JPH04156110A

JPH04156110A - データ圧縮方法

Info

Publication number: JPH04156110A
Application number: JP28143290A
Authority: JP
Inventors: Yasuhiko Nakano; 泰彦中野; Shigeru Yoshida; 茂吉田; Yoshiyuki Okada; 佳之岡田; Hirotaka Chiba; 広隆千葉
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1990-10-19
Filing date: 1990-10-19
Publication date: 1992-05-28
Anticipated expiration: 2015-02-28
Also published as: JP3012678B2

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】〔目次〕概要産業上の利用分野従来の技術（第７図乃至第１３図）発明が解決しようとする課題課題を解決するだめの手段（第１図）作用実施例（ａ）　　一実施例の説明（第２図乃至第６図）（ｂ）
　　他の実施例の説明発明の効果〔概要〕ＬＺＷ符号を用いてデータ圧縮するデータ圧縮方法に関
し、辞書中の登録部分列を高速Ｃ：検索し。

符号化時間を短縮することを目的とし。

符号比隣データを相異なる部分列≦部分けて、該部分列
を辞書に登録しておき。

連結する部分列の検索順を示す検索用リスト（二従って
、入力データと該辞書中の部分列を比較検索し。

人力データを該辞書中の部分列の内、最大長一致するも
のの参照番号で指定して符号化するデータ圧縮方法にお
いて。

該検索された部分列を該検索用リストの先頭Ｃ二くるよ
うＣ二該検索用リストを書き換える。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、ＬＺＷ符号を用いてデータ圧縮するデータ圧
縮方法ζ二関する。

近年９文字コード、ベクトル情報、ｍ像など様々な樵類
のデータがコンピュータで扱りれるよう（コなっており
、扱われるデータ量も急速Ｃ：増加してきている。大量
のデータを扱っときは、データの中の冗長な部分を省い
てデータ量を圧縮することで、記憶容量を減らしたり、
速く伝送したりできるよう≦二なる。

様々なデータを１つの方式でデータ圧縮できる方法とし
てユニバーサル符号化が提案されている。

ここで２本発明の分野は９文字コードの圧縮（：限らず
、様々なデータ４：適用できるが、以下では。

情報理論で用いられている呼称を蹄襲し、データの１　
ｗｏｒｄ　単位を文字と呼び、データが任意ｗｏｒｄつ
ながったものを文字列と呼ぶことＣ二する。

ユニバーサル符号の代表的な方法として、Ｚｉｖ−Ｌｅ
ｍｐｅＪ　（ジブーレンペル）符号がある（詳しくは。

例えば、宗儂「Ｚｉｖ　−Ｉ、ｅｍｐｅｌ　（Ｄデータ
圧縮法」。

情報’８Ｎ、　ＶＯｌ、　２６．ｌｋ　１．１９８５年
を参照ノコト）。

Ｚｉｖ　−ＬｅｍｐｅＪ符号では■ユニバーサル型と、
■増分分解ｉｉ１　（Ｉｎｃｒｅｍｅｎｔａｌ　ｐａｒ
ｓｉｎｇ　）の２つのアルゴリズムが提案されている。

さらロ、ユニバーサル聾アルゴリズムの改良として、Ｌ
ＺＳＢ　符号がある（　Ｔ、　ＣＢｅＮ、　’Ｂｅｔｔ
ｅｒ　ＯＰＭ／Ｌ　Ｔｅｘｔ　Ｃｏｍｐｒｅ−ｓｓｉｏ
ｎ’、　ＩＥ　ＥＥ　Ｔｒａｎｓ、ｏｎ　Ｃｏｒｒｍｕ
ｎ、、　Ｖｏｉｄ、　ＣＯＭ　−３４、ｋ　１２．　Ｄ
ｅｃ、　１９８６参照）。また、増分分解型アルゴリズ
ムの改良としては、　Ｌ　Ｚ　Ｗ　（Ｌｅｍｐｅｌ−Ｚ
ｉｖ−Ｗｅｌｃｈ）符号がある（　Ｔ、　Ａ、　Ｗｅｌ
ｃｈ、　’Ａ　Ｔｅｃｈｎｉｑｕｅ　　ｆｏｒ　　Ｈｉ
ｇｈ　−Ｐｅｒｆｏｒｍａｒｓｃｅ　　Ｄａｔａ　　Ｃ
ｏｍｐｒｅｓｓｉｏｎ）Ｃｏｍｐｕｔｅｒ、Ｊｕｎｅ　
１９８４参照）。

