JPS60116228A - ディジタル信号ストリーム圧縮方法及び圧縮装置 - Google Patents
ディジタル信号ストリーム圧縮方法及び圧縮装置Info
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- JPS60116228A JPS60116228A JP59125473A JP12547384A JPS60116228A JP S60116228 A JPS60116228 A JP S60116228A JP 59125473 A JP59125473 A JP 59125473A JP 12547384 A JP12547384 A JP 12547384A JP S60116228 A JPS60116228 A JP S60116228A
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Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
ＣＩ）発明の目的
（１）発明の分野
本発明はデータ圧縮及び圧縮データの復元（ｄｅｃａｍ
−ｐｒｅｓｓｉｏｎ） の分野に関するものである。 （２）従来技術 ディジタル・データ信号のストリームを圧縮さしたディ
ジタル・データ信号に符号化して、圧縮されたディジタ
ル・データ信号を元のデータ信号に復号するデータ圧縮
装置が従来知られている。 データ圧縮とは、与えられたフォーマットのデータを元
のものよシ少ないピットをもつもう一つのフォーマット
に変換するすべての処理をいう。データ圧縮装置の目的
はディジタル情報の与えられた主要部を保持するに必要
な記憶装置の量またはその主要部を伝送するに必要な時
間の量を節病することである。圧縮比は、符号化はれた
データの長さの元の入力データの長さに対する比として
定義烙れる。圧縮比が小さければ小さいほど、記憶域ま
たは時間の節約が大きくなる。データ記憶に必要な記憶
装置またはデータ伝送に必要な時間を減らすことによっ
て、圧縮は金銭上の節約をもたらす。磁気ディスク−ま
たは磁気テープのような物理的装置がデータファイルの
格納に用いられれば、圧縮されたデータを格納する装置
に必要なスペースが小さくなって利用するディスクまた
はテープが少なくなる。電話線またはサテライト・リン
クをディジタル情報の伝送に用いる場合、伝送の前にデ
ータを圧縮するとコストが下がる。データ圧縮装置は、
元のデータが記号またｉ−１：記号のス） リングに高
い頻度で現れきせるような冗長性金倉む場合に特に有効
である。データ圧縮装置がデータの入力ブロックをより
簡潔な形に変換し、そのらとでその簡潔な形を逆にそれ
の元のフォーマットの元のデータに翻訳または復元する
。 例えば、日刊新聞の内容をサテライト・リンクを経て遠
隔の地に伝送して、そこで印刷することが望まれること
がある。適当なセンサが新聞の内容を直列に発生する文
字のデータ・ストリームに変換して、通信リンクを介し
て伝送することができる。新聞の内容を含む何百万の記
号が伝送前に圧縮されて受信者のところで再構成される
とすればかりの量の伝送時間が節約されるであろう。 別の例として、定期航空路予約データベースまたはバン
キング・システム・データベースなどの広範囲なデータ
ベースが記録保管の目的で格納されるとき、データベー
スを構成する文字の全体が記憶に先だって圧縮されて、
あとで使用するには格納された圧縮ファイルから再び広
げられるとすれば、かなシの量の記憶スペースが節約さ
れるであろう。 （η 発明が解決しようとする問題点 実際にそして一般に役立つようにするためには、ディジ
タル・データ圧縮装置がある基糸を満足する必要がある
。この装置はデータ圧縮及び復元装置が仲介している機
器によって授受されるデータ速度に関して高い性能を与
える必要がある。データ圧縮できる速度は、圧縮装置に
入る入力データ処理速度によって決まり、普通数百万バ
イト毎秒（メガバイト７秒）である。普通１メガバイト
／秒を超える速度をもつ今日のディスク、テープ及び通
信装置に２いて達成されたデータ速度を保つには高性能
が必要である。従って、データ圧縮装置及びデータ復元
装置は、最近の装置で達成される帯域中に一致するデー
タ帯域中をもっていなければならない。従来のデータ圧
縮装置及びデータ復元装置の性能は、普通、統計的デー
タを記憶して圧縮処理及び復元処Ｗ’（ｒ管理するのに
用いられるランダムアクセス記憶装置（ＲＡＭ）などの
速度によって制限される。圧縮装置に対する高性能は、
圧縮器に入る入力文字ごとに必要なｒａｍサイクル（読
み書き動作）の数によって特徴づけられる。記憶サイク
ルの数が少なければ少ないほど性能は高い。高性能設計
を電話通信等の低速度の適用業務に対して経済的な低速
ＲＡ Ｍを用いて利用でき、または磁気ディスク転送に
対して超高速ＲＡＭを用いて利用できる。 データ圧縮及び復元装置の設計におけるもう一つの重要
な基準は、圧縮有効度である。圧縮有効度は装置の圧縮
比によって特徴づけられる。圧綬比は、データ記憶域の
圧縮された形の大きさを圧縮されていない形の大きさで
割った比である。データが圧縮可能であるためには、そ
のデータは、冗長を含んでいなければならない。圧縮有
効性は、圧縮手順が入力データにおける冗長のいろいろ
な形にいかに有効に調和するかによって決められる。 代表的なコンピュータに記憶されたデータ、例えば整数
の配列、テキストまたはプログラムなどに訃いて、冗長
は個々の記号表記法、例えば数字、バイト、または文字
の不統一な使用と共通語などの記号列、空白記録欄など
の頻繁な繰返しの両方において起こる。有効なデータ圧
縮装置は、両方の形式の冗長に応じる必要がある。 データ圧縮及び復元装置の設計における別の重要な基準
は、適応性の基準である。多くの従来のデータ圧縮手順
は、圧縮されようとするデータの以前の知識または統計
を必要とする。従来の手順のあるものは、データが受け
られるときのデータの統計に適応する。従来の処理にお
ける適応性は、法外な複雑度を必要とした。普通には、
汎用コンピュータ施設における必要条件である広範囲の
情報形式にわたって適応圧縮及び復元装置を用いること
ができる。圧縮装置は、データ続開の以前の知識がなく
ても良好な圧縮比を達成することが望寸しい。現在利用
できるデータ圧縮及び復元手順は、一般には適応できな
いので、それを汎用用途には利用できない。 データ圧縮及び復元装置の設計におけるもう一つの重要
な基糸は、可逆性の基桑である。データ圧縮装置が可逆
性の性質をもつためには、その装置は、圧縮されたデー
タを情報の変質捷たは損失なしにその元の形に再び拡張
またはデコノプレスすることができなければならない。 復元されたデータと元のデータとは同一であって互いに
区別できないものでなければならない。− 適応性のあるようにされているか、筐たは適応性のある
ようにされる可能性のある汎用データ圧縮手順が従来技
術において知られており、二つの該当する手順は、ハフ
マン（）（ｕｆｆｍａｎ）法及びタンスタル（Ｔｕｎｓ
ｔａｌｌ）法である。ハフマン法は広く知られて用いら
れておシ、それに関してはハフマンの「最小冗長性コー
ドの構成のための方法」という論文〔グロシーディング
スエＲＥ、第１４０巻、第１０号、１０９１１ｉ−１１
００頁（１９５２年９月）〕に出ている。さらにハフマ
ンの方法については、Ｒ，ガラハ（Ｇａｌｌａｇｈｅｒ
）の「ハフマンによる論文についての変形」という論文
Ｃ工ＥＥＥ情報理論トランザクションズ、ＩＴ−２４，
Ｎ［Ｌ６（１９７８年１１月）〕に見ることができる。 適応ハフマン・コーディングは、固定長の記号列を可変
長さ２進語に写像する。適応ハフマン・コーディングは
、その方法が解釈できる固定列置より長い入力記号列内
に冗長があるとき、それが有効でないという限界のある
という欠点がある。ハフマン法を実際に装置として具体
化するときには、入力動員は、ＲＡＭの価格のために１
２ピツトを超えることは殆んどないので、この方法は、
一般には良好な圧縮比を達成しない。なお、適応ハフマ
ン法は複雑で、各入力記号に対して法外に多数の記憶サ
イクル全必要とすることが多い。従って適応ノ・フラン
法は、望まし≦ないほどわずられしく、高価でかつ遅い
傾向があるために、この方法を実際的な現在の設備のほ
とんどに適さなくしている。 タンスタルの方法については、Ｂ、Ｔ、タンスタルの「
雑音のない圧縮コードの合成」という題名の博士論文、
〔ジョーシア・インステイチュート・オプ・テクノロジ
（１，９６７年９月）〕に見ることができる。タンスタ
ルの方法は、可変長の人力記号列を固定長の２進出力語
に写像する。タンスタル法の適応形は、従来技術に記載
されていないが、一つの適応形を誘導できる可能性はめ
るものの、それは、複雑で高性能の装置にするには不適
切であろう。ノ・フラン法もタンスタル法も原始記号の
組合せの長さが段々長くなると符号化することができな
くなるＯ 従来技術の欠点の多くを克服するさらに別の適応データ
圧縮及び復元装置は、Ｍ、コーイン（Ｃｏｈｅｎ）、Ｗ
、イーストマン（Ｅａｓｔｍａｎ） ％ Ａ 。 レンペル（ｌｅｍｐｅｌ）及びＪ、ジブ（Ｚｉｖ）の係
属米国特許願第２９１．８７０号「データの圧縮と圧縮
されたデータの復元の装置と方法Ｊ （１９８１年８月
１０日出願）に開示されたものである。前記米国特許願
第２９１．８７０号の方法は入力データの記号のス）
ＩＪ−ムを記号の適応増大する列に分解する。前記特許
願第２９１．８７０号の方法は、入力文字ごとに多数の
ＲＡＭサイクルを必要として、圧縮及び復元を行うため
に乗算及び除算のような時間のかかる複雑な数学的手順
を用いるという欠点をもっている。これらの欠点は、前
記特許願２９１．８７０号の方法を多くの経済的で高性
能の装置として実現するのに不適当にする傾向がある。 前述のことから従来技術も前記米国特許願第２９１、８
７０号の方法も高性能の適用業務に適当な適応性があり
、効率的な圧縮及び復元装置を提供しないことがわかる
。既知の従来の設計アプローチは、そのような装置には
直接には適当でない。 ［］Ｉ〕 発明の構成 （１）問題点を解決する手段 本発明は上述の装置の欠点全良好な圧縮比を達成する経
済的で高性能で適応性があり、可逆的なデータ圧縮及び
復元の装置と方法を提供することによって克服する。本
発明は、入力データ・ストリームからパース（構文解析
して分解すること）されたデータ文字信号のストリング
を格納し、そのストリームとの最長一致を決めるために
、そのストリームを格納されたストリングと比較してデ
ータ文字信号のストリームを探索することによって、デ
ータ文字信号のストリームを符号信号の圧縮されたスト
リームに圧縮する。この圧縮装置はまた、最長一致に続
く次の一つのデータ文字信号によって拡張されたデータ
文字信号のストリームから最長一致を比較するス） Ｉ
Ｊングを格納する。 最長一致を拡張して格納するとき、格納されて拡張され
たストリングに対応する符号信号がそれに割当てられる
。符号１言号の圧縮されたストリームは、格納された最
長一致に対応する符号信号から与えられる。データ文字
の格納烙れたストリングが接頭部ストリングと拡張文字
で構成されているＯストリングがその接頭部ストリング
に対応する符号信号によって格納される。 符号信号の圧縮でれたストリームは、接頭符号信号及び
拡張文字信号を含む文字ストリングを構成して格納する
ことによって復元される。復元装置は、受けられた符号
信号と次に続くストリングの最初の文字として受けられ
る拡張文字とに従ってストリングを格納する。データ文
字信号のストリングは、各探索繰返しに対する限られた
数のハツシュアドレスを与える限定探索ハツシング技術
によって記憶装置に入れられる。 （２）実施例 本発明はデジタルデータ文字信号のストリームまたは列
を圧縮して、圧縮されたディジタル符号信号の対応する
ストリームを与えるデータ圧縮器を備えている。本発明
にはさらに圧縮された符号信号を受けて元のディジタル
データに復元する復元装置がある。例えば、圧縮される
予定のデータは、英語の原文資料、格納されたコンピュ
ータ記憶などを含んでいてもよい。今日のデータ処理装
置及び通信装置においては、圧縮を行われるはずのアル
ファベットの文字は、処理されてＡＳＣＩＩフォーマッ
トのような都合のよいコードで２進数字のバイトとして
伝達されることがわかっている。 例えば、入力文字をｇピット・バイトの形式で２５６文
字の文字体系全体を受けることができる。 圧縮器からの圧縮符号信号は、例えば、記録保管の目的
のために電子記憶ファイルに格納されるか、または復号
を行う遠隔の場所に伝送されてもよい。 このほかに、ディスク記憶装置のような電子記憶ファイ
ルが入力電子回路に圧縮器を備え、出力電子回路に復元
器を備えることができ、それによってファイルに入るす
べてのデータを記憶するために圧縮して、ファイルから
検索されたすべてのデータを利用機器に伝送する前に復
元する。前述の従来の圧縮及び復元装置は、圧縮及び復
元のそのような用途に適合させる性能または適応性を与
えない。本発明に従って実施された高性能適応装置をそ
のように用いることができる。 多数の設計オプションが被圧縮データ及び装置の所望の
特性に従う種々の組合せで本発明の実施例に用いること
ができる。発明の三つの実施例を以下に説明する。一つ
の実施例は、最高性能を与えるオプションを組合せてお
ム第２の実施例は、最高圧縮を与えるオプションを組合
せ、第５の実施例は、最高性能実施例のプログラム・コ
ンピュータ形を提供する。 本発明の圧縮器は、データ文字の入力ストリームをスト
リングまたはセグメントにパースして、各ストリングを
識別する符号信号全伝送する。圧縮器が最初に遭遇した
データ文字以外は、各パースされたストリングは、前に
認識されたストリングに対する最長マツチを含む。圧縮
器は、認識されたストリングに対応する符号信号を伝送
する。 １ストリングの文字が入力ストリームからパースされる
と、パースされたストリングは、入力ストリームに訃い
て次に発生する文字によって拡張され、あとで符号化に
利用されるために圧縮器において符号化され、そこに記
憶される拡張されたストリングを形成する。従って認識
されている文字シーケンスは、１ブロツクのデータを圧
縮する過程で統計情報を集めながら、平均長さがたえず
大きくなっている。拡張文字は、次のパージング繰返し
における最初の文字として用いられる。パージングは、
データを通るただ１回のパスで達成され、初めの文字か
らｌ１ｌＲして１回に１文字をパースする。従って、単
一文字のストリング以外は、各ストリングは、接頭スト
リングとして記憶され、そのストリングは、前に記憶さ
れたストリング及び拡張文字に一致する。そのような各
ストリングを拡張文字の実際のまたは暗黙の表現で接頭
部の符号信号表現に代えて記憶するのが都合よい。パー
ジングは、データ・ストリームの各文字間に仮想コンマ
を挿入し、それによってパースされたストリングまたは
セグメントを区切るものとして概念化できる。従って、
本発明に訃いては、マツチを得るための未処理のデータ
ストリームの探索は、先に観察されたストリングとの最
長マツチを見出すために一つのコンマから一つの文字へ
次に続くコンマを越えて探索することを含む。 第１図を参照すると、データ文字のストリームの一部分
の略図が示されておＬそこではＸがアルファベットの任
意の文字を表している。コンマは、パージングを表すた
めにのみデータストリーム中に示されている。このデー
タストリームのストリングｌが仮想コンマ２及びうによ
ってパースされている。ストリング１は、前のストリン
グｊ′にマツチし、ストリング１′は、コンマ２に続く
入力データストリームにマツチするコンマ２に先行する
最も長く伸びたストリングである。ストリング１′は、
前に符号化されたものであるから、その同号は、ストリ
ング１に遭遇するとき圧縮器によって伝送される。次い
で圧縮器は、接頭部ストリング１と拡張文字５全含む拡
張ス） ＩＪング４を符号化して記憶する。拡張文字は
、それがどんな文字であっても無関係に、接頭部１に続
くデータストリーム中の次の文字である。すなわち、拡
張文字５は、前にデータストリームの中で現れた文字で
あってもよいし、またはそれは初めて遭遇するアルファ
ベットの１文字であってもよい。 圧縮器は、もう一度最長マッチが達成されるまで拡張文
字うで始まる次の、Ｎｏ−シンクの繰返しを仮想コンマ
５のところで開始する。従って、前に拡張されたストリ
ング６にマツチするストリング６がパースされる。前の
繰返しにおけると同じようにまた５ストリング６′に対
する符号信号は、伝送され、後続の文字と拡張されたス
トリングによって拡張されたストリング６は、符号化さ
才ｔて言己憶される。続くパージング繰返しにおいては
、符号化されて記憶されたストリングキにマツチするス
トリング７がパースされる。このノ々−ソング繰返しで
伝送された符号１百号は、拡張ストリングキに割当てら
れたものである。 上述のように、圧縮器によって与えられた符号信号は、
引続く復元のために記憶または伝送することができる。 復号器は、符号化接頭部スト１ノングと拡張文字の形で
データ會記憶する。従って、復元器は、一つの受信符号
信号と一つの拡張文字を含むエン） ＩＪ−を記憶装置
内に構成する。ｆｌｌえば、続けて第１図を参照すると
、復元著冷力よスト１）ング１に関連した符号信号を受
けると、その復元器が前にストリング１′を構成して記
憶しているので、そのストリングを構成する文字が、以
下に詳細に説明する方法で、最構成される。次に続く繰
返しにおいて、復元器がストリング６に関連した符号信
