JPH0750592A - シンボルの統計的復号化方法 - Google Patents

シンボルの統計的復号化方法

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JPH0750592A
JPH0750592A JP6124246A JP12424694A JPH0750592A JP H0750592 A JPH0750592 A JP H0750592A JP 6124246 A JP6124246 A JP 6124246A JP 12424694 A JP12424694 A JP 12424694A JP H0750592 A JPH0750592 A JP H0750592A
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キース マイケル
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    • H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
    • H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
    • H03M7/00—Conversion of a code where information is represented by a given sequence or number of digits to a code where the same, similar or subset of information is represented by a different sequence or number of digits
    • H03M7/30—Compression; Expansion; Suppression of unnecessary data, e.g. redundancy reduction
    • H03M7/40—Conversion to or from variable length codes, e.g. Shannon-Fano code, Huffman code, Morse code
    • H03M7/42—Conversion to or from variable length codes, e.g. Shannon-Fano code, Huffman code, Morse code using table look-up for the coding or decoding process, e.g. using read-only memory
    • H03M7/425—Conversion to or from variable length codes, e.g. Shannon-Fano code, Huffman code, Morse code using table look-up for the coding or decoding process, e.g. using read-only memory for the decoding process only

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Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】バイト境界を有するデータストリーム中にシン
ボルがあり、バイトの境界に対してそのシンボルの配列
の境界位置が変化するものである場合に、統計的復号化
を実行する。 【構成】次のバイトのデータをデータストリームの中か
ら取り出し、このバイトとステートマシンに保持された
現在のビット位置とに基づいて、（ａ）ルックアップテ
ーブルから復号値を得るか、または（ｂ）さらに別のバ
イトを取り出して用いて復号値を決定する。各シンボル
はプレフィックスとフリービットを有しており、１単位
を形成するシンボル全体は次のバイトに含まれるか、ま
たは、次のバイトの境界はプレフィックス内に位置する
かフリービット内に位置するかは、シンボルの境界位置
に応じて決まる。シンボルごとに決定された復号値に応
じて、異なるそれぞれのシンボルに対応する異なるそれ
ぞれのアクションルーチンが選択されて実行される。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】この発明は信号処理分野に関し、
具体的には、統計的に符号化されたディジタル信号の復
元(decompression) に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】数値データのハフマン符号化、さらに広
義の数値データの可変ビット長符号化は、画像（ビデ
オ）信号処理分野の多くのデータ圧縮アルゴリズムにお
いて重要な部分を形成している。ハフマン符号化は、た
いていのデータ群ではデータの値の出現確率分布が不均
一である事を利用して、数値データを圧縮するのに、有
効である。ハフマン符号化方法においては、各データの
値はそれぞれ異なるビット長のコード(code)を用いて符
号化される。より高い頻度で出現するデータ値にはより
短いコード（符号）を割当て、より低い頻度で出現する
データ値にはより長いコードを割当てる。これにより、
データ群中のデータ値に使用される平均のコード長（符
号長）は、全体として小さくできる。典型的な不均一な
データ値出現確率分布の場合、ハフマン符号化により、
１．５〜２の圧縮率が達成できる。
【０００３】多くの重要な圧縮アルゴリズムには、ハフ
マン復号化法が採用されており、汎用プロセッサに用い
てのそのようなアルゴリズムの復号化方法は、急速に普
及しつつある。しかし、通常のハフマン符号データの復
号化アルゴリズムは非常に遅いために、ハフマン復号化
の高速アルゴリズムが要望されている。１つのハフマン
のシンボル（symbol、符号単位）の復号化を行う場合、
上記通常のアルゴリズムでは、２進木(tree)の各ノード
において圧縮データのビットストリームの中の連続する
個々のビットを用いて、２進木をたどって進む必要があ
る。２進木の最後のノードに到達すると、このたどる作
業が終り、ハフマンのシンボルの復号値が、テーブル
（変換表）を用いて決定される。
【０００４】この木をたどって進む復号化アルゴリズム
においては、通常の画像プロセッサでは、最良の場合で
も、符号化されたシンボル（符号単位）の１ビット当た
り５つの命令(instruction) が必要である。多くのアプ
リケーションでは、ハフマンのシンボルは１シンボル当
たり平均約４ビットである。したがって、通常の画像プ
ロセッサでは、１シンボル当たり約２０個の命令、即
