JPH09246990A - 可変長符号復号化器 - Google Patents
可変長符号復号化器Info
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- JPH09246990A JPH09246990A JP5322596A JP5322596A JPH09246990A JP H09246990 A JPH09246990 A JP H09246990A JP 5322596 A JP5322596 A JP 5322596A JP 5322596 A JP5322596 A JP 5322596A JP H09246990 A JPH09246990 A JP H09246990A
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- 230000009977 dual effect Effects 0.000 claims description 5
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 17
- 238000000034 method Methods 0.000 description 9
- 230000007704 transition Effects 0.000 description 6
- 208000034530 PLAA-associated neurodevelopmental disease Diseases 0.000 description 2
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 2
- 235000010724 Wisteria floribunda Nutrition 0.000 description 1
- 230000006835 compression Effects 0.000 description 1
- 238000007906 compression Methods 0.000 description 1
- 230000005236 sound signal Effects 0.000 description 1
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-
- H—ELECTRICITY
- 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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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
- Compression Or Coding Systems Of Tv Signals (AREA)
- Compression Of Band Width Or Redundancy In Fax (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 バレルシフタを用いることなく符号データを
一括して復号できるようにする。 【解決手段】 復号シンボル生成器２は可変長符号デー
タ１および現在の復号サイクルのハフマンツリーの節点
の情報４を受け取り、これに基づいて、復号シンボル３
と次復号サイクルのハフマンツリーの節点の情報４とを
出力する。復号シンボル生成器２から出力された、次復
号サイクルのハフマンツリーの情報４は復号シンボル生
成器２自体に戻されて次復号サイクルで用いられる。
一括して復号できるようにする。 【解決手段】 復号シンボル生成器２は可変長符号デー
タ１および現在の復号サイクルのハフマンツリーの節点
の情報４を受け取り、これに基づいて、復号シンボル３
と次復号サイクルのハフマンツリーの節点の情報４とを
出力する。復号シンボル生成器２から出力された、次復
号サイクルのハフマンツリーの情報４は復号シンボル生
成器２自体に戻されて次復号サイクルで用いられる。
Description
【０００１】
【発明が属する技術分野】この発明は、ビット単位の長
さが変化する符号の復号化器に関し、とくに、符号ツリ
ーの状態に着目して高速に復号を行えるようにしたもの
である。
さが変化する符号の復号化器に関し、とくに、符号ツリ
ーの状態に着目して高速に復号を行えるようにしたもの
である。
【０００２】
【従来の技術】一般に、発生頻度に偏りのある時系列信
号を符号化する場合、発生頻度の高い信号に短い符号を
与え、発生頻度の低い信号に長い符号を与えるという不
等長符号を用いることにより、圧縮符号化を実現できる
ことが知られている。このような符号化をエントロピ符
号化と呼んでいる。なおハフマン符号は、エントロピ符
号の一種である。
号を符号化する場合、発生頻度の高い信号に短い符号を
与え、発生頻度の低い信号に長い符号を与えるという不
等長符号を用いることにより、圧縮符号化を実現できる
ことが知られている。このような符号化をエントロピ符
号化と呼んでいる。なおハフマン符号は、エントロピ符
号の一種である。
【０００３】かかるエントロピ符号化は、音声信号や画
像信号の符号化など多岐に渡って応用されている。
像信号の符号化など多岐に渡って応用されている。
【０００４】ここで、ハフマン符号の操作について簡単