号を受けると、そのストリングを構成する文字が検索さ
れる。この時点で、復元器は、ストリング１からの符号
信号を受け取って拡張文字５を検索したので、以下に詳
細に説明する方法でストリングキを構成して記憶できる
。 本発明において、人力バイトの各シーケンスが実施例次
第で固定長筐たは可変長のものであってもよい符号信号
に圧縮される。上述のように、各入力バイト列は、各符
号識別子を割当てられ、一つの列が入力データ・ストリ
ームの中で再び出てくるときはいつも、同じ識別子が再
び伝送される。 各１バイト列は、符号を割当てられ、一つの列が再び出
てくるときはいつも、１バイトと拡張されたシーケンス
に割当てられた新しい符号とによって拡張される。概念
的には、圧縮器は、各データブロックを格納されたセッ
ト内のゼロストリングのみから開始する。圧縮器は、新
しい文字が出てくる度にそのセットに１文字のストリン
グを入れ、次にこれらの記憶された１文字ストリングを
さらに長いストリングを形成するのに用いる。各ストリ
ングがそのセットに加えられると、それは、一つの符号
信号を割当てられる。入力からの一つの文字ストリング
がセット内で見出される度に、次の入力文字がそのス）
Ｉ）ングに追加され、拡張されたストリングがそのセ
ットの中にあるかどうかを決めるためにそのセットが探
索される。拡張されたストリングが既に存在しなければ
、そのストリングが入れられる。そのストリングセット
をすべての単一文字ストリング金倉むように任意に初期
設定できる。これは、より高い性能の装置として実現で
きるようにすることもあるが、ｔりる程度の圧縮効率を
失うことがらる。圧縮器からの出力符号信号は、同一文
字列の以前に起ったことを示す引用文として考えること
ができる。 前記米国特許願第２９１．８９０号のデータ圧縮及び復
元装置において、拡張文字が各認識された列に追加され
て拡張された列が符号化される。拡張列の符号化表現は
、それの圧縮符号として圧縮器によって伝送された。そ
の代りに、本発明の圧縮器は、拡張列を記憶して、認識
された列に対する符号を伝送する。認識された列は、拡
張列の接頭部である。記憶された拡張列は、次にあとで
符号化するために用いられる。前記米国特許願第２９１
＆ｆ７０号の方法をこのように変更すると、前記米国特
許願第２９１８７０号において用いた時間のかかる、や
っかいな数学的操作及び乗算・除算装置のような付随の
ハードウェアをなくすことによってデータ圧縮及び復元
装置を著しく簡単にすることができる。この変更は、装
置の性能を著しく高めると同様にまた、普通に遭遇する
データの場合の圧縮効率の増加させる。これは、前記米
国特許願第２９１．８７０号の装置では、圧縮された符
号信号の一部分として伝送される拡張文字が等しく起こ
りそうな文字体系のすべての記号に見合った多数のビッ
ト＝含むからである。本発明では、拡張文字は、以下の
圧縮されたストリング符号の一部分として伝送されるの
で、文字の各ストリングについて行われた圧縮によって
必要とするビットの数が少なくなる。 本発明は、限定探索長の計算されたアドレス・ハツシン
グ装置を用いて各ストリングをストリング・テーブルに
入れ、そのストリング・テーブル内で各ストリングを探
索する。ハツシング関数は、前の符号信号と拡張文字と
から成るハツシュ・キーヲ用いてＮ個のハツシュ・テー
ブル・アドレスの組を与える（ここでＮは普通１ないし
４である）。 Ｎ個のＲＡＭ記憶場所は、逐次に探索され、その項目が
Ｎ個の記憶場所になければ、それはそのテーブル内にな
いと考えられる。圧縮のときに、テーブルに挿入される
べき新しいキーをＮ個の割当て場所に受入れできなけれ
ば、それはテーブルから除外される。この限定探索ノ・
ツシング法は、圧縮効率をわずかに下げるが、装置とし
て実現するの全非常に簡単にする。Ｎ個のハツシュ・ア
ドレスが反復したＲＡＭの中で並列に探索される別の実
施例を用いてもよい。 本発明は、固定長または可変長の圧縮された符号信号を
用いて装置として具体化することができる。固定長符号
信号の実施例は、圧縮効率においてわずかの損失を伴い
ながら装置として実現する場合の簡単化をもたらす。固
定長符号実施例は、ＲＡＭのスペース必要度と可変符号
長による装置としての実現に必要な符号シフティング機
構の複雑さを小さくする傾向がるる。しかし固定長符号
による装置の実現は非常に高い性能の装置の実現を行う
ときに望ましい。 一般には、本発明は、入力文字信号の可変ストリングを
出力符号記号信号に写像することによって圧縮を行う。 圧縮器は、ストリング・テーブル（ＲＡＭ）の中にそれ
が認識するストリングのリストを記憶し、各ストリング
に対しては対応する出力符号信号を記憶する。そのよう
に記憶されたストリングの組は、入力文字のどの列をも
記憶された？トリングにパースできるように構成される
ので、出力符号に写像できる。パージングは、ストリン
グ・テーブルの中の最長ストリングにマツチするすべて
の連続する入力文字を消費し、対応する出力符号を伝送
することによってどの繰返しにおいても達成される。最
長マツチは、次の入力文字によって拡張され、ストリン
グ・テーブルに記憶され、そして対応する符号を割当て
られる。 従って、ストリング・テーブル内のストリングの組の合
成は、現在のデータブロックの続開に適応し、かつその
統計の文である。明確にいえば、そのストリングの組に
追加された各ストリングは、その組に既にある一つのス
トリングの１文字の拡張である。一つのストリングがそ
の七ッ１に加えられるのは、それが実際に入力データに
おいて観測されたのちにだけ行われる。従って、一つの
長いストｌ／フグがそのセット内に発生できるのは、そ
れが何度も出てきたので頻繁に再び発生すると期待でき
る場合だけである。このストリングセットは、できれば
ランダムアクセス記憶装置（ＲＡＭ ）にテーブルとし
て記憶されるのがよい。各ストリングは、連結トリー構
造と考えてもよいものに記憶される。各ストリングは、
少なくとも暗黙的には、その符号記号、そのスｈ ’Ｊ
ングの最後の文字及び最後の文字以外のすべてのストリ
ング文字を含むストリング接頭部の符号記号と一緒に記
憶される。各文字が個別に得られ、かつ各接頭部符号が
逐次に呼び出されるので、復元装置は、一つのストリン
グを復号するときに多重ＲＡ Ｍアクセスを用いる。 各データ信号は、入力文字列に対する最長マツチを探す
のを容易にするようなやり方でストリング・テーブル内
に記憶される。各入力文字が読まれると、それが既に認
識された一つのストリング（新しい列の始めにゼロスト
リングで始まったもの）に付は加えられて、その新しい
ストリングは、それがそのテーブルの中にあるがどうか
を決めるために検査される。新しいス） ＩＪングがそ
のテーブルの中にあれば、その符号が検索されて、その
処理が新しい文字と新しい符号とで繰返される。 それらのストリングをそのように呼び出すために、それ
らのストリングは５“接頭部符号、拡張文字“の組（タ
プル）によって識別でれるのが都合よい。 限定探索ハツシング装置が探索をス） ＩＪング・テー
ブルを通して行うのに用いられる。 本発明を装置として具体化するのに用いることのできる
ハツシング装置は、一つの符号、文字組合わせに対して
記憶アドレスの列を発生する関数ハツシュ（符号、文字
）→アドレス１゜アドレス２・・・・・・・・・・・・
・・ヲ含ム。テーブルに一つのストリングを挿入すると
、発生したＲＡＭアドレスが空サイトを発見するまで逐
次に呼出され、項目がその点に挿入される。一つの項目
を検索すると、同じアドレス列がその項目が発見される
かまたは空サイトが発見される１で呼出され、その場合
にその項目はテーブルの中に存在しなめと定義される。 各占有サイトにおいては、そのストリングのための識別
用符号、文字の組は、その最初のサイトを占有するもの
が所望の項目であるかどうかを決めるために比較されて
もよい。あとで説明する理由によって、識別用符号を比
較することは、実際には、この実施例で必要な尼けであ
る。 誘導されて用いられたアドレスの数は、小さな一定値Ｎ
（Ｎは普通１ないしヰである）に限定される。一つの項
目をＮ回の呼出しでス） ＩＪング・テーブルに挿入で
きなければ、その項目は用いられない。テーブルから検
索される予定の一つの項目がＮ回の呼出しの中に存在し
なければ、それはテーブル内にないと定義はれる。この
限定探索の特徴は、圧縮効率の小さな損失をもたらすが
、性能を著しく増加させる。本発明はＢビット・バイト
の文字体系について圧縮を行うとして説明する。 本発明を装置として具体化するのに用いられるハツシュ
関数は、任意の一つの符号、２Ｂ拡張文字すべてに対す
るＮ個のアドレスすべてに関連したアドレスの組がどの
アドレスをも２回は含まない。 従って、一つのアドレスが特定の符号、文字の組に対し
て呼出されると、その符号の比較はその記は場所の占有
物の識別を行うのに十分である。その文字の値をＲＡＭ
に記憶する必要はない、っ従って、ＲＡＭのスペースは
、ハツシュ関数のこの特徴のために保存される。なお、
ハツシュ関数は、符号−！たけ文字の連続する値を異常
なほど激しく使ってもどの特定なアドレスの胆ヲも使込
過ぎることにはならないように設計されろ。これは可能
な場合、同じ最初のアドレス値をもつ任意の二つの符号
、文字の組が同じ第２のアドレス値をもたないことを確
実にすることによって達成される。 ハツシュ関数によって作られた幾つかのアドレスをＲＡ
Ｍの重複復製が同時に探索されて装置の性能をさらに高
めることができるように並列に与えられることができる
と分るであろう。上記の基準全満足する多くのハツシュ
関数が本発明全装置として具体化するのを満足に果たす
ことになるので、特定の適当なハツシュ関数を以下に説
明する。上記の基準を満足する他のハツシュ関数を形通
りのやり方で誘導できることがわかる。 以下に説明する本発明の実施例において、圧縮器からの
出力符号信号は、Ｃビットの公称語長（２°はストリン
グ・テーブルの大きさ以下である）全もつことになる。 しかし、ストリング・テーブルが最初に構成されようと
しているとき、各ストリングを１回の繰返しの間に利用
できるものから選択するためには、Ｃより少ないビット
を必要とする。最高の圧縮は、漸進的に大きくなる出力
符号をＣビットの限界まで伝送する場合に達成される。 このアプローチは、可変符号を固定バイト配向に整列さ
せるのに追加の出力バードウェアを用いる。出力語長は
また新しい入力文字の認識に従って変ることがらる。以
下に説明する実施例の一つにおいて、一つの入力文字が
１ず出てくると常に、その文字そのもののビットパター
ンがあとに続くゼロ・ストリング符号が与えられる。従
って、これらの出力は正規のストリング符号よりいくら
か長い０あとで説明するようにして、出力長のこの変動
は、入力データを処理する前にすべての単一文字ストリ
ングを含むようにストリング・テーブルを初期設定する
ことによって避けられる。 このアプローチは、それがそうでない場合に必要な任意
のビット・シフト・ハードウェアをなくすが、洋縮を小
さくすることがある点で装置とじての具体化の複雑性を
簡単にする。圧縮の低減は、未使用の単一文字に割当て
られた符号が有益に用いられ得ないで、すべての割当て
られた符号を区別するのに必要なビットの数を拡張する
ので起こる。この圧縮の低減は、可変長符号を利用する
初期ストリングの圧縮の間に起るだけである。 以下に説明する発明の諸実施例において、復元プロセス
は、圧縮プロセスと論理的に同じであるが、いくらか異
って記憶きれるストリング・テーブルで実現される。各
符号信号を復元器によって受けるとき、それが接頭部ス
トリング符号と拡張文字とに翻訳されるストリング・テ
ーブル内で直接に探される。次に接頭部符号が探されて
翻訳され、その処理が空ストリングに出合うまで繰返さ
れる。しかしこの処理は、その文字ストリングを圧縮器
によって受けた順次配列と逆の配列になっているデータ
文字を発生する。ス） ＩＪング内内字字列逆にする二
つの技術を以下に説明する。ＬＩＦＯスタック（後入れ
先出し）が各文字を一時保持するのに用いられ、各文字
が復元器によって発生されると、それはスタックの上に
押し上げられる。 反復の終りには、各文字が正しい順序でスタックから読
み出される。別のやり方として、一つのストリング長さ
カウントがヌトリングテーブル内の各符号に対して維持
されて一つの文字を読み出すとき、それをランダム・ア
クセス出力バッファ内の適当な位置に直接置くことがで
きるようにしている。 第２図及び第う図は本発明の最高性能の実施例全実現す
る圧縮器及び復元器をそれぞれ示している。この実施例
は、経済的で高速な圧縮処理を与える。Ｂビットの文字
の大きさ及びＣビットの圧縮符号の大きさが用いられる
。ス） ＩＪＪングテーブルは、２°の記憶場所を含む
。普通には、Ｂは５８ピツトでろＪ、Ｃは、１２ピツト
で、他の文字及び符号の大きさをこの発明を実施するの
に利用できるようにしている。この実施例は、ハツシュ
されたストリング・テーブル内のストリング記述項のア
ドレスとして用いられるＣビットの固定長符号記号信号
を用いる。最初の２Ｂ記憶場所は、各単一文字ストリン
グを含むように初期設定される。この圧縮器は、各記述
項にＣビットの接頭ストリング符号だけを含むストリン
グ・テーブルを用いる。復元テーブルは、この同じ符号
とそのほかに現在のストリングを合成するのに接頭スト
リングに追加されるＢピットの拡張文字を含む。 圧縮器からの出力符号記号信号として用いられるストリ
ング・テーブルに入ったアドレスは、第２図及び第９図
の実施例の説明の次に詳細に説明するハツシュ関数を用
いて得られる。ハツシュ関数は、Ｎ個のＣビット・アド
レスを順次に発生する。第２図及び第９図の実施例は、
第４図及び第５図の実施例と共に以下に説明する多数の
機能を制御する制御装置を用いる。例えば、ノ・ツシュ
関数装置は、Ｎ番目のアドレスが発生したときに制御装
置に知らせる。本発明のノ・−ドウエア実施例は、順次
状態機械として実現され説明される。圧縮器及び復元器
の制御装置は、それらの種々のブロックから信号を受け
て、機械の現存の状態に従って圧縮器及び復元器の構成
要素を制御する几めにそれらへ信号を与える。説明した
各シーケンスを制御するのにどんな標阜制御論理装置を
も利用できる。例えば、１状態ごとに１フリツプ・フロ
ップ全活動化して５各状態の間実行されるべき有効な接
続及び機能全区別し、そしてその状態を制御するフリッ
プフロップをその状態の間活動化してもよい。 次に第２図を参照すると本発明の最高性能の実施例の圧
縮器が示されている。この圧縮器は、バス１０に入力文
字信号を受けてバス１１に圧縮出力符号信号を与える。 入力文字は外部装置からバス１０に与えられる。外部装
置は、また入力文字信号がその外部装置から利用でき、
バス１ｏに加えられるときにつねに、データ利用可能信
号全ライン１２に与える。ライン１２上のデータ利用可
能信号は、圧縮器制御装置１５に加えられる。圧縮器制
御装置１５は、第２図のＢ−縮器のブロックのすべてに
リードｌｌｊを経て制御信号を与える。 圧縮器制御装置１５は、第２図の圧縮器を制御状態を介
して以下に詳細に説明するような方法で順序付けする。 制御装置１うはまた、追加の入力文字を要求するために
ライン１５を通して外部装置に文字ス）ｏ−プ信号を与
える。出力符号信号がバス１１の上で利用できるとき、
制御装置１５は、符号ストローブ信号をリード１６′（
ｉｌ−通して外部装置に与える。 バス１０の上の入力文字は、Ｂビット文字レジスタ１７
に入れられる。単一文字ストリング符号を作るために、
文字レジスタ１７からのＢビット文字バイトは、バス１
８全肚てＣビット符号番号レジスタ１９のＢ個の最下位
ビットに挿入される。 符号番号レジスタ１つの高位のＣ−Ｂビットｔ リード
２０の上の制御信号を用いてゼロにセットできる。 レジスタ１つからの符号記号信号及びレジスタ１７から
の文字信号は、それぞれバス２１及び２２を経てハツシ
ュ関数回路２５に加えられる。ハツシュ関数回路２うは
、バス２１の上のＣビット符号信号全バス２２の上のＢ
ビット文字と結合してバス２１Ｉの上にＮ個のＣビット
・アドレスを逐次に与える。ハツシュ関数回路２３は、
バス２ヰを通して与えられたハツシュアドレスがそのシ
ーケンスのＮ番目のアドレスであるがどうかをリード２
５を経て制御装置１５に知らせる。 ハツシュ関数回路２３はまた、制御装置１５から「新ハ
ツシュ」指令及び「次のハツシュ」相合を受ける。制御
装置１３は、ハツシュ関数回路２３に指令して「新ハツ
シュ」指令に応答するＮ個のハツシュ・アドレスの最初
のもの及び「次のハツシュ」指令が相次いで発生するの
に応答して相次ぐハツシュ・アドレスを与える。既に説
明したように、ハツシュ関数２３がＮ番目のハツシュ・
アドレスを与えたとき、一つの信号がリード２５を介し
て制御装置１５に戻される。 バス２１１の上のハツシュ・アドレスは、２ に等しい
一定値信号をも受ける比較器２６に加えられる。比較器
２６は、バス２１１の上のハツシュ・アドレスを値２Ｂ
と比較して、バス２１１の上のハツシュ・アドレスが２
Ｂより大きいがまたは２Ｂ以下であるかどうかを指示す
る信号全リード２７を介して制御装置１うに与える。 バス２１１の上のハツシュ・アドレスはまた、Ｃピッｌ
−ＲＡ Ｍアドレス・レジスタ２ｇにも加えられる。Ｒ
Ａ Ｍアドレス・レジスタ２８にロードされたアドレス
は、アドレスが圧縮器ストリング・テーブルを記憶する
のに用いられるＲＡＭ２９を呼出す。ＲＡＭ２９は、２
°のＣビット記憶場所を含んでいる。各ストリングは、
そのストリングに割当てられた符号によってアドレス指