ち、約８０サイクルが必要である。毎秒約３０フレーム
の画像表示の典型的なシンボルの速度である、毎秒約３
００，０００個のシンボルの割合では、２４ＭＨｚとな
る。このような、ビット単位の処理方法には、通常の２
５ＭＨｚ画像プロセッサで使用可能なサイクル数の大部
分が必要である。より高性能の画像プロセッサにおいて
も、この種のビット単位のアルゴリズムを実行するため
には、使用可能なサイクル数の大きな部分を必要とす
る。ハフマン復号化は、典型的には、画像処理システム
における全要処理量のうちの僅かな部分に過ぎないの
で、このような状況は受入れられない。
【０００５】ハフマン符号処理を高速で行うために、１
回につきビットストリーム中の１ビットだけを処理する
ことを避け、各ハフマンのシンボルを一括して復号化で
きれば、大変都合が良い。
【０００６】また、ハフマン符号処理の実行において、
バイト境界以外の部分(non-byte boundary) で区切って
ビットストリームにアクセスすることは高価なビット操
作を伴うので、避けることが望ましい。しかし、ビット
ストリーム中のハフマンコード（シンボルの列）はバイ
トの境界（区切り）とは独立の関係でパック（フォーマ
ット）されているので、このバイト境界とは別の境界
（シンボルの境界）ごとのアクセスを避けることは難し
い。
【０００７】
【発明の概要】この発明は、バイト境界を有するデータ
ストリーム中にシンボル（符号単位）があり、バイトの
境界に対してそのシンボルの配列と境界位置(alignmen
t) が変化するものである場合において、統計的復号化
を実行する方法を提供する。次のバイトのデータをデー
タストリームの中から取り出すが、その取り出したデー
タには少なくともシンボルの一部分が含まれている。こ
のバイトとステートマシン（状態制御機構）に保持され
た現在のビット位置とに基づいて、（ａ）ルックアップ
テーブル（索引テーブル）から復号値を得るか、または
（ｂ）さらに別のバイトを取り出して用いて復号値を決
定する。各シンボルはプレフィックス（先頭）とフリー
（free) ビットを有しており、１単位を形成するシンボ
ル全体がこのバイトに含まれるか、または、次のバイト
の境界がプレフィックス内に位置するかフリービット内
に位置するかは、シンボルの境界位置に応じて決まる。
シンボルごとに決定された復号値に応じて、異なるそれ
ぞれのシンボルに対応する異なるそれぞれのアクション
（action、処理）ルーチンが選択されて、それが実行さ
れる。
【０００８】 〔発明の詳細な説明〕図１〜図４を参照すると、この発
明の高速統計的復号化方法１０のフローチャートが示さ
れている。ハフマンのコードブック(code book) のフォ
ーマットを決定する統計的復号化方法１０は、任意のハ
フマンのコードブックにも適用が可能であり、さらに広
く、あらゆる種類の統計的コードのコードブックにも適
用が可能である。しかし、ハフマンのコードブックを用
いて、特に、幾つかの制約(restriction) を満たすハフ
マンのコードブックに用いて、統計的復号化方法１０を
記述することは有益である。この制約を満たさない他の
ハフマンのコードブックに対しても、小さな適応的変更
と幾らかのテーブルの蓄積を加えて、同様に統計的復号
化方法１０を用いて処理することができることは、理解
されるであろう。
【０００９】任意のハフマンのコードブックが、ハフマ
ンの２進ビットストリームの集合｛Ｈi ｝から構成され
ていることは、理解されよう。ハフマンのコードブック
の各ビットストリームＨi には、一意的な復号値Ｖi が
存在する。復号値Ｖi は、予め設定された順序の整数
０，１，２，．．．となるとは限らない。より一般的場
合としては、各ハフマンビットストリームＨi は整数
｛０，１，２，．．．｝の１つであるインデックスＩi
にマップ（写像）され、各Ｉi は別の１対１の関数によ
って最終的な復号値Ｖi にマップされる。幾つかのアプ
リケーションでは、この発明の統計的復号化方法１０に
より、ビットストリームＨi から復号値Ｖiに直接進む
ことができるが、従来技術の方法では１回のマッピング
につき２ステップ、即ちＨi →Ｉi →Ｖi が必要であっ
た。
【００１０】一般にハフマンのコードブックは、以下の
ように説明できるが、それはこの発明の統計的復号化方
法１０においても重要である。統計的復号化方法１０の
第１ステップでは、Ｒ行を有するテーブルＴi の複数の
行をコードブック中の全てのコードワード（語）に割り
当てる。テーブルＴi の行ｋ中のハフマンビットストリ
ームＨi は、先頭にあるシンボルのＰ(k) 個のプレフィ
ックスビットＰと、それに続くＦ(k) 個のフリービット
x とからなる。定義により、フリービットx を長さＦ
(k) の全２進ストリング（列）で置換して組み立てられ
るビットストリームが有効なコードワードである。テー
ブルＴi のＲ行の中には、０個のフリービットｘ（フリ
ービットがないこと）を持つ行もあり得ることに留意す
る必要がある。但し、各行Ｒには少なくても１個のシン
ボルプレフィックスビットＰがある。これらの制約を満
たすテーブルＴi の例をテーブルＩに示す。
【００１１】
【表１】 テーブルＩ ０ｘｘ １０ｘｘｘ １１０ｘｘｘ １１１０ｘｘｘｘ １１１１０ｘｘｘｘ １１１１１０ｘｘｘｘｘｘ １１１１１１０ｘｘｘｘｘｘ
【００１２】テーブルＩのシンボルの表記方法では、各
行Ｒの０のビットと１のビットはハフマンシンボルのプ
レフィックスを表し、後部の複数のｘはハフマンシンボ
ルのフリービットを表す。これらの制約を満たすテーブ
ルＴi の別の例をテーブルＩＩに示す。テーブルＩＩの
シンボルの表記方法では、０のビット、１のビット、お
よび後部の複数のｘは、テーブルＩについての前の説明
のとおり、ハフマンシンボルを表す。
【００１３】
【表２】 テーブルＩＩ １０ １１ｘ ０１１ｘ ０１０ｘｘ ０００００１ ００１０１ｘ ００１１ｘｘ ０００１ｘｘｘ ００００１ｘｘｘ ００１００ｘｘｘｘ ００００００１ｘｘｘｘ ０００００００１ｘｘｘｘｘ ００００００００ｘｘｘｘｘｘ
【００１４】統計的復号化方法１０の最も単純な実施例
として、ハフマンのテーブルＴi のそれぞれの行Ｒは、
次の式（１）と式（２）の制約を満たさなければならな
い。
【００１５】
【数１】P(k) ≦ 8 式（１）
【００１６】
【数２】F(k) ≦ 8 式（２）
【００１７】テーブルＩとテーブルＩＩに記述したコー
ドブックの例においても、式（１）と式（２）の制約
は、満たしている。この２つの式のうちの式（１）の制
約の方が、多くのハフマンのビットストリームＨi が違
反(violate) を犯しそうな制約である。式（１）も式
（２）も満たさないコードブックであっても、ほんのわ
ずかの変更で、この方法により処理できることが理解さ
