JPH08139609A - 符号化データの復号方法及びその装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 符号化データの復号化効率を向上させた符号
化データの復号方法及びその装置を提供する。 【構成】 デコードテーブル６から送られてきた検索終
了フラグの“１”又は“０”の値により、１つの符号化
データにおける復号の区切りかどうかをシフト制御部３
の比較器で判定し、復号の区切りの場合は、解析コード
長を８に設定し、新たな符号化データにおける最初の８
ビット分の区分データに基づくアドレスによりデコード
テーブル６の検索を行い、復号の区切りでない場合は、
解析コード長を２に設定し、符号化データにおける２番
目以降の２ビット分の区分データとデコードテーブル６
から送られてきたリファレンスアドレスとに基づいて合
成部４でアドレスを生成してデコードテーブル６の検索
を行って復号値を得る。 【効果】 符号化データを復号する際の高速化を実現で
きるとともに復号時のテーブル検索におけるテーブル容
量を削減できる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、符号化データの復号方
法及びその装置に関し、特に、ハフマン符号などを復号
する場合に適用して好適なものである。

【０００２】

【従来の技術】従来、ハフマン符号を復号する方法とし
て、ハフマン符号の符号長が、例えば１６ビットに制限
されている場合、アドレス長が１６ビットのハフマン符
号のデコードテーブルを持ち、復号に際しては、ハフマ
ン符号の全長についてデコードテーブルを１回だけ検索
することにより復号を行う方法があった。

【０００３】また、他の方法として、ハフマン符号をｎ
ビットの区分データに分割して解析するためのデコード
テーブルを持ち、取り込んだｎビットの区分データをリ
ファレンスアドレスに加算して得られた値をアドレスと
して復号値を格納し、取り込んだｎビットの区分データ
で復号が終了しない場合は、そのアドレスに次のリファ
レンスアドレスを格納する方法があった。従って、この
方法では、ハフマン符号がｎビットより長い場合は、複
数回の検索が行われる。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、前記従
来例のうち、デコードテーブルの１度の検索によりハフ
マン符号の復号を行なう方法は、必要とするテーブル容
量が大きくなり、ＣＰＵを伴わず、復号装置全体を集積
化しないようなシステムでは不向きであった。

【０００５】また、ハフマン符号をｎビットの区分デー
タに分割して復号を行なう方法は、ビット数ｎの値が小
さいと、デコードテーブルの検索回数が多くなって高速
動作に不向きとなる。また、ビット数ｎの値が大きい
と、リファレンスアドレスの先にｎビットアドレス長の
テーブル空間が必要であり、ハフマン符号がｎビット未
満で復号可能な場合に、余分なビットに相当する部分な
どが無駄となるため、必要とするテーブル容量が大きく
なるという問題があった。

【０００６】そこで、本発明の目的は、符号化データの
復号化効率を向上させた符号化データの復号方法及びそ
の装置を提供することである。

【０００７】

【課題を解決するための手段】上述した課題を解決する
ために、請求項１の符号化データの復号方法によれば、
符号化データのビット系列を１ビット以上のビット長を
有する区分データに分割して復号を行う符号化データの
復号方法であって、前記区分データのうちの少なくとも
１つの区分データは、そのビット長が他の区分データと
異なっている。

【０００８】また、請求項２の符号化データの復号方法
によれば、前記符号化データは、ハフマン符号である。

【０００９】また、請求項３の符号化データの復号方法
によれば、テーブルの検索により前記符号化データを復
号する。

【００１０】また、請求項４の符号化データの復号方法
によれば、前記区分データのうちの最初の区分データの
ビット長がそれ以降に継続するとともに解析途中の区分
データのビット長よりも長くなっている。

【００１１】また、請求項５の符号化データの復号方法
によれば、前記区分データのうちの最初の区分データの
ビット長がそれ以降に継続するとともに解析途中の区分
データのビット長よりも短くなっている。

【００１２】また、請求項６の符号化データの復号方法
によれば、次の区分データのビット長を指定するワード
構成により前記テーブルを構成する。

【００１３】また、請求項７の符号化データの復号装置
によれば、符号化データのビット系列を１ビット以上の
ビット長を有する区分データに分割してデータを取り込
む入力手段と、前記入力手段が取り込む区分データのビ
ット長を区分データの区分順序に応じて設定する制御手
段と、前記区分データに基づいて前記符号化データを復
号する復号手段とを備える。

