JPH07170197A - 可変長符号の復号化テーブル自動生成方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 符号ビット数の少ないものから順にソーティ
ングされた事象及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
うな瞬時に復号可能な可変長符号化データの復号を高速
に行うための復号化テーブルを自動生成する。 【構成】 まず復号に際し最初に取り込むべき符号ビッ
ト数を復号化テーブルに書き込み、次に符号の木の
“根”を着目節点とし、当該着目節点の“子”が“葉
（終端節点）”か中間節点かを判定し、“葉”ならばそ
れに対応する事象値を返すような復号終了命令を復号化
テーブルに書き込み、中間節点ならば復号に際し次にア
クセスすべきアドレス及び取り出すべき符号ビット数を
返すような復号継続命令を復号化テーブルに書き込んで
当該“子”を新たな着目節点とみなして再帰的に以上の
動作を繰り返す。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は可変長符号の復号化テー
ブル自動生成方法に係り、詳細には、符号の木で表現で
きる瞬時に復号可能な可変長符号の復号化テーブルを自
動生成するための方法に関する。ファクシミリや電子フ
ァイリング等で、画像の符号化に用いられる適応離散コ
サイン変換に関し、画像の符号・復号化回路におけるハ
フマン復号化テーブル作成部。

【０００２】

【従来の技術】符号の木で表現できるような瞬時に復号
可能な可変長符号の代表的なものにハフマン符号があ
る。このハフマン符号は、入力事象データの発生頻度に
応じて、頻度の多い事象には短い符号を、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と
なるような可変長符号である。ハフマン符号を、ソーテ
ィングされた事象及びその事象に対応する符号ビット数
データを基に構成する方法が文献：ＪＰＥＧ Ｔｅｃｈ
ｎｉｃａｌ Ｓｐｅｃｉｆｉｃａｔｉｏｎ Ｒｅｖｉｓ
ｉｏｎ ８（１９９０年８月）に記載されている。この
文献では、自然静止画像符号化の国際標準化案（適応離
散コサイン変換）における、ハフマン復号化テーブルの
表現法が示されている。そこでは、復号表メモリの各番
地がそれぞれ事象（コサイン変換後のＤＣ成分のの予測
誤差をＰＣＭ符号化したときのビット数、または、ＡＣ
成分の量子化値が“０”のランレングスとその次の
“０”でない量子化値をＰＣＭ符号化したときのビット
数からなる２次元事象）に対応し、各事象の符号化デー
タ、符号ビット数及び事象の値そのもの、が格納されて
いる。

【０００３】この復号化テーブルの生成は次ようになさ
れている。既に全事象が符号ビット数に従ってソーティ
ングされており、ビット数の小さい事象から順に符号を
割り当てていく。各メモリ番地には、対応する事象の符
号ビット数と、事象の値そのものがとが既に格納されて
いる。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全ビットを“０”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”
を加え、さらにもし符号ビット数が直前の事象よりも増
えた場合はその増えたビット数分だけ符号化データを左
（上位）へビットシフトしたものを着目している事象の
符号データとする。

【０００４】この方法では符号の構成だけでなく同時に
復号化テーブルの生成も行っているので、そのまま用い
てもよいが、これで作った復号化テーブルで復号を行う
場合、圧縮された画像データ列に対し、復号化テーブル
の最初の番地から順番に符号化データを見つけ出さねば
ならず、復号に非常に時間がかかるという問題がある。

【０００５】そこで、より効率よく復号ができるような
復号化テーブルの利用が望まれる。まず、上記文献に記
載された方法を詳しく検討する。前記したように、ま
ず、各事象について符号ビット数のみを先に求め、それ
をビット数の少ない順にソーティングしておく。最初の
事象のビット数（即ち最小符号ビット数）がｎビットの
場合、最初の事象には“００・・・００”（“０”がｎ
ビット連続している）という符号が割り当てられる。そ
して、２番目の事象からは前記したように、直前の事象
の符号化データに“１”を加え、もし符号ビット数が増
えればその増えた分だけ符号化データを上位へビットシ
フトする（増えた分だけ符号の末尾に“０”を付け加え
るのと同義）。