これらの符号の内、高速処理ができることと。

アルゴリズムの簡単さからＬＺＷ符号が記憶装置のファ
イル圧縮などで使われるよう（：なっている。

〔従来の技術〕

先づ、ＬＺＷ符号（二ついて第７図乃至第９図を用いて
説明する。第７図はＬＺＷ符号化処理７０−図、第８図
はＬＺＷ復号化最北フロー図、第９図はＬＺＷ符号化、
復号化説明図である。

尚、第９図では説明を簡単にするためａｂｃの３文字の
組合せからなるデータを圧縮、復元する場合を取上げて
いる。

ＬＺＷ符号化は、書き替え可能な辞書をもち。

入力文字コード・データ中を相異なる文字列（；分け、
この文字列を出現したＩｌ［ζ二番号を付けて辞書（二
登録するととも鴫二、現在入力している文字列を辞書≦
二登録しである最長−成文字列の番号で表して、符号化
するものである。

第７図のフロー図（二より符号化処理を説明する。

まずステップ８ｘ（以下「ステップ」を省略）で予め全
文字（：つき−文字からなる文字列を初期値として登録
してから符号化を始める。８１の符、　最北は入力した
最初の文字Ｋにより辞書を検索して参照番号―を求め、
これを語頭文字列（ｐｒｅｆｉｘｓｔｒｉｎｇ）とする
。

次に８２で入力データの次の文字Ｋを読み込み。

Ｓ３で文字入力が終了したか否かをチエツクした後、５
４（＝進んでＳｌで求・めた語頭文字列−又はＳ５の一
盛二Ｓ２で読み込んだ文字Ｋを加えた（・Ｋ）が辞書（
：あるか否か探す。

Ｓ４で文字列（―Ｋ）が辞書Ｃ；なければ、８６に進ん
でＳｌで求めた文字にの参照番号−を符号語ｃｏｄｅ（
＃）として出力し、また文字列（ｄ）　（＝新たな参照
番号を付加して辞書ζ二登録し、さらにＳ２の入力文字
Ｋを参照番号−（：置き換えるととも≦二、辞書アドレ
スｎをインクリメントして８２≦：戻りて次の文字Ｋを
読み込む。

一方、８４で文字列（＃Ｋ）が辞書（二あれば、Ｓ５で
文字列（＃Ｋ）を参照番号＃（二置き換え、再びＳ２に
戻って文字列（６１Ｋ　）が辞書から探せなくなるまで
最大一致長の探索を続ける。

第９図囚、（Ｂ）を参照して符号化を具体的に説明する
と次のようになる。

まず第９図（８）の人力データは左から右へ読み込む。

最初の文字１を入力したとき、辞書１０（二はａの他（
ニ一致する文字列がないので、　ｏｕｔｐｕｔｃｏｄｅ
　（参照番号＃）を符号語として出力する。そして、拡
張した文字列ａｂ（＝参照番号４をつけて辞書１０（二
登録する。実際の登録は文字列（１ｂ）の形となる。続
いて２番目のｂが文字列の先頭になる。辞書１０（＝は
ｂの他（＝一致する文字列がないので、参照番号２を符
号語として出力し、拡張した文字列ｂａを実際（二は２
ａの形で参照番号５をつけて辞書１０に登録する。３番
目のａが次の文字列の先頭になる。以下、同様（ここの
処理を続ける。

第８図の復号化処理は第７図の符号化の逆の操作を行う
。

ｔＩＩＪ８図の復号化では、符号化と同様ζ二予め辞書
に全文字につき一文字からなる文字列を初期値として登
録してから復号な始める。

まずＳｌで最初の符号（参照番号）を読み込み。

現在のＣ０ＤＥをＱＬＤｃｏｄｅとし、最初の符号は既
述；辞書口登録された一文字の参照番号いずれかに該当
することから、入力符号Ｃ０ＤＥ＋ニ一致する文字ｃｏ
ｄｅ（Ｋ）を探し出し１文字Ｋを出力する。なお、出力
した文字（Ｋ）は後述するＳ８の例外処理のためＦ　Ｉ
　Ｎ　ｃｈａｒ　にセットしておく。

