JPH08181620A - 復号装置及びデコードテーブルの生成方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 デコードテーブルの容量の削減と復号の高速
化をはかること。 【構成】 デコードテーブル６の各アドレスには復号
値、可変長のハフマン符号長、検索終了フラグが書き込
まれ、シフト制御部３は上記テーブル６から前回の検索
で得られた上記各値に応じて各部を制御する。入力した
ハフマン符号のビットストリームはシフタ２でハフマン
符号長に応じて今回解析すべきビット長分シフトされ
る。合成部４は前回の復号値をリファレンスアドレスと
して上記ビット長と合成される。セレクタ５はフラグが
「０」のとき合成アドレスを用いてテーブル検索を行
い、フラグが「１」となるまで上記動作を繰り返す。 【効果】 可変長のビット長で解析が効率的に行われ、
テーブル容量の削減、高速化をはかることができる。

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装
置及び復合に用いられるデコードテーブルの生成方法に
関し、特にハフマン符号等を復号する場合に用いて好適
なものである。

【０００２】

【従来の技術】従来より、画像データを高能率に圧縮符
号化した符号化データとしてハフマン符号が用いられて
いる。ハフマン符号は、出現頻度の高い情報に対しては
短いビット長を割り当て、出現頻度の低い情報に対して
は長いビット長を割り当てるように可変長符号化したも
のである。

【０００３】このようなハフマン符号を復号する場合、
従来より、ハフマン符号の復号値が格納されたデコード
テーブルを用い、このテーブルをハフマン符号で参照す
ることにより、符号値を得るようにしている。

【０００４】デコードテーブルを用いるデコード方式と
しては２つの方式があり、その１つはハフマン符号の最
長符号長が例えば１６ビットであれば、アドレス長が２
¹⁶のデコードテーブルを用い、これを１６ビットのアド
レスで１回アクセスすることにより復号結果を得るもの
である。

【０００５】他の１つは、ハフマン符号をｎビットづつ
解析するもので、ｎビット毎に復号値又はリファレンス
アドレスと検索終了フラグとが書かれたデコードテーブ
ルを用いる。そして入力したｎビットをアドレスとして
テーブルを検索し、上記フラグによりデコード継続か終
了したかを判断し、継続であればリファレンスアドレス
に次のｎビットを加算した値をアドレスとして次のｎビ
ットについて検索を行う。これをフラグがデコード終了
を示すまで繰り返すことにより復号値を得る。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら上記１回
のテーブル検索で復号を行う方式ではテーブル容量が過
大となり、復号装置全体をＬＳＩ化する場合や、ＣＰＵ
を伴わないシステムには不向きであるという問題があっ
た。また上記ｎビットづつ解析する方式ではｎの値が小
さいとテーブル検索回数が多くなって高速動作が行えな
くなり、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を用意しなければ
ならず、大きなメモリ空間を占有することになってしま
う。その理由は、ハフマン符号長がｎビット未満で復号
できる場合は余分なビットに相当する部分等が無駄とな
るためで、結果としてデコードテーブルが大きくなって
しまうという問題があった。

【０００７】本発明は上記のような問題を解決するため
になされたもので、デコードテーブルの容量を削減し、
また、デコードの高速化をはかることのできる復号装置
及びデコードテーブルの生成方法を得ることを目的とし
ている。

【０００８】

【課題を解決するための手段】請求項１の発明による復
号装置では、ビットストリームとして入力される符号化
データを所定ビット数づつ１又は複数回のステップにわ
たってデコードテーブルを検索することにより解析を行
い復号する復号装置において、復号が終了しない場合
に、上記デコードテーブルから得られる情報に基づいて
次回のステップで解析すべきビット数を設定し、設定し
たビット数に基づいて復号を制御する制御手段を設けて
いる。

【０００９】請求項５の発明によるデコードテーブルの
生成方法では、ビットストリームとして入力される符号
化データを所定ビット数づつ１又は複数回のステップに
わたってデコードテーブルを検索することにより解析を
行い復号する復号装置に用いられる上記デコードテーブ
ルの生成方法において、復号が終了する最終ステップで
解析すべき残りビット数が予め設定されたビット数より
短い場合に、その前のステップにおいて次回のステップ
で解析すべきビット数を、上記残りビット数のうちの最
大ビット数に設定するようにしている。

【００１０】請求項６の発明によるデコードテーブルの
生成方法では、ビットストリームとして入力される符号
化データを所定ビット数づつ１又は複数回のステップに
わたってデコードテーブルを検索することにより解析を
行い復号する復号装置に用いられる上記デコードテーブ
ルの生成方法において、最大ステップ数を設定し、その
各ステップの全組合せを求め、各組を構成する各ステッ
プについてそれぞれ次回に解析すべきビット数を設定
し、これを全ての組について行うことにより、複数のテ
ーブルを生成し、上記複数のテーブルから最小容量を有
するテーブルを選択するようにしている。