【０００６】このようにすると、符号がもし最大符号ビ
ット数以下の長さならば最大ビット数に等しくなるまで
符号に続けて“０”を付加したものを２進数とみなした
値、また、符号が最大符号ビット数に等しい長さならば
それをそのまま２進数とみなした値、がソーティング順
に対して増加するような可変長符号となる。これを、木
の各節点につき、左の枝が符号“０”、右の枝が符号
“１”にそれぞれ対応するような符号の木に対応づける
と次のようになる。まず、“００・・・００”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。

【０００７】図１，２にこの具体例を示す。図１の“ｐ
ｏｉｎｔ”はソーティングの際の通し番号、“ｈｕｆｆ
ｔａｂ［ｐｏｉｎｔ］．ｖａｌｕｅ”事象の値（ここで
は便宜上アルファベット大文字で表している）、“ｈｕ
ｆｆｔａｂ［ｐｏｉｎｔ］．ｓｉｚｅ”は符号ビット
数、“ｈｕｆｆｔａｂ［ｐｏｉｎｔ］．ｃｏｄｅ”は符
号化データ（２進法表記）を示す。図２はこの場合の符
号の木である。ここでは、各“葉”には対応する“ｐｏ
ｉｎｔ”及び事象の値が、それ以外の節点（“根”及び
中間節点）には木を構成するときの順番に従った通し番
号が記されている。図２の木を用いた場合の復号の手順
は次のとおりである。“根（節点０）からスタートし、
入力符号列を１ビツトずつ解釈しながら、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、“葉”に達したらそこに書い
てある値を復号事象の値とするのである。

【０００８】この様な復号手順を実現するための復号化
テーブルを自動生成するために、本願出願人は、特開平
３−２２０８７０号公報において次のような復号化テー
ブルを提案している。即ち、復号表メモリの各番地がそ
れぞれ符号の木の節点に対応し、“葉”に対応する番地
には復号終了命令として対応する事象値を格納し、中間
節点に対応する番地には復号継続命令として復号に際し
次にアクセスすべきアドレス及び取り出すべき符号ビッ
ト数を格納する。前記の出願依頼書では、符号の木の各
節点を“根”から順に探索していきながらこのような復
号化テーブルを自動生成するものである。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】しかし、この方法では
符号の木のある節点に着目したとき、その節点の“子”
を探索する順番と、各“子”に対応する復号終了命令ま
たは復号継続命令を復号化テーブルに書き込む順番との
対応が明確でないため、適切な復号化テーブルが生成で
きないという問題があった。そこで、本発明はこのよう
な課題を解決するためになされたもので、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及びその
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瞬時に復号可能な可
変長符号化データの復号を高速に行うための復号化テー
ブルを自動生成することが可能な可変長符号の復号化テ
ーブル自動生成方法を提供することを第１の目的とす
る。すなわち、前述の“ｈｕｆｆｔａｂ［ｐｏｉｎ
ｔ］．ｖａｌｕｅ”及び“ｈｕｆｆｔａｂ［ｐｏｉｎ
ｔ］．ｓｉｚｅ”のみを入力事象データとして、上述の
ような復号手順を実現するような適切な復号化テーブル
の一般的な自動生成法を与えることにある。