次に８２（二進んで次の符号を読み込んでＣ０ＤＥ（＝
ＩＮｃｏｄｅとしてセットする。

Ｓ３で新たな符号があるか否か、すなわち符号入力の終
了の有無をチエツクして８４（二進み、８３で入力され
た符号Ｃ０ＤＥが辞書≦二定義（登録）されているか否
かチエツクする。

通常、入力した符号語は前回までの処理で辞書Ｃ二登録
されているため、８５Ｇ＝進んで符号Ｃ０ＤＩＣ４：対
応する文字列ｃｏｄｅ　（ａｅＫ　）を辞書から読み出
し。

Ｓ６で文字列Ｋを一時的Ｃニスタックし、参照番号ｃｏ
ｄｅ　（ａｍ　）を新たなＣ０ＤＥとして再度８５（＝
戻り。

この８５．８６の手順を再滞的口参照番号−が一文字（
＝至るまで繰り返し、最後（ニー８７（二進んでＳ６で
スタックした文字をＬＩＦＯ（Ｌａｓｔ　Ｉｎ　Ｆａｓ
ｔＯｕｔ）形式でポツプアップして出力する。同時（二
８７４＝おいて、前回使った符号―と今回復元した文字
列の最初の一文字Ｋを組（ｓ、Ｋ）と表した文字列≦二
、新たな参照番号を付加して辞書Ｃ二登録する。

第９図０．０を参照して復号化処理を具体的（＝説明す
ると次のよう（＝なる。

まず第９図０で最初の入力文字は１であり、−文字ａ、
ｂ、ｃについては既Ｃ二参照番号ｌ、２゜３として第９
図ＯＣ二足すようＣ；辞書１０（−登録されているため
、辞書１０の参照により符号１ζニー致する参照番号の
文字列ａ（二置き換えて出力する。

次の符号２（二ついても同様（二して文字ｂ（＝、＠き
換えて出力する。このとき前回処理した符号と今回復号
した最初の一文字すとを組み合わせた（１ｂ）≦二新た
な参照番号４を付加して辞書１０（二登録する。

３番目の符号４は辞書１０の探索（二より１ｂからａｂ
と置き換えて文字列ａｂを出力する。同時に前回処理し
た符号２と今回復号した文字列の１番目の文字１との組
合せた文字列２ａ（＝ｂａ）を新たな参照番号５を付加
して辞書１０（二登録する。

以下同様（＝、この処理を繰り返す。

第９図（ｄ）の復号化では次の例外処理がある。

この例外処理は、第６番目の入力符号８の復号で生ずる
。符号８は復号時Ｃ二辞書（二定義されておらず、復号
できない。この場合（：は、前回処理した符号５Ｃ：前
回復号した文字列ｂ１の最初の一文字すを加えた文字列
５ｂを求め、さらに２Ｊ１ｂ。

ｂａｂと置き換えられて出力される。そして９文字列の
出力語＆：前回の符号語５（二今回復号した文字列の文
字すを加えた文字列５ｂ口参照番号８を付加して辞書番
＝登録する。

この例外処理は第８図の復号化処理フローの８４．８８
の処理を通じて行われ、最終的に８７で文字列の出力と
新たな文字列（ユ参照番号を付加した辞書への登録Ｓ７
で行われる。

なお、第７図、第８図の符号化／復号化処理は同じ辞書
を作り出しながら行う。

第７図の流れ図ζ二足す手順で符号化すると、１つの文
字列を辞書探索するたびζ；最悪、辞書全体をサーチし
なければならないため（二時間がかかった。そこで、従
来は辞書探索ζ二外部バッジー法（ｏｐｅｎ　ｈａｓｈ
ｉｎｇ、または、　ｃｈａｉｎｉｎｇ　）を用いて処理
速度を上げていた（例えば、オーム社刊、情報処理学会
編、情報処理ハンドブック第７７頁、に２２０頁、を参
照のこと）。

第１０図は外部ハツシュ法の説明図である。

文字列からなる集合Ｓを考えたとき、Ｓの文字列Ｘのあ
る位置を９文字列ＸからＸの格納位置のアドレスが直接
計算できる仕組みＣ二なりていると高速の探索ができる
。これを実現するのがノ・ツシ為法である。記憶場所（
）・、シエ表）に〇からｍ−１までのアドレスが付され
ているとすると、−・ッシ墓法では。