【００１１】請求項７の発明によるデコードテーブルの
生成方法では、上記複数のテーブルから最高速で復号可
能なテーブルを選択するようにしている。

【００１２】

【作用】請求項１の発明によれば、符号化データのビッ
トを可変長サイズのビット長で解析するので、復号が効
率良く行われ、テーブル容量の削減、復号の高速化をは
かることができる。

【００１３】特に請求項２の発明のように、例えば、ハ
フマン符号のデコードに際し、１回目の検索（解析）で
多くのビットを解析してデコードすると、出現頻度の高
い符号は符号長が短いために１回目のテーブル検索でデ
コードでき、２回目以降に、少量のビット数ずつハフマ
ンコードを解析すれば、テーブル容量も省け、高速な処
理が可能となる。これは出現頻度の低いコードは複数回
の検索でやっとデコードできても、全体の処理時間に与
える影響が少ないからである。

【００１４】また１度の解析ではデコードできない長さ
のコードに関しては、次のテーブルアドレスに関する情
報をリファレンスアドレスとしてテーブルに格納する
が、このリファレンスアドレスを減らすことが、テーブ
ルの小容量化につながるので、請求項３の発明のよう
に、１回目の解析ビット長を短くして次の解析ビット長
を長くすることにより、テーブル容量が少なくて済む場
合がある。その場合は最後の解析長と、コードの未解析
のビット長とが一致すると効果が高い。

【００１５】さらに請求項４の発明のように、リファレ
ンスアドレスにコードの解析中のビットを加えた先に、
デコードが終了すれば、そのデコードデータ及び符号長
を書き込んでおき、デコード途中であれば次のリファレ
ンスアドレス及び次に解析すべきビット長を書き込むこ
とにより、ビットの解析毎に次の解析するビット長が変
化し、復号速度とテーブル容量の両方に最適なテーブル
を作成することができる。従って、同じビット長のコー
ドであっても２回で解析が終るケースや３回で解析が終
るケースが混在することも有り得る。

【００１６】請求項５の発明によれば簡易的にテーブル
の解析ビット長をコードによって変えずにどのコードに
対しても最初から順にａ、ｂ、ｃ、ｄ、ｅ…ビットとい
うように仮設定してａ、ｂ、ｃを変えながらテーブル容
量やデコードスピードを演算して最適な数ステップから
なる解析ビット長を決定する。また、デコードが終了す
る最後のビット解析長が、デコード中の未解析ビットよ
り長い場合は、未解析ビット長を最後の解析ビット長に
することで簡単にテーブル容量を減らすことができる。

【００１７】請求項６の発明によれば、最小容量を持つ
デコードテーブルを容易に生成することができる。特に
請求項９の発明のように生成すれば、復号速度もある程
度速くしながら最小容量テーブルが得られる。

【００１８】請求項７の発明によれば、復号速度が最速
のデコードテーブルを生成することができる。特に請求
項８の発明のように生成すればテーブル容量もある程度
小さくしながら最高速テーブルを得ることができる。

【００１９】

【実施例】以下、本発明の第１の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の実施例
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。尚、この図１は第２、第３の実施例と共通に用
いられる。

【００２０】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を後述するデコードテーブル６からの情報に基づい
て制御するシフト制御部、４はシフタ２から供給される
ビット列とデコードテーブル６から供給されるリファレ
ンスアドレスとに基づいて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の出力と合成部５の
出力とをデコードテーブル６からの後述する検索終了フ
ラグに応じて切換え選択し、アドレスとしてデコードテ
ーブル６に与えるセレクタ、６は復号値又はリファレン
スアドレス及び他復号処理に必要な制御情報を格納した
デコードテーブルである。

【００２１】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。１つのアドレスには第１ビッ
ト領域と第２ビット領域とフラグ領域とが設けられてい
る。第１ビット領域はＭＳＢ側にあり、復号値が格納さ
れている。この復号値は後述するようにリファレンスア
ドレスとしても用いられる。第２ビット領域には第１ビ
ット領域で得られた復号値が入力ビット列のうちの何ビ
ットを解析したものなのかをそのビット数で示すハフマ
ン符号長が書き込まれている。フラグ領域はＬＳＢとし
て設けられ、復号作業が第１ビット領域の復号値で終了
する場合は、「１」の検索終了フラグが、復号作業を継
続する場合は「０」の検索終了フラグが書き込まれてい
る。尚、検索終了フラグ「１」、「０」はハフマン符号
を構成するコードの出現頻度に基づいて予め決められ
る。

【００２２】次に上記構成による動作について説明す
る。外部の記憶装置や通信装置などから供給されるハフ
マン符号のビットストリームはシフト制御部３の制御に
より符号入力部１に取り込まれる。取り込まれたビット
ストリームは１ビット以上のコード毎に解析される。こ
のためにビットストリームはシフタ２に送られ、ここで
シフト制御部３の制御によりハフマン符号のうちのまだ
解析されていない部分をシフトすることにより、今回解
析すべきビット数のビット列を得、これを合成部４及び
セレクタ５に加える。