定された記憶場所にあるその接頭符号を記憶することに
よってＲＡＭ２９の中に記憶される。そのストリングに
割当てられた符号は、後述のようにして、ストリング拡
張文字で接頭符号をハツシュすることにより得られる。 ＲＡＭ ２９は、「読出し」指令及び「書込み」指令を
制御装置１５から受けてＲＡＭ２９の「読出し」、「書
込み」機能全制御する。ＲＡＭ２９は、２ に等しいＣ
ビットの値捷たはＣピッｌ−９］号番号信号をレジスタ
１つからバス５つを介して受取るように制御装置１５に
よって制御される。 「書込み」指令をＲＡＭ ２９に加えるのに従って、一
定値２Ｂまたはバスう０の上の符号番号のいずれかが制
御装置１うからの制御信号に従ってレジスタ２ｇの中の
ＲＡＭアドレスによって呼出された記憶場所に書込捷れ
る。ＲＡ Ｍ ２９はまた、「読出し」指令に応答して
呼出された記憶場所のＣビット内容をバス５１に与える
。バス５１の上のＲＡＭ出力及び符号レジスタ１つの出
力は、比較器う２へ入力として加えられる。比較器う２
はまた、２Ｂに等しい一定値信号を受ける。比較器う２
は、ＲＡＭ２９の出力全符号番号レジスタ１９の出力及
び２Ｂと比較する。比較の結果は、リード５つを経て制
御装置１３に与えられる。リード３３の上の比較信号は
、バスラ１の上のＲＡＭ出力がレジスタ１９からの符号
番号に等しいか、捷たは２Ｂに等しいか、またはどちら
でもないかを制御装置１うに指示する。あとで説明する
理由のために、制御装置１うけ、１’（ＡＭアドレスレ
ジスタ２８を制御して、その内容をバスラ）↓を経て符
号番号レジスタ１９に転送する。 第２図の圧縮器は、Ｃビット信号をバスラ６を経てＲＡ
Ｍアドレス・レジスタ２ｇに与える初期設定計数器う５
を備えている。計算器３５はそれに加わるゼロの値をも
つ信号を介してゼロにセットできる。制御装置１３は、
計数器′５５を割数指令を介して制御して、割数指令を
加えるごとに計数器の内容に１を加える。計数器３うは
、それが計数２ に達したときを制御装置１５にリード
５Ｙの上のキャリアラ）ｔたはオーバフロー信号を経て
知らせる。初期設定計数器５５はＲＡＭ２９を初期設定
するのに用いられ、ＲＡＭ２９の記憶場所のすべてを逐
次に呼出して空状態を指示するように選択された一定値
２ を書込むことによって空にする。 第２図の圧縮器の基本動作を要約すると次の通りである
。 １ 各データブロックごとに、ＲＡＭを空に初期設定す
る。 ２ 各バイト・ストリングの最初の文字について 最初の符号番号として、文字〉符号番号レジスタに入に
る。 う、 相次ぐ文字について と ハツシュ（符号、文字）斗Ｎ個のＲＡＭアトｌ； レスの列各記憶場所ごとに順次に入れる。 八 ＲＡＭ出力＝符号であれば、ＲＡ Ｍアドレス〉符号番
号レジスタ； もう一つの文字をもったこのステップに再び入る。 号値を出力として伝送する。次にステップ２へ行く。 そうでないときは、すべてのハツシュ・アドレスの後、
符号値を出力として伝送し、ステップ２へ行く。 第２図を続けて参照すると、以下のものが第２図の圧縮
器の状態機械語記述である。 状態Ｏ： 待ち状態、各データブロックの始めに初期設
定計数器をゼロにセット。 データ使用可能信号を待つ、次いで 状態１へ行く。 状態１：ＲＡＭを初期設定する 初期設定計数器遅ＲＡ Ｍアドレス・ レジスタ ２Ｂ≧ＲＡＭデータ入力 ＲＡＭを書込む ＋１を初期設定計数器に加える 初期設定計数器〈２°なら、状態１ を繰返す、そうでなければ状態２へ 行く。 状態２． 符号を開始するブロックの最初の文字状態う
へ行く。 状態う： このストリングの中の次の文字を処理する 次の文字を読出す、 ０へ行く。 ハツシュ（符号番号レジスタ、次の文 字）ｉ；ｑＲＡ ｙ。 ＲＡＭアドレスく２ なら、状態４へ 行く ＲＡＭを読出す。 （ＲＡＭ出力）−（符号番号レジスタ）なら、 ＲＡＭアドレス≧符号番号レジスタ； 状態５へ行く。 （ＲＡＭ記憶場所）＝２Ｂなら、状態 ５へ行く。 その他の場合、状態４へ行く。 状態４： 探索を継続する 次のハツシュ（符号、文字）；ｑＲＡＭアドレス ＲＡＭアドレスく２ で、最終ハッシ ユ値であれば、状態６へ行く。 その他の場合、状態ヰを繰返す。 ＲＡＭを読出す （ＲＡＭ出力）−（符号番号レジスタ）ＲＡＭアドレス
≧符号番号レジスタ；でｂ料替、状態うへ行く。 （ＲＡＭ出力）−２Ｂなら、状態５へ 行く。 その他の場合、最終ハツシュ繰返しで あれば、 状態６へ行き、そうでなければ状態 ４を繰返す。 （符号番号レジスタ）錘ＲＡＭを書 込む 状態６へ行く。 状態６： ストリングの終り と （符号番号レジスタ）趣出カベ 文字レジスタ発符号番号レジスターく ゼロｅ番手符号番号レジスタ（≧位 Ｃ−Ｂ個のビット）を伝送 状態５へ行く。 上に与えられた状態機械語記述に関する第２図の圧縮器
の動作のさらに詳細な説明を次に行う；
−ｐｒｅｓｓｉｏｎ） の分野に関するものである。 （２）従来技術 ディジタル・データ信号のストリームを圧縮さしたディ
ジタル・データ信号に符号化して、圧縮されたディジタ
ル・データ信号を元のデータ信号に復号するデータ圧縮
装置が従来知られている。 データ圧縮とは、与えられたフォーマットのデータを元
のものよシ少ないピットをもつもう一つのフォーマット
に変換するすべての処理をいう。データ圧縮装置の目的
はディジタル情報の与えられた主要部を保持するに必要
な記憶装置の量またはその主要部を伝送するに必要な時
間の量を節病することである。圧縮比は、符号化はれた
データの長さの元の入力データの長さに対する比として
定義烙れる。圧縮比が小さければ小さいほど、記憶域ま
たは時間の節約が大きくなる。データ記憶に必要な記憶
装置またはデータ伝送に必要な時間を減らすことによっ
て、圧縮は金銭上の節約をもたらす。磁気ディスク−ま
たは磁気テープのような物理的装置がデータファイルの
格納に用いられれば、圧縮されたデータを格納する装置
に必要なスペースが小さくなって利用するディスクまた
はテープが少なくなる。電話線またはサテライト・リン
クをディジタル情報の伝送に用いる場合、伝送の前にデ
ータを圧縮するとコストが下がる。データ圧縮装置は、
元のデータが記号またｉ−１：記号のス） リングに高
い頻度で現れきせるような冗長性金倉む場合に特に有効
である。データ圧縮装置がデータの入力ブロックをより
簡潔な形に変換し、そのらとでその簡潔な形を逆にそれ
の元のフォーマットの元のデータに翻訳または復元する
。 例えば、日刊新聞の内容をサテライト・リンクを経て遠
隔の地に伝送して、そこで印刷することが望まれること
がある。適当なセンサが新聞の内容を直列に発生する文
字のデータ・ストリームに変換して、通信リンクを介し
て伝送することができる。新聞の内容を含む何百万の記
号が伝送前に圧縮されて受信者のところで再構成される
とすればかりの量の伝送時間が節約されるであろう。 別の例として、定期航空路予約データベースまたはバン
キング・システム・データベースなどの広範囲なデータ
ベースが記録保管の目的で格納されるとき、データベー
スを構成する文字の全体が記憶に先だって圧縮されて、
あとで使用するには格納された圧縮ファイルから再び広
げられるとすれば、かなシの量の記憶スペースが節約さ
れるであろう。 （η 発明が解決しようとする問題点 実際にそして一般に役立つようにするためには、ディジ
タル・データ圧縮装置がある基糸を満足する必要がある
。この装置はデータ圧縮及び復元装置が仲介している機
器によって授受されるデータ速度に関して高い性能を与
える必要がある。データ圧縮できる速度は、圧縮装置に
入る入力データ処理速度によって決まり、普通数百万バ
イト毎秒（メガバイト７秒）である。普通１メガバイト
／秒を超える速度をもつ今日のディスク、テープ及び通
信装置に２いて達成されたデータ速度を保つには高性能
が必要である。従って、データ圧縮装置及びデータ復元
装置は、最近の装置で達成される帯域中に一致するデー
タ帯域中をもっていなければならない。従来のデータ圧
縮装置及びデータ復元装置の性能は、普通、統計的デー
タを記憶して圧縮処理及び復元処Ｗ’（ｒ管理するのに
用いられるランダムアクセス記憶装置（ＲＡＭ）などの
速度によって制限される。圧縮装置に対する高性能は、
圧縮器に入る入力文字ごとに必要なｒａｍサイクル（読
み書き動作）の数によって特徴づけられる。記憶サイク
ルの数が少なければ少ないほど性能は高い。高性能設計
を電話通信等の低速度の適用業務に対して経済的な低速
ＲＡ Ｍを用いて利用でき、または磁気ディスク転送に
対して超高速ＲＡＭを用いて利用できる。 データ圧縮及び復元装置の設計におけるもう一つの重要
な基準は、圧縮有効度である。圧縮有効度は装置の圧縮
比によって特徴づけられる。圧綬比は、データ記憶域の
圧縮された形の大きさを圧縮されていない形の大きさで
割った比である。データが圧縮可能であるためには、そ
のデータは、冗長を含んでいなければならない。圧縮有
効性は、圧縮手順が入力データにおける冗長のいろいろ
な形にいかに有効に調和するかによって決められる。 代表的なコンピュータに記憶されたデータ、例えば整数
の配列、テキストまたはプログラムなどに訃いて、冗長
は個々の記号表記法、例えば数字、バイト、または文字
の不統一な使用と共通語などの記号列、空白記録欄など
の頻繁な繰返しの両方において起こる。有効なデータ圧
縮装置は、両方の形式の冗長に応じる必要がある。 データ圧縮及び復元装置の設計における別の重要な基準
は、適応性の基準である。多くの従来のデータ圧縮手順
は、圧縮されようとするデータの以前の知識または統計
を必要とする。従来の手順のあるものは、データが受け
られるときのデータの統計に適応する。従来の処理にお
ける適応性は、法外な複雑度を必要とした。普通には、
汎用コンピュータ施設における必要条件である広範囲の
情報形式にわたって適応圧縮及び復元装置を用いること
ができる。圧縮装置は、データ続開の以前の知識がなく
ても良好な圧縮比を達成することが望寸しい。現在利用
できるデータ圧縮及び復元手順は、一般には適応できな
いので、それを汎用用途には利用できない。 データ圧縮及び復元装置の設計におけるもう一つの重要
な基糸は、可逆性の基桑である。データ圧縮装置が可逆
性の性質をもつためには、その装置は、圧縮されたデー
タを情報の変質捷たは損失なしにその元の形に再び拡張
またはデコノプレスすることができなければならない。 復元されたデータと元のデータとは同一であって互いに
区別できないものでなければならない。− 適応性のあるようにされているか、筐たは適応性のある
ようにされる可能性のある汎用データ圧縮手順が従来技
術において知られており、二つの該当する手順は、ハフ
マン（）（ｕｆｆｍａｎ）法及びタンスタル（Ｔｕｎｓ
ｔａｌｌ）法である。ハフマン法は広く知られて用いら
れておシ、それに関してはハフマンの「最小冗長性コー
ドの構成のための方法」という論文〔グロシーディング
スエＲＥ、第１４０巻、第１０号、１０９１１ｉ−１１
００頁（１９５２年９月）〕に出ている。さらにハフマ
ンの方法については、Ｒ，ガラハ（Ｇａｌｌａｇｈｅｒ
）の「ハフマンによる論文についての変形」という論文
Ｃ工ＥＥＥ情報理論トランザクションズ、ＩＴ−２４，
Ｎ［Ｌ６（１９７８年１１月）〕に見ることができる。 適応ハフマン・コーディングは、固定長の記号列を可変
長さ２進語に写像する。適応ハフマン・コーディングは
、その方法が解釈できる固定列置より長い入力記号列内
に冗長があるとき、それが有効でないという限界のある
という欠点がある。ハフマン法を実際に装置として具体
化するときには、入力動員は、ＲＡＭの価格のために１
２ピツトを超えることは殆んどないので、この方法は、
一般には良好な圧縮比を達成しない。なお、適応ハフマ
ン法は複雑で、各入力記号に対して法外に多数の記憶サ
イクル全必要とすることが多い。従って適応ノ・フラン
法は、望まし≦ないほどわずられしく、高価でかつ遅い
傾向があるために、この方法を実際的な現在の設備のほ
とんどに適さなくしている。 タンスタルの方法については、Ｂ、Ｔ、タンスタルの「
雑音のない圧縮コードの合成」という題名の博士論文、
〔ジョーシア・インステイチュート・オプ・テクノロジ
（１，９６７年９月）〕に見ることができる。タンスタ
ルの方法は、可変長の人力記号列を固定長の２進出力語
に写像する。タンスタル法の適応形は、従来技術に記載
されていないが、一つの適応形を誘導できる可能性はめ
るものの、それは、複雑で高性能の装置にするには不適
切であろう。ノ・フラン法もタンスタル法も原始記号の
組合せの長さが段々長くなると符号化することができな
くなるＯ 従来技術の欠点の多くを克服するさらに別の適応データ
圧縮及び復元装置は、Ｍ、コーイン（Ｃｏｈｅｎ）、Ｗ
、イーストマン（Ｅａｓｔｍａｎ） ％ Ａ 。 レンペル（ｌｅｍｐｅｌ）及びＪ、ジブ（Ｚｉｖ）の係
属米国特許願第２９１．８７０号「データの圧縮と圧縮
されたデータの復元の装置と方法Ｊ （１９８１年８月
１０日出願）に開示されたものである。前記米国特許願
第２９１．８７０号の方法は入力データの記号のス）
ＩＪ−ムを記号の適応増大する列に分解する。前記特許
願第２９１．８７０号の方法は、入力文字ごとに多数の
ＲＡＭサイクルを必要として、圧縮及び復元を行うため
に乗算及び除算のような時間のかかる複雑な数学的手順
を用いるという欠点をもっている。これらの欠点は、前
記特許願２９１．８７０号の方法を多くの経済的で高性
能の装置として実現するのに不適当にする傾向がある。 前述のことから従来技術も前記米国特許願第２９１、８
７０号の方法も高性能の適用業務に適当な適応性があり
、効率的な圧縮及び復元装置を提供しないことがわかる
。既知の従来の設計アプローチは、そのような装置には
直接には適当でない。 ［］Ｉ〕 発明の構成 （１）問題点を解決する手段 本発明は上述の装置の欠点全良好な圧縮比を達成する経
済的で高性能で適応性があり、可逆的なデータ圧縮及び
復元の装置と方法を提供することによって克服する。本
発明は、入力データ・ストリームからパース（構文解析
して分解すること）されたデータ文字信号のストリング
を格納し、そのストリームとの最長一致を決めるために
、そのストリームを格納されたストリングと比較してデ
ータ文字信号のストリームを探索することによって、デ
ータ文字信号のストリームを符号信号の圧縮されたスト
リームに圧縮する。この圧縮装置はまた、最長一致に続
く次の一つのデータ文字信号によって拡張されたデータ
文字信号のストリームから最長一致を比較するス） Ｉ
Ｊングを格納する。 最長一致を拡張して格納するとき、格納されて拡張され
たストリングに対応する符号信号がそれに割当てられる
。符号１言号の圧縮されたストリームは、格納された最
長一致に対応する符号信号から与えられる。データ文字
の格納烙れたストリングが接頭部ストリングと拡張文字
で構成されているＯストリングがその接頭部ストリング
に対応する符号信号によって格納される。 符号信号の圧縮でれたストリームは、接頭符号信号及び
拡張文字信号を含む文字ストリングを構成して格納する
ことによって復元される。復元装置は、受けられた符号
信号と次に続くストリングの最初の文字として受けられ
る拡張文字とに従ってストリングを格納する。データ文
字信号のストリングは、各探索繰返しに対する限られた
数のハツシュアドレスを与える限定探索ハツシング技術
によって記憶装置に入れられる。 （２）実施例 本発明はデジタルデータ文字信号のストリームまたは列
を圧縮して、圧縮されたディジタル符号信号の対応する
ストリームを与えるデータ圧縮器を備えている。本発明
にはさらに圧縮された符号信号を受けて元のディジタル
データに復元する復元装置がある。例えば、圧縮される
予定のデータは、英語の原文資料、格納されたコンピュ
ータ記憶などを含んでいてもよい。今日のデータ処理装
置及び通信装置においては、圧縮を行われるはずのアル
ファベットの文字は、処理されてＡＳＣＩＩフォーマッ
トのような都合のよいコードで２進数字のバイトとして
伝達されることがわかっている。 例えば、入力文字をｇピット・バイトの形式で２５６文
字の文字体系全体を受けることができる。 圧縮器からの圧縮符号信号は、例えば、記録保管の目的
のために電子記憶ファイルに格納されるか、または復号
を行う遠隔の場所に伝送されてもよい。 このほかに、ディスク記憶装置のような電子記憶ファイ
ルが入力電子回路に圧縮器を備え、出力電子回路に復元
器を備えることができ、それによってファイルに入るす
べてのデータを記憶するために圧縮して、ファイルから
検索されたすべてのデータを利用機器に伝送する前に復
元する。前述の従来の圧縮及び復元装置は、圧縮及び復
元のそのような用途に適合させる性能または適応性を与
えない。本発明に従って実施された高性能適応装置をそ
のように用いることができる。 多数の設計オプションが被圧縮データ及び装置の所望の
特性に従う種々の組合せで本発明の実施例に用いること
ができる。発明の三つの実施例を以下に説明する。一つ
の実施例は、最高性能を与えるオプションを組合せてお
ム第２の実施例は、最高圧縮を与えるオプションを組合
せ、第５の実施例は、最高性能実施例のプログラム・コ
ンピュータ形を提供する。 本発明の圧縮器は、データ文字の入力ストリームをスト
リングまたはセグメントにパースして、各ストリングを
識別する符号信号全伝送する。圧縮器が最初に遭遇した
データ文字以外は、各パースされたストリングは、前に
認識されたストリングに対する最長マツチを含む。圧縮
器は、認識されたストリングに対応する符号信号を伝送
する。 １ストリングの文字が入力ストリームからパースされる
と、パースされたストリングは、入力ストリームに訃い
