JPH05110450A - 符号生成装置 - Google Patents
符号生成装置Info
- Publication number
- JPH05110450A JPH05110450A JP27065191A JP27065191A JPH05110450A JP H05110450 A JPH05110450 A JP H05110450A JP 27065191 A JP27065191 A JP 27065191A JP 27065191 A JP27065191 A JP 27065191A JP H05110450 A JPH05110450 A JP H05110450A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- code
- code length
- circuit
- value
- huffman
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Withdrawn
Links
Landscapes
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 任意のシンボル系列からハフマン符号を生成
する際に、その符号長の最大値を指定できる符号生成装
置を提供する。 【構成】 入力端子１より入力されたシンボル系列｛Ｓ
i ｝の生起確率列｛Ｐi｝が生起確率べき乗化回路２に
て２-n単位に切り捨てられ、｛Ｐi ′｝となる。次に入
力端子４より制限する最大符号長Ｌが生起確率切り上げ
回路３に入力され、２-Lよりも小さい生起確率｛Ｐ
i ′｝が２-Lに切り上げられ、｛Ｐi″｝に変換され、
データ並べ換え回路５，生起確率更新回路６及び判定回
路７にてＰi ″／Ｐi の値が計算され、ΣＰi ″の値が
“１”以上になるまで、値の小さい順に｛Ｐi ｝，｛Ｐ
i″｝が並べ替えられ、ハフマン符号割り当て回路８に
てｌi ＝−ｌｏｇ2 Ｐi ″が計算され、その値に応じて
シンボル｛Ｓi ｝にハフマン符号が割り当てられる。
する際に、その符号長の最大値を指定できる符号生成装
置を提供する。 【構成】 入力端子１より入力されたシンボル系列｛Ｓ
i ｝の生起確率列｛Ｐi｝が生起確率べき乗化回路２に
て２-n単位に切り捨てられ、｛Ｐi ′｝となる。次に入
力端子４より制限する最大符号長Ｌが生起確率切り上げ
回路３に入力され、２-Lよりも小さい生起確率｛Ｐ
i ′｝が２-Lに切り上げられ、｛Ｐi″｝に変換され、
データ並べ換え回路５，生起確率更新回路６及び判定回
路７にてＰi ″／Ｐi の値が計算され、ΣＰi ″の値が
“１”以上になるまで、値の小さい順に｛Ｐi ｝，｛Ｐ
i″｝が並べ替えられ、ハフマン符号割り当て回路８に
てｌi ＝−ｌｏｇ2 Ｐi ″が計算され、その値に応じて
シンボル｛Ｓi ｝にハフマン符号が割り当てられる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は符号生成装置、特に画像
データ等の圧縮符号化に際し、ハフマン符号を生成する
符号生成装置に関するものである。
データ等の圧縮符号化に際し、ハフマン符号を生成する
符号生成装置に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】従来、画像データを符号化する際に用い
られるエントロピー符号化の１つに、D.H.Huffman によ
って提案されたハフマン符号化方法がある。これは、基
となる画像データに直交変換等の系列変換を行うことに
よって得られた系列シンボルに対し、その生起確率の高
いシンボルには短い符号を、生起確率の低いシンボルに
は長い符号を割り当て、符号化効率を上げるものであ
る。
られるエントロピー符号化の１つに、D.H.Huffman によ
って提案されたハフマン符号化方法がある。これは、基
となる画像データに直交変換等の系列変換を行うことに
よって得られた系列シンボルに対し、その生起確率の高
いシンボルには短い符号を、生起確率の低いシンボルに
は長い符号を割り当て、符号化効率を上げるものであ
る。
【０００３】上述のハフマン符号は、次のような手順で
符号を生成している。 Ｍ個の情報源シンボルＳ1 ，Ｓ2 ，…，ＳM を生起
確率の順に並べる。 生起確率の最も小さいシンボル２個をまとめ、これ
を１つのシンボルに置き換え、その２つの確率の和を新
しいシンボルの生成確率とする。 再び確率の順に並べ直す。 上記，の手続きを最後に確率１のシンボルが残