に説明する。図８はハフマンツリーによる状態遷移を表
す図であり、図９は可変長符号テーブルを表す図であ
る。図９に示すように、発生数度によりシンボルａ１〜
ａ７にそれぞれ不等長符号が割り当てられている。また
図８に示すように、ハフマンツリーによる状態遷移はこ
のような符号を上から順に１ビットずつたどることによ
り、解読をすすめる手順を与えている。図８における黒
丸印Ｓ１〜Ｓ６は、解読手順での初期状態（Ｓ１）およ
び中間状態（Ｓ２−Ｓ６）を示している節点であり、
（シンボル数−１）個存在する。解読開始とともに、Ｓ
１からスタートし、解読における最初のビツトが０なら
ば０の枝をたどりＳ２の状態に遷移し、１ならば１の枝
をたどりＳ４の状態に遷移する。このような遷移をビッ
ト毎に繰り返し、シンボルａ１〜ａ７にたどり着けば、
解読終了となる。
に説明する。図８はハフマンツリーによる状態遷移を表
す図であり、図９は可変長符号テーブルを表す図であ
る。図９に示すように、発生数度によりシンボルａ１〜
ａ７にそれぞれ不等長符号が割り当てられている。また
図８に示すように、ハフマンツリーによる状態遷移はこ
のような符号を上から順に１ビットずつたどることによ
り、解読をすすめる手順を与えている。図８における黒
丸印Ｓ１〜Ｓ６は、解読手順での初期状態（Ｓ１）およ
び中間状態（Ｓ２−Ｓ６）を示している節点であり、
（シンボル数−１）個存在する。解読開始とともに、Ｓ
１からスタートし、解読における最初のビツトが０なら
ば０の枝をたどりＳ２の状態に遷移し、１ならば１の枝
をたどりＳ４の状態に遷移する。このような遷移をビッ
ト毎に繰り返し、シンボルａ１〜ａ７にたどり着けば、
解読終了となる。
【０００５】このように、ハフマンツリーを１ビットず
つたどり復号する方法では、１サイクル毎に１ビットし
か処理することができない。そこで、高速に復号処理を
行うために、符号と符号長とを並列に解読しながら可変
長符号を一度に処理する方法が考えられた。
つたどり復号する方法では、１サイクル毎に１ビットし
か処理することができない。そこで、高速に復号処理を
行うために、符号と符号長とを並列に解読しながら可変
長符号を一度に処理する方法が考えられた。
【０００６】この方法の一例として、特開平７−２１２
２４２号公報記載のものがある。図１０は、同公報に記
載の可変長符号復号化器の構成を表すブロック図であ
る。図１０において、入力バッファ９は、２つのラッチ
Ｌ１、Ｌ２より構成され、圧縮データ８を格納する。各
ラッチＬ１、Ｌ２のビット数は、当該システムで用いら
れる最長符号語（例えばｐビット）に等しくなってい
る。バレルシフタ１０は、最長符号語の２倍のビット数
（例えは２ｐビット）から成り、符号語長用ＰＬＡ１２
より出力される符号語長信号１３により、入力バッファ
９のデータをシフトする。復号化用ＰＬＡ１１は、バレ
ルシフタ１０から出力されたｐビットを解読し、復号化
したシンボル１４を出力する。符号語長用ＰＬＡ１２
は、復号化用ＰＬＡ１１と同様に、バレルシフタ１０か
ら出力されたｐビットを解読し、復号化するシンボルの
長さを決定し出力する。ここで、復号化用ＰＬＡ１１
は、ある特定の短い符号が２つ以上連続するような場
合、１サイクルで一度に復号を行っている。これによ
り、高速な復号を実現している。
２４２号公報記載のものがある。図１０は、同公報に記
載の可変長符号復号化器の構成を表すブロック図であ
る。図１０において、入力バッファ９は、２つのラッチ
Ｌ１、Ｌ２より構成され、圧縮データ８を格納する。各
ラッチＬ１、Ｌ２のビット数は、当該システムで用いら
れる最長符号語（例えばｐビット）に等しくなってい
る。バレルシフタ１０は、最長符号語の２倍のビット数
（例えは２ｐビット）から成り、符号語長用ＰＬＡ１２
より出力される符号語長信号１３により、入力バッファ
９のデータをシフトする。復号化用ＰＬＡ１１は、バレ
ルシフタ１０から出力されたｐビットを解読し、復号化
したシンボル１４を出力する。符号語長用ＰＬＡ１２
は、復号化用ＰＬＡ１１と同様に、バレルシフタ１０か
ら出力されたｐビットを解読し、復号化するシンボルの
長さを決定し出力する。ここで、復号化用ＰＬＡ１１
は、ある特定の短い符号が２つ以上連続するような場
合、１サイクルで一度に復号を行っている。これによ
り、高速な復号を実現している。
【０００７】ところで、従来技術においては、図１１に
示すように復号用ＰＬＡ１５とバレルシフタ１０によっ
てループが形成されている。ここで復号用ＰＬＡ１５
は、復号化用ＰＬＡ１１と符号語長用ＰＬＡ１２とから
なり、バレルシフタ１０の出力を入力として復号シンボ
ル１４および符号語長１３を出力する。このループのた
めに、動作周波教が高く（例えは７０ＭＨｚ以上）なる
と、従来の技術では高速に復号することができなくな
る。つまり、動作周波数が高くなると、１サイクルで符
号語長用ＰＬＡの処理とバレルシフタの処理の両方を行
っていたものが、符号語長用ＰＬＡの処理で１サイク
ル、バレルシフタの処理で１サイクルそれぞれ必要とな
り上記ループの処理に２サイクルかかるようになる。こ
のため動作周波数が高くなると、２サイクルに１度しか
復号できなくなり性能が低下するという問題があった。
示すように復号用ＰＬＡ１５とバレルシフタ１０によっ
てループが形成されている。ここで復号用ＰＬＡ１５
は、復号化用ＰＬＡ１１と符号語長用ＰＬＡ１２とから