ｒＪＡ数ｈ　：　８−　（ｏ、　１．　＠＠６．ｍ−１
）を一つ定めて、Ｓの文字列Ｘのアドレスをｈ　（Ｘ）
で、　求める。関数りをノ・ツシエ関数、値ｈ　（Ｘ）
をＸの／・ッシ墓−アドレスといっている。

ハ、シ晶法は９通常、Ｓの大きさがｍ（ニルべてはるか
Ｃ；大きい場合Ｃ二層いられる。そこで、ｈをどのよう
Ｃ；選んだとしても、Ｓの相異なる文字列Ｘ、、　Ｘｓ
　　Ｃ対しテｈ　（ｘ、）　＝ｈ　（ｘ、）となる場合
が起こり得る。これを衝突と呼び、衝突！二対する対策
の一つとして外部／％　、シ２法（ｏｐｅｎ　ｈａｓｈ
ｉｎｇ。

または、　ｃｈａｉｎｉｎｇ）が用いられる。

外部バッジ為法は第１０図（二示すよう（二、〕・。

シェアドレスｉごと（：リストを用意し、　ｈ　（ｘ）
＝　ｉとなるＸはそのリストの先頭から順１；シまう、
同じバッジエアドレスをもつそれぞれのリストはノ（ケ
ラト（ｂｕｃｋｅｔ）と呼ばれる。

第１１図乃至第１３図は従来技術の説明図であり、に１
１図は、探索木の一例、第１２図はその文字列格納テー
ブルの状態と外部ノ１ツシエテーブルの状態、第１３図
は辞書探索（二外部）・フシ−法を用いたＬＺＷ符号の
フローチャートである（詳細（；ついては、Ｓ泳社刊、
ＡＰ−Ｌ為ｂｏ編著、／・−ドディスク・クックブック
参照のこと）。

第１２図ζ：おいて１文字列格納テーブル１０ｂは。

インデックスｉ（二対する文字コードが格納されており
、配列ｆｒｒｓｔ　１００が第１０図の外部）・フシ−
法の索引ｄｉｃｔｉｏｎａｒｙ　　（＝対応し、配列ｎ
ｅｘｔ　１０１が第１０図の連結リスト４：対応する。

配列ｆｉｒｓｔ１００はインデックス（アドレス）ｉ＆
二対する最初の連結インデックスｆｉｒｓｔ（ｉ舅机配
列ｎｅｘｔ　１０上そのインデックス（アドレス）ｉｊ
ニ一対する次の連結インデックスｎｅｘｔ（ｉ）が格納
される。

外部バッジ為法６二よる場合は、新たな文字Ｋを入力し
たとき、それまでの文字列の参照番号（）・、シエ・ア
ドレス）に文字Ｋを付加した文字列の参照番号を外部ノ
・ツシ為法で求めるものである。

外部ハ、シー法ζ：より、参照番号ｉの文字列＆ニー文
字を付加した文字列ｉをバッジ暴・アドレス（索引）と
して引く、連結リスト艦＝は９文字列ｉＣ二付加された
文字がｎｍｅ（二格納してあり、　ｎａｍｅの文字と文
字にの一致を検査し、不一致なら逐次連結リストを手繰
ること（＝よって、これまで出現した全ての一文字付加
文字列を探索することができる。もし、パケット中に文
字Ｋを付加した文字列がない場合は、最終的（：リスト
の連結アドレス０が得られ、＃当する文字列が登録され
ていないことを知ることができる。

第１１図のよう（二９文字列、　’ａｂ’、　’ａｈ’
、　ＩＺ’。

’ａｂｆ”、　　”ａｂｘ’、　’ａｈｄ’、　’ａｈ
ｆ’、　”ａｚｃ”が辞書（二登録されている場合Ｃ二
９文字列”ａｈｆ”を検索する場合を例Ｃ二とり、従来
の検索法を説明する。

初期状態の文字列の格納テーブル１０ｂの状態と外部バ
ッジ為テーブル１０！　（１００、１０１）の様子は第
１２図ζ：示す通りである。

第１文字目の”暑１は既（二登録済みであり、２文字目
の”ｈ”を検索するためｔ；、　ＩＩ　ａ　ｍを）〜ツ
シエアドレスとして配列ｆｉｒｓｔを引くと、Ｐｌが見
つかる。従クーてＰｉ（二格納されている′ａ”（二続
く文字列の”ａｈ”　　が見つかる。しかし、これとは
一致しないので、今度はＰＩをｌ・ツシエアドレスとし
た配列ｎｅｘｔ　　を引くとＰ２となる。ここでＰ２に
格納されている文字列の”ａｈ”　が見つかり２文字目
が一致する。

