JPH06104768A - デジタル通信システム用の可変長符号語復号器 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 高品位テレビの復号器によって提供されるＤ
ＣＴ変換係数のような変換係数を再生するために、可変
長符号語を復号化する装置（１０）を提供する。 【構成】 ｎビット以下の長さをもつ符号語を第１カテ
ゴリーとし、ｎビットを越える長さをもつ符号語を第２
カテゴリーとする。符号語を復号化するためにフィード
バックＲＯＭ（２２）を使用する。第１カテゴリーの符
号語は、ＲＯＭ（２２）内のルックアップテーブル（８
０）を直接アドレス指定することによって処理する。第
２カテゴリーの符号語は、ＲＯＭ（２２）を複数回通過
し、前回の通過時に出力したデータの一部分をフィード
バック（９０）して次回の通過時の記憶場所をアドレス
指定することによって処理する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、圧縮デジタルデータの
再生に関し、さらに詳しくは可変長符号語の復号器に関
する。

【０００２】

【従来の技術】テレビジョン信号は従来、特定の国によ
って採用されている様々な標準に従って、アナログ形式
で伝送される。例えば、米国はＮＴＳＣ（米国テレビジ
ョン方式委員会）の標準を採用している。また、ヨーロ
ッパの多くの国々はＰＡＬ（位相反転走査線）またはＳ
ＥＣＡＭ標準を採用している。

【０００３】テレビジョン信号をデジタル伝送すると、
アナログ技術よりずっと高い品質の映像および音声サー
ビスを提供することができる。デジタル伝送方式は、衛
星によってケーブルテレビ会社および／または直接家庭
の衛星テレビ受信機に放送される信号に特に有利であ
る。デジタルテレビジョン送受信システムは、オーディ
オ産業においてコンパクトディスクがアナログレコード
にほとんど取って代わったのとちょうど同じように、既
存のアナログシステムに取って代わることが予想され
る。

【０００４】デジタルテレビジョン方式では、かなりの
量のデジタルデータを伝送しなければならない。高品位
テレビ（ＨＤＴＶ）の場合には、特にそうである。デジ
タルテレビジョンシステムでは、契約者は、映像、音
声、およびデータを契約者に提供する受信機／スクラン
ブル解除装置を介して、デジタルデータストリームを受
信する。利用可能な無線周波数スペクトルを最も効率的
に利用するためには、伝送しなければならないデータの
量を最小限にするために、デジタルテレビジョン信号を
圧縮するのが有利である。

【０００５】テレビジョン信号の映像部分は、全部がひ
とまとめになって動画像を提供する一連の映像「フレー
ム」から成る。デジタルテレビジョンシステムでは、映
像フレームの各走査線が「画素」と呼ばれる一連のデジ
タルデータによって形成される。テレビジョン信号の各
映像フレームを形成するには、大量のデータが必要であ
る。例えば、ＮＴＳＣ解像度で１つの映像フレームを形
成するには、７．４メガビットのデータが必要となる。
これは、６４０画素×４８０ラインのディスプレイで
赤、緑、および青の３原色のそれぞれに８ビットの強度
（輝度）値を使用する場合を想定したものである。高品
位テレビで各映像フレームを形成するには、かなりもっ
と多くのデータが必要である。このデータ量を管理する
ために、特に高品位テレビの場合もそうだが、データを
圧縮しなければならない。

【０００６】ビデオ圧縮技術は、従来の通信チャネルに
よるデジタル映像信号の効率的な伝送を可能にする。こ
のような技術は、映像信号の重要な情報をより効率的に
表現するために、隣接画素間の相関関係を利用する圧縮
アルゴリズムを使用する。最も強力な圧縮システムは、
空間的相関を利用するだけではなく、データをさらに圧
縮するために、隣接フレーム間でも同様の相関関係を利
用することができる。このようなシステムでは、差分符
号化を用いて、実際のフレームとその予測の間の差だけ
を伝送する。予測は、同じ映像シーケンスの前のフレー
ムから導出された情報に基づいて行う。このようなシス
テムの例は、「デジタルテレビジョンの適応型動き補償
（Adaptive Motion Compensation for Digital Televis
ion）」と題する米国特許第５，０６８，７２４号、お
よび「動き補償後の順次映像イメージの再生方法および
装置（Method and Apparatus for Refreshing Motion C
ompensated Sequential Video Images）」と題する米国
特許第５，０５７，９１６号に記載されている。

【０００７】映像信号の動き予測は、指定されたトラッ
キング範囲内で現在の輝度ブロックを前のフレームの輝
度ブロックと比較することによって得られる。前フレー
ムで現在のブロックに比較して総合絶対変化が最小限の
輝度ブロックを選択する。選択されたブロックの位置を
動きベクトルと呼び、現在のブロックの予測値を得るた
めに使用される。符号化能率を高めるために、動きベク
トルを差分符号化し、可変長符号器によって処理し、副
情報として復号器へ送信することができる。予測値を必
要に応じて平滑化するために、ＤＰＣＭループに低域フ
ィルタを含んでもよい。また、様々な種類のランダム雑
音から符号化ビットストリームを保護するために、順方
向誤り修正機構を使用することができる。

【０００８】冗長情報を除去することによってデータ転
送速度を圧縮するには、主に２種類の符号化方式があ
る。それは、「情報源符号化」と「エントロピー符号
化」である。情報源符号化は情報源材料を処理し、損失
の多い結果を生じる。したがって、情報源符号化を使用
した場合、画像品質は低下する。情報源符号化技術を実
現する際は、フレーム内符号化またはフレーム間符号化
のいずれかを使用することができる。フレーム内符号化
は、最初の画像およびシーン変化後の画像に使用する。
フレーム間符号化は、動きのあるオブジェクトを含む画
像のシーケンスに使用する。エントロピー符号化は、信
号の統計的特性を利用して圧縮を達成し、理論的には無
損失である。

【０００９】情報源符号化とエントロピー符号化の両方
を使用する符号化アルゴリズムが、ＣＣＩＴＴ専門家グ
ループによって提案されている。例えば、ＣＣＩＴＴの
テレビ電話の符号化に関する専門家グループ第１５−４
作業部会による「基準モデル８（ＲＭ８）の説明」（"D
escription of Reference Model 8 (RM8)", Doc. No.52
5, CCITT SG XV Working Party XV-4, Specialist Grou
p on Coding for Visual Telephony, June, 1989）を参
照されたい。このＣＣＩＴＴ方式では、動き予測付きハ
イブリッド変換／差分パルス符号変調（ＤＰＣＭ）を情
報源符号化に使用している。ＤＰＣＭは、フレーム内符
号化には使用できない。エントロピー符号化の場合、１
次元可変長符号化および２次元可変長符号化の両方が使
用される。

【００１０】ＣＣＩＴＴシステムでは、マクロブロック
とサブブロックに分割される入力データを変換係数に変
換するために、Ｎ．アーメッド、Ｔ．ナタラジャン、お
よびＫ．Ｒ．ラオによって記述された離散コサイン変換
（ＤＣＴ）を利用する（"Discrete Cosine Transform",
IEEE Trans. Computer, Vol. C-23, pp90-93, Jan.19
74）。ＤＣＴ変換は、現在のフレームデータのブロック
と予測フレーム（前のフレームの情報から得られる）の
対応ブロックの間の差分に対して実行される。映像ブロ
ックに動きが含まれていなかったり、予測値がぴったり
であった場合には、ＤＣＴへの入力は空白行列となる。
ゆっくり動く画像の場合、ＤＣＴへの入力行列は、多く
のゼロを含む。ＤＣＴの出力は、２次元周波数領域のエ
ネルギーを表わす係数の行列である。一般に、エネルギ
ーの大半は、低周波領域である行列の左上角部分に集中
する。係数をジグザグに走査すると、得られるシーケン
スは、特にシーケンスの終りの方は、長いゼロの列を含
むようになる。この圧縮アルゴリズムの主な目的の１つ
は、ゼロを形成し、これらを一つに結束することによっ
て能率的な符号化を達成することである。

【００１１】能率を維持するために、量子化の前に係数
シーケンスに可変しきい値をも適用する。これは、ゼロ
の列が検出されたときにＤＣＴしきい値を高くすること
によって達成される。ＤＣＴ係数がしきい値以下であれ
ば、それをゼロにする。

【００１２】変換の後、一様量子化器を使用する。量子
化器のステップサイズは、バッファの占有状態によって
示される伝送速度によって調整することができる。伝送
速度がその限界に達すると、ステップサイズが大きくな
るので、符号化しなければならない情報が少なくなる。
これが起きると、画像の品質が低下する。一方、画像の
品質は、伝送速度がその限界より低いときにはステップ
サイズを小さくすることによって改善される。

【００１３】符号化の能率をさらに向上するために、量
子化したＤＣＴ係数のシーケンスに２次元可変長符号構
成を使用する。任意のシーケンスで、ゼロでない係数
（振幅）の値を１つの次元として定義し、その非ゼロ係
数の前にあるゼロの個数（ランレングス）をもう１つの
次元として定義する。また、振幅とランレングスの組合
せを「イベント」と定義する。

【００１４】長さの短い符号は、より頻繁に発生するイ
ベントに割り当てられる。反対に、あまり発生しないイ
ベントには長い符号が割り当てられる。ＥＯＢ（ブロッ
クの終り）マークは、シーケンスに非ゼロ係数がもう残
っていないことを示すのに使用される。

【００１５】符号化係数値は、ブロック分類、量子化情
報、および差分動きベクトル等の様々な副情報と共に多
重化される。副情報の中には、可変長符号化されるもの
もある。結果として得られるビットストリームは、送信
のためにバッファに転送される。

【００１６】受信機では、符号器と逆の演算を実行し、
変換係数を再生するために、可変長復号器が必要であ
る。復号器の構造は一般に復号器よりずっと簡単である
が、従来の復号器は、受信した符号語を送信機でそれを
導出するために使用された変換係数に戻すために必要な
符号表を格納するために、かなりの量の記憶装置を必要
とする。