なり、バレルシフタ１０の出力を入力として復号シンボ
ル１４および符号語長１３を出力する。このループのた
めに、動作周波教が高く（例えは７０ＭＨｚ以上）なる
と、従来の技術では高速に復号することができなくな
る。つまり、動作周波数が高くなると、１サイクルで符
号語長用ＰＬＡの処理とバレルシフタの処理の両方を行
っていたものが、符号語長用ＰＬＡの処理で１サイク
ル、バレルシフタの処理で１サイクルそれぞれ必要とな
り上記ループの処理に２サイクルかかるようになる。こ
のため動作周波数が高くなると、２サイクルに１度しか
復号できなくなり性能が低下するという問題があった。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】この発明は、上記の様
な問題点について鑑みてなされたものであり、動作周波
数が高く（例えは７０ＭＨｚ以上）なっても、１サイク
ル毎に１符号語以上を復号することが可能な可変長符号
復号化器、すなわち従来の可変長符号復号化器の２倍の
復号速度を持つ高速な可変長符号復号化器を提供するこ
とを目的とするものである。
な問題点について鑑みてなされたものであり、動作周波
数が高く（例えは７０ＭＨｚ以上）なっても、１サイク
ル毎に１符号語以上を復号することが可能な可変長符号
復号化器、すなわち従来の可変長符号復号化器の２倍の
復号速度を持つ高速な可変長符号復号化器を提供するこ
とを目的とするものである。
【０００９】また、この発明は、符号の長さに着目する
のでなく、符号ツリーの状態に着目し、効率よく復号化
を行える可変長符号復号化器を提供することを目的とし
ている。
のでなく、符号ツリーの状態に着目し、効率よく復号化
を行える可変長符号復号化器を提供することを目的とし
ている。
【００１０】
【課題を解決するための手段】この発明では、以上の目
的を達成するために、予め定められた数の符号データビ
ットからなる符号データビット列を、復号サイクル毎に
取り込んで復号を行う可変長符号復号化器に、現在の復
号サイクルで取り込んだ上記符号データビット列と、上
記現在の復号サイクルで取る符号ツリー上の状態とに基
づいて、復号シンボルと次復号サイクルで取る上記符号
ツリー上の状態とを出力する手段と、上記次復号サイク
ルで取る上記符号ツリー上の状態を、上記出力する手段
に供給する手段とを設けるようにしている。
的を達成するために、予め定められた数の符号データビ
ットからなる符号データビット列を、復号サイクル毎に
取り込んで復号を行う可変長符号復号化器に、現在の復
号サイクルで取り込んだ上記符号データビット列と、上
記現在の復号サイクルで取る符号ツリー上の状態とに基
づいて、復号シンボルと次復号サイクルで取る上記符号
ツリー上の状態とを出力する手段と、上記次復号サイク
ルで取る上記符号ツリー上の状態を、上記出力する手段
に供給する手段とを設けるようにしている。
【００１１】またこの発明では、以上の目的を達成する
ために、予め定められた数の符号データビットからなる
符号データビット列を、復号サイクル毎に取り込んで復
号を行う可変長符号復号化器に、上記符号データビット
列の種類と符号ツリー上の状態との組合せ毎に、空のシ
ンボルを含む復号シンボルの候補と次復号サイクルで取
る符号ツリー上の状態の候補とを記憶する記憶手段と、
現在の復号サイクルで取り込んだ上記符号データビット
列と、上記現在の復号サイクルで取る上記符号ツリー上
の状態とに基づいて、上記記憶手段から復号シンボルと
上記次復号サイクルで取る上記符号ツリー上の状態とを
取り出す選択手段と、上記取り出された復号シンボルを
出力する手段と、上記取り出された上記次復号サイクル
で取る上記符号ツリー上の状態を上記選択手段に供給す
る手段とを設けるようにしている。
ために、予め定められた数の符号データビットからなる
符号データビット列を、復号サイクル毎に取り込んで復
号を行う可変長符号復号化器に、上記符号データビット
列の種類と符号ツリー上の状態との組合せ毎に、空のシ
ンボルを含む復号シンボルの候補と次復号サイクルで取
る符号ツリー上の状態の候補とを記憶する記憶手段と、
現在の復号サイクルで取り込んだ上記符号データビット
列と、上記現在の復号サイクルで取る上記符号ツリー上
の状態とに基づいて、上記記憶手段から復号シンボルと
上記次復号サイクルで取る上記符号ツリー上の状態とを
取り出す選択手段と、上記取り出された復号シンボルを
出力する手段と、上記取り出された上記次復号サイクル
で取る上記符号ツリー上の状態を上記選択手段に供給す
る手段とを設けるようにしている。
【００１２】以上のような構成によれば、次復号サイク
ルの符号ツリーの状態を用いて直ちに次復号サイクルの
復号を行え、従来のバレルシフタを用いた場合と異な
り、高速な動作周波数の下でも１サイクルで１回復号を
行え、このため高速な復号を実現できる。
ルの符号ツリーの状態を用いて直ちに次復号サイクルの
復号を行え、従来のバレルシフタを用いた場合と異な
り、高速な動作周波数の下でも１サイクルで１回復号を
行え、このため高速な復号を実現できる。
【００１３】以上の構成においては、上記記憶手段をデ
ュアルポートメモリで構成することができる。この場
合、復号時に記憶容量が余っているときには、その記憶
容量を他のタスクに用いることができる。
ュアルポートメモリで構成することができる。この場
合、復号時に記憶容量が余っているときには、その記憶