【００１４】また、請求項８の符号化データの復号装置
によれば、前記符号化データは、ハフマン符号である。

【００１５】また、請求項９の符号化データの復号装置
によれば、前記復号手段は、検索テーブルである。

【００１６】また、請求項１０の符号化データの復号装
置によれば、前記制御手段により設定される区分データ
のビット長がそれ以降に継続するとともに解析途中の区
分データのビット長よりも長くなっている。

【００１７】また、請求項１１の符号化データの復号装
置によれば、前記制御手段により設定される区分データ
のビット長がそれ以降に継続するとともに解析途中の区
分データのビット長よりも短くなっている。

【００１８】また、請求項１２の符号化データの復号装
置によれば、前記検索テーブルは、次の区分データのビ
ット長を指定するワード構成であり、前記制御手段は、
前記検索テーブルにより指定されたビット長を前記入力
手段が取り込む区分データのビット長としている。

【００１９】また、請求項１３の符号化データの復号装
置によれば、前記検索テーブルは、復号値又はリファレ
ンスアドレスを格納する第１ビット領域と前記復号値の
ハフマン符号長又は次の区分データのビット長を格納す
る第２ビット領域と検索終了フラグを格納するフラグ領
域とからなるワード構成であり、前記制御手段は、前記
検索終了フラグの値に応じて、前記第１ビット領域に格
納された復号値を出力するか或いは前記第２ビット領域
に格納されたビット長の区分データを前記リファレンス
アドレスを参照して解析するかを決定する。

【００２０】

【作用】請求項１の発明によれば、区分データのうちの
少なくとも１つの区分データは、そのビット長が他の区
分データと異なるようにしたので、符号化データの長さ
や出現頻度などに応じて区分データの最適なビット長を
設定でき、符号化データを復号するときの効率を向上で
きる。

【００２１】また、請求項２の発明によれば、符号化デ
ータにハフマン符号を用いることにより、データの圧縮
率を向上できる。

【００２２】また、請求項３の発明によれば、符号化デ
ータを復号にテーブルを用いることにより、符号化デー
タの復号を高速に行うことができる。

【００２３】また、請求項４の発明によれば、符号長の
短い符号化データは出現頻度が高く符号長の長い符号化
データは出現頻度が低い場合、最初の区分データのビッ
ト長を長くすることにより、最初の解析でほとんどの符
号化データを復号でき、高速な処理が可能となるととも
に、２番目以降の区分データのビット長を短くすること
により、符号化データを解析するときの無駄になるテー
ブルを省略できテーブル容量を低減できる。ここで、２
番目以降の区分データのビット長を短くすることによ
り、２回目以降の符号化データの解析回数が増加して
も、最初の解析で復号できなかった符号化データは出現
頻度が低く全体の処理時間に与える影響は少ないので、
全体の処理速度が遅くなることを回避できる。

【００２４】また、請求項５の発明によれば、ＪＰＥＧ
方式などのように高周波成分を多く含む画像を圧縮する
ためのＤＣＴ変換後の量子化値に対する符号として使用
されて符号長の長い符号化データの出現頻度が比較的高
い場合、最初の区分データのビット長を短くすることに
より、最初の解析で発生する無駄なテーブルを省略でき
テーブル容量を低減できるとともに、２番目以降の区分
データのビット長を長くすることにより、ほとんどの符
号化データを復号でき、高速な処理が可能となる。ま
た、画像を圧縮するためのハフマン符号は、ほとんどの
場合が前半のビットが等しく、テーブル検索における次
の区分データを指定するためのリファレンスアドレスが
共通となり、１つのリファレンスアドレスの先に多くの
ハフマン符号の復号結果が繋がるため、無駄なテーブル
の発生を抑制できる。