【００２３】合成部４はデコードテーブル６からの前回
の検索結果得られた復号値をリファレンスアドレスとし
てこれを上位ビットとし、シフタ２からの今回解析すべ
きビット列を下位ビットとするアドレスを合成してセレ
クタ５に加える。セレクタ５はデコードテーブル６から
の前回の検索結果得られた検索終了フラグに応じて、合
成部４からの上記合成したアドレスとシフタ２からのビ
ット列とのうちの１つを選択し、これをアドレスとして
デコードテーブル６を検索する。

【００２４】この検索の結果、検索終了フラグが「１」
であれば、図２の第１ビット領域の値を復号値としてそ
のまま出力する。またセレクタ５は上記フラグ「１」に
応じてシフタ２から得られる次回に解析すべきビット列
を選択する。

【００２５】また、検索終了フラグ「０」であれば、復
号がまだ終了していないものとして、第１ビット領域の
値をリファレンスアドレスとして用い、これが合成部４
でシフタ２からの次回に解析すべきビット列と合成され
る。この合成されたアドレスはセレクタ５により上記フ
ラグ「０」に応じて選択される。また、第２のビット領
域の値は今回解析したビット列のうちの何ビットがその
解析した復号値（リファレンスアドレス）に対応するコ
ードなのかを示しており、そのビット数を除くようにシ
フト制御部３はシフタ２を制御する。

【００２６】上記の動作が検索終了フラグが「１」とな
るまで繰り返されることにより、１つのハフマン符号の
デコード作業が終了する。尚、検索終了フラグが「０」
のときは、その時に解析したビット列はシフト制御部３
により捨てられる。

【００２７】また、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、次に解析すべきビット列に応じた
値を合成部４で加算するようにしてもよい。このように
すると第１ビット領域が占めるビット数は増加するが、
ハフマン符号の性質上、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場合が
ある。

【００２８】次にシフト制御部３の動作について図３の
フローチャートと共に説明する。まずステップＳ１にお
いて、検索終了フラグの「１」又は「０」により、１つ
のデコードの区切りか否かを比較器で判定する。デコー
ドの区切りならばステップＳ２で解析コード長を８とし
新たなハフマン符号の１回目のデコードビット長を設定
する。デコードの区切りでなければステップＳ３で解析
コード長を２とし継続して２回目以降のデコード作業を
行うように設定される。

【００２９】ステップＳ４では、解析コード長及び既に
解析が終ったコード長に応じて合成部４、又はセレクタ
５が処理できるビット位置にデータをセットするために
シフタ２にシフト量をセットする。ステップＳ５では、
符号入力部１のバッファ量を判定し、ある規定量以下に
なった時にステップＳ６でバイト単位、２バイト単位等
で外部からハフマン符号のビットストリームの続きを取
り込む。

【００３０】この符号の取り込み後又はステップＳ５で
バッファ容量が規定量に達した後は、ステップＳ７によ
る判断で全てのビットストリームに対してデコードが終
了したか否かを判断し終了していない場合は、ステップ
Ｓ２に戻り繰り返し処理を行う。デコードが終了してい
れば、全ての処理は終る。

【００３１】上述した第１の実施例では、ハフマン符号
の最長を１６ビット程度とした場合を目的としており、
最初の８ビットのテーブル検索でかなり高い確率でテー
ブル検索が終了する。終了しない場合は、２ビットずつ
解析してテーブルを検索するが、発生頻度が少なく全体
に占める処理時間は短くなる。また２回目以降はビット
解析が少しずつ行われるため、リファレンスアドレスと
解析ビットによ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
当する無駄テーブルを省くことができる。

【００３２】（第２の実施例）図４は本発明の第２の実
施例による可変ビット長解析によるハフマン符号のデコ
ード原理に基づくシフト制御部３の動作を示すフローチ
ャートである。この第２の実施例も図１、２に示す回路
構成及びデコードテーブル６が用いられる。図４におい
て、ステップＳ１でデコード区切りか判定を行う。この
判定はデコードテーブル６の検索終了フラグにより行
う。

【００３３】１つのコードのデコードが終りコードとコ
ードの区切りと判断したならば、ステップＳ８により次
の新たなハフマン符号に対する１回目の解析コード長を
４とする。また１つのコードのデコードの継続中であっ
てデコードの区切りでないと判断されたならば、ステッ
プＳ９により２回目以降の解析コード長を８に設定した
後、ステップＳ４においてしかるべきシフト量を第１の
実施例と同様にシフタ２に対して設定を行う。以降のス
テップＳ５〜Ｓ７における処理は第１の実施例と同様に
行われる。