【００１７】可変長符号は、どの符号語も他の符号語の
語頭(prefix)でないことを前提にしている。これが入力
データストリームの一意の復号化可能性を保証する。圧
縮は、他よりずっと頻繁に発生するイベントに最も短い
符号語を割り当てるときに達成される。提案されたＣＣ
ＩＴＴのビデオ符号化アルゴリズムでは、イベント振幅
の次元が２５６、ランレングスの次元が６４である。こ
のようなシステムは、簡単な実現例でも１６，０００を
越すエントリをもつ可変長符号表が必要である。しか
し、エントリの９９％以上は統計的に起こりそうにない
ので、これらは６ビットのエスケープ符号とそれに続く
１４ビットの固定長フィールドによって表現できる。固
定長フィールドのうちの６ビットはランレングス用、８
ビットは振幅用である。その結果、可変長符号表は１２
８エントリを含むだけとなり、処理がずっと簡単にな
る。実際、このような可変長符号の符号化および復号化
は、読出し専用メモリ（ＲＯＭ）に格納されたルックア
ップテーブルを用いて達成することができる。

【００１８】このような構成の復号化は、復号化する前
にまず可変長符号の長さを決定しなければならないため
に、幾分複雑になる。過去に可変長符号の復号化技術が
幾つ化提案されている。例えば、「長さ指示語頭を有す
る可変長符号を復号化する方法および装置」と題するコ
ックらの米国特許第３，７０１，１１１号、および「可
変長符号を復号化するための高速プログラム可能ＩＣ」
と題するＭ．Ｔ．スン、Ｋ．Ｍ．ヤン、およびＫ．Ｈ．
チョウの論文（Applications of Digital Image Proces
sing XII, Andrew Tescher, Ed., Proc. SPIE Vol. 11
53, Aug. 1989）を参照されたい。後者の論文は、超大
規模集積回路による可変長復号器の実現に、バレルシフ
タとプログラム可能論理配列（ＰＬＡ）または内容アド
レス指定可能メモリ／ランダムアクセスメモリモジュー
ル（ＣＡＭ／ＲＡＭ）を使用する並列技法を提案してい
る。

【００１９】

【発明が解決しようとする課題】先行技術で提案されて
いる復号器は、実時間デジタル映像圧縮の高速性のため
に、これまではソフトウェアシミュレーションで、また
は大量の個別ハードウェア部品を用いてしか実現できな
かった。実時間ビデオ速度で符号語を処理することので
きる可変長復号器があれば便利である。また、そのよう
な復号器を集積回路の形態で容易に実現することができ
れば、さらに便利である。その上に、そのような復号器
の消費電力が少なければ、さらに便利である。そのよう
な復号器は、低価格の高品位テレビ受信機などの消費者
向け製品に特に役立つ。

【００２０】本発明は、上述およびその他の長所を備え
た可変長復号器を提供する。

【００２１】

【課題を解決するための手段】本発明は、可変長符号語
を復号化し、変換係数を再生する装置を提供する。符号
語は、どの符号語も他の符号語の語頭ではないという性
質をもつ。本発明の装置によって処理される第１カテゴ
リーの符号語は、ｎビット以下の長さをもつ。ｎビット
を越す長さの第２カテゴリーの符号語も処理される。

【００２２】この装置は、ｎビットのアドレスポートと
第１および第２の多数のアドレス指定可能な記憶場所と
をもつ記憶手段を有する。第１の多数のアドレス指定可
能な記憶場所には、様々な符号語の振幅、ランレングス
（runlength)、および第１制御データが含まれる。第２
の多数のアドレス指定可能な記憶場所には、第２カテゴ
リーの符号語の一部分のフィードバックデータおよび第
２制御データが含まれる。また、第１カテゴリーの符号
語をアドレスポートに入力して記憶場所をアドレス指定
することによって、第１カテゴリーの符号語を復号化
し、その振幅、ランレングス、および第１制御データを
出力する手段を含む。さらに、第２カテゴリーの符号語
の最初のｎビット部分をアドレスポートに入力して記憶
場所をアドレス指定することによって、第２カテゴリー
の符号語を復号化し、そのフィードバックデータおよび
第２制御データを出力する手段を含む。

【００２３】第２カテゴリーの符号語のその後の部分は
周期的的に、第２制御データに応答して、フィードバッ
クデータと共にアドレスポートに入力する。第２カテゴ
リーの符号語のその後の部分とフィードバックデータが
結合して、ｎビット以下のアドレスを提供し、記憶場所
をアドレス指定する。第２カテゴリーの符号語に少なく
とも１つの追加部分が残っていれば、このアドレスに応
答して、記憶手段は、次の入力サイクルで使用するため
のフィードバックデータおよび第２制御データを出力す
る。また、第２カテゴリーの符号語に追加部分が残って
いなければ、記憶手段は、その第２カテゴリーの符号語
の振幅、ランレングス、および第１制御データを出力す
る。振幅、ランレングス、および第１制御データが得ら
れない第２カテゴリーの符号語の各部分について、第２
制御データに応答して、ラン係数を出力する手段を含
む。

【００２４】本発明の装置はさらに、連続クロックサイ
クルを確立するために、記憶手段ならびに第１および第
２カテゴリー符号語復号化手段にクロック信号を提供す
るように結合したクロック手段から成る。各クロックサ
イクル中に、（ｉ）振幅、ランレングス、および振幅係
数を生成するための第１制御データ、または（ii）フィ
ードバックデータおよびラン係数を生成するための第２
制御データ、の少なくとも一方が前記記憶手段から出力
される。ラン係数は、例えば、ランレングスで示される
長さをもつゼロ係数のシーケンスに含まれるゼロを示す
データから成る。クロック手段を含むことにより、各ク
ロックサイクルで可変長符号語から１つの係数を生成す
ることが可能になる。

【００２５】ここに示す実施例では、第２カテゴリー符
号語復号化手段は、第２制御データに応答して、符号語
をアドレスポート入力部に入力する代わりに、第２カテ
ゴリー符号語のフィードバックデータを所定の複数のア
ドレスポート入力部に入力するためのマルチプレクサ手
段から成る。残りの複数のアドレスポート入力部は、第
２カテゴリー符号語の対応部分を受け取る。フィードバ
ックデータは例えばｎ／２のビット長をもつことがで
き、その場合、第２カテゴリー符号語の対応部分は、ｎ
／２以下のビット長をもつことになる。

【００２６】装置はさらに、振幅およびランレングスの
データが記憶手段に含まれない特殊符号語を検出する手
段から成る。この検出手段に応答して、特殊符号語を復
号する手段も含む。例えば、特殊符号語は、符号語に対
応付けられたランレングスが無いことを示すために使用
することができる。また、受け取ったデータが符号化さ
れていないので、直接に再生することができないことを
示す場合にも、使用することができる。

【００２７】図示する実施例で可変長復号器に設置する
記憶手段は、実質的に２×２ⁿ に等しい記憶容量を有す
る。また、フィードバックデータのビット長をｎ／２と
して、第２カテゴリーの符号語の後続部分はビット長
を、その符号語に残っている未処理のビット数かｎ／２
のどちらか小さい方とすることができる。

【００２８】記憶手段は、第１ルックアップテーブルお
よび第２ルックアップテーブルとして構成することがで
きる。第１ルックアップテーブルは、第１カテゴリーの
符号語に対応する第１の多数のアドレス指定可能な記憶
場所、および第２カテゴリーの符号語の最初のｎビット
に対応する第２の多数のアドレス指定可能な記憶場所を
含む。第２ルックアップテーブルは、第２カテゴリーの
符号語に対応する第１の複数のアドレス指定可能な記憶
場所、および第２カテゴリーの符号語の後続部分に対応
する第２の複数のアドレス指定可能な記憶場所を含む。
記憶手段は、ｎビットのアドレスポートでデータを第１
ルックアップテーブルまたは第２ルックアップテーブル
のいずれかに選択的に結合する制御ビットを入力する追
加アドレスポートを有することができる。好適実施例で
は、第１ルックアップテーブルおよび第２ルックアップ
テーブルがそれぞれ、実質的に２ⁿ 語の記憶容量をも
つ。

【００２９】本発明の装置は、符号語を受け取るための
入力部をもつバレルシフタを含むことができる。バレル
シフタは、第１および第２制御データに含まれるシフト
長情報に応答して、ｎビットアドレスポートに符号語お
よびその一部分を出力する。シフト長情報は、１つの符
号語の復号化が完了したかどうかを示す。シフト長に応
答して、新しい符号語の復号化を開始する手段も含むこ
とができる。

【００３０】図示する実施例では、符号語は、離散コサ
イン変換係数から導出されるハフマン符号語である。

【００３１】本発明は、可変長符号語を復号化する際に
使用するフィードバック記憶装置も提供する。第１ルッ
クアップテーブルは、長さがｎビット以下の第１符号
語、および長さがｎビットを越える第２符号語の最初の
ｎビットまでの部分によって、アドレス指定することが
できる。第２ルックアップテーブルは、ｐビットのフィ
ードバックデータおよび第２符号語のｍビット以下の部
分によって、アドレス指定することができる。ただし、
ｐ＋ｍ≦ｎであり、ｍビット以下の部分は第２符号語の
最初のｎビットの後に続く部分である。第１ルックアッ
プテーブルは、第１符号語の振幅およびランレングスの
データを含むと共に、第２符号語の最初のｎビット以下
の部分のフィードバックデータをも含む。第２ルックア
ップテーブルは、第２符号語の最後のｍビット以下の部
分の振幅およびランレングスのデータを含むと共に、第
２符号語の最初の部分と最後の部分の間に位置する任意
のｍビット部分のフィードバックデータをも含む。記憶
装置はさらに、符号語およびフィードバックデータを入
力するためのｎビットのアドレスポートから成る。ま
た、第１ルックアップテーブルまたは第２ルックアップ
テーブルをアドレス指定するために、アドレスポートを
選択的に結合する手段を含む。