【００１０】また、本発明の第２の目的は、“ｈｕｆｆ
ｔａｂ［ｐｏｉｎｔ］．ｖａｌｕｅ”及び“ｈｕｆｆｔ
ａｂ［ｐｏｉｎｔ］．ｓｉｚｅ”のみを入力事象データ
として、復号化を高速に行うことができる適切な複合化
テーブルの自動生成方法を提供することにある。本発明
の第３の目的は、可変長符号の復号化テーブル自動生成
方法において、符号の木の探索において着目している節
点の“子”が、“葉”か中間節点かを判定法を提供する
ことにある。本発明の第４の目的は、可変長符号の復号
化テーブル自動生成方法において、各節点の“子”また
は“子”の“子孫”に含まれる“葉”の数の判定法を提
供することにある。本発明の第５の目的は、可変長符号
の復号化テーブル自動生成方法において、復号化テーブ
ル自動生成のときに、入力符号ビツトの場合分けに応じ
たそれぞれの命令を書き込むべきアドレスや、復号継続
命令を書き込むとき、復号の際に次に飛ぶべきアドレス
（即ち、次の命令を書くアドレス）を明確にするための
アドレス情報を求める方法を提供することにある。請求
項６記載の目的は、可変長符号の復号化テーブル自動生
成方法において、“ｈｕｆｆｔａｂ［ｐｏｉｎｔ］．ｖ
ａｌｕｅ”及び“ｈｕｆｆｔａｂ［ｐｏｉｎｔ］．ｓｉ
ｚｅ”のデータのソーティング順（符号の木の節点の探
索順に対応）と、ある着目節点の複数の“子”に対応す
る各命令を復号化テーブルに書き込む順番との関係が明
確にするための、順番の対応関係を明確にして復号化テ
ーブルを自動生成する方法を提供することにある。

【００１１】

【課題を解決するための手段】請求項１記載の可変長符
号の復号化テーブル自動生成方法では、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及びその各
事象に対応する各符号ビット数データを基にして、当該
ソーティングされた各事象に対応する各符号について、
符号がもし最大符号ビット数以下の長さならば最大ビッ
ト数に等しくなるまで符号に続けて“０”を付加したも
のを２進数とみなした値、また、符号が最大符号ビット
数に等しい長さならばそれをそのまま２進数とみなした
値、がソーティング順に対して増加し、かつ、符号の木
で表現できるような瞬時に復号可能な可変長符号の復号
化テーブルを自動生成する方法に関し、その復号化テー
ブルは連続して入力される可変長符号化データの先頭か
ら適当なビット数ず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
動生成方法において、まず復号に際し最初に取り込むべ
き符号ビット数を復号化テーブルに書き込み、次に符号
の木の“根”を着目節点とし、当該着目節点の“子”が
“葉（終端節点）”か中間節点かを判定し、“葉”なら
ばそれに対応する事象値を返すような復号終了命令を復
号化テーブルに書き込み、中間節点ならば復号に際し次
にアクセスすべきアドレス及び取り出すべき符号ビット
数を返すような復号継続命令を復号化テーブルに書き込
んで当該“子”を新たな着目節点とみなして再帰的に以
上の動作を繰り返す、ことによって前記第１の目的を達
成する。

【００１２】請求項２記載の発明では、請求項１記載の
可変長符号の復号化テーブル自動生成方法において、あ
る節点を着目節点としたとき、当該着目節点の“子孫”
に含まれる事象の中で符号ビット数が最小である事象に
対応する節点及び当該節点と深さの等しい節点を全て前
記着目節点に直結し、これら直結した節点を当該着目節
点の新たな“子”とみなす、ことによって前記第２の目
的を達成する。請求項３記載の発明では、請求項１また
は請求項２記載の可変長符号の復号化テーブル自動生成
方法において、着目節点の“子”または“子”の“子
孫”に含まれる“葉”の数が１個ならば当該“子”を
“葉”と判定し、２個以上ならば当該“子”を中間節点
と判定する、ことによって前記第３の目的を達成する。
請求項４記載の発明では、請求項１から請求項３の可変
長符号の復号化テーブル自動生成方法において、ある節
点を着目節点としたとき、符号の木の各“葉”につい
て、それぞれ対応する事象の符号ビット数から前記着目
節点の“子”の符号の木における深さを引いた値を２に
乗じた値の逆数を、当該“葉”の“重み”とし、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デ
ータを基にして、事象のソーティング順に従ってそれぞ
れ対応する“葉”をカウントしながらその“重み”を加
算していき、その和が“１”となるまでにカウントされ
た“葉”の数を、前記着目節点の“子”または“子”の
“子孫”に含まれる“葉”の数と判定する、ことによっ
て前記第４の目的を達成する。請求項５記載の発明で
は、請求項１または請求項２記載の可変長符号の復号化
テーブル自動生成方法において、ある節点を着目節点１
としたとき、当該着目節点１の各“子”に対応する復号
終了命令または復号継続命令を、復号化テーブルのある
指定された終端アドレスの次のアドレスから順に書き込
むのに必要なアドレス数をこれら“子”の数より算出
し、前記指定されたアドレスにこの必要なアドレス数を
加えた値を新たな終端アドレスとし、中間節点である
“子”の中で最初に探索する“子１”に対応する復号継
続命令内に記述する復号化の際の次にアクセスすべきア
ドレスを当該終端アドレスの次のアドレスとし、“子
１”を次の着目節点２として再帰的に復号化テーブルを
生成する際に当該終端アドレスの次のアドレスから復号
終了命令または復号継続命令を書き込み、“子１”の
“子孫”に対応する最後の復号終了命令を書き込んだア
ドレスを新たな終端アドレスとし、以下、前記着目節点
１の全ての中間節点である“子”に対して同様の動作を
繰り返す、ことによって前記第５の目的を達成する。請
求項６記載の発明では、請求項１、請求項２、または請
求項５記載の可変長符号の復号化テーブル自動生成方法
において、ある節点を着目節点としたとき、当該着目節
点の“子”に関し、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データを基にして、事象のソー
ティング順に従ってそれぞれ対応する“子”を探索す
る、ことによって前記第６の目的を達成する。

【００１３】

【実施例】以下本発明の可変長符号の復号化テーブル自
動生成方法における好適な実施例について、図面を参照
して詳細に説明する。図２に示す符号の木を基に復号を
するには符号を“１ビットずつ”解釈しなくてはなら
ず、時間がかかるという問題があるので、図３のような
手順で書き換える。まず、図２の“根（節点０）”に着
目すると、これを基準とした深さ２未満の“葉”はない
ということがわかる。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）及び
“葉（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こと
を繰り返していく。

【００１４】図３が図２と大きく違う点は、図２では
“葉”を除く全ての節点がそれぞれ２つの“子”をもつ
“二分木”であるのに対し、図３では節点によって
“子”の数が異なる点である。図３を基に復号を行う手
順は次のとおりである、“根（節点１）”からスタート
し、入力符号列から２ビットを取り込んで、もし“０
０”，“０１”なら復号事象の値として“Ａ”，“Ｂ”
を得、“１０”なら節点３へ、“１１”なら節点４へそ
れぞれ進む。節点３へ進んだ場合は更に１ビットを取り
込み、節点４へ進んだ場合は更に２ビットを取り込ん
で、以下同様に“葉”に達するまで復号を続ける。これ
をテーブルで表現するのに注意すべき点は、復号の各段
階で何ビットまとめて解釈すべきかを明記する必要があ
ることと、解釈するビット数によって場合分けの数が異
なる（１ビットなら２通り、２ビットなら４通り）、と
いう点である。

【００１５】以上の点に留意して考えられた図３に対応
する復号化テーブルが図４である。このテーブルの一般
的構成は次のとおりである。“ｎビット取り込みアドレ
ス１へ飛べ”（復号継続命令）と書かれたメモリの先頭
アドレスに続いて、２ｎ個のアドレス空間が確保され
る。このアドレス空間には、入力ビット列の２ｎ個のそ
れぞれの場合に対する命令が、“００・・・００”、
“００・・・０１”、・・・、“１１・・・１０”、
“１１・・・１１”の順（符号の木でいえば左から右の
順）に格納されている。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“ｍビット取り込みアドレス
ｐへ飛べ”（復号継続命令）であり、アドレスｐ以下同
様のことが繰り返される。次の節点が“葉”ならば、
“事象はＸ”（復号終了命令）という命令があって復号
が終了する。以上のように、このテーブルには２種類の
“命令”があるが、これらはフラグビットで区別され
る。

【００１５】次に具体的動作について、説明する。ここ
では、図１、２の例によって説明する。図２において、
最小符号ビツト数は“２”なので（“ｈｕｆｆｔａｂ．
［０］．ｓｉｚｅ＝２”による）、符号ビツト数が
“２”の事象に対応する節点（節点Ａ，Ｂ）及びそれと
同じ深さの節点（節点３，４）を全て“根”（節点０）
に直結する。これを図５に示す。図５で理解されるよう
に、ある節点の“子”または“子孫”に含まれる事象に
対応する“ｐｏｉｎｔ”（図１参照）の値は連続してい
る。事象は“葉”に対応するので、ある節点の“子”ま
たは“子孫”に含まれる“葉”の数を求めるにはそれに
対応する“ｐｏｉｎｔ”の最大値と最小値がわかればよ
い。以下、この最大値を“ｍａｘｐ”，最小値を“ｍｉ
ｎｐ”とする。

【００１６】まず、“根”（節点０）を着目節点とし、
復号化テーブルの先頭アドレス（アドレス０）に“２ビ
ツト取り込みアドレス１へ飛べ”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
小符号ビツト数に対応する。最小符号ビツト数が“２”
なので着目節点（節点０）の“子”の数は“２2 ＝４”
と計算できる。そこで、“子”に対応する部分の復号化
テーブルの記述には４アドレスが必要となることがわか
る。ここまでの段階では、復号化テーブルにはまだアド
レス０にしか命令が書き込まれていないので、“子”を
記述するための復号化テーブルの終端アドレスは“０＋
４＝４”と計算できる。そこでこの終端アドレスを“ｅ
ｎａｄ＝４”として記憶しておく。

【００１７】次に、着目節点の“子”（節点Ａ，Ｂ，
３，４）を基準として、その“子”そのもの、または、
“子”の“子孫”に含まれる“葉”の“深さ”を求め
る。これは、“ｈｕｆｆｔａｂ［ｐｏｉｎｔ］．ｓｉｚ
ｅ−ｈｕｆｆｔａｂ［０］．ｓｉｚｅ”の値を求めるこ
とと等価である。更に、“ｈｕｆｆｔａｂ［ｐｏｉｎ
ｔ］．ｓｉｚｅ”の値を“ｈｕｆｆｔａｂ［ｐｏｉｎ
ｔ］．ｓｉｚｅ−ｈｕｆｆｔａｂ［０］．ｓｉｚｅ”に
置き換える。また、各“葉”の前記の“子”（節点Ａ，
Ｂ，３，４）に対する“重み”を算出する。“重み”
は、上記の“深さ”を２に乗じたものの逆数である。こ
れを図６に示す。これによると、各“子”（節点Ａ，
Ｂ，３，４）に関し、それぞれ子孫に含まれる“葉”
（事象）の重みの総和が“１”となることがわかる。

【００１８】さて、図６において、“ｍｉｎｐ＝０”と
おき、そこから“ｐｏｉｎｔ”の値の小さい順に重みの
和を計算し、それが最初に“１”になった時点での“ｐ
ｏｉｎｔ”を“ｍａｘｐ”とする。ここでは、“ｍｉｎ
ｐ＝ｍａｘｐ＝０”なので、最初の“子”（節点Ａ）ま
たはその“子孫”に含まれる“葉”（事象）は１個のみ
であることがわかる。各“子”に対応する“命令”は、
“ｐｏｉｎｔ”の順番（事象のソーティングの順番）に
一致させて書き込む。ここではまだ、復号化テーブルの
アドレス０にしか命令が書き込まれていないので、節点
Ａに対応する復号終了命令はアドレス１に書き込まれ
る。アドレス１に“事象はＡ”という復号終了命令を書
き込んで次へ進む。次は、“ｍｉｎｐ＝０＋１＝１”と
おいて同様のことを行うが、ここでもやはり“ｍｉｎｐ
＝ｍａｘｐ＝１”となるので２番目の“子”（節点Ｂ）
も“葉”であり、１番目と同様に復号化テーブルのアド
レス２に“事象はＢ”という復号終了命令を書き込む。

【００１９】次に、“ｍｉｎｐ＝１＋１＝２”とおいて
同様のことを行う。ここでは“ｍａｘｐ＝３”なので、
３番目の“子”（節点３）は“子孫”をもつ中間節点で
あり、その“子孫”に含まれる“葉”（事象）の数は２
個である。また、“ｐｏｉｎｔ＝ｍｉｎｐ＝２”におけ
る深さは“ｈｕｆｆｔａｂ［２］．ｓｉｚｅ＝１”なの
で、復号の際に次に取り込むべき符号ビット数は“１”
である。また、前述のように“ｅｎａｄ＝４”と記憶し
ているので、復号化テーブルのアドレス５から先はまだ
空いていることがわかる。

【００２０】そこで、今度はアドレス３に“１ビット取
り込みアドレス５へ飛べ”という命令を書き込む。更
に、節点３を新たな着目節点として以上の動作を再帰的
に繰り返しながら、その“子孫”に対応する部分の復号
化テーブルをアドレス５から先に作成する。そしてその
結果、命令を書き込んだ最終アドレス（この場合は
“６”）を“ｅｎａｄ＝６”として記憶する。

【００２１】次に、次は、“ｍｉｎｐ＝３＋１＝４”と
おいて“根”を着目節点とした場合の４番目の“子”
（節点４）についてもこれまでと同様のことを行う。そ
の際、“ｍｉｎｐ＝４”かつ“ｈｕｆｆｔａｂ［４］．
ｓｉｚｅ＝２”かつ“ｅｎａｄ＝６”であり、また、節
点３に対応する復号継続命令をアドレス３に書き込んで
いるので、アドレス４に“２ビット取り込みアドレス７
へ飛べ”復号継続命令を書き込む。そして、節点４を新
たな着目節点とみなして、以上の動作を再帰的に繰り返
していきながら、その“子孫”に対応する部分の復号化
テーブルをアドレス７から先に作成していく。上記の動
作により、図４に示した復号化テーブルが作成される。

【００２２】

【発明の効果】請求項１記載の可変長符号の復号化テー
ブル自動生成方法によれば、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及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瞬時に復号可能な可変長符号化デ
ータの復号を高速に行うための適切な復号化テーブルを
自動生成できる。請求項２記載の可変長符号の復号化テ
ーブル自動生成方法によれば、復号をより高速に行うこ
とができる適切な復号化テーブルを自動生成できる。請
求項３記載の可変長符号の復号化テーブル自動生成方法
によれば、符号の木の探索において着目している節点の
“子”が、“葉”か中間節点かが判定できる。請求項４
記載の可変長符号の復号化テーブル自動生成方法によれ
ば、各節点の“子”または“子”の“子孫”に含まれる
“葉”の数を求めることができる。請求項５記載の可変
長符号の復号化テーブル自動生成方法によれば、 復号
化テーブル自動生成のときに、入力符号ビットの場合分
けに応じたそれぞれの命令を書き込むべきアドレスや、
復号継続命令を書き込むとき、復号の際に次に飛ぶべき
アドレス、即ち、次の命令を書くアドレスを求めること
ができる。請求項６記載の可変長符号の復号化テーブル
自動生成方法によれば、入力データ中の事象のソーティ
ング順（符号の木の節点の探索順に対応）と、ある着目
節点の複数の“子”に対応する各命令を復号化テーブル
に書き込む順番との関係が明確に与えられる。

【図面の簡単な説明】

【図１】自然静止画像符号化の国際標準化案における、
ハフマン復号化テーブルを示す説明図である。

【図２】図１のテーブルに対応する符号の木を示す説明
図である。

【図３】図２に示す符号の木よりも、より復号を高速に
するための符号の木を示す説明図である。

【図４】図３の符号木に対応する復号化テーブルを示す
説明図である。

【図５】図２の符号の木を、符号ビツト数が“２”の事
象に対応する節点及びそれと同じ深さの節点を全て
“根”に直結した符号の木を示す説明図である。

【図６】図５の符号の木における、深さと重みを示す説
明図である。

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項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及びその各事象に対応する各符号ビ
   ット数データを基にして、当該ソーティングされた各事
   象に対応する各符号について、符号がもし最大符号ビッ
   ト数以下の長さならば最大ビット数に等しくなるまで符
   号に続けて“０”を付加したものを２進数とみなした
   値、また、符号が最大符号ビット数に等しい長さならば
   それをそのまま２進数とみなした値、がソーティング順
   に対して増加し、かつ、符号の木で表現できるような瞬
   時に復号可能な可変長符号の復号化テーブルを自動生成
   する方法に関し、その復号化テーブルは連続して入力さ
   れる可変長符号化データの先頭から適当なビット数ずつ
   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生成方法において、 まず復号に際し最初に取り込むべき符号ビット数を復号
   化テーブルに書き込み、次に符号の木の“根”を着目節
   点とし、当該着目節点の“子”が“葉（終端節点）”か
   中間節点かを判定し、“葉”ならばそれに対応する事象
   値を返すような復号終了命令を復号化テーブルに書き込
   み、中間節点ならば復号に際し次にアクセスすべきアド
   レス及び取り出すべき符号ビット数を返すような復号継
   続命令を復号化テーブルに書き込んで当該“子”を新た
   な着目節点とみなして再帰的に以上の動作を繰り返すこ
   とを特徴とする、可変長符号の復号化テーブル自動生成
   方法。
2. 【請求項２】 ある節点を着目節点としたとき、当該着
   目節点の“子孫”に含まれる事象の中で符号ビット数が
   最小である事象に対応する節点及び当該節点と深さの等
   しい節点を全て前記着目節点に直結し、これら直結した
   節点を当該着目節点の新たな“子”とみなす、 ことを特徴とする請求項１記載の可変長符号の復号化テ
   ーブル自動生成方法。
3. 【請求項３】 着目節点の“子”または“子”の“子
   孫”に含まれる“葉”の数が１個ならば当該“子”を
   “葉”と判定し、２個以上ならば当該“子”を中間節点
   と判定する、 ことを特徴とする請求項１または請求項２記載の、可変
   長符号の復号化テーブル自動生成方法。
4. 【請求項４】 ある節点を着目節点としたとき、符号の
   木の各“葉”について、それぞれ対応する事象の符号ビ
   ット数から前記着目節点の“子”の符号の木における深
   さを引いた値を２に乗じた値の逆数を、当該“葉”の
   “重み”とし、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データを基にして、事象のソーティ
   ング順に従ってそれぞれ対応する“葉”をカウントしな
   がらその“重み”を加算していき、その和が“１”とな
   るまでにカウントされた“葉”の数を、前記着目節点の
   “子”または“子”の“子孫”に含まれる“葉”の数と
   判定する、 ことを特徴とする請求項１、請求項２、または請求項３
   記載の、可変長符号の復号化テーブル自動生成方法。
5. 【請求項５】 ある節点を着目節点１としたとき、当該
   着目節点１の各“子”に対応する復号終了命令または復
   号継続命令を、復号化テーブルのある指定された終端ア
   ドレスの次のアドレスから順に書き込むのに必要なアド
   レス数をこれら“子”の数より算出し、前記指定された
   アドレスにこの必要なアドレス数を加えた値を新たな終
   端アドレスとし、中間節点である“子”の中で最初に探
   索する“子１”に対応する復号継続命令内に記述する復
   号化の際の次にアクセスすべきアドレスを当該終端アド
   レスの次のアドレスとし、“子１”を次の着目節点２と
   して再帰的に復号化テーブルを生成する際に当該終端ア
   ドレスの次のアドレスから復号終了命令または復号継続
   命令を書き込み、“子１”の“子孫”に対応する最後の
   復号終了命令を書き込んだアドレスを新たな終端アドレ
   スとし、以下、前記着目節点１の全ての中間節点である
   “子”に対して同様の動作を繰り返す、 ことを特徴とする請求項１または請求項２記載の、可変
   長符号の復号化テーブル自動生成方法。
6. 【請求項６】 ある節点を着目節点としたとき、当該着
   目節点の“子”に関し、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データを基にして、事象の
   ソーティング順に従ってそれぞれ対応する“子”を探索
   する、 ことを特徴とする請求項１、請求項２、または請求項５
   記載の可変長符号の復号化テーブル自動生成方法。