という復号終了命令が格納され、そこで復号が終了
する。なお、上記三種類の命令はフラグビット、でそれ
ぞれ区別される。

〔発明が解決しようとする課題〕

従来においては、上記したような復号化テーブルを用い
、復号を行っていた。しかしながら、第６図のごとき復
号化テーブルの場合、圧縮された画像データ列に対して
、復号化テーブルの最初の番地から順番に１ビツトづつ
符号化テーブルと照らし合わせていき、入力符号列と一
致する符号化データを見つけねばならず、復号に時間が
かかるという欠点がある。

一方、第８図のごとき復号化テーブルは、モディファイ
ド・ハフマン符号のように予め符号化データが決まって
いるランレングス符号を表現するために考案された固定
テーブルであり、ハフマン符号のように入力事象データ
によって符号化データが適応的に変化する符号にはその
まま適用することができない。また、特公昭６３−３８
１５３号には、第８図の復号化テーブルを自動的に作成
するためのテーブル作成方法については何ら提案されて
おらず、ランレングス符号の復号方法が開示されている
だけである。

本発明は、上記事情の下になされたもので、その目的と
するところは、入力事象データによって符号化データが
適応的に変化するハフマン符号などの可変長符号を高速
に復号するための復号化テーブルを、入力事象の値とそ
の符号ビット数の２つを用いて適応的に自動作成するこ
とのできる可変長符号の復号化テーブルの自動作成方法
を提供することである。

ｃ課湖を解決するための手段〕 本発明は、上記目的を達成するために、符号ビット数の
少ないものから順にソーティングされた事象およびその
事象に対応する符号ビット数データを人力事象データと
して符号の木で表現できるような可変長符号の復号化テ
ーブルであって、連続して伝送される可変長符号化デー
タの先頭から所定のビット数づつ取り出したビット列の
結果により選択される複数の命令を持つような復号化テ
ーブルの自動作成方法において、符号の木の根のそれぞ
れの子あるいはその子孫に含まれる前記ソーティングさ
れた事象の範囲を、前記符号ビット数データから算出し
た各事象に対応する終端節点の前記子に対する重みを用
いて求め、該重みからそれぞれの子が終端節点か中間節
点かを判断し、子が終端節点の場合には復号終了命令を
復号化テーブルに害き込み、子が中間節点の場合には復
号継続命令を復号化テーブルに書き込むとともにその子
を新たな根とし、上記動作を再帰的に繰り返すようにし
たものである。

また、上記方法において、着目している根を基準とした
符号ビット数データが最小である事象に対応する終端節
点および当該終端節点と深さの等しい中間節点をすべて
根に直結し、これらの節点をそれぞれ新たな子と見なす
ようにしたものである。

（作　用） 入力事象の値とその符号ビット数のみを復号化テーブル
を作成するための入力事象データとして用い、符号の木
の深さごとに各終端節点の“重み°。

を算出し直し、この“重み”によってそれぞれの節点が
終端節点か、あるいは中間節点かを判定することにより
復号化テーブルを作成していくので、可変長符号を効率
よく復号できる復号化テーブルを自動作成できる。

また、着目している根を基準とした符号ビット数データ
が最小である事象に対応する終端節点および当該終端節
点と深さの等しい中間節点をすべて根に直結し、これら
の節点をそれぞれ新たな子と見なして重み付けを行うよ
うにしたので、さらに効率的に復号可能な符号化テーブ
ルを自動作成できる。

〔実施例〕

以下、図面を参照して本発明の実施例につき説明する。

第１図は、前述した第５図とまったく同じ構成の符号の
木である。本発明の場合、この符号の木において、各終
端節点Ａ−Ｊに“符号ピント数”（第４図の“ｈｕｆｆ
ｔａｂ、５ｉｚｅ″の値）とその節点の“。

重み゛が記されている。例えば、終端節点Ａにおいて、
節点Ａの下に記された２つの数値のうち、左の数値２が
符号ビット数を、右のカッコ内の数値（１／４）が重み
を表している。この重みは、その終端節点の符号ピッｌ
をｎとすると１／２ｎで定義する。ここでの“重み”は
各終端接点の根に対する重みであり、全終端節点の°“
重み゛の総和は１である。