次（二３文字目の文字”ｆ”　の検索に移る。３文字目
の検索は、まずＰ２をバッジ−アドレスとした配列ｆ１
ｒｓｔを引く。するとＰ６となり３文字目の”ｄ”が検
索される。しかし一致しないので、今度はＰ６を）・ツ
シュアドレスとした配列ｎｅｘｔ　　を引くとＰＩとな
り、目的の３文字目”ｆ”が見つかる。検索は、第１１
図の■〜■の経路を通って行われる。

〔発明が解決しようとする課題〕

従来では、−度文字列が登録されると外部ノ・。

シエテーブルは、固定となり書き換えられることはなか
った。

従って検索頻度の高い文字列でも、−度検索経路の長い
所Ｃ二格納されると、毎回その長い経路を通って検索さ
れるので効率が悪く、登録が遅れたために、使用ＨＩ３
度の高い文字列でも、同じバッジエアドレスを持つリス
トの後の方（＝登録されていれば、検索（二毎回時間が
かかるという問題があった。

従って１本発明は、辞書中の登録部分列を高速に検索し
、符号化時間を短縮することができるデータ圧縮方法を
提供することを目的とする。

〔課題を解決するための手段〕

第１図は本発明の原理図である。

本発明は＋ａＥｉ図（：示すよう（二、符号比隣データ
を相異なる部分列Ｃ部分けて、該部分列を辞書１０に登
録しておき、連結する部分列の検索順を示す検索用リス
ト１０！に従って、入力データと該辞書中の部分列を比
較検索し、入力データを該辞書中の部分列の内、最大長
一致するものの参照番号で指定して符号化するデータ圧
縮方法において。

該検索された部分列を該検索用リス）　１０１の先頭４
：＜るよう（＝該検索用リスト１０１を書き換えるもの
である。

又１本発明は、ｔａ求項（１）（二おいて、前記検索用
リストは、前記部分列の文字数の少ないものから多いも
のに検索順を示しており、前記検索された部分列を前記
検索用リストの同一文字数の部分列の先頭（二くるよう
に前記検索用リストを書き換えるものである。

〔作用〕

本発明は９文字列の使用頻度を考慮して、−度検索され
た文字列は、同じバッジエアドレスを持つ文字列中の先
頭（＝置き換える処理を行い、２回目からは、最小回数
で検索が行えるよう連結リストを書き換えるよう（二す
るものである。

このため、辞書を用いた符号化を高速化でき。

符号化時間を短縮できる。

〔実施例〕

（ａ）　　−実施例の説明第２図は１本発明の一実施例処理フロー図、ｇ３図乃至
第６図はその動作説明図である。

尚、８１〜Ｓ７は第７図の８１−８７と同一である。

８１）プロセッサ（＄１図参照）は、第１番目の文字を
含むよう４−辞書１０を初期化する。即ち。

文字コードｌを辞書１０のアドレスｍ（＝／）に登録す
る。

又９文字数Ｃ：辞書１０への現登録文字列数ｎをセット
する。

更≦二文字列格納テーブル１０ｂを用いて入力した最初
の文字Ｋを語頭文字列として参照番号（インデックス）
ｉ（二置換する。

次に、辞書検索用配列ｆｉｒｓｔ　ＩＱ　（７）　ｆｉ
ｒｓｔ　（ＮｌｊＡＸ　）　、　ｎｅｘｔ　１００　（
７）　ｎｅｘｔ　（ＮＭＡＸ　）　、文字列テーブル１
０６のｅｘｔ　（ＮＭＡＸ　）をｏに初期化す６゜８２
）プロセッサは１次の入力文字Ｋを読む。