【００２５】また、請求項６の発明によれば、検索テー
ブルを次の区分データのビット長を指定できるワード構
成とすることにより、区分データを解析する毎に次の区
分データのビット長を変えることができるので、各解析
途中のビット系列に続くコードの特徴に応じて検索テー
ブルを生成でき、符号化データの復号の高速化が可能と
なるとともにテーブル容量の削減が可能となる。例え
ば、ある符号化データにおけるビット系列を途中まで解
析してそのビット系列に続く残りのコードが短い場合
は、それに適合した短いビット長の解析を行うことによ
り、無駄なテーブルを省略できテーブル容量を低減でき
る。一方、ある符号化データにおけるビット系列を途中
まで解析してそのビット系列に続く残りのコードが長く
なっているとともにそのコード長が等しい場合は、それ
に適合した長さのビット長の解析を行うことにより、無
駄なテーブルをほとんど発生させることなく高速な復号
化が可能となる。

【００２６】

【実施例】以下、本発明の第１実施例について図面を参
照しながら説明する。図１は、本発明の第１実施例によ
る符号化データの復号装置の構成を示すブロック図であ
る。

【００２７】図１において、１はハフマン符号のビット
系列を外部から取り込むための符号入力部、２はビット
系列をシフトさせるシフタ、３は符号入力部１及びシフ
タ２を制御するシフト制御部、４は復号に必要なテーブ
ルアドレスを生成する合成部、５はシフタ２からの出力
と合成部４からの出力とを切り換えるセレクタ、６は復
号処理の際の復号値や各種の制御情報を格納するデコー
ドテーブルである。シフト制御部３、合成部４、セレク
タ５は、デコードテーブル６の出力データに応じて動作
するように構成されている。

【００２８】また、図２はデコードテーブル６の各アド
レスにおけるワード構成を示す。図２において、ワード
構成は第１ビット領域、第２ビット領域、フラグ領域が
設けられている。第１ビット領域にはハフマン符号を復
号した復号値が格納され、第２ビット領域には前記復号
値に対応するハフマン符号のビット長を示すハフマン符
号長が格納されている。フラグ領域には、検索終了を示
す“１”又は検索継続を示す“０”の検索終了フラグが
格納されている。

【００２９】次に、本発明の第１実施例による符号化デ
ータの復号装置の動作について説明する。

【００３０】まず、外部の記憶装置や通信装置などから
供給されたハフマン符号のビット系列が、シフト制御部
３の制御により符号入力部１に取り込まれる。そして、
符号入力部１に取り込まれたビット系列はシフタ２に出
力され、ハフマン符号のうちの解析されていない部分を
シフト制御部３の制御によりシフトして、次に解析する
ビット数に応じたビット列からなる区分データを合成部
４及びセレクタ５に供給する。

【００３１】合成部４では、デコードテーブル６から供
給されるリファレンスアドレスとシフタ２から供給され
る区分データとに基づいて、デコードテーブル６の次に
指定するアドレスが生成される。

【００３２】セレクタ５では、デコードテーブル６から
送られてくる検索終了フラグの値が“１”の場合はシフ
タ２から供給されるアドレスをデコードテーブル６に出
力し、検索終了フラグの値が“０”の場合は合成部４か
ら供給されるアドレスをデコードテーブル６に出力す
る。

【００３３】デコードテーブル６では、セレクタ５から
送られてくるアドレスに格納されているデータが出力さ
れ、図２のフラグ領域の検索終了フラグが“１”の場
合、第１ビット領域に格納されている復号値が復号結果
となる。この時、第２ビット領域に格納されているハフ
マン符号長がシフト制御部３に供給されて、このシフト
制御部３により符号入力部１とシフタ２とを動作させる
ことにより、このハフマン符号長に対応するビット数だ
け入力データをシフトさせて次のコードの解析が行われ
る。

【００３４】一方、デコードテーブル６での検索が行わ
れた結果、検索終了フラグが“０”の場合、第１ビット
領域に格納された値をリファレンスアドレスとして解釈
して、このリファレンスアドレスを合成部４に供給す
る。そして、合成部４では、次の１ビット以上のビット
長の区分データをシフタ２から取り込んで、リファレン
スアドレスを上位ビットとし、シフタ２から取り込んだ
区分データを下位ビットとする新たなアドレスが生成さ
れる。また、検索終了フラグの値“０”はセレクタ５に
供給されて合成部４で生成されたアドレスをデコードテ
ーブル６に供給し、デコードテーブル６で再検索が行わ
れる。この動作が検索終了フラグが“１”となるまで繰
り返され、検索終了フラグが“１”の場合の第１ビット
領域に格納された値が復号結果となる。なお、検索終了
フラグが“０”の場合の解析に使用されたコードのビッ
ト列は、シフト制御部３の制御によりシフタ２で捨てら
れる。