本発明は゛′符号ビット数′と°重み°゛を付した上記
第１図のごとき符号の木を用いて復号化テーブルを自動
作成するものであるが、以下の説明においては、最も効
率のよい請求項（２）記載の方法による場合を例にとっ
て、その処理例を述べる。請求項（１）記載の方法の場
合は、後述する第２図の符号の木を用いずに上記第１図
の符号の木を用いて同様の処理を実行すればよい。

さて、請求項（２）記載の方法を実施する場合は、まず
最初に、第１図の符号の木を第２図のように変形する。

すなわち、第１図において、人力事象データの最小符号
ビット数は２ビツトであるので、符号ビット数−２の事
象に対応する終端節点Ａ。

Ｂ、およびこれと同じ深さの中間節点３，４をすべて１
ｌ（ｆｆｆｆ点Ｏ）に直結する。このようにして得られ
た新たな符号の木を第２図に示す。

第２図から分かるように、一つの子或いはその子孫に含
まれる各事象に対応する各終端接点の“ｐａ　ｉ　ｎ　
ｔ　”の値（節点Ａ−Ｊ内の下半部の数字）は深さに従
って連続している。したがって、１つの子あるいはその
子孫に含まれる事象の範囲を表現するには、それに対応
する“ｐａｉｎｔ”の最小値と最大値を示せばよいこと
がわかる。そこで、以後この最小値を“ｓＬｐ”　最大
値を“ｅｎｐ”とおく。

この第２図に基づいて、本発明は以下のようにして第８
図と同様の復号化テーブルを自動作成する。すなわち、
まず最初に、第８図のメモリ０の先頭番地（“”ａｄｄ
ｒｅｓｓ”＝０）に“′２ビット取り込め°゛という復
号継続命令を書き込む。ここでの“２ビツト“というの
は、前述の最小符号ピント数の値に対応する。

次に、第２図における各符号ビット数から最小符号ビッ
ト数＝２ビットをそれぞれ引いたものを新たな符号ビッ
ト数とし、この符号ビット数に応して各終端節点の“重
み°゛も新たに算出し直す。

これを第３図に示す。第３図から、例えば、節点４の子
孫の各事象（Ｅ、Ｆ、Ｇ、Ｈ，Ｉ、Ｊ）の“重み”°の
総和が１になることが分かる。他の３つの節点（Ａ、Ｂ
、３）についても同様である。

そして、第３図において、“ｓｔｐ”＝０とおき、そこ
から“ｐａｉｎｔ”の値の順に各終端節点の“重み゛の
和を計算していき、その和が最初にｌとなった時点の°
“ｐａｉｎｔ”を“ｅｎｐ”とする。第３図の場合、節
点への“′重み”はｌであるから、“’ｅｎｐ　−”ｓ
ｔｐ”−０となり、この最初の子（節点Ａ）およびその
子孫に含まれる事象は１個のみであることが分かる。し
たがって、この子（節点Ａ）は終端節点であることが分
かるので、メモリ０の“”ａｄｄｒｅｓｓ″−２に“事
象はＡ”という復号終了命令を書き込み、次へ進む。

次に、°“ｓＬｐ”＝ｏ＋１＝１とおいて、上記と同様
の処理を行うが、ここでもやはり次の節点Ｂが“重み゛
”−１であり、　ｅｎｐ−“ｓｔｐ″−１となる。

したがって、二番目の子（節点Ｂ）も終端節点であるこ
とが分かるので、一番目と同様に、メモリ０の”ａｄｄ
ｒｅｓｓ　＝　３に゛事象はＢ”という復号終了命令を
書き込み、次へ進む。

次に、“’ｓｔｐ”−ｔ　＋　ｔ　＝２とおいて同様の
処理を行うが、ここでは°“ｅｎｐ＝３なので、三番目
の子（節点３）は子孫を持つ中間節点であり、その子孫
に含まれる事象の数は２個であることが分かる。そこで
、メモリ０の“ａｄｄｒｅｓｓ　＝　４に“メモリ１へ
飛ベパという復号継続命令を書き込み、着目している三
番目の子（節点３）を新たな根とみなし、上記の動作を
中間節点がなくなるまで再帰的に繰り返すことによりメ
モリ１を得る。