【００３４】第２の実施例でも第１の実施例ほどではな
いが１回目のテーブル検索にあたる４ビットの解析によ
り高い確率で検索が終了する。また、１回目のテーブル
検索における無駄テーブルを大幅に減らすことができる
と共にその分２回目以降にテーブルを多く使用でき、８
ビットごとの解析を可能にしている。従って、２回目以
降は単位時間により多くのビット解析を行い、長いハフ
マン符号のデコードの速度を上げることができる。この
ためＪＰＥＧ方式による画像圧縮にこの第２の実施例に
よるハフマンデコードを採用すると、画像に高周波成分
を多く含む文字画像等、複雑な画像ほど長いハフマン符
号が発生し易いので、デコード速度をより高速化するこ
とができる。

【００３５】尚、第１、第２の実施例におけるシフト制
御部３の動作を示す図３、図４のステップＳ３、Ｓ９に
おいて、１つのコードに対する２回目以後の解析コード
長がそれぞれ２、８となっているが、ハフマン符号の最
長コード長が制限されている時はこの限りではない。例
えば最長１６ビットとすれば、図４のステップＳ９で３
回目の解析コード長は４で十分である。

【００３６】（第３の実施例）この第３の実施例はハフ
マン符号ごとに何回の検索で復号が終了するかが異なる
ようにしている。ハフマン符号の解析の１回目に解析す
るビット数は同一であるが、その結果、検索終了フラグ
が「０」であった場合はデコードテーブル内の情報か
ら、次に解析するビット数の指定を受けるようにしてい
る。例えば１回目に解析したビットにつづくコードが残
り最長でも３ビットである場合は、次の検索で３ビット
以下の検索を行えば、８ビット程度を一度に検索する場
合と比べて必要とするテーブル数は１／３２となり、し
かも残り１回の検索で復号でき処理速度は変らない。従
って、このような場合には次の検索を３ビット又は３ビ
ット以下にするようにデコードテーブルの生成を行う。

【００３７】また別の例として、１回目に解析したビッ
トにつづく残りビットが、いずれも７ビット又はそれ以
上であるような場合があったとする。このような場合は
ハフマン符号の性質上ほとんどは、残り７ビットの２進
数で表わせ、残り８ビット以上のコードはわずかになる
ケースがある。このようなケースでは７ビット未満のビ
ット解析では復号値は得られず、デコードテーブルの内
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
ってしまう。このため多くの無駄なテーブルが費やされ
ると共に、残り１回のビット解析ではデコードが終了せ
ずデコードの時間も多くなってしまう。このような場
合、この第３の実施例では１回目の検索に続く２回目の
検索で７ビットの検索を行うように、デコードテーブル
に情報設定する。すると非常に高い確率で２回目の検索
で復号値が得られ、しかもハフマンツリーの枝の途切れ
により無駄に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がほとんどなくなり、高速化と
省テーブル化とが同時に達成できる。

【００３８】以上のように、検索途中に次に解析するビ
ット数を次々と変えていく方式を実現するためのデコー
ドテーブルのワード構成を図５に示す。ワードの第１ビ
ット領域には復号値又は次の検索アドレスの基準を示す
リファレンスアドレスが格納される。ワードの第２ビッ
ト領域には復号値に対するハフマン符号長又は次に解析
すべきビット長が格納される。フラグ領域には、検索終
了か否かを示す検索終了フラグがある。

【００３９】検索終了フラグが「１」の時に検索は終了
し、第１ビット領域には復号値が書かれ第２ビット領域
には対応するハフマン符号長が書かれている。また検索
終了フラグが「０」の時にコード解析は途中段階であ
り、検索が継続され、第１ビット領域には次の解析のた
めのリファレンスアドレスが書かれ、第２ビット領域に
は次に解析すべきビット数が書かれている。

【００４０】以上のようなテーブルのワード構成にする
ことにより、図１とほとんど同一の回路構成で復号が実
行できる。また次解析ビット長の確保のためにテーブル
のワード幅を広げる必要もない。

【００４１】図６は第３の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、基本的には図３、
図４で示す動作と同じである。ステップＳ１１において
符号入力部１のバッファ量を確認し、規定量以下ならば
ステップＳ１２で１バイト又は数バイト単位でビットス
トリームを読み込む。ステップＳ１３では、検索終了フ
ラグによりデコードの区切りか否かを判定し、１つのコ
ードの解析が終っていたならステップＳ１４で解析コー
ド長をデフォルト値にし、区切りでなければ、ステップ
Ｓ１５デコードテーブルの第２ビット領域の次解析ビッ
ト長を読み出して次の解析コード長として設定する。

【００４２】ステップＳ１６では、上記解析コード長に
応じて合成部４、セレクタ５にビット列との桁を合わせ
るためのシフト量をシフタ２に設定する。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もちろん考慮されている。ステ
ップＳ１１〜Ｓ１６の処理が、ステップＳ１７で全ての
ビットストリームに対して終了したと判断されるまで繰
り返される。

【００４３】この第３の実施例では、無駄テーブル排除
のために、テーブルの第２ビット領域に設定する次解析
ビット長を自由に最適に設定できるので、最長ビットを
越える検索を行わないようにデコードテーブルが生成さ
れる。