容量を他のタスクに用いることができる。
【００１４】また、上記記憶手段をプログラマブルロジ
カルアレイ等の論理回路で構成するようにしてもよい。
カルアレイ等の論理回路で構成するようにしてもよい。
【００１５】また、上記符号データビット列の幅を最大
符号語長以上とするようにしてもよい。このようにする
と、１回の復号サイクルで少なくとも１個の復号シンボ
ルを生成することができる。
符号語長以上とするようにしてもよい。このようにする
と、１回の復号サイクルで少なくとも１個の復号シンボ
ルを生成することができる。
【００１６】
【発明の実施の態様】以下この発明の実施例について説
明する。
明する。
【００１７】図１は、この発明に係る可変長符号復号化
器の原理的な構成を表すブロック図である。図１におい
て、復号シンボル生成器２は、次復号サイクルにおける
ハフマンツリーの節点（状態）および現復号サイクルに
おける復号シンボルをデータとして保持していて、可変
長符号データを入力とし信号線３および４を介して復号
シンボルおよびハフマンツリーの節点を出力する。
器の原理的な構成を表すブロック図である。図１におい
て、復号シンボル生成器２は、次復号サイクルにおける
ハフマンツリーの節点（状態）および現復号サイクルに
おける復号シンボルをデータとして保持していて、可変
長符号データを入力とし信号線３および４を介して復号
シンボルおよびハフマンツリーの節点を出力する。
【００１８】この構成において、可変長符号データが信
号線１を介して復号シンボル生成器２に入力される。そ
れと同時にハフマンツリーの節点も信号線４を介して入
力される。復号シンボル生成器２は、可変長符号データ
と現在のハフマンツリーの節点との組合せ毎に、復号シ
ンボルおよび次復号サイクルのハフマンツリーの節点の
データが保持されている。そして、復号シンボル生成器
２は、可変長符号データおよび現在のハフマンツリーの
接点をエントリーとして受け取り、所望の復号シンボル
および次復号サイクルのハフマンツリーの節点を選択し
て出力する。選択されたデータのうち現復号サイクルに
おける復号シンボルは、信号線３を通して出力される。
他方、選択されたデータのうち次復号サイクルにおける
ハフマンツリーの節点は、信号線４を通して復号シンボ
ル生成器２に戻され、次復号サイクルに使われる。
号線１を介して復号シンボル生成器２に入力される。そ
れと同時にハフマンツリーの節点も信号線４を介して入
力される。復号シンボル生成器２は、可変長符号データ
と現在のハフマンツリーの節点との組合せ毎に、復号シ
ンボルおよび次復号サイクルのハフマンツリーの節点の
データが保持されている。そして、復号シンボル生成器
２は、可変長符号データおよび現在のハフマンツリーの
接点をエントリーとして受け取り、所望の復号シンボル
および次復号サイクルのハフマンツリーの節点を選択し
て出力する。選択されたデータのうち現復号サイクルに
おける復号シンボルは、信号線３を通して出力される。
他方、選択されたデータのうち次復号サイクルにおける
ハフマンツリーの節点は、信号線４を通して復号シンボ
ル生成器２に戻され、次復号サイクルに使われる。
【００１９】このようにこの実施例の可変長符号復号化
器によれは、復号シンボル生成器２に保持されているデ
ータの一部（ハフマンツリーの節点）をそのまま復号シ
ンボル生成器２に戻すことができる。このため、ハフマ
ンツリーの節点の信号線４によるループは短くてすみ、
動作周波数が高い場合（例えば７０ＭＨｚ以上）であっ
ても、上記ループは１サイクルで処理することが可能と
なる。これにより、１サイクル毎に１度復号を行え、例
えば１サイクルで符号の最長の符号語長の符号データを
取り込めば１サイクルで１符号語以上を復号することが
可能となる。
器によれは、復号シンボル生成器２に保持されているデ
ータの一部（ハフマンツリーの節点）をそのまま復号シ
ンボル生成器２に戻すことができる。このため、ハフマ
ンツリーの節点の信号線４によるループは短くてすみ、
動作周波数が高い場合（例えば７０ＭＨｚ以上）であっ
ても、上記ループは１サイクルで処理することが可能と
なる。これにより、１サイクル毎に１度復号を行え、例
えば１サイクルで符号の最長の符号語長の符号データを
取り込めば１サイクルで１符号語以上を復号することが
可能となる。
【００２０】図２は、この発明の可変長符号復号化器の
具体的な構成を表すブロック図である。図２において、
可変長符号復号化器は復号用メモリ５、選択器６、およ
びラッチ７等からなっている。復号用メモリ５は、次復
号サイクルにおけるハフマンツリーの節点（状態）と現
復号サイクルにおける復号シンボルを格納しているメモ
リで、可変長符号データをアドレスとして該データを出
力するものである。
具体的な構成を表すブロック図である。図２において、
可変長符号復号化器は復号用メモリ５、選択器６、およ
びラッチ７等からなっている。復号用メモリ５は、次復
号サイクルにおけるハフマンツリーの節点（状態）と現
復号サイクルにおける復号シンボルを格納しているメモ
リで、可変長符号データをアドレスとして該データを出
力するものである。
【００２１】図３は、可変長符号データがｍビットで復
号シンボル数がｎの場合の上記復号用メモリ５の構成を
表す図である。図３において、列Ｓ１，Ｓ２，Ｓ３，・
・・，Ｓｎ−１は、図８に示したようなハフマンツリー