【００３５】なお、リファレンスアドレスは、次のテー
ブル検索におけるアドレスの上位ビットではなくオフセ
ットアドレスとして、次に解析する区分データに対応し
た値を合成部４で加算するようにしてもよい。この時、
第１ビット領域が占めるビット数は増加するが、ハフマ
ン符号の特性上、存在しないビット列に相当するアドレ
スを省略できてアドレス長が減少する場合が生じるため
デコードテーブル６の容量を削減できる。

【００３６】次に、本発明の第１実施例の動作を行うた
めのシフト制御部３の処理について図４を参照しながら
説明する。図４は、本発明の第１実施例によるシフト制
御部３の動作を示すフローチャートである。

【００３７】まず、ステップＳ１において、図１のデコ
ードテーブル６から送られてきた検索終了フラグの
“１”又は“０”の値により、１つの符号化データにお
ける復号の区切りかどうかを比較器で判定する。そし
て、復号の区切りの場合は、ステップＳ２に進んで最初
の区分コードとしての解析コード長を８に設定し、新た
な符号化データにおける最初の８ビット分の区分データ
の解析が行われる。復号の区切りでない場合は、ステッ
プＳ３に進んで解析コード長を２に設定し、符号化デー
タにおける２番目以降の２ビット分の区分データの解析
が行われる。

【００３８】次に、ステップＳ４において、ステップＳ
２又はステップＳ３で設定された解析コード長及び既に
解析が終わった解析コード長に応じて図１のシフタ２の
シフト量を設定する。ここで、シフタ２は、このシフト
量に基づいて合成部４又はセレクタ５で処理可能なビッ
ト位置にデータをシフトさせる。

【００３９】次に、ステップＳ５において、図１の符号
入力部１のバッファ量が規定量以上になっているかどう
かを判定し、規定量以上の場合はステップＳ７に進み、
規定量以下の場合はステップＳ６に進んで１バイトや２
バイトなどの単位で、ビット系列の続きを外部から符号
入力部１に取り込んだ後、ステップＳ７に進む。

【００４０】次に、ステップＳ７において、全てのビッ
ト系列に対して復号が終了したかどうかを判定し、終了
していない場合はステップＳ１に戻って繰り返し同様の
処理を行う。

【００４１】なお、本発明の第１実施例では、最長のハ
フマン符号が１６ビット程度の場合に特に有効である。
すなわち、最初の８ビットのデコードテーブル６の検索
によりかなり高い確率でテーブル検索を終わらせて復号
値を得ることができ、最初のテーブル検索で復号が完了
しない場合は、残りのデータを２ビットずつ解析してデ
コードテーブル６の検索を行うが、この場合は発生頻度
が少なく全体に占める処理時間も少ないので、全体の処
理速度を十分に高速に保つことができる。また、２回目
以降の解析は２ビットずつの少量の解析となるため、リ
ファレンスアドレス及び解析ビットにより構成される合
成アドレス空間が小さくなり、ハフマン符号を表現する
ハフマンツリーの枝のない部分に相当する無駄なテーブ
ルを省略することができ、テーブル容量を低減できる。

【００４２】以上説明したように、本発明の第１実施例
では、第１回目の解析ビット数を多くして高速化を達成
できるとともに第２回目の解析ビット数を少なくしてテ
ーブル容量を減少できる。

【００４３】次に、本発明の第２実施例について図面を
参照しながら説明する。図５は、本発明の第２実施例に
よるシフト制御部３の動作を示すフローチャートであ
り、図２と同じ処理を行うステップは同じステップ番号
が付されている。