【００４４】次に第３の実施例におけるテーブル生成方
法の実施例について説明する。 第１のテーブル生成方法 テーブル生成の際に簡易でしかも効果的にテーブル容量
を削減する方法は、何回かの解析においてデコードが終
了する最終の解析ビット長に対してそのデコード途中に
おけるビット列に続く可能性のある複数のコード種類の
うちの最長のコード長の未解析部分のビット長が最後の
解析ビット長より短い場合には、その未解析部分のビッ
ト長を最後の解析ビット長に変更するという方法であ
る。

【００４５】上記方法を図７を用いてより詳しく説明す
る。最長コード１６ビットを有するハフマン符号をデコ
ードするのにまずａ＝４ビット、ｂ＝２ビット、ｃ＝４
ビット、ｄ＝４ビット、ｅ＝２ビットと５回のステップ
に分けてデコードを行う場合を仮定する。これはデフォ
ルトでありデコードが終了する最終ステップは変えるこ
とが可能である。図７では４つのハフマン符号Ａ、Ｂ、
Ｃ、Ｄをデコードする場合を示している。斜線の部分の
６ビットは全く共通のビット配列であり、Ａはコード長
＝７、Ｂ、Ｃはコード長８、Ｄはコード長９である。従
って、１、２回目のステップにおいてａ＝４ビット、ｂ
＝２ビットの解析までは同じになる。

【００４６】３回目のステップではｃ＝４なので、２回
目のステップで与えられたリファレンスアドレスに対す
る先のテーブルとして通常では２⁴ ＝１６テーブルが必
要となる。これに対して本発明では、図７の斜線で示さ
れたビット配列につながるコードがＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄの４
つあり、その最長のコード長はＤの９ビットであり、残
り３ビットが未解析ビットなので、２回目の解析で参照
されるテーブル内容にはリファレンスアドレスと、次解
析ビット長としてｃ＝４ではなく３を設定する。する
と、リファレンスアドレスによって指定されるアドレス
の先には次に解析するビット長をアドレスとして加え、
２³ ＝８のテーブルとその内容とを記述すればよく、１
６−８＝８テーブルの節約となる。

【００４７】第２のテーブル生成方法 図８において、例えば１回目のステップでａ＝４、２回
目のステップでｂ＝２、次にｃ＝４ビットの解析がデフ
ォルトとする。また７ビット長のハフマン符号をＡ′、
Ｂ′、Ｃ′、Ｄ′とし、その下位２ビットを（００）
（０１）（１０）（１１）とし、さらに斜線部が共通で
あるとする。この場合は２回目の解析ではリファレンス
アドレス用として２テーブル必要とする。この場合に、
第１のテーブル生成方式を用いると、３回目は４ビット
でなく１ビットの解析で済むが、２ ¹ ＝２テーブルずつ
必要となり、合計６テーブル必要である。

【００４８】そこで本方法では、２回目の解析をｂ＝２
でなくｂ＝３としている。これによってＡ′、Ｂ′、
Ｃ′、Ｄ′に関するテーブル量としては、リファレンス
アドレスを格納するテーブルを省くことができるので、
２テーブル削減できる。ただし２回目の解析長を変える
ことにより、Ａ′、Ｂ′、Ｃ′、Ｄ′の他の種類のコー
ドに関連するテーブル量は増える可能性もある。従って
本方法によれば、解析ビット長をデフォルトより増や
し、特定コードに対するリファレンスアドレスの節約が
でき、かつ、全体のテーブル量も増えない場合は、これ
を採用すると効果が得られる。

【００４９】第３のテーブル生成方法 最もテーブル容量を少くする場合には、第１、第２の生
成方法では不十分である。本方法では最大のステップ数
を変えたり、同じステップ数でも、解析のビットａ、
ｂ、ｃ、…（ａ＋ｂ＋ｃ＋…＝１６）を各ステップで数
を異らせて、そのあらゆる組み合せから最小のテーブル
数とそのテーブル内容とを決定している。ただし、テー
ブルを縮小化する手段として第１のテーブル生成方法の
みを加え、組み合せ数はコンピュータの負荷をあまり増
やさない方式である。従って、本方法では同じコード長
のデコードに対して一方は２ステップ、他方は３ステッ
プとなるようにコードの解析結果に応じて次の解析ビッ
ト長を次々と変えるようなことは組合せを無限に多くし
てしまうので避け、デフォルトの各ステップにおける解
析ビット長に準じて効果の高い第１のテーブル生成方法
を組み込み、最終ステップのみテーブルの縮小化処理が
入る。

【００５０】図９は本方法を示すフローチャートであ
る。ステップＳ２１ではステップ数の決定を行う、最長
コード長が１６ビットならば１から順に１６まで行う
が、その内の１つをまず選ぶ。ステップＳ２２は各ステ
ップにおける解析ビットの配分を決定するもので、例え
ばステップ数２ならば組合せは、（ａ，ｂ）＝（１，１
５）（２，１４）（３，１３）…（１５，１）と１５通
りある。そしてその１つを選択する。ステップＳ２３で
はすでに決まったステップ数と解析ビット長に応じてテ
ーブルの生成を行う。