【００３２】本発明はさらに、ランレングスがゼロ（つ
まり非ゼロ振幅のみ）のイベントを表わす符号語を含
む、複数の連続可変長符号語を復号化する方法を提供す
る。ｎビットまでの長さの第１符号語は、１回のクロッ
クサイクルで復号化される。ｎビットより長い第２符号
語は、Ｐ回（複数）のクロックサイクルで復号化され
る。第２符号語は、少なくともＰ−１のランレングスを
有するイベントを表わす。ランレングスを含まない第３
符号語には、特殊エスケープ符号の語頭が含まれる。第
３符号語は、特殊エスケープ符号の語頭の検出に応答し
て、１回のクロックサイクルで復号化される。好適実施
例では、第１および第２符号語は、ルックアップテーブ
ルを用いて復号化され、対応する振幅およびランレング
スのデータを提供する。第３符号語は、前記ルックアッ
プテーブルを参照することなく、振幅データを直接出力
することによって復号化される。

【００３３】

【実施例】本発明は、可変長符号語を復号化する装置を
提供する。本発明をハフマン符号語の復号化に関連して
説明するが、当業者は、ここに説明し請求の範囲に記載
する本発明を他の種類の可変長符号語の復号器に幅広く
適用できることを理解されよう。

【００３４】量子化技術は、変換係数の振幅を減少する
ことによって画像の圧縮可能性を向上する。その結果を
利用するには、可変数のビットこれらの係数に割り当て
るアルゴリズムが必要である。可変長符号語アルゴリズ
ムは、統計的符号化技法から構成することができる。こ
れは、量子化プロセスとは異なり情報を保存する技法で
あり、画像を劣化することはない。

【００３５】全ての可能なイベントの確率が予め分かれ
ば、ハフマン符号化は、理論的エントロピー限界に達す
ることのできる最適な統計的符号化法である。符号器は
そうした確率分布を生成し、それを任意のフレームの送
信前に復号器に送信することができる。その後、この表
は、比較的短い符号語を最高出現確率のイベントに割り
当てるハフマン符号を導出するのに使用される。復号器
は同一符号表を維持し、各符号語を実際のイベントと照
合することができる。本発明に関連して説明する実施例
では、ハードウェアの実現を簡単にするために、固定ハ
フマン表を用いる。ハフマン表は、幅広い処理ビデオ情
報に基づいて生成された。

【００３６】ここで説明する本発明の実施例は、６４個
の係数のシーケンスに直列化した８×８ブロックのＤＣ
Ｔ係数を使用し、振幅／ランレングス符号化されたハフ
マン符号化を使用する。６４個の係数のシーケンスを走
査し、係数が非ゼロ振幅に遭遇するたびにイベントが出
現するように定義する。次に、符号語を、その係数の振
幅およびそれに先行するゼロの個数を示すイベントに割
り当てる。先行ゼロの個数を「ランレングス」という。
図８は２次元の振幅／ランレングス配列を示しており、
ここで任意の振幅１４０（最高１６）およびランレング
ス１３０（最高１５）をもつ各符号語のビット長が識別
される。図８は、符号語にビット数を示す。振幅は、絶
対値でのみ与えられる。各符号語に含めなければならな
い正負符号ビットは、符号語長には追加されていない。

【００３７】係数振幅が１６を越えるか、ゼロのランレ
ングスが１５を越える場合には、特殊符号語を用いて、
その後のビットを解釈するのに符号表を使用しないよう
に復号器に指示する。代わりに、ランレングスは符号化
されないまま送信される。係数振幅も符号化されずに送
信され、ビット数は先に述べた量子化プロセスによって
決定される。さらに、図８に示す２次元符号表を使用し
て符号かできる場合でも、振幅とランレングスを直接符
号化する方が、能率が高くなる場合がある。符号器はそ
のような場合を検出し、送信する符号語の長さを短縮す
るために必要ならば直接符号化に切り替える。直接符号
化された符号語は、復号器ではエスケープ符号語頭によ
って特殊符号語として識別される。これらの特殊符号語
は、符号表を参照することなく、直接復号化される。

【００３８】特殊符号語は、ブロックの終りを示すため
にも割り当てられている。これは必ず、ＤＣＴ係数のブ
ロックの最後の非ゼロ係数の後に挿入される。また、Ｄ
Ｃ係数は、スーパーブロック内で差分符号化された後で
ハフマン符号化される。スーパーブロックは、横方向に
４つの輝度ブロック×縦方向に２つの輝度ブロックのビ
デオ画像領域と定義され、その画像領域から導出される
ＵおよびＶにそれぞれ１つのクロミナンスブロックが対
応付けられる。各々の輝度ブロックおよびクロミナンス
ブロックは、横８画素×縦８画素から成る画像領域であ
る。例えば、「DigiCipher−全デジタル式チャネル互換
性ＨＤＴＶ放送システム」と題するＷ．パイクの論文
（IEEE Transactions of Broadcasting, Vol. 36, No.
4, December 1990）を参照されたい。この論文を引用に
よってここに組み込む。この方式は、マクロブロック
（つまり、横方向に８個のスーパーブロックから成る画
像領域）内のＤＣ係数の高い相関関係を利用して、圧縮
能率をさらに高める。

【００３９】符号化プロセスの能率は、ＤＣＴ係数を走
査する順序によって大きく左右される。振幅の高いとこ
ろから低いところへ順番に走査することにより、係数ゼ
ロがが続くランの個数を一般に、ブロックの終りの長い
１回に減らすことができる。したがって、係数は最初に
ＤＣ係数から下降しながらジグザグ走査される。先に述
べたように、ブロックの終りの長いランは、ブロックの
終り符号語によって能率的に表わされる。

【００４０】本発明では、ハフマン符号語を４つのタイ
プに区分する。第１のタイプは、１−１６のＤＣＴ係数
振幅および０−１５のランレングスをもち、２２以下の
符号語長をもつ符号語である。第２のタイプの符号語
は、１−６４のランレングスと１７−２５６の範囲のＤ
ＣＴ振幅をもつものである。これらは図８の行列の範囲
外でも範囲内でもよいが、符号語長は２３以上である。
第３のタイプのハフマン符号語は、ランレングスがゼロ
である以外は、第２のタイプと同じカテゴリーに入る。
第４のタイプのハフマン符号語は、ブロックの終り符号
語である。

【００４１】図に示す特定の実施例におけるハフマン復
号器は、１４．６ＭＨｚクロックの１サイクル６８ナノ
秒間に１５ビットの符号語１つを処理するように設計さ
れている。ランレングスがゼロの第１タイプのハフマン
符号語は、図８の第１列１３４から分かるように、全て
１０ビット以下である。本発明は、これらの符号語およ
び１０ビット以下のその他の符号語を中断することなく
処理することができる。ハフマン符号語が１０ビットよ
り長い場合、本発明の装置は、そうした符号語が少なく
とも２つ以上のＤＣＴ係数を表現するように要求するこ
とによって、一定の係数の流れを中断することなく維持
する。ゼロ値の係数が先行せず、先に定義した最初のタ
イプの符号語のＤＣＴ振幅の範囲内に当てはまらないＤ
ＣＴ係数は、１５ビットの最大符号長をもつ。これら
は、本発明によって１クロックサイクル６８ナノ秒間に
復号化することもできる、ゼロランレングスの特殊符号
語である。

【００４２】本発明によるハフマン復号器の簡略ブロッ
ク図を、図１に示す。ハフマン復号器１０は、映像先入
れ先出し（ＦＩＦＯ）レジスタ１２から符号語を受け取
る。映像ＦＩＦＯレジスタは、符号語を８ビット符号語
バスでハフマン復号器１０に出力する。ハフマン復号器
は、３４ナノ秒のレートでデータを１度に８ビットづつ
クロッキングすることによって、６８ナノ秒間に１５ビ
ットの符号語を処理することができる。この“２×”ク
ロックにより、符号語が要求される処理速度で得られ、
しかもハフマン復号器への８ビットバスインタフェース
で、処理前に符号語を格納するために使用される符号語
インタフェースランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）のコ
ストを節減することができる。２９．３ＭＨｚで作動す
る２×クロックは、１４．６ＭＨｚクロックに同期化さ
れ、符号語ＲＡＭのコストを約５０％節減することがで
きる。１４．６ＭＨｚクロック（ "DATA CLK"）および
２９．３ＭＨｚクロック（ "DATA 2X CLK"）は、従来
のクロック回路１４から出力される。

【００４３】ハフマン復号器で生じた誤りが無制限に伝
播しないことを保証するために、復号器は同期化回路１
６によって各マクロブロックごとにリセットされる。マ
クロブロックリセット信号（ "MB RESET"）は、処理中
の映像信号の水平帰線消去期間中にハフマン復号器が作
動しないときに、同期化回路によって与えられる。これ
により、同期化回路は、順次アクセスメモリポートを次
のマクロブロックの最初の語にリセットし、量子化レベ
ルおよびＰＣＭモードデータブロックに関する情報を提
供することができる。ＰＣＭモードデータブロックは、
差分符号化されないデータブロック（つまり、動き補償
が選択されないもの）である。静的アクセスメモリポー
トが使用可能状態になると、MB RESET信号が出力さ
れ、データが映像ＦＩＦＯレジスタ１２から読出し可能
な状態になったことをハフマン復号器に知らせる。同期
化回路１６は、復号器がその内部レジスタをいったん空
にし充填するのに必要な時間だけ、ハフマン復号器を使
用可能状態にするのを遅らせなければならない。この時
間経過後に、同期化回路はハフマン復号器を作動可能状
態にし、逆変換回路１８による逆ＤＣＴ変換処理（ＩＤ
ＣＴ）のために、その出力ポートに有効なデータを出力
させることができる。スーパーブロックの通常の処理中
に、ハフマン復号器１０は、次のスーパーブロックの量
子化情報およびＰＣＭモード情報を含むデータをヘッダ
より受け取る。マクロブロックが終了すると、同期化回
路１６はハフマン復号器を作動不能にし、マクロブロッ
ク同期化プロセスを再始動する。各ブロックの最初の係
数のときに、ハフマン復号器からのＩＤＣＴ同期信号が
逆変換回路１８に出力される。

【００４４】ハフマン復号器で誤りが検出されると、同
期化回路１６にハフマン誤り検出信号（ "HUFF ERR"）
が出力される。また、ライン同期信号（ "LINE SYN
C"）が同期化回路１６からハフマン復号器へ出力され、
ヘッダ情報および１４．６ＭＨｚクロックと同期化され
る。この信号は、ヘッダの最初のビットを読出し可能な
状態になったことをハフマン復号器に知らせるために使
用される。