【００４４】本実施例は、入力ハフマン符号の最初の区
分データを４ビット、２番目以降の区分データを８ビッ
トとしたものである。このため、図２のステップＳ２、
Ｓ３に代えてステップＳ１２、Ｓ１３を設けている。ス
テップＳ１１において、１つの符号化データの復号の区
切りが検出された場合は、ステップＳ１２に進んで解析
コード長を４に設定し、新たな符号化データにおける最
初の４ビット分の区分データの解析が行われた後、ステ
ップＳ４に進む。復号の区切りでない場合は、ステップ
Ｓ１３に進んで解析コード長を８に設定し、符号化デー
タにおける２番目以降の８ビット分の区分データの解析
が行われた後、ステップＳ４に進む。

【００４５】なお、本発明の第２実施例は、ＪＰＥＧ方
式などのように高周波成分を多く含む文字画像や複雑な
画像などを圧縮する場合に特に有効である。すなわち、
高周波成分を多く含む画像は、長いビット長のハフマン
符号が発生しやすく、最初の４ビットのデコードテーブ
ル６の検索により高い確率でテーブル検索を終わらせる
とともに最初のテーブル検索において無駄となるテーブ
ルを削減している。そして、この削減したテーブルを２
回目以降のテーブル検索に割り当てて８ビットずつの解
析を行うので、２回目以降は単位時間により多くのビッ
ト解析が解析が可能となり、長いビット長のハフマン符
号を高速に処理できる。

【００４６】以上説明したように、本発明の第２実施例
では、第１回目の解析ビット数を少なくして第１回目の
テーブル検索で発生する無駄なテーブルを削減できると
ともに第２回目の解析ビット数を多くして長いハフマン
符号を高速に処理できる。

【００４７】次に、本発明の第３実施例について図面を
参照しながら説明する。この第３実施例の構成は、図１
に示す第１実施例の構成とほぼ同一である。

【００４８】また、デコードテーブル６の各アドレスに
おけるワード構成は、図３に示すように、ＭＳＢ側の第
１ビット領域には復号値又は次の検索アドレスの基準と
なるリファレンスアドレスが格納され、第２ビット領域
には第１ビット領域の復号値に対するハフマン符号長又
は次に解析するビット長を示す次解析ビット長が格納さ
れ、ＬＳＢのフラグ領域には検索終了フラグが格納され
る。ここで、検索終了フラグが“１”の場合、第１ビッ
ト領域には復号値が格納され、第２ビット領域にはその
ハフマン符号長が格納される。また、検索終了フラグが
“０”の場合、第１ビット領域にはリファレンスアドレ
スが格納され、第２ビット領域には次解析ビット長が格
納される。

【００４９】すなわち、検索終了フラグが“１”の場
合、第１ビット領域に格納された復号値を復号結果とし
て出力し、第２ビット領域に格納されたハフマン符号長
を、シフト制御部３に供給して符号入力部１及びシフタ
２を動作させることにより、このハフマン符号長に対応
するビット数だけ入力データをシフトさせて次のコード
の解析を行う。

【００５０】一方、検索終了フラグが“０”の場合、検
索終了フラグの値がセレクタ５に供給されるとともに、
リファレンスアドレスを上位ビットとし次解析ビット長
に基づいて次に解析するビット長が設定された区分デー
タを下位ビットとするアドレスが合成部４で生成され
る。そして、セレクタ５は、合成部４からの出力を選択
してそこで生成されたアドレスをデコードテーブル６に
供給し、デコードテーブル６で再検索が行われる。この
動作が検索終了フラグが“１”となるまで繰り返され、
検索終了フラグが“１”の場合の第１ビット領域に格納
された復号値が復号結果となる。

【００５１】この第３実施例によれば、ある符号化デー
タにおけるビット系列を途中まで解析してそのビット系
列に続く残りのコードが短い場合、それに適合した短い
ビット長の解析を行うことにより、無駄なテーブルを省
略できテーブル容量を低減できる。例えば、１回目に解
析したビット列に続く残りのコードが最長でも３ビット
である場合は、次に３ビット以下のビット長のテーブル
検索を行うことにより、図５に示す第２実施例のように
８ビット程度のビット長のテーブル検索を一度に行う場
合と比べて必要とするテーブル数を１／３２に削減でき
るとともに、残りのコードを復号するためのテーブル検
索の回数も一度でよく高速な処理が可能となる。従っ
て、このような場合は、デコードテーブル６の次解析ビ
ット長を３ビット又は３ビット以下に設定する。

【００５２】また、最長のハフマン符号が１６ビットで
ある場合、図５に示す第２実施例では２回目以降の解析
コード長が８ビットとなっているため、３回目の解析に
おいて無駄な部位が発生する。しかし、第３実施例では
３回目の解析の次解析ビット長を４ビットに設定して最
長ビットを越える検索を行わないようにテーブルを生成
することにより、無駄なテーブルを削減してテーブル容
量を減少できる。

【００５３】さらに、ある符号化データにおけるビット
系列を途中まで解析してそのビット系列に続く残りのコ
ードが長くなっているとともにそのコード長が等しい場
合は、それに適合した長さのビット長の解析を行うこと
により、ハフマンツリーの途切れによって無駄となるテ
ーブルやリファレンスアドレスのために費やされるテー
ブルをほとんど発生させることなく高速な復号化が可能
となる。例えば、１回目に解析したビット列に続く残り
のコードがいずれも７ビット又は７ビット以上である時
は、ハフマン符号の性質上残りのコードのほとんどは７
ビットのビット長となり、残りのコードが８ビット以上
のビット長となるのはわずかとなる場合がある。この場
合、２回目の解析コード長が７ビット未満では復号値は
得られず、図１のデコードテーブル６の内容は、次のビ
ット解析のためのリファレンスアドレスとなり無駄なテ
ーブルが多く費やされるとともに、残り１回のビット解
析では復号が終了せず復号の時間も多くなる。しかし、
この第３実施例では２回目の解析の次解析ビット長を７
ビットに設定して検索テーブルを生成することにより、
２回目のテーブル検索によって非常に高い確率で復号値
を得ることができるとともに無駄なテーブルを削減でき
る。

【００５４】次に、本発明の第３実施例によるシフト制
御部３の動作について図６を参照しながら説明する。図
６は、本発明の第３実施例によるシフト制御部３の動作
を示すフローチャートである。

【００５５】まず、ステップＳ２１において、図１の符
号入力部１のバッファ量が規定量以上になっているかど
うかを判定し、規定量以下の場合はステップＳ２２に進
んで１バイトや２バイトなどの単位で、外部からビット
系列の続きを符号入力部１に取り込み、規定量以上の場
合はステップＳ２３に進む。

【００５６】次に、ステップＳ２３において、図１のデ
コードテーブル６から送られてきた検索終了フラグの
“１”又は“０”の値により、１つの符号化データにお
ける復号の区切りかどうかを比較器で判定する。そし
て、復号の区切りの場合は、ステップＳ２４に進んで解
析コード長をデフォルト値に設定し、新たな符号化デー
タにおける最初のデフォルト値分の区分データの解析が
行われ、復号の区切りでない場合は、ステップＳ２５に
進んで解析コード長をデコードテーブル６の解析ビット
長に設定し、符号化データにおける２番目以降の解析ビ
ット長分の区分データの解析が行われる。

【００５７】次に、ステップＳ２６において、ステップ
Ｓ２４又はステップＳ２５で設定された解析コード長及
び既に解析が終わった解析コード長に応じて図１のシフ
タ２のシフト量を設定する。ここで、シフタ２は、この
シフト量に基づいて合成部４又はセレクタ５で処理可能
なビット位置にデータをシフトさせる。また、シフタ２
に設定するシフト量には、前回のテーブル検索で解析が
終了したビットの切り捨て分が考慮される。

【００５８】次に、ステップＳ２７において、全てのビ
ット系列に対して復号が終了したかどうかを判定し、終
了していない場合はステップＳ２１に戻って繰り返し同
様の処理を行う。

【００５９】以上説明したように、本発明の第３実施例
では、検索テーブルを次の区分データのビット長を指定
できるワード構成とすることにより、区分データを解析
する毎に次の区分データのビット長を変えることができ
るので、各解析途中のビット系列に続くコードの特徴に
応じて検索テーブルを生成でき、符号化データの復号の
高速化が可能となるとともにテーブル容量の削減が可能
となる。

【００６０】

【発明の効果】本発明によれば、符号化データを区分デ
ータに分割し、そのうちの少なくとも１つの区分データ
のビット長を他の区分データのビット長と異なるように
したことにより、復号する際の高速化を実現できるとと
もに復号時のテーブル検索におけるテーブル容量を削減
できる効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１実施例による符号化データの復号
装置の構成を示すブロック図である。

【図２】デコードテーブルのワード構成を示す図であ
る。

【図３】本発明の一実施例によるデコードテーブルのワ
ード構成を示す図である。

【図４】本発明の第１実施例によるシフト制御部の動作
を示すフローチャートである。

【図５】本発明の第２実施例によるシフト制御部の動作
を示すフローチャートである。

【図６】本発明の第３実施例によるシフト制御部の動作
を示すフローチャートである。

【符号の説明】

１ 符号入力部 ２ シフタ ３ シフト制御部 ４ 合成部 ５ セレクタ ６ デコードテーブル

Claims (13)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 符号化データのビット系列を１ビット以
   上のビット長を有する区分データに分割して復号を行う
   符号化データの復号方法であって、 前記区分データのうちの少なくとも１つの区分データ
   は、そのビット長が他の区分データと異なることを特徴
   とする符号化データの復号方法。
2. 【請求項２】 前記符号化データは、ハフマン符号であ
   ることを特徴とする請求項１に記載の符号化データの復
   号方法。
3. 【請求項３】 テーブルの検索により前記符号化データ
   を復号することを特徴とする請求項１又は２に記載の符
   号化データの復号方法。
4. 【請求項４】 前記区分データのうちの最初の区分デー
   タのビット長がそれ以降に継続するとともに解析途中の
   区分データのビット長よりも長いことを特徴とする請求
   項１〜３のいずれか１項に記載の符号化データの復号方
   法。
5. 【請求項５】 前記区分データのうちの最初の区分デー
   タのビット長がそれ以降に継続するとともに解析途中の
   区分データのビット長よりも短いことを特徴とする請求
   項１〜３のいずれか１項に記載の符号化データの復号方
   法。
6. 【請求項６】 次の区分データのビット長を指定するワ
   ード構成により前記テーブルを構成することを特徴とす
   る請求項３〜５のいずれか１項に記載の符号化データの
   復号方法。
7. 【請求項７】 符号化データのビット系列を１ビット以
   上のビット長を有する区分データに分割してデータを取
   り込む入力手段と、 前記入力手段が取り込む区分データのビット長を区分デ
   ータの区分順序に応じて設定する制御手段と、 前記区分データに基づいて前記符号化データを復号する
   復号手段とを備えることを特徴とする符号化データの復
   号装置。
8. 【請求項８】 前記符号化データは、ハフマン符号であ
   ることを特徴とする請求項７に記載の符号化データの復
   号装置。
9. 【請求項９】 前記復号手段は、検索テーブルであるこ
   とを特徴とする請求項７または８に記載の符号化データ
   の復号装置。
10. 【請求項１０】 前記制御手段により設定される区分デ
    ータのビット長がそれ以降に継続するとともに解析途中
    の区分データのビット長よりも長いことを特徴とする請
    求項７〜９のいずれか１項に記載の符号化データの復号
    装置。
11. 【請求項１１】 前記制御手段により設定される区分デ
    ータのビット長がそれ以降に継続するとともに解析途中
    の区分データのビット長よりも短いことを特徴とする請
    求項７〜９のいずれか１項に記載の符号化データの復号
    装置。
12. 【請求項１２】 前記検索テーブルは、次の区分データ
    のビット長を指定するワード構成であり、 前記制御手段は、前記検索テーブルにより指定されたビ
    ット長を前記入力手段が取り込む区分データのビット長
    とすることを特徴とする請求項９〜１１のいずれか１項
    に記載の符号化データの復号装置。
13. 【請求項１３】 前記検索テーブルは、復号値又はリフ
    ァレンスアドレスを格納する第１ビット領域と前記復号
    値のハフマン符号長又は次の区分データのビット長を格
    納する第２ビット領域と検索終了フラグを格納するフラ
    グ領域とからなるワード構成であり、 前記制御手段は、前記検索終了フラグの値に応じて、前
    記第１ビット領域に格納された復号値を出力するか或い
    は前記第２ビット領域に格納されたビット長の区分デー
    タを前記リファレンスアドレスを参照して解析するかを
    決定することを特徴とする請求項９〜１１のいずれか１
    項に記載の符号化データの復号装置。