８３）プロセッサは１次の文字Ｋがあるかを調べる。

８７）次の文字Ｋがなければ９文字にの符号ｃｏｃｔｅ
（＊）を出力して終了する。

８４．８５）一方１次の文字Ｋがあれば、辞書検索ステ
ップに入る。

先ｆ　、　７’　ａ　セッサは検索用インデックスｉを
文字列−とし、登録用インデックスｊをＯＣニアる。

次に、配列ｆｉｒｓｔ　ＩＯｇを参照し、インデックス
ｉの連結インデックスｆｉｒｓｔ（ｉ）　　を求め、イ
ンデックスｉ（ニセットする。

このインデックスｉがｒＯＪかを調べ、「Ｏ」でなけれ
ば文字列テーブル１０ｂのインデックスｉの文字列ｅｘ
ｔ（ｉ）が入力文字Ｋかを調べる。

入力文字にでなければ、検索用インデックスｉを登録用
インデックスｊＣ：移して保持せしめ、配列ｎｅｘｔ　
１０１　　をインデックスｉで参照し、連結インデック
スｎｅｘｔ（ｉ）を求め、インデ７タスｉｃニセットし
、インデックスｉ　＝　０かの判定（＝戻る。

８ｇ）一方９文字列ｅｘｔ（ｉ）が入力文字「幻なら。

登録用インデックスｊが「０」かを判定する。

ｊ＝ｏということは、　ｆｉｒｓｔ（ｉ）、即ち連結ノ
１番目の連結インデックスで入力文字Ｋが見付かったこ
とＣ：なり、入れ替えの必要がないため、ステップＳ２
へ戻る。

一方、ｊ（０であると、２番目以降の連結インデックス
で入力文字Ｋが見付かったこと≦二なり。

入れ替えを行う。

即ち、配列ｎｅｘｔ　１０１のインデックスｉのｎｅＸ
ｔ（ｉ）を１つ前のインデックスｊのｎｅｘｔ（ｊ）に
移し。

配列ｆｉｒｓｔ１００のインデック、Ｘａａのｆｉｒｓ
ｔ　（ａｍ　）をｎｅｘｔ（ｉ）　ｉ二移し、インデッ
クスｉをｆｉｒｓｔ（ｓ）（二移Ｔ。

これ≦二よって、入力文字にのインデックスｉが先頭に
書き換えられる。

そして、ステップＳ２へ戻る。

８６）ステップ８４で、ｉ−０なら辞書１０シ二ないた
め、登録ステップζ；入る。

先づ、ｃｏｄｅ（＊）を符号語として出力する。

次に９文字列数りをインデックスｉにセットし。

文字列数ｎを１日（ニインクリメントし２文字Ｋを文字
列テーブル１０ｂのインブックスミ−二ｅｘｔ（ｉ）と
して格納する。

次（：、登録用インデックスｊがｒＯＪかを調べる。

ｊ＝０なら、その段の文字列はｉｎのため、インデック
スｉを配列ｆｉｒｓｔ（ｓ）（＝セットする。

一方、ｊ＋０なら、その段の文字列は２０１以上のため
、インデックスｉを配列５ｘｅｘｔのｎｅｘｔ（ａｓ　
）ζ：セットする。

そして９文字Ｋをインデックスｉにセットし。

ステップ■Ｃ二戻る。

第３図乃至第６図を用いて具体例Ｃ二ついて説明する。

第３図囚のよう（二、第１１図と同一の例をとり。

文字列［ａｈｆＪを検索することで説明する。

第３図四の場合９文字列テーブル１０６．配列ｆｉｒｓ
ｔ　１００　ｍ配列ｎｅｘｔ　１０１　　は第３図０と
なる。

入力文字ｘ＝＝ｈを入力し、配列ｆｉｒｓｔ　、配列ｎ
ｅｘｔ　　をたどると、インデックスｉとしてｎｅｘｔ
（ｉ−Ｐｉ）＝Ｐ２が得られる。

コノ時、　ｅｘｔ（ｉ）　＝ｈであるから、　ｅｘｔ（
ｉ）のｉ　＝＝ｐ　２　、　ｊ　＝ｚｐ　ｌである。

従って、ステップＳ８（二より、入れ替えが行われる。

即ち、第４図Ｃ：示すよう（：　、　ｎｅｘｔ（ｉ）　
：　Ｐ　３をｎｅｘｔ（ｊ　　＝Ｐ　　１　　）　　（
二、　　　ｆｉｒｓｔ（ｓ・＝　　ａ　　）　　＝　Ｐ
　　１　　をｎｅｘｔ（Ｐ　　２　　）Ｃ，ｉ　　（＝
＝Ｐ２　　）　　を　ｆｉｒｓｔ（ｓ＝ａ）ζ：セット
する。

これ（二よって、連結状態は、第４図式のようＣ；。

第３図囚のｒｂＪとｒｈＪが入れ代わり、テーブル状態
は第４図＠）の如くなる。

次（＝、ステップＳ２＆：戻り９次文字ｒｆＪが入力さ
れると、配列ｆｉｒｓｔ　１００　＋配列ｎｅｘｔ　１
０１　　を第５図（ハ）のようにたどり、インデックス
ｉとしてｎｅｘｔ（Ｐ　５　）　＝Ｐ　７が得られる。

コノ時、　ｅｘｔ（ｉ）のｉ　＝Ｐ　７　、　ｊ　＝Ｐ
　５である。

従って、ステップ８８ζ二より入れ替えが行なわれる。

埋ち、　ｎｅｘｔ（ｉ）　＝　０をｎｅｘｔ（ｊ　＝Ｐ
　６　）　Ｃ。

ｆｉｒｓｔ　（＊＝Ｐ　２　）　＝Ｐ　６をｎｅｘｔ（
ｉ　＝Ｐ　７　）　（＝。

１（＝Ｐ７）をｆｉｒｓｔ　（＃＝Ｐ　２　）にセット
する。

これＣ二よって連結状態は、第６図囚のよう（二、第５
図（８）のｒｄＪとｒｆＪが入れ代わり、テーブル状態
は第６図０の如くなる。

このように、検索文字が１文字づつ見つかる度Ｃ二、ハ
ッシエテーブル１０２の中身を書き換えていくことによ
り９次回、同じ文字列の検索が行われた場合、最短の経
路で検索が行われ検索処理が高速化できる。

またコード及び文字の登録処理と、ハッシエテーブル配
列ｆｉｒｓｔ　、配列ｎｅｘｔ　　の登録処理、連結リ
ストの書き換えと次文字への検索続行処理を。

それぞれパイプラインで行うようにすればより高速な符
号化処理が行える。

（ｂ）　　他の実施例の説明上述の実施例の他（二１本発明は次のような変形が可能
である。

■　ハ、シ１テーブルの形式は配列ｆｉｒｓｔ　、配列
ｎｅｘ　ｔ　　の形式ζ：限らず、他のものであっても
よい。

■　ｃｏｄｅ（ｍ）として、更Ｃニランレングス符号化
等を用いて圧縮してもよい。

■　文字列（二限らず、符号化データ列であってもよい
。

以上本発明を実施例（二より説明したが９本発明は本発
明の主旨（二従い種々の変形が可能であり。

本発明からこれらを排除するものではない。

〔発明の効果〕

以上説明した様Ｃ二２本発明によれば、ＬＺＷ符号化最
北際して、辞書探索をするとき、探索された文字列が常
Ｃ：最短経路で検索されるように外部ノ・ッシ為テーブ
ルを逐−書き直しながら探索を行うので１便用類度の高
い文字列はど検索経路が短くなり高速な検索処理ができ
、符号化が高速化されるという効果を奏する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理図。第２図は本発明の一実施例処理フロー図。第３図乃至第６図は本発明の一実施例動作説明図。第７図はＬＺＷ符号化処理フロー図。第８因はＬＺＷ復号化処理フロー図。第９図はＬＺＷ符号化、復号化説明図。第１０図は外部バッジ−法の説明図。第１１図乃至第１３図は従来技術の説明図である。図中、１０　・・・辞書。１０よ・・・検索用リスト。補出願人　富士通株式会社

Claims

【特許請求の範囲】

（１）符号化済データを相異なる部分列に分けて、該部
分列を辞書（１０）に登録しておき、連結する部分列の検索順を示す検索用リスト（１０ａ）
に従つて、入力データと該辞書中の部分列を比較検索し
、入力データを該辞書（１０）中の部分列の内、最大長一
致するものの参照番号で指定して符号化するデータ圧縮
方法において、該検索された部分列を該検索用リスト（１０ａ）の先頭
にくるように該検索用リスト（１０ａ）を書き換えるこ
とを特徴とするデータ圧縮方法。
（２）前記検索用リスト（１０ａ）は、前記部分列の文
字数の少ないものから多いものに検索順を示しており、
前記検索された部分列を前記検索用リスト（１０ａ）の
同一文字数の部分列の先頭にくるように前記検索用リス
ト（１０ａ）を書き換えることを特徴とする請求項（１
）項記載のデータ圧縮方法。