次に、”ｓｔｐ”−３＋　１　＝４とおいて、四番目の
子（節点４）についても同様の処理を行う。この場合、
四番目の子（節点４＞に含まれる節点Ｅ〜Ｊの重みの総
和が重みｌとなるから、“ｓｔｐ”−４、ｅｎｐ”＝９
となる。したがって、四番目の子（節点４）は子孫を持
つ中間節点であり、その子孫に含まれる事象の数は６個
であることが分かる。そこで、メモリ０の“ａｄｄｒｅ
ｓｓ　＝　１に“メモリ２へ飛べ”という復号継続命令
を書き込み、着目している四番目の子（節点４）を新た
な根とみなし、上記と同様の動作を中間ｆ’ｆｆ点がな
くなるまで再帰的に繰り返すことによりメモリ２を得る
。

当該再帰的動作の過程において、節点７，８に同様の処
理を適用し、最後の事象ｊが求まるまでこれを繰り返す
。このようにして、最終的に、第８図に示すと同様のメ
モリ０〜４からなる可変長符号の復号化テーブルが自動
的に作成される。

なお、第１図の例では、最小符号ビット数を２としたが
、これは−例にすぎない。また、これに関連してメモリ
中の前記“２ビット取り込め゛という復号命令の取り込
みビット数も変わることはいうまでもない。

〔発明の効果〕

請求項（１）記載の本発明方法によるときは、符号の木
の根のそれぞれの子あるいはその子孫に含まれるソーテ
ィングされた事象の範囲を、その符号ビット数データか
ら算出した各事象に対応する最終節点の核子に対する“
重み”を用いて求め、その“重み°“の値からそれぞれ
の子が最終節点か中間節点かを判断し、子が最終節点の
場合には復号終了命令を復号化テーブルに書き込み、子
が中間節点の場合には復号継続命令を復号化テーブルに
書き込むとともにそのとの子を新たな根とし、上記動作
を再帰的に繰り返すことにより、人力符号列に対する事
象の値を求めるようにしたので、人力事象の値とその符
号ビット数を用いて、可変長符号を効率よく復号するた
めの復号化テーブルを適応的に自動作成することができ
る。

また、請求項（２）記載の方法によるときは、着目して
いる根を基準とした符号ビット数データが最小である事
象に対応する終端節点および当該終端節点と深さの等し
い中間節点をすべて根に直結し、これらの節点をそれぞ
れ根に直結された新たな子と見なすようにしたので、さ
らに効率よく復号可能な復号化テーブルを自動作成する
ことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明方法の復号化テーブル作成のための符号
の木の例を示す図、 第２図は第１図において最小符号ビット深さの節点を根
に直結して書き直した符号の木を示す図、 第３図は第２図において重み付けをし直した符号の木を
示す図、 第４図は自然静止画像符号化の国際標準代案における復
号テーブルの例を示す図、 第５図は第４図の復号化テーブルのための符号の木を示
す図、 第６図はエイホの方法による復号テーブルの例を示す図
、 第７図は第５図において最小符号ビット深さの節点を根
に直結して書き直した符号の木を示す図、 第８図は第７図の符号の木による復号テーブルの例を示
す図である。

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）符号ビット数の少ないものから順にソーティング
   された事象およびその事象に対応する符号ビット数デー
   タを入力事象データとして符号の木で表現できるような
   可変長符号の復号化テーブルであって、連続して伝送さ
   れる可変長符号化データの先頭から所定のビット数づつ
   取り出したビット列の結果により選択される複数の命令
   を持つような復号化テーブルの自動作成方法において、 符号の木の根のそれぞれの子あるいはその子孫に含まれ
   る前記ソーティングされた事象の範囲を、前記符号ビッ
   ト数データから算出した各事象に対応する終端節点の前
   記子に対する重みを用いて求め、該重みからそれぞれの
   子が終端節点か中間節点かを判断し、 子が終端節点の場合には復号終了命令を復号化テーブル
   に書き込み、 子が中間節点の場合には復号継続命令を復号化テーブル
   に書き込むとともにその子を新たな根とし、上記動作を
   再帰的に繰り返すこと を特徴とする可変長符号の復号化テーブルの自動作成方
   法。
2. （２）請求項（１）記載の方法において、 着目している根を基準として符号ビット数データが最小
   である事象に対応する終端節点および当該終端節点と深
   さの等しい中間節点をすべて根に直結し、これらの節点
   をそれぞれ新たな子と見なすこと を特徴とする可変長符号の復号化テーブルの自動作成方
   法。