の節点（状態）を表している。また行０，１，２，・・
・，２ｍ−１は、該復号用メモリ５のアドレスとなって
いる。またアドレスに対応するそれぞれの行がワードを
形成している。つまり、各節点のデータ（ｄｘ，ｙ）が
例えばｄビットの場合、１ワード＝ｄｘ（ｎ−１）ビッ
トとなる。よって、該復号用メモリ５の容量は、ｄｘ
（ｎ−１）×２ｍビットとなる。ここで、ｄｘ，ｙは、
ハフマンツリーの節点がｘで、アドレスがｙにおけるデ
ータを表している。このｄｘ，ｙは、図４に示すよう
に、次節点（次復号サイクルにおけるハフマンツリーの
節点ｓビット）と復号シンボル（ｔビット）から構成さ
れている。
号シンボル数がｎの場合の上記復号用メモリ５の構成を
表す図である。図３において、列Ｓ１，Ｓ２，Ｓ３，・
・・，Ｓｎ−１は、図８に示したようなハフマンツリー
の節点（状態）を表している。また行０，１，２，・・
・，２ｍ−１は、該復号用メモリ５のアドレスとなって
いる。またアドレスに対応するそれぞれの行がワードを
形成している。つまり、各節点のデータ（ｄｘ，ｙ）が
例えばｄビットの場合、１ワード＝ｄｘ（ｎ−１）ビッ
トとなる。よって、該復号用メモリ５の容量は、ｄｘ
（ｎ−１）×２ｍビットとなる。ここで、ｄｘ，ｙは、
ハフマンツリーの節点がｘで、アドレスがｙにおけるデ
ータを表している。このｄｘ，ｙは、図４に示すよう
に、次節点（次復号サイクルにおけるハフマンツリーの
節点ｓビット）と復号シンボル（ｔビット）から構成さ
れている。
【００２２】図２において、選択器６は、上記復号用メ
モリ５から出力されたデータから、選択信号４により必
要なデータを選択するものである。ラッチ７は、上記選
択器６の出力を保持するためのものである。また上記ラ
ッチ７の出力の一部（次サイクルにおけるハフマンツリ
ーの節点）は、選択器６の選択信号４となる。
モリ５から出力されたデータから、選択信号４により必
要なデータを選択するものである。ラッチ７は、上記選
択器６の出力を保持するためのものである。また上記ラ
ッチ７の出力の一部（次サイクルにおけるハフマンツリ
ーの節点）は、選択器６の選択信号４となる。
【００２３】次に、上記実施例の動作について説明す
る。簡単のため、シンボルはａ１，ａ２，ａ３の３種
類、可変長符号データのビット幅は２ビットとする。図
５に、この場合のハフマンツリーによる状態遷移を表す
図を示す。図５において、節点Ｓ１，Ｓ２の２個、また
シンボルａ１，ａ２，ａ３はそれぞれ０、１０、１１な
る符号語が割当てられているものとする。図６に、図５
のハフマンツリーに対応した復号用メモリ５の構成を示
す。図６において、可変長符号データのビット幅が２ビ
ットのため、アドレスは０〜３の４通りとなる。また、
復号用メモリ５のデータは、「／」を挟んで左側が次節
点、右側が復号シンボルを表している。ここで復号シン
ボルが２つの場合があるが（アドレス０で列Ｓ１のａ１
ａ１、アドレス０で列Ｓ２のａ２ａ１、アドレス２で列
Ｓ２のａ３ａ１）、出力シンボルの時系列において、左
側に書いてあるもの（それぞれａ１，ａ２，ａ３）が先
で、右側に書いてあるもの（それぞれａ１，ａ１，ａ
１）が後になる。
る。簡単のため、シンボルはａ１，ａ２，ａ３の３種
類、可変長符号データのビット幅は２ビットとする。図
５に、この場合のハフマンツリーによる状態遷移を表す
図を示す。図５において、節点Ｓ１，Ｓ２の２個、また
シンボルａ１，ａ２，ａ３はそれぞれ０、１０、１１な
る符号語が割当てられているものとする。図６に、図５
のハフマンツリーに対応した復号用メモリ５の構成を示
す。図６において、可変長符号データのビット幅が２ビ
ットのため、アドレスは０〜３の４通りとなる。また、
復号用メモリ５のデータは、「／」を挟んで左側が次節
点、右側が復号シンボルを表している。ここで復号シン
ボルが２つの場合があるが（アドレス０で列Ｓ１のａ１
ａ１、アドレス０で列Ｓ２のａ２ａ１、アドレス２で列
Ｓ２のａ３ａ１）、出力シンボルの時系列において、左
側に書いてあるもの（それぞれａ１，ａ２，ａ３）が先
で、右側に書いてあるもの（それぞれａ１，ａ１，ａ
１）が後になる。
【００２４】図７は、説明のための符号化列およびタイ
ミングチャート図である。図７において、クロックは図
２の可変長符号復号化器を動作させるシステムクロック
（図２に図示せず）、可変長符号データは、２ビットの
可変長符号データ、復号用メモリの出力は復号用メモリ
５の出力値、選択信号（ハフマンツリーの節点）および
復号シンボルはラッチ７から出力される信号を表してい
る。また可変長符号データを、０１００１１０００１…
とする。復号作業に入る前に初期化として、復号用メモ
リ５に必要なデータを書き込む。初期化が終わったら、
可変長符号データの長初の２ビット（０１）が復号用メ
モリ５に入力される（図６のタイミングチャートのＣＯ
サイクル）、可変長符号データが０１なので、復号用メ
モリ５からアドレス１のデータｄ１（Ｓ２／ａ１，Ｓ２
／ａ２）が読み出される（Ｃ１サイクル）。またこの
時、選択信号（ハフマンツリーの節点）がＳ１なのでｄ
１のうちＳ２／ａ１が選択され（Ｃ１サイクル）、Ｃ２
サイクルで選択信号がＳ２、復号シンボルがａ１とな
る。Ｃ１サイクルにおいて、可変長符号データ００が復
号用メモリ５に入力され、復号用メモリ５からアドレス
０のデータｄ０（Ｓ１／ａ１ａ２，Ｓ１／ａ２ａ１）が
