JPS5918735B2 - コ−ド・ワ−ド発生装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は、固定長ワードから可変長ワードヘのエンコー
デイング、及び可変長ワードから固定長ワードヘのデコ
ーディングに関する。

更に具体的には、本発明は、異なつたアルハベツトのサ
ブストリングの間で推移（ｔｒａｎｓｉｔｉｏｎ）が生
じる時の不明瞭性を解決する機構に関する。これによつ
て、エンコーデイングにおける最適の可変長ワードの割
当てが可能となる。更に、可変長コード・ワードのコン
マ゜フリー（ｃｏｍｍａ−ｆｒｅｅ）のビット。ストリ
ームを解剖することがそれによつて可能となり、且つデ
コーディングにおいて可変長ワードとその固定長表現と
の間に存在する不明瞭性を解決することができる。固定
長から可変長へのエンコーデイングは、可変長コード・
ワードｃ（ａ）を固定長コード・ワードｂ（ａ）表現形
式へ割当てることを含む。

各々の固定長コード・ワードは源アルハベツト（ｓｏｕ
ｒｃｅａｌｐ一ｈａｂｅｔ）Ａにおける文字ａを表わす
。ｂ（ａ）は、Ａ１及びＡ２の双方における文字ａを表
わすことができるので、エンコーデイング過程及びデコ
ーディング過程の双方において不明瞭性が生じる。

エンコーダは、最適の可変長コード割当てをするために
、１つのアルハベツトから他のアルハベツトヘの推移が
何時生じたかを決定しなけれぱならない。デコーダは、
コンマ・フリーのビット・ストリームを解剖するために
、又固定長コ−ド・ワードｂ（ａ）を、受取られた可変
長コード・ワードｃ（ａ）へ正しく割当てるために、ど
のアルハベツトがエンコーダによつて選択されたかを決
定しなければならない。等して固定長コード・ワードを
使用する文字アルハベツトを機械に貯蔵し、転送し且つ
処理することには、コスト及びパフオーマンス上の利益
が存在する。

利益としては、貯蔵セルや貯蔵レジスタのサイズ、デー
タ・バスのための導体の数、文次境界を追跡するための
情報上の総経費が逓減されること、又は不要となること
等がある。しかし可変長表現は、平均した圧縮コード・
ワード長が固定コード・ワード長より短い場合に、転送
及び貯蔵上魅力的である。英文テキストは、いくつかの
異なつたアルハベツトからの固定長コード・ワードによ
つて機械により記述される場合がある。

例えば、大文字Ａ，Ｂ，・・・・・・Ｚのアルハベツト
が存在し、小文字Ａ，ｂ，・・・・・・ｚのアルハベツ
トが存在し、数字及び記号１，２，３・・・・・・？、
＋のアルハベツトが存在する。長さＬの固定長コードで
あつて、その容量２ＬがＴ（大文字の数及び小文字の数
その他を加えたもの。）より大であるか又は等しいよう
な固定長コードを構成することは可能である。しかし２
Ｌ＜Ｔの場合、いくつかの固定長コード・ワードｂ（ａ
）は不明瞭となろう。コスト上の差引きを考えると、ｂ
（ａ）の長さＬの増加が、不明瞭性を解決するために使
用する機構よりもずつと高価になる場合がある。前述し
た如く、可変長コード・ワード表現が、固定長コード・
ワードを圧縮したものとなる場合に、固定長から可変長
へのエンコーデイングが魅力的となる。

圧縮は、源アルハベツトと関連した或る統計上の規則を
使用することによつて達成される。最も多く使用される
規則は、発生の相対的頻度に基づいて文字を配列し、最
も短い長さのコード・ワードを最も頻度の高い文字へ割
当てることである。これによつて、最もまれに発生する
文字は、非常に長いコード・ワードを有することになる
。コード・ワード長の上限はレジスタ・サイズの上限で
ある。長いレジスタの必要性を除くために、固定したレ
ジスタ長よりも長い可変長コード・ワードを有する頻度
の少ない文字は、クリアな（即ち、エンコードされない
）文字に゛よつて後続された特定の可変長接頭辞（Ｐｒ
ｅｆｉｘ）と共に転送されることなる。この事は、エン
コーダ出力が、頻度の高い可変長コード・ワード・シー
ケンスと特別のプレフイツクスを有する頻度の低い固定
長コード・ワードとから構成されることを意味する。エ
ンコーダ出力は、可変長ワードに関する限り、連続した
コンマ・フリーのビツト・ストリームと見なすことがで
きる。可変長ワードの間にコンマ、分離記号等を置くこ
とは、圧縮の利益を著しく減少させる。先行技術は、固
定長及び可変長のエンコーダについて多くの例を有して
いる。

例えば、米国特許第３２３７１７０号は、源アルハベツ
ト変化の相対的頻度の統計値に合せて可変長コード・ワ
ードの割当てを変化させるように働く適応性圧縮装置を
説明している。米国特許第３３９４３５２号は各固定長
ワードを異なつた構造のエンコーダへ並列に印加してい
る。この特許においては、多くのコード・ワードの中の
最短コード・ワードがデコーデイングを可能とするタグ
と共に使用される。前記米国特許第３２３７１７０号に
おいては、出力コード・ワードが変化するが、依然とし
て各各の人力文字と出力文字との間では、独特の１対１
の関係が維持される。同様の事は、前記米国特許第３３
９４３５２号についても言える。この特許では、出力タ
グは使用されるべきエンコーダもしくはデコーダを指定
する。これに対し、本発明が問題とすることは、先ずエ
ンコーダにおいて、次いでデコーダにおいて不明瞭な語
（Ｔｅｒｍ）を解析することである。本発明はマルコフ
・プロセツサ（ＭａｒｋＯｖｐｒＯ一ＣｅｓｓＯｒ）が
記憶特性を有するという観点、及びその状態推移が、固
定長及び可変長コード・ワードのラン（Ｒｕｎ）に関し
て実験的に引出された統計値を反映するように修正され
得るという観点に立脚するものである。

本発明は、文脈を設定し且つサブストリング・アルハベ
ツトを指定するために使用される。例えば、現在の固定
長コード・ワードが、Ｋ個の大文字のランを与えられる
ような大文字である可能性は小さい。他の例としては、
任意の長さの小文字のランの後に、ｂ（ａ）を大文字へ
割当てる可能性も全く無視できよう。これらの観点に立
てば、不明瞭な文字が先行する語のランと同じアルハベ
ツトに属するか又は異なつたアルハベツトに属するかを
決定する１群の規則を作ることができる。実際の規則は
、実験的に引出された統計値と源アルハベツトとが変化
するのに応じて変化する。本発明のコード・ワード発生
装置は、固定長コード・ワードｂ（ａ）に応答して、ア
ルハベツトＡ１に対する可変長コード・ワードｃ（Ａｉ
）、アルハベツトＡ２に対する可変長コード・ワードｃ
（Ａｊ汲びこれらの可変長コード・ワードに関連するパ
ス信号Ｓを供給するエンコーデイング手段を含む。

ＡｉはアルハベツトＡ１に属する文字を表わし、Ａｊは
アルハベツトＡ２に属する文字を表わす。パス信号Ｓは
マルコフ・プロセツサの状態推移パスｉ又はｊを指定す
るもので、複数の異なつた状態（ｒ種類）を取り得る状
態推移手段へ供給される。状態推移手段はパス信号Ｓに
応答して次の状態（ｐ種類のうちの１つ、ただし１くｐ
＜ｒ）へ推移し、予め決められた状態推移が所定数続い
た時点でアルハベツトＡ１及びＡ２の切替えを行なう。
この切替えは制御信号ｇによつて示される。後述する実
施例では、ｇ−０がアルハベツトＡ１に対応し、ｇ＝１
がアルハベツトＡ２に対応している。エンコーデイング
手段から供給されたｃ（Ａｉ）及びｃ（Ａｊ）は、この
信号ｇによりいずれか一方だけが選択されて出力される
。本発明は、実際の多数の機械状態が、表現目的のため
のより少ない数の状態へとマツプされることができると
いう事実を有利に利用するものである。

これは、同一アルハベツト中の文字のランは、機械を機
械状態のサブセツトの１つ又は他の１つに置くであろう
という事実に起因する。この事は、エンコーデイングも
しくはデコーデイングを遂行するのに必要なメモリ及び
処理の量を減少する。一連の可変長コード・ワードをコ
ンマ・フリーのビツト・ストリームとして受取るに当つ
て、デコーダはストリーム中の文字を解剖し且つ所与の
ｃ（ａ）がｂ（Ａｉ）を表わすかｂ（Ａｊ）を表わすか
を決定するエンコーデイング論理とマルコフ・プロセツ
サとを含む。この点に関して、マルコフ●プロセツサは
、固定長ワード・ストリームをエンコードする時のマル
コフ・プロセツサと同じ状態のシーケンスをたどる。可
変長コード・ワードＣは、所与のアルハベツトの各構成
要素へ１対１で割当て可能であることが知られている。

コード・ワードの長さＬは、アルハベツト中の語の相対
的発生頻度Ｐに対して逆の関係を有する。アルハベツト
の語へ割当てられた可変長コード・ワードの平均の長さ
を最小化するアルゴリズムは、当技術分野において知ら
れるところである。例えば、米国特許第３６７５２１１
号、第３６７５２１２号、第３７０１１１１号を参照さ
れたい。これら特許は、全体的又は部分的にホフマン氏
の労作「ア・メソツド・フオ一・ザ・コンストラクシヨ
ン・オブ・ミニマム・リタンタンシ一１コーズ（ＡＭｅ
ｔｈＯｄｆＯｒｔｈｅＣＯｎｓｔｒｕｃｔｉＯｎＯｆＭ
ｉｎｉｍｕｍＲｅｄｕｎｄａｎｃｙＣＯｄｅ＼ＰｒＯｃ
ｅｅｄｉｎｇｓＯｆｔｈｅｌＲＥＳｅｐｔｅｍｂｅｒｌ
９５２、ＰａｇｅｓｌＯ９８−１０１１）に基づいてい
る。第１表を参照すると、そこには２つのアルハベツト
Ａ１及びＡ２が示されている。

Ａ，の各々の構成要素ＡｉはＡｉεＡ１と示され、数字
１、２、３、・・・・・・７より構成される。同様にＡ
ｊεＡ２は小文字のローマ字より構成される。相対的頻
度Ｐ（Ａｉ′Ｘ））次に最適長のホフマン・エンコード
可変長ワードＣ（Ａｊ）が続く。コード・ワードＣ（Ａ
ｉ）の長さＬ（Ａｉ）は便宜上次の列に示されている。
各エントリイについて期待される長さは積Ｐ（Ａｉ）Ｘ
Ｉｉ．ａｉ）から形成される。各々のホフマン・コード
は、各アルハベツトについて独立的に計算された。最小
平均のホフマン・コード・ワード長Ｌ（Ａｉ）は、記号
当り０．３４ビツトであり、Ｌ（Ａｊ）は記号当り０．
２５ビツトであることに注意されたい。源アルハベツト
に関して最適化されたコードは、ストリングが連鎖され
るときには最適化されないこととなる。更に頻度の少な
い構成要素の長さに注意すべきである。第２表を参照す
ると、そこにはアルハベツトで指定された固定長コード
・ワードのラン、不明瞭語、及び動作の規則が示される
。

本発明を説明するに当つては、ランやその統計値や源ア
ルハベツトは全く任意的なものとする。この表において
、各々の文字ＡｉはアルハベツトＡ１の構成要素であり
、各々の文字ＡｊはアルハベツトＡ２の構成要素である
。この表において、同一アルハベツト中の文字を表わす
固定長コード・ワードのランｂ（Ａｉ）、ｂ（Ａｉ）、
・・・・ｂ（Ａｉ）は、次の文字をエンコードもしくは
デコードするために、機械が同一アルハベツト中にとど
まるべきことを意味する。

ランが１つの不明瞭文字７によつて中断される場合、機
械は同一アルハベツト中にとどまる。この点に関して、
不明瞭文字はアルハベツトの変化を示すものであるかも
知れない。２つの不明瞭語２７によつて中断されたアル
ハベツトＡ１中のランについては、次の文字をエンコー
ドもしくはデコードするために他のアルハベツトＡ２へ
変化する。

４つの連続した不明瞭語２７２２によつて中断されたＡ
２中のランについては、他のアルハベツトＡ，への転移
がなされねばならない。

第３表は第２表の規則を実行する有限状態機械を表形式
にした、状態制御器に貯蔵される状態推移表を示し、第
１図は問題とするランを認識するのに適した有限機械状
態推移マツプである。

機械は、４の深度に至るまで記憶するのに十分な数の状
態を有しなければならない。この事は、４つの不明瞭語
によつて中断されたアルハベツトＡ２中の文字のランを
支配する推移規則を考慮する必要がある。状態推移表は
、装置が或る初期の内部状態にあるものとし、次いでラ
ンの各々の組合せについて新しい状態が定義され初期状
態からその状態へ装置が移行するものとして形成されて
いる。装置が初期状態から移行したかも知れない次の状
態の各々について、新しい状態を定義するこの過程が反
復される。第３表をグラフにしたものが第１図である。
第３表及び第１図は次のように解釈する。装置が初期状
態１にあり、文字ｂ（Ａｉ）がエンコーデイングのため
に受取られたと仮定すると、機械はパスｉを介して状態
２へ移行する。

もしｂ（ａりがエンコーデイングのために受取られたの
Ｊであれば、装置は同一の状態１にとどまる。

状態１から開始して、装置が一連の語ｂ（Ａｉ）ｂ（Ａ
ｉ）、・・・・ｂ（Ａｉ）を受取つたならば、それは連
続的内部状態１，２，３，４を通過し状態５にとどまる
。同様に、装置が他の任意の内部状態にあり、ｂ（Ａｊ
）、・・・・ｂ（Ａｊ）のランを受けると、それは状態
１へ戻る。連続的機械状態を接続するパス（Ｐａｔｈ）
はＳｉ又はＳｊとして示される。同一アルハベツト中の
語のランは、装置を状態１又は状態５のどちらかへ移行
させるので、内部の機構状態が接続される。これについ
ては、第２図と関連して説明することにする。第２図を
参照すると、機械の現在の状態を貯蔵するレジスタ７と
状態から状態への追跡機構が示される。

レジスタ７の内容は、エンコーデイングもしくはデコー
デイング装置の内部状態を示し、且つ読取り専用貯蔵装
置（ＲＯＳ）９の内容にアクセスするために使用される
。ＲＯＳ９の各アドレス位置には、次に取り得る２種類
の状態Ｓｉ及びＳ１と、アルハベツトＡ１又はＡ２の選
択を指定するパラメータｇとが記憶されている。Ｓｉ又
はＳｊの選択は線１上の信号Ｓによつて指定される。Ｒ
ＯＳ９は、レジスタ７の内容によつてアクセスされる。
そのアドレスに貯蔵されたデータは、データ・レジスタ
１１へ転送される。次の状態情報は線１３及び１５へ送
られ、パラメータｇは線１７を介して状態レジスタ１９
へ伝えられ、線２１を介してレジスタ状態制御器２３の
外へ伝えられる。通路選択を表わす線１上の２進表示は
、次の状態アドレスがレジスタ１１からレジスタJ■■
存在すれば、適当な左方列エントリイが選択される。も
し線１上に１が存在すれば適当な右方列エントリイが選
択される。第３図を参照すると、固定長から可変長への
エンコーダ５１が線４９を介して可変長から固定長への
デコーダ５３へ接続されるプロツク図が示される。

エンコーダは、エンコーデイングＲＯＳ３３及び関連し
たアタセス手段と、状態から状態への追跡を行なうため
のレジスタ状態制御器２３と可変長コード・ワードｃ（
ａ）を線４９上に置くための出力シフト・レジスタ４７
とを含む。デコーダ５３は、デコーデイングＲＯＳ６５
と、シフトアクセス回路と、選択回路網６８と、エンコ
ーダ論理状態制御器５１′とを含む。各々の固定長のデ
コードされたワードｂ（ａ）は、選択回路網６８を介し
てゲートされ、同時に出力通路２５′及び制御器５１′
へ印加される。エンコーデイングＲＯＳ３３とデコーデ
イングＲＯＳ６５の内容は、それぞれ第４表及び第５表
に示される。

レジスタ状態制御器２３の詳細は第２図に示され、選択
回路網６８及びエンコーダ論理状態制御器５『は第７図
に示される。第４表を参照すると、そこには１組の索引
テーブルが示される。

各々のｂ（Ａｉ）について、対応するｃ（Ａｉ）、長さ
Ｌ１パスＳが見出される。同様の事は、各々のｂ（Ａｊ
），ｃ（Ａｊ），Ｌ，Ｓについても言える。例えばｂ（
Ａｉ）＝７及びｂ（Ａｊ）＝３の間で不明瞭性が発見さ
れるかも知れない。これらの双方において、ｃ（ａ）＝
１１０である。更に或る固定コード・ワード、例えばｂ
（Ａｉ）＝４、５、６及びｂ（Ａｊ）＝０１１、２、４
、７はｃ（ａ）−１１１を有する。プレフイツクス１１
１は不明瞭性を示すものではないが、固定コード・ワー
ドｂ（ａ）が直後に続いておりそれがエンコードされな
かつたことを示す。相反した場合が第５表のデコーデイ
ングＲＯＳの内容に示される。

ここでシーケンス１１１は固定コードにあるものとして
直接的に示される。迫加の例は、問題にしているｃ（ａ
），ｂ（ａ）がクリア又は圧縮した文を表わすかどうか
を示す。第４図及び第５図を参照すると、そこには固定
長から可変長へのエンコーダ５１の詳細とサイクルとが
示される。

この実施例において、各々の固定長ワードｂ（ａ）を表
わすビツトは、並列に且つワードごとに直列に印加され
るものと仮定する。線２５上でパルス前縁を検出すると
、クロツキング配分回路網２８のクロツキング動作を開
始するために、前縁検出器２６によつて信号が与えられ
る。回路網２８によつて与えられる主たるサイクルは第
５図に示される。サイクル４はＡＮＤゲート２７を介し
て、アドレス・レジスタ３１と出力レジスタ４７の所定
部分へデータをゲートさせる。ゲート２７の付勢時間は
エンコーデイング・サイクルを限定する。データがレジ
スタ３１にロードされるや否や、エンコーデイングＲＯ
Ｓ３３の読取りサイクルが始まる。即ち、ｂ（ａ）によ
つて限定されたロケーシヨンに貯蔵されたデータがアク
セスされ、ＲＯＳデータ・ロード・サイクル８の間にＲ
ＯＳデータ・レジスタ３５へ転送される。ＲＯＳデータ
・レジスタ３５は、可変長フイールドｃ（Ａｉ）、長さ
Ｌ１選択されるパスＳ１及びｃ（Ａｊ）に関する対応フ
イールドと１対１になるように区分されている。エンコ
ーダ５１は選択レジスタ３７，３９，４１を含む。

選択レジスタ３７は、線２１上のｇ信号に応答して、２
つの可変長ワードのいずれが線４５を介して出力レジス
タ４７に置かれるべきかを決定する。もしｇ−０であれ
ば、ｃ（Ａｉ）が入れられる。もしｇ＝１であれば、レ
ジスタ３５中のｃ（Ａｊ）がレジスタ４７へ転送される
。選択レジスタ３９は、シフトカウンタ４３を制御する
ために、選択されたレジスタ３５中のｃ（ａ）に対応す
る長さを選択する。同様の事は、パスＳに関する選択レ
ジスタ４１についても言える。データ・レジスタ３５が
サイクル８の間にロードされ、適当な可変長ワード及び
関連したパラメータが選択された後に、出力レジスタ４
７がロード・サイクルＯの間にロードされる。レジスタ
４７の内容は、シフト・カウンタ４３の内容を逓減させ
且つ線４４を介してレジスタ４７へシフト信号を与える
ことによつて、所定数の段だけシフトされ、逐次に線４
９へ印加される。第７図及び第６図を参照すると、そこ
にはレジスタ及び選択回路を詳細に示したデコーダの論
理回路とサイクルとが示される。

可変長ワードｃ（ａ）又はそれより頻度が少ないが、１
１１をプレフイツクスとして有する固定長ワードｂ（ａ
）が逐次に線４９上で受取られ、レジスタ５５へシフト
される。レジスタ５５の所定数位置の内容が線６１を介
してアドレス・レジスタ６３へロードされ、他の位置の
内容は線５９を介して選択回路網６８中の選択器７モ送
られる。各デコーデイング・サイクル中のシフト量は、
状態制御回路５『にあるエンコーダ論理回路中におかれ
たレジスタ３９′の内容によつて決定される。レジスタ
３９′は、線４０′を介してシフト制御回路５７へカウ
ントを通過させる。カウントＯへ逓減されるが、各々の
逓減によつて、レジスタ５５の内容が左から右へ１ポジ
シヨンずつシフトされる。その結果、レジスタ６３の内
容は、Ｌの制御の下にシフトされたレジスタ５５の所定
ビツト位置によつて支配されることになる。次いでレジ
スタ６３の内容は、デコーデイングＲＯＳ６５へアクセ
スする。アドレス・レジスタ６３によつて限定されたロ
ケーシヨンの内容は、ｂ（Ａｉ），Ｃ／Ｃ，ｂ（Ａｊ）
，Ｃ／Ｃを含む。各々のｂ（ａ）には、クリア又は圧縮
形態（即ち、Ｃ／Ｃ）で転送された文字であることを表
わす１ビツトが付加されていることを想起されたい。選
択回路網６８は、レジスタ６７中に含まれる２つのｂ（
ａ）の選択された１つが線２５′上におかれるようにす
る、レジスタ及び選択器を含んでいる。この選択は、制
御回路５『から線２１′を介して受取られた状態信号ｇ
の２進値に依存する。取出された固定長ワードｂ（ａ）
は、エンコーダ論理状態制御回路５『中のエンコーデイ
ングＲＯＳ３３′へ印加される。

これによつて、所与の可変長コード・ワードｃ（ａ）又
は転送された固定長文字が線４９へ印加された時に、デ
コーダ５３をエンコーダと同じ状態にする。その結果、
線２『上の状態ｇは、ｃ（ａ）が対応する固定長コード
・ワードｂ（ａ）を表わすために選択された時点におい
て、工ンコーダの状態と同じでなければならない。次の
第６表は、エンコーダ５１及びデコーダ５３の動作を示
す。最後に第６表に基いて、第３図、第４図及び第７図
に示されているエンコーダ５１及びデコーダ５３の動作
を説明する。

仮定により初期状態は１であるから、レジスタ状態制御
器２３（第２図）のレジスタ７にはＲＯＳ９のアドレス
として１が入つており、従つてＳｉ＝０１０）Ｓｊ＝０
０１及びｇ＝１がデータ・レジスタ１１へ読出される。

ｓ・及びｓ・は各々線１３及び１５を介して選択器３へ
供給され、ｇは線１７及び状態レジスタ１９を介して線
２１へ出力される。この状態でエンコーダ５１の線２５
へ最初の固定長コード・ワードｂ（ａ）＝５が供給され
ると、検出器２６での前縁検出により回路２８が駆動さ
れて、最初のデータ・ロード・サイクル４を開始しＡＮ
Ｄゲート２７を条件付ける。

この結果、線２５上のｂ（ａ）＝５はＡＮＩ）ゲート２
７及びＷ２９を通つてアドレス・レジスタ３１及び出力
レジスタ４７へロードされる。次いでエンコード読取り
サイクル［Ｆ］が開始され、エンコーデイングＲＯＳ３
３（第４表）のアドレス５のところから、ｇ＝Ｏに対応
するｃ（Ａｉ）＝１１１、Ｌ＝６及びＳ＝１（ｊを指定
）と、ｇ＝１に対応するＣ（Ａｊ）＝０１Ｌ＝１及びＳ
＝１とが読取られ、次のＲＯＳデータ・ロード・サイク
ル８においてＲＯＳデータ・レジスタ３５にロードされ
る。前述のように、このとき選択レジスタ３７，３９及
び４１への線２１上にはｇ＝１の信号が存在しているか
ら、選択レジスタ３７はｃ（Ａｊ）＝０を受取り、選択
レジスタ３９はＬ＝１を受取り、選択レジスタ４１はＳ
＝１を受取る。ｃ（Ａｊ）及びＬは次のシフトレジスタ
・ロード・サイクルＯにおいて各々線４５及び４０を介
して出力レジスタ４７及びシフト・カウンタ４３へ供給
される。Ｓは線１を介して第２図の選択器３へ供給され
、線１５上のＳｊ＝００１をレジスタ７の方へ通過させ
る。従つて次の状態も１であるから、前と同じ内容がデ
ータ・レジスタ１１へ読出される。一方、エンコーダ５
１においては、Ｌ＝１がシフト・カウンタ４３に供給さ
れているので、シフト・カウンタ４３はシフト・サイク
ルＯにおいて１つのシフトパルスだけを線４４へ出力す
る。

この結果、出力レジスタ４７は１回だけ右シフトされ、
その右端のビツト位置にロードされていたｃ（ａ・）＝
Ｏが線４９へ出力される。Ｊ 次のデータ・ロード・サイクル４では、ｂ（ａ）＝６が
ＡＮＤ，ゲート２７及び線２９を介してアドレス・レジ
スタ３１及び出力レジスタ４７へロードされる。

これによりエンコーデイングＲＯＳ３３のアドレス６の
ところから、ｇ−０に対応するｃ（ａ）＝１１１、Ｌ＝
６及びＳ＝１と、ｇ＝１に対応するｃ（ａ・）−１０．
．Ｌ−２及びＳ＝１がＪＲＯＳデータ・レジスタ３５へ
読出される。

今回も線２１上の信号はｇ−１であるから、選択レジス
タ３７はｃ（Ａｊ）＝１０を出力レジスタ４７へ供給し
、選択レジスタ３９はＬ＝２をシフト・カウンタ４３へ
供給し、選択レジスタ４１はＳ＝１をレジスタ状態制御
器２３へ供給する。シフト・カウンタ４３は線４４へ２
つのシフト・パルス（Ｌ＝２）を発生し、これにより出
力レジスタ４７から可変長コード・ワードｃ（ａ）とし
て１０が線４９へ出力される。次の状態も１である。３
番目のｂ（ａ）＝０はエンコーデイングＲＯＳ３−３か
らｇ＝０に対応するＣ（Ａｉ）＝００１Ｌ＝２及びＳ＝
Ｏ（ｉを指定）と、ｇ＝１に対応するｃ（Ａｊ）＝１１
１、Ｌ＝６及びＳ＝Ｏとを読出させる。

今回もｇ＝１であるから、それに対応するｃ（Ａｊ）＝
１１１、Ｌ＝６及びＳ＝０が選択されて、出力レジスタ
４７、シフト・カウンタ４３及びレジスタ状態制御器２
３へ各々供給される。このとき出力レジスタ４７にはｂ
（ａ）＝０を表わす０００が線２９を介して別にロード
されているから、シフト・カウンタ４３からの６個のシ
フト・パルス（Ｌ＝６）により、可変長コード・ワード
ｃ（ａ）＝１１１０００が線４９へ出力される。−方、
レジスタ状態制御器２３においては、線１上の信号Ｓ＝
０により選択器３は線１３上のＳｉ−０１０をレジスタ
７の方へ通過させ（状態＝２）これによりＲＯＳ９のア
ドレス２の内容、Ｓｉ＝０１１、Ｓｊ＝００１及びｇ−
１がデータ・レジスタ１１へ読出される。

以下同様にして、新しいｂ（ａ）が入力される度に状態
は２から、３、４、５へと推移する。

第４表から明らかなように、この間選択レジスタ４１か
ら出力されるＳはすべてＯである。出力レジスタ４７は
、３番目から６番目までの４つのｂ（ａ）に対しいずれ
も６ビツトの可変長コード・ワードｃ（ａ）を出力する
。これは第２表において不明瞭文字２が４つ続いたこと
に相当する。従つて第２表の規則により、Ａ２からＡ，
への切替えを行う必要がある。この切替えは次のように
して実現される。７番目のｂ（ａ）＝１が入力されたと
きには状態が５になつているので、ＲＯＳ９からデータ
・レジスタ１１にアドレス５の内容、Ｓｉ＝１０１、Ｓ
ｊ＝１１０及びｇ＝０が読出されている。

従つて、ｂ（ａ）＝１によつてエンコーデイングＲＯＳ
３３から読出された２つの可変長コード・ワードｃ（Ａ
ｉ）＝０１及びｃ（Ａｊ）＝１１１のうち、選択レジス
タ３７で選択されるのはアルハベツトＡ１に対するｃ（
Ａｉ）＝０１である。選択レジスタ４１はパスｉを指定
する値Ｓ＝０を選択しているから、次の状態も５（Ｓｉ
＝１０１）であり、従つて８番目のｂ（ａ）＝１に対し
ても同じ可変長コード・ワードｃ（ａ）＝０１が出力さ
れる。デコーダ５３においては、仮定により初期状態は
１であるから、レジスタ状態制御器２３′は線２『へｇ
＝１の信号を発生する。

この制御器２３′を含む回路５『の動作は、これまで説
明したエンコーダ５１の動作と同じである。デコーダ５
３は線４９上の可変長コード・ワードｃ（ａ）のストリ
ング０１０１１１０００・・・・をシフト・レジスタ５
５に受取り、そのうち最初の３ビツト０１０がデコーデ
イングＲＯＳ６５のアドレスとして線６１を介してアド
レス・レジスタ６３にロードされる。

この結果、ｇ＝Ｏに対応するｂ（Ａｉ）＝１及びｃ／ｃ
＝ｏとｇ＝１に対応するｂ（Ａｊ）＝５及びｃ／ｃ＝０
とがレジスタ６７に読出される。線２１′１．の信号ｇ
は１であるから、選択器７７はレジスタ６９からｃ／ｃ
＝０を受取り、レジスタ７１からｂ（計）＝５を受取る
。選択器コJモVは線５９を介して次の３ビツト１１１も
受取つているが、ｃ／ｃ＝０が圧縮を表わしているため
、ｂ（Ａｊ）＝５を選択して固定長コード・ワードｂ（
ａ）として線２５′へ出力する。

ｂ（ａ）は回路５『にも供給される。前述のように、ｇ
＝１の状態でｂ（ａ）＝５が入力されると、線『，２『
及び４０′上の信号は各々Ｓ＝１、ｇ＝１及びＬ＝１に
なる。

線４０′上の信号Ｌ＝１はシフト制御回路５７へ供給さ
れる。シフト制御回路５７はこれに応答してシフト・レ
ジスタ５５を１ビツトだけ右側へシフトさせる。この結
果、シフト・レジスタ５５の最初の３ビツトが１０１に
なつてデコーデイングＲＯＳ６５をアドレス指定し、ｇ
＝Ｏに対応するｂ（Ａｉ）＝３及びｃ／ｃ＝０と、ｇ＝
１に対応するｂ（Ａｊ）＝６及びｃ／ｃ＝ｏとをレジス
タ６７に読出す。線２『上の信号は依然としてｇ＝１で
あるからレジスタ７１はｂ（計）＝６を選択し、選択器
７７はレジスｊ夕６９からのｃ／ｃ＝０に応答してｂ（
Ａｊ）＝６を線２５′へ出力する。

これにより、線１″，２１汲び４０′上の信号は各々Ｓ
＝１、ｇ＝１及びＬ＝２になる。シフト制御回路５７は
線４０′上のＬ＝２に応答してシフト・レジスタ５５を
２ビツトだけ右側へシフトさせる。

この結果、シフト・レジスタ５５からアドレス・レジス
タ６３へ供給される３ビツトのアドレスが１１１に変わ
る。前述のように、１１１は単なるプレフイツクスに過
ぎず、それに続く３ビツト（上の例では０００）が実際
のコード・ワードｂ（ａ）を表わしている。このｂ（ａ
）はシフト・レジスタ５５から線５９を介して選択器７
J■■ＲＯＳ６５から読出されてレジスタ６９を介して
供給されるｃ／ｃ＝１に応答して、シフト・レジスタ５
５からの３ビツトを固定長コード・ワードｂ（ａ）とし
て線２５′へ出力する。線２５′上のｂ（ａ）＝Ｏは線
４０′上の信号をＬ＝６にし、かくしてシフト・レジス
タ５５は６ビツトだけ右側にシフトされる。

これにより、４番目の可変長コード・ワードｃ（ａ）＝
１１１００１のデコードが可能になる。３番目から６番
目までは、プレフイツクス１１１に続く３ビツトのｂ（
ａ）が直接シフト・レジスタ５５から線５９及び選択器
７７を介して線２５′へ出力される。

６番目の処理が終つた時点でシフト・レジスタ５５に残
つている最初の３ビツトは０１０で、これはデコード開
始時のアドレスと同じであるが、今度は状態が５に推移
してｇ＝０に変つているため、ｂ（Ａｉ）＝１が選択さ
れる。

以下同様にしてデコーデイングが続けられる。

【図面の簡単な説明】

第１図は第２表の規則を実施する有限状態機械をグラフ
形式で示し、第２図は現在の機械状態を貯蔵するレジス
タ及び状態から状態への追跡機構を示し、第３図は固定
長ワードから可変長ワードへのエンコーダ及びデコーダ
をシステム関係で示し、第４図はレジスタを詳細に示し
たエンコーダを示し、第５図は第４図に関連するサイク
ル定義を示し、第６図は第７図に関連するサイクル定義
を示し、第７図はレジスタ及び選択回路を詳細に示した
デコーダを示したものである。 ７・・・・・・状態レジスタ、２３・・・・・ルジスタ
状態制御器、３１・・・・・・アドレス・レジスタ、３
３・・・・・・エンコーデイングＲＯＳｌ３５，３７，
３９，４ｌ・・・・・・データ・レジスタ、４３・・・
・・・シフト制御器、４７・・・・・・出力シフト・レ
ジスタ。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １ 固定長コード・ワードｂ（ａ）に応答して、アルハ
   ベツトＡ＿１に対する可変長コード・ワードｃ（ａ＿ｉ
   ）、アルハベツトＡ＿２に対する可変長コード・ワード
   ｃ（ａ＿ｉ）及び各該可変長コード・ワードに関連する
   パス信号Ｓを供給するエンコーデイング手段（例えば３
   ３）と、前記パス信号Ｓに応答して状態が推移し、予め
   決められた状態推移が所定数続いた時点で前記アルハベ
   ツトＡ＿１及びＡ＿２の切替えを行なう状態推移手段（
   例えば２３）と、前記状態推移手段からの切替え制御信
   号ｇに応答して、前記エンコーデイング手段から供給さ
   れたｃ（ａ＿ｉ）及びｃ（ａ＿ｊ）のいずれか一方を選
   択して出力する出力手段（例えば３７、４７）と、を具
   備するコード・ワード発生装置。