て次に発生する文字によって拡張され、あとで符号化に
利用されるために圧縮器において符号化され、そこに記
憶される拡張されたストリングを形成する。従って認識
されている文字シーケンスは、１ブロツクのデータを圧
縮する過程で統計情報を集めながら、平均長さがたえず
大きくなっている。拡張文字は、次のパージング繰返し
における最初の文字として用いられる。パージングは、
データを通るただ１回のパスで達成され、初めの文字か
らｌ１ｌＲして１回に１文字をパースする。従って、単
一文字のストリング以外は、各ストリングは、接頭スト
リングとして記憶され、そのストリングは、前に記憶さ
れたストリング及び拡張文字に一致する。そのような各
ストリングを拡張文字の実際のまたは暗黙の表現で接頭
部の符号信号表現に代えて記憶するのが都合よい。パー
ジングは、データ・ストリームの各文字間に仮想コンマ
を挿入し、それによってパースされたストリングまたは
セグメントを区切るものとして概念化できる。従って、
本発明に訃いては、マツチを得るための未処理のデータ
ストリームの探索は、先に観察されたストリングとの最
長マツチを見出すために一つのコンマから一つの文字へ
次に続くコンマを越えて探索することを含む。 第１図を参照すると、データ文字のストリームの一部分
の略図が示されておＬそこではＸがアルファベットの任
意の文字を表している。コンマは、パージングを表すた
めにのみデータストリーム中に示されている。このデー
タストリームのストリングｌが仮想コンマ２及びうによ
ってパースされている。ストリング１は、前のストリン
グｊ′にマツチし、ストリング１′は、コンマ２に続く
入力データストリームにマツチするコンマ２に先行する
最も長く伸びたストリングである。ストリング１′は、
前に符号化されたものであるから、その同号は、ストリ
ング１に遭遇するとき圧縮器によって伝送される。次い
で圧縮器は、接頭部ストリング１と拡張文字５全含む拡
張ス） ＩＪング４を符号化して記憶する。拡張文字は
、それがどんな文字であっても無関係に、接頭部１に続
くデータストリーム中の次の文字である。すなわち、拡
張文字５は、前にデータストリームの中で現れた文字で
あってもよいし、またはそれは初めて遭遇するアルファ
ベットの１文字であってもよい。 圧縮器は、もう一度最長マッチが達成されるまで拡張文
字うで始まる次の、Ｎｏ−シンクの繰返しを仮想コンマ
５のところで開始する。従って、前に拡張されたストリ
ング６にマツチするストリング６がパースされる。前の
繰返しにおけると同じようにまた５ストリング６′に対
する符号信号は、伝送され、後続の文字と拡張されたス
トリングによって拡張されたストリング６は、符号化さ
才ｔて言己憶される。続くパージング繰返しにおいては
、符号化されて記憶されたストリングキにマツチするス
トリング７がパースされる。このノ々−ソング繰返しで
伝送された符号１百号は、拡張ストリングキに割当てら
れたものである。 上述のように、圧縮器によって与えられた符号信号は、
引続く復元のために記憶または伝送することができる。 復号器は、符号化接頭部スト１ノングと拡張文字の形で
データ會記憶する。従って、復元器は、一つの受信符号
信号と一つの拡張文字を含むエン） ＩＪ−を記憶装置
内に構成する。ｆｌｌえば、続けて第１図を参照すると
、復元著冷力よスト１）ング１に関連した符号信号を受
けると、その復元器が前にストリング１′を構成して記
憶しているので、そのストリングを構成する文字が、以
下に詳細に説明する方法で、最構成される。次に続く繰
返しにおいて、復元器がストリング６に関連した符号信
号を受けると、そのストリングを構成する文字が検索さ
れる。この時点で、復元器は、ストリング１からの符号
信号を受け取って拡張文字５を検索したので、以下に詳
細に説明する方法でストリングキを構成して記憶できる
。 本発明において、人力バイトの各シーケンスが実施例次
第で固定長筐たは可変長のものであってもよい符号信号
に圧縮される。上述のように、各入力バイト列は、各符
号識別子を割当てられ、一つの列が入力データ・ストリ
ームの中で再び出てくるときはいつも、同じ識別子が再
び伝送される。 各１バイト列は、符号を割当てられ、一つの列が再び出
てくるときはいつも、１バイトと拡張されたシーケンス
に割当てられた新しい符号とによって拡張される。概念
的には、圧縮器は、各データブロックを格納されたセッ
ト内のゼロストリングのみから開始する。圧縮器は、新
しい文字が出てくる度にそのセットに１文字のストリン
グを入れ、次にこれらの記憶された１文字ストリングを
さらに長いストリングを形成するのに用いる。各ストリ
ングがそのセットに加えられると、それは、一つの符号
信号を割当てられる。入力からの一つの文字ストリング
がセット内で見出される度に、次の入力文字がそのス）
Ｉ）ングに追加され、拡張されたストリングがそのセ
ットの中にあるかどうかを決めるためにそのセットが探
索される。拡張されたストリングが既に存在しなければ
、そのストリングが入れられる。そのストリングセット
をすべての単一文字ストリング金倉むように任意に初期
設定できる。これは、より高い性能の装置として実現で
きるようにすることもあるが、ｔりる程度の圧縮効率を
失うことがらる。圧縮器からの出力符号信号は、同一文
字列の以前に起ったことを示す引用文として考えること
ができる。 前記米国特許願第２９１．８９０号のデータ圧縮及び復
元装置において、拡張文字が各認識された列に追加され
て拡張された列が符号化される。拡張列の符号化表現は
、それの圧縮符号として圧縮器によって伝送された。そ
の代りに、本発明の圧縮器は、拡張列を記憶して、認識
された列に対する符号を伝送する。認識された列は、拡
張列の接頭部である。記憶された拡張列は、次にあとで
符号化するために用いられる。前記米国特許願第２９１
＆ｆ７０号の方法をこのように変更すると、前記米国特
許願第２９１８７０号において用いた時間のかかる、や
っかいな数学的操作及び乗算・除算装置のような付随の
ハードウェアをなくすことによってデータ圧縮及び復元
装置を著しく簡単にすることができる。この変更は、装
置の性能を著しく高めると同様にまた、普通に遭遇する
データの場合の圧縮効率の増加させる。これは、前記米
国特許願第２９１．８７０号の装置では、圧縮された符
号信号の一部分として伝送される拡張文字が等しく起こ
りそうな文字体系のすべての記号に見合った多数のビッ
ト＝含むからである。本発明では、拡張文字は、以下の
圧縮されたストリング符号の一部分として伝送されるの
で、文字の各ストリングについて行われた圧縮によって
必要とするビットの数が少なくなる。 本発明は、限定探索長の計算されたアドレス・ハツシン
グ装置を用いて各ストリングをストリング・テーブルに
入れ、そのストリング・テーブル内で各ストリングを探
索する。ハツシング関数は、前の符号信号と拡張文字と
から成るハツシュ・キーヲ用いてＮ個のハツシュ・テー
ブル・アドレスの組を与える（ここでＮは普通１ないし
４である）。 Ｎ個のＲＡＭ記憶場所は、逐次に探索され、その項目が
Ｎ個の記憶場所になければ、それはそのテーブル内にな
いと考えられる。圧縮のときに、テーブルに挿入される
べき新しいキーをＮ個の割当て場所に受入れできなけれ
ば、それはテーブルから除外される。この限定探索ノ・
ツシング法は、圧縮効率をわずかに下げるが、装置とし
て実現するの全非常に簡単にする。Ｎ個のハツシュ・ア
ドレスが反復したＲＡＭの中で並列に探索される別の実
施例を用いてもよい。 本発明は、固定長または可変長の圧縮された符号信号を
用いて装置として具体化することができる。固定長符号
信号の実施例は、圧縮効率においてわずかの損失を伴い
ながら装置として実現する場合の簡単化をもたらす。固
定長符号実施例は、ＲＡＭのスペース必要度と可変符号
長による装置としての実現に必要な符号シフティング機
構の複雑さを小さくする傾向がるる。しかし固定長符号
による装置の実現は非常に高い性能の装置の実現を行う
ときに望ましい。 一般には、本発明は、入力文字信号の可変ストリングを
出力符号記号信号に写像することによって圧縮を行う。 圧縮器は、ストリング・テーブル（ＲＡＭ）の中にそれ
が認識するストリングのリストを記憶し、各ストリング
に対しては対応する出力符号信号を記憶する。そのよう
に記憶されたストリングの組は、入力文字のどの列をも
記憶された？トリングにパースできるように構成される
ので、出力符号に写像できる。パージングは、ストリン
グ・テーブルの中の最長ストリングにマツチするすべて
の連続する入力文字を消費し、対応する出力符号を伝送
することによってどの繰返しにおいても達成される。最
長マツチは、次の入力文字によって拡張され、ストリン
グ・テーブルに記憶され、そして対応する符号を割当て
られる。 従って、ストリング・テーブル内のストリングの組の合
成は、現在のデータブロックの続開に適応し、かつその
統計の文である。明確にいえば、そのストリングの組に
追加された各ストリングは、その組に既にある一つのス
トリングの１文字の拡張である。一つのストリングがそ
の七ッ１に加えられるのは、それが実際に入力データに
おいて観測されたのちにだけ行われる。従って、一つの
長いストｌ／フグがそのセット内に発生できるのは、そ
れが何度も出てきたので頻繁に再び発生すると期待でき
る場合だけである。このストリングセットは、できれば
ランダムアクセス記憶装置（ＲＡＭ ）にテーブルとし
て記憶されるのがよい。各ストリングは、連結トリー構
造と考えてもよいものに記憶される。各ストリングは、
少なくとも暗黙的には、その符号記号、そのスｈ ’Ｊ
ングの最後の文字及び最後の文字以外のすべてのストリ
ング文字を含むストリング接頭部の符号記号と一緒に記
憶される。各文字が個別に得られ、かつ各接頭部符号が
逐次に呼び出されるので、復元装置は、一つのストリン
グを復号するときに多重ＲＡ Ｍアクセスを用いる。 各データ信号は、入力文字列に対する最長マツチを探す
のを容易にするようなやり方でストリング・テーブル内
に記憶される。各入力文字が読まれると、それが既に認
識された一つのストリング（新しい列の始めにゼロスト
リングで始まったもの）に付は加えられて、その新しい
ストリングは、それがそのテーブルの中にあるがどうか
を決めるために検査される。新しいス） ＩＪングがそ
のテーブルの中にあれば、その符号が検索されて、その
処理が新しい文字と新しい符号とで繰返される。 それらのストリングをそのように呼び出すために、それ
らのストリングは５“接頭部符号、拡張文字“の組（タ
プル）によって識別でれるのが都合よい。 限定探索ハツシング装置が探索をス） ＩＪング・テー
ブルを通して行うのに用いられる。 本発明を装置として具体化するのに用いることのできる
ハツシング装置は、一つの符号、文字組合わせに対して
記憶アドレスの列を発生する関数ハツシュ（符号、文字
）→アドレス１゜アドレス２・・・・・・・・・・・・
・・ヲ含ム。テーブルに一つのストリングを挿入すると
、発生したＲＡＭアドレスが空サイトを発見するまで逐
次に呼出され、項目がその点に挿入される。一つの項目
を検索すると、同じアドレス列がその項目が発見される
かまたは空サイトが発見される１で呼出され、その場合
にその項目はテーブルの中に存在しなめと定義される。 各占有サイトにおいては、そのストリングのための識別
用符号、文字の組は、その最初のサイトを占有するもの
が所望の項目であるかどうかを決めるために比較されて
もよい。あとで説明する理由によって、識別用符号を比
較することは、実際には、この実施例で必要な尼けであ
る。 誘導されて用いられたアドレスの数は、小さな一定値Ｎ
（Ｎは普通１ないしヰである）に限定される。一つの項
目をＮ回の呼出しでス） ＩＪング・テーブルに挿入で
きなければ、その項目は用いられない。テーブルから検
索される予定の一つの項目がＮ回の呼出しの中に存在し
なければ、それはテーブル内にないと定義はれる。この
限定探索の特徴は、圧縮効率の小さな損失をもたらすが
、性能を著しく増加させる。本発明はＢビット・バイト
の文字体系について圧縮を行うとして説明する。 本発明を装置として具体化するのに用いられるハツシュ
関数は、任意の一つの符号、２Ｂ拡張文字すべてに対す
るＮ個のアドレスすべてに関連したアドレスの組がどの
アドレスをも２回は含まない。 従って、一つのアドレスが特定の符号、文字の組に対し
て呼出されると、その符号の比較はその記は場所の占有
物の識別を行うのに十分である。その文字の値をＲＡＭ
に記憶する必要はない、っ従って、ＲＡＭのスペースは
、ハツシュ関数のこの特徴のために保存される。なお、
ハツシュ関数は、符号−！たけ文字の連続する値を異常
なほど激しく使ってもどの特定なアドレスの胆ヲも使込
過ぎることにはならないように設計されろ。これは可能
な場合、同じ最初のアドレス値をもつ任意の二つの符号
、文字の組が同じ第２のアドレス値をもたないことを確
実にすることによって達成される。 ハツシュ関数によって作られた幾つかのアドレスをＲＡ
Ｍの重複復製が同時に探索されて装置の性能をさらに高
めることができるように並列に与えられることができる
と分るであろう。上記の基準全満足する多くのハツシュ
関数が本発明全装置として具体化するのを満足に果たす
ことになるので、特定の適当なハツシュ関数を以下に説
明する。上記の基準を満足する他のハツシュ関数を形通
りのやり方で誘導できることがわかる。 以下に説明する本発明の実施例において、圧縮器からの
出力符号信号は、Ｃビットの公称語長（２°はストリン
グ・テーブルの大きさ以下である）全もつことになる。 しかし、ストリング・テーブルが最初に構成されようと
しているとき、各ストリングを１回の繰返しの間に利用
できるものから選択するためには、Ｃより少ないビット
を必要とする。最高の圧縮は、漸進的に大きくなる出力
符号をＣビットの限界まで伝送する場合に達成される。 このアプローチは、可変符号を固定バイト配向に整列さ
せるのに追加の出力バードウェアを用いる。出力語長は
また新しい入力文字の認識に従って変ることがらる。以
下に説明する実施例の一つにおいて、一つの入力文字が
１ず出てくると常に、その文字そのもののビットパター
ンがあとに続くゼロ・ストリング符号が与えられる。従
って、これらの出力は正規のストリング符号よりいくら
か長い０あとで説明するようにして、出力長のこの変動
は、入力データを処理する前にすべての単一文字ストリ
ングを含むようにストリング・テーブルを初期設定する
ことによって避けられる。 このアプローチは、それがそうでない場合に必要な任意
のビット・シフト・ハードウェアをなくすが、洋縮を小
さくすることがある点で装置とじての具体化の複雑性を
簡単にする。圧縮の低減は、未使用の単一文字に割当て
られた符号が有益に用いられ得ないで、すべての割当て
られた符号を区別するのに必要なビットの数を拡張する
ので起こる。この圧縮の低減は、可変長符号を利用する
初期ストリングの圧縮の間に起るだけである。 以下に説明する発明の諸実施例において、復元プロセス
は、圧縮プロセスと論理的に同じであるが、いくらか異
って記憶きれるストリング・テーブルで実現される。各
符号信号を復元器によって受けるとき、それが接頭部ス
トリング符号と拡張文字とに翻訳されるストリング・テ
ーブル内で直接に探される。次に接頭部符号が探されて
翻訳され、その処理が空ストリングに出合うまで繰返さ
れる。しかしこの処理は、その文字ストリングを圧縮器
によって受けた順次配列と逆の配列になっているデータ
文字を発生する。ス） ＩＪング内内字字列逆にする二
つの技術を以下に説明する。ＬＩＦＯスタック（後入れ
先出し）が各文字を一時保持するのに用いられ、各文字
が復元器によって発生されると、それはスタックの上に
押し上げられる。 反復の終りには、各文字が正しい順序でスタックから読
み出される。別のやり方として、一つのストリング長さ
カウントがヌトリングテーブル内の各符号に対して維持
されて一つの文字を読み出すとき、それをランダム・ア
クセス出力バッファ内の適当な位置に直接置くことがで
きるようにしている。 第２図及び第う図は本発明の最高性能の実施例全実現す
る圧縮器及び復元器をそれぞれ示している。この実施例
は、経済的で高速な圧縮処理を与える。Ｂビットの文字
の大きさ及びＣビットの圧縮符号の大きさが用いられる
。ス） ＩＪＪングテーブルは、２°の記憶場所を含む
。普通には、Ｂは５８ピツトでろＪ、Ｃは、１２ピツト
で、他の文字及び符号の大きさをこの発明を実施するの
に利用できるようにしている。この実施例は、ハツシュ
されたストリング・テーブル内のストリング記述項のア
ドレスとして用いられるＣビットの固定長符号記号信号
を用いる。最初の２Ｂ記憶場所は、各単一文字ストリン
グを含むように初期設定される。この圧縮器は、各記述
項にＣビットの接頭ストリング符号だけを含むストリン
グ・テーブルを用いる。復元テーブルは、この同じ符号
とそのほかに現在のストリングを合成するのに接頭スト
リングに追加されるＢピットの拡張文字を含む。 圧縮器からの出力符号記号信号として用いられるストリ
ング・テーブルに入ったアドレスは、第２図及び第９図
の実施例の説明の次に詳細に説明するハツシュ関数を用
いて得られる。ハツシュ関数は、Ｎ個のＣビット・アド
レスを順次に発生する。第２図及び第９図の実施例は、
第４図及び第５図の実施例と共に以下に説明する多数の
機能を制御する制御装置を用いる。例えば、ノ・ツシュ
関数装置は、Ｎ番目のアドレスが発生したときに制御装
置に知らせる。本発明のノ・−ドウエア実施例は、順次