れよう。
【００１８】図５〜図８を参照すると、ハフマンのシン
ボルの配列と境界位置(alignment)の図（以下、単に配
列図という）、２００、３００、４００、５００が示さ
れている。シンボルの配列図、２００、３００、４００
は、ビットストリームＨi 中の種々のバイトの境界と高
速統計的復号化方法１０によって復号化されるコードワ
ードまたはシンボルとの間に存在する３種類の関係を表
している。シンボルの配列図、２００、３００、４００
に示されるような異なる３種の類型の境界位置は、その
次のハフマンのストリングを復号化する場合に出現す
る。この３種の類型の境界位置のうちのいずれが出現し
ているかは、リードブロック１４に示されるように、現
在のバイトを読み出し、レジスタに格納した後、統計的
復号化方法１０の境界位置判断ステップ１８において、
判断される。
【００１９】ハフマンのシンボルの配列図、２００、３
００、４００、５００においては、複数のＰ（Ｐの列）
は、読み込んで復号化されるその次のハフマンのストリ
ングのプレフィックスを表す。それぞれの配列図、２０
０、３００、４００、５００の最初のＰは、ビット位置
合わせされたポインタ２０６、３０８、４０８、５０２
を表す。ビット位置合わせポインタ２０６、３０８、４
０８、５０２は、定義により、新しいハフマンのシンボ
ルの始点に位置するので、新しいシンボルはビット位置
ｉの点から始まる。
【００２０】この発明の高速統計的復号化方法１０の一
実施例として、バイトドライブの（バイト単位処理で駆
動される）ステートマシンが当業者に良く知られてい
る。そのようなステートマシンの実施例は、究極的には
プロセッサのシステムの間接ジャンプまたは計算された
ゴーツー（goto）を実行する処理能力に基づいている。
複雑なシフト動作を避け、処理を速くするため、シンボ
ルの配列図、２００、３００、４００に示されるデータ
は、圧縮されたビットストリームの中から１度に１バイ
ト分が取り出され、高速統計的復号化方法１０で処理さ
れる。圧縮されたビットストリーム中の、現在のバイト
２０８、３１０、４１０のような現在のバイトは、例え
ばレジスタdxと呼ぶレジスタに格納される。ステートマ
シンを用いて現在のビット位置を見失わないようにす
る。８つのステート（状態）がＢ0 、Ｂ1 、．．．Ｂ7
として記述される。ステートマシンのステートＢi は、
復号すべきその次のハフマンのシンボルの始点におい
て、レジスタdx中の現在のバイトのビット番号ｉの位置
にビット位置合わせポインタがあることを示す。
【００２１】ハフマンのシンボル配列図２００により表
されるシンボルの境界位置は、復号化中の圧縮されたビ
ットストリーム内の３つの可能性のうちの最も簡単なも
のを表す。シンボル配列図２００において、その次のハ
フマンのシンボル全体がバイト境界２０２、２０４を有
する現在のバイト２０８に含まれている。したがって、
シンボル配列図２００のその次のバイト２１０には、次
のハフマンのシンボルのビットは存在しない。境界位置
判断１８によりこのシンボルの境界位置が出現したと判
断されたとき、統計的復号化方法１０の実行はパス２２
を通って先に進む。
【００２２】この場合は、統計的復号化方法１０による
ハフマン復号化は、２つの命令だけで実行される。第１
の命令により、レジスタdxに格納された現在のバイト２
０８と、ルックアップブロック３０に示されるようなス
テートマシンの現在のバイトに基づいたテーブルルック
アップを実行する。このテーブルルックアップにより復
号値レジスタに格納される復号値Ｖi が得られる。復号
値レジスタは、ブロック３０にも示すように、bxで表
す。第２の命令は、ジャンプブロック３４に示すよう
に、レジスタdxに格納された現在のバイト２０２と現在
のステートに基づいて行う、テーブルからの間接的ジャ
ンプＪＭＰである。このジャンプＪＭＰにより、実行処
理は、ブロック３８に示されるようにbxに従って実行す
る統計的復号化方法１０内にある８つの異なるルーチ
ン、即ちアクション、の１つへと引き渡される。これら
８つのアクションをＣ0 、Ｃ1 、．．．Ｃ7 と表す。そ
れから、ブロック４２に示すようにテーブルＢi を用い
て、再びテーブルルックアップとジャンプを実行する。
【００２３】シンボル配列図２００に示すように配列し
ているハフマンコードを読み出す複数のＣi のコード
は、次の通りである。 Ｃi ： [do whatever additional processing is required, using the decoded value in bx ] do the table lookup and indirect JMP again, using the tables for state Bi. （［bx内の復号値を用いて、必要な別の処理は何でも行
う。］ステートＢi のテーブルを用いて、テーブルルッ
クアップと再度の間接的ジャンプＪＭＰを行う。）但
し、このアクション番号ｉは、次のステート番号と同じ
である。アクションＣi のこの番号ｉは、現在のステー
ト番号＋（プラス）復号化されたシンボルの長さ、であ
る。このように、ビット位置合わせポインタ２０６は、
そのとき復号されたシンボルのビット数分だけ先に進め
られる。
【００２４】統計的復号化方法１０を行うには、必要な
データテーブルとジャンプテーブルに正確なテーブルエ
ントリ（項目）を予め与えておくことができる。これ
は、オフライン(offline) のアルゴリズムによって、あ
り得る全てのステート内のあり得る全てのバイト値を決
定し、データテーブルとジャンプテーブルに適切なアク
ションと値を格納することにより行う。オフラインのア
ルゴリズムによる決定は、Ｃi アクションについて、一
意的に(unambiguosly)行われる。
【００２５】ここまでの高速統計的復号化方法１０の説
明においては、ジャンプブロック３４を介して入力され
るステートは、Ｃ0 、Ｃ1 、．．．Ｃ7 の合計８個であ
る。これら８個のステートＣi の各々について、２５６
項目のエントリのあるジャンプテーブルと、各ジャンプ
テーブル毎に５１２バイトの記憶空間が必要である。ス
テートＣi の各々についても、さらに２５６バイトのサ
ンプルサイズの値テーブルが必要である。このように、
合計約６キロバイトのテーブル空間が、ハフマンシンボ
ル配列図２００によって一般化して表される８個全部の
ステートＣi について必要になる。
【００２６】ハフマンシンボル配列図３００によって表
されるのは、分断された(split) コードの場合である。
この場合、復号化中の圧縮されたビットストリーム中の
バイト境界に対して、ハフマンのシンボルがとり得る境
界位置の配列の第２の態様を表している。この分断され
たコードの場合、次に復号化されるハフマンシンボル