読み出される（Ｃ２サイクル）。この時選択信号（ハフ
マンツリーの節点）がＳ２なので、ｄ０のうちＳ１／ａ
２ａ１が選択され、Ｃ３サイクルでハフマンツリーの節
点がＳ１、復号シンボルがａ２ａ１となる。以下これを
繰り返すと、可変長符号データが１１（Ｃ２サイク
ル）、００（Ｃ３サイクル）、０１（Ｃ４サイクル）と
なり、これに応じて復号シンボルはａ３（Ｃ４サイク
ル）、ａ１ａ１（Ｃ５サイクル〕、ａ１（Ｃ６サイク
ル）となる。
ミングチャート図である。図７において、クロックは図
２の可変長符号復号化器を動作させるシステムクロック
（図２に図示せず）、可変長符号データは、２ビットの
可変長符号データ、復号用メモリの出力は復号用メモリ
５の出力値、選択信号（ハフマンツリーの節点）および
復号シンボルはラッチ７から出力される信号を表してい
る。また可変長符号データを、０１００１１０００１…
とする。復号作業に入る前に初期化として、復号用メモ
リ５に必要なデータを書き込む。初期化が終わったら、
可変長符号データの長初の２ビット（０１）が復号用メ
モリ５に入力される（図６のタイミングチャートのＣＯ
サイクル）、可変長符号データが０１なので、復号用メ
モリ５からアドレス１のデータｄ１（Ｓ２／ａ１，Ｓ２
／ａ２）が読み出される（Ｃ１サイクル）。またこの
時、選択信号（ハフマンツリーの節点）がＳ１なのでｄ
１のうちＳ２／ａ１が選択され（Ｃ１サイクル）、Ｃ２
サイクルで選択信号がＳ２、復号シンボルがａ１とな
る。Ｃ１サイクルにおいて、可変長符号データ００が復
号用メモリ５に入力され、復号用メモリ５からアドレス
０のデータｄ０（Ｓ１／ａ１ａ２，Ｓ１／ａ２ａ１）が
読み出される（Ｃ２サイクル）。この時選択信号（ハフ
マンツリーの節点）がＳ２なので、ｄ０のうちＳ１／ａ
２ａ１が選択され、Ｃ３サイクルでハフマンツリーの節
点がＳ１、復号シンボルがａ２ａ１となる。以下これを
繰り返すと、可変長符号データが１１（Ｃ２サイク
ル）、００（Ｃ３サイクル）、０１（Ｃ４サイクル）と
なり、これに応じて復号シンボルはａ３（Ｃ４サイク
ル）、ａ１ａ１（Ｃ５サイクル〕、ａ１（Ｃ６サイク
ル）となる。
【００２５】上述した例のように、可変長符号データの
ビット幅を最大符号長に応じて設定することにより、１
サイクル毎に１符号語以上を復号することができる。す
なわち従来の可変長符号復号化器の２倍の速度で復号す
ることができる。可変長符号データのビット幅を最大符
号長よりも大きくとれば、より高速に復号することもで
きる。また、可変長符号データのビット幅を最大符号長
よりも小さくとれば、復号用メモリ５の容量を小さくす
ることもできる。可変長符号ビットのビット幅を最大符
号長より短くすると、例えば最大符号語の復号の場合の
ように、１サイクルで１符号語を復号できない場合があ
る。この場合には、復号データは空で、ハフマンツリー
の節点データのみが出力される。
ビット幅を最大符号長に応じて設定することにより、１
サイクル毎に１符号語以上を復号することができる。す
なわち従来の可変長符号復号化器の２倍の速度で復号す
ることができる。可変長符号データのビット幅を最大符
号長よりも大きくとれば、より高速に復号することもで
きる。また、可変長符号データのビット幅を最大符号長
よりも小さくとれば、復号用メモリ５の容量を小さくす
ることもできる。可変長符号ビットのビット幅を最大符
号長より短くすると、例えば最大符号語の復号の場合の
ように、１サイクルで１符号語を復号できない場合があ
る。この場合には、復号データは空で、ハフマンツリー
の節点データのみが出力される。
【００２６】図３に示すように復号用メモリ５の容量
は、可変長符号データのビット幅ｍに依存する。このた
め、例えば１０ビットのビット幅で復号していて、次に
５ビットのビット幅で復号するような場合、復号用メモ
リ５に空き空間が存在することになる。しかし、復号用
メモリ５は、上述したように復号作業に入る前の初期化
時のみ必要データを書き込まれ、復号時は読み出し専用
となる。従って、復号用メモリ５を例えはデュアルポー
トメモリ等で構成すれば、上記空き空間を他のタスク等
で有劾に利用することが可能となる。
は、可変長符号データのビット幅ｍに依存する。このた
め、例えば１０ビットのビット幅で復号していて、次に
５ビットのビット幅で復号するような場合、復号用メモ
リ５に空き空間が存在することになる。しかし、復号用
メモリ５は、上述したように復号作業に入る前の初期化
時のみ必要データを書き込まれ、復号時は読み出し専用
となる。従って、復号用メモリ５を例えはデュアルポー
トメモリ等で構成すれば、上記空き空間を他のタスク等
で有劾に利用することが可能となる。
【００２７】次復号サイクルにおけるハフマンツリーの
節点（状態）と現復号サイクルにおける復号シンボルを
格納する手段として上述したようなメモリではなく、Ｐ
ＬＡなどの論理回路を用いて構成してもよい。
節点（状態）と現復号サイクルにおける復号シンボルを
格納する手段として上述したようなメモリではなく、Ｐ
ＬＡなどの論理回路を用いて構成してもよい。
【００２８】以上説明した可変長符号復号化器によれ
ば、動作周波数が高く（例えは７０ＭＨｚ以上）なって
も、１サイクル毎に１回復号動作を実行することがで
き、例えば最大符号長のビット幅で符号データを取り込
めば、１サイクルで１符号語以上を復号することができ
る。従来の技術では２サイクルかかっていた復号処理が