【００５１】ステップＳ２４において解析ビットの組み
合せが全て終了したかを判断し、していなければステッ
プＳ２２に戻り、別のまだ選択していない解析ビットの
組合せを選ぶ。ステップＳ２４で全組合せの終了が確認
できたらステップＳ２５で全ステップ数について終了し
たかを判断する。全ステップについて終了していなけれ
ばステップＳ２１で最長デコード長の解析にかかる最長
ステップ数をセットし直す、ちなみに最長ステップ長＝
１６ならばステップ数も１〜１６まで１６通りある。

【００５２】図１０は上記ステップＳ２３によるテーブ
ル生成を詳しく説明するものである。ステップＳ２３１
においてステップ数と各ステップにおける解析長をよみ
出す。ステップＳ２３２においては解析長に応じたテー
ブルを作成する。例えば３ビットの解析長ならば３ビッ
トの各ビットの組み合せ（０，０，０）〜（１，１，
１）までの８通りのテーブルが生成され、図５に示すよ
うに、それに対応するコード長及びデコード結果（復号
値）又はリファレンスアドレス及び次解析コード長がそ
の内容となる。ただし、テーブルは一度に１テーブルし
か作らず、ステップＳ２３３に進む。ステップＳ２３３
では、作成したテーブル内容を判定し、内容がリファレ
ンスアドレスである時はＳ２３４で関数を読み出す。内
容が復号値である時又は関数の終了後はステップＳ２３
５で１テーブルずつすべてのテーブルが作られたかを判
定し、全て作られていない時はステップＳ２３２に戻
り、１アドレス分のテーブルを１つ作るという動作を行
う。

【００５３】ところでステップＳ２３２におけるリファ
レンスアドレスは一番最初の時は、例えば解析ビット長
＝３ならばテーブルの先頭に８（２³ ）を加えた値とな
り、２回目以降のリファレンスアドレスの書き込みで
は、関数読み出しでテーブルが生成されアドレスが更新
されているので、そのアドレスに１を加えた値となる。

【００５４】次にステップＳ２３６ではテーブル作成に
かかった最終アドレスよりテーブル量を求め、ステップ
Ｓ２３７でそれが最低値かあるいは基準値以下かの判断
をし、基準値以下ならばステップＳ２３８で必要な情報
を記憶する。

【００５５】上記関数は図１１のようになっている。ス
テップＳ３１では呼び出しを行った次のステップにおけ
る解析ビット長に応じた次解析ビット長の読み出し及び
最終ステップにおけるテーブル短縮化処理（第１のテー
ブル生成方法）により決定された解析ビット長を決定す
る。ステップＳ３２では解析ビット長に応じたテーブル
作成を行う。これは図１０におけるステップＳ２３２と
同じ動作であり、次のステップＳ３３、３４、及びＳ３
５の関数読み出しも図１０のステップＳ２３３〜Ｓ２３
５と全く同じ動作をする。

【００５６】ステップＳ３２におけるテーブル生成も、
その解析ビット長でデコードが終了する場合には、その
前段ステップのリファレンスアドレスに解析ビット配列
を２進数に直した値を加算したアドレスに書き込まれ
る。又は生成するテーブルがリファレンスアドレスの場
合には、その関数内ではじめて生成するリファレンスア
ドレスには前段のリファレンスアドレスにその解析ビッ
トｎとすると２ⁿ を加えた値となり、２回目以降のリフ
ァレンスアドレス値の生成には、１回目以降の関数の呼
び出し先で更新された結果の値＋１がリファレンスアド
レスとなる。

【００５７】従って、デコードテーブル構成は、図１２
に示すようにＦを各種復号値、Ｒｘｘをリファレンスア
ドレスと次解析ビットの格納アドレスとし、それらのア
ドレスを図中左欄とすると、リファレンスアドレスＲ
１、Ｒ２にはＡ（Ｒ１）、Ａ（Ｒ２）の値が書かれる。
同様にＲｘｘにはＡ（Ｒｘｘ）のアドレスが書かれる。
このテーブル順は関数のよび出された順番で決まり、例
えばリファレンスアドレスＲ２は２回目の関数呼び出し
処理の後に最終アドレスに１が加えられてＡ（Ｒ２）が
決定される。

【００５８】第４のテーブル生成方法 第３のテーブル生成方法で最小テーブルを求めるのに対
して本方法では、最速でデコードできるテーブル生成を
行う。これは第３のテーブル生成方法による図１０のス
テップＳ２３６を図１３に示すものに変えればよい。た
だし、最速は１６ビット同時に検索（解析）することで
あって、この場合は図９のステップＳ２１、Ｓ２２でス
テップ数や組合せに制限がある場合に有効である。

【００５９】図１３は平均のデコードステップ（クロッ
ク）数を求めるものである。まずステップＳ４１ではハ
フマン符号長を１に設定する。ステップＳ４２では上記
設定したハフマン符号長ｎのコードに対する出現確率ｈ
を求める。これはｈ＝（１／２）ⁿ となる。次にステッ
プＳ４３でハフマン符号長ｎのコードがいくつ存在する
かを示す値Ｐを求める。ステップＳ４４では（１／２）
ⁿ ×ｎ×Ｐの計算をして出現確率Ｘ平均ステップ数を求
める。ステップＳ４６では全ハフマン符号長について演
算が終ったかを判定し、終っていなければビット長を
“１”増やしてステップＳ４１に戻る。ところで、ステ
ップＳ４５では前回までの出現確率Ｘ平均ステップ数に
計算した結果を加える。従って、最終的にハフマン符号
長すべてについての平均ステップ数が求まる。

【００６０】図１０のステップＳ２３７で、求まった平
均ステップ数が最小ならばステップＳ２３８で記憶する
ことにより最速のデコードテーブルが求まる。

【００６１】第５のテーブル生成方法 特にハードウェア等によりデコードテーブル量が決まっ
ている場合は、テーブル量は最小値ではなく、テーブル
容量内に収まっていればよい。従ってある一定のテーブ
ル容量内でかつそのなかで最速のテーブルを得るには図
１０のステップＳ２３６の最終判断部を図１４のように
する。ステップＳ５１で作成したテーブルがテーブル容
量以内であればステップＳ４２で平均クロック数の計算
を行い終了する。ステップＳ４１でテーブル容量以上な
ら平均クロック数を最大値にセットしておく。そして図
１０のステップＳ２３７の判定において、デコードにお
ける平均クロック数が最小であるかを判断して最小なら
ばステップＳ２３８でそのテーブル情報を記憶する。

【００６２】以上の動作によりハードウェアで許される
テーブル容量以内でかつもっとも高速にデコードを行う
ハフマンデコーダを得ることが可能になる。

【００６３】尚、各ステップにおける解析長に応じたテ
ーブル生成の際に、例えば３ビット分のデコードでは８
アドレス分のテーブルが生成されるが、上位２ビットで
復号値が確定し、下位１ビットは次に続くコードである
場合には、下位１ビットが「０」又は「１」と不定とな
るので、上位２ビットで決まるアドレスに対して２つの
同一内容のテーブルが生成される。もし、上位１ビット
分で復号値が確定するならば、上位１ビットを共通のア
ドレスとして下位２ビット分、即ち４個の同一内容テー
ブルが発生する。

【００６４】また、３ビット分のデコードで復号値が確
定しないようなビット列では、次に何ビット分か続くビ
ット列を参照しなければ存在する完全なハフマン符号と
はならないので、その対応テーブルを格納する先頭番地
をリファレンスアドレスとしてテーブル内容に記憶す
る。リファレンスアドレスの値については前述した通り
である。

【００６５】また、リファレンスアドレスは、デコード
テーブルの絶対的なアドレスとして本方法を説明した
が、そのリファレンスアドレスを格納するテーブルアド
レスとの差である相対アドレスをリファレンスアドレス
とすることにより、リファレンスアドレスを記憶するた
めのビット長を削減することも可能である。

【００６６】さらに本実施例を変形することにより、デ
コード処理にかかる平均クロック数が求められるので、
ある値に設定された平均クロック数以下の高速動作を行
い、かつその中で最もテーブル容量の少ないものを最終
テーブルとすることも容易に推察できる。

【００６７】

【発明の効果】以上説明したように、請求項１のように
構成することにより、ハフマン符号等の符号化データを
小容量のデコードテーブルを用いて高速で復号すること
ができる効果がある。

【００６８】また、請求項５の発明のように構成するこ
とにより決められた解析ステップ数解析ビット長の組合
せの中から小容量で復号可能なデコードテーブルを生成
することができ、このため限られたハードウェア資源で
復号が可能になり、かつテーブルのあまったメモリ領域
を他の作業領域に提供できるという効果がある。

【００６９】また、請求項６、７のように構成すること
により、決められたテーブル容量範囲内で最も小容量又
は最高速のテーブル構成を選択して用いることができる
効果がある。

【００７０】さらに、最終ステップ時にメモリ容量を短
縮化することにより、より小さなテーブルでの復号が可
能になる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施例を示すブロック図である。

【図２】第１の実施例によるデコードテーブルのワード
構成を示す構成図である。

【図３】第１の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４】第２の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】第３の実施例によるデコードテーブルのワード
構成を示す構成図である。

【図６】第３の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７】第１のテーブル生成方法によるテーブル縮小化
の説明図である。

【図８】第２のテーブル生成方法によるテーブル縮小化
の説明図である。

【図９】第３のテーブル生成方法を示すフローチャート
である。

【図１０】図９のステップＳ２３を詳しく示すフローチ
ャートである。

【図１１】図１０の関数に関するフローチャートであ
る。

【図１２】第３のテーブル生成方法によるテーブル構成
例を示す構成図である。

【図１３】第４のテーブル生成方法を示すフローチャー
トである。

【図１４】第５のテーブル生成方法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 (12)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ビットストリームとして入力される符号
   化データを所定ビット数づつ１又は複数回のステップに
   わたってデコードテーブルを検索することにより解析を
   行い復号する復号装置において、 復号が終了しない場合に、上記デコードテーブルから得
   られる情報に基づいて次回のステップで解析すべきビッ
   ト数を設定し、設定したビット数に基づいて復号を制御
   する制御手段を設けたことを特徴とする復号装置。
2. 【請求項２】 １回目のステップで解析すべきビット数
   を長くし、２回目以降のステップで解析すべきビット数
   を短くしたことを特徴とする請求項１記載の復号装置。
3. 【請求項３】 １回目のステップで解析すべきビット数
   を短くし、２回目以降のステップで解析すべきビット数
   を長くしたことを特徴とする請求項１記載の復号装置。
4. 【請求項４】 上記デコードテーブルに上記次回のステ
   ップで解析すべきビット数が書き込まれていることを特
   徴とする請求項１記載の復号装置。
5. 【請求項５】 ビットストリームとして入力される符号
   化データを所定ビット数づつ１又は複数回のステップに
   わたってデコードテーブルを検索することにより解析を
   行い復号する復号装置に用いられる上記デコードテーブ
   ルの生成方法において、 復号が終了する最終ステップで解析すべき残りビット数
   が予め設定されたビット数より短い場合に、その前のス
   テップにおいて次回のステップで解析すべきビット数
   を、上記残りビット数のうちの最大ビット数に設定する
   ことを特徴とするデコードテーブルの生成方法。
6. 【請求項６】 ビットストリームとして入力される符号
   化データを所定ビット数づつ１又は複数回のステップに
   わたってデコードテーブルを検索することにより解析を
   行い復号する復号装置に用いられる上記デコードテーブ
   ルの生成方法において、 最大ステップ数を設定し、その各ステップの全組合せを
   求め、 各組を構成する各ステップについてそれぞれ次回に解析
   すべきビット数を設定し、これを全ての組について行う
   ことにより、複数のテーブルを生成し、 上記複数のテーブルから最小容量を有するテーブルを選
   択することを特徴とするデコードテーブルの生成方法。
7. 【請求項７】 ビットストリームとして入力される符号
   化データを所定ビット数づつ１又は複数回のステップに
   わたってデコードテーブルを検索することにより解析を
   行い復号する復号装置に用いられる上記デコードテーブ
   ルの生成方法において、 最大ステップ数を設定し、その各ステップの全組合せを
   求め、 各組を構成する各ステップについてそれぞれ次回に解析
   すべきビット数を設定し、これを全ての組について行う
   ことにより、複数のテーブルを生成し、 上記複数のテーブルから最高速で復号可能なテーブルを
   選択することを特徴とするデコードテーブルの生成方
   法。
8. 【請求項８】 ビットストリームとして入力される符号
   化データを所定ビット数づつ１又は複数回のステップに
   わたってデコードテーブルを検索することにより解析を
   行い復号する復号装置に用いられる上記デコードテーブ
   ルの生成方法において、 最大ステップ数を設定し、その各ステップの全組合せを
   求め、 各組を構成する各ステップについてそれぞれ次回に解析
   すべきビット数を設定し、これを全ての組について行う
   ことにより、複数のテーブルを生成し、 上記複数のテーブルのうちの所定容量以下の容量を有す
   るテーブルから最高速で復号可能なテーブルを選択する
   ことを特徴とするデコードテーブルの生成方法。
9. 【請求項９】 ビットストリームとして入力される符号
   化データを所定ビット数づつ１又は複数回のステップに
   わたってデコードテーブルを検索することにより解析を
   行い復号する復号装置に用いられる上記デコードテーブ
   ルの生成方法において、 最大ステップ数を設定し、その各ステップの全組合せを
   求め、 各組を構成する各ステップについてそれぞれ次回に解析
   すべきビット数を設定し、これを全ての組について行う
   ことにより、複数のテーブルを生成し、 上記複数のテーブルのうちの所定速度以上で復号可能な
   テーブルから最小容量を有するテーブルを選択すること
   を特徴とするデコードテーブルの生成方法。
10. 【請求項１０】 上記符号化データの全てのビット長ｍ
    を有する各コードの出現確率を（１／２）^m とし、各出
    現確率とコードの種類数とステップ数との積和より平均
    ステップ数を求め、この平均ステップ数の逆数から平均
    復号速度を求め、この平均復号速度に基づいて上記最高
    速で可能なテーブルを選択することを特徴とする請求項
    ７又は８記載のデコードテーブルの生成方法。
11. 【請求項１１】 上記符号化データがハフマン符号であ
    ることを特徴とする請求項１、２、３又は４記載の復号
    装置。
12. 【請求項１２】 上記符号化データがハフマン符号であ
    ることを特徴とする請求項５、６、７、８、９又は１０
    記載のデコードテーブルの生成方法。