JPH05134847A

JPH05134847A - データ圧縮方法

Info

Publication number: JPH05134847A
Application number: JP29884891A
Authority: JP
Inventors: Shigeru Yoshida; 茂吉田; Yoshiyuki Okada; 佳之岡田; Yasuhiko Nakano; 泰彦中野; Hirotaka Chiba; 広隆千葉
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1991-11-14
Filing date: 1991-11-14
Publication date: 1993-06-01
Anticipated expiration: 2016-01-22
Also published as: JP3127016B2

Abstract

(57)【要約】【目的】小規模なハードウェア構成で、高い圧縮率が
得られるユニバーサル符号かによるデータ圧縮方法を実
現する。【構成】ビット並び変換部１２は、１ワードが複数ビ
ット、例えば８ビットよりなる原データＯＲＤを所定の
複数ワード、例えば４ワード毎に区分してブロック化
し、ブロックを構成する各ワードORD1〜ORD4を上位ビッ
トより順にｒビット（ｒ≧１、例えばｒ＝１）単位に分
割してグループ化し、各ワードのビットグループを上位
より順に並べることにより、ブロックのビット配列を並
び変える。ユニバーサル符号化部１３は該並び変えによ
り得られた変換データＣＶＤの各ワードCVD1〜CVD4を順
次入力され、ユニバーサル符号化を行なう。ユニバーサ
ル復号化部２１は、符号化データＣＤＤを順次読み取っ
て変換データＣＶＤを復号し、ビット並び逆変換部２２
は変換データＣＶＤのビット配列を原データＯＲＤの並
びに戻して出力する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はデータ圧縮方法に係わ
り、特に、既に出現して符号化済の入力データの部分デ
ータ列を表現する情報を用いて、以後の入力データを符
号化するユニバーサル符号化方式によるデータ圧縮方法
に関する。

【０００２】近年、文字コード、ベクトル情報、画像な
ど様々な種類のデータがコンピュータで扱われるように
なっており、扱われるデータ量も急速に増加していきて
いる。大量のデータを扱う時は、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、高速伝送ができるようになる。

【０００３】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方式が提案されてい
る。このユニバーサル符号化方式は、文字コードの圧縮
に限らず、画像データ等を始め種々のデータに適用でき
るが、以下では、情報理論で用いられている呼称を踏襲
し、データの１ワード単位を文字と呼び、データが任意
ワードつながったものを文字列と呼ぶことにする。

【０００４】ユニバーサル符号の代表的な方法として、
ジブ−レンペル(Ziv-Lempel)符号がある。例えば、宗像
「Ziv-Lempelのデータ圧縮法」、情報処理、Vol.26,No.
1,1985年参照。このZiv-Lempel符号では、ユニバーサ
ル型と、増分分解型(Incremental parsing) の2つの
アルゴリズムが提案されており、ユニバーサル型アルゴ
リズムを用いた実用的な方法として、ＬＺＳＳ符号(T.
C. Bell,"Better OMP/LText Compression", IEEE Tran
s. on Commun., Vol. COM-34, No.12, Dec.1986)があ
り、又、増分分解型アルゴリズムを用いた実用的な方法
として、ＬＺＷ（Lempel- Ziv- Welch)符号がある(T.A.
Welch, " A Technique for High-Performance Data Co
mpression" , Computer, June 1984)。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
ようになっている。

【０００５】

【従来の技術】ユニバーサル型アルゴリズムＬＺＳＳ符号ユニバーサル型アルゴリズムを用いた実用的な方法とし
てのＬＺＳＳ符号化においては、既に出現して符号化済
の入力データを記憶部（Ｐバッファ）に記憶すると共
に、符号化済みデータの任意の位置から始まる部分デー
タ列より未符号化入力データ列と最大長に一致する部分
データ列を捜し、該一致部分データ列の先頭文字の記憶
部（Ｐバッファ）におけるアドレスと一致長とを示す情
報により、未符号化入力データ列を符号化する。

【０００６】図１４はかかるＬＺＳＳ符号化の説明図で
あり、１はＱバッファ、２はＰバッファである。Ｑバッ
ファ１は例えば４ビットのインデックス情報（アドレ
ス）を持ち、これから符号化する１６（＝２⁴）個の文
字列を格納するもの、Ｐバッファ２は例えば１２ビット
のインデックス情報（アドレス）を持ち、最新に符号化
された４０９６（＝２¹²）個の文字列を格納するもので
ある。

【０００７】図示しないユニバーサル符号化部は、Ｑバ
ッファ１の先頭からの文字列とＰバッファ２の任意の位
置から始まる文字列とを照合して最大長一致部分文字列
３を求め、「該部分文字列のＰバッファにおける一致開
始位置ｐ₁」と「部分文字列の一致長ｑ₁」とを用いてＱ
バッファの部分文字列３′を符号化して記憶する。しか
る後、ユニバーサル符号化部はＱバッファ１内の符号化
した文字列３′をＰバッファ２に移すと共に該文字列数
分の最も古い符号化済み文字列をＰバッファ２から捨
て、かつ符号化した文字列３′の文字数分の新たな文字
列をＱバッファ１内に入力し、以後、前述の符号化処理
を継続する。尚、最大一致長が１以下の場合には、符号
化せず、Ｑバッファ１の先頭文字データ（生データとい
う）をそのまま記憶する。これは、符号化データとして
２バイト必要であるが、生データは１バイトで済むから
である。

【０００８】そして、８個の符号化データ又は生データ
が記憶されれば、図１４(b)に示すように、符号化デー
タと生データの識別を表示するための８個のフラグビッ
トより成る識別データを先頭に付加し（”０”は符号デ
ータ、”１”は生データ）、この一組のデータを順次出
力する。これにより、２バイトの符号化データよりも生
データの方を蓄積、伝送した方が有利である場合におい
ては、符号化せず生データの蓄積、伝送を実行して行く
ことができる。

【０００９】増分分解型アルゴリズムＬＺＷ符号増分分解型を用いた実用的な方法としてのＬＺＷ符号化
においては、書き換え可能な辞書を設け、入力文字列を
相異なる文字列に分け、この文字列を出現した順に辞書
番号を付けて辞書に登録すると共に、現在入力している
文字列を辞書に登録してある最長一致文字列の辞書番号
だけで表して符号化する。

【００１０】図１５はＬＺＷ符号化の説明図、図１６は
ＬＺＷ符号化処理の流れ図である。図１５において、５
は辞書部、６は増分分解型符号化部、７はこれから符号
化する入力文字列、８は符号化データ列である。予め、
一文字からなる全文字列に辞書番号を付して辞書部５に
初期登録すると共に、分解型符号化部６が保持する辞書
の登録数ｎを文字種数Ａとし（ｎ＝Ａ）、更にカーソル
をこれから符号化しようとするデータの先頭位置に設定
する（カーソル＝１）。・・ステップ１０１

【００１１】かかる状態で、カーソル位置からの入力文
字列に一致する最長文字列Ｓを辞書部５に登録されてい
る文字列よりサーチする（ステップ１０２）。文字列Ｓ
が見つかれば、該文字列Ｓの辞書番号を「log ₂n]ビッ
トで表して出力すると共に、辞書登録数ｎを１つインク
リメントする（ステップ１０３）。尚、記号「x]はｘ以
上の最小の整数を定義するものである。

【００１２】ついで、符号化した文字列Ｓの次の文字を
Ｃとし、該文字Ｃを文字列Ｓに付加した文字列ＳＣを辞
書部５に辞書番号ｎを付して登録すると共に、カーソル
を入力文字列におけるＳの後の文字に移動させる（ステ
ップ１０４）。辞書登録後、入力データである全文字列
を符号化した判断し（ステップ１０５）、符号化してな
ければ、ステップ１０２に戻り、同様の処理を繰返し、
全文字列の符号化により処理を終了する。

【００１３】例えば、説明を簡単にするために、入力文
字列が小文字のアルファベットのみであり、図１５の文
字列７が入力されたとすると、ステップ１０１において
一文字からなる全文字列（ａ，ｂ，ｃ，・・・，ｚ）が
辞書番号１〜２４を付して辞書部５に初期登録され、か
つｎ＝２４、カーソル＝１とされる。ついで、ステップ
１０２において最長文字列Ｓとして辞書番号１のａがサ
ーチされ、ステップ１０３において該文字列Ｓ（＝ａ）
の辞書番号１が「log ₂n]ビット（＝５ビット）で表現
されて出力され、同時にｎ＝２５とされる。しかる後、
ステップ１０４において、文字列ａｂが辞書番号ｎ（＝
２５）を付されて辞書部５に登録されると共に、カーソ
ル＝２とされ、以後ステップ１０１以降の処理が繰り返
され、文字列ａ，ｂ，ｃ，ａ，ｂ，ｄ，・・・の入力により、辞書部５には順次ａｂ，ｂｃ，ｃａ，ａｂｄ，ｂｄ・・・が登録されてゆき、又、符号化データ１，２，３，２５，４・・・が出力されてゆく。尚、始めのうちは登録文字列が少な
いため、データ圧縮の効果が小さいが、登録文字列が多
くなる程データ圧縮の効果が大きくなる。

【００１４】図１７はＬＺＷ復号化処理の流れ図であ
る。復号化では、符号化と同様に予め辞書部に一文字か
らなる全文字列を初期値として登録してから復号を始め
る。すなわち、全文字につき一文字からなる文字列を辞
書番号を付して辞書部に初期登録すると共に、辞書の登
録数ｎを文字種数Ａとし（ｎ＝Ａ）、更にカーソルを１
に設定する（ステップ２０１）。

【００１５】かかる状態で、「log ₂n]ビットで表され
た文字列Ｓに関する符号を読み込み、辞書番号を復号
し、ｎを１インクリメントする（ステップ２０２）。つ
いで、復号した辞書番号に対応する文字列Ｓを辞書部か
ら読み出して、カーソル位置から並べる（ステップ２０
３）。

【００１６】しかる後、直前に復号した文字列Ｓ′の後
に、カーソルが示す文字（文字列Ｓの最初の文字）Ｃを
付加してなる文字列Ｓ′Ｃを辞書に登録して、それに辞
書番号ｎを与え、カーソルを文字列Ｓの後の文字に移動
させる（ステップ２０４）。次いで、符号入力が終った
か判断し（ステップ２０５）、終っていなければステッ
プ２０２に戻り、次の符号に対して以降の処理を繰返
し、符号入力の終了により復号処理を終了する。

【００１７】

【発明が解決しようとする課題】以上のように、ユニバ
ーサル符号化方式は、文字コードの圧縮に限らず、画像
データ等様々なデータに適用できるものである。ところ
で、ユニバーサル符号化方式により、画像データのうち
２５６（＝２⁸）階調などの高階調画像データを符号化
するとデータ圧縮率が極端に低下する。これは、１画素
（ピクセル）の階調を表現する１ワード（８ビット）デ
ータに着目すると、上位ビットは冗長性が高いが（繰返
しが多いが）、下位ビット程冗長性（繰り返し）が減少
する傾向にあるからである。すなわち、下位ビットの不
規則性のために、８ビット全体で繰返しが少なくなり、
冗長性が著しく減少するからである。

【００１８】そこで、従来より、２５６階調画像をジブ
−レンペル符号化する場合、(1) ビット毎のプレーンに
分けて符号化する方法、(2) 上位４ビットと下位４ビッ
ト毎に分けて符号化する方法などが提案されている（例
えば、伊藤他、「ＬＺＷ符号による画像データ圧縮に関
する一考察」、1990年電子情報通信学会春季全国大会予
稿SA-6-2)。

【００１９】図１８は１画面ＳＣＲの各画素ＰＸの階調
を８ビットで表現してなる画像データをＬＺＷ符号によ
り符号化してデータ圧縮する場合の従来方法(1)の説明
図である。画像データを最上位ビットＭＳＤから最下位
ビットＬＳＤ迄の８枚のビットプレーンＰ０〜Ｐ７に分
け、最上位ビットプレーンＰ１から順次８ビットづつ切
り出して（１ワードデータを順次作成して）符号化部Ｃ
ＤＲに入力し、符号化部でＬＺＷ符号化し、以後順次第
２ビットプレーン、第３ビットプレーン、・・・最下位
ビットプレーンについて同様の符号化処理を行なう。
又、画像データを復元(復号)する場合には、復号化部Ｄ
ＥＣでまず最上ビットプレーンＰ０のデータを復元し、
以後順次第２ビットプレーン、第３ビットプレーン、・
・・最下位ビットプレーンのデータを復元する。

【００２０】しかし、従来の(1),(2)の方法では、上位
ビットから順にデータを並べて圧縮、復元するため、圧
縮、復元の際に画像全体を格納するための大容量のメモ
リが必要になる問題がある。ちなみに、パソコン等の画
面の画像データの容量は、数100KB〜数MBあるので、圧
縮・復元のハードウェアの規模が大きくなる。

【００２１】以上から、本発明の目的は、小規模なハー
ドウェア構成で、しかも、高い圧縮率で画像データ等の
データ圧縮が行なえるユニバーサル符号化方式によるデ
ータ圧縮方法を提供することである。

【００２２】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。１２は原データＯＲＤのビット配列を並び変
えるビット並び変換部、１３は並び変えにより得られた
変換データＣＶＤに対してユニバーサル符号化を行なう
ユニバーサル符号化部、２１は符号化データＣＤＤを入
力されて復号するユニバーサル復号化部、２２は復号さ
れたデータＣＶＤのビット配列を原データＯＲＤの並び
に戻すビット並び逆変換部である。

【００２３】

【作用】ビット並び変換部１２は、１ワードが複数ビッ
ト、例えば８ビットよりなる原データＯＲＤを所定の複
数ワード、例えば４ワード毎に区分してブロック化し、
ブロックを構成する各ワードORD1〜ORD4を上位ビットよ
り順にｒビット（ｒ≧１、例えばｒ＝１）単位に分割し
てグループ化し、各ワードのビットグループを上位より
順に並べて、ブロックのビット配列を並び変える。ユニ
バーサル符号化部１３は該並び変えにより得られた変換
データＣＶＤの各ワードCVD1〜CVD4を順次入力され、ユ
ニバーサル符号化を行なう。ユニバーサル復号化部２１
は、符号化データＣＤＤを順次読み取って変換データＣ
ＶＤを復号し、ビット並び逆変換部２２は変換データＣ
ＶＤのビット配列を原データＯＲＤの並びに戻して出力
する。このように、符号化に先だって、原データのビッ
ト配列を並び変えることにより、同一文字列の出現頻度
が多くなり高い圧縮率が得られ、しかも、複数ワード単
位で処理するため、小規模なハードウェアで実現でき
る。

【００２４】又、ユニバーサル符号化部１３は入力デー
タをＬＺＳＳ符号化方式により符号化する場合には、前
記並び変えにより得られた複数ワードを1つの拡張文字
とみなす。そして既に出現して符号化された入力データ
の各ワードを、拡張文字における何番目のワードである
かが識別できるように内蔵の記憶部(Ｐバッファ）に記
憶し、かつ、未符号化入力データの先頭ワードのワード
位置を監視し、該先頭ワードのワード位置と同一のワー
ド位置から始まる符号化済みデータの部分データ列であ
って、未符号化入力データ列と最長に一致する部分デー
タ列を捜し、該一致部分データ列の先頭ワードが属する
拡張文字の記憶部における位置と一致長とにより、未符
号化入力データ列を符号化するようにする。このように
すれば、拡張文字のワード数が４であれば、サーチする
部分データ列数を１／４にでき高速符号化が可能とな
り、しかも拡張文字数はワード数の１／４にでき、この
ため拡張文字位置を表現するビット長を少なくでき、圧
縮率を更に高めることができる。

【００２５】更に、ユニバーサル復号化部２１は、ＬＺ
ＳＳ符号化データＣＤＤより元の変換データＣＶＤを復
号し、該復号済データの各ワードをワード位置が識別で
きるように記憶部に記憶し、かつ、次に復号化されるデ
ータの先頭ワード位置を監視し、符号化データＣＤＤに
含まれる拡張文字位置データが指示する位置に記憶され
ている拡張文字における前記先頭ワード位置と同一ワー
ド位置から、符号化データＣＤＤに含まれる一致長分の
ワードを取り出して復号し、該復号済データの各ワード
をワード位置が識別できるように記憶部に順次記憶し、
該復号データを並び変えて原データを復元するようにす
る。このようにすれば、ＬＺＳＳ符号化方式による高圧
縮率の符号化データであっても容易に原データを復元で
きる。

【００２６】又、ユニバーサル符号部１３はＬＺＷ符号
化方式により符号化する場合には、拡張文字内のワード
位置に対応させて複数の辞書部を設けると共に、各辞書
部に符号化済データの部分データ列であって辞書部に対
応するワード位置から始まる部分データ列を辞書番号を
付けて登録し、かつ、未符号化入力データの先頭ワード
が拡張文字の何番目のワードかを示すワード位置を監視
し、該先頭ワードのワード位置に応じた辞書部に登録さ
れている部分データ列のうち、未符号化入力データ列と
最大長に一致する部分データ列を求め、該部分データ列
の辞書番号により、該一致長に相当する未符号化入力デ
ータ列を符号化し、該符号化された入力データ列に次の
ワードを付加した部分データ列を辞書部に辞書番号を付
けて登録するようにする。このようにすれば、拡張文字
のワード数が４であれば、辞書部を４つ設けることがで
き、したがって各辞書部に登録される文字列を１／４に
でき、サーチする部分データ列数を１／４にでき高速符
号化が可能となり、しかも文字列に付した辞書番号も最
良の場合１／４にでき、このため辞書番号を表現するビ
ット長を少なくでき、圧縮率を更に高めることができ
る。

【００２７】更に、ユニバーサル復号化部２１は、拡張
文字内のワード位置に対応させて複数の辞書部を設ける
と共に、次に復号化されるデータの先頭ワード位置を監
視し、該先頭ワード位置に応じた辞書部に登録されてい
る部分データ列のうち、ＬＺＷ符号化データＣＤＤに含
まれる辞書番号が指示する部分データ列を出力して復号
し、今回復号した部分データ列の先頭ワードを前回復号
した部分データ列に付加し、該付加により得られた部分
データ列を、前回用いた辞書部に辞書番号を付して登録
するようにする。このようにすれば、ＬＺＷ符号化方式
による高圧縮率の符号化データであっても容易に原デー
タを復元できる。

【００２８】

【実施例】

(a) ＬＺＷ符号化によるデータ圧縮全体の構成図２は本発明に係わるＬＺＷ符号化によるデータ圧縮の
実施例構成図である。図中、１１は入力データ列（原デ
ータ列）ＯＲＤのうち４ワードＯＲＤ₁〜ＯＲＤ₄を記憶
する原データ記憶部、１２は原データＯＲＤのビット配
列を並び変えるビット並び変換部、１３は並び変えによ
り得られた変換データＣＶＤに対してＬＺＷ符号化を行
なうユニバーサル符号化部である。ユニバーサル符号化
部１３において、１３ａは変換データＣＶＤを記憶する
変換データ記憶部であり、例えば常時１６ワード分の変
換データが記憶されるようになっている。すなわち、左
側から１６ワード分CVD1〜CVD16が記憶され、先頭ワー
ドCVD1より順次符号化され、符号化されたワード位置に
新たなワードが記憶されるようになっている。１３ｂは
変換データに対してＬＺＷ符号化処理を行なうＬＺＷ符
号化部、１３ｃは符号化済データの部分データ列に辞書
番号を付けて登録する辞書部である。辞書部１３ａは、
後述するブロック内のワード位置（第１〜第ｍワード位
置、ｍ＝４とする）に対応させて４つの第１〜第４ワー
ド用辞書部13c-1〜13c-4を有し、各辞書部に符号化済デ
ータの部分データ列であって辞書部に対応するワード位
置から始まる部分データ列が辞書番号を付けて登録され
ている。

【００２９】ビット並び変えビット並び変換部１２は、１ワード（文字）が８ビット
よりなる原データＯＲＤをｍワード（例えば４ワード）
毎に区分してブロック化し、ブロックを構成する各ワー
ドORD1〜ORD4を上位ビットより順にｒビット（ｒ≧１）
単位に分割してグループ化し、各ワードのビットグルー
プを上位より順に並べることにより、ブロックのビット
配列を並び変える。

【００３０】図３(a)はｒ＝１の場合、図３（b)はｒ＝
４の例である。図３(a)においては、ブロックを構成す
る各ワードORD1〜ORD4を上位ビットより順に１ビット単
位に分割して８つのビットグループにし、各ワードORD1
〜ORD4のビットグループを上位より順に取りだして並べ
ることにより、ブロックのビット配列を並び変える。こ
れにより、変換データＣＶＤの第１ワードCVD1は原デー
タORD1〜ORD4の第１、第２ビットにより構成され、変換
データＣＶＤの第２ワードCVD2は原データORD1〜ORD4の
第３、第４ビットにより構成され、変換データＣＶＤの
第３ワードCVD3は原データORD1〜ORD4の第５、第６ビッ
トにより構成され、変換データＣＶＤの第４ワードCVD4
は原データORD1〜ORD4の第７、第８ビットにより構成さ
れる。

【００３１】図３(b)においては、ブロックを構成する
各ワードORD1〜ORD4を上位ビットより順に４ビット単位
に分割して２つのビットグループにし、各ワードORD1〜
ORD4のビットグループを上位より順に取りだして並べる
ことにより、ブロックのビット配列を並び変える。これ
により、変換データＣＶＤの第１ワードCVD1は原データ
ORD1〜ORD2の第１〜第４ビットにより構成され、変換デ
ータＣＶＤの第２ワードCVD2は原データORD3〜ORD4の第
１〜第４ビットにより構成され、変換データＣＶＤの第
３ワードCVD3は原データORD1〜ORD2の第５〜第８ビット
により構成され、変換データＣＶＤの第４ワードCVD4は
原データORD3〜ORD4の第５〜第８ビットにより構成され
る。

【００３２】ＬＺＷ符号化処理図４はＬＺＷ符号化方式によるデータ圧縮の全体の流れ
図、図５はＬＺＷ符号化処理の流れ図である。尚、１ワ
ード（文字）は８ビット（１バイト）で構成されてい
る。

【００３３】(1) 全体の処理原データＯＲＤをｍワード単位に分割してブロック化
し、ブロックを構成するｍワード（例えば４ワード）を
ビット並び変換部１２に入力する（ステップ３０１）。
ビット並び変換部１２は入力された１ブロック分４ワー
ドのビット配列を図３で説明した方法で並び変え（ステ
ップ３０２）、並び変えにより得られた１ブロック４ワ
ードの変換データＣＶＤを順次ｍワード構成の拡張文字
としてユニバーサル符号化部１３に順次入力する。

【００３４】ユニバーサル符号化部１３は後述する図５
に示すフローに従って入力文字列をＬＺＷ符号化し（ス
テップ３０３）、しかる後、原データを全て符号化した
か判断し（ステップ３０４）、符号化してなければステ
ップ３０１に戻り以降の処理を繰り返し、原データを全
て符号化すればデータ圧縮処理を終了する。このよう
に、ビット配列を並び変えて符号化すると、２５６階調
画像データの場合、同一文字列が繰返し出現する率が高
くなり、データ圧縮率が高まる。

【００３５】(2) 符号化処理ＬＺＷ符号化部１３ｂは、符号化処理に先だって、全辞
書部13c-1〜13c-4における辞書Ｄj（ｊ＝０，１，２，
３）に、１バイトの全パターン（全文字）にそれぞれ辞
書番号を付して初期登録する。尚、登録パターン数は２
５６（＝２⁸）であり、文字は各辞書部のアドレス０〜
２５５の記憶域に順次記憶される。又、各辞書Ｄjにお
ける登録数ｎ_j（ｊ＝０，１，２，３）を２５６とし、
カーソルを入力データの先頭ワード位置に設定し（カー
ソル＝１）、又、符号化したワード数を示すバイトカウ
ントbcountを０にする（以上ステップ４０１）。

【００３６】ついで、次式ｋ＝ｍｏｄ（bcount，ｍ）・・(1) の演算を行なう。すなわち、bcountのモジュロｍを取っ
た値をｋとする（ステップ４０２）。尚、ｋはbcountを
ｍで除算した時の余りであり、これから符号化する入力
データの先頭ワード（カーソルが指しているワード）が
ｍワード構成の拡張文字において何番目のワードかを示
すワード位置を示している。

【００３７】ついで、先頭ワードのワード位置ｋに応じ
た辞書Ｄkに登録されている文字列をサーチし、入力文
字列列と最長に一致する文字列Ｓを求める（ステップ４
０３）。文字列Ｓが見つかれば、該文字列Ｓの辞書番号
を「log₂n_k]ビットで表して出力すると共に、辞書登録
数ｎ_kを次式ｎ_k＝ｎ_k＋１により、１つインクリメントする（ステップ４０４）。
尚、記号「x]はｘ以上の最小の整数である。

【００３８】ついで、符号化した文字列Ｓの次の文字を
Ｃとし、該文字Ｃを文字列Ｓに付加した文字列ＳＣを辞
書Ｄkに辞書番号ｎ_kを付して登録すると共に、次式 bcount＝bcount＋（文字列Ｓのワード数）・・(2) によりバイトカウントbcountを更新し、又、カーソルを
入力文字列における文字列Ｓの後の文字に移動させる
（ステップ４０５）。

【００３９】しかる後、入力データである全文字列を符
号化したか判断し（ステップ４０５）、符号化してなけ
れば、ステップ４０２に戻り、同様の処理を繰返し、全
文字列の符号化によりＬＺＷ符号化処理を終了する。

【００４０】以上、要約すると、拡張文字内のワード位
置に応じてｍ（＝４）個の辞書を設け、各辞書部に、対
応するワード位置から始まる部分文字列を登録するよう
にし、符号化に際して、未符号化文字列の先頭ワードの
ワード位置に応じた辞書部より、最長一致文字列をサー
チする。

【００４１】このようにすれば、各辞書部に画像データ
の上位ビットで構成されたワードから始まる文字列の
み、中位ビットで構成されたワードから始まる文字列の
み、・・・、下位ビットで構成されたワードから始まる
文字列のみを登録することができる。そして、符号化に
際して、未符号化文字列の先頭ワードが画像データにお
ける上位ビットワードか、中位ビットワードか、・・下
位ビットワードかに応じて参照する辞書を変えて同一文
字列をサーチするようにしているから、該辞書のみより
（他の辞書を参照しなくても）最一致文字列を見つける
ことができ、サーチ時間を短縮できる。すなわち、サー
チする部分文字列数を１／ｍにでき高速符号化が可能と
なり、しかも辞書番号数も１／ｍにでき、このため辞書
番号を表現するビット長を少なくでき、圧縮率を更に高
めることができる。

【００４２】(b) ＬＺＷ符号のデータ復元全体の構成図６はＬＺＷ符号化データより原データを復元する原デ
ータ復元部の実施例構成図である。図中、２１は符号化
データＣＤＤを入力されて復号処理を行なうユニバーサ
ル復号化部、２２は復号されたデータＣＶＤのビット配
列を原データＯＲＤの並びに戻すビット並び逆変換部で
ある。ユニバーサル復号部２１において、２１ａはＬＺ
Ｗ復号化部、２１ｂは復号済の部分文字列に辞書番号を
付けて登録する辞書部である。辞書部２１ｂは、ブロッ
ク内のワード位置（第１〜第ｍワード位置、ｍ＝４とす
る）に対応させて４つの第１〜第４ワード用辞書部21b-
1〜21b-4を有し、各辞書部に復号済の部分文字列であっ
て辞書部に対応するワード位置から始まる部分文字列が
辞書番号を付けて登録されている。

【００４３】ＬＺＷ復元化処理図７は原データ復元処理の全体の流れ図、図８はＬＺＷ
復号化処理の流れ図である。 (1) 全体の処理ユニバーサル復号化部２１は、符号化データＣＤＤを順
次読み取り、図８に示すフローに従って復号し、復号に
より得られた変換データＣＶＤをビット並び逆変換部２
２に入力する（ステップ５０１）。ビット並び逆変換部
２２は変換データＣＶＤを１ブロック４ワード毎にまと
め、そのビット配列を図３の場合と逆に変換し（ステッ
プ５０２）、該逆変換により得られた原データＯＲＤを
ブロック単位に出力する（ステップ５０３）。しかる
後、符号化データを全て復号化したか判断し（ステップ
５０４）、復号化してなければステップ５０１に戻り、
以降の処理を繰り返し、符号化データを全て復号して原
データを復元すれば復元処理を終了する。

【００４４】(2) 復号化処理復号化処理に先だって、全辞書部21b-1〜21b-4における
辞書Ｄj（ｊ＝０，１，２，３）に１バイトの全文字
を、辞書番号を付して初期登録する。尚、登録文字数は
２５６（＝２⁸）であり、各辞書部のアドレス０〜２５
５の記憶域に順次記憶される。又、各辞書Ｄjにおける
登録数ｎ_jを２５６とし、カーソルを１に設定し（カー
ソル＝１）、又、復号化したワード数を示すバイトカウ
ントbcountを０とする（bcount＝０）。・・・以上ステ
ップ６０１。

【００４５】ついで、次式ｋ＝ｍｏｄ（bcount，ｍ）の演算を行なう（ただし、ｍ＝４）。すなわち、bcount
のモジュロｍを取った値をｋとする（ステップ６０
２）。尚、ｋはbcountをｍで除算した時の余りであり、
これからの復号化処理により得られる文字列の先頭ワー
ドがｍバイト構成の拡張文字において何番目のワードか
を示すワード位置を示している。

【００４６】ｋを演算した後、「log ₂n_k]ビットで表わ
された文字列Ｓに関する符号を読み込み、辞書番号を復
号し、n_kを１インクリメントする（ステップ６０３）。
ついで、復号した辞書番号に対応する文字列Ｓを、ステ
ップ６０２で求めたワード位置ｋに応じた辞書部Ｄ_kか
ら読み出し、カーソル位置から並べる（ステップ６０
４）。

【００４７】しかる後、カーソルが示す文字（文字列Ｓ
の最初の文字）をＣとすると共に、直前に復号した文字
列Ｓ′の後に、Ｃを付加してなる文字列Ｓ′Ｃを直前の
符号化に用いた辞書Ｄ_k′に登録して、それに辞書番号
ｎ_k′を与える（ステップ６０５）。

【００４８】文字列Ｓ′Ｃの登録後、次式 bcount＝bcount＋（文字列Ｓのワード数）によりバイトカウントbcountを更新し（ステップ６０
６）、又、カーソルを文字列Ｓの後の位置に移動させる
（ステップ６０７）。しかる後、ｎ_k→ｎ_k′，Ｄ_k→
Ｄ_k′とし（ステップ６０８）、次いで、全符号化デー
タの復号が終わったか判断し（ステップ６０９）、終っ
ていなければステップ６０２に戻り、以後の符号化デー
タに対して復号処理を繰返し、全符号化データの復号が
終われば復号処理を終了する。

【００４９】(c) ＬＺＳＳ符号化によるデータ圧縮全体の構成図９は本発明に係わるＬＺＳＳ符号化によるデータ圧縮
の実施例構成図であり、図２と同一部分には同一符号を
付している。図中、１１は入力データ列（原データ列）
ＯＲＤのうち４ワードを記憶する原データ記憶部、１２
は原データＯＲＤのビット配列を並び変えるビット並び
変換部、１３は並び変えにより得られた変換データＣＶ
Ｄに対してＬＺＳＳ符号化を行なうユニバーサル符号化
部であり、Ｑバッファ３１、Ｐバッファ３２、ＬＺＳＳ
符号化部３３を有している。

【００５０】Ｑバッファ３１は、ビット並び変換部１２
の並び変え処理により得られた変換データＣＶＤ、すな
わち符号化前のデータ（未符号化データ）を記憶するも
ので、例えば４ビットのインデックス情報（アドレス）
を持ち、常時、１６（＝２⁴）ワード分の未符号化文字
列を記憶するようになっている。すなわち、左側から順
次１６ワード分の未符号化文字列を記憶し、先頭ワード
より始まる部分文字列が符号化されると、該符号化され
た部分文字列をＰバッファ３２に移した後、該文字列部
分に次の新たな文字列を順次記憶するようになってい
る。

【００５１】Ｐバッファ３２は例えば１２ビットのイン
デックス情報（アドレス）を持ち、最新に符号化された
４０９６（＝２¹²）個の文字列を格納する。すなわち、
左より順次符号化済文字列を格納してゆき、満杯になる
と最も古い符号化済み文字列位置より新たな符号化済文
字列を格納するようになっている。尚、ｍ（＝４）個の
文字（ワード）で拡張文字が構成されるものとすると、
１２ビットのアドレスのうち、上位１０ビットにより拡
張文字位置が特定され、下位２ビットにより拡張文字内
の位置（ワード位置）が特定される。

【００５２】ＬＺＳＳ符号化部３３は、Ｑバッファ３１
の先頭からの文字列とＰバッファ３２の文字列とを照合
して最長一致部分文字列を求め、「該部分文字列のＰバ
ッファにおける一致開始位置」と「部分文字列の一致
長」とを用いてＱバッファの部分文字列を符号化して一
時的に内蔵の符号データ記憶部３３ａに記憶する。又、
ＬＺＳＳ符号化部３３はＱバッファ３１内の符号化した
文字列をＰバッファ３２に移すと共に、該文字列数分の
最も古い符号化済み文字列をＰバッファ３２から捨て、
かつ符号化した文字列の文字数分の新たな文字列をＱバ
ッファ３１内に入力し、以後前述の符号化処理を継続す
る。そして、８個の符号化データ又は生データが記憶さ
れれば、符号化データと生データの識別を表示するため
の１バイト(８ビット)の識別データを先頭に付加し、こ
の一組の符号化データを順次出力する。

【００５３】ＬＺＳＳ符号化処理以下、図１０の流れ図に従って本発明のＬＺＳＳ符号化
処理を説明する。ＬＺＳＳ符号化部３３は、符号化処理
に先だって、Ｐバッファ３２の内容を空にすると共に、
Ｑバッファ３１にビット並び変え処理により得られた変
換データＣＶＤ、すなわち符号化前のデータを１６ワー
ド分記憶し、かつｂｐ＝１とする（ステップ７０１）。
尚、ｂｐは符号化した文字数に1を加えたものであり、
これから符号化する文字列の先頭ワードがｍバイト構成
拡張文字の何番目のワードかを示すワード位置を算出す
るのに用いる。

【００５４】ついで、次式ｋ＝ｍｏｄ（ｂｐ，ｍ）・・(3) の演算を行ない(ただし、ｍ＝４とする）、これから符
号化する文字列の先頭ワードのワード位置ｋを算出する
（ステップ７０２）。ワード位置ｋが求まれば、Ｐバッ
ファ３２中の各文字でｋと同じワード位置から始まる文
字列の中から、Ｑバッファの文字列と一致する最長の文
字列Ｓをサーチする（ステップ７０３）。

【００５５】最長文字列Ｓがサーチされれば、該最長文
字列の文字数が２以上か判断し（ステップ７０４）、
「ＮＯ」であれば、生データモードであり、識別データ
の対応フラグを”１”にすると共に、該生データを符号
データ記憶部３３ａに記憶すると共に、ｂｐを１インク
リメント（ステップ７０５）。一方、最長文字列Ｓの文
字数が２以上であれば、複製モードであり、識別データ
の対応フラグを”０”にする。又、最長文字列Ｓの先頭
文字が属する拡張文字の位置を特定する１０ビットの位
置データと一致長（＝ｎ）とにより、未符号化入力デー
タ列を符号化し、符号データ記憶部３２ａに記憶する。
更に、次式ｂｐ＋ｎ→ｂｐ・・(4) により、ｂｐの値を更新する（ステップ７０６）。

【００５６】ついで、Ｑバッファ３１内の符号化した文
字列を、Ｐバッファ３２における最も古い符号化済み文
字列を格納する位置に記憶し、かつＱバッファ３１の符
号化した文字列記憶位置に次の新たな文字列を記憶する
（ステップ７０７）。以後、全入力データの符号化が終
わったか判断し（ステップ７０８）、終わっていなけれ
ばステップ７０２に戻り次の文字列に対して符号化処理
を継続する。尚、８個の符号化データ又は生データが符
号データ記憶部３３ａに記憶されれば、１バイト(８ビ
ット)の識別データと共に出力する。

【００５７】図１１は本発明のＬＺＳＳ符号化処理の説
明図であり、拡張文字は２ワードから構成されているも
のとする（ｍ＝２）。又、説明を簡単にするために、Ｑ
バッファ３１、Ｐバッファ３２には矢印方向から新たな
文字列が入力され、各バッファ内では入力された文字数
分、矢印方向にシフトするものとする。従って、Ｑバッ
ファ３１では最左端のワードが先頭ワードになってお
り、Ｐバッファ３２では最左端のワードが最も古く符号
化されたワードとなっている。

【００５８】各バッファ３１、３２の内容が、図１１
(a)に示す状態にあり、Ｑバッファ３１における先頭ワ
ードが第１ワード位置にあるものとすれば（ｋ＝１）、
Ｐバッファ３２中の各文字で第１ワード位置から始まる
文字列の中から、Ｑバッファの文字列ｂｉｂｊｃｋと最長に一致する文字列Ｓを求めると、拡張文字位置２
の第１ワード位置から始まる５ワードｂｉｂｊｃが最長一致文字列Ｓとなる。従って、「拡張文字位置
２」と「一致ワード数５」により入力文字列「ｂｉｂｊ
ｃ」が符号化される。しかる後、符号化された５ワード
の文字列はＱバッファ３１からＰバッファ３２にシフト
され、Ｐバッファから最も古く符号化された５ワード分
の文字列（最左端の５文字）が除去される。又、Ｑバッ
ファ３１には次の新たな５ワード分の文字列が入力され
る。これにより、Ｑバッファ３１、Ｐバッファ３２の内
容は図１１(b)に示すようになり、未符号化文字列にお
ける先頭ワードは第２ワード位置になる（ｋ＝２）。

【００５９】かかる状態において、Ｐバッファ３２中の
各文字で第２ワード位置から始まる文字列の中から、Ｑ
バッファの文字列ｋｃｌｄｉｄと最長に一致する文字列
Ｓを求めると、拡張文字位置４の第２ワード位置から始
まる３ワードｋｃｌが最長一致文字列Ｓとなる。従って、「拡張文字位置
４」と「一致ワード数３」により入力文字列「ｋｃｌ」
が符号化される。しかる後、符号化された３ワードの文
字列はＱバッファ３１からＰバッファ３２にシフトさ
れ、Ｐバッファから最も古く符号化された３ワード分の
文字列が除去される。又、Ｑバッファ３１には次の新た
な３ワード分の文字列が入力される。

【００６０】このように、これから符号化する文字列の
先頭ワードのワード位置ｋと同じワード位置から始まる
部分文字列の中から、最大長一致文字列をサーチするよ
うにすれば、他のワード位置から始まる文字列を参照し
なくても、最大一致長文字列を見つけることができ、サ
ーチ時間を短縮できる。すなわち、サーチする部分文字
列数を１／ｍにでき高速符号化が可能となり、しかも拡
張文字数はワード数の１／ｍにでき、このため拡張文字
位置を表現するビット長を少なくでき、圧縮率を更に高
めることができる。

【００６１】特に、拡張文字の第１ワードを画像データ
の上位ビットで構成し、第２ワードを画像データの中位
ビットで構成し、・・・、第ｍワードを画像データの下
位ビットで構成してなる画像データに適用すればデータ
圧縮率を向上できる。

【００６２】(d) ＬＺＳＳ符号のデータ復元図１２はＬＺＳＳ符号より原データを復元する原データ
復元部の実施例構成図である。図中、２１は符号化デー
タＣＤＤを入力されて復号処理を行なうユニバーサル復
号化部、２２は復号されたデータＣＶＤのビット配列を
原データＯＲＤの並びに戻すビット並び逆変換部であ
り、ユニバーサル復号部２１において、４１はＰバッフ
ァ、４２は例えばＬＺＳＳ復号化部である。

【００６３】Ｐバッファ４１はユニバーサル符号化部１
３におけるＰバッファ３２と同一構成を有している。す
なわち、１２ビットのインデックス情報（アドレス）を
持ち、最新に復号化された４０９６（＝２¹²）個の文字
列を格納する。すなわち、左より順次復号化済み文字列
を格納してゆき、満杯になると最も古い復号化済み文字
列位置より新たな復号化済文字列を格納するようになっ
ている。又、ｍ（＝４）個の文字（ワード）で拡張文字
が構成されるものとすると、１２ビットのアドレスのう
ち、上位１０ビットにより拡張文字位置が特定され、下
位２ビットにより拡張文字内のワード位置が特定され
る。

【００６４】ＬＺＳＳ復号化部４２は図１３の流れ図に
従って、ＬＺＳＳ復号化処理を行なう。すなわち、復号
化処理に先だって、Ｐバッファ４１の内容を空にすると
共に、ｂｐ＝１とする（ステップ８０１）。尚、ｂｐは
復号化した文字数に1を加えたもので、これから復号化
する文字列の先頭ワードがｍバイト構成の拡張文字の何
番目のワードかを示すワード位置を算出する際に用い
る。

【００６５】ついで、８個の符号データ又は生データを
含む符号化データＣＤＤを読み取って記憶し、ｉ＝１と
する（ステップ８０２、８０３）。しかる後、次式ｋ＝ｍｏｄ（ｂｐ，ｍ）の演算を行ない(ただし、ｍ＝４とする）、これから復
号により得られる文字列の先頭ワードのワード位置ｋを
算出する（ステップ８０４）。ワード位置ｋ算出後、識
別データにおける第ｉフラグが”１”か判断し（ステッ
プ８０５）、第ｉフラグが”１”であれば、８個のデー
タのうち第ｉ番目のデータは生データであるから、該生
データをそのまま出力し、ｂｐを１インクリメントする
（ステップ８０６、８０７）。

【００６６】一方、第ｉフラグが”０”であれば、第ｉ
番目のデータは複製データ（拡張文字位置と一致ワード
長を含んでいる）であるから、Ｐバッファ４１における
拡張文字位置の第ｋワード位置から一致ワード長分の文
字列を取り出し、復号文字列として出力する（ステップ
８０８）。又、一致ワード長をｎとすれば、次式ｂｐ＋ｎ→ｂｐにより、ｂｐの値を更新する（ステップ８０９）。

【００６７】しかる後、復号化した文字列を、Ｐバッフ
ァ４１における最も古い符号化済み文字列を記憶する位
置に記憶する（ステップ８１０）。ついで、ｉ＝８か判
断し（ステップ８１１）、ｉ＜８であれば、ｉを１イン
クリメントし（ステップ８１２）、ステップ８０４に戻
り以降の復号処理を繰り返し、ｉ＝８であれば、全符号
化データの復号処理が終わったか判断し（ステップ８１
３）、終わってなければステップ８０２に戻り、次の８
個の符号データ及び又は生データを含む符号化データＣ
ＤＤを読み取って同様の復号処理を行なう。

【００６８】以上、本発明を実施例により説明したが、
本発明は請求の範囲に記載した本発明の主旨に従い種々
の変形が可能であり、本発明はこれらを排除するもので
はない。

【００６９】

【発明の効果】以上本発明によれば、１ワード（文字）
が複数ビットよりなる原データを所定の複数ワード毎に
区分してブロック化し、ブロックを構成する各ワードを
上位ビットより順にｒビット（ｒ≧１）単位に分割して
グループ化し、各ワードのビットグループを上位より順
に並べることにより、ブロックのビット配列を並び変
え、該並び変えにより得られた変換データに対して符号
化を行なうようにしたから、画像データ等の符号化に適
用すると同一の文字列の出現頻度を多くでき、高い圧縮
率が得られ、しかも、複数ワード単位で処理するため、
小規模なハードウェアで実現することができる。

【００７０】又、本発明によれば、ＬＺＳＳ符号化方式
により符号化する場合、これから符号化する文字列の先
頭ワードのワード位置と同じワード位置から始まるＰバ
ッファの部分文字列の中から、最長一致文字列をサーチ
するように構成したから、他のワード位置から始まる文
字列を参照しなくても、最一致文字列を見つけることが
でき、サーチ時間を短縮できる。すなわち、拡張文字を
構成するワード数をｍとすれば、サーチする部分文字列
数を１／ｍにでき高速符号化が可能となり、しかも拡張
文字の数はワード数の１／ｍにでき、このため拡張文字
位置を表現するビット長を少なくでき、圧縮率を更に高
めることができる。特に、画像データのビット配列を並
び変えたデータに対して適用すればその効果は大きい。

【００７１】更に、本発明によれば、ＬＺＳＳ符号化デ
ータより元の並び変え後のデータを復号し、該復号済デ
ータの各ワードをワード位置がわかるようにＰバッファ
に記憶し、かつ、次に復号化されるデータの先頭ワード
位置ｋを監視し、符号化データに含まれる拡張文字位置
データと先頭ワード位置ｋが示すワードから、符号化デ
ータに含まれる一致長分のワードを出力して復号し、該
復号済データの各ワードをワード位置がわかるようにＰ
バッファに順次記憶し、しかる後、復号データを並び変
えて原データを復元するようにしたから、ＬＺＳＳ符号
化方式による高圧縮率の符号化データであっても容易に
原データを復元することができる。

【００７２】又、本発明によれば、ＬＺＷ符号化方式に
より符号化する場合、拡張文字のワード位置に応じてｍ
（＝４）個の辞書を設け、各辞書部に、対応するワード
位置から始まる部分文字列を登録するようにし、符号化
に際して、未符号化文字列の先頭ワードのワード位置に
応じた辞書部より、最長一致文字列をサーチするように
構成したから、サーチする部分文字列数を１／ｍにでき
高速符号化が可能となり、しかも辞書番号数も１／ｍに
でき、このため辞書番号を表現するビット長を少なくで
き、圧縮率を更に高めることができる。特に、各辞書部
に画像データの上位ビットで構成されたワードから始ま
る文字列のみ、中位ビットで構成されたワードから始ま
る文字列のみ、・・・、下位ビットで構成されたワード
から始まる文字列のみを登録するようにでき、符号化に
際して、未符号化文字列の先頭ワードが画像データにお
ける上位ビットワードか、中位ビットワードか、・・下
位ビットワードかに応じて参照する辞書を変えて同一文
字列をサーチすることができるため、１つの辞書のみよ
り（他の辞書を参照しなくても）最一致文字列を見つけ
ることができ、サーチ時間を短縮できる。

【００７３】更に、本発明によれば、拡張文字内のワー
ド位置に対応させて複数の辞書部を設けると共に、次に
復号化されるデータの先頭ワード位置ｋを監視し、該先
頭ワード位置に応じた辞書部に登録されている部分デー
タ列のうち、ＬＺＷ符号化データＣＤＤに含まれる辞書
番号が指示する部分データ列を出力して復号し、今回復
号した部分データ列の先頭ワードを前回復号した部分デ
ータ列に付加し、該付加により得られた部分データ列
を、前回用いた辞書部に辞書番号を付して登録するよう
に構成したから、ＬＺＷ符号化方式による高圧縮率の符
号化データであっても容易に原データを復元できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図である。

【図２】ＬＺＷ符号化によるデータ圧縮の実施例構成図
である。

【図３】ビット並び変え処理の説明図である。

【図４】データ圧縮処理の全体の流れ図である。

【図５】ＬＺＷ符号化処理の流れ図である。

【図６】ＬＺＷ符号より原データを復元する原データ復
元部の実施例構成図である。

【図７】原データ復元処理の全体の流れ図である。

【図８】ＬＺＷ復号化処理の流れ図である。

【図９】ＬＺＳＳ符号化によるデータ圧縮の実施例構成
図である。

【図１０】ＬＺＳＳ符号化処理の流れ図である。

【図１１】ＬＺＳＳ符号化処理の説明図である。

【図１２】ＬＺＳＳ符号より原データを復元する原デー
タ復元部の実施例構成図である。

【図１３】ＬＺＳＳ復号処理の流れ図である。

【図１４】従来のＬＺＳＳ符号化の説明図である。

【図１５】従来のＬＺＷ符号化の説明図である。

【図１６】従来のＬＺＷ符号化処理の流れ図である。

【図１７】従来のＬＺＷ復号化処理の流れ図である。

【図１８】画像データを符号化する従来方法の説明図で
ある。

【符号の説明】

１２・・ビット並び変換部１３・・ユニバーサル符号化部２１・・ユニバーサル復号化部２２・・ビット並び逆変換部ＯＲＤ・・原データＣＶＤ・・変換データＣＤＤ・・符号化データ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者千葉広隆神奈川県川崎市中原区上小田中1015番地富士通株式会社内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】既に出現した入力データの部分データ列
を表現する情報を用いて、以後の入力データを符号化す
るユニバーサル符号化方式によるデータ圧縮方法におい
て、１ワードが複数ビットよりなる入力データ(ORD)を所定
の複数ワード毎に区分してブロック化し、ブロックを構成する各ワードを上位ビットより順にｒビ
ット（ｒ≧１）単位に分割してグループ化し、各ワード
のビットグループを上位より順に並べることにより、ブ
ロックのビット配列を並び変え、該並び変えたデータに対してユニバーサル符号化を行な
うことを特徴とするデータ圧縮方法。
【請求項２】前記並び変えてなる複数ワードを１つの
拡張文字とみなし、既に出現して符号化済の入力データの各ワードが拡張文
字における何番目のワードかを識別できるように記憶部
(32)に記憶すると共に、未符号化入力データの先頭ワー
ドの拡張文字内におけるワード位置を監視し、該先頭ワードのワード位置と同一のワード位置から始ま
る符号化済みデータの部分データ列のうち、未符号化入
力データ列と最長に一致する部分データ列を捜し、該一致部分データ列の先頭ワードが属する拡張文字の前
記記憶部(32)における位置と一致長とにより、該一致部
分列に相当する未符号化入力データ列を符号化すること
を特徴とする請求項１記載のデータ圧縮方法。
【請求項３】前記符号データより元のデータを復号
し、該復号済データの各ワードをワード位置が識別でき
るように記憶部(41)に記憶し、かつ、次に復号化される
データの先頭ワード位置を監視し、前記符号データに含まれる位置データが指示する記憶部
(41)の記憶域に記憶されている拡張文字を構成するワー
ドであって、前記先頭ワード位置と同一ワード位置のワ
ードから始めて、前記符号データに含まれる一致長デー
タが示す数のワードを取り出して復号し、該復号済デー
タの各ワードをワード位置が識別できるように記憶部(4
1)に記憶し、得られた復号データを並び変えて原データを復元するこ
とを特徴とする請求項２記載のデータ圧縮方法。
【請求項４】前記ユニバーサル符号化において、前記拡張文字内のワード位置に対応させて複数の辞書部
(13c-1〜13c-4)を設けると共に、各辞書部に符号化済デ
ータの部分データ列であって、辞書部に対応するワード
位置から始まる部分データ列を辞書番号を付けて登録
し、かつ、未符号化入力データの先頭ワードが拡張文字内の
何番目のワードかを示すワード位置を監視し、該先頭ワードのワード位置に応じた辞書部に登録されて
いる部分データ列のうち、未符号化入力データ列と最長
に一致する部分データ列を求め、該部分データ列の辞書番号により、該一致長に相当する
未符号化入力データ列を符号化すると共に、該符号化さ
れた入力データ列に次のワードを付加した部分データ列
を前記辞書部に辞書番号を付けて登録することを特徴と
する請求項１記載のデータ圧縮方法。
【請求項５】拡張文字内のワード位置に対応させて複
数の辞書部(21b-1〜21b-4)を設けると共に、次に復号化
されるデータの先頭ワード位置を監視し、該先頭ワード位置に応じた辞書部に登録されている部分
データ列のうち、前記符号データに含まれる辞書番号が
指示する部分データ列を出力して復号し、今回復号した部分データ列の先頭ワードを前回復号した
部分データ列に付加し、該付加により得られた部分デー
タ列を、前回用いた辞書部に辞書番号を付して登録し、得られた復号データを並び変えて原データを復元するこ
とを特徴とする請求項４記載のデータ圧縮方法。