１サイクルですむため、従来の可変長符号復号化器に比
べ２倍の高速化が可能となる。また復号シンボル生成器
をデュアルポートメモリ等で構成すれば、デュアルポー
トメモリ等に空き空間が生じた場合でも、他のタスク等
で空き空間を有効に利用することができる。
ば、動作周波数が高く（例えは７０ＭＨｚ以上）なって
も、１サイクル毎に１回復号動作を実行することがで
き、例えば最大符号長のビット幅で符号データを取り込
めば、１サイクルで１符号語以上を復号することができ
る。従来の技術では２サイクルかかっていた復号処理が
１サイクルですむため、従来の可変長符号復号化器に比
べ２倍の高速化が可能となる。また復号シンボル生成器
をデュアルポートメモリ等で構成すれば、デュアルポー
トメモリ等に空き空間が生じた場合でも、他のタスク等
で空き空間を有効に利用することができる。
【００２９】
【発明の効果】以上説明したように、この発明によれ
ば、符号ツリーの節点（状態）のデータを利用して復号
化を行っているため、バレルシフタを利用した従来例と
異なり、高速動作周波数の下でも１サイクルで１度復号
動作を行え、高速の復号化を実現できる。
ば、符号ツリーの節点（状態）のデータを利用して復号
化を行っているため、バレルシフタを利用した従来例と
異なり、高速動作周波数の下でも１サイクルで１度復号
動作を行え、高速の復号化を実現できる。
【図１】この発明に係る原理的な可変長符号復号化器の
構成例を示すブロック図である。
構成例を示すブロック図である。
【図２】この発明に係る具体的な可変長符号復号化器の
構成例を示すブロック図である。
構成例を示すブロック図である。
【図３】可変長符号データのビット幅がｍで復号シンボ
ル数がｎの場合の復号用メモリの構成を表す図である。
ル数がｎの場合の復号用メモリの構成を表す図である。
【図４】復号用メモリのデータの構成を表す図である。
【図５】図２の具体的な可変長符号復号化器の構成例の
動作を説明するためのハフマンツリーによる状態遷移を
表す図である。
動作を説明するためのハフマンツリーによる状態遷移を
表す図である。
【図６】図５のハフマンツリーに対応した復号用メモリ
の構成を示す図である。
の構成を示す図である。
【図７】図２の具体的な可変長符号復号化器の構成例の
動作を説明するための可変長符号列およびタイミングチ
ャートである。
動作を説明するための可変長符号列およびタイミングチ
ャートである。
【図８】ハフマンツリーによる状態遷移を表す図であ
る。
る。
【図９】可変長符号テーブルを表す図である。
【図１０】従来の可変長符号復号化器の構成を表すブロ
ック図である。
ック図である。
【図１１】従来の可変長符号復号化器においてループを
なす部分の構成を表すブロック図である。
なす部分の構成を表すブロック図である。
１ 可変長符号データ ２ 復号シンボル生成器 ３ 復号シンボル ４ ハフマンツリーの節点、 ５ 復号用メモリ ６ 選択器 ７ ラッチ ８ 圧縮データ ９ 入力バッファ １０ バレルシフタ １１ 復号化用ＰＬＡ １２ 符号語長用ＰＬＡ １３ 復号語長信号 １４ 復号シンボルル １５ 復号用ＰＬＡ Ｌ１、Ｌ２ ラッチ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 冨田 浩明 神奈川県足柄上郡中井町境430 グリーン テクなかい 富士ゼロックス株式会社内 (72)発明者 橋本 栄利 神奈川県足柄上郡中井町境430 グリーン テクなかい 富士ゼロックス株式会社内
Claims (5)
- 【請求項１】 予め定められた数の符号データビットか
らなる符号データビット列を、復号サイクル毎に取り込
んで復号を行う可変長符号復号化器において、 現在の復号サイクルで取り込んだ上記符号データビット
列と、上記現在の復号サイクルで取る符号ツリー上の状
態とに基づいて、復号シンボルと次復号サイクルで取る
上記符号ツリー上の状態とを出力する手段と、 上記次復号サイクルで取る上記符号ツリー上の状態を、
上記出力する手段に供給する手段とを有することを特徴
とする可変長符号復号化器。 - 【請求項２】 予め定められた数の符号データビットか
らなる符号データビット列を、復号サイクル毎に取り込
んで復号を行う可変長符号復号化器において、 上記符号データビット列の種類と符号ツリー上の状態と
の組合せ毎に、空のシンボルを含む復号シンボルの候補
と次復号サイクルで取る符号ツリー上の状態の候補とを
記憶する記憶手段と、 現在の復号サイクルで取り込んだ上記符号データビット
列と、上記現在の復号サイクルで取る上記符号ツリー上
の状態とに基づいて、上記記憶手段から復号シンボルと
上記次復号サイクルで取る上記符号ツリー上の状態とを
取り出す選択手段と、 上記取り出された復号シンボルを出力する手段と、 上記取り出された上記次復号サイクルで取る上記符号ツ
リー上の状態を上記選択手段に供給する手段とを有する
ことを特徴とする可変長符号復号化器。 - 【請求項３】 上記記憶手段がデュアルポートメモリで
構成される請求項２記載の可変長符号復号化器。 - 【請求項４】 上記記憶手段がプログラマブルロジカル
アレイで構成される請求項２記載の可変長符号復号化
器。 - 【請求項５】 上記符号データビット列の幅は最大符号
語長以上とする請求項１、２、３または４記載の可変長