【００４５】ハフマン復号器１０の目的は、符号器から
受信した可変長符号語を、映像データへの変換に必要な
ＤＣＴ係数に変換することである。図２は、ハフマン復
号器のより詳細なブロック図である。図１に関連して述
べたように、ハフマン復号器は、映像データに変換すべ
きハフマン符号語を映像ＦＩＦＯレジスタ１２（例えば
ＶＲＡＭ）から入力する。符号語は、入力バレルシフタ
およびバッファ２０（図２）に入力される。これについ
ては、以下で図３に関連して詳述する。入力バレルシフ
タの機能は、映像ＦＩＦＯレジスタから可変長データを
受け取り、それを復号器ＲＯＭ２２のアドレスポートに
送り出すことである。ＲＯＭは、符号語の変換に必要な
全ての情報を含んでいる。データは必ずしもＲＯＭから
検索されるだけでなく、データストリームから直接抽出
されることもある。

【００４６】ＲＯＭから読み出される現在の状態および
データに左右されるデータの選択は、主制御状態機械３
６によって制御される。大半の符号語の場合、データは
入力バレルシフタ２０によって提供された語から１クロ
ックサイクルで復号化された後で、データマルチプレク
サ２４からラッチされる。符号語が復号化されている期
間中に、前回のクロックサイクルでラッチされたデータ
が逆量子化バレルシフタ２８を通過し、従来の変換回路
３０によって符号絶対値から２の補数への変換が実行さ
れる。逆量子化バレルシフタ２８は、データをそれが符
号化される前の等価絶対値に逆正規化するために用いら
れる。逆正規化の後、データは符号絶対値から２の補数
に変換される。その結果、回路３０から得られる２の補
数データは３対１の出力マルチプレクサ３２に入力さ
れ、ここで状態機械３６によって制御され、ランレング
スゼロのデータか、回路３０から受け取った正則ハフマ
ンデータか、あるいは逆量子化の前にバッファ２６から
受け取ったＰＣＭデータのいずれかを出力する。適切な
出力データはバッファ３４に格納され、図１に示す逆Ｄ
ＣＴ回路１８に出力される。

【００４７】図３は、図２のハフマン復号器に使用され
る入力バレルシフタ２０のブロック図である。８ビット
符号語データが、映像ＦＩＦＯレジスタ１２から「先取
り」回路４０を介して入力される。先取り回路は、比較
的遅い映像ＦＩＦＯから取り出された符号語データを格
納し、符号語クロック（CW CLK）の受取後ただちにバ
レルシフタに供給できるようにする。入力バレルシフタ
の機能は、映像ＦＩＦＯレジスタから可変長符号語を受
取、状態機械で処理できるように整えられた形式で符号
語を出力することである。状態機械による処理を開始す
る前に、まず、バレルシフタのパイプラインを充填しな
ければならない。バレルシフタは、４０ビット入力ラッ
チ４２に４０ビットのデータを取り込み、４０×１６ビ
ットのバレルシフタ４４を用いて１６ビットのデータを
選択する。バレルシフタ４４は、１度に１６ビットを状
態機械処理およびＲＯＭルックアップ回路４６に出力す
る。バレルシフタは、１回のクロックサイクルで１ビッ
トないし４０ビットの位置を桁移動（シフト）すること
ができる。

【００４８】バレルシフタは、主に２つの機能のために
データを提供する。第１の機能は、符号語または符号語
の一部分の振幅、ランレングス、および第１制御デー
タ、またはフィードバックおよび第２制御データを出力
するために、データを送り出してＲＯＭ２２（図２）を
アドレス指定することである。ＲＯＭ２２は、状態機械
３６と共に（図３では総称して状態機械処理およびＲＯ
Ｍルックアップ４６という）、次のハフマン復号器の機
能を決定し、シフト長をバレルシフタに返す。

【００４９】バレルシフタの第２の機能は、データを直
接処理のために送り出すことである。特殊エスケープ符
号語頭によって識別されたデータや、ＰＣＭデータの場
合、バレルシフタからのデータは直接分離され、たとえ
それがＲＯＭから与えられたデータでなくてもそうであ
るかのように処理される。図４に示す１つのそうしたエ
スケープ符号語頭６０は、図８の行列が予測されたビッ
ト数より大きくなる全てのイベントや、図８の振幅／ラ
ンレングス行列の範囲外の符号語に使用される。図に示
す実施例では、エスケープ符号語頭６０は、長さが２２
ビットを越える全ての図８のエントリに使用している
が、当業者は特定の実現例で、２２ビットより大きい限
界でも小さい限界でも利用できることを理解されよう。

【００５０】図５に示すエスケープ符号語頭７０は、ラ
ンレングスが無い場合、つまり符号語データが連続非ゼ
ロ振幅を示す場合に使用する。そのような場合、ＲＯＭ
２２は符号語に関するデータを含まないので、符号語は
直接に処理しなければならない。ランレングスが無い場
合に特殊エスケープ符号語頭を使用することにより、１
０ビットより大きい符号語が存在する場合でもシステム
を遅滞させることなく、連続「振幅のみ」の符号語を１
サイクル当たり１符号語の率で処理することができる。
このようなエスケープ符号語頭を使用しなければ、余分
の処理サイクル中にランレングスに対応するゼロを出力
に利用することができないので、ＲＯＭ２２で１サイク
ルで処理できない符号語を、システムのスループット要
件を満たしながら処理することはできない。

【００５１】状態機械処理およびＲＯＭルックアップ回
路４６からのシフト長は、入力端子５８を介してバレル
シフタに入力される。シフト長は、加算器５４に渡され
る前に、４ビットラッチ５２にラッチされる。加算器５
４への他の入力は、ラッチ５０からの６ビット語から成
り、これは加算器５４の出力からフィードバックされ
る。端子５６に入力されるイネーブル信号は、ラッチ５
０および５２を作動可能状態にする。このイネーブル信
号は、ハフマン復号器の動作のタイミングを与える単な
る１４．６ＭＨｚのデータクロックとすることができ
る。

【００５２】６８ナノ秒の１クロックサイクルに等しい
時間内に１６ビットのデータを処理するために、DATA
2XCLK（２９．３ＭＨｚ）が端子５９に入力され、入力
ラッチ制御回路４８をタイミング制御する。入力ラッチ
制御回路は、映像ＦＩＦＯレジスタから符号語を取り出
すのに使用されるCW CLK信号を生成し、また先出し回
路４０から４０ビット入力ラッチ４２に出力されるデー
タのタイミングを制御する。これを達成するために、入
力ラッチ制御回路４８は、５回のトリガを用いて先出し
回路から１度に８ビットづつ桁移動し、ラッチ４２に合
計で４０ビットを充填する。

【００５３】状態機械から入力バレルシフタに送られる
シフト長は、１−１５ビットの範囲である。１６ビット
（最大許容語長）の符号語長は４ビット語で符号化でき
ないので、加算器５４は常に１ビット余計にシフトを追
加する。また、通常のハフマン処理中は、符号語の後に
必ず１符号ビットが続く。したがって、ハフマン符号語
の長さはＲＯＭ２２に格納され、バレルシフタを用い
て、符号ビットの後で増分される。符号ビットは、ラッ
チされた振幅の符号絶対値から２の補数への変換のため
に保存される。図２に示すように、保存された符号ビッ
トは、ライン３１を介して変換器３０に入力される。

【００５４】本発明では、入力バレルシフタモジュール
で符号語またはその一部分を１クロックサイクルに１回
づつ処理することが重要である。これにより、復号器が
連続する各クロックサイクル中に少なくとも１つの振幅
データ、ランレングスデータ、およびラン係数（例えば
ゼロ）を出力でき、それによって各クロックサイクルで
可変長符号語から１つの係数が得られることが保証され
る。正規演算中に１回のクロックサイクル動作ごとに１
つの係数を得るために必要な論理経路は、事前に充填さ
れたＲＯＭを前提として、次のように表わすことができ
る。

【００５５】Lat 6 + Adder + Barrel Shifter + Looku
p + ROM +Muxselectlogic+ Sllogic < 68 ns ここでMuxselectlogic（マルチプレクサ選択論理）と
は、状態機械３６で出力マルチプレクサ３２を制御する
部分を指し、Sllogic（SL論理）とは、状態機械論理で
ＲＯＭ２２またはエスケープ符号から決定されるシフト
長を出力する部分を指す。"Lat 6"はラッチ５０、"Adde
r"は加算器５４、"Barrel Shifter"はバレルシフタ４
４、"Lookup + ROM"はＲＯＭ２２からのデータルックア
ップを処理するために要する時間である。６８ｎｓとい
う時間要件は、１４．６ＭＨｚクロックの期間によって
設定された。

【００５６】本発明による復号器の重要な構成部品は、
ルックアップＲＯＭ２２である。ＲＯＭサブシステム
は、図６により詳細に示す。ＲＯＭの主機能は、ハフマ
ン符号語の復号化である。ＲＯＭは、特殊エスケープ符
号語頭に含まれる以外の符号語を復号化するために必要
な全ての情報を含んでいる。ＲＯＭの記憶場所に送られ
るデータは、図８に示すランレングス／振幅行列から導
出される。先に述べたように、この行列は映像の統計的
に選択された部分から生成される。この行列は、ハフマ
ン符号語のランレングスと振幅および選択された映像部
分における発現頻度に関連して、各ハフマン符号語に割
り当てられたビット数を示す。ＲＯＭ２２は、図８の行
列に指定された長さをもつハフマン符号語を復号化する
ように設計する。特に、図８に示すように１０ビット以
下の長さのハフマン符号語は、ハフマン復号器を１回通
過することによって復号化される。１０ビットを越え１
２ビット未満のビット長の符号語は、復号器を複数回通
過することによって復号化される。このような場合に
は、ＲＯＭ２２から出力されたデータがその後のサイク
ルでＲＯＭをアドレス指定するためにフィードバックさ
れ、１つの符号語が完全に復号化されるまでこれが繰り
返される。

