JPH11163737A - 情報源の符号化及び復号化の高速化装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】データ圧縮等に用いられるデジタル符号の復号
化において従来法が行っている符号語表探索や符号木探
索や累積頻度表探索は逐次的であり低速である。また、
算術符号の符号化や復号化では、ハードウエアコストや
計算コストの大きい除算が記号当たり２回使用されてお
り、また、符号語の演算位置の桁移動が低速な逐次的方
法で行われている。 【解決手段】符号化データの復号のために、未復号内容
の値またはそれから演算される値の上位の一定ビット数
の内容をもとに符号語探索または符号木探索または累積
頻度探索のスキップ量を与える機構を設ける。算術符号
の符号化及び復号化のために、同一序数による除算を先
に行う構成の演算機構を設ける。算術符号の符号化及び
復号化のために、符号語範囲を表す複数ビットの情報を
もとに符号語の演算位置の桁移動量を与える機構を設け
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はデータ圧縮等に用い
られるデジタル符号の符号化及び復号化を高速化するた
めの装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】符号化したい記号列のアルファベットサ
イズをＫとする。記号もその順序数も同じ表記（例えば
ｉ）を用いる。商を求める演算をｄｉｖ、べき乗を求め
る演算を＾、左シフト演算を≪、右シフト演算を≫、ｘ
の切り捨てをｆｌｏｏｒ（ｘ）と表わす。特に算術符号
の説明で以下の記号や用語を用いる。記号ｉ（０≦ｉ＜
Ｋ）の出現頻度をＦ（ｉ）、出現頻度の累積値（以下累
積頻度という。）をＱ（ｉ）（０≦ｉ≦Ｋ）と表わす。
Ｑ（０）＝０、Ｑ（ｉ）＝ Ｆ（０）＋Ｆ（１）＋…＋
Ｆ（ｉ−１）（１≦ｉ≦Ｋ）である。Ｑ（Ｋ）を単にＴ
と表わす。Ｆ＝（Ｆ（０），Ｆ（１），…，Ｆ（Ｋ−
１））を出現頻度表、Ｑ＝（Ｑ（０），Ｑ（１），…，
Ｑ（Ｋ−１），Ｑ（Ｋ））を累積頻度表と呼ぶ。以下で
はＦやＱは整数として話を進めるが、記号の出現確率が
与えられるなど小数をともなう場合も小数点の移動や定
数をかけることにより整数値または固定小数点数に直す
と考えれば、整数のＦやＱの議論を適用できる。Ｆ
（ｉ）（０≦ｉ＜Ｋ）は必要ならゼロにならないような
処置を講じるものとする。また、例えば岡村：”適応的
多値算術符号の高速化”，信学技法，ＩＴ９６−３１，
１９９６．に記述されているように、更にＱ（Ｋ）の値
が２のべき乗の値になるような処置を講じることも計算
コストを下げる上で効果がある。

【０００３】データ圧縮等に用いられるデジタル符号の
代表的なものとして、符号化対象記号列の各記号の符号
語を整数ビットで構成するＳｈａｎｎｏｎ−Ｆａｎｏ符
号、Ｈｕｆｆｍａｎ符号、Ｇｉｌｂｅｒｔ−Ｍｏｏｒｅ
の符号、Ｆａｎｏの符号、Ｇｏｌｏｍｂ符号、ランレン
グス符号などと、符号化対象記号列全体をひとつの符号
語で表す算術符号を挙げることができる。データ圧縮等
において、符号化や復号化において仮定している情報源
モデルのパラメータを符号化や復号化の対象の内容によ
って変化させながら符号化や復号化をする場合は適応的
と呼ばれる。また最初にパラメータを確定した後は変え
ないで符号化や復号化する場合は静的と呼ばれる。適応
的な場合において全体の計算コストを抑えるために、符
号語の決定やこれに関連した処理を、記号の符号化・復
号化ごとではなく間隔を空けて行う方法も用いられてい
る。このような方法は例えば先述の岡村の論文に記述さ
れている。

【０００４】符号語が整数ビットの従来の符号の復号化
では、符号木の枝を一段ずつたどるようにして、また
は、符号語表の一つ一つの符号語と照らし合わせなが
ら、線形探索または２分探索によって復号記号を探索し
ている。算術符号の復号化では、線形探索または２分探
索によって累積頻度表の区間を探索し復号記号を決定し
ている。

【０００５】典型的な算術符号の従来法、例えばＣ．
Ｂ．Ｊｏｎｅｓ：”Ａｎ Ｅｆｆｉｃｉｅｎｔ Ｃｏｄ
ｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍ ｆｏｒ Ｌｏｎｇ Ｓｏｕｒｃ
ｅ Ｓｅｑｕｅｎｃｅｓ”，’ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓ．
Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ， Ｖｏｌ．
ＩＴ−２７， Ｎｏ．３， ｐｐ２８０−２９１，Ｍ
ａｙ １９８１．や、Ｉ．Ｈ．Ｗｉｔｔｅｎ， Ｒ．
Ｍ．Ｎｅａｌ，Ｊ．Ｇ．Ｃｌｅａｒｙ：”Ａｒｉｔｈｍ
ｅｔｉｃ ｃｏｄｉｎｇ ｆｏｒ ｄａｔａ ｃｏｍｐ
ｒｅｓｓｉｏｎ”，ＣＡＣＭ， Ｖｏｌ．３０， Ｎ
ｏ．６， ｐｐ５２０−５４０， Ｊｕｎ １９８７．
に記述されているような方法において、ある時点で符号
語の区間の下限がＲｌ、上界がＲｈ、区間幅がＲのと
き、記号ｉを符号化または復号化した後の符号語の区間
の下限Ｒｌ’、上界Ｒｈ’、区間幅Ｒ’は Ｒｌ’＝Ｒｌ＋Ｒ×Ｑ（ｉ） ｄｉｖ Ｑ（Ｋ）、 Ｒｈ’＝Ｒｌ＋Ｒ×Ｑ（ｉ＋１）ｄｉｖ Ｑ（Ｋ）、 Ｒ’＝Ｒｈ’−Ｒｌ’ のように算出されていた。演算桁はＲ×Ｑ（Ｋ）が計算
できる程度必要である。Ｗｉｔｔｅｎらの方法では直接
にはＲｈ’でなく、符号語の区間の上限であるＲｈ’−
１を用いている。Ｊｏｎｅｓの方法ではＲｈ’の値は直
接には必要なく、また、復号化においては常に符号語か
ら既復号化分を差し引くことによってＲｌ’をゼロと考
えることができる。いずれの方法も符号化や復号化にお
いて記号あたり乗算機構を２回、除算機構を２回使用す
る。ｉを符号化または復号化した後の上界Ｒｈ’は、代
わりにｉ＋１を符号化または復号化したと考えた場合の
新しい下限の値に等しい。よってＲｌ’とＲｈ’は同一
あるいは同様の機構で演算することができる。

【０００６】算術符号で有限の演算桁数（Ｗと表す。）
で符号語の演算を続けるために演算桁位置の移動を必要
とする。Ｊｏｎｅｓの方法ではＲ’を用いて、Ｗｉｔｔ
ｅｎらの方法ではＲｌ’とＲｈ’−１を用いて、移動桁
数を決定している。いずれも条件判定をしながら１ビッ
トずつシフトしている。演算桁位置の移動を終えたＲ
ｌ’，Ｒｈ’，Ｒ’の値は、次の記号の符号化や復号化
を行う際の新たなＲｌ，Ｒｈ，Ｒに相当する。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】データ圧縮等に用いら
れるデジタル符号の復号化において従来法が行っている
符号語表探索や符号木探索や累積頻度表探索は逐次的で
あり低速である。計算コストは、例えば線形探索では最
大でＯ（Ｋ）、２分探索ではＯ（ｌｏｇ Ｋ）かかる。

【０００８】算術符号の符号化や復号化では、ハードウ
エアコストや計算コストの大きい除算が記号当たり２回
使用されている。

【０００９】算術符号の符号化や復号化では、符号語の
演算位置の桁移動が低速な逐次的方法で行われている。

【００１０】

【課題を解決するための手段】符号化データの復号のた
めに、未復号内容の一定ビット数の上位ビットの内容を
もとに符号語表探索のスキップ量、または、符号木探索
のスキップ量を与える機構を有する復号記号の探索装置
を設ける。

【００１１】算術符号の符号化データの復号のために、
未復号内容を累積頻度に換算して得られる値の一定ビッ
ト数の上位ビットの内容をもとに累積頻度表探索のスキ
ップ量を与える機構を有する復号記号の探索装置を設け
る。

【００１２】算術符号の符号化と復号化において、同一
序数による除算をまとめて行うために算術符号における
符号語範囲幅Ｒと出現頻度の総計ＴからＭ＝Ｒ ｄｉｖ
Ｔを演算する機構と、このＭと符号語範囲の下限Ｒｌ
と記号ｉの累積頻度Ｑ（ｉ）から新しい符号語範囲の下
限Ｒｌ’＝Ｒｌ＋Ｍ×Ｑ（ｉ）を演算する機構とを有す
る新しい符号語範囲の下限を演算する装置を設ける。

【００１３】算術符号の符号化と復号化において、同一
序数による除算をまとめて行うために情報源アルファベ
ットの全ての記号ｊについて累積頻度Ｑ（ｊ）と出現頻
度の総計Ｔと予め決めた定数ＤよりＭ（ｊ）＝（Ｑ
（ｊ）≪Ｄ） ｄｉｖ Ｔを演算する機構と、記号ｉと
Ｄと算術符号の符号語範囲の下限Ｒｌと符号語範囲幅Ｒ
からＲｌ’＝Ｒｌ＋（Ｒ×Ｍ（ｉ））≫Ｄを演算する機
構とを有する新しい符号語範囲の下限を演算する装置を
設ける。

【００１４】算術符号の符号化復号化のために、符号語
範囲幅の一定数の上位ビットの内容をもとに符号語範囲
幅のシフト量を与える機構を有する符号語の演算桁位置
の桁移動量を与える装置を設ける。

【００１５】算術符号の符号化復号化のために、算術符
号の符号語範囲の下限及び上界の双方の一定数の上位ビ
ットの内容をもとに符号語範囲幅のシフト量を与える機
構を有する符号語の演算桁位置の桁移動量を与える装置
を設ける。

【００１６】

【作用】請求項１から３の発明によって、復号記号を得
るための探索のステップ数を減らすことができる。多く
の場合に比較を繰り返すことなく復号記号を得ることが
できる。

【００１７】請求項４及び５の発明によって、算術符号
の符号化や復号化において同じ値による除算をまとめて
行うことができる。記号ごとに２回必要であった除算機
構の利用が半分に減らせる。

【００１８】請求項６及び７の発明によって、算術符号
の符号化や復号化において符号語演算の桁移動量を知る
ための比較回数を減らすことができる。また桁移動量を
得ることができるため、桁移動に伴うシフト演算をまと
めて行うことができるようになる。

【００１９】

【実施例】

【実施例１】請求項１の発明の実施例を、例としてＫ＝
６、記号０から５の出現確率がそれぞれ１／８，１／
２，１／３２，１／４，１／３２，１／１６で、符号語
をハフマン符号で決定した場合で説明する。符号語を辞
書引き順で並べると、例えば記号３，５，４，２，０，
１の順に００，０１００，０１０１０，０１０１１，０
１１，１（符号語辞書と呼ぶ。）となる。各符号語の長
さはこの順でそれぞれ２，４，５，５，３，１である。
未復号内容の一定の上位複数ビット（Ｂビットとす
る。）の内容としてありうるすべてのパターン（２のＢ
乗通りある。）のぞれぞれの場合について、復号され得
る復号記号の中で最小の辞書引き順の順序（この辞書引
き順の順序を例えばゼロから数えることにする。）を求
め記憶しておく。Ｂ＝３では上位３ビットの内容００
０，００１，０１０，０１１，１００，１０１，１１
０，１１１（２進数として読むと０から２＾Ｂ−１であ
る。）に対してそれぞれ０，０，１，４，５，５，５，
５が得られように記憶しておく。この写像関係を仮にｆ
と表す。

【００２０】復号は次の手順で行える。 （１−１）：未復号内容の上位Ｂビットの内容からｆに
よって辞書引き順の順序Ｐを知る。 （１−２）：符号語辞書中のＰ番目以降の符号語で未復
号内容と一致する符号語を探し出す。 （１−３）：探し出した符号語に対応する記号（復号記
号である。）を得る。 （１−４）：未復号内容から既復号内容を取り除く。 探索装置は（１−１）から（１−３）の処理を行う。

【００２１】符号語とともに符号語長も記憶しておく
と、手順（１−２）における符号語辞書中の符号語と未
復号内容との比較で次の点を利用できる。もし符号語辞
書中の比較中の符号語の長さがＢ以下ならそれが探索す
べき符号語である。なぜなら符号語のパターンは比較す
るまでもなく一致しているためである。また符号語辞書
中の比較中の符号語の長さ（仮にＬとする。）がＢより
大きいとき、未復号内容と比較すべきビット数Ｌ−Ｂを
知ることができる。なぜならＢビットはｆを参照したこ
とによって既に比較したことになっているからである。

【００２２】例えば記号列１，３，４にあたる未復号内
容１０００１０１０は次のように復号される。未復号内
容の上位３ビット１００から符号語辞書での探索すべき
位置ｆ（１００）＝５が得られる。符号語辞書の５番目
の符号語の長さ２はＢ＝３以下なので５番目の符号語が
探索すべき符号語である。これに対応する記号は１で、
これが復号記号である。残りの未復号内容０００１０１
０の上位３ビットからｆ（０００）＝０を得る。符号語
辞書の０番目の符号語の長さは２でありＢ＝３以下であ
る。対応する記号３が復号記号である。残りの未復号内
容０１０１０の上位３ビットからｆ（０１０）＝１を得
る。符号語辞書の１番目の符号語０１００の長さは４で
ありＢ＝３より大きい。この符号語と未復号内容のＢ＋
１ビット以降の内容を比較するが一致しない。次の符号
語辞書の２番目の符号語０１０１０の長さは５でありＢ
＝３より大きいこの符号語と未復号内容のＢ＋１ビット
以降の内容を比較すると一致している。対応する記号４
が復号記号である。

【００２３】Ｂが大きいと、手順（１−２）で多くの場
合に一つの符号語に対する比較で復号すべき符号語を得
ることができ、復号記号の探索を早めることができる。
Ｂの値は例えばｌｏｇ Ｋ程度またはそれ以上の整数を
選ぶ。もし手順（１−２）でいくつもの符号語と比較す
ることがあっても、そのことの全体の復号時間に対する
影響は小さい。なぜなら符号語の長い記号は一般に出現
確率は小さいからである。手順（１−２）での探索は線
形探索以外の方法によってもよい。しかし仮に２分探索
のような高度な探索法を用いても計算コストへの影響は
小さい。

【００２４】ｆの写像関係は符号語が変化したときにだ
け作り変えればよい。その計算コストはＯ（Ｋ）であ
る。静的な場合には記憶機構の記憶内容の決定は最初に
１回行えばよい。適応的な符号化や復号化では、符号語
とｆの更新を記号ごとに行うのではなく、間隔をあけて
行うと効果がある。更新の間隔をＫ個やその数倍にする
辺りから、計算コストはＫにあまり依存しなくなる。更
新の間隔が記号の数にしてＫ個程度よりも小さくても計
算コストには十分な効果がある。

【００２５】

【実施例２】請求項２の発明の実施例を、例としてＫ＝
６、記号０から５の出現確率がそれぞれ１／８，１／
２，１／３２，１／４，１／３２，１／１６で、符号木
をハフマン木にした場合で説明する。記号０から５の符
号語は例えばそれぞれ００，０１００，０１０１０，０
１０１１，０１１，１である。符号語の長さはそれぞれ
２，４，５，５，３，１である。符号木の２Ｋ−１＝１
１個の節点（Ｋ個の葉を含む。）に適当に異なる番号を
付ける。例えば、符号木の根に１を、根からの道程が
０，１，００，０１，０１０，０１１，０１００，０１
０１，０１０１０，０１０１１の各節点に順にそれぞれ
２から２Ｋ−１までの番号を付けることができる。節点
１から１１の根からの道程の長さはそれぞれ０，１，
１，２，２，３，３，４，４，５，５である。また節点
２，４，７，８，１０，１１はそれぞれ記号１，３，
０，５，４，２と対応している。未復号内容の一定の上
位複数ビット（Ｂビットとする。）の内容としてありう
るすべてのパターン（２のＢ乗通りある。）のぞれぞれ
の場合について、復号され得る記号の全部が共通に通過
する符号木中の節点を求め記憶しておく。Ｂ＝３では上
位３ビットの内容０００，００１，０１０，０１１，１
００，１０１，１１０，１１１（２進数として読むと０
から２＾Ｂ−１である。）に対してそれぞれ４，４，
６，７，３，３，３，３が得られように記憶しておく。
この写像関係を仮にｆと表す。

【００２６】復号は次の手順で行える。 （２−１）：未復号内容の上位Ｂビットの内容からｆに
よって節点Ｐを知る。 （２−２）：Ｐが葉節点でないなら、未復号内容に従っ
て葉節点に達するまで節点Ｐから下る。 （２−３）：到達した葉節点に対応する記号（復号記号
である。）を得る。 （２−４）：未復号内容から既復号内容を取り除く。 探索装置は（２−１）から（２−３）の処理を行う。

【００２７】葉節点や記号から参照できるように符号語
長も記憶しておくと手順（２−４）で既復号内容のビッ
ト数を知ることが容易になり、計算コストを下げること
ができる。全ての節点（葉節点を含む。根は除いてもよ
い。）について根からの道程の長さを予め求め節点の番
号から参照できるように記憶しておくと、手順（２−
４）で既復号内容のビット数を知ることが容易になる他
に、手順（２−２）でＰが葉節点でない場合において符
号木を下るためにもとにすべき未復号内容のビット位置
を知ることも容易になり、計算コストを下げることがで
きる。

【００２８】例えば記号列１，３，４にあたる未復号内
容１０００１０１０は次のように復号される。未復号内
容の上位３ビット１００から探索を開始すべき節点ｆ
（１００）＝３が得られる。節点３は葉節点であるので
探索は終わりである。節点３と対応する記号１が復号記
号である。残りの未復号内容０００１０１０の上位３ビ
ットからｆ（０００）＝４を得る。節点４は葉節点であ
るので探索は終わりである。節点４と対応する記号３が
復号記号である。残りの未復号内容０１０１０の上位３
ビットからｆ（０１０）＝６を得る。節点６は葉節点で
はない。節点６から未復号内容をもとに探索を進める。
未復号内容のＢビット分を飛ばした後続の内容１をもと
に節点９（根からの道程は０１０１）へ下る。更に続く
未復号内容０をもとに節点１０（根からの道程は０１０
１０。）へ下る。節点１０は葉節点であるので探索は終
わりである。節点１０と対応する記号４が復号記号であ
る。

【００２９】Ｂが大きいと、手順（２−１）で得られた
節点Ｐが多くの場合に葉節点を示すので、復号記号の探
索を早めることができる。Ｂの値は例えばｌｏｇ Ｋ程
度またはそれ以上の整数を選ぶ。もし手順（２−２）で
の繰り返しが多くても、そのことの全体の復号時間に対
する影響は小さい。

【００３０】

【実施例３】請求項３の発明の実施例を、例としてＫ＝
６、記号０から５の出現確率がそれぞれ１／８，１／
２，１／３２，１／４，１／３２，１／１６で算術符号
を用いた場合で説明する。出現確率をもとに、例えばＴ
＝３２になるように累積頻度表を作成するとＱ＝（０，
４，２０，２１，２９，３０，３２）である。０からＴ
−１までの数を上位Ｂビットの値Ｈで分類したと考え、
各Ｈについて累積頻度の上位ＢビットがＨのときに復号
され得る記号の最小の順序数を求め記憶しておく。例え
ばＢ＝３では上位３ビットの内容０００，００１，０１
０，０１１，１００，１０１，１１０，１１１（２進数
として読むと０から２＾Ｂ−１である。）に対してそれ
ぞれ０，１，１，１，１，２，３，３が得られように記
憶しておく。この写像関係を仮にｆと表す。

【００３１】復号は次の手順で行える。 （３−１）：既復号の符号語内容が差し引いてある未復
号内容の値ｅを累積頻度に換算した値の上位Ｂビットの
内容Ｈから、Ｐ＝ｆ（Ｈ）を得る。 （３−２）：Ｐ＋１を符号化した場合の符号語の値を演
算して、もしそれがｅを越えるならＰが復号記号の順序
数である。越えないならＰ←Ｐ＋１として（３−２）を
はじめから繰り返す。 （３−３）：未復号内容の値から復号記号の符号化内容
を差し引き、演算桁位置を移動する。 探索装置は（３−１）と（３−２）の処理を行う。

【００３２】この例のようにＴ＝Ｑ（Ｋ）だけは他の累
積頻度の値よりも１ビット表現桁が多く必要になるよう
な数を選んでもよい。また、手順（３−２）でＰ＝Ｋ−
１までで繰り返しを終えるようにするなど、直接Ｔ＝Ｑ
（Ｋ）を用いないようにすことも可能である。

【００３３】例えば、符号語範囲幅の表現桁数Ｗｒを６
ビット、Ｑ（Ｋ）以外の累積頻度を５ビットで表現して
おり、ある時点での符号語範囲幅がＲ＝１０００００の
場合に、記号列１，３，４にあたる未復号内容０１００
１０００１は次のように復号される。未復号内容の上位
Ｗｒ＝６ビットの内容ｅ＝０１００１０より累積頻度へ
の換算値ｅ×Ｔ ｄｉｖ Ｒ＝０１００１０を得る。こ
の上位３ビットからＰ＝ｆ（０１０）＝１を得る。Ｐ＋
１＝２での符号語範囲はＲ×Ｑ（２） ｄｉｖ Ｔ＝１
０１００以上でありｅを越えるのでＰ＝１が復号記号で
ある。新しい符号語範囲幅はＲ’＝Ｒ×Ｑ（２） ｄｉ
ｖ Ｔ−Ｒ×Ｑ（１） ｄｉｖ Ｔ＝０１００００であ
り１ビットの桁移動をして新しい符号語範囲幅はＲ＝１
００００となる。ｅから１の符号語を引いて１ビットシ
フトしてその分未復号内容を加えて新しくｅ＝（０１０
０１０−０００１００）≪１＋０＝０１１１００とな
る。これより累積値への換算値ｅ×Ｔ ｄｉｖ Ｒ＝０
１１１００を得、この上位３ビットからＰ＝ｆ（０１
１）＝１を得る。Ｐ＋１＝２ではＲ×Ｑ（２） ｄｉｖ
Ｔ＝１０１００であるがｅ以下であるのでＰ←Ｐ＋１
＝２として繰り返す。Ｐ＋１＝３でもＲ×Ｑ（３） ｄ
ｉｖ Ｔ＝１０１０１がｅ以下であるのでＰ←Ｐ＋１＝
３として繰り返す。Ｐ＋１＝４では符号語範囲がＲ×Ｑ
（４） ｄｉｖＴ＝１１１０１以上でありｅを越えるの
でＰ＝３が復号記号である。新しい符号語範囲幅はＲ’
＝Ｒ×Ｑ（４） ｄｉｖ Ｔ−Ｒ×Ｑ（３） ｄｉｖ
Ｔ＝００１０００であり２ビットの桁移動をして新しい
符号語範囲幅はＲ＝１００００となる。ｅから３の符号
語を引いて２ビットシフトしてその分未復号内容を加え
て新しくｅ＝（０１１１００−０１０１０１）≪２＋０
１＝０１１１０１となる。 累積値への換算値ｅ×Ｔ
ｄｉｖ Ｒ＝０１１１０１を得、この上位３ビットから
Ｐ＝ｆ（０１１）＝１を得る。Ｐが１から３ではｅ以下
にはならない。Ｐ＝４、Ｐ＋１＝２ではＲ×Ｑ（５）
ｄｉｖ Ｔ＝１１１０１でありｅを越えるのでＰ＝４が
復号記号である。

【００３４】Ｂが大きいと、手順（３−１）で得られた
記号Ｐが多くの場合に復号記号に一致しており手順（３
−２）で繰り返すことがないので、復号記号の探索を早
めることができる。Ｂの値は例えばｌｏｇ Ｋ程度また
はそれ以上の整数を選ぶ。もし手順（３−２）でいくつ
もの累積頻度と比較することがあっても、そのことの全
体の復号時間に対する影響は小さい。

【００３５】

【実施例４】Ｊｏｎｅｓの算術符号の符号化のために、
符号語範囲幅Ｒと出現頻度の総計ＴからＭ＝Ｒ ｄｉｖ
Ｔを演算する機構と、Ｍを用いて符号語範囲の新しい
下限Ｒｌ’＝Ｒｌ＋Ｍ×Ｑ（ｉ）を演算する機構と、新
しい区間幅Ｒ’＝Ｍ×Ｆ（ｉ）を演算する機構を設け
る。Ｊｏｎｅｓの算術符号の復号化のために、符号語範
囲幅Ｒと出現頻度の総計ＴからＭ＝Ｒ ｄｉｖ Ｔを演
算する機構と、Ｍを用いて未復号内容から差し引くべき
既復号内容の符号語の値Ｍ×Ｑ（ｉ）を演算する機構
と、これを未復号内容から差し引く機構と、新しい区間
幅Ｒ’＝Ｍ×Ｆ（ｉ）を演算する機構を設ける。

【００３６】Ｍ＝Ｒ ｄｉｖ Ｔの演算結果がＭ×Ｑ
（ｉ）の演算とＲ’の演算で共通に用いられるので、除
算機構の利用は記号あたり１回でよい。

【００３７】ＷｉｔｔｅｎらやＪｏｎｅｓの方法ではＲ
をＷ／２ビット程度で表現するが請求項４の装置ではＷ
ビット程度で表現する。Ｒｈ’が直接必要ではなく直接
にはＲ’が必要なら、Ｒ’はＲｈ’−Ｒｌ’またはＭ×
Ｆ（ｉ）として算出することができる。Ｍの算出ではＴ
が２のべき乗である必要はないが、もしＴが２のべき乗
の値になるように別途処置がしてあるならＭ＝Ｒ ｄｉ
ｖ Ｔの演算はシフト演算で行うことができる。Ｆ
（ｉ）やＱ（ｉ）の記憶のために用意する桁数はＷ／２
ビット辺りが最良である。小さいと出現頻度を表現する
精度が落ち符号化の無駄が増える。大きいと符号化での
無駄が大きくなる。後者の無駄は範囲幅Ｒの内Ｍ×Ｔだ
けが使用されてＲ ｍｏｄ Ｔだけは使用されないこと
に起因する。

【００３８】

【実施例５】算術符号の符号化及び復号化のために累積
頻度Ｑ（ｊ）と出現頻度の総計Ｔと予め決めた定数Ｄか
らＭ（ｉ）＝（Ｑ（ｉ）≪Ｄ） ｄｉｖ Ｔ（０≦ｉ≦
Ｋ）を演算する機構を設ける。Ｗｉｔｔｅｎの算術符号
の符号化及び復号化のために、更に、符号語範囲の新し
い下限Ｒｌ’＝Ｒｌ＋（Ｒ×Ｍ（ｉ））≫Ｄを演算する
機構と、新しい上限Ｒｈ’＝Ｒｌ＋（Ｒ×Ｍ（ｉ＋
１））≫Ｄを演算する機構を設ける。

【００３９】Ｍ（ｉ）（ｉは０からＫまで）の更新は符
号語の決定に合わせて行う。符号語の更新を例えばＫ個
の記号の符号化・復号化当たりで１回行うなら、記号あ
たり２回の乗算の利用と１回の除算機構の利用の割合に
なる。これよりも更に長い間隔で符号語の更新を行うな
ら、記号当たりの除算の平均回数は０に近くなる。もし
Ｔが２のべき乗の値（２のＵ乗とする）になるように別
途処置がしてあるならＭ（ｉ）＝（Ｑ（ｉ）≪Ｄ） ｄ
ｉｖ Ｑの除算はシフト演算のみでＭ（ｉ）＝（Ｑ
（ｉ）≪Ｄ）≫ＵまたはＭ（ｉ）＝Ｑ（ｉ）≪ （Ｄ−
Ｕ）と演算することができる。特に静的符号化ではＱ
（ｉ）（０≦ｉ≦Ｋ）が変わらないので、Ｍ（ｉ）（０
≦ｉ≦Ｋ）は最初に１回算出すればよい。

【００４０】２のＤ乗はＫ以上でなければならない。Ｄ
はＷ／２辺りに選ぶ。小さいと出現頻度を表現する精度
が落ち符号化の冗長度が増える。大きいとＲの表現桁数
を小さくしなければならなくなり符号化の冗長度が増え
る。Ｒ×Ｍ（ｉ）の表現桁数はＷビットを越えてはいけ
ない。

【００４１】

【実施例６】請求項６の発明は、例えばＪｏｎｅｓの算
術符号化法のように、符号語範囲幅のみで符号語の演算
桁位置移動量を決定できる場合に適用できる。

【００４２】符号語範囲幅の上位Ｓビットの内容（２進
数とみなしたときの値をＳ（Ｒ）と表わす）をもとに符
号語範囲幅のシフトを行う場合に、０から２＾Ｓ−１の
各ｒについてＳ−ｆｌｏｏｒ（ｌｏｇ ｒ）−１ 但し
ｒ＝０ならＳとする。）を求めておきｒで参照できるよ
うに記憶しておく、もしくは、これと同じ出力を与える
論理回路を構成する。

【００４３】符号化や復号化において新しい符号語範囲
幅Ｒ’の上位Ｓビットの内容から得られたシフト量だけ
Ｒ’やＲｌ’などの左シフトを行うが、この値がＳであ
る間はＲ’の上位Ｓビットの内容から得られたシフト量
だけＲ’やＲｌ’などの左シフトを行うことを繰り返
す。Ｓをｌｏｇ Ｋ程度またはそれ以上の整数にすれ
ば、多くの場合にシフト量は繰り返しの起こらないＳ未
満の値になる。

【００４４】

【実施例７】請求項７の発明は、例えばＷｉｔｔｅｎら
の算術符号化法のように、符号語範囲の下限及び上界を
用いて符号語演算桁位置移動量を決定できる場合に適用
できる。

【００４５】符号語範囲の下限と上限のそれぞれ上位Ｓ
ビットの内容（それぞれを仮にｒ１，ｒ２とする。）を
もとに符号語範囲のシフトを行う場合に、ｒ１，ｒ２が
０から２＾Ｓ−１の各組み合わせ（２＾（２Ｓ）通
り。）についてシフト量を求めておきｒ１，ｒ２で参照
できるように記憶しておく、もしくはそれと同じ出力を
与える論理回路を構成する。

【００４６】Ｗｉｔｔｅｎらの算術符号では下限と上限
の最上位ビットが同じ時には最上位ビットを含めたシフ
トが行われ、異なるときには最上位ビット以外のビット
に対してシフトが行われる。よって、ｒ１，ｒ２の最上
位ビットが同じ場合には、得られたシフト量だけ下限と
上限をＳビットシフト演算して、シフト量がＳであるな
ら上位Ｓビットの内容からシフト量を求める処理から繰
り返す。ｒ１，ｒ２の最上位ビットが異なる場合には、
得られた量だけ最上位ビットを除き下限と上限を左シフ
ト演算して、シフト量がＳ−１であるなら上位Ｓビット
の内容からシフト量を求める処理から繰り返す。Ｓをｌ
ｏｇ Ｋ程度またはそれ以上の整数にすれば、多くの場
合にシフト量は繰り返しの起こらない値になる。

【００４７】

【発明の効果】請求項１から３の発明によって、復号記
号を得るための探索のステップ数を減らすことができ復
号化の計算コストを下げることができる。

【００４８】請求項４及び５の発明のよって、算術符号
の符号化及び復号化において除算機構の利用を減らすこ
とができ、ハードウエアコストや計算コストの低減がは
かられる。

【００４９】請求項６及び７の発明によって、算術符号
の符号化及び復号化において符号語演算の桁移動量を知
ることで桁移動をまとめて行うことができるようにな
り、計算コストの低減がはかられる。

Claims (7)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】情報源符号化データの復号に関わる装置
   で、未復号内容の一定ビット数の上位ビットの内容Ｈか
   ら、未復号内容の上位ビットの内容がＨのときに復号さ
   れ得る一つ以上の記号の内で全符号語における辞書引き
   順での順序が最小値Ｐである記号の順序Ｐを与える機
   構、もしくは、最大値Ｐである記号の順序Ｐを与える機
   構を有することを特徴とする情報源符号化データの復号
   記号の探索装置
2. 【請求項２】情報源符号化データの復号に関わる装置
   で、未復号内容の一定ビット数の上位ビットの内容Ｈか
   ら、未復号内容の上位ビットの内容がＨのときに復号さ
   れ得る一つ以上の記号の全部が共通に通過する節点の内
   で符号木中のもっとも根から遠い節点Ｐを与える機構を
   有することを特徴とする情報源符号化データの復号記号
   の探索装置
3. 【請求項３】情報源符号化データの復号に関わる装置
   で、既復号の符号語内容が差し引いてある未復号内容の
   値を累積頻度に換算した値の一定の上位Ｂビットの内容
   Ｈから、累積頻度の上位ＢビットがＨのときに復号され
   得る一つ以上の記号の内で最小の順序数の記号Ｐを与え
   る機構、もしくは、最大の順序数の記号Ｐを与える機構
   を有することを特徴とする情報源符号化データの復号記
   号の探索装置
4. 【請求項４】算術符号の符号化及び復号化に関わる装置
   で、算術符号における符号語範囲幅Ｒと出現頻度の総計
   Ｔから除算または右シフトによってＭ＝Ｒ ｄｉｖ Ｔ
   を演算する機構を有することを特徴とする算術符号化の
   符号語の新しい符号語区間を演算する装置
5. 【請求項５】算術符号の符号化及び復号化に関わる装置
   で、情報源アルファベットの全ての記号ｊについて累積
   頻度Ｑ（ｊ）と出現頻度の総計Ｔと予め決めた定数Ｄか
   ら左シフトと除算または左シフトと右シフトまたはＤ−
   ｌｏｇ Ｔ桁のシフトによってＭ（ｊ）＝（Ｑ（ｊ）≪
   Ｄ） ｄｉｖ Ｔを演算する機構を有することを特徴と
   する算術符号化の符号語の新しい下符号語区間を演算す
   る装置
6. 【請求項６】算術符号の符号化及び復号化に関わる装置
   で、符号語範囲幅の一定数の上位ビットの内容をもとに
   符号語範囲幅の左シフト量を与える機構を有することを
   特徴とする算術符号の符号語の演算桁位置の移動量を与
   える装置
7. 【請求項７】算術符号の符号化もしくは復号化のため
   に、算術符号の符号語範囲の下限及び上界の双方の一定
   数の上位ビットの内容をもとに符号語範囲の左シフト量
   を与える機構を有することを特徴とする算術符号の符号
   語の演算桁位置の移動量を与える装置