状態機械として実現され説明される。圧縮器及び復元器
の制御装置は、それらの種々のブロックから信号を受け
て、機械の現存の状態に従って圧縮器及び復元器の構成
要素を制御する几めにそれらへ信号を与える。説明した
各シーケンスを制御するのにどんな標阜制御論理装置を
も利用できる。例えば、１状態ごとに１フリツプ・フロ
ップ全活動化して５各状態の間実行されるべき有効な接
続及び機能全区別し、そしてその状態を制御するフリッ
プフロップをその状態の間活動化してもよい。 次に第２図を参照すると本発明の最高性能の実施例の圧
縮器が示されている。この圧縮器は、バス１０に入力文
字信号を受けてバス１１に圧縮出力符号信号を与える。 入力文字は外部装置からバス１０に与えられる。外部装
置は、また入力文字信号がその外部装置から利用でき、
バス１ｏに加えられるときにつねに、データ利用可能信
号全ライン１２に与える。ライン１２上のデータ利用可
能信号は、圧縮器制御装置１５に加えられる。圧縮器制
御装置１５は、第２図のＢ−縮器のブロックのすべてに
リードｌｌｊを経て制御信号を与える。 圧縮器制御装置１５は、第２図の圧縮器を制御状態を介
して以下に詳細に説明するような方法で順序付けする。 制御装置１うはまた、追加の入力文字を要求するために
ライン１５を通して外部装置に文字ス）ｏ−プ信号を与
える。出力符号信号がバス１１の上で利用できるとき、
制御装置１５は、符号ストローブ信号をリード１６′（
ｉｌ−通して外部装置に与える。 バス１０の上の入力文字は、Ｂビット文字レジスタ１７
に入れられる。単一文字ストリング符号を作るために、
文字レジスタ１７からのＢビット文字バイトは、バス１
８全肚てＣビット符号番号レジスタ１９のＢ個の最下位
ビットに挿入される。 符号番号レジスタ１つの高位のＣ−Ｂビットｔ リード
２０の上の制御信号を用いてゼロにセットできる。 レジスタ１つからの符号記号信号及びレジスタ１７から
の文字信号は、それぞれバス２１及び２２を経てハツシ
ュ関数回路２５に加えられる。ハツシュ関数回路２うは
、バス２１の上のＣビット符号信号全バス２２の上のＢ
ビット文字と結合してバス２１Ｉの上にＮ個のＣビット
・アドレスを逐次に与える。ハツシュ関数回路２３は、
バス２ヰを通して与えられたハツシュアドレスがそのシ
ーケンスのＮ番目のアドレスであるがどうかをリード２
５を経て制御装置１５に知らせる。 ハツシュ関数回路２３はまた、制御装置１５から「新ハ
ツシュ」指令及び「次のハツシュ」相合を受ける。制御
装置１３は、ハツシュ関数回路２３に指令して「新ハツ
シュ」指令に応答するＮ個のハツシュ・アドレスの最初
のもの及び「次のハツシュ」指令が相次いで発生するの
に応答して相次ぐハツシュ・アドレスを与える。既に説
明したように、ハツシュ関数２３がＮ番目のハツシュ・
アドレスを与えたとき、一つの信号がリード２５を介し
て制御装置１５に戻される。 バス２１１の上のハツシュ・アドレスは、２ に等しい
一定値信号をも受ける比較器２６に加えられる。比較器
２６は、バス２１１の上のハツシュ・アドレスを値２Ｂ
と比較して、バス２１１の上のハツシュ・アドレスが２
Ｂより大きいがまたは２Ｂ以下であるかどうかを指示す
る信号全リード２７を介して制御装置１うに与える。 バス２１１の上のハツシュ・アドレスはまた、Ｃピッｌ
−ＲＡ Ｍアドレス・レジスタ２ｇにも加えられる。Ｒ
Ａ Ｍアドレス・レジスタ２８にロードされたアドレス
は、アドレスが圧縮器ストリング・テーブルを記憶する
のに用いられるＲＡＭ２９を呼出す。ＲＡＭ２９は、２
°のＣビット記憶場所を含んでいる。各ストリングは、
そのストリングに割当てられた符号によってアドレス指
定された記憶場所にあるその接頭符号を記憶することに
よってＲＡＭ２９の中に記憶される。そのストリングに
割当てられた符号は、後述のようにして、ストリング拡
張文字で接頭符号をハツシュすることにより得られる。 ＲＡＭ ２９は、「読出し」指令及び「書込み」指令を
制御装置１５から受けてＲＡＭ２９の「読出し」、「書
込み」機能全制御する。ＲＡＭ２９は、２ に等しいＣ
ビットの値捷たはＣピッｌ−９］号番号信号をレジスタ
１つからバス５つを介して受取るように制御装置１５に
よって制御される。 「書込み」指令をＲＡＭ ２９に加えるのに従って、一
定値２Ｂまたはバスう０の上の符号番号のいずれかが制
御装置１うからの制御信号に従ってレジスタ２ｇの中の
ＲＡＭアドレスによって呼出された記憶場所に書込捷れ
る。ＲＡ Ｍ ２９はまた、「読出し」指令に応答して
呼出された記憶場所のＣビット内容をバス５１に与える
。バス５１の上のＲＡＭ出力及び符号レジスタ１つの出
力は、比較器う２へ入力として加えられる。比較器う２
はまた、２Ｂに等しい一定値信号を受ける。比較器う２
は、ＲＡＭ２９の出力全符号番号レジスタ１９の出力及
び２Ｂと比較する。比較の結果は、リード５つを経て制
御装置１３に与えられる。リード３３の上の比較信号は
、バスラ１の上のＲＡＭ出力がレジスタ１９からの符号
番号に等しいか、捷たは２Ｂに等しいか、またはどちら
でもないかを制御装置１うに指示する。あとで説明する
理由のために、制御装置１うけ、１’（ＡＭアドレスレ
ジスタ２８を制御して、その内容をバスラ）↓を経て符
号番号レジスタ１９に転送する。 第２図の圧縮器は、Ｃビット信号をバスラ６を経てＲＡ
Ｍアドレス・レジスタ２ｇに与える初期設定計数器う５
を備えている。計算器３５はそれに加わるゼロの値をも
つ信号を介してゼロにセットできる。制御装置１３は、
計数器′５５を割数指令を介して制御して、割数指令を
加えるごとに計数器の内容に１を加える。計数器３うは
、それが計数２ に達したときを制御装置１５にリード
５Ｙの上のキャリアラ）ｔたはオーバフロー信号を経て
知らせる。初期設定計数器５５はＲＡＭ２９を初期設定
するのに用いられ、ＲＡＭ２９の記憶場所のすべてを逐
次に呼出して空状態を指示するように選択された一定値
２ を書込むことによって空にする。 第２図の圧縮器の基本動作を要約すると次の通りである
。 １ 各データブロックごとに、ＲＡＭを空に初期設定す
る。 ２ 各バイト・ストリングの最初の文字について 最初の符号番号として、文字〉符号番号レジスタに入に
る。 う、 相次ぐ文字について と ハツシュ（符号、文字）斗Ｎ個のＲＡＭアトｌ； レスの列各記憶場所ごとに順次に入れる。 八 ＲＡＭ出力＝符号であれば、ＲＡ Ｍアドレス〉符号番
号レジスタ； もう一つの文字をもったこのステップに再び入る。 号値を出力として伝送する。次にステップ２へ行く。 そうでないときは、すべてのハツシュ・アドレスの後、
符号値を出力として伝送し、ステップ２へ行く。 第２図を続けて参照すると、以下のものが第２図の圧縮
器の状態機械語記述である。 状態Ｏ： 待ち状態、各データブロックの始めに初期設
定計数器をゼロにセット。 データ使用可能信号を待つ、次いで 状態１へ行く。 状態１：ＲＡＭを初期設定する 初期設定計数器遅ＲＡ Ｍアドレス・ レジスタ ２Ｂ≧ＲＡＭデータ入力 ＲＡＭを書込む ＋１を初期設定計数器に加える 初期設定計数器〈２°なら、状態１ を繰返す、そうでなければ状態２へ 行く。 状態２． 符号を開始するブロックの最初の文字状態う
へ行く。 状態う： このストリングの中の次の文字を処理する 次の文字を読出す、 ０へ行く。 ハツシュ（符号番号レジスタ、次の文 字）ｉ；ｑＲＡ ｙ。 ＲＡＭアドレスく２ なら、状態４へ 行く ＲＡＭを読出す。 （ＲＡＭ出力）−（符号番号レジスタ）なら、 ＲＡＭアドレス≧符号番号レジスタ； 状態５へ行く。 （ＲＡＭ記憶場所）＝２Ｂなら、状態 ５へ行く。 その他の場合、状態４へ行く。 状態４： 探索を継続する 次のハツシュ（符号、文字）；ｑＲＡＭアドレス ＲＡＭアドレスく２ で、最終ハッシ ユ値であれば、状態６へ行く。 その他の場合、状態ヰを繰返す。 ＲＡＭを読出す （ＲＡＭ出力）−（符号番号レジスタ）ＲＡＭアドレス
≧符号番号レジスタ；でｂ料替、状態うへ行く。 （ＲＡＭ出力）−２Ｂなら、状態５へ 行く。 その他の場合、最終ハツシュ繰返しで あれば、 状態６へ行き、そうでなければ状態 ４を繰返す。 （符号番号レジスタ）錘ＲＡＭを書 込む 状態６へ行く。 状態６： ストリングの終り と （符号番号レジスタ）趣出カベ 文字レジスタ発符号番号レジスターく ゼロｅ番手符号番号レジスタ（≧位 Ｃ−Ｂ個のビット）を伝送 状態５へ行く。 上に与えられた状態機械語記述に関する第２図の圧縮器
の動作のさらに詳細な説明を次に行う；
〔０〕、待ち状
態、 １ブロツクの入力文字を待っている間、第２図の
圧縮器は、この状態にある。 待ち状態の間、制御装置１うは、初期設定計数器３５を
ゼロにリセットする。入力データを供給する外部信号源
からリード１２を通ってくるデータ使用可能信号は、入
力データが利用できるときを指示するために用いられる
。データが使用可能になったとき、リード１２の上のデ
ータ使用可能信号は、制御装置１うに初期設定状態に入
るように合図する。 〔１〕、初期設定状態、 ランダム・アクセス記憶装置
（ＲＡｌｌ）２つの内容は、空であるように初期設定さ
れる。空記号は、実現の便宜上２Ｂとして任意に選ばれ
ろ。従って、「初期設定状態」では、値２ が記憶装置
２つの各記憶場所に書込捷れる。空記号は、ストリング
符号には決して割当てられてはならない。記憶場所ゼロ
ないし２Ｂは、それらは決して呼出されないであろうけ
れども、実現の便宜上空に初期設定される。概念的には
、記憶場所ゼロないし２Ｂ−１は ２Ｂ個の単一文字ス
トリングを含むように初期設定され、それらのストリン
グは、それらが表す文字に等しい符号値をあらかじめ割
当てられている。従って、２Ｂ個の単一文字ストリング
は、符号ゼロないし２Ｂ−１をあらかじめ割当てられて
いる。この初期設定は、Ｃビットの初期設定計数器５５
内の値をバスラ６を経てＲＡ、 Ｍアドレス・レジスタ
２８にゲートすることによってメモリサイクルを繰返し
て達成される。ＲＡＭ２９への入力は、Ｃビットの一定
入力値２Ｂから選択される。初期設定計数器５５は、現
在の内容に１を加えることによって計数を上げるように
指令される。この一連の事象は、各記憶場所に対して１
回ずつ合計２°回繰返される。２°のそのような計数の
のちに初期設定計数器う５は、２°の計数が起ったこと
を知らせるオーバフローまたはキャリアウド信号を制御
装置１５にリードう７を経て与える。これによって第２
図の圧縮装置は「最初の文字の状態」に進む。 〔２〕、最初の文字の状態、 初期設定ののち、第２図
の圧縮器はパス１ｏの上にある第１人力文字を読取って
、それのＢ個のビットをＢビット文字レジスタ１７にゲ
ートする。次に制御装置１５によって信号を文字ストロ
ーブ・ライン１５に与えて、次の入力文字信号を外部装
置によって入力バス１０の上に与えさせる。次に文字レ
ジスタ１７の中のＢ個の文字ビットをバス１ｇを経てＣ
ビット符号番号レジスタ１９の最下位（右側）Ｂビット
にゲートして、レジスタ１９の最上位Ｃ−Ｂビットをゼ
ロにセットする。この手順は、最初の入力文字をその単
一文字ストリングに対してあらかじめ割当てられた符号
値に変換する。第２図の実施例にかいて、２Ｂ 図のあ
らがじめ割当てられた符号値は、それらが表す文字体系
の文字にそれぞれ等しい。最初のストリングを開始して
しまうと、第２図の圧縮器の繰返しの主サイクルである
１次の文字状態」に入る。 〔５〕０次の文字状態、 この状態に入ると、一つの正
しい文字ストリングが入力からパースされてしまってお
り、その符号値が符号番号レジスタ１つに入っている。 次の文字は、こんどは、バス１０から文字レジスタ１７
に、読出され、ライン１５の上の文字ストローブ信号は
、外部データ源に戻される。ライン１２の上のデータ使
用可能信号が、そのような文字がバス１０の上で使用で
きなかったことを示す場合には、圧縮器はデータブロッ
クの終りに達していたことになる。その状況では、符号
番号レジスタ１つにある最終データ・ストリングに対す
る符号値は、出力符号としてバス１１を通して伝送され
て、新しい圧縮された右号信号が与えられていることを
指示するライン１６の上の符号ス）ｏ−ブ信号が外部装
置に送られる。 次に制御装置１３は、圧縮器を「待ち状態」に戻すＯ しかし、そのデータブロックの終シに達しな５で、新し
い文字が利用できて、文字レジスタ１７に入れられたと
すれば、このＢビットの文字は、ハ、＜ ２２ ヲ経て
ハツシュ関数回路？３の中へバス２１を通して与えられ
たレジスタ１９の中のＣビットの符号番号と結合される
。制御袋ｆｆ１３がらの「新ハツシュ」指令の制御を受
けて、ハツシュ関数回路２５は、この符号と文字の組合
せに対する第１のＲＡＭアドレスを与える。バス２４の
上のこのハツシュ・アドレスは、比較器２６によって値
２ と比較される。パフ２１Ｉの上のハツシュ・アドレ
スが２ 以下であれば、この記憶場所は、呼出し不能で
、次のハツシュ・アドレスがＦ次のハツシュ状態」へゆ
くことによって選択される。 ２Ｂ以下のアドレス値は ２Ｂより小さな値が単一文字
のストリングに対する符号値でるるようにあらかじめ割
当てられており、かつ値２Ｂは、空記憶場所（未使用の
符号値）を識別するためにあらかじめ割当てられたので
、新しい符号値として認められない。 ・・ツシュ・アドレスが２Ｂより大きければ（通常の場
合）、バス２４の上のハツシュ・アドレスがＲＡＭアド
レス・レジスタ２ｇにゲートされ、ＲＡＭ２９がそのア
ドレスの内容を読取るように制御される。バス３１の上
のＣビットの結果は、比較器３２に訃いてレジスタ１９
からの符号値と値２Ｂとの両方に比較される。バスラ１
の上のＲＡＭ２９の出力がレジスタ１つからの符号番号
に等しければ、拡張ストリングは、前に出てきて既に一
つの符号値を割当てられており、すなわち丁度読出され
た記憶場所のＲＡ Ｍアドレス値である。新符号番号は
ＲＡ Ｍアドレス・レジスタ２８からバス５１＋を経て
符号番号レジスタ１９にゲートされ、新しい文字につい
ての手順を繰返すためにこのＦ次の文字状態」に再び入
る。 代りの方法としてバス′５１の上のＲＡＭ出力が２Ｂに
等しければ、この記憶場所は、空であり、拡張ストリン
グがテーブルにないので、入力データをパースするのに
利用できないことを意味する。 これは、現在のス） ＩＪングの構成作業を終りにして
こんどは「新ヌトリング状態」に入る。 しかし、バスラ１の上のＲＡ １Ａ出力が２Ｂにもまた
レジスタ１つからの符号番号にも等しくない場合、ＲＡ
Ｍ２９の中の他の記憶場所を探索しなければならず、そ
れは「次のハツシュ状態」において実行される。 は、さらに別のＲＡＭアドレスがハツシュ関数回１ｉ！
８２３によって現在の符号、文字組合せに対して制御装
置１〉からの「次のハツシュ」指令の制御を受けて発生
される。次に前の状態の各手順がその本質において繰返
される。新アドレスは比較２６によって２Ｂに比較され
、そのアドレスが２Ｂより犬きくなければ、それは用い
られない。この場合に、もう一つのアドレスを得るため
に、この「次のハツシュ状態」に再び入る。Ｎ個のハツ
シュ・アドレスすべてを、ハツシュ関数回路２５からの
リード２５の上の信号によって示されているように、検
査し終ると、現在のストリングは、そのストリング・テ
ーブルに存在しないと考えられて、それに入る空間がな
い。次に「ストリング終了状態」に入る。 しかし、・・ツシュ・アドレスが２Ｂよシ大きければ、
バス２１１Ｏ上のアドレスはＩ’１． Ａ Ｍアドレス
レジスタ２８にゲートされて、ＲＡＭ２９がその記憶場
所において内容を読出すように制御されるＯＲＡＭ出力
のバス５１の上に与えられた結果は、比較器う２におい
てレジスタ１つの中の符号番号及び２Ｂの両方と比較さ
れる。ＲＡＭ出力が符号番号に等しければ、ＲＡ Ｍア
ドレス・レジスタ２８からの新しい符号番号がバフ５ヰ
を経てレジスタ１９にゲートされ、「次の文字状態」に
入る。この代りに、バス３１の上のＲＡＭ出力が値２
に等しければ、「新ストリング状態」に入る。バス３１
の上のＲＡＭ出力が２Ｂまたは符号値の両方に等しくな
ければ、この処理は、この新アドレス値に対するこの「
次の７・ツシュ状態」に再び入ることによってＮ回まで
繰返される。Ｎ個の記憶場所を５ハツシュ関数回路２３
からのリード２５の上の信号によって示されているよう
に、試みられたとき、このストリングは終りにされて「
２トリング終了状態」に入る。 〔５〕、新ストリング状態、 ストリング・テーブル内
の窓記憶場所に遭遇したことは、探索された拡張ストリ
ングをテーブルの一中に発見しなかったこと及びそのス
トリングをテーブルの中に入れる必要のあることを示す
。これは、拡張ストリングの接頭部符号番号をＲＡ Ｍ
２９に書込むことによって達成されるので、拡張スト
リングのための符号値として割当てられたアドレスを予
約する。 従って、ＲＡＭアドレス・レジスタ２８の中のアドレス
は、その前の値に維持され、ＲＡＭ２９は符号番号レジ
スタ１９の内容をバスう０を経てアドレス指定された記
憶場所に書込むように制御される。次に「ストリング終
了状態」に入る。 〔６〕、ストリング終了状態、 この状態に入るとき、
拡張ストリングがストリング・テーブルになかったので
、現在らるストリング符号を出力として伝送すべきであ
ると、決定されていたので新ストリングが始まった。従
って、符号番号レジメタ１９からの出力符号信号を出カ
ッくス１１に伝送して、新圧縮符号信号がノくス１１に
必ろことを外部装置に知らせる「符号ストローフ゛信号
」を１ノード１６を経て送る。このインターフェイスの
正確な形は、圧縮データ信号を受ける外部装置の特有の
要求事項に従って変る。新スト１ノ／グは、文字レジス
タ１７の中に既にある文字を用いて開始され、その文字
は、それをノくス１８を介してｆｆ号番号レジスタ１９
の最下位Ｂビットにゲートし、カニつレジスタ１つの高
位Ｃ−Ｂビット位置にあるビット位置にゼロをおくこと
によってあら〃為しめ害り当てられた単一文字のストリ
ングに翻訳されている。その新ストリングを構成するた
めに「断交４二状態ｊに再び入る。 次に第５図を参照すると、第２図の圧、１ＨＧ７１１−
らの圧縮符号信号に対応するデータ文字夕ＩＪを回復す
る復元器が示烙れている。第う図の復元ン診は、その出
力を外部ランダム・アクセス・ノくソファに直接におく
ことのできるように回路を構成され５そ来るようにする
。この復元装置の実施例は５出力記憶場所のアドレスの
明示管理を用いている。ストリング・テーブル内の記述
項には接頭部スト１ノング内の文字の数を示す「レベル
」値カニある。このレベル値を用いて出カッ（ソファ内
の各文字の適当な位置決めを達成する。復元器からの復
元文字ストリングを受ける外部装置は、そのデータを格
納するのにランダム・アクセス記憶装置を用いると仮定
されている。外部ランダム・アクセス・）くソファを用
いるとき復元器は、各出力データ文字と一緒にアドレス
を与え、そのアドレス７５Ｅ出カストリング内のその文
字の記憶場所を限定する。最初の記憶場所は、ゼロのア
ドレスに対応する。外部装置はその特定の記憶アドレス
指定の要求事項にマツチするように記憶場所のアドレス
を４Ｍ（’ｒＥできる。 第う図の復元器は、出力文字をそＪｔら７５；第２図の
圧縮器によって受けられたのと違う１＠序で与えるが、
各文字に付随して記憶場所のイ直を与えろことによって
、最後のアセンブルされたデータストリームは、正しい
順序になる。ランタ′ム・アクセス記憶装置を外部装置
に用いない場合、第５図に関して以下に説明するような
ストリング反転へのスタック機構アプローチを用いるこ
とができる。 第５図の復元器は、バス５０の上の圧縮符号信号を受け
て、バス５１の上に回復したデータ文字信号の対応する
ストリングを与える。圧縮符号信号は、外部装置からバ
ス５０の上に与えられる。 この外部装置は捷た、圧縮符号信号がその外部装置から
入手できて、バス５０に加えられろときは常に、ライン
５２にデータ使用可能信号を与える。 ライン５２の上のデータ使用可能信号は、復元器の制御
装置５うに加えられる。制御装置５３は第５図の復元器
のすべてのブロックにリード５１Ｉを経て制御信号を与
える。復元器の制御装置５５は、第う図の復元器をその
制御状態を介して、以下に詳細に説明する方法で、順序
づける。制御装置５３はまた、追加の入力符号信号を要
求する入力データ・ストローブ信号をライン５５を通し
て外部装置に与える。一つの出力文字がバス５１の上で
使用可能なとき、制御装置５３はリード５６の上の外部
装置に出力データ・ス）ｏ−プ信号を与える。 バス５０の上の圧縮符号信号は、Ｃビット符号レジスタ
５７に入れられる。単一文字のストリングを表す符号と
複数文字のストリングを表す符号との区別をするために
、符号レジスタ５７の出力を比較器５８で２Ｂの一定値
信号と比較する。従って、比較器５８は、レジスタ５７
の中の符号信号が２ より大きいか小さいかを示す信号
を制御装置５うにリード５９を経て送る。レジスタ５７
の中の符号値が２Ｂよシ小さく、従って単一文字のスト
リングを表すとき、レジスタ５７の低位ビットがバス６
０を経てＢビットの最後の文字レジスタ６１に転送され
る。上述のように、単一文字のストリングに対する符号
値は、その文字と同じであるから、最後の文字レジスタ
６１ヘバス６０を経て転送された単一文字のストリング
は直接バス５１に出力される。 レジスタ５７の中の圧縮符号信号が比較器５ｇによって
決められるように２Ｂよシ太きいとき、レジスタ５７の
中の符号値は、ＲＡＭアドレス・レジスタ６２ヘバス６
５を介して転送される。圧縮符号信号の復元の間のある
幾つかの時点で、レジスタ５７の中の圧縮符号は、その
値をあとの処理のために保存するためＣビット符号レジ
スタ６１１へバス６５を介して転送される。あとで説明
するある幾つかの条件ではＶジスタロ１１の中の符号値
ヲＲＡ Ｉｖｆアドンス・レジスタ６２ヘバス６６ｔａ
：介して転送できる０ 適当なアドレスを復元器の中の文字ストリングの記憶域
に与えろために、最終文字レジスタ６１に格納された文
字信号及び符号レジスタ６）↓に格納された符号信号が
バス６７及び６８をそれぞれ介してハツシュ関数回路６
つへ加えられる。ノ・ツシュ関数回路６つは、第２図に
関して前に述べたハツシュ関数回路２うと同一である。 ノ・ツシュ関数回路６つは、バス６８の上のＣビット符
号信号をバス６７の上のＢビット文字信号と結合してＮ
個のＣビットアドレスをバス７０を経てＲＡＭア関数回
路６つは、制御装置５３ヘリ−ドア１を介してバス７０
の上に与えられたハツシュ・アドレスがその列の中のＮ
番目のアドレスであるかどうかを知らせる。 ハツシュ関数回路６９はまた「新ハツシュ」指令及び１
次のハツシュ」指令を制御装置５３から受ける。制御装
置５３は「新ハツシュ」指令に応じてＮ個のハツシュ・
アドレスの中の第１のものを与え、次に「次のハツシュ
」指令の相次いで起るのに応じて、相次ぐハツシュ・ア
ドレスを与えるようにハツシュ関数は路６つに指令する
。、前に述べたように、ハツシュ関数回路６つがＮ番′
１目のハツシュ・アドレスを与えたとき、一つの信号が
制御回路５うヘリ−ドア１を介して戻される。 ＲＡＭアドレス・レジスタ６２からのＲＡＭアドレスは
、バス７５を介して比較器７２及び最終文字レジスタ６
１の両方加えられる。比較器７２はまた２ に等しい一
定値信号を受ける。比較器７２は、バス７３の上のＲＡ
Ｍアドレス値２Ｂと比較して、バス７５の上のアドレス
が２Ｂより大きいか小はいかを示す信号を制御装置５う
へＩＪ −ト雷４を介して与える。それが２Ｂより小石
いとき、ＲＡＭアドレスレジスタ６２の中の値は、文字
ストリングの中の最初の文字を後述のようにして回復す
るために最終文字レジスタ６１に加えられる。 ＲＡＭアドレスレジスタ６２の中にロードされたアドレ
スが復元器ストリング・テーブルを記憶するのに用いら
れるＲＡＭ７５を呼出す。ＲＡＭ７５には、各々がＣ十
Ｂ＋Ｌビットの巾である２゜の記憶場所がある。各スト
リングは、それのＣビット接頭部符号、それのＢビット
拡張文字及びＬピットンベル値を記憶することによって
ＲＡＭに記憶される。レベル欄の値は、そのストリング
の接頭部内のビットの数に等しい。各ストリングは、そ
のストリングに割当てられた符号によってアドレス指定
された記憶場所においてＲＡＭ７５に記憶される。その
ストリングに割当てられた符号は、接頭部符号を後述の
ようにしてストリング拡張文字でハツシュすることによ
って引出される。 ＲＡＭ７５は、Ｒ，ＡＭ７５の「読出し−１、「書込み
」機能を制御するために「読出し」指令と「書込み」指
令を制御装置５３から受ける。あとで説明するようにし
て初期設定するために、 ＲＡＭ７５は、一定値信号２
Ｂ、ゼロ及びゼロをＲＡＭアドレスレジスタ６２によっ
てアドレス指定されたＲＡＭ記憶場所の接頭部符号、文
字及びレベルの各欄に書込むために受ける。これらの値
は制御装置５３の制御のもとに加えられて、「書込み」
指令の加わったときに入れられる。ＲＡＭ？５はまた制
御装置５′５によって制御されて、バス７６を経て符号
レジスタ６Ｉ＋からくる符号値、バス７７を経て最終文
字レジスタ６１からくる文字値及びバス７つを経てレベ
ル・レジスタ７８からくルレベル値をＲＡＭアドレス・
レジスタ６２によってアドレス指定されたＲ Ａ Ｍ記
憶場所の接頭部、文字及びレベルの各欄にそれぞれ入れ
るために選択的に受ける。これらの値は、制御装置５３
からの「書込み」指令に応じてそれぞれの欄に書込寸れ
る０ 制御装置５５はまた、「読出し」指令に応じてＲＡＭ？
５を制御して、ＲＡＭアドレス・レジスタ６２によって
アドレス指定されたＲＡＭ記憶場所の接頭部符号値に格
納された接頭部符号値をバス８０に与える。このバス８
０の上の符号値は、検出器ｇ１のほかにＲＡＭアドレス
・レジスタ６２にも加えられる。検出器８１は、ＲＡＭ
出力のバス８０上の接頭部符号が２Ｂに等しいかどうか
を決定して、それ相応に信号をリード８２を介して制御
装置５３に与える。 制御装置５５はまた５文字値を文字欄からバス８うを経
て最終文字レジスタ６１へ選択的に与えるようにＲＡＭ
７５を制御する。文字値は、「読出し」指令に応じてＲ
ＡＭアドレス・レジスタ６２によってアドレス指定され
たＲＡＭ記憶場所の文字欄からバス８３の上に与えられ
る。同様にして、制御装置５うは、レベル値をバス８１
１を経てレベル・レジスタ８うまたはアドレス加算器８
６のいずれかに与えるようにＲＡＭ？５を制御する。レ
ベル（＋Ｈｊ：、ＲＡＭアドレス・レジスタ６２により
て呼出されたＲ Ａ Ｍ記憶場所のレベル欄からバス８
ＩＩへ加えられる。バス８Ｉｌの上のレベル値のレベル
・レジスタ＆５及びアドレス加算器８６への経路指定は
、復元器の現存の状態に従って制御装置５３によって制
御される。 第５図の復元器は外部ランダム・アクセス記憶装置内で
適当に位置が合うようにするために出力文字信号にアド
レスを割当てる装置を含んでいる。 従って５アドレス加算器８６はそのような記憶場所アド
レスを外部装置にバス８７を通して与える。 アドレス加算器１３Ｇは、アウトポインタ・レジスタ８
８からの入力、ＲＡＭ？５からのバス８ＩＩを通しての
レベル値及びレベル・レジスタ７８からバス８つを通し
てのレベル値を受ける。アドレス加算器８６はまた、バ
ス９０を通してゼロ値信号を受ける。制御装置５うは、
アドレス加算器８６ヲ制御して、バス８１１の上のレベ
ル値、バス８つの上のレベル値またはバス９０の上のレ
ベル値のいずれかを復元器の現存の状態及びその状態の
間に存在する論理的諸条件に従うアウトポインタ・レジ
スタ８ｇの中の値をあとで説明するようにして加える。 加算の結果は、記憶場所アドレスをバス８７の上に与え
る。 アドレス加算器８６の出力はまた、アウトポインタ・レ
ジスタ８８への入力としても加えられる。 制御装置５３は、アウトポインタ・レジスタｇ８を制御
して、現存のアウトポインタの値を加算器ｇ６に分ける
加算の結果で置き換えるか、または単にバス８７の上に
記憶場所のアドレスを発生するためのベース・アドレス
を加算器Ｆｉ６に与えるだけにする。制御装置５５はま
た、レベル・レジスタ７８及び８５を制御して、レベル
・レジスタ８５からレベル・レジスタ７８へレベル値ヲ
転送して、その転送経路にある加算器９１を介してその
値を１だけ大きくする。な訃、制御装置５うは、レベル
・レジスタ７８及び８５を制御して、レベル・レジスタ
７８の内容をレベル・レジスタ８５ヘバス９２を介して
転送する。この装置はまた、１ノベル・レジスタ８５及
びアウトポインタ・レジスタ８８への入力を備え、あと
で説明する諸条件のもとてこれらのレジスタをゼロにす
る。 第５図の復元器はまた、Ｃビット信号をＲＡＭアドレス
・レジスタ６２ヘバス９１１を経て与える初期設定計数
器９うを備えている。計数器９５をそれに加わるゼロの
値にされた信号を介してゼロにセットできる。制御装置
５うは、「計数」指令を介して計数器９５を制御して、
「計数」指令の加わるごとに計数器の内容に１を加える
。計数器９５は、それが計数２°に達したとき、制御装
置５３にリード９５の上のキャリアウドまたはオーバ７
０−信号を介して合図する。初期設定計数器９５は、Ｒ
ＡＭγ５を初期設定するのに用いられ、それの記憶場所
のすべてを逐次に呼出して一定値２Ｂ、ゼロ及びゼロを
接頭部符号、文字及びレベルの各欄にそれぞれ書込むこ
とによって空にする。 第５図の復元器の基本動作は、次の様に要約される。 Ｌ 各データブロックごとに、ＲＡＭを空に初期設定す
る。 と 乙 各入力符号ごとに、符号≧符号番号レジスタな読出
す。前の符号からのあるデータをス） ＩＪング・テー
ブル更新のために保存する。 ５ 符号レジスタ＝ＲＡＭアドレス 接頭部符号、拡張文字、ストリング長さを作るＲ Ａ
Ｍを読出す。 声 さによって決まった記憶場所におに出力；接頭部符号き
符号番号レジスタ；ステラ接頭部符号＜ ２ Ｂなら；
符号値珪文字としてｅ出力； ステソプキへ行く。 ヰ、 文字ス） ＩＪング更新ストリング・テーブルの
終りにおいて： 前に受けた符号及び最終出力文字をノ・ツシュ（前の符
号、最終文字）によって作られた列から最初の空の記憶
場所に書込む、 ステップ２へ行く。 第５図を続けて参照すると、以下のものが第５図の復元
器の状態機械記述語である。 状態Ｏ： 「待ち状態」、各データブロックの始めにお
いて 初期設定計数器＝ゼロ アウトポインターゼロ データ使用可能信号を待つ；状態１へ 行く。 状態１： 「ＲＡＭを初期設定」 初期設定計数器ｉＲＡ Ｍアドレス ２Ｂ、ゼロ、ゼロ無ＲＡＭ入力 ＲＡ Ｍを書込む 初期設定計数器へ＋１を加える 初期設定計数器く２°なら：状態ｌを 繰返す： そうでなければ状態２へ行く。 状態２： 「初期入力符号を処理する」入力符号記号≧
符号レジスタ１ 人力データ・ストローブ 符号値（下位Ｂビット）〉最終文字レ ジスタ 記憶場所アドレス−アウトポインタ； データ 出力データ・ストローブ レベル・レジスタ１＝ゼロ 状態５へ行く。 状態３＝ 「次の入力符号」 符号レジスタ１趣符号レジスタ２ 状態ヰ。 （レベル・レジスタ１）＋１会レベ ル・レジスタ２ （レベル・レジスタ２）＋（アウト ポインタ）≧アウトポインタ 新しい入力が使用可能でなければ。 人力符号≧符号レジスタ１を読出す、 入力データ・ストローブ 符号レジスタ１〉２ ならば： 符号レジスタ１≧−ＲＡＭアドレス 状態キヘ行く 符号レジスタ１く２ ならば： レベル・レジスタ１千〇 符号値（符号レジスタ１の下位Ｂビ ミ最終文字レジスタ 記憶位置アドレス−アウトポインタ； 出力データ・ストローブ 状態６へ行く。 「最初の文字サイクル」 ＲＡＭを読出す 、うＬや 符号（ＲＡＭ）≠２Ｂば正常の場合〕ニレベル（ＲＡＭ
）ｅレベル・レジスタ１符号（ＲＡＭ ）北ＲＡＭアド
ンス 文字（ＦＬＡＭ）≧最終文字レジスタ 記憶場所アドレス−アウトポインタ 十レベル（ＲＡＭ） 符号（ＲＡＭ）＝２ Ａ［：異常の場合〕ニレベル・レ
ジスタ２≧レベル・レジスタ１符号レジスタ２≧ＲＡＭ
アドレス 記憶場所アドレス−アウトポインタ 十レベル・レジスタ２；出力ｆ− タストロープ 状態５へ行く ＲＡＭアドレス〉２ 八： ＲＡＭを読出す符号（ＲＡ
Ｍ）≧ＲＡＭアドレス 文字（ＲＡＭ）斗最終文字しジスタ 記憶場所アドレス＝アウトポインタ 十レベル（ＲＡＭ）； 出力データ・ ストローブ 状態５へ行く ＲＡＭアドレス＜ ２ Ｂならば； ＲＡＭアドレス（下位Ｂビット）≧ 最終文字レジスタ 記憶場所アドレヌ＝アウトポインタ： 出力データ・ストローブ 状態６へ行く 状態６： 「ストリング・テーブル更新」ハツシュ（符
号レジスタ２、最終文字レジスタ）件ＲＡ Ｍアドレス ＲＡ Ｍを読出し 符号（ＲＡＭ）＝２ 及びＲＡＭア ドレス〉２ ならば、状態７へ行く その他の場合：新ノ・ツシュ値で状態 ６を繰返す これが最終ノ・ツシュならば、状 態５へ行く。 状態７： 「書込みサイクル」 ＲＡＭアドレスを変えないで 符号レジスタ２会符号（ＲＡＭ） 最終文字レジスタ≧文字（ＲＡＭ） レベル・レジスタ６≧レベル（ｒｍａ ）ＲＡＭを書込
む 状態うへ行く。 上に与えられた状態機械記述語に関する第５図の復元器
の動作のさらに詳細な説明を次に行う。 Ｃｏ） 待ち状態、 １ブロツクの圧縮入力符号信号を
待っている間、第５図の復元器は、この状態にある。「
待ち状態」の間、制御装置５３は、初期設定計数器９５
をゼロにリセットする。制御装置５′５はまた、出力文
字信号の外部出力記憶装置への相次ぐ転送が最低の使用
可能なアドレスで始まるようにアウトポインタ・レジス
タ８ｇをゼロにリセットする。入力符号を供給する外部
信号源からのリード５２の上のデータ使用可能信号は、
入力符号が利用できるときを指示するのに用いられる。 入力符号が使用可能になると、リード５２の上のデータ
使用可能信号は、制御装置５５に「初期設定状態」に入
るように合図する。 〔１〕 初期設定状態、 ランダム・アクセス記憶装置
ＲＡＭ？５の内容は、空であるように初期設定されろ。 ＲＡＭ？５はその２°の記憶場所の各々に三つの種類の
異ったデータ欄を含み、すなわちＣビットの接頭部符号
値、Ｂピットの拡張文字、゛及びｂビットのレベル値を
含む。各記憶場所は、文字のストリングに対応し、そこ
では記憶場所のアドレスが、そのストリングの符号値で
あって、その記憶場所の内容は、その接頭部ストリング
及び拡張文字によってそのストリングの組成を与える。 レベル欄は、接頭部ス） ＩＪング内の文字の数を与え
、出力列の中の適当な位置にある出力文字を位置指定す
るときに用いられる。Ｌビットは、どのスト１，１ング
長さも２０文字を超えない（ここでＬはＣ以下である）
という仮定のもとに、レベル値に与えられる。Ｒ，Ａ
Ｍ ７５のすべての記憶場所は、空記号２Ｂをそれの接
頭部符号値に入れることによって初期設定される。文字
値欄及びレベル値欄は、これらの欄が初期設定を必要と
せず、簡易化を望む場合、現存の値で残すことができる
けれども、ゼロに初期設定される。最初の２＋１記憶場
所は、これらの記憶場所が復元器の動作の量刑のやシ方
で呼出されることは決してないが、実現の便宜上初期設
定される。 初期設定は、Ｃビット初期設定計数器９５の中の値をバ
ス９１１を経てＲＡＭアドレス・レジスタ６２ヘゲート
することによってメモリ・サイクルを繰返して達成され
る。ＲＡＭの入力は、一定値２Ｂ及びゼロでるるように