【００５７】ＲＯＭエントリの実際の作成は簡単なプロ
セスであり、ＲＯＭが復号化できる符号語の特定の集合
を選択することと、次に、選択された符号語に関連する
データを、選択された符号語のビットに対応するアドレ
スを有するＲＯＭ記憶場所に入力することを含む。１０
ビット以下の符号語の場合、符号語に対応するＲＯＭデ
ータは振幅、ランレングス、および対応付けられた制御
（例えばシフト長）データである。１０ビットより長い
符号語の場合、ＲＯＭデータは、ＲＯＭの最後の通過を
除く全ての通過に使用されるフィードバックデータおよ
び対応付けられた制御データから成る。フィードバック
データは、符号語の後続部分と一緒に使用して、次のフ
ィードバックサイクルで別のＲＯＭ場所を指定するとき
に使用するデータを格納するＲＯＭ場所をアドレス指定
するか、またはそれ以上フィードバックサイクルが必要
なくなったときは、符号語の実際の振幅および残りのラ
ンレングスデータを格納するＲＯＭ場所をアドレス指定
する。当業者は、選択された符号語の必要な振幅、ラン
レングス、フィードバックデータ、および制御データを
もつＲＯＭの実際のプログラミングは、比較的簡単なコ
ンピュータプログラムを用いて達成できることを理解さ
れるであろう。１０ビット以下の符号語の場合、プログ
ラムは、その符号語の実際の振幅、ランレングス、およ
び制御データを出力するだけである。１０ビットより長
い符号語の場合、プログラムは符号語を分析し、それを
１０ビット以下の連続する部分に分解し、符号語の最後
の部分を除く全ての部分についてフィードバックデータ
および制御データを生成する。符号語の最後の部分につ
いては、プログラムはその符号語の実際の振幅、残りの
ランレングス、および最終制御データを生成する。

【００５８】１０ビットより長い符号語は、１以上のラ
ンレングスをもつイベントから始めなければならないと
いうことが重要である。その理由は、各クロックサイク
ルで１つの係数をハフマン符号器の出力部に生成しなけ
ればならないからである。符号語がゼロのランレングス
をもつイベントに対応付けられる場合、それは１回のく
ロックサイクルで符号化しなければならない。符号語が
１以上のランレングスに対応付けられる場合、最初の処
理サイクル中にゼロを出力に送ることができ、符号語の
残りは、さらに次の処理サイクルで処理することができ
る。

【００５９】ハフマン復号器は、１１ビット符号語を１
回のクロックサイクルで処理するために特殊ハードウェ
アを含むことができる。これを達成するには、１１アド
レスビットのＲＯＭを使用しなければならない。そうし
たＲＯＭのサイズは２０４８語となる。特殊１１ビット
語はＲＯＭ内で、１１ビットのハフマン符号語の各対に
対し最上位１０ビット（ＭＳＢ）によるフラグを立てら
れる。１１ビット符号語の各対は、同一の１０ビット語
頭をもつので、状態機械および制御論理はこれらの特殊
符号語を能率的に復号化することができる。これらの語
に対し、ＲＯＭは１１のシフト長を含み、状態機械によ
って特殊処理が実行される。

【００６０】符号語が特殊１１ビット符号語の１つでは
なく、１０ビットより長い場合、それが１６ビット未満
であって、１以上のランレングスに対応付けられるとき
は、２回のＲＯＭ参照で処理することができる。符号語
は、２回目の参照処理中にゼロの振幅をラッチすること
によって、データストリームを中断することなく処理す
ることができる。符号語が１５ビットより長い場合に
は、それに対応付けられる少なくとも２のランレングス
をもたなければならない。２のランレングスにより、２
０ビットまでの符号語の操作が可能になる。１６ビット
から２０ビットまでの符号語は、ＲＯＭテーブルを３回
参照することで処理できる。３回目の参照により、１６
ビットから２０ビットの範囲の長さの符号語の探索は終
了する。このプロセスは、２１ビットおよび２２ビット
の長さの符号語の場合も同様である。これらの符号語は
４回参照を行い、対応付けられる少なくとも３回のゼロ
のランレングスをもたなければならない。全ての複数回
参照語では、ＲＯＭのシフト長フィールドは、シフト情
報、無効な符号語を指定する符号、または符号語を終了
するためにはさらに参照する必要があることを示す所定
の値（例えば１５）だけを含む。図示する実施例では、
ビット長が２２ビットを越える場合には、図４に示すエ
スケープ符号語頭６０を使用する。これは、エスケープ
符号語の最大長（つまり、それに付加されたエスケープ
符号語頭）が２３ビットであるためである。

【００６１】ＲＯＭ２２は、最初の１０２４データ語を
最初の参照に使用するように区分される。次の１０２４
データ語は、後続参照に使用される。これを図６に、第
１ルックアップテーブル８０と第２ルックアップテーブ
ル８２として示す。図６の実施例では、出力ビット０−
３は振幅データ（ＲＡＤ）に使用され、出力ビット４−
７はランレングスデータ（ＲＲＬ）に使用され、出力ビ
ット８−１１はシフト長および状態機械データ（ＲＳ
Ｌ）に使用される。各符号語の最初の参照では、データ
バス８６によりバレルシフタから受け取った符号語の１
０ビットを用いて、１０ビットアドレスポート８４でＲ
ＯＭ２２を直接アドレス指定する。後述するように、追
加ビットを受け入れるために、補助アドレスポート８４
ａを含む。符号語が１０ビットより長く、特殊１１ビッ
ト語ではない場合には、バレルシフタからさらに入力さ
れる新しい５ビットとＲＯＭからフィードバックされた
５ビットを結合して、端子９０に入力するための新しい
アドレスが形成される。６番目の追加ビットを「連続」
ビットといい、これは端子９２に入力される。これらの
６ビットは、振幅データフィールド（データビット０−
３）およびランレングスフィールド（データビット４お
よび５）のものである。ビット０−４は、第１クロック
でこれらをラッチし、次のクロック中にマルチプレクサ
８８を用いてこれら多重化してＲＯＭのアドレスを指定
することによって、フィードバックされる。ビット０
は、ＲＯＭアドレスポートのビット５にフィードバック
され、ビット１はアドレスポートのビット６にフィード
バックされる。以下同様である。第６ビットの処理も同
様の方法で行われる。

【００６２】先に述べたように、フィードバックビット
は、端子９０を介してマルチプレクサ８８に入力され
る。マルチプレクサ８８の動作は次のように行われる。
各符号語の第１クロックサイクル中に、バレルシフタか
ら入力される符号語の実際の１０ビットがアドレスポー
ト８４に入力される。その後の符号語処理サイクルで
は、マルチプレクサ８８は、バレルシフタからの符号語
データではなく、端子９０からのフィードバックデータ
をアドレスポート入力部５−９に結合する。これらの後
続処理サイクル中、バレルシフタからの新しい符号語デ
ータは、アドレスポート入力部０−４だけに入力され
る。

【００６３】データの伝送は、全てのＰＣＭデータが最
上位ビット（ＭＳＢ）から先に送信されるように実行さ
れる。符号語の伝送は、ハフマン符号語が最上位ビット
（ＭＳＢ）から先に送信され、その後に符号語の残りが
続き、最後に符号ビットで終了するように実行される。
ＲＯＭ２２で処理される１０ビットより長い符号語の場
合、ＲＯＭを複数回参照する必要があるが、ＲＯＭの出
力部から（あるいは別の実施例では状態機械から）の連
続ビットは、入力端子９２を介してマルチプレクサ８８
に入力される。連続ビットはマルチプレクサを作動さ
せ、実際の符号語データの代わりにフィードバックデー
タをＲＯＭのアドレスポートに結合する。連続ビットは
また、ＲＯＭのアドレスポート８４ａにも入力され、Ｒ
ＯＭに符号語の初回の参照の後の全ての参照時に第１ル
ックアップテーブルではなく、第２ルックアップテーブ
ルで作業するように指示する。

【００６４】ＲＯＭのシフト長フィールドは常に、対応
付けられた符号ビットを除くハフマン符号語の長さを含
む。処理する符号語がブロックの終り（ＥＯＢ）の語で
ある場合、シフト長に“０”の値が挿入される。これ
は、状態機械にＥＯＢを処理するように通知する。この
シフト長は、状態機械にＥＯＢ状態を通知するために使
用されるので、ＥＯＢ符号語長を予め知っておかなけれ
ばならない。図示する実施例のＥＯＢ符号語の長さは３
ビットである。

【００６５】処理する符号語が、図４に示すエスケープ
符号語頭６０を含むものである場合には、ＲＯＭのシフ
ト長フィールド（ＲＳＬ）から所定の値（例えば１２）
が検出される。これは、状態機械にエスケープ符号１
（ＥＳＣ−１）の符号語を処理するように通知する。こ
のシフト長は状態機械にＥＳＣ−１の状態を通知するた
めに使用されるので、ＥＳＣ−１符号語のエスケープ符
号語頭の長さを予め知っておかなければならない。図示
する実施例のエスケープ符号語頭の長さは８ビットであ
る。

【００６６】処理する符号語が、図５に示すエスケープ
符号語頭７０を含むものである場合、ＲＯＭのシフト長
フィールド（ＲＳＬ）から所定の値（例えば１３）が検
出される。これは、状態機械にエスケープ符号２（ＥＳ
Ｃ−２）の符号語を処理するように通知する。図示する
実施例では、ＥＳＣ−２符号語のエスケープ符号語頭の
長さは６ビットである。

【００６７】処理する符号語が特殊１１ビット符号語の
１つである場合、ＲＯＭのシフト長フィールドから所定
の値（例えば１１）が検出される。これは、状態機械に
特殊１１ビット符号語を処理するように通知する。特殊
１１ビット符号語のランレングスは予めゼロであること
が分かっているので、１１ビット語の最下位ビット（Ｌ
ＳＢ）が何であるかによって、別の振幅をランレングス
フィールドに挿入し、マルチプレクサによって選択する
ことができる。

【００６８】現在の処理サイクルで終了しない語のシフ
ト長フィールドも、所定の値（例えば１５）に設定され
る。ＲＯＭのシフト長フィールドが別の所定の値に等し
ければ（例えば１４）、誤って処理されるおそれのある
その他の全ての語が検出される。これは、状態機械に無
効の符号語がアクセスされたことを知らせる。

【００６９】主制御状態機械３６は、ハフマン復号器が
取る動作を制御する。状態機械をさらに詳しく示すブロ
ック図を図７に図示する。状態機械の主要構成部品は、
主制御モジュール１１０、画素カウンタ１０６、ブロッ
クカウンタ１０８、ヘッダ状態機械１０２、量子化論理
（ＱＬＯＧＩＣ）プロセッサ１０４、および一般に符号
１２２で示す状態機械出力制御論理である。

【００７０】主制御モジュール１１０の機能は、状態機
械の例示状態の現在の状態を維持し、次のどの状態にな
るかを決定することである。制御論理は、状態機械の現
在の状態、ＲＯＭおよびカウンタから読み出されたデー
タ、同期化回路１６（図１）および入力バレルシフタか
ら供給されるデータに基づいて決定される。同期化回路
からの全ての入力は１４．６ＭＨｚクロックの立下りエ
ッジでラッチされる。状態は、主制御モジュール１１０
から出力される制御信号によってトリガされる。ＲＯＭ
２２の出力、または入力データの状態（つまり、それが
ＰＣＭかＤＰＣＭかということ）によって、主制御モジ
ュール内の状態機械は、進むべき次の状態を決定する。
主制御状態機械の次の状態は、現在の状態、カウンタか
ら読み出されるデータ、ＲＯＭ２２から読み出されるデ
ータ、およびバレルシフタ出力ポート１００から受け取
る入力バレルシフタからのデータに基づいて決定され
る。主制御モジュール１１０は、マクロブロックのリセ
ットにより全てのカウンタを確実にリセットする。これ
はまた、画素カウンタ１０６を駆動するクロックを提供
する。主制御モジュールはさらに、ハフマン符号語およ
びエスケープ符号語に対応付けられたランレングスを処
理し、ランレングスカウンタの第６ビットを提供し、ハ
フマン復号器の出力論理部の大半を制御する。

【００７１】ＥＳＣ−１符号語は、２回のクロックサイ
クルで処理される。最初のクロックサイクルでは、状態
機械はＥＳＣ−１符号語のエスケープ符号語頭を認識す
るだけであり、バレルシフタの８ビットをダンプする。
また、この最初のクロックサイクル中に、出力のための
パイプラインにゼロラン係数がラッチされる。これは、
各クロックサイクルで中断なく必ず係数を生成しなけれ
ばならないという要件があるためである。この要件は、
ＥＳＣ−１符号語に対応付けられたゼロ振幅係数が必ず
あるという事実によって満たされる。２回目のクロック
サイクルの処理には、符号語の振幅およびランレングス
のフィールドの抽出が含まれる。当業者は、ＥＳＣ−１
符号語の６ビットフィールドに挿入されたランレングス
がゼロの個数が、復号器によるＥＳＣ−１符号語の処理
により自動的に１つのゼロ係数（ラン係数）が送り出さ
れるので、実際より１少なくなければならないことを理
解されよう。

【００７２】図７に示すヘッダ状態機械１０２は、入力
直列データからヘッダデータを読み出す状態機械であ
る。ブロックの処理を開始する前に、各スーパーブロッ
クのヘッダ情報を伝送するために、同期化回路１６（図
１）が必要である。したがって、各スーパーブロックの
直列ヘッダ情報が、前のスーパーブロックの処理中に出
力される。これにより、ヘッダデータが実際に必要にな
る前に入力されることが保証され、ハフマン復号器は使
用可能状態になったときに、入力データを連続処理する
ことができる。復号器はスーパーブロックの境界を内部
的に追跡して、ヘッダ情報の次のパケットをいつ使用し
始めるかを知る。

【００７３】量子化レベルプロセッサ１０４は、復号化
されたデータの逆正規化を行う。これは、量子化レベル
バレルシフタ２８（図２）に送られるシフト量を生成す
る。シフト長は、ヘッダ状態機械に格納された量子化レ
ベルと、処理される画素の位置の関数として生成され
る。画素位置は、画素カウンタ１０６によって生成され
る。ＥＳＣ−１符号語の振幅の場合、画素位置は、画素
カウンタの現在値にＥＳＣ−１符号語のランレングスフ
ィールドを加算することによって生成される。

【００７４】画素カウンタは２つの主要な機能をもつ。
第１に、８×８ブロックでどの画素が処理されているか
を追跡する。この情報は、逆正規化を可能にするため
に、量子化レベルプロセッサ１０４によって要求され
る。第２に、画素カウンタはＩＤＣＴ回路１８を８×８
ブロックの最初の係数と同期化するために使用される。

【００７５】ブロックカウンタ１０８は、次のスーパー
ブロックの処理に使用するためにヘッダ状態機械に格納
される新しい量子化レベル（QLEVEL）情報およびＰＣＭ
ブロック情報をラッチするのに用いられる。これはま
た、現在のブロックおよびヘッダ状態機械に格納された
ＰＣＭブロックの状態語によって、バレルシフタからＰ
ＣＭデータを選択するのに使用される。

【００７６】状態機械出力制御論理１２２は、入力バレ
ルシフタからの復号化された係数のデータ経路、および
ハフマン復号器のＲＯＭ部を制御する。これはまた、主
制御モジュールの状態決定を制御するのにも使用され
る。状態機械出力制御論理は、ルックアップ論理１１
２、シフト長論理１１４、量子化レベル遅延論理１１
６、マルチプレクサ選択論理１１８、および誤り論理１
２０を含む。これらの構成部品は、図２に示すハフマン
復号器の出力論理３８の対応する構成部品を制御する。

【００７７】誤り論理１２０は、発生する可能性のある
様々な誤りを検出する。ハフマン復号器は大量の圧縮情
報を処理し、それを拡張して非圧縮状態に戻す。したが
って、誤り検出はシステムの完全性を維持するために不
可欠である。誤り検出は、量子化レベルバレルシフタか
ら生成される誤りを、状態機械に内部的に出力される条
件と結合することによって、状態機械出力制御論理で生
成される。誤りを検出すると、誤り論理１２０がHUFF
ERR信号を出力し、映像は、その誤りが発生したマクロ
ブロックが完了するまで、誤りを含むスーパーブロック
のデータを保持する。同期化回路１６（図１）は、各マ
クロブロックごとにMB RESET信号を出力することによ
ってハフマン復号器を各マクロブロックごとに再始動
し、誤りがこの境界を越えて伝播しないように保証す
る。

【００７８】状態機械からバレルシフタに送られるシフ
ト長は、ＱＬプロセッサ１０４から生成される現在のQL
EVELとＲＯＭシフト長の関数として計算される。処理中
の現在の符号語が、図８の行列の正則ハフマン符号語で
ある場合は、ＲＯＭシフト長は直接バレルシフタに送ら
れる。符号語が複数参照語の場合（つまり、１０ビット
より長く、特殊１１ビット符号語ではない場合）、図示
の実施例では４のシフト長がバレルシフタに送られる。
バレルシフタは４の値に１を加算するように設計されて
いるので、合計５ビットがシフトされる。この符号語
は、ＲＯＭのシフト長フィールドに１５のシフト長を含
むことによって、複数回参照符号語として識別される。
符号語が追加参照を必要とする限り、１５という値がＲ
ＯＭシフト長フィールドから読み出され続ける。ＲＯＭ
のシフト長フィールドから１５でない値が読み出される
と、符号語は終了したとみなされる。複数回参照符号語
が終了すると、バレルシフタに送られるシフト長は、Ｒ
ＯＭシフト長フィールドから読み出されたシフト長に、
その符号語の最初に参照した元の１０ビットを考慮した
５の値を加算した値となる。

【００７９】ＲＯＭ２２のために生成されるアドレス
は、ＲＯＭ出力データとバレルシフタの出力の関数であ
る。本発明では、ＲＯＭ２２に必要な記憶容量は２＊２
ⁿ 語だけである。ここで、ｎはＲＯＭの１回の通過で処
理できる最大ビット数（例えば１０）である。ｎもま
た、ＲＯＭのアドレスポート８４によって受け入れられ
るビット数に等しいことに注目されたい。したがって、
図示した実施例では、ＲＯＭ２２は２ＫのＲＯＭとな
る。

【００８０】ハフマン符号語が複数回の参照符号語でな
い場合には、ＲＯＭ２２のために生成されるアドレスは
バレルシフタから提供される。ハフマン符号語が複数回
参照語である場合には、アドレスは、バレルシフタから
のデータとＲＯＭの出力からラッチされたデータの組合
せとなる。最初の参照時に、１０ビットがＲＯＭをアド
レス指定する。アドレスポート８４ａに入力される連続
ビットはゼロとなる。ＲＯＭから出力される復号化され
た語が未終了の符号語であることを示した場合、バレル
シフタから５ビットをシフトし、バレルシフタからの新
しい１０ビットアドレスの最下位５ビット（ＬＳＢ）を
ＲＯＭの出力からの最下位５ビットと結合する。このと
き、マルチプレクサは前回のＲＯＭ参照中にＲＯＭから
ラッチされた「フィードバック」ビットをアドレスポー
ト８４のアドレス入力部５ないし９に適用するので、前
回の参照からの最下位５ビットはマルチプレクサ８８に
入力され、無視される。同時に、アドレスポート８４ａ
（およびマルチプレクサ８８）に入力される連続ビット
は、１にセットされる。このプロセスは、１つの符号語
が終了するまで反復される。符号語が終了すると、ＲＯ
Ｍのシフト長フィールドに５を足した値が、バレルシフ
タに出力される。追加の５ビットは、マルチプレクサが
フィードバックビットをアドレスポート８４のアドレス
入力５ないし９に入力したときに無視されたマルチプレ
クサ８８の入力部の５ビットを考慮したものである。

【００８１】図４および図５に示すエスケープ符号語頭
６０および７０を含む符号語の振幅データは、バレルシ
フタから直接引き出される。振幅データは最上位ビット
から先に送り出されるので、図２に示す量子化レベルバ
レルシフタ２８を通過することなく、自動的に逆正規化
することができる。代わりに、ビットマスキングプロセ
スを使用する。振幅データは、量子化レベルプロセッサ
１０４によって生成される現在の量子化レベルによっ
て、最下位７ビットをマスキングすることによって得ら
れる。ＰＣＭデータは、バレルシフタから８ビットバス
タップ３１を介して、ハフマン復号器の出力論理部３８
に送られる。