符号復号化器。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5322596A JP3304745B2 (ja) | 1996-03-11 | 1996-03-11 | 可変長符号復号化器 |
| US08/717,946 US5825314A (en) | 1996-03-11 | 1996-09-23 | Variable-length code decoder |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5322596A JP3304745B2 (ja) | 1996-03-11 | 1996-03-11 | 可変長符号復号化器 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH09246990A true JPH09246990A (ja) | 1997-09-19 |
| JP3304745B2 JP3304745B2 (ja) | 2002-07-22 |
Family
ID=12936890
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5322596A Expired - Fee Related JP3304745B2 (ja) | 1996-03-11 | 1996-03-11 | 可変長符号復号化器 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5825314A (ja) |
| JP (1) | JP3304745B2 (ja) |
Families Citing this family (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6414608B1 (en) * | 1999-06-09 | 2002-07-02 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Variable length code decoding device, digital broadcast receiving apparatus, and DVD reproducing apparatus |
| US6771824B1 (en) * | 1999-12-28 | 2004-08-03 | Lucent Technologies Inc. | Adaptive variable length decoding method |
| US7095343B2 (en) * | 2001-10-09 | 2006-08-22 | Trustees Of Princeton University | code compression algorithms and architectures for embedded systems |
| KR20070083677A (ko) * | 2004-09-14 | 2007-08-24 | 개리 데모스 | 고품질 광역 다중-레이어 이미지 압축 코딩 시스템 |
| US9252805B1 (en) * | 2015-03-28 | 2016-02-02 | International Business Machines Corporation | Parallel huffman decoder |
Family Cites Families (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH03143028A (ja) * | 1989-10-27 | 1991-06-18 | Yamaha Corp | 可変長符号の復号回路 |
| US5220325A (en) * | 1991-03-28 | 1993-06-15 | At&T Bell Laboratories | Hierarchical variable length decoder for digital video data |
| US5225832A (en) * | 1992-02-13 | 1993-07-06 | Industrial Technology Research Institute | High speed variable length decoder |
| JP3136796B2 (ja) * | 1992-09-24 | 2001-02-19 | ソニー株式会社 | 可変長符号デコーダ |
| KR0152038B1 (ko) * | 1994-10-17 | 1998-10-15 | 김광호 | 상대 주소를 이용한 가변장 복호화 장치 |
-
1996
- 1996-03-11 JP JP5322596A patent/JP3304745B2/ja not_active Expired - Fee Related
- 1996-09-23 US US08/717,946 patent/US5825314A/en not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP3304745B2 (ja) | 2002-07-22 |
| US5825314A (en) | 1998-10-20 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |