JPS5943863B2 - モデフアイドハフマン符号の復号化方式 - Google Patents
モデフアイドハフマン符号の復号化方式Info
- Publication number
- JPS5943863B2 JPS5943863B2 JP55156458A JP15645880A JPS5943863B2 JP S5943863 B2 JPS5943863 B2 JP S5943863B2 JP 55156458 A JP55156458 A JP 55156458A JP 15645880 A JP15645880 A JP 15645880A JP S5943863 B2 JPS5943863 B2 JP S5943863B2
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- JP
- Japan
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- huffman code
- input
- address
- decoding
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired
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Classifications
-
- 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
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
本発明はモデフアイドハフマン符号の復号化方式に関す
るものである。
るものである。
モデフアイドハフマン符号（以後ＭＨ符号と呼称する）
は、各符号毎にそのビット数が異なる可変長符号である
。
は、各符号毎にそのビット数が異なる可変長符号である
。
このためＭＨ符号が連続して伝送されると受信側ではそ
の符号長を予測できないため、記憶回路中にＭＨ複合表
を記憶させ、これを解読して複合する方法がとられてい
る。ＭＨ復号表の作成方法は、従来から復号化の処理速
度と記憶回路の容量に応じていくつか提案されている。
の符号長を予測できないため、記憶回路中にＭＨ複合表
を記憶させ、これを解読して複合する方法がとられてい
る。ＭＨ復号表の作成方法は、従来から復号化の処理速
度と記憶回路の容量に応じていくつか提案されている。
例えば、入力されたＭＨ符号によつて記憶回路のアドレ
スを修飾する方法がある。この場合、記憶回路のデータ
にはＭＨ符号に対応したランレングスが書き込まれてお
り、また対応するランレングスが存在しない場合には意
味のない内容が書き込まれている。しかし、上記の例に
示す方法によると、例えばファクシミリ通信の場合ＭＨ
符号の最長符号長が１３ビットあるため、２１３バイト
（約８バイト）の記憶容量を有する記憶回路が必要にな
る。そこで、ＭＨ符号の特徴に着目して記憶容量を削減
する方法がいくつか提案されている。
スを修飾する方法がある。この場合、記憶回路のデータ
にはＭＨ符号に対応したランレングスが書き込まれてお
り、また対応するランレングスが存在しない場合には意
味のない内容が書き込まれている。しかし、上記の例に
示す方法によると、例えばファクシミリ通信の場合ＭＨ
符号の最長符号長が１３ビットあるため、２１３バイト
（約８バイト）の記憶容量を有する記憶回路が必要にな
る。そこで、ＭＨ符号の特徴に着目して記憶容量を削減
する方法がいくつか提案されている。
例えば、ファクシミリ通信の場合ＭＨ符号の９ビット目
以上は全て「Ｏ」の符号になつているため、入力符号の
下位８ビットだけを記憶回路のアドレスの下位バイトの
修飾に使用し、アドレスの上位バイトは符号長によつて
区別できる様に複合表を作成する。この方法によると、
約３にバイトの記憶容量を有する記憶回路でＭＨ複合表
を作成することができる。しかし、周知の様にファクシ
ミリ通信におけるＭＨ符号は、白と黒のそれぞれについ
てターミネイテイングコード（Ｔｅｒｍｉｎａｔｉｎｇ
Ｃｏｄｅ）が６４個（ランレングス０，１，２，・・・
・・・，６３）であり、白と黒のそれぞれについてメイ
クアツプコード（ＭａｋｅＵｐＣＯｄｅ）が４０個（ラ
ンレングス６４，１２８，１９２，・・・・・・，２５
６０）であり、全て合計しても２０８個しかない。
以上は全て「Ｏ」の符号になつているため、入力符号の
下位８ビットだけを記憶回路のアドレスの下位バイトの
修飾に使用し、アドレスの上位バイトは符号長によつて
区別できる様に複合表を作成する。この方法によると、
約３にバイトの記憶容量を有する記憶回路でＭＨ複合表
を作成することができる。しかし、周知の様にファクシ
ミリ通信におけるＭＨ符号は、白と黒のそれぞれについ
てターミネイテイングコード（Ｔｅｒｍｉｎａｔｉｎｇ
Ｃｏｄｅ）が６４個（ランレングス０，１，２，・・・
・・・，６３）であり、白と黒のそれぞれについてメイ
クアツプコード（ＭａｋｅＵｐＣＯｄｅ）が４０個（ラ
ンレングス６４，１２８，１９２，・・・・・・，２５
６０）であり、全て合計しても２０８個しかない。
従つて、従来のＭＨ符号の復合化方式では、ＭＨ復合表
を記憶する記憶回路にまだ相当の無駄が存在していた。
本発明は上記した従来のＭＨ符号の復合化方式の欠点に
鑑みなされたもので、記憶容量の小さい記憶回路を用い
、しかも復合化の処理速度を低下させることのないＭＨ
符号の復号化方式を提供することを目的としている。
を記憶する記憶回路にまだ相当の無駄が存在していた。
本発明は上記した従来のＭＨ符号の復合化方式の欠点に
鑑みなされたもので、記憶容量の小さい記憶回路を用い
、しかも復合化の処理速度を低下させることのないＭＨ
符号の復号化方式を提供することを目的としている。
本発明のＭＨ符号の復合化方式は、ＭＨ符号を用いて情
報伝送を行うシステムにおいて、受信側で復合化する際
に、入力されるＭＨ符号を枝分れ式に逆変換する為の復
合表を記憶した記憶回路を備え、入力されるＭＨ符号に
応じて記憶回路に記憶された復合表を順次参照し、復合
化するものである。
報伝送を行うシステムにおいて、受信側で復合化する際
に、入力されるＭＨ符号を枝分れ式に逆変換する為の復
合表を記憶した記憶回路を備え、入力されるＭＨ符号に
応じて記憶回路に記憶された復合表を順次参照し、復合
化するものである。
更に詳しく説明すると、記憶回路の各アドレスには、Ｍ
Ｈ符号生成過程を示す木構造における一つの分枝点の下
位に位置する二つの分枝点を示すアドレスデータが記憶
され、更に下位の分枝点が存在しない場合には該当する
ランレングスが記憶されている（前記復号表に該当する
）。又、入力されるＭＨ符号と、上記アドレスデータ（
木構造のトツプの分枝点の次の二つの分枝点の場合は不
用）とを用いて、二つの分枝点のうちの一つを示す読み
出しアドレス信号を形成する読み出しアドレス信号形成
手段が設けられている。以下添付の図面によつて更に詳
細に本発明について説明する。
Ｈ符号生成過程を示す木構造における一つの分枝点の下
位に位置する二つの分枝点を示すアドレスデータが記憶
され、更に下位の分枝点が存在しない場合には該当する
ランレングスが記憶されている（前記復号表に該当する
）。又、入力されるＭＨ符号と、上記アドレスデータ（
木構造のトツプの分枝点の次の二つの分枝点の場合は不
用）とを用いて、二つの分枝点のうちの一つを示す読み
出しアドレス信号を形成する読み出しアドレス信号形成
手段が設けられている。以下添付の図面によつて更に詳
細に本発明について説明する。
第１図は、ＭＨ符号の生成過程を木構造で示す図である
。
。
即ち、ＭＨ符号の生成では全てのランレングスの中で最
も出現確率の小さい二つのランレングスを統合する方法
がとられる。そして、統合によつて形式的に新しい確率
要素が生まれ、その確率は統合された二つの確率要素の
和として与えられる。１回の統合によつて見掛上ランレ
ングスの数は１つ減り、ランレングス群は新たに出現確
率順に並び替えられる。
も出現確率の小さい二つのランレングスを統合する方法
がとられる。そして、統合によつて形式的に新しい確率
要素が生まれ、その確率は統合された二つの確率要素の
和として与えられる。１回の統合によつて見掛上ランレ
ングスの数は１つ減り、ランレングス群は新たに出現確
率順に並び替えられる。
ランレングス群の統合を繰り返し実行し、最終的に全部
のランレングスが一つの確率要素に統合されるところで
この操作は終了する。ｎ個のランレングスは（ｎ−１）
回の統合で一つの確率要素に統合される。第１図は上記
ＭＨ符号生成過程を示すもので、Ｐｎ（ｎ−１，２，・
・・・・・，６）が各ランレングスを表わし、そのカツ
コ内の数字が出現確率を表わしている。
のランレングスが一つの確率要素に統合されるところで
この操作は終了する。ｎ個のランレングスは（ｎ−１）
回の統合で一つの確率要素に統合される。第１図は上記
ＭＨ符号生成過程を示すもので、Ｐｎ（ｎ−１，２，・
・・・・・，６）が各ランレングスを表わし、そのカツ
コ内の数字が出現確率を表わしている。
そして、箱形で囲んだ部分に各符号語が示されている。
例えばランレングスＰ１〜Ｐ６の中で最も確率の小さい
二つのランレングスはＰ４とＰ６であり、この二つのラ
ンレングスが先ず最初に統合されランレングスＧ１にな
る。そしてランレングスＧ１の出現確率はランレングス
Ｐ４，Ｐ６の出現確率の和で表わされ、０．１７になる
。続いて、同様の処理がランレングスＰ，，Ｐ２，Ｐ３
Ｐ５，Ｇｌにおいて繰り返し実行され、最終的に一つの
ランレングスＧ５に統合される。本発明のＭＨ符号の復
合化方式は、以上に記載したＭＨ符号生成方法に着目し
て、復合化に際して第１図に示す様な木構造をＭＨ符号
生成の場合と逆にたどり、入力符号を各ランルングスに
変換するものである。
例えばランレングスＰ１〜Ｐ６の中で最も確率の小さい
二つのランレングスはＰ４とＰ６であり、この二つのラ
ンレングスが先ず最初に統合されランレングスＧ１にな
る。そしてランレングスＧ１の出現確率はランレングス
Ｐ４，Ｐ６の出現確率の和で表わされ、０．１７になる
。続いて、同様の処理がランレングスＰ，，Ｐ２，Ｐ３
Ｐ５，Ｇｌにおいて繰り返し実行され、最終的に一つの
ランレングスＧ５に統合される。本発明のＭＨ符号の復
合化方式は、以上に記載したＭＨ符号生成方法に着目し
て、復合化に際して第１図に示す様な木構造をＭＨ符号
生成の場合と逆にたどり、入力符号を各ランルングスに
変換するものである。
更に詳しく説明すると、例えば入力された最初のＭＨ符
号が１の場合にはランレングスＧ，からランレングスＧ
３に分枝する。次に入力されたＭＨ符号がＯの場合には
ランレングスＰ５に分枝し、１つのコードの復合化が終
了する。そして、前記復合化表は、この木構造における
各分枝点を示すアドレスデータから構成されるものであ
る。第２図は本発明をフアクシミリ通信に適用した場合
の一実施例を示す復号化回路のプロツク図である。
号が１の場合にはランレングスＧ，からランレングスＧ
３に分枝する。次に入力されたＭＨ符号がＯの場合には
ランレングスＰ５に分枝し、１つのコードの復合化が終
了する。そして、前記復合化表は、この木構造における
各分枝点を示すアドレスデータから構成されるものであ
る。第２図は本発明をフアクシミリ通信に適用した場合
の一実施例を示す復号化回路のプロツク図である。
プロセツサＣＰＵｌには、アドレスバスとデータバスを
介して記憶回路２が接続されている。
介して記憶回路２が接続されている。
この記憶回路２にはＭＨ復合表の他に、復号化処理を実
施するためのプログラムが書き込まれている。尚、この
実施例ではプロセツサ１及び記憶回路２は８ビツト単位
で構成されている。プロセツサ１はＭＨ符号Ｓが１ビツ
ト入力されるたびに記憶回路２に記憶されているＭＨ復
合表に参照し、復合化を実行する。
施するためのプログラムが書き込まれている。尚、この
実施例ではプロセツサ１及び記憶回路２は８ビツト単位
で構成されている。プロセツサ１はＭＨ符号Ｓが１ビツ
ト入力されるたびに記憶回路２に記憶されているＭＨ復
合表に参照し、復合化を実行する。
記憶回路２には白のランレングスに対応する復合化表と
黒のランレングスに対応する復合表は別のアドレスに割
当てられている。第３図ば記憶回路２に記憶されたＭＨ
復合表のデータ構造である。
黒のランレングスに対応する復合表は別のアドレスに割
当てられている。第３図ば記憶回路２に記憶されたＭＨ
復合表のデータ構造である。
ここで、例えばＤ。ビツトを「ＰＯｌｅ／Ｐ！Ｎａｌビ
ツトとし、ＤＯが「０」の場合に「ＰＯｌｅ」、ＤＯが
「１」の場合に［ＦｉｎａＩと定義する。次に上記「Ｐ
Ｏｌｅ」と「Ｆｉｎａｌ」の意味について説明する。（
イ）「ＰＯＩｅＪはプロセツサ１に入力されたＭＨ符号
Ｓがまだ完結していないことを意味する。
ツトとし、ＤＯが「０」の場合に「ＰＯｌｅ」、ＤＯが
「１」の場合に［ＦｉｎａＩと定義する。次に上記「Ｐ
Ｏｌｅ」と「Ｆｉｎａｌ」の意味について説明する。（
イ）「ＰＯＩｅＪはプロセツサ１に入力されたＭＨ符号
Ｓがまだ完結していないことを意味する。
また、第３図に示すＤ７〜ＤＯが全て「０」の場合には
、ＭＨ符号として「０」符号が８個連続して入力された
ことを意味する。以後この様に８個のビツトＤ７〜ＤＯ
が全て「０」のデータを、（００）１６と表示する。こ
のため、その後の処理はＥＯＬ（ＥＮＤＯＦＬＩＮＥ）
検出モードになる。「ＰＯｌｅｌでかつ記憶回路２のＭ
Ｈ復合表から読み出されるデータが（００）１６でない
場合、第３図に示すデータＤ７〜Ｄ１を次に参照すべき
ＭＨ復号表のアドレスビツトＡ７〜Ａ１のアドレス信号
に使用する。
、ＭＨ符号として「０」符号が８個連続して入力された
ことを意味する。以後この様に８個のビツトＤ７〜ＤＯ
が全て「０」のデータを、（００）１６と表示する。こ
のため、その後の処理はＥＯＬ（ＥＮＤＯＦＬＩＮＥ）
検出モードになる。「ＰＯｌｅｌでかつ記憶回路２のＭ
Ｈ復合表から読み出されるデータが（００）１６でない
場合、第３図に示すデータＤ７〜Ｄ１を次に参照すべき
ＭＨ復号表のアドレスビツトＡ７〜Ａ１のアドレス信号
に使用する。
このアドレスビツトＡ７〜Ａ１は分枝点の次の二つの分
枝点を示すアドレス信号である。そして新たに入力され
たＭＨ符号Ｓ（「Ｏ］又は「１」の符号）をＭＨ復号表
のアドレスビツトＡ。のアドレス信号として使用する。
そして、このアドレス信号Ａ７〜ＡＯにより、次の二つ
の分枝点のうちの一方の分枝点を示す読み出しアドレス
信号を形成し、新たにＭＨ復合表からデータを読み出す
。（ロ）「Ｆｉｎａｌは入力されたＭＨ符号Ｓが完結し
たことを意味する。
枝点を示すアドレス信号である。そして新たに入力され
たＭＨ符号Ｓ（「Ｏ］又は「１」の符号）をＭＨ復号表
のアドレスビツトＡ。のアドレス信号として使用する。
そして、このアドレス信号Ａ７〜ＡＯにより、次の二つ
の分枝点のうちの一方の分枝点を示す読み出しアドレス
信号を形成し、新たにＭＨ復合表からデータを読み出す
。（ロ）「Ｆｉｎａｌは入力されたＭＨ符号Ｓが完結し
たことを意味する。
この場合、例えば第３図に示すデータＤ７ビツトをＭＨ
符号のターミネイテイングコードとメイクアツプコード
区別のために割り付ける。そして、残りのＤ６〜Ｄ１の
６ビツトでターミネイテイングコード６４個とメイクア
ツプコード４０個を表現する。つまり、Ｄ６〜Ｄ１ビツ
トでターミネイテイングコード又はメイクアツプコード
のランレングスを表わし、ターミネイテイングコードの
場合には各々２５〜２ミビツトを意味し、メイクアツプ
コードの場合には２１１〜２６ビツトを意味するものと
なる０以上に説明した様に、プロセツサ１に入力される
ＭＨ符号によつて記憶回路２に記憶されたＭＨ復合表の
アドレス信号を順次修飾し、入力されるＭＨ符号Ｓが「
ＦｉｎａＵに行き着くまで、１Ｐ０１ｅ］のデータによ
つて分枝を繰り返す。
符号のターミネイテイングコードとメイクアツプコード
区別のために割り付ける。そして、残りのＤ６〜Ｄ１の
６ビツトでターミネイテイングコード６４個とメイクア
ツプコード４０個を表現する。つまり、Ｄ６〜Ｄ１ビツ
トでターミネイテイングコード又はメイクアツプコード
のランレングスを表わし、ターミネイテイングコードの
場合には各々２５〜２ミビツトを意味し、メイクアツプ
コードの場合には２１１〜２６ビツトを意味するものと
なる０以上に説明した様に、プロセツサ１に入力される
ＭＨ符号によつて記憶回路２に記憶されたＭＨ復合表の
アドレス信号を順次修飾し、入力されるＭＨ符号Ｓが「
ＦｉｎａＵに行き着くまで、１Ｐ０１ｅ］のデータによ
つて分枝を繰り返す。
第４図は第２図に示す実施例の動作の概略を示すフロー
チヤートである。
チヤートである。
先ず初めに、ＥＯＬ検出後初めに入力されるランレング
スは必ず白であり、かつランレングスは必ず白と黒の繰
り返しであるため、ＭＨ復号表の白又は黒の上位アドレ
スをレジスタＨにセツトする。
スは必ず白であり、かつランレングスは必ず白と黒の繰
り返しであるため、ＭＨ復号表の白又は黒の上位アドレ
スをレジスタＨにセツトする。
次に下位アドレスの初期値（００）１６をレジスタＬに
セツトする。この状態でＭＨ符号Ｓが１ビツト入力され
ると、これをレジスタＬの最下位ビツトに加える。次に
レジスタＨ，Ｌに収納されたデータをアドレス信号とし
て記憶回路２からＭＨ復合表のデータを読み出し、アキ
ユームレータＡに入力する。そして、該入力データの「
ＰＯｌｅ／ＦｉｎａＵの判定を実行する。「ＰＯｌｅ／
ＦｉｎａＵの判定の結果、「Ｆｉｎａｌｌの場合にはＤ
６〜Ｄ１の内容をランレングスとして出力する。
セツトする。この状態でＭＨ符号Ｓが１ビツト入力され
ると、これをレジスタＬの最下位ビツトに加える。次に
レジスタＨ，Ｌに収納されたデータをアドレス信号とし
て記憶回路２からＭＨ復合表のデータを読み出し、アキ
ユームレータＡに入力する。そして、該入力データの「
ＰＯｌｅ／ＦｉｎａＵの判定を実行する。「ＰＯｌｅ／
ＦｉｎａＵの判定の結果、「Ｆｉｎａｌｌの場合にはＤ
６〜Ｄ１の内容をランレングスとして出力する。
「ＰＯｌｅ／ＦｉｎａＵの判定の結果、「ＰＯｌｅｌで
しかもデータが（００）１６の場合、ＥＯＬ検出処理に
移行する。［−ＰＯｌｅ」でしかもデータが（００）１
６でない場合には、アキユームレータＡ内のデータをレ
ジスタＬに移し、新たにプロセツサ１に入力されるＭＨ
符号ＳをレジスタＬの最下位ビツトに加える。そして、
上記の場合と全く同様にＭＨ復合表の参照とそのデータ
の「ＰＯｌｅ／ＦｌｎａＵ判定を繰り返し実行する。尚
、以上の説明ではプロセツサ１及び記憶回路２を１ワー
ド８ビツト単位で構成したが、本発明はこれに限定され
るものではなく、９ビツト単位以上にしても全く同様に
実施することができる。本発明のＭＨ符号の復号化方式
によれば、フアクシミリ通信の場合を例にして説明する
と、ＭＨ符号が白と黒の各々について１０４個存在し、
更に白と黒の夫々について木構造の分枝点に相当する次
のアドレスに書き込まれたデータが１０３個（１０４−
１−１０３）必要になる。そして、ＥＯＬ検出のために
データ（００）１６を記憶したアドレスが１個存在する
。従つて、本発明のＭＨ符号の復合化方式によれば、Ｍ
Ｈ復合表を４１６バイトで実現でき、一般に従来のＭＨ
符号の復号化方式と比較して必要とされる記憶容量を大
幅に削減できる効果を有する。また、本発明のＭＨ符号
の復号化方式による復号化処理時間は、入力符号の数に
比例し、従来方式による復合化処理時間とほとんど同じ
であり、この点でも優れた効果を有している。
しかもデータが（００）１６の場合、ＥＯＬ検出処理に
移行する。［−ＰＯｌｅ」でしかもデータが（００）１
６でない場合には、アキユームレータＡ内のデータをレ
ジスタＬに移し、新たにプロセツサ１に入力されるＭＨ
符号ＳをレジスタＬの最下位ビツトに加える。そして、
上記の場合と全く同様にＭＨ復合表の参照とそのデータ
の「ＰＯｌｅ／ＦｌｎａＵ判定を繰り返し実行する。尚
、以上の説明ではプロセツサ１及び記憶回路２を１ワー
ド８ビツト単位で構成したが、本発明はこれに限定され
るものではなく、９ビツト単位以上にしても全く同様に
実施することができる。本発明のＭＨ符号の復号化方式
によれば、フアクシミリ通信の場合を例にして説明する
と、ＭＨ符号が白と黒の各々について１０４個存在し、
更に白と黒の夫々について木構造の分枝点に相当する次
のアドレスに書き込まれたデータが１０３個（１０４−
１−１０３）必要になる。そして、ＥＯＬ検出のために
データ（００）１６を記憶したアドレスが１個存在する
。従つて、本発明のＭＨ符号の復合化方式によれば、Ｍ
Ｈ復合表を４１６バイトで実現でき、一般に従来のＭＨ
符号の復号化方式と比較して必要とされる記憶容量を大
幅に削減できる効果を有する。また、本発明のＭＨ符号
の復号化方式による復号化処理時間は、入力符号の数に
比例し、従来方式による復合化処理時間とほとんど同じ
であり、この点でも優れた効果を有している。
第１図はＭＨ符号の生成過程を示す木構造の説明図、第
２図は本発明の一実施例を示すプロツク図、第３図は第
２図に示す実施例における記憶回路内のデータ構成を示
す説明図、第４図は第２図示す実施例の動作の概略を示
すフローチヤート゛ある。 １・・・・・・プロセツサＣＰＵｌ２・・・・・・記憶
回路、Ａ・・・・アキユームレータ、Ｈ，Ｌ・・・・・
・レジスタ、Ｓ・・・・入力ＭＨ符号列。
２図は本発明の一実施例を示すプロツク図、第３図は第
２図に示す実施例における記憶回路内のデータ構成を示
す説明図、第４図は第２図示す実施例の動作の概略を示
すフローチヤート゛ある。 １・・・・・・プロセツサＣＰＵｌ２・・・・・・記憶
回路、Ａ・・・・アキユームレータ、Ｈ，Ｌ・・・・・
・レジスタ、Ｓ・・・・入力ＭＨ符号列。
Claims (1)
- １ モデフアイドハフマン符号を伝送する通信システム
の受信側において、モデフアイドハフマン符号生成過程
を示す木構造における一つの分枝点の下位に位置する二
つの分枝点を示すアドレスデータを各アドレスに記憶し
、かつ一つの分枝点に下位の分枝点が存在しない場合に
は入力された一連のモデフアイドハフマン符号列に対応
するランレングスを当該アドレスに記憶した記憶回路と
、モデフアイドハフマン符号の復号化の際に、最初に入
力されたモデフアイドハフマン符号に応じて、上記記憶
回路における上記木構造のトップの分枝点の下位に位置
する二つの分枝点の一方を示す第１の読み出しアドレス
信号を形成し、かつ、以降は入力されるモデフアイドハ
フマン符号と上記記憶回路から読み出されるアドレスデ
ータとにより、上記木構造における一つの分枝点の下位
に位置する二つの分枝点の一方を示す読み出しアドレス
信号を順次形成する読み出しアドレス信号形成手段とを
備えていることを特徴とするモデフアイドハフマン符号
の復号化方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP55156458A JPS5943863B2 (ja) | 1980-11-08 | 1980-11-08 | モデフアイドハフマン符号の復号化方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP55156458A JPS5943863B2 (ja) | 1980-11-08 | 1980-11-08 | モデフアイドハフマン符号の復号化方式 |
Related Child Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP7278291A Division JPH04219027A (ja) | 1991-04-05 | 1991-04-05 | モデファイドハフマン符号の復号化方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS5780850A JPS5780850A (en) | 1982-05-20 |
| JPS5943863B2 true JPS5943863B2 (ja) | 1984-10-25 |
Family
ID=15628184
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP55156458A Expired JPS5943863B2 (ja) | 1980-11-08 | 1980-11-08 | モデフアイドハフマン符号の復号化方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS5943863B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6098768A (ja) * | 1983-11-04 | 1985-06-01 | Sony Corp | ランレングス符号のデコ−ド方法 |
Citations (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5390749A (en) * | 1977-01-19 | 1978-08-09 | Nec Corp | Huffman decoder circuit |
| JPS55102968A (en) * | 1979-01-31 | 1980-08-06 | Sharp Corp | Run-length decoding system for mh code |
-
1980
- 1980-11-08 JP JP55156458A patent/JPS5943863B2/ja not_active Expired
Patent Citations (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5390749A (en) * | 1977-01-19 | 1978-08-09 | Nec Corp | Huffman decoder circuit |
| JPS55102968A (en) * | 1979-01-31 | 1980-08-06 | Sharp Corp | Run-length decoding system for mh code |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS5780850A (en) | 1982-05-20 |
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