は、バイト境界３０２、３０４を有する現在のバイト３
１０内に、完全には収まりきれない。バイト境界３０４
は、次のシンボルの中に位置し、このシンボルの一部
は、次のバイト境界３０４、３０６を有する次のバイト
３１２内に存在する。境界位置判断１８によりシンボル
の境界位置がこのように判断された場合、統計的復号化
方法１０の実行はパス５０を通って先に進む。
【００２７】シンボル配列図３００によって表される場
合、ハフマンシンボルはフリービット部分内に位置する
バイト境界３０４によって分断される。このシンボルの
フリービット部分は、現在のバイト３１０から次のバイ
ト３１２にまで延びる複数のｘのシーケンスとして表さ
れる。これは、復号化方法１０による復号化中の圧縮さ
れたビットストリーム中のハフマンシンボルのプレフィ
ックス内にバイト境界が位置する場合とは、区別され
る。
【００２８】分断されたコードの場合、統計的復号化方
法１０により、完全に現在のバイト３１０内の値だけに
基づいてどのアクションをとるかを決定することは、ま
だ可能である。現在のバイト３１０中の複数のＰの列で
示されるシンボルプレフィックスは、現在のバイト３１
０中に完全に含まれているので、ハフマンのテーブルＴ
i のどの行Ｒが使われているかは分かる。したがって、
復号化中のハフマンシンボル全体の中のフリービットｘ
の数も分かる。このようにして、次のバイト３１２中に
あるフリービットの数が決定できる。
【００２９】このようにして、ブロック５４に示すよう
にレジスタdxに基づくテーブルと現在のステートとから
得られる復号値をレジスタbxに格納し、ブロック５８に
示すよううに次のバイト３１２をレジスタdxに読み込む
ことにより、このハフマンシンボルの復号化を完了する
ことができる。ブロック６２に示されるように次のバイ
ト３１２から既知の数の先頭のビットが抽出され、この
バイト３１２から抽出されたビットはデータテーブルか
ら読み出された基準となる値に加えられ、ブロック６６
に示すようにインデックスが形成される。このように、
この処理により、統計的復号化方法１０内で、復号値Ｖ
i ではなく、インデックスＩi が得られる。したがっ
て、インデックスＩi から最終的復号値Ｖi を得るよう
に、さらに変換(translation) を実行する必要がある。
この処理により復号値Ｖi が得られると、ブロック７０
に示されるようにレジスタbxに格納される。それから、
アクションＳi へのジャンプが実行され、ブロック７
４、７８に示すようにレジスタbx内の情報に基づいて、
アクションＳi 内での処理が進行する。
【００３０】シンボル配列図３００により表されるよう
な、シンボル境界位置に関するアクションは分断のアク
ションと呼ばれる。これらの分断のアクションは、この
発明の高速統計的復号化方法１０内のＳ1 、
Ｓ2 、．．．Ｓ8 として示される。分断のアクションＳ
i のアクション番号ｉの値は、次のバイト３１２から抽
出され、かつ現在のバイト３１０によりデータテーブル
から得られる基準となる値に加えられる、フリービット
ｘの数を示す。テーブルルックアップとジャンプは、ル
ックアップブロック７４に示されるこの値に基づいて行
われる。したがって、ｉの値は、ステートマシンにより
次に入力されるステートをも示している。このステート
は、Ｂi mod 8 である。テーブルルックアップとジャン
プは、ルックアップブロック７４に示されるように、こ
の値に基づいて行われる。したがって、アクションＳi
のコードは、次のように表すことができる。 Ｓi ： Get new byte from bit stream into dx Extract i bits from dx, add to base value in bx bx = IndexToValue (the above sum) [do whatever additional processing is required, using the decoded value in bx ] Do the table lookup and indirect JMP again, using the tables for state B i mod 8 （ビットストリームより新しいバイトを取り込みdxに入
れる。dxよりｉ個のビットを抽出し、bx内の基準の値に
加える。 bx ＝ IndexToValue（上記合計） ［bx内の復号値を用いて、必要な別の処理は何でも行
う。］ ステートＢi mod 8 のテーブルを用いて、テーブルルッ
クアップと再度の間接的ジャンプＪＭＰを行う。）
【００３１】ハフマンシンボル配列図４００によって表
されるシンボルの境界位置において、次のコードワード
のシンボルのプレフィックスの一部分は、バイト境界４
０２、４０４を有する現在のバイト４１０の外側にあ
る。プレフィックスの残りは、バイト境界４０４、４０
６を有する次のバイト４１２に含まれている。境界位置
判断１８により、この境界位置が有ると判断された場
合、高速統計的復号化方法１０の実行は、境界位置判断
１８よりパス９０を通って先へ進められる。そして、ブ
ロック９６に示されるように後続のバイト５１４が取り
出され、レジスタdxに格納される。
【００３２】シンボルの配列図４００に示される種類の
シンボルの境界位置を取り扱うために、統計的復号化方
法１０によりステートマシンに別のステートを与える。
シンボルプレフィックスがバイト境界４０４によって現
在のバイト４１０と次のバイト４１２に分断されること
によって形成された、一意的な各部分シンボルプレフィ
ックスの各々に対して、このような１つの別のステート
が与えられる。
【００３３】テーブルＴi 中のハフマンシンボルと圧縮
されたビットストリーム中のバイトの境界との間でのこ
の類型の境界位置として出現し得る、部分プレフィック
スの全集合(set) を決定するために、シンボルのプレフ
ィックスとして有効な全てのあり得る２進ストリングが
決定される。そして、このようにして決定された有効な
各プレフィックスの最初のｉ個のビットによって形成さ
れる部分ストリング(substring) は、有効な部分プレフ
ィックスと判断される。このような文脈(context) にお
いては、ｉは１〜Ｐ（ｋ）−１の間で変化し得ること
が、理解されよう。このようにして決定される全ての一
意的な部分ストリングの集合が、部分シンボルプレフィ
ックスの集合である。
【００３４】このようにして、ｍ個の部分シンボルプレ
フィックスがあれば、別のｍ個のステートが高速統計的
復号化方法１０のステートマシンに加えられる。これら
付加されたｍ個のステート、即ち付加されたｍ個のアク
ションは、Ｐ0 、Ｐ1 、．．．Ｐm-1 として表示され
る。部分プレフィックスＰi があるときは、さらにｍ個
のアクションＰi が加えられる。アクションＰi は次の
オペレーションを行う。 Ｐi ： get new byte from bit stream into dx do the table lookup and indirect JMP again, using the tables for state Pi （ビットストリームdxより新しいバイトを取り込む。ス
テートＰi のテーブルを用いて、テーブルルックアップ
と再度の間接ジャンプＪＭＰを行う。） プレフィックスのステートＰi が決まると、その次のア
クションは常にＣi アクションかＳi アクションであ
る。これは、統計的復号化方法１０において、ハフマン
のコードブックに課せられる式（１）と式（２）の制約
から導かれる。この点で、Ｃi アクションまたはＳi ア
クションのいずれを実行するかの決定は、判断９８にお
いてなされ、続いて、実行はパス２２またはパス５０を
通って進められる。
【００３５】Ｐ（ｋ）≦８とＦ（ｋ）≦８の条件によ
り、統計的復号化方法１０により復号化中の圧縮された
ビットストリームに出現し得る最悪の場合は、ハフマン
シンボル配列図５００により表される。ハフマンシンボ
ル配列図５００の境界位置を有するシンボルは、許容さ
れる最大のシンボルプレフィックス長である８ビットを
有する。これは、シンボルの配列図５００中の現在のバ
イト５１０と次のバイト５１２にまたがりバイト境界５
０４で分断された８個のＰビット列として表される。配
列図５００のハフマンシンボルは、また、次のバイト５
１２とそれに続くバイト５１４にまたがりバイト境界５
０６で分断された８個のｘビット列として示されたフリ
ービット長８ビットを有している。シンボルの配列図５
００の境界位置を有するシンボルは、高速統計的復号化
方法１０内で復号化されるものの内、最も復号化が難し
いものである。
【００３６】シンボル配列図５００の境界位置を有する
シンボルにおいて、復号化すべきシンボルのプレフィッ
クスは、ビット位置合わせポインタ５０２で示される現
在のバイト５１０のビット７の位置から始まる。その結
果、現在のバイト５１０内にはシンボルプレフィックス
の１ビットのみが存在し、次のバイト５１２内には７個
のプレフィックスビットが存在する。しかし、この最悪
の場合であっても、式（１）の制約から、シンボルプレ
フィックスは次のバイト５１２内で終わることになる。
したがって、第２のＰi アクションは必要とされず、全
てのフリービットｘは続きのバイト５１４内に収まるこ
とになる。また、式（２）の制約のため、全てのフリー
ビットｘは続くバイト５１４内に収まることになること
が理解されよう。このようにして、この時点において、
図５００の境界位置を有する統計的シンボルを決定する
には、常に、Ｐi アクションで充分である。しかし、Ｓ
iアクションが常に必要になるわけではないことは、理
解されよう。ハフマンシンボルのフリービットが次のバ
イト５１２で終わる場合は、１つのＣi アクションだけ
が必要になり、それに続くバイト５１４の取り出しは必
要ではない。
【００３７】ハフマンシンボルが配列図４００に示すよ
うに配列している場合、統計的復号化方法１０のアプリ
ケーションは、要約すると次のようになる。ハフマンシ
ンボルに対する制約、即ち、Ｐ（ｋ）は８以下およびＦ
（ｋ）は８以下、を課することによって、ハフマンのコ
ードブック内の全てのコードワードは、Ｃi アクショ
ン、Ｓi アクション、またはＰi アクション（Ｐi アク
ションはさらにＣi アクション若しくはＳi アクション
のいずれかへ続く。）のいずれかによって、完全に復号
化できる。これによって、高速統計的復号化方法１０を
用いて、Ｂi ステートとＰi ステートにより、あり得る
全てのビット境界位置におけるあり得る全てのコードを
充分に復号化することができることが、説明される。
【００３８】統計的復号化方法１０内の配列図５００を
有するシンボルに対する、さらに別のＰi のステートを
付加すると、ステートマシンには、ｍ＋８個のステート
が存在することになる。これらｍ＋８個の各ステートに
は、２５６項目のエントリのジャンプテーブルが必要に
なり、各ジャンプテーブルには５１２バイト(bit) のメ
モリが必要である。ステートマシンの各ステートには、
２５６バイトのデータテーブルも必要であり、よって、
データテーブルを格納するのに、合計３／４＊（８＋
ｍ）キロバイトのメモリが必要である。例えば、通常の
ハフマンのコードブックの一意的な部分プレフィックス
は、テーブルＩＩＩのような形で示すことができる。
【００３９】
【表３】 テーブルＩＩＩ １ １１ １１１ １１１１ １１１１１ １１１１１１ １１１１１１１
【００４０】この場合、付加されたステートの数ｍは値
７をとる。この結果、この別の７個のステートを元の８
個のステートに加えると、ステートマシン中に合計１５
のステートが存在する。このようにして、テーブルＩＩ
Ｉの例におけるテーブルを格納するメモリとして１１キ
ロバイトが必要であることが計算される。別の通常のコ
ードブック（図示せず）については、ｍは値１２をとり
得る。この場合、合計２０個のステートが存在し、した
がって、テーブルの格納には１５キロバイトの記憶空間
が必要になる。多くの場合、、これらのテーブルを格納
するのに必要なメモリ量を調整することにより、実行速
度を大幅に増大させることができる。
【００４１】次に、統計的復号化方法１０に必要なコー
ド空間の量を決定することになる。空間として、８個の
Ｃi アクションの各々、分断されたコードの場合のＳi
アクションの各々、および統計的復号化方法１０内にＰ
i として設定されるｍ個のアクションの各々の分が、必
要になる。最初に、Ｓi アクションの数ｓが決定され
る。Ｓi アクションの数ｓは、次のように表される。
【００４２】
【数３】 s ＝ Max (F(k)) 式（３）
【００４３】このようにして、式（２）について説明し
たようにＦ（ｋ）に課される制約のために、その最大値
は常に８より小さくなることが理解されよう。典型的な
場合には、コードの部分の各々は比較的小さくなる、ま
たは比較的小さくすることができる。高速統計的復号化
方法１０に必要なコードの空間は、このように非常に理
にかなって適当なものである。通常、コードに必要な空
間は統計的復号化方法１０のデータテーブルとして必要
とされる空間よりもはるかに小さい。
【００４４】オフラインでの計算値とジャンプテーブル
に加えて、他にコードすべきものには、Ｃi 、Ｓi およ
びＰi アクションが含まれる。これら３種の類型のアク
ションの擬似コード(pseudocode)によるインプリメンテ
ーション（プログラム化、implementation) がテーブル
ＩＶに示されている。テーブルＩＶの準コードにおい
て、DoStuff は統計的復号化方法１０を用いたハフマン
の復号値Ｖi を得ることの他に、ビットストリームＳi
を復号化するために必要な他の処理（仕事）を表してい
る。上記の復号化方法１０によるハフマンの復号化のコ
ストを見積もるために、DoStuff の実行に必要な命令サ
イクルは０個（即ち必要でない）と仮定する。
【００４５】
【表４】 テーブルＩＶ Ｃi ： DoStuff GetNewByte [for C0 action only] （Ｃ0 アクションについてのみ） NextAction Ｓi ： GetNewByte CaluculateValue DoStuff NextAction Ｐi ： GetNewByte NextAction
【００４６】テーブルＶは、テーブルＩＶにおいて引用
されているさらに３個のマクロ命令を列挙したものであ
る。これらのものは、特に画像処理システムにおける高
速統計的復号化方法１０のインプリメンテーション（プ
ログラム化、実施）において、役に立つものである。こ
れら３個のマクロ命令は、GetNewByte、CaluculateValu
e およびNextActionである。これら３個のマクロ命令に
おいて、ds:bp は圧縮されたビットストリームを指し、
dxは復号化中の圧縮されたビットストリームの中からの
現在のバイトを保持し、bxは各シンボルの復号値Ｖi を
保持する。
【００４７】
【表５】 テーブルＶ Get NewByte : mov dl, ds[bp] inc bp CaluculateValue : mov cl, BitExtractTableI[edx] mov bl, IndexToValue[ebx+ecx] NextAction : mov bl, StateIDataTable[edx] jmp StateIJumpTable[edx*2]
【００４８】テーブルＶの擬似コードの式において、Bi
tExtractTableIのI の値、StateIDataTable およびStat
eIJumpTable は、アクションＣi 、Ｓi およびＰi のア
クションの添字ｉと同じ値となるようにハードウェア上
にコード化（ハードコード化）することができる。BitE
xtractTable というテーブルは、それぞれ２５６バイト
からなるｓ個の付加されたテーブルである。これを用い
て、１個のバイトの始点から複数のビットを抽出するこ
とができる。例えば、これを用いて、シンボル配列図３
００の次のバイト３１２の残りのフリービットを抽出す
ることができる。この種のビット抽出は、次のバイト３
１２をシフトするやり方よりもはるかに速いので、より
好ましい。このように、この発明の高速統計的復号化方
法１０に必要な全テーブル空間(total table space)
は、次の通りである。
【００４９】
【数４】 全テーブル空間 = (3/4*(8+m) + s/4) K バイト 式（４）
【００５０】たいていのハフマンのシンボルは、ハフマ
ン符号化方法の性質上短い。したがって、たいていの場
合、１つのハフマンシンボル全体はハフマンシンボル配
列図２００中の現在のバイト２０８のような１つの現在
のバイトに収まる。シンボル配列図２００で表される類
型の場合、単一のＣi のアクションだけで充分に、復号
値 Vi を得、さらに別の処理のためにレジスタbxに格納
することができる。これには、通常のプロセッサ中でた
った２個の命令、１つのMOV 命令および１つのJMP 命
令、だけで充分である。幾つかのシンボルについては、
シンボル配列図３００、４００に示すＳi アクションま
たはＰi アクションが必要である。しかし、これらのシ
ンボルにおいても、Ｃi アクションに必要な命令に対
し、別の命令を少し加えるだけでよい。
【００５１】高速統計的復号化方法１０によって得られ
る復号値は実際のＶi であり、復号値Ｖi を得るための
単なるインデックス Ii ではない。Ｃi アクションの場
合、テーブルＶのIndexToValue変換はオフラインで実行
してもよく、その結果の値はStateIDataTable に直接格
納させる。これは、Ｃi アクションがＳi アクションよ
りも最適化されるひとつの方法である。多くの通常のプ
ロセッサにおいては、復号値Ｖi は非トリビアルな順列
(non-trivial permutation) のインデックス Ii であ
る。このように、多くのコードワードについて実質的に
自由にIndexToValueを実行する能力は、統計的復号化方
法１０において重要な利点となる。
【００５２】統計的復号化方法１０内である選択された
ハフマンのコードブックについて各シンボルを復号化す
るのに必要な、命令の数の統計的平均を決定すると便利
である。これを決定をする場合、統計的復号化方法１０
内にそれぞれ異なる実行時間を有する４種類だけのアク
ションが存在することを確認しておく。これら４種の類
型のアクションとは、（１）Ｃ0 、（２）Ｃi 、但しｉ
は０より大（ｉ＞０）、（３）Ｓi および（４）Ｐi で
ある。
【００５３】Ｃ0 に要する実行時間と残りのＣi アクシ
ョンに要する実行時間とは異なるが、その理由は、テー
ブルＶに示されるように、Ｃ0 に要する実行時間には余
分なGetNewByte機能に要する付加的時間が含まれている
ことによる。この余分なGetNewByte機能が必要な理由
は、Ｃ0 は定義によりハフマンシンボルがシンボル配列
図２００の現在のバイト２０８内になんとか収まること
を示すものだからである。このように、現在のバイト２
０８を復号化した後は、ビット位置合わせポインタ２０
６は次のバイト２１０のビット０に位置する。これによ
り、現在のアクションの一部として次のバイト２１０の
取り出しが必要になる。
【００５４】これら４つの場合（Ｃ0 ，Ｃi ，Ｓi ，Ｐ
i ）の各々について、必要な命令数またはサイクル数
は、表記Ｉ0 ，ＩC ，ＩS およびＩP によって表示され
る。主な定理として、各行ＲのＰ(k) およびＦ(k) で記
述されるコードテーブルＴi について、この発明の統計
的復号化方法１０を用いたハフマンシンボルの復号化に
必要な命令の数の平均は、次の式で近似される。
【００５５】
【数５】
【００５６】式（５）を証明するため、簡単化のため、
統計的復号化方法１０は、適正な統計的確率で出現する
ランダムな連結状態(concatenation) のコードワードを
含む圧縮された大きなビットストリームに対して動作す
るものと仮定する。ビットストリームＳは大きいので、
コードテーブルＴi の各行Ｒ中のコードは、８つの可能
なビット配列に均一に分布し、コードの終端は１つのバ
イトのビット位置ｉに出現するものと仮定できる。
【００５７】式（５）により、コードテーブルＴi の各
行Ｒに関与した各々の４種類のアクションの数の平均を
決定できる。このようにして、各行Ｒi と８つの可能な
ビット配列の各々について、Ｃ0 、Ｃi （ｉ＞０）、Ｓ
i およびＰi の各々のアクションがどれだけの数、出現
したかが決定されよう。この決定において、Ｃ0 アクシ
ョンは１つしか出現しないことはあきらかで、このＣ0
アクションはコードの終端がビット７に位置する場合に
相当する。
【００５８】さらに、コードのバイト境界がフリービッ
トx の列内に出現する態様にはＦ(k) 通りあるので、Ｓ
i アクションの数ｓはＦ(k) であることが分かる。８つ
の可能な配列の中で３種類のＣ0 、Ｃi およびＳi アク
ションは相互に排他的である。Ｃ0 、Ｃi およびＳi の
アクションの数は合計８である。このように、Ｃi アク
ションの数は、８引く１（Ｃ0 の分の１）、引くＦ(k)
（Ｓi の分のＦ(k) ）で、８−１−Ｆ(k) ＝７−Ｆ(k)
となる。最後に、Ｐi アクションの数は、行内の部分シ
ンボルプレフィックスの数であるから、単純にＰ(k) −
１となる。これら列挙した４項目を合計して、それぞれ
に命令数（Ｉ0 ，ＩC ，ＩS ，およびＩP ）を掛ける
と、式（５）の角括弧［］で囲まれた項が与えられる。
【００５９】式（５）内にある１／８の因子は、全８ビ
ット位置について計算したことによる８の因子に由来す
るものである。式（５）内にある１／２P(k)の因子は、
ハフマンコードの特性によるｎビット長の単一シンボル
の出現確率が、近似的に１／２n となるためである。こ
れにより、行Ｒの単一コードの出現確率は、１／２
P(k)+F(k) となることが分かる。１行中に２F(k)個のコ
ードがあるので、フリービットについて全ての可能な値
を合計すると、行Ｒの全コードの出現確率は合計、２
F(k)／２P(k)+F(k) ＝１／２P(k)となる。
【００６０】通常のプロセッサにハフマンの統計的復号
化方法１０を用いた場合の性能(performance) を計測す
るために、式（５）を２回用い、４種類のアクションの
MOV命令とJMP 命令の数を別に計数した。GetNewByte機
能におけるMOV + INC 命令は、単一のMOV 命令として計
数されるが、これは実際そのように行われているため、
およびINC 命令が非常に速いためである。このような簡
単化を行った場合、MOV 命令とJMP 命令の数を、４種類
のアクションのそれぞれについて、テーブルＶＩに列挙
する。
【００６１】
【表６】 テーブルＶＩ アクション Ｃ0 Ｃi Ｓi Ｐi MOV 命令数 ２ １ ４ ２ JMP 命令数 １ １ １ １
【００６２】これらの数に対し、２５ＭＨｚのプロセッ
サと３３ＭＨｚのプロセッサ上で動作する（走る）２つ
の共通のアルゴリズムについて上記定理を適用すると、
テーブルＶＩＩに示される結果が得られる。
【００６３】
【表７】 テーブルＶＩＩ 平均 平均 ２５ＭHz ３３ＭHz MOV命令数 JMP命令数 プロセッサの プロセッサの サイクル数 サイクル数 ２．３ １．１ およそ２０ およそ８ ２．１ １．２ およそ２０ およそ８
【００６４】たいていのハフマンの分布でも似たような
結果が得られると考えられる。この発明の方法では、コ
ードワード統計の正確さに対してあまり敏感ではない。
毎秒３０フレーム、毎秒３００キロシンボルの圧縮画像
についての、これらの結果は、２５ＭＨｚのプロセッサ
の約２４パーセント、および３３ＭＨｚのプロセッサで
は約７パーセントが、統計的復号化方法１０の処理に使
用されることが示される。
【００６５】この発明の統計的復号化方法１０を最適化
すれば、復号化方法１０を収容した復元(decompressio
n) アルゴリズムの全体の実行を高速化することができ
るであろう。実行しうる最適化の１つとして、特別なＣ
i アクションの最適化が挙げられる。多くのアルゴリズ
ムにおいて、あるハフマン復号値は特別の意味を持つ。
例えば、先行技術のアルゴリズムのひとつにおいては、
複数の値のうちの１６個はランレングス符号の０を表す
が、これらはその他の値とは別の方法で復号化されるも
のであ。また別の先行技術のアルゴリズムにおいては、
２個の特別な値があり、１個はブロックの終り、もう１
個はエスケープ(escape)を示すものがある。
【００６６】これらの特別な値をプログラム化（インプ
リメント）するのに有利な１つの方法は、各アクション
のDoStuff の部分に次のようなコードを持たせることで
ある。
【００６７】統計的復号化方法のアルゴリズム１０内で
Ｓi アクションが実行中の場合においては、このように
プログラム化しなければならないが、その理由は値valu
e は計算されるまでは未知だからである。しかし、Ｃi
アクションについては、値value はジャンテーブルのオ
フライン計算の間、暗黙のうちに(implicitly)知ること
ができる。よって、これらの場合、ジャンプテーブルに
特別のラベルを与えて、これを最適化することができ
る。これらの特別のラベルを調整して、特別なアクショ
ンに必要な処理だけを実行する特別なコード部分へのジ
ャンプが起きるようにできる。これらの特別なコード部
分は、Ｃ、ＳおよびＰコード部分とは別のものである。
たいていのコードはＣi アクションにより復号化される
ので、IF条件のテストを避けることにより、処理がかな
り節約できる。特に、特別のアクションが共通の場合、
これにより節約することができる。
【００６８】このようにして最適化した各々の特別のア
クションについて、８個のコード部分が存在し、その各
１個が８つの可能なビット配列の各々、したがって、８
つの可能なステートの各々に対するものである。また、
単一のパラメータをこれらの特別なコード部分またはル
ーチンへ StateDataTable を介してパスする（渡す）こ
ともできることを確認しておく。これは、例えば、リア
ルタイムの画像アプリケーションにおけるランレングス
復号化に必要なランレングスパラメータのパスに用いら
れる。
【００６９】別の最適化には、さらに別の種類のアクシ
ョンとして、Ｅアクションと表示されるものがあり、こ
れは誤り（エラー）に応答して実行されるアクションと
して理解される。Ｅアクションは、たいていのハフマン
のコードブックでは、コードブックが閉じている場合を
除いて、コードワードの始点においては出現しえないあ
るビットシーケンスが存在することに基づくものであ
る。出現し得ないビットシーケンスを持つコードブック
の例として、８個の１で始まる有効なコードが存在しな
い構成とされた先行技術のコードブックが挙げられる。
【００７０】統計的復号化方法１０のジャンプテーブル
を計算する場合、違反したコードワードに対応する全て
の位置に特別なＥアクションを与えることができる。こ
れは次の２つの理由から都合がよい。（１）復号化中の
圧縮されたビットストリーム中に未訂正のデータ伝送エ
ラーが存在する場合に出現し得る、無効コードワードが
自動的に認識できる。この認識方法をエラー検出時の復
号化のアボート（異常時終了）に使うことができる。
（２）場合によっては、DoStuff 処理内の表に出ている
（陽の）カウンタを用いずに、圧縮されたビットストリ
ームの終りの自動検出を可能とすることにより、復号化
の高速化を図ることもできる。復号化開始前に、ビット
ストリームの終端の直後に違反コードワードを挿入する
ことができる。これにより、この発明のステートマシン
はＥアクションにジャンプして、０の命令オーバーヘッ
ドで、即ち命令オーバーヘッドなしに、復号化を完了す
ることができる。
【００７１】さらに、圧縮されたビットストリームの設
計中に、エーラーコードをデリミタ（区切り）として指
定することができる。例えば、異なる処理を要する異な
るデータセクション間にエラーコードを挿入して、自由
に各セクションの終りを検出することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】図１は、この発明の高速統計的復号化方法を表
すフローチャートの一部である。
【図２】図２は、この発明の高速統計的復号化方法を表
すフローチャートの一部である。
【図３】図３は、この発明の高速統計的復号化方法を表
すフローチャートの一部である。
【図４】図４は、この発明の高速統計的復号化方法を表
すフローチャートの一部である。
【図５】図５は、図１〜図４の方法により復号化される
圧縮されたビットストリームのバイトの境界に対して、
統計的シンボルの配列と境界位置が完全なコードの類型
を表す、シンボルの配列と境界位置の図である。
【図６】図６は、図１〜図４の方法により復号化される
圧縮されたビットストリームのバイトの境界に対して、
統計的シンボルの配列と境界位置が分断されたコードの
類型を表す、シンボルの配列と境界位置の図である。
【図７】図７は、図１〜図４の方法により復号化される
圧縮されたビットストリームのバイトの境界に対して、
統計的シンボルの配列と境界位置が分断されたプレフィ
ックスの類型を表す、シンボルの配列と境界位置の図で
ある。
【図８】図８は、図１〜図４の方法により復号化される
圧縮されたビットストリームのバイトの境界に対して、
統計的シンボルとしてあり得る別の配列と境界位置を表
す、シンボルの配列と境界位置の図である。

Claims (11)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 バイト境界を有する複数のバイトに分割
    されているデータストリーム中のシンボルであって、上
    記バイト境界に対するシンボル境界位置を有するシンボ
    ルを統計的に復号化して出力値を出力するシンボルの統
    計的復号化方法であって、 （ａ）上記データストリームの中から、少なくとも上記
    シンボルの一部を含む第１のバイトのデータを取り出す
    ステップ、 （ｂ）第１のバイトのバイト境界に対して、上記第１の
    バイト内における上記シンボルの上記少なくとも一部の
    境界位置を決定するステップ、 （ｃ）その決定された境界位置に基づいて、第２のバイ
    トのデータを取り出すステップ、および （ｄ）このようにして取り出したデータに基づいて復号
    値を決定するステップ、を具備するシンボルの統計的復
    号化方法。
  2. 【請求項２】 請求項１に記載のシンボルの統計的復号
    化方法において、ステップ（ｄ）がテーブルルックアッ
    プの実行を具備するシンボルの統計的復号化方法。
  3. 【請求項３】 請求項１に記載のシンボルの統計的復号
    化方法において、上記第２のバイトのデータから、決定
    された数のビットを抽出するステップを具備するシンボ
    ルの統計的復号化方法。
  4. 【請求項４】 請求項３に記載のシンボルの統計的復号
    化方法において、上記第１のバイトのデータと上記抽出
    されたビットに基づいてインデックスを形成するステッ
    プを具備するシンボルの統計的復号化方法。
  5. 【請求項５】 請求項４に記載のシンボルの統計的復号
    化方法において、ステップ（ｄ）が上記インデックスに
    基づく復号値の決定を具備するシンボルの統計的復号化
    方法。
  6. 【請求項６】 請求項３に記載のシンボルの統計的復号
    化方法において、上記決定された数のビットとは上記デ
    ータの上記第１のバイトに基づいて決定されたものであ
    るシンボルの統計的復号化方法。
  7. 【請求項７】 請求項１に記載のシンボルの統計的復号
    化方法において、複数のシンボルと、この複数のシンボ
    ルに対応する複数のアクションルーチンが与えられ、上
    記複数のアクションルーチンのうちの選択されたアクシ
    ョンルーチンを実行する別のステップを上記復号値に基
    づいて具備するシンボルの統計的復号化方法。
  8. 【請求項８】 請求項１に記載のシンボルの統計的復号
    化方法において、プレフィックスとフリービットを含む
    複数の可変長シンボルが与えられ、ステップ（ｂ）がそ
    のステップとして、 （ｅ）上記プレフィックスと上記フリービットが共に上
    記第１のバイトに収まるかどうかを決定するステップ、 （ｆ）上記第１のバイトのバイト境界が上記フリービッ
    ト内に収まるかどうかを決定するステップ、および （ｇ）上記第１のバイトのバイト境界が上記プレフィッ
    クス内に収まるかどうかを決定するステップを具備す
    る、シンボルの統計的復号化方法。
  9. 【請求項９】 請求項８に記載のシンボルの統計的復号
    化方法において、ステップ（ｅ）の決定が肯定の場合、
    上記第１のバイトのデータにのみ基づいて上記復号値を
    決定するステップを具備するシンボルの統計的復号化方
    法。
  10. 【請求項１０】 請求項８に記載のシンボルの統計的復
    号化方法において、ステップ（ｆ）の決定が肯定の場
    合、上記第１のバイトのデータに基づいて決定された個
    数ｎのフリービット数を上記第２のバイトのデータから
    抽出するステップを具備するシンボルの統計的復号化方
    法。
  11. 【請求項１１】 請求項８に記載のシンボルの統計的復
    号化方法において、ステップ（ｇ）の決定が肯定の場
    合、上記データに基づいて第３のバイトのデータを取り
    出すかどうかを決定する、シンボルの統計的復号化方
    法。
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