【００８２】本発明の新規ＲＯＭを用いてハフマン符号
語を復号化する幾つかの実施例を、図６に関連して図示
する。最初の例では、図８の行列に表わす１０ビット未
満の符号語を復号化する。このような符号語は、ＲＯＭ
を１回通過するだけで処理される。例えば、ランレング
スがゼロ、振幅が１２の９ビット符号語を処理する場合
を考える。最初に、ＲＯＭの端子９２で連続ビットがゼ
ロにセットされる。これは、第１ルックアップテーブル
８０が使用されることを示す。マルチプレクサ８８は、
バレルシフタからのデータビットをアドレスポート８４
に直接連結するように設定される。バレルシフタからの
９ビット符号語は、アドレスポート８４のアドレス入力
０ないし８に入力され、第１ルックアップテーブル８０
の場所をアドレス指定する。ルックアップテーブルは、
４ビットの振幅データ、４ビットのランレングスデータ
（全部ゼロ、つまり００００）、および９ビットがバレ
ルシフタからシフトされたことを示す４ビットのシフト
長を出力する。ＲＯＭ２２から出力される振幅およびラ
ンレングスのデータは、ハフマン復号器（図２）の出力
論理３８によって処理され、ハフマン符号語によって表
わされる変換係数を生成する。

【００８３】次の例は、１４ビットハフマン符号語の復
号化を説明する。符号語を受け取ると、最初の１０ビッ
トがアドレスポート８４のアドレス入力０ないし９に入
力される。これらの１０ビットは、第１ルックアップテ
ーブル８０の場所をアドレス指定し、１５のシフト長を
出力する。１５というシフト長の値は、この符号語に複
数回の参照が必要であることを状態機械に示す。状態機
械は、最初のクロックサイクル中にシフト長の１５とい
う値を検出し、それに応答して、５のシフト長をバレル
シフタに出力する。同時に、主制御状態機械３６が出力
マルチプレクサ制御信号をマルチプレクサ３２（図２）
に出力し、マルチプレクサはそのサイクルにゼロラン係
数（例えば００００）を出力する。これにより、特定の
符号語を処理するのに２サイクル以上が必要な場合で
も、データクロックの各サイクルで１つの係数が復号器
から生成されることが可能になる。

【００８４】状態機械から５のシフト長を受け取ると、
バレルシフタ２０は符号語の次の５ビットをアドレスポ
ート８４のアドレス入力０ないし４にロードする。同時
に、符号語処理の最初のサイクル中に第１ルックアップ
テーブル８０から出力されたフィードバックデータが
（実際の振幅およびランレングスデータの代わりに）、
端子８０にフィードバックされ、マルチプレクサ８８を
介してアドレスポート８４のアドレス入力５ないし９へ
入力される。マルチプレクサ８８は、端子９２の連続ビ
ットの表明に応答して、バレルシフタからのデータの代
わりにフィードバックデータをアドレスポート８４に入
力する。連続ビットは、ＲＯＭルックアップテーブル８
０から出力されたビット、またはＲＯＭから出力された
シフト長値１５に応答して状態機械から生成されたビッ
トのどちらかとすることができる。このとき、バレルシ
フタからの新しい４ビット（１４ビット符号語の残りの
４ビット）とフィードバックされた５ビットが、ＲＯＭ
の第２ルックアップテーブル８２をアドレス指定する。
第２ルックアップテーブル８２へのアクセスは、ＲＯＭ
のアドレスポート８４ａへの連続ビットの入力によって
得られる。アドレスポート８４に入力されるバレルシフ
タからの新しい４ビットとフィードバックの５ビット
が、ルックアップテーブル８２の値を指定し、１４ビッ
ト符号語の適切な振幅およびランレングスのデータを出
力させる。同時に、ＲＯＭは２から１０の間の有効なシ
フト長を出力し、状態機械に、符号語の復号化が成功し
たので、システムをリセットして次の符号語の処理を開
始することができることを知らせる。

【００８５】１５ビットより長い符号語は、３回のサイ
クルで処理する。最初のサイクルでは、第１ルックアッ
プテーブル８０から第２サイクルで使用するためのフィ
ードバックデータが得られる。第２サイクルでは、第２
ルックアップテーブル８２から第３サイクルで使用する
ためのフィードバックデータが得られる。第３サイクル
ではルックアップテーブル８２から符号語の実際の振幅
およびランレングスのデータが出力される。最初の２回
の各サイクル期間中に、状態機械はマルチプレクサ３２
からゼロラン係数を出力し、データクロックの各サイク
ルで１つの係数を生成するという要件を満たす。

【００８６】符号語の復号化動作を要約する流れ図を、
図９に示す。符号化プロセスはボックス１５０から始ま
り、ボックス１５２で新しい符号語の最初のＮビットを
ＲＯＭアドレスポーに入力する。図示した実施例では、
Ｎ＝１０であるが、特定の復号化の実現によって、Ｎに
はどのような値でも選択できることを理解すべきであ
る。

【００８７】符号語の最初の１０ビットに応答して、図
示した実施例の復号器は、第１ルックアップテーブル８
０からシフト長データを含むデータを出力する。符号語
が１０ビット以下ならば、第１ルックアップテーブルか
ら出力されるシフト長（SHIFTLEN）は、２から１０の範
囲である。この場合、第１ルックアップテーブルは、ボ
ックス１５６に示すように、符号語の実際の振幅および
ランレングスのデータを出力し、復号器はボックス１５
８に示すように、次の符号語を処理することが可能な状
態になる。その後、次の符号語を復号化するための制御
がボックス１５２に返される。

【００８８】第１ルックアップテーブルから出力される
SHIFTLENが２から１０の範囲内でない場合には、SHIFTL
ENが１５か否かの判定がボックス１６０で行われる。１
５というシフト長は、符号語が１０ビットより長く、Ｒ
ＯＭの通過を少なくとも１回追加しなければならないこ
とを示す。これが出現すると、ボックス１６８で連続ビ
ットが１にセットされる。これは、ＲＯＭに第２ルック
アップテーブル８２を使用しなければならないことを知
らせ、フィードバックデータをアドレスポート８４のア
ドレス入力５ないし９に入力するようにマルチプレクサ
８８を設定する。次に、ボックス１７０で、アドレスポ
ート８４のアドレス入力０ないし４に新しいデータの次
の５ビットを入力するために必要な量だけ、バレルシフ
タがシフトする。これを達成するために、バレルシフタ
は、ＲＯＭの２回目の通過時に５ビットだけシフトし、
その後の通過ごとに５ビットづつシフトする。ボックス
１７２では、最後の通過中にＲＯＭから出力されるフィ
ードバックデータが、マルチプレクサ８８を介してＲＯ
Ｍアドレスポートに入力される。バレルシフタからのこ
の新しい入力データとＲＯＭからのフィードバックデー
タは、ＲＯＭ２２の新しい記憶場所をアドレス指定し、
その結果ＲＯＭから出力されるデータは、新しいシフト
長を含む。同時に、ボックス１８０で示すように、状態
機械に応答してマルチプレクサ３２からゼロラン係数が
出力される。次にこのルーチンは、ボックス１６０にル
ープバックされる。

【００８９】ボックス１６０は再び、シフト長が１５か
否かを判定し、そうであれば、その後シフト長が１５で
なくなるまで、ＲＯＭの通過が繰り返される。このと
き、ボックス１６２はシフト長が１１か否かを判定す
る。そうであれば、符号語はＲＯＭの外部で処理するこ
とのできる特殊１１ビット符号語の１つである。そのよ
うな処理は、ボックス１７４で行われる。

【００９０】シフト長が１１でなければ、ボックス１６
４でシフト長が１２か否かの判定が行われる。そうであ
れば、その符号語がＥＳＣ−１符号語であることを意味
し、これはボックス１７６で処理される。シフト長が１
２でなければ、ボックス１６６でシフト長が１３か否か
の判定が行われる。そうであれば、その符号語がＥＳＣ
−２符号語であることを意味し、これはボックス１７８
で処理される。

【００９１】シフト長が１１、１２、１３、または１５
でない場合には、ボックス１５４でシフト長が２から１
０の範囲内であるか否かの判定が行われる。これは、そ
の符号語が復号化に成功したことを示す。そうであれ
ば、復号化されたデータがボックス１５６に出力され、
ボックス１５８で次の符号語の処理が開始される。

【００９２】ここで、本発明は可変長符号語を復号化し
て変換係数を再生する復号器を提供するものであること
を理解すべきである。小規模（例えば１Ｋ）ルックアッ
プテーブルで受け入れられる長さより長い符号語を処理
するために、フィードバックを利用することによって、
小規模ＲＯＭを使用することが可能になる。符号語が所
定ビット数より短ければ、１クロックサイクルで復号化
される。符号語が所定ビット数より長ければ、２回以上
のクロックサイクルで復号化される。符号語を復号化す
るために必要な追加のクロックサイクルごとに、ゼロと
なるラン係数が出力されるので、１クロックサイクルに
１係数が生成される。これにより、復号器は実時間映像
速度で符号語を処理することができる。

【００９３】本発明を特定の実施例に関連して説明した
が、当業者は、特許請求の範囲に記載した本発明の範囲
および思想から逸脱することなく、様々な適応例や変化
例を実現できることを理解されよう。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に係る可変長（ハフマン）復号器を実現
したＨＤＴＶ受信機のブロック図である。

【図２】図１のハフマン復号器をより詳細に示すブロッ
ク図である。

【図３】図２の入力バレルシフタおよびバッファサブシ
ステムの詳細ブロック図である。

【図４】符号語のビット長が２２ビットを越す場合に使
用する第１特殊符号語（エスケープ符号）のフォーマッ
トを示す。

【図５】連続する符号語間のランレングスがゼロの場合
に使用する別のエスケープ符号のフォーマットを示す。

【図６】図２の復号器に示される読出し専用メモリ（Ｒ
ＯＭ）をより詳細に示すブロック図である。

【図７】図２に示す復号器の主制御状態機械サブシステ
ムの詳細ブロック図である。

【図８】符号語のランレングスが１５以下、振幅が１６
以下の場合の各符号語の長さをビット単位で表わした行
列である。

【図９】本発明に係る符号語の復号化を示す流れ図であ
る。

【符号の説明】

１０ 復号化装置 １２ 映像ＦＩＦＯレジスタ １４ クロック回路 １６ 同期化回路 ２２ フィードバックＲＯＭ ８０ ルックアップテーブル

─────────────────────────────────────────────────────

【手続補正書】

【提出日】平成５年８月９日

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】特許請求の範囲

【補正方法】変更

【補正内容】

【特許請求の範囲】

フロントページの続き (72)発明者 ポール・モロニー アメリカ合衆国カリフォルニア州オリベン ハイン、ウエスタン・スプリングス・ロー ド3411 (72)発明者 エドワード・エイ・クラウス アメリカ合衆国カリフォルニア州サン・デ ィエゴ、アリアン・ドライブ2720−32 (72)発明者 ポール・シェン アメリカ合衆国カリフォルニア州サン・デ ィエゴ、アダーマン・アベニュー10868− 167 (72)発明者 ウー・エイチ・パイク アメリカ合衆国カリフォルニア州エンシニ タス、フォーチュナ・ランチ・ロード3470

Claims (17)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 どの符号語も他の符号語の語頭ではな
   く、第１カテゴリーの前記符号語の長さはｎビット以下
   であり、第２カテゴリーの前記符号語の長さはｎビット
   より長いという性質をもつ可変長符号語を復号化して変
   換係数を再生する装置であって、 ｎビットのアドレスポート、 様々な符号語の振幅、ランレングス、および第１制御デ
   ータを含む第１の多数のアドレス指定可能な記憶場所、
   および前記第２カテゴリーの符号語の一部分のフィード
   バックデータと第２制御データを含む第２の多数のアド
   レス指定可能な記憶場所、を有する記憶手段と、 振幅、ランレングス、および第１制御データを出力する
   ために、前記アドレスポートに符号語を入力して前記記
   憶場所をアドレス指定することによって、前記第１カテ
   ゴリーの符号語を復号化する手段と、 第２カテゴリーの符号語の最初のｎビット部分を前記ア
   ドレスポートに入力して前記記憶場所をアドレス指定す
   ることによって、そのフィードバックデータおよび第２
   制御データを出力し、かつ前記第２制御データに応答し
   て、前記第２カテゴリーの符号語の次の部分を前記フィ
   ードバックデータと一緒に前記アドレスポートに周期的
   に入力し、前記次の部分とフィードバックデータが一緒
   になって得られるｎビット以下のアドレスで前記記憶場
   所を指定して、 （ｉ）前記第２カテゴリー符号語に少なくとも１つの追
   加部分が残っている場合には、次の周期的な入力時に使
   用するフィードバックデータおよび第２制御データを出
   力し、 （ii）追加部分が残っていない場合には、前記第２カテ
   ゴリー符号語の振幅、ランレングス、および第１制御デ
   ータを出力する、ことによって、前記第２カテゴリーの
   符号語を復号化する手段と、 前記第２制御データに応答して、振幅、ランレングス、
   および第１制御データが出力されない前記第２カテゴリ
   ーの符号語の各部分に対しラン係数を出力する手段と、
   から成る装置。
2. 【請求項２】 さらに、連続クロックサイクルを確立す
   るための、前記記憶手段および前記第１および第２カテ
   ゴリー符号語復号化手段にクロック信号を提供するため
   にクロック手段に連結された手段を含み、 前記クロックサイクルの間に、 （ｉ）振幅係数を生成するために振幅、ランレングス、
   および第１制御データ、または （ii）ラン係数を生成するためにフィードバックデータ
   および第２制御データ、の少なくともいずれか一方を前
   記記憶手段から出力し、 それによって、各クロックサイクルで可変長符号語から
   係数が生成されるようにしたことを特徴とする、請求項
   １記載の装置。
3. 【請求項３】 前記第２カテゴリー符号語復号化手段
   が、 前記第２制御データに応答して、事前設定した多数のア
   ドレスポート入力部に符号語データを入力する代わりに
   第２カテゴリー符号語に対するフィードバックデータを
   入力し、残りの多数のアドレスポート入力部には第２カ
   テゴリー符号語の対応部分を入力するマルチプレクサ手
   段、から成ることを特徴とする、請求項１または２記載
   の装置。
4. 【請求項４】 前記フィードバックデータがｎ／２のビ
   ット長をもち、第２カテゴリー符号語の前記対応部分が
   ｎ／２以下のビット長をもつことを特徴とする、請求項
   ３記載の装置。
5. 【請求項５】 さらに、 前記記憶手段に振幅およびランレングスデータが含まれ
   ていない特殊符号語を検出する手段と、 前記検出手段に応答して前記特殊符号語を復号化する手
   段と、を含むことを特徴とする、請求項１ないし４のい
   ずれかに記載の装置。
6. 【請求項６】 前記記憶手段が実質的に２×２ⁿ に等
   しい記憶容量を有することを特徴とする、請求項１ない
   し５のいずれかに記載の装置。
7. 【請求項７】 前記第２カテゴリー符号語の前記次の
   部分が、その符号語の残りの未処理ビット数またはｎ／
   ２のいずれか短い方であることを特徴とする、請求項１
   ないし６のいずれかに記載の装置。
8. 【請求項８】 前記記憶手段が第１ルックアップテー
   ブルおよび第２ルックアップテーブルとして構成され、
   前記第１ルックアップテーブルが、 前記第１カテゴリー符号語に対応する第１の多数のアド
   レス指定可能な記憶場所と、 前記第２カテゴリー符号語の最初のｎビットに対応する
   第２の多数のアドレス指定可能な記憶場所と、を含み、
   前記第２ルックアップテーブルが、 前記第２カテゴリー符号語に対応する第１の多数のアド
   レス指定可能な記憶場所と、 前記第２カテゴリー符号語のその後の部分に対応する第
   ２の多数のアドレス指定可能な記憶場所と、を有する、
   ことを特徴とする、請求項１ないし７のいずれかに記載
   の装置。
9. 【請求項９】 前記記憶手段が、前記第１ルックアップ
   テーブルまたは前記第２ルックアップテーブルのいずれ
   かをアドレス指定するために、前記ｎビットのアドレス
   ポートでデータを選択的に結合する制御ビットを受け取
   るための追加アドレスポートから成ることを特徴とす
   る、請求項８記載の装置。
10. 【請求項１０】 前記第１および第２ルックアップテー
    ブルがそれぞれ、実質的に２n 語の記憶容量を有するこ
    とを特徴とする、請求項９記載の装置。
11. 【請求項１１】 さらにバレルシフタを含み、当該バレ
    ルシフタが、 前記符号語を受け取るための入力部と、 前記第１制御データおよび前記第２制御データから導出
    されたシフト長情報に応答して、符号語およびその一部
    分を前記ｎビットアドレスポートに出力する手段と、を
    有することを特徴とする、請求項１ないし１０のいずれ
    かに記載の装置。
12. 【請求項１２】 前記シフト長情報が１つの符号語の復
    号化が完了したか否かを示し、前記装置がさらに、 前記シフト長情報に応答して新しい符号語の復号化を開
    始する手段から含むことを特徴とする、請求項１１記載
    の装置。
13. 【請求項１３】 前記符号語が離散コサイン変換係数か
    ら導出されるハフマン符号語であることを特徴とする、
    請求項１ないし１２のいずれかに記載の装置。
14. 【請求項１４】 可変長符号語の復号化に使用するフィ
    ードバック記憶装置であって、 ｎビット以下の長さの第１符号語またはｎビットを越す
    長さの第２符号語の最初のｎビットまでの部分によって
    アドレス指定可能な第１ルックアップテーブルと、 ｐ＋ｍ≦ｎであり、第２符号語のｍビット以下の部分が
    前記第２符号語の最初のｎビット部分の後に続く場合
    で、ｐビットのフィードバックデータと第２符号語のｍ
    ビット以下の部分の組合せによってアドレス指定可能な
    第２ルックアップテーブルと、から成り、 前記第１ルックアップテーブルが、 前記第１符号語に対応する振幅およびランレングスデー
    タと、 前記第２符号語の最初のｎビット以下の部分に対応する
    フィードバックデータと、を含み、 前記第２ルックアップテーブルが、 前記第２符号語の最後のｍビット以下の部分に対応する
    振幅およびランレングスデータと、 前記第２符号語の前記最初の部分と最後の部分の間に存
    在するｍビット部分に対応するフィードバックデータ
    と、を含む、ことを特徴とするフィードバック記憶装
    置。
15. 【請求項１５】 さらに、 符号語およびフィードバックデータを受け取るためのｎ
    ビットのアドレスポートと、 前記第１ルックアップテーブルまたは前記第２ルックア
    ップテーブルをアドレス指定するために、前記アドレス
    ポートを選択的に結合する手段と、を含むことを特徴と
    する、請求項１４記載の記憶装置。
16. 【請求項１６】 ランレングスがゼロのイベントを表
    わす符号語を含め、多数の連続可変長符号語を復号化す
    る方法であって、 長さがｎビット以下の第１符号語を１回のクロックサイ
    クルで復号化する段階と、 長さがｎビットを越え、少なくともＰ−１のランレング
    スをもつイベントを表わす第２複合語をＰ回という複数
    回のクロックサイクルで復号化する段階と、 特殊エスケープ符号によりランレングスがゼロのイベン
    トを表現する第３符号語を識別する段階と、 前記特殊エスケープ符号の検出に応答して、前記第３符
    号語を１回のクロックサイクルで復号化する段階と、か
    ら成る方法。
17. 【請求項１７】 ルックアップテーブルを利用して前記
    第１および第２符号語が、対応する振幅およびランレン
    グスデータを出力するために、複号化され、前記ルック
    アップテーブルを参照せず、振幅データを直接出力する
    ことによって前記第３符号語が復号化されること、を特
    徴とする、請求項１６記載の方法。