選ばれる。ＲＡＭ７５は、選択された入力データをＲＡ
Ｍアドレス・レジスタ６２によって指定をれた記憶場所
に書込むように制御される。初期設定計数器９３は、そ
の現在の内容に１を加えることによって数え上げるよう
に指令される。この一連の事象は、各記憶場所ごとに１
回あて合計２°回繰返される。２ のそのような計数の
のちに、初期設定計数器９３は、２°の計数が発生した
ことを合図するオー・（フローまたはキャリアウド信号
を制御装置５うにり−ド９５を介して与える。これによ
って第５図の復元器が「最初の符号状態」に進む。 〔２〕 最初の符号状態、 初期設定ののち、第５図の
復元器は、バス５０の上にある最初の入力符号信号を読
取って、そのＣビットをＣビット符号レジスタ５７に取
入れる。次に入力データ・ストローブ５５の上に制御装
置５うによって一つの信号を与えて、次の入力符号を外
部装置によって入力バス５０の上に与えさせる。第２図
の圧縮器に関して上に論じた理由により、レジスタ５７
に現在ある初期符号信号は、あらかじめ割当てられた単
一文字のストリング符号の一つであると分っている。従
って、この符号の下位Ｂビットは、データメツセージの
最初の文字であるとわかり、この文字を復元器からの最
初の出力として伝送する０これは、符号レジスタ５７の
下位Ｂビットをバス６０を経て最終文字レジスタ６１に
転送することによって達成され、その文字は、出力文字
バス５１に直接与えられる。この最初の文字は外部記憶
装置の最初の出力記憶場所におかれることになっている
ので、ゼロの記憶場所アドレスがアウトポインタ・レジ
スタ８ｇにある値をアドレス加算器８６を通過させて一
定値ゼロに加えることによって発生される。従って記憶
場所アドレス・バス８了の上のアドレスは、要求通りゼ
ロである。出力バス５１及びアドレス・バス８７が正し
い新情報を含むことを指示する出力データ・ストローブ
・ライン５６の上の信号が外部装置に転送される。 続く復元器サイクルに備えて、レベル・ンジス゛りｇ５
は、ゼロにセットされる。これは受取ったストリング内
の接頭部ストリングの長さであるとわかっているからで
ある。次に「次の入力状態」の主処理サイクルに入る。
態、 １ブロツクの入力文字を待っている間、第２図の
圧縮器は、この状態にある。 待ち状態の間、制御装置１うは、初期設定計数器３５を
ゼロにリセットする。入力データを供給する外部信号源
からリード１２を通ってくるデータ使用可能信号は、入
力データが利用できるときを指示するために用いられる
。データが使用可能になったとき、リード１２の上のデ
ータ使用可能信号は、制御装置１うに初期設定状態に入
るように合図する。 〔１〕、初期設定状態、 ランダム・アクセス記憶装置
（ＲＡｌｌ）２つの内容は、空であるように初期設定さ
れる。空記号は、実現の便宜上２Ｂとして任意に選ばれ
ろ。従って、「初期設定状態」では、値２ が記憶装置
２つの各記憶場所に書込捷れる。空記号は、ストリング
符号には決して割当てられてはならない。記憶場所ゼロ
ないし２Ｂは、それらは決して呼出されないであろうけ
れども、実現の便宜上空に初期設定される。概念的には
、記憶場所ゼロないし２Ｂ−１は ２Ｂ個の単一文字ス
トリングを含むように初期設定され、それらのストリン
グは、それらが表す文字に等しい符号値をあらかじめ割
当てられている。従って、２Ｂ個の単一文字ストリング
は、符号ゼロないし２Ｂ−１をあらかじめ割当てられて
いる。この初期設定は、Ｃビットの初期設定計数器５５
内の値をバスラ６を経てＲＡ、 Ｍアドレス・レジスタ
２８にゲートすることによってメモリサイクルを繰返し
て達成される。ＲＡＭ２９への入力は、Ｃビットの一定
入力値２Ｂから選択される。初期設定計数器５５は、現
在の内容に１を加えることによって計数を上げるように
指令される。この一連の事象は、各記憶場所に対して１
回ずつ合計２°回繰返される。２°のそのような計数の
のちに初期設定計数器う５は、２°の計数が起ったこと
を知らせるオーバフローまたはキャリアウド信号を制御
装置１５にリードう７を経て与える。これによって第２
図の圧縮装置は「最初の文字の状態」に進む。 〔２〕、最初の文字の状態、 初期設定ののち、第２図
の圧縮器はパス１ｏの上にある第１人力文字を読取って
、それのＢ個のビットをＢビット文字レジスタ１７にゲ
ートする。次に制御装置１５によって信号を文字ストロ
ーブ・ライン１５に与えて、次の入力文字信号を外部装
置によって入力バス１０の上に与えさせる。次に文字レ
ジスタ１７の中のＢ個の文字ビットをバス１ｇを経てＣ
ビット符号番号レジスタ１９の最下位（右側）Ｂビット
にゲートして、レジスタ１９の最上位Ｃ−Ｂビットをゼ
ロにセットする。この手順は、最初の入力文字をその単
一文字ストリングに対してあらかじめ割当てられた符号
値に変換する。第２図の実施例にかいて、２Ｂ 図のあ
らがじめ割当てられた符号値は、それらが表す文字体系
の文字にそれぞれ等しい。最初のストリングを開始して
しまうと、第２図の圧縮器の繰返しの主サイクルである
１次の文字状態」に入る。 〔５〕０次の文字状態、 この状態に入ると、一つの正
しい文字ストリングが入力からパースされてしまってお
り、その符号値が符号番号レジスタ１つに入っている。 次の文字は、こんどは、バス１０から文字レジスタ１７
に、読出され、ライン１５の上の文字ストローブ信号は
、外部データ源に戻される。ライン１２の上のデータ使
用可能信号が、そのような文字がバス１０の上で使用で
きなかったことを示す場合には、圧縮器はデータブロッ
クの終りに達していたことになる。その状況では、符号
番号レジスタ１つにある最終データ・ストリングに対す
る符号値は、出力符号としてバス１１を通して伝送され
て、新しい圧縮された右号信号が与えられていることを
指示するライン１６の上の符号ス）ｏ−ブ信号が外部装
置に送られる。 次に制御装置１３は、圧縮器を「待ち状態」に戻すＯ しかし、そのデータブロックの終シに達しな５で、新し
い文字が利用できて、文字レジスタ１７に入れられたと
すれば、このＢビットの文字は、ハ、＜ ２２ ヲ経て
ハツシュ関数回路？３の中へバス２１を通して与えられ
たレジスタ１９の中のＣビットの符号番号と結合される
。制御袋ｆｆ１３がらの「新ハツシュ」指令の制御を受
けて、ハツシュ関数回路２５は、この符号と文字の組合
せに対する第１のＲＡＭアドレスを与える。バス２４の
上のこのハツシュ・アドレスは、比較器２６によって値
２ と比較される。パフ２１Ｉの上のハツシュ・アドレ
スが２ 以下であれば、この記憶場所は、呼出し不能で
、次のハツシュ・アドレスがＦ次のハツシュ状態」へゆ
くことによって選択される。 ２Ｂ以下のアドレス値は ２Ｂより小さな値が単一文字
のストリングに対する符号値でるるようにあらかじめ割
当てられており、かつ値２Ｂは、空記憶場所（未使用の
符号値）を識別するためにあらかじめ割当てられたので
、新しい符号値として認められない。 ・・ツシュ・アドレスが２Ｂより大きければ（通常の場
合）、バス２４の上のハツシュ・アドレスがＲＡＭアド
レス・レジスタ２ｇにゲートされ、ＲＡＭ２９がそのア
ドレスの内容を読取るように制御される。バス３１の上
のＣビットの結果は、比較器３２に訃いてレジスタ１９
からの符号値と値２Ｂとの両方に比較される。バスラ１
の上のＲＡＭ２９の出力がレジスタ１つからの符号番号
に等しければ、拡張ストリングは、前に出てきて既に一
つの符号値を割当てられており、すなわち丁度読出され
た記憶場所のＲＡ Ｍアドレス値である。新符号番号は
ＲＡ Ｍアドレス・レジスタ２８からバス５１＋を経て
符号番号レジスタ１９にゲートされ、新しい文字につい
ての手順を繰返すためにこのＦ次の文字状態」に再び入
る。 代りの方法としてバス′５１の上のＲＡＭ出力が２Ｂに
等しければ、この記憶場所は、空であり、拡張ストリン
グがテーブルにないので、入力データをパースするのに
利用できないことを意味する。 これは、現在のス） ＩＪングの構成作業を終りにして
こんどは「新ヌトリング状態」に入る。 しかし、バスラ１の上のＲＡ １Ａ出力が２Ｂにもまた
レジスタ１つからの符号番号にも等しくない場合、ＲＡ
Ｍ２９の中の他の記憶場所を探索しなければならず、そ
れは「次のハツシュ状態」において実行される。 は、さらに別のＲＡＭアドレスがハツシュ関数回１ｉ！
８２３によって現在の符号、文字組合せに対して制御装
置１〉からの「次のハツシュ」指令の制御を受けて発生
される。次に前の状態の各手順がその本質において繰返
される。新アドレスは比較２６によって２Ｂに比較され
、そのアドレスが２Ｂより犬きくなければ、それは用い
られない。この場合に、もう一つのアドレスを得るため
に、この「次のハツシュ状態」に再び入る。Ｎ個のハツ
シュ・アドレスすべてを、ハツシュ関数回路２５からの
リード２５の上の信号によって示されているように、検
査し終ると、現在のストリングは、そのストリング・テ
ーブルに存在しないと考えられて、それに入る空間がな
い。次に「ストリング終了状態」に入る。 しかし、・・ツシュ・アドレスが２Ｂよシ大きければ、
バス２１１Ｏ上のアドレスはＩ’１． Ａ Ｍアドレス
レジスタ２８にゲートされて、ＲＡＭ２９がその記憶場
所において内容を読出すように制御されるＯＲＡＭ出力
のバス５１の上に与えられた結果は、比較器う２におい
てレジスタ１つの中の符号番号及び２Ｂの両方と比較さ
れる。ＲＡＭ出力が符号番号に等しければ、ＲＡ Ｍア
ドレス・レジスタ２８からの新しい符号番号がバフ５ヰ
を経てレジスタ１９にゲートされ、「次の文字状態」に
入る。この代りに、バス３１の上のＲＡＭ出力が値２
に等しければ、「新ストリング状態」に入る。バス３１
の上のＲＡＭ出力が２Ｂまたは符号値の両方に等しくな
ければ、この処理は、この新アドレス値に対するこの「
次の７・ツシュ状態」に再び入ることによってＮ回まで
繰返される。Ｎ個の記憶場所を５ハツシュ関数回路２３
からのリード２５の上の信号によって示されているよう
に、試みられたとき、このストリングは終りにされて「
２トリング終了状態」に入る。 〔５〕、新ストリング状態、 ストリング・テーブル内
の窓記憶場所に遭遇したことは、探索された拡張ストリ
ングをテーブルの一中に発見しなかったこと及びそのス
トリングをテーブルの中に入れる必要のあることを示す
。これは、拡張ストリングの接頭部符号番号をＲＡ Ｍ
２９に書込むことによって達成されるので、拡張スト
リングのための符号値として割当てられたアドレスを予
約する。 従って、ＲＡＭアドレス・レジスタ２８の中のアドレス
は、その前の値に維持され、ＲＡＭ２９は符号番号レジ
スタ１９の内容をバスう０を経てアドレス指定された記
憶場所に書込むように制御される。次に「ストリング終
了状態」に入る。 〔６〕、ストリング終了状態、 この状態に入るとき、
拡張ストリングがストリング・テーブルになかったので
、現在らるストリング符号を出力として伝送すべきであ
ると、決定されていたので新ストリングが始まった。従
って、符号番号レジメタ１９からの出力符号信号を出カ
ッくス１１に伝送して、新圧縮符号信号がノくス１１に
必ろことを外部装置に知らせる「符号ストローフ゛信号
」を１ノード１６を経て送る。このインターフェイスの
正確な形は、圧縮データ信号を受ける外部装置の特有の
要求事項に従って変る。新スト１ノ／グは、文字レジス
タ１７の中に既にある文字を用いて開始され、その文字
は、それをノくス１８を介してｆｆ号番号レジスタ１９
の最下位Ｂビットにゲートし、カニつレジスタ１つの高
位Ｃ−Ｂビット位置にあるビット位置にゼロをおくこと
によってあら〃為しめ害り当てられた単一文字のストリ
ングに翻訳されている。その新ストリングを構成するた
めに「断交４二状態ｊに再び入る。 次に第５図を参照すると、第２図の圧、１ＨＧ７１１−
らの圧縮符号信号に対応するデータ文字夕ＩＪを回復す
る復元器が示烙れている。第う図の復元ン診は、その出
力を外部ランダム・アクセス・ノくソファに直接におく
ことのできるように回路を構成され５そ来るようにする
。この復元装置の実施例は５出力記憶場所のアドレスの
明示管理を用いている。ストリング・テーブル内の記述
項には接頭部スト１ノング内の文字の数を示す「レベル
」値カニある。このレベル値を用いて出カッ（ソファ内
の各文字の適当な位置決めを達成する。復元器からの復
元文字ストリングを受ける外部装置は、そのデータを格
納するのにランダム・アクセス記憶装置を用いると仮定
されている。外部ランダム・アクセス・）くソファを用
いるとき復元器は、各出力データ文字と一緒にアドレス
を与え、そのアドレス７５Ｅ出カストリング内のその文
字の記憶場所を限定する。最初の記憶場所は、ゼロのア
ドレスに対応する。外部装置はその特定の記憶アドレス
指定の要求事項にマツチするように記憶場所のアドレス
を４Ｍ（’ｒＥできる。 第う図の復元器は、出力文字をそＪｔら７５；第２図の
圧縮器によって受けられたのと違う１＠序で与えるが、
各文字に付随して記憶場所のイ直を与えろことによって
、最後のアセンブルされたデータストリームは、正しい
順序になる。ランタ′ム・アクセス記憶装置を外部装置
に用いない場合、第５図に関して以下に説明するような
ストリング反転へのスタック機構アプローチを用いるこ
とができる。 第５図の復元器は、バス５０の上の圧縮符号信号を受け
て、バス５１の上に回復したデータ文字信号の対応する
ストリングを与える。圧縮符号信号は、外部装置からバ
ス５０の上に与えられる。 この外部装置は捷た、圧縮符号信号がその外部装置から
入手できて、バス５０に加えられろときは常に、ライン
５２にデータ使用可能信号を与える。 ライン５２の上のデータ使用可能信号は、復元器の制御
装置５うに加えられる。制御装置５３は第５図の復元器
のすべてのブロックにリード５１Ｉを経て制御信号を与
える。復元器の制御装置５５は、第う図の復元器をその
制御状態を介して、以下に詳細に説明する方法で、順序
づける。制御装置５３はまた、追加の入力符号信号を要
求する入力データ・ストローブ信号をライン５５を通し
て外部装置に与える。一つの出力文字がバス５１の上で
使用可能なとき、制御装置５３はリード５６の上の外部
装置に出力データ・ス）ｏ−プ信号を与える。 バス５０の上の圧縮符号信号は、Ｃビット符号レジスタ
５７に入れられる。単一文字のストリングを表す符号と
複数文字のストリングを表す符号との区別をするために
、符号レジスタ５７の出力を比較器５８で２Ｂの一定値
信号と比較する。従って、比較器５８は、レジスタ５７
の中の符号信号が２ より大きいか小さいかを示す信号
を制御装置５うにリード５９を経て送る。レジスタ５７
の中の符号値が２Ｂよシ小さく、従って単一文字のスト
リングを表すとき、レジスタ５７の低位ビットがバス６
０を経てＢビットの最後の文字レジスタ６１に転送され
る。上述のように、単一文字のストリングに対する符号
値は、その文字と同じであるから、最後の文字レジスタ
６１ヘバス６０を経て転送された単一文字のストリング
は直接バス５１に出力される。 レジスタ５７の中の圧縮符号信号が比較器５ｇによって
決められるように２Ｂよシ太きいとき、レジスタ５７の
中の符号値は、ＲＡＭアドレス・レジスタ６２ヘバス６
５を介して転送される。圧縮符号信号の復元の間のある
幾つかの時点で、レジスタ５７の中の圧縮符号は、その
値をあとの処理のために保存するためＣビット符号レジ
スタ６１１へバス６５を介して転送される。あとで説明
するある幾つかの条件ではＶジスタロ１１の中の符号値
ヲＲＡ Ｉｖｆアドンス・レジスタ６２ヘバス６６ｔａ
：介して転送できる０ 適当なアドレスを復元器の中の文字ストリングの記憶域
に与えろために、最終文字レジスタ６１に格納された文
字信号及び符号レジスタ６）↓に格納された符号信号が
バス６７及び６８をそれぞれ介してハツシュ関数回路６
つへ加えられる。ノ・ツシュ関数回路６つは、第２図に
関して前に述べたハツシュ関数回路２うと同一である。 ノ・ツシュ関数回路６つは、バス６８の上のＣビット符
号信号をバス６７の上のＢビット文字信号と結合してＮ
個のＣビットアドレスをバス７０を経てＲＡＭア関数回
路６つは、制御装置５３ヘリ−ドア１を介してバス７０
の上に与えられたハツシュ・アドレスがその列の中のＮ
番目のアドレスであるかどうかを知らせる。 ハツシュ関数回路６９はまた「新ハツシュ」指令及び１
次のハツシュ」指令を制御装置５３から受ける。制御装
置５３は「新ハツシュ」指令に応じてＮ個のハツシュ・
アドレスの中の第１のものを与え、次に「次のハツシュ
」指令の相次いで起るのに応じて、相次ぐハツシュ・ア
ドレスを与えるようにハツシュ関数は路６つに指令する
。、前に述べたように、ハツシュ関数回路６つがＮ番′
１目のハツシュ・アドレスを与えたとき、一つの信号が
制御回路５うヘリ−ドア１を介して戻される。 ＲＡＭアドレス・レジスタ６２からのＲＡＭアドレスは
、バス７５を介して比較器７２及び最終文字レジスタ６
１の両方加えられる。比較器７２はまた２ に等しい一
定値信号を受ける。比較器７２は、バス７３の上のＲＡ
Ｍアドレス値２Ｂと比較して、バス７５の上のアドレス
が２Ｂより大きいか小はいかを示す信号を制御装置５う
へＩＪ −ト雷４を介して与える。それが２Ｂより小石
いとき、ＲＡＭアドレスレジスタ６２の中の値は、文字
ストリングの中の最初の文字を後述のようにして回復す
るために最終文字レジスタ６１に加えられる。 ＲＡＭアドレスレジスタ６２の中にロードされたアドレ
スが復元器ストリング・テーブルを記憶するのに用いら
れるＲＡＭ７５を呼出す。ＲＡＭ７５には、各々がＣ十
Ｂ＋Ｌビットの巾である２゜の記憶場所がある。各スト
リングは、それのＣビット接頭部符号、それのＢビット
拡張文字及びＬピットンベル値を記憶することによって
ＲＡＭに記憶される。レベル欄の値は、そのストリング
の接頭部内のビットの数に等しい。各ストリングは、そ
のストリングに割当てられた符号によってアドレス指定
された記憶場所においてＲＡＭ７５に記憶される。その
ストリングに割当てられた符号は、接頭部符号を後述の
ようにしてストリング拡張文字でハツシュすることによ
って引出される。 ＲＡＭ７５は、Ｒ，ＡＭ７５の「読出し−１、「書込み
」機能を制御するために「読出し」指令と「書込み」指
令を制御装置５３から受ける。あとで説明するようにし
て初期設定するために、 ＲＡＭ７５は、一定値信号２
Ｂ、ゼロ及びゼロをＲＡＭアドレスレジスタ６２によっ
てアドレス指定されたＲＡＭ記憶場所の接頭部符号、文
字及びレベルの各欄に書込むために受ける。これらの値
は制御装置５３の制御のもとに加えられて、「書込み」
指令の加わったときに入れられる。ＲＡＭ？５はまた制
御装置５′５によって制御されて、バス７６を経て符号
レジスタ６Ｉ＋からくる符号値、バス７７を経て最終文
字レジスタ６１からくる文字値及びバス７つを経てレベ
ル・レジスタ７８からくルレベル値をＲＡＭアドレス・
レジスタ６２によってアドレス指定されたＲ Ａ Ｍ記
憶場所の接頭部、文字及びレベルの各欄にそれぞれ入れ
るために選択的に受ける。これらの値は、制御装置５３
からの「書込み」指令に応じてそれぞれの欄に書込寸れ
る０ 制御装置５５はまた、「読出し」指令に応じてＲＡＭ？
５を制御して、ＲＡＭアドレス・レジスタ６２によって
アドレス指定されたＲＡＭ記憶場所の接頭部符号値に格
納された接頭部符号値をバス８０に与える。このバス８
０の上の符号値は、検出器ｇ１のほかにＲＡＭアドレス
・レジスタ６２にも加えられる。検出器８１は、ＲＡＭ
出力のバス８０上の接頭部符号が２Ｂに等しいかどうか
を決定して、それ相応に信号をリード８２を介して制御
装置５３に与える。 制御装置５５はまた５文字値を文字欄からバス８うを経
て最終文字レジスタ６１へ選択的に与えるようにＲＡＭ
７５を制御する。文字値は、「読出し」指令に応じてＲ
ＡＭアドレス・レジスタ６２によってアドレス指定され
たＲＡＭ記憶場所の文字欄からバス８３の上に与えられ
る。同様にして、制御装置５うは、レベル値をバス８１
１を経てレベル・レジスタ８うまたはアドレス加算器８
６のいずれかに与えるようにＲＡＭ？５を制御する。レ
ベル（＋Ｈｊ：、ＲＡＭアドレス・レジスタ６２により
て呼出されたＲ Ａ Ｍ記憶場所のレベル欄からバス８
ＩＩへ加えられる。バス８Ｉｌの上のレベル値のレベル
・レジスタ＆５及びアドレス加算器８６への経路指定は
、復元器の現存の状態に従って制御装置５３によって制
御される。 第５図の復元器は外部ランダム・アクセス記憶装置内で
適当に位置が合うようにするために出力文字信号にアド
レスを割当てる装置を含んでいる。 従って５アドレス加算器８６はそのような記憶場所アド
レスを外部装置にバス８７を通して与える。 アドレス加算器１３Ｇは、アウトポインタ・レジスタ８
８からの入力、ＲＡＭ？５からのバス８ＩＩを通しての
レベル値及びレベル・レジスタ７８からバス８つを通し
てのレベル値を受ける。アドレス加算器８６はまた、バ
ス９０を通してゼロ値信号を受ける。制御装置５うは、
アドレス加算器８６ヲ制御して、バス８１１の上のレベ
ル値、バス８つの上のレベル値またはバス９０の上のレ
ベル値のいずれかを復元器の現存の状態及びその状態の
間に存在する論理的諸条件に従うアウトポインタ・レジ
スタ８ｇの中の値をあとで説明するようにして加える。 加算の結果は、記憶場所アドレスをバス８７の上に与え
る。 アドレス加算器８６の出力はまた、アウトポインタ・レ
ジスタ８８への入力としても加えられる。 制御装置５３は、アウトポインタ・レジスタｇ８を制御
して、現存のアウトポインタの値を加算器ｇ６に分ける
加算の結果で置き換えるか、または単にバス８７の上に
記憶場所のアドレスを発生するためのベース・アドレス
を加算器Ｆｉ６に与えるだけにする。制御装置５５はま
た、レベル・レジスタ７８及び８５を制御して、レベル
・レジスタ８５からレベル・レジスタ７８へレベル値ヲ
転送して、その転送経路にある加算器９１を介してその
値を１だけ大きくする。な訃、制御装置５うは、レベル
・レジスタ７８及び８５を制御して、レベル・レジスタ
７８の内容をレベル・レジスタ８５ヘバス９２を介して
転送する。この装置はまた、１ノベル・レジスタ８５及
びアウトポインタ・レジスタ８８への入力を備え、あと
で説明する諸条件のもとてこれらのレジスタをゼロにす
る。 第５図の復元器はまた、Ｃビット信号をＲＡＭアドレス
・レジスタ６２ヘバス９１１を経て与える初期設定計数
器９うを備えている。計数器９５をそれに加わるゼロの
値にされた信号を介してゼロにセットできる。制御装置
５うは、「計数」指令を介して計数器９５を制御して、
「計数」指令の加わるごとに計数器の内容に１を加える
。計数器９５は、それが計数２°に達したとき、制御装
置５３にリード９５の上のキャリアウドまたはオーバ７
０−信号を介して合図する。初期設定計数器９５は、Ｒ
ＡＭγ５を初期設定するのに用いられ、それの記憶場所
のすべてを逐次に呼出して一定値２Ｂ、ゼロ及びゼロを
接頭部符号、文字及びレベルの各欄にそれぞれ書込むこ
とによって空にする。 第５図の復元器の基本動作は、次の様に要約される。 Ｌ 各データブロックごとに、ＲＡＭを空に初期設定す
る。 と 乙 各入力符号ごとに、符号≧符号番号レジスタな読出
す。前の符号からのあるデータをス） ＩＪング・テー
ブル更新のために保存する。 ５ 符号レジスタ＝ＲＡＭアドレス 接頭部符号、拡張文字、ストリング長さを作るＲ Ａ
Ｍを読出す。 声 さによって決まった記憶場所におに出力；接頭部符号き
符号番号レジスタ；ステラ接頭部符号＜ ２ Ｂなら；
符号値珪文字としてｅ出力； ステソプキへ行く。 ヰ、 文字ス） ＩＪング更新ストリング・テーブルの
終りにおいて： 前に受けた符号及び最終出力文字をノ・ツシュ（前の符
号、最終文字）によって作られた列から最初の空の記憶
場所に書込む、 ステップ２へ行く。 第５図を続けて参照すると、以下のものが第５図の復元
器の状態機械記述語である。 状態Ｏ： 「待ち状態」、各データブロックの始めにお
いて 初期設定計数器＝ゼロ アウトポインターゼロ データ使用可能信号を待つ；状態１へ 行く。 状態１： 「ＲＡＭを初期設定」 初期設定計数器ｉＲＡ Ｍアドレス ２Ｂ、ゼロ、ゼロ無ＲＡＭ入力 ＲＡ Ｍを書込む 初期設定計数器へ＋１を加える 初期設定計数器く２°なら：状態ｌを 繰返す： そうでなければ状態２へ行く。 状態２： 「初期入力符号を処理する」入力符号記号≧
符号レジスタ１ 人力データ・ストローブ 符号値（下位Ｂビット）〉最終文字レ ジスタ 記憶場所アドレス−アウトポインタ； データ 出力データ・ストローブ レベル・レジスタ１＝ゼロ 状態５へ行く。 状態３＝ 「次の入力符号」 符号レジスタ１趣符号レジスタ２ 状態ヰ。 （レベル・レジスタ１）＋１会レベ ル・レジスタ２ （レベル・レジスタ２）＋（アウト ポインタ）≧アウトポインタ 新しい入力が使用可能でなければ。 人力符号≧符号レジスタ１を読出す、 入力データ・ストローブ 符号レジスタ１〉２ ならば： 符号レジスタ１≧−ＲＡＭアドレス 状態キヘ行く 符号レジスタ１く２ ならば： レベル・レジスタ１千〇 符号値（符号レジスタ１の下位Ｂビ ミ最終文字レジスタ 記憶位置アドレス−アウトポインタ； 出力データ・ストローブ 状態６へ行く。 「最初の文字サイクル」 ＲＡＭを読出す 、うＬや 符号（ＲＡＭ）≠２Ｂば正常の場合〕ニレベル（ＲＡＭ
）ｅレベル・レジスタ１符号（ＲＡＭ ）北ＲＡＭアド
ンス 文字（ＦＬＡＭ）≧最終文字レジスタ 記憶場所アドレス−アウトポインタ 十レベル（ＲＡＭ） 符号（ＲＡＭ）＝２ Ａ［：異常の場合〕ニレベル・レ
ジスタ２≧レベル・レジスタ１符号レジスタ２≧ＲＡＭ
アドレス 記憶場所アドレス−アウトポインタ 十レベル・レジスタ２；出力ｆ− タストロープ 状態５へ行く ＲＡＭアドレス〉２ 八： ＲＡＭを読出す符号（ＲＡ
Ｍ）≧ＲＡＭアドレス 文字（ＲＡＭ）斗最終文字しジスタ 記憶場所アドレス＝アウトポインタ 十レベル（ＲＡＭ）； 出力データ・ ストローブ 状態５へ行く ＲＡＭアドレス＜ ２ Ｂならば； ＲＡＭアドレス（下位Ｂビット）≧ 最終文字レジスタ 記憶場所アドレヌ＝アウトポインタ： 出力データ・ストローブ 状態６へ行く 状態６： 「ストリング・テーブル更新」ハツシュ（符
号レジスタ２、最終文字レジスタ）件ＲＡ Ｍアドレス ＲＡ Ｍを読出し 符号（ＲＡＭ）＝２ 及びＲＡＭア ドレス〉２ ならば、状態７へ行く その他の場合：新ノ・ツシュ値で状態 ６を繰返す これが最終ノ・ツシュならば、状 態５へ行く。 状態７： 「書込みサイクル」 ＲＡＭアドレスを変えないで 符号レジスタ２会符号（ＲＡＭ） 最終文字レジスタ≧文字（ＲＡＭ） レベル・レジスタ６≧レベル（ｒｍａ ）ＲＡＭを書込
む 状態うへ行く。 上に与えられた状態機械記述語に関する第５図の復元器
の動作のさらに詳細な説明を次に行う。 Ｃｏ） 待ち状態、 １ブロツクの圧縮入力符号信号を
待っている間、第５図の復元器は、この状態にある。「
待ち状態」の間、制御装置５３は、初期設定計数器９５
をゼロにリセットする。制御装置５′５はまた、出力文
字信号の外部出力記憶装置への相次ぐ転送が最低の使用
可能なアドレスで始まるようにアウトポインタ・レジス
タ８ｇをゼロにリセットする。入力符号を供給する外部
信号源からのリード５２の上のデータ使用可能信号は、
入力符号が利用できるときを指示するのに用いられる。 入力符号が使用可能になると、リード５２の上のデータ
使用可能信号は、制御装置５５に「初期設定状態」に入
るように合図する。 〔１〕 初期設定状態、 ランダム・アクセス記憶装置
ＲＡＭ？５の内容は、空であるように初期設定されろ。 ＲＡＭ？５はその２°の記憶場所の各々に三つの種類の
異ったデータ欄を含み、すなわちＣビットの接頭部符号
値、Ｂピットの拡張文字、゛及びｂビットのレベル値を
含む。各記憶場所は、文字のストリングに対応し、そこ
では記憶場所のアドレスが、そのストリングの符号値で
あって、その記憶場所の内容は、その接頭部ストリング
及び拡張文字によってそのストリングの組成を与える。 レベル欄は、接頭部ス） ＩＪング内の文字の数を与え
、出力列の中の適当な位置にある出力文字を位置指定す
るときに用いられる。Ｌビットは、どのスト１，１ング
長さも２０文字を超えない（ここでＬはＣ以下である）
という仮定のもとに、レベル値に与えられる。Ｒ，Ａ
Ｍ ７５のすべての記憶場所は、空記号２Ｂをそれの接
頭部符号値に入れることによって初期設定される。文字
値欄及びレベル値欄は、これらの欄が初期設定を必要と
せず、簡易化を望む場合、現存の値で残すことができる
けれども、ゼロに初期設定される。最初の２＋１記憶場
所は、これらの記憶場所が復元器の動作の量刑のやシ方
で呼出されることは決してないが、実現の便宜上初期設
定される。 初期設定は、Ｃビット初期設定計数器９５の中の値をバ
ス９１１を経てＲＡＭアドレス・レジスタ６２ヘゲート
することによってメモリ・サイクルを繰返して達成され
る。ＲＡＭの入力は、一定値２Ｂ及びゼロでるるように
選ばれる。ＲＡＭ７５は、選択された入力データをＲＡ
Ｍアドレス・レジスタ６２によって指定をれた記憶場所
に書込むように制御される。初期設定計数器９３は、そ
の現在の内容に１を加えることによって数え上げるよう
に指令される。この一連の事象は、各記憶場所ごとに１
回あて合計２°回繰返される。２ のそのような計数の
のちに、初期設定計数器９３は、２°の計数が発生した
ことを合図するオー・（フローまたはキャリアウド信号
を制御装置５うにり−ド９５を介して与える。これによ
って第５図の復元器が「最初の符号状態」に進む。 〔２〕 最初の符号状態、 初期設定ののち、第５図の
復元器は、バス５０の上にある最初の入力符号信号を読
取って、そのＣビットをＣビット符号レジスタ５７に取
入れる。次に入力データ・ストローブ５５の上に制御装
置５うによって一つの信号を与えて、次の入力符号を外
部装置によって入力バス５０の上に与えさせる。第２図
の圧縮器に関して上に論じた理由により、レジスタ５７
に現在ある初期符号信号は、あらかじめ割当てられた単
一文字のストリング符号の一つであると分っている。従
って、この符号の下位Ｂビットは、データメツセージの
最初の文字であるとわかり、この文字を復元器からの最
初の出力として伝送する０これは、符号レジスタ５７の
下位Ｂビットをバス６０を経て最終文字レジスタ６１に
転送することによって達成され、その文字は、出力文字
バス５１に直接与えられる。この最初の文字は外部記憶
装置の最初の出力記憶場所におかれることになっている
ので、ゼロの記憶場所アドレスがアウトポインタ・レジ
スタ８ｇにある値をアドレス加算器８６を通過させて一
定値ゼロに加えることによって発生される。従って記憶
場所アドレス・バス８了の上のアドレスは、要求通りゼ
ロである。出力バス５１及びアドレス・バス８７が正し
い新情報を含むことを指示する出力データ・ストローブ
・ライン５６の上の信号が外部装置に転送される。 続く復元器サイクルに備えて、レベル・ンジス゛りｇ５
は、ゼロにセットされる。これは受取ったストリング内
の接頭部ストリングの長さであるとわかっているからで
ある。次に「次の入力状態」の主処理サイクルに入る。
〔９〕 次の入力状態、 各新入力符号は、外部装置か
ら読込捷れて、それの処理が以下の論理に従って開始さ
れる。符号レジスタ５７かもの現在の符号値は、たった
いま処理された符号であって、それをあとの更新サイク
ルに備えて保存するためにバス６５を経て符号レジスタ
６１１に転送される。 同様ニ、レベル・レジスタ８５にある値は、その値を転
送経路にある加算器９１を用いて５１だけ大きくして、
レベル・レジスタ７ｇに転送はれる。 この増分が行われるのは、作られるべき新ストリングが
処理されたばかりのストリングの接頭部より１文字長い
接頭ｉ３７１． リングをもっているからである。こん
どは、アウトポインタ・レジスタ８８にあるアウトポイ
ンタ値が新ストリングからの文字を外部記憶装置内に直
く記憶場所アドレスを含むように更新される。この記憶
場所アドレスは、処理されたばかりのストリングの長は
を前のペースアドレスに加えたものである。これはレベ
ル・レジスタ７８の中の更新されたばかりのレベル値を
アウトポインタ・レジスタ８８にあるアウトポインタ値
ヘアドレス加算器８６によって加えることによって達成
され、そしてその結果は、アウトポインタ・レジスタｇ
８に戻される。 次に、新入力符号信号は、１が使用可能であれば読出さ
れる。新入力符号が使用できないことをライン５２の上
のデータ使用可能信号が指示する場合、そのメツセージ
を完全に処理してしまったので、「待ち状態」に新しい
メツセージを待つために再び入る。正規の状態において
は、新入力符号信号が使用可能で、それは入力バス５０
から符号レジスタ５７にゲートされろ。ライン５５の上
の入力データ・ストローブ信号は、外部装置に向けて発
せられて、その装置に次の符号信号を入力バス５０に与
えさせる。 レジスタ５７にある新符号信号は、比較器５ｇを用いて
２Ｂに比較される。符号レジスタ５７にある新符号値が
２Ｂ工り大きれば、これは、ＲＡＭ７５の中のストリン
グ・テーブル索引によって翻訳される正規の符号である
。従って、レジスタ５γにあるこの符号値は、バス６う
を経てＲＡＭアドレス・レジスタ６２へ転送され、制御
装置５５は、復元器を「最初の文字状態」に入るように
制御する。第２図及び第ろ図のデータ圧縮及び復元装置
の適正な動作のもとに、符号レジスタ５７が値２Ｂを含
むことができない理由は、その符号が第２図の圧１ｍ器
によって正しく与えられないからである。 実際に、符号レジスタ５７が値２Ｂを含まなければ、任
意の都合のよい誤り手順を実施できる。 符号レジスタ５７の中の値が２Ｂより小さければ、この
符号値は、単一文字のストリングを定ぬるので、そのス
トリングを処理するのにＲＡＭ７５にアクセスする必要
がない。この状況に分いて、レベル・レジスタｇ５がゼ
ロにセットされる理由は、単一文字によってあらかじめ
定められたストリングの接頭部ストリング内に文字がな
いからである。符号レジスタ５了の下位Ｂビットである
文字値は、バス６０を経て最終文字レジスタ６１へ転送
され、そこから外部装置へ出力バス５１を通って転送さ
れる。この状況において、アウトポインタ・レジスタ８
８が正しい外部アドレスを含み、それでアウトポインタ
・レジスタ８８の中のイ直がアドレス加算器８６を通過
して、バス８７の上に記憶場所アドレスを与えるので、
その値にゼロが加えられる。次に、ライン５６の上の出
力データ・ストローブ信号が外部装置に正しいデータが
出力文字ライン及びアドレス・ラインを通して使用でき
ることを指示するために発せられる。１文字のストリン
グの処理を完了したのちに「更新状態」に入る。 〔４〕 最初の文字状態、 この状態では、一つのスト
リングからの最初の文字を引出して、一つのストリング
の始めにだけ発生する他の特殊化関数を実行する。ＲＡ
Ｍ？５は、ＲＡＭアドレス・レジスタ６２の中の符号が
前の状態でロードされたので、その符号によって指示さ
れるストリング記憶場所の内容を読出すように制御され
る。ＲＡＭ７５は、選択されたストリングに対する三つ
の出力、すなわち、バス８０の」二の接頭部ストリング
符号、バス８３の上の拡張文字、及び接頭部ストリング
の長さであるバス８