るまで繰り返す。 以上の手順により符号の木を作り、最後に枝分かれ
に従って“０”と“１”の符号を割り当てる。図４は、
上述の手順を用いてハフマン符号を生成した例を示す図
である。
符号を生成している。 Ｍ個の情報源シンボルＳ1 ，Ｓ2 ，…，ＳM を生起
確率の順に並べる。 生起確率の最も小さいシンボル２個をまとめ、これ
を１つのシンボルに置き換え、その２つの確率の和を新
しいシンボルの生成確率とする。 再び確率の順に並べ直す。 上記，の手続きを最後に確率１のシンボルが残
るまで繰り返す。 以上の手順により符号の木を作り、最後に枝分かれ
に従って“０”と“１”の符号を割り当てる。図４は、
上述の手順を用いてハフマン符号を生成した例を示す図
である。
【０００４】以上説明したように、従来のハフマン符号
を生成する手順は、シンボル系列の生起確率からボトム
アップ式に符号を得るものである。
を生成する手順は、シンボル系列の生起確率からボトム
アップ式に符号を得るものである。
【０００５】
【発明が解決しようとしている課題】しかしながら、上
記従来例では、一般にハフマン符号の符号長が最大何ビ
ット長になるかは与えられたシンボル系列によって異な
る。実際、このハフマン符号を用いた画像符号化システ
ムをハード上で実現するためには、そのハフマン符号の
復号過程において、ルックアップテーブル（復号ＲＯ
Ｍ）を用いている。すなわち、ハフマン符号を復号デー
タが格納されている復号ＲＯＭにアドレスとして与え、
復号データを得るというものである。この際、復号ＲＯ
Ｍのメモリ容量はアドレスとして入力されるハフマン符
号の符号長が最大なものに合わせて、その符号長が示す
アドレス空間を有するだけの容量を確保しなければなら
ない。
記従来例では、一般にハフマン符号の符号長が最大何ビ
ット長になるかは与えられたシンボル系列によって異な
る。実際、このハフマン符号を用いた画像符号化システ
ムをハード上で実現するためには、そのハフマン符号の
復号過程において、ルックアップテーブル（復号ＲＯ
Ｍ）を用いている。すなわち、ハフマン符号を復号デー
タが格納されている復号ＲＯＭにアドレスとして与え、
復号データを得るというものである。この際、復号ＲＯ
Ｍのメモリ容量はアドレスとして入力されるハフマン符
号の符号長が最大なものに合わせて、その符号長が示す
アドレス空間を有するだけの容量を確保しなければなら
ない。
【０００６】従って、ハフマン符号の最大符号長が長く
なればなるほど、復号ＲＯＭのメモリ容量も大きなもの
となり、コストも増す。このように、ハフマン符号を用
いて画像符号化システムを構成する場合には、ハフマン
符号の最大符号長がシステム設計に関わる一要因となっ
ている。
なればなるほど、復号ＲＯＭのメモリ容量も大きなもの
となり、コストも増す。このように、ハフマン符号を用
いて画像符号化システムを構成する場合には、ハフマン
符号の最大符号長がシステム設計に関わる一要因となっ
ている。
【０００７】また、上述した如く、従来の方法では、ハ
フマン符号の作成に際し、基にする画像データによって
作成されるハフマン符号の最大符号長が異なってくるた
め、画像符号化システムのシステム設計を行う場合、あ
る任意の画像データに対し、一意にハフマン符号の最大
符号長を決定できないという欠点があった。
フマン符号の作成に際し、基にする画像データによって
作成されるハフマン符号の最大符号長が異なってくるた
め、画像符号化システムのシステム設計を行う場合、あ
る任意の画像データに対し、一意にハフマン符号の最大
符号長を決定できないという欠点があった。
【０００８】本発明は、上記課題を解決するために成さ
れたもので、任意のシンボル系列からハフマン符号を生
成する際に、その符号長の最大値を指定できる符号生成
装置を提供することを目的とする。
れたもので、任意のシンボル系列からハフマン符号を生
成する際に、その符号長の最大値を指定できる符号生成
装置を提供することを目的とする。
【０００９】
【課題を解決するための手段】及び
【作用】上記目的を達成するために、本発明の符号生成
装置は以下の構成を有する。
装置は以下の構成を有する。
【００１０】すなわち、任意のシンボル系列からハフマ
ン符号を生成する符号生成装置において、シンボル系列
の生起確率に基づいて符号長を求める符号長演算手段
と、該符号長演算手段により求めた符号長に応じて符号
を生成する符号生成手段とを有する。
ン符号を生成する符号生成装置において、シンボル系列
の生起確率に基づいて符号長を求める符号長演算手段
と、該符号長演算手段により求めた符号長に応じて符号
を生成する符号生成手段とを有する。
【００１１】また好ましくは、前記符号長演算手段は、
シンボル系列の生起確率を２のべき乗化し、その指数の
絶対値を符号長とすることを特徴とする。
シンボル系列の生起確率を２のべき乗化し、その指数の
絶対値を符号長とすることを特徴とする。
【００１２】更に好ましくは、前記符号長演算手段は、
最大の符号長をＬとすると、２のべき乗化した生起確率
の中から２-Lよりも小さい値の生起確率を２-Lに切り上
げて符号長を求めることを特徴とする。
最大の符号長をＬとすると、２のべき乗化した生起確率
の中から２-Lよりも小さい値の生起確率を２-Lに切り上
げて符号長を求めることを特徴とする。
【００１３】
【実施例】以下、図面を参照して本発明に係る好適な一
実施例を詳細に説明する。
実施例を詳細に説明する。
【００１４】図１は、基となるシンボル系列の生起確率
と制限するハフマン符号最大符号長とを入力することに
より、所望のハフマン符号を得るまでの処理を示すブロ
ック図である。
と制限するハフマン符号最大符号長とを入力することに
より、所望のハフマン符号を得るまでの処理を示すブロ
ック図である。
【００１５】ハフマン符号と、その基となるシンボル系
列の生起確率との関係を見てみると、一般的に、生起確
率が２-n（ｎは自然数）になっているシンボルに割り当
てられるハフマン符号の符号長はｎビットとなる。この
性質を利用して以下の手順により最大符号長を制限した
ハフマン符号を生成することができる。ここで、シンボ
ルＳi （ｉ＝１，２，…，Ｍ）の生起確率をＰi とし、
制限するハフマン符号の最大符号長をＬとする。 Ｐi を２-n単位に切り捨て、この結果をＰi′とす
る。 ２-Lより小さいＰi ′を全て２-Lに切り上げ、この
結果をＰi ″とする。 Ｐi ″／Ｐi の値の小さい順にソートする。 ΣＰi ″≦１の範囲でＰi ″／Ｐi の値が最小とな
るＰi ″を２倍する。 上記手続き，をΣＰi ″が“１”に等しくなる
か、２倍できるＰi ″がなくなるまで繰り返す。 得られたＰi ″＝２-nからｌi ＝−ｌｏｇ2 Ｐi ″
により、ハフマン符号長ｌi を得る。 ｌi の値によってシンボルＳi にハフマン符号を割
り当てていく。
列の生起確率との関係を見てみると、一般的に、生起確
率が２-n（ｎは自然数）になっているシンボルに割り当
てられるハフマン符号の符号長はｎビットとなる。この
性質を利用して以下の手順により最大符号長を制限した
ハフマン符号を生成することができる。ここで、シンボ
ルＳi （ｉ＝１，２，…，Ｍ）の生起確率をＰi とし、
制限するハフマン符号の最大符号長をＬとする。 Ｐi を２-n単位に切り捨て、この結果をＰi′とす
る。 ２-Lより小さいＰi ′を全て２-Lに切り上げ、この
結果をＰi ″とする。 Ｐi ″／Ｐi の値の小さい順にソートする。 ΣＰi ″≦１の範囲でＰi ″／Ｐi の値が最小とな
るＰi ″を２倍する。 上記手続き，をΣＰi ″が“１”に等しくなる
か、２倍できるＰi ″がなくなるまで繰り返す。 得られたＰi ″＝２-nからｌi ＝−ｌｏｇ2 Ｐi ″
により、ハフマン符号長ｌi を得る。 ｌi の値によってシンボルＳi にハフマン符号を割
り当てていく。
【００１６】以上の手続きをブロック図で示したのが図
１である。図示するように、入力端子１よりハフマン符
号を作成する際の基となるシンボル系列｛Ｓi ｝の生起
確率列｛Ｐi ｝が入力される。これが生起確率べき乗化
回路２によって値が２-n単位に切り捨てられ、｛Ｐ
i ′｝となる。次に、入力端子４より制限する最大符号
長Ｌが生起確率切り上げ回路３に入力され、これを基
に、回路３によって値が２-Lよりも小さい生起確率｛Ｐ
i ′｝が２-Lに切り上げられ、｛Ｐi ″｝に変換され出
力される。次に、変換された生起確率｛Ｐi″｝と信号
線１０からの生起確率列｛Ｐi ｝とがそれぞれデータ並
べ換え回路５に入力され、データ並べ換え回路５にてＰ
i ″／Ｐi の値が計算され、その値の小さい順に｛Ｐ
i ｝，｛Ｐi ″｝が並べ替えられる。そして、並べ替え
られた｛Ｐi ″｝が生起確率更新回路６に入力され、Ｐ
i ″／Ｐi の値が最小となるＰi ″の値を２倍する。
１である。図示するように、入力端子１よりハフマン符
号を作成する際の基となるシンボル系列｛Ｓi ｝の生起
確率列｛Ｐi ｝が入力される。これが生起確率べき乗化
回路２によって値が２-n単位に切り捨てられ、｛Ｐ
i ′｝となる。次に、入力端子４より制限する最大符号
長Ｌが生起確率切り上げ回路３に入力され、これを基
に、回路３によって値が２-Lよりも小さい生起確率｛Ｐ
i ′｝が２-Lに切り上げられ、｛Ｐi ″｝に変換され出
力される。次に、変換された生起確率｛Ｐi″｝と信号
線１０からの生起確率列｛Ｐi ｝とがそれぞれデータ並
べ換え回路５に入力され、データ並べ換え回路５にてＰ
i ″／Ｐi の値が計算され、その値の小さい順に｛Ｐ
i ｝，｛Ｐi ″｝が並べ替えられる。そして、並べ替え
られた｛Ｐi ″｝が生起確率更新回路６に入力され、Ｐ
i ″／Ｐi の値が最小となるＰi ″の値を２倍する。
【００１７】次に、更新された｛Ｐi ″｝が判定回路７
に入力され、判定回路７でΣＰi ″が計算され、その値
と“１”が比較される。その結果、ΣＰi ″が“１”よ
りも小さい場合には、再びデータ並べ替え回路５に｛Ｐ
i ″｝が戻される。この判定回路７にてΣＰi″の値が
“１”以上になるまで、生起確率の並べ替え、更新、判
定が繰り返される。また、判定回路７によってΣＰi ″
が“１”以上になると、｛Ｐi ″｝がハフマン符号割り
当て回路８に入力される。そして、この回路８でハフマ
ン符号の符号長の値となるｌi ＝−ｌｏｇ2 Ｐi ″が計
算され、その値に応じてシンボル｛Ｓi ｝にハフマン符
号が割り当てられる。
に入力され、判定回路７でΣＰi ″が計算され、その値
と“１”が比較される。その結果、ΣＰi ″が“１”よ
りも小さい場合には、再びデータ並べ替え回路５に｛Ｐ
i ″｝が戻される。この判定回路７にてΣＰi″の値が
“１”以上になるまで、生起確率の並べ替え、更新、判
定が繰り返される。また、判定回路７によってΣＰi ″
が“１”以上になると、｛Ｐi ″｝がハフマン符号割り
当て回路８に入力される。そして、この回路８でハフマ
ン符号の符号長の値となるｌi ＝−ｌｏｇ2 Ｐi ″が計
算され、その値に応じてシンボル｛Ｓi ｝にハフマン符
号が割り当てられる。
【００１８】具体的には、まずハフマン符号割り当て回
路８にて計算されたハフマン符号の符号長｛ｌi ｝をそ
の値の小さい順に並べ替える。その結果、図２に示すよ
うに、シンボル系列｛Ｓi ｝に対してそれぞれハフマン
符号長｛ｌi ｝が得られたとすれば、その中で最もｌi
の小さいシンボルＳ1 に対して値が“０”となるハフマ
ン符号が与えられる。つまり、図２の例では、シンボル
Ｓ1 のハフマン符号長ｌ1 が“２”であることから２ビ
ットのハフマン符号“００”を与える。
路８にて計算されたハフマン符号の符号長｛ｌi ｝をそ
の値の小さい順に並べ替える。その結果、図２に示すよ
うに、シンボル系列｛Ｓi ｝に対してそれぞれハフマン
符号長｛ｌi ｝が得られたとすれば、その中で最もｌi
の小さいシンボルＳ1 に対して値が“０”となるハフマ
ン符号が与えられる。つまり、図２の例では、シンボル
Ｓ1 のハフマン符号長ｌ1 が“２”であることから２ビ
ットのハフマン符号“００”を与える。
【００１９】次に、シンボルＳi に対してハフマン符号
Ｈi が割り当てられた時、シンボルＳi+1 には、ｌi+1
＝ｌi であれば、ハフマン符号Ｈi+1 としてＨiに
“１”を加算し、ビット長はそのままのハフマン符号が
割り当てられる。つまり、図２の例では、シンボルＳ2
に対して“０１”が割り当てられる。また、ｌi+1 ＞ｌ
iであれば、Ｈi+1 としてＨi に“１”を加算した後、
（ｌi+1 −ｌi）の分だけ左へビットシフトさせる。つ
まり、図２の例では、Ｓ3 に“１００”が割り当てられ
る。このようにして、すべてのシンボルに対してハフマ
ン符号を割り当てていき、得られたハフマン符号｛Ｈ
i ｝が出力端子９より出力される。
Ｈi が割り当てられた時、シンボルＳi+1 には、ｌi+1
＝ｌi であれば、ハフマン符号Ｈi+1 としてＨiに
“１”を加算し、ビット長はそのままのハフマン符号が
割り当てられる。つまり、図２の例では、シンボルＳ2
に対して“０１”が割り当てられる。また、ｌi+1 ＞ｌ
iであれば、Ｈi+1 としてＨi に“１”を加算した後、
（ｌi+1 −ｌi）の分だけ左へビットシフトさせる。つ
まり、図２の例では、Ｓ3 に“１００”が割り当てられ
る。このようにして、すべてのシンボルに対してハフマ
ン符号を割り当てていき、得られたハフマン符号｛Ｈ
i ｝が出力端子９より出力される。
【００２０】以上の処理を行うことにより、シンボル系
列の生起確率は２-n単位で、その最小値が２-Lとなり、
この生起確率の指数の絶対値をハフマン符号の符号長と
することから、その最大の符号長はＬとなる。
列の生起確率は２-n単位で、その最小値が２-Lとなり、
この生起確率の指数の絶対値をハフマン符号の符号長と
することから、その最大の符号長はＬとなる。
【００２１】従って、このハフマン符号生成器を用いれ
ば、一般的に基となるシンボル系列からハフマン符号を
作成する際に、最大符号長を制限して符号を得ることが
可能である。
ば、一般的に基となるシンボル系列からハフマン符号を
作成する際に、最大符号長を制限して符号を得ることが
可能である。
【００２２】
【他の実施例】次に、本発明に係る他の実施例を図面を
参照して以下に詳述する。
参照して以下に詳述する。
【００２３】図３は、他の実施例におけるハフマン符号
生成手順を示すブロック図である。この実施例は、基と
なるシンボル系列の生起確率が元々２-n単位に極近い値
となっているか、或いは制限する最大符号長が小さく、
ほぼ固定長符号化に近い状態になっている場合に、前述
した実施例で示した手続きを行った結果、ΣＰi ″の
値が“１”を越えてしまうような場合に対処したもので
ある。すなわち、前述した手続きの処理を行った後、
次のような手続きを行う。 ′ ΣＰi ″＞１の時、Ｐi ″＞２-Lの中でＰi ″／
Ｐi を計算する。 ′ Ｐi ″／Ｐi の最大となるＰi ″の値を２分の１
にする。 ′ 上記手続き′，′をΣＰi ″≦１になるまで
繰り返す。
生成手順を示すブロック図である。この実施例は、基と
なるシンボル系列の生起確率が元々２-n単位に極近い値
となっているか、或いは制限する最大符号長が小さく、
ほぼ固定長符号化に近い状態になっている場合に、前述
した実施例で示した手続きを行った結果、ΣＰi ″の
値が“１”を越えてしまうような場合に対処したもので
ある。すなわち、前述した手続きの処理を行った後、
次のような手続きを行う。 ′ ΣＰi ″＞１の時、Ｐi ″＞２-Lの中でＰi ″／
Ｐi を計算する。 ′ Ｐi ″／Ｐi の最大となるＰi ″の値を２分の１
にする。 ′ 上記手続き′，′をΣＰi ″≦１になるまで
繰り返す。
【００２４】以下、前述した手続き，と同じ処理を
行う。これらの手順の流れを図３にブロック図で示す。
尚、前述した実施例と同じ機能を有する構成要素には図
１と同一符号を付し、図１と異なる点についてのみ説明
を行う。
行う。これらの手順の流れを図３にブロック図で示す。
尚、前述した実施例と同じ機能を有する構成要素には図
１と同一符号を付し、図１と異なる点についてのみ説明
を行う。
【００２５】図３に示すように、生起確率切り上げ回路
３によって最小値が２-Lである２のべき乗単位の生起確
率｛Ｐi ″｝が判定回路１１に入力され、ここで、ΣＰ
i ″が計算され、その値と“１”が比較される。その結
果、ΣＰi ″が“１”以下の場合、１ビットのモード信
号Ｍの値を“０”として信号線１２に出力する。また、
“１”より大きい場合には、モード信号Ｍの値を“１”
として出力する。このモード信号Ｍはデータ並べ替え回
路１５、生起確率更新回路１６、判定回路１７にそれぞ
れ入力される。そして、モード信号Ｍの値が“０”の場
合、この実施例での回路１５，１６，１７は前述した実
施例での回路５，６，７と全く同じ処理を行う。
３によって最小値が２-Lである２のべき乗単位の生起確
率｛Ｐi ″｝が判定回路１１に入力され、ここで、ΣＰ
i ″が計算され、その値と“１”が比較される。その結
果、ΣＰi ″が“１”以下の場合、１ビットのモード信
号Ｍの値を“０”として信号線１２に出力する。また、
“１”より大きい場合には、モード信号Ｍの値を“１”
として出力する。このモード信号Ｍはデータ並べ替え回
路１５、生起確率更新回路１６、判定回路１７にそれぞ
れ入力される。そして、モード信号Ｍの値が“０”の場
合、この実施例での回路１５，１６，１７は前述した実
施例での回路５，６，７と全く同じ処理を行う。
【００２６】一方、モード信号Ｍの値が“１”の場合、
データ並べ替え回路１５は、判定回路１１からの生起確
率｛Ｐi ″｝と信号線１０より入力される生起確率Ｐi
とを入力し、Ｐi ″／Ｐi の値を計算する。そして、Ｐ
i ″＞２-Lである中で、その値の大きい順に｛Ｐi ｝
｛Ｐi ″｝を並べ替える。並べ替えられた｛Ｐi ″｝が
生起確率更新回路１６に入力され、Ｐi ″＞２-Lである
中で、Ｐi ″／Ｐi の値が最大となるＰi ″の値を２分
の１倍する。次に、更新された｛Ｐi ″｝が判定回路１
７に入力され、ΣＰi ″が計算され、その値が“１”よ
り大きい場合には再びデータ並べ替え回路１５に｛Ｐ
i ″｝が戻される。すなわち、モード信号Ｍが“１”の
場合には、判定回路１７でΣＰi ″の値が“１”以下に
なるまで生起確率の並べ替え、更新、判定を繰り返す。
以下、前述した実施例と同様の処理を行い、ハフマン符
号を得る。
データ並べ替え回路１５は、判定回路１１からの生起確
率｛Ｐi ″｝と信号線１０より入力される生起確率Ｐi
とを入力し、Ｐi ″／Ｐi の値を計算する。そして、Ｐ
i ″＞２-Lである中で、その値の大きい順に｛Ｐi ｝
｛Ｐi ″｝を並べ替える。並べ替えられた｛Ｐi ″｝が
生起確率更新回路１６に入力され、Ｐi ″＞２-Lである
中で、Ｐi ″／Ｐi の値が最大となるＰi ″の値を２分
の１倍する。次に、更新された｛Ｐi ″｝が判定回路１
７に入力され、ΣＰi ″が計算され、その値が“１”よ
り大きい場合には再びデータ並べ替え回路１５に｛Ｐ
i ″｝が戻される。すなわち、モード信号Ｍが“１”の
場合には、判定回路１７でΣＰi ″の値が“１”以下に
なるまで生起確率の並べ替え、更新、判定を繰り返す。
以下、前述した実施例と同様の処理を行い、ハフマン符
号を得る。
【００２７】以上の処理を行うことにより、任意のデー
タを基にハフマン符号を作成する際に、ほぼ固定長符号
化に近くなってしまうように、最大符号長を与えた場合
にも復号可能なハフマン符号が生成できる。
タを基にハフマン符号を作成する際に、ほぼ固定長符号
化に近くなってしまうように、最大符号長を与えた場合
にも復号可能なハフマン符号が生成できる。
【００２８】以上説明したように、実施例によれば、ハ
ード設計上必要な任意の最大符号長に制限されたハフマ
ン符号を生成することができる。これにより、ハード設
計上最適な最大符号長のハフマン符号を用いることによ
り、コスト削減を図ることができる。
ード設計上必要な任意の最大符号長に制限されたハフマ
ン符号を生成することができる。これにより、ハード設
計上最適な最大符号長のハフマン符号を用いることによ
り、コスト削減を図ることができる。
【００２９】尚、本発明は、複数の機器から構成される
システムに適用しても、１つの機器から成る装置に適用
しても良い。また、システム或いは装置にプログラムを
供給することによって達成される場合にも適用できるこ
とは言うまでもない。
システムに適用しても、１つの機器から成る装置に適用
しても良い。また、システム或いは装置にプログラムを
供給することによって達成される場合にも適用できるこ
とは言うまでもない。
【００３０】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
任意のシンボル系列からハフマン符号を生成する際に、
その符号長の最大値を指定できることにより、画像符号
化システムのメモリ容量を節減することが可能となる。
任意のシンボル系列からハフマン符号を生成する際に、
その符号長の最大値を指定できることにより、画像符号
化システムのメモリ容量を節減することが可能となる。
【図１】本実施例におけるハフマン符号生成回路を示す
ブロック図である。
ブロック図である。
【図２】シンボル系列に割り当てられた符号長と、符号
長によって生成されたハフマン符号を説明する図であ
る。
長によって生成されたハフマン符号を説明する図であ
る。
【図３】他の本実施例におけるハフマン符号生成回路を
示すブロック図である。
示すブロック図である。
【図４】従来例におけるハフマン符号生成手順を説明す
る図である。
る図である。
２ 生起確率べき乗化回路 ３ 生起確率切り上げ回路 ５ データ並べ替え回路 ６ 生起確率更新回路 ７ 判定回路 ８ ハフマン符号割り当て回路
Claims (3)
- 【請求項１】 任意のシンボル系列からハフマン符号を
生成する符号生成装置において、 シンボル系列の生起確率に基づいて符号長を求める符号
長演算手段と、 該符号長演算手段により求めた符号長に応じて符号を生
成する符号生成手段とを有することを特徴とする符号生
成装置。 - 【請求項２】 前記符号長演算手段は、シンボル系列の
生起確率を２のべき乗化し、その指数の絶対値を符号長
とすることを特徴とする請求項１記載の符号生成装置。 - 【請求項３】 前記符号長演算手段は、最大の符号長を
Ｌとすると、２のべき乗化した生起確率の中から２-Lよ
りも小さい値の生起確率を２-Lに切り上げて符号長を求
めることを特徴とする請求項１記載の符号生成装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP27065191A JPH05110450A (ja) | 1991-10-18 | 1991-10-18 | 符号生成装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP27065191A JPH05110450A (ja) | 1991-10-18 | 1991-10-18 | 符号生成装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05110450A true JPH05110450A (ja) | 1993-04-30 |
Family
ID=17489061
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP27065191A Withdrawn JPH05110450A (ja) | 1991-10-18 | 1991-10-18 | 符号生成装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH05110450A (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007104362A (ja) * | 2005-10-05 | 2007-04-19 | Mitsubishi Electric Corp | コード割当装置、シミュレーション装置、コード割当方法、シミュレーション方法、コード割当プログラムおよびシミュレーションプログラム |
| JP2010093414A (ja) * | 2008-10-06 | 2010-04-22 | Fujitsu Ltd | 情報処理プログラム、情報処理装置、および情報処理方法 |
| WO2013108685A1 (ja) * | 2012-01-17 | 2013-07-25 | ソニー株式会社 | 符号化装置および符号化方法、復号装置および復号方法、プログラム |
| JP2017195628A (ja) * | 2017-06-26 | 2017-10-26 | 富士通株式会社 | 符号化プログラム、符号化方法、符号化装置、復号化プログラム、復号化方法及び復号化装置 |
-
1991
- 1991-10-18 JP JP27065191A patent/JPH05110450A/ja not_active Withdrawn
Cited By (9)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007104362A (ja) * | 2005-10-05 | 2007-04-19 | Mitsubishi Electric Corp | コード割当装置、シミュレーション装置、コード割当方法、シミュレーション方法、コード割当プログラムおよびシミュレーションプログラム |
| JP4589213B2 (ja) * | 2005-10-05 | 2010-12-01 | 三菱電機株式会社 | コード割当装置、コード割当方法およびコード割当プログラム |
| JP2010093414A (ja) * | 2008-10-06 | 2010-04-22 | Fujitsu Ltd | 情報処理プログラム、情報処理装置、および情報処理方法 |
| WO2013108685A1 (ja) * | 2012-01-17 | 2013-07-25 | ソニー株式会社 | 符号化装置および符号化方法、復号装置および復号方法、プログラム |
| JPWO2013108685A1 (ja) * | 2012-01-17 | 2015-05-11 | ソニー株式会社 | 符号化装置および符号化方法、復号装置および復号方法、プログラム |
| US9754599B2 (en) | 2012-01-17 | 2017-09-05 | Sony Corporation | Encoder and encoding method, decoder and decoding method, and program |
| US10255925B2 (en) | 2012-01-17 | 2019-04-09 | Sony Corporation | Encoder and encoding method, decoder and decoding method, and program |
| US10607618B2 (en) | 2012-01-17 | 2020-03-31 | Sony Corporation | Encoder and encoding method, decoder and decoding method, and program |
| JP2017195628A (ja) * | 2017-06-26 | 2017-10-26 | 富士通株式会社 | 符号化プログラム、符号化方法、符号化装置、復号化プログラム、復号化方法及び復号化装置 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US5960116A (en) | Image processing apparatus and method for performing prediction data encoding | |
| JP3017379B2 (ja) | 符号化方法、符号化装置、復号方法、復号器、データ圧縮装置及び遷移マシン生成方法 | |
| JP4559631B2 (ja) | 可変長から可変長へのエントロピー符号化のためのコードブック構成 | |
| EP0381078B1 (en) | Coding method of image information | |
| JPH0793586B2 (ja) | データ圧縮モデル選択方法及びシステム | |
| BRPI0718239B1 (pt) | processo de codificação de fonte de informação, processo de decodificação de fonte de informação, aparelho e codificação de fonte de informação e aparelho de decodificação de fonte de informação | |
| KR20190038746A (ko) | 데이터 인코딩 방법, 장치 및 저장매체 | |
| US6252992B1 (en) | Variable length coding | |
| CN110602498B (zh) | 一种自适应有限状态熵编码的方法 | |
| JP3593884B2 (ja) | 符号化装置および復号装置 | |
| US11606103B2 (en) | Data compression method, data compression device, data decompression method, and data decompression device | |
| JPH05110450A (ja) | 符号生成装置 | |
| KR102659349B1 (ko) | 데이터 압축 장치 및 방법 | |
| US10613797B2 (en) | Storage infrastructure that employs a low complexity encoder | |
| Ziv | A universal prediction lemma and applications to universal data compression and prediction | |
| Howard et al. | Parallel lossless image compression using Huffman and arithmetic coding | |
| JPH104557A (ja) | 画像処理装置、及び方法、及びその方法を記憶した記憶媒体 | |
| JP3350385B2 (ja) | 符号生成方法および符号化方法 | |
| Nangir et al. | A new recursive algorithm for universal coding of integers | |
| KR0182181B1 (ko) | 적응차분 펄스부호변조 복원회로 | |
| JP3146092B2 (ja) | 符号化装置及び復号化装置 | |
| KR101573983B1 (ko) | 데이터 압축 및 데이터 복원 방법과 장치 | |
| JP3113765B2 (ja) | 可変長符号デコード回路 | |
| Zhang | Compression by model combination | |
| Howard et al. | Fast and E cient Lossless Image Compression," |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A300 | Withdrawal of application because of no request for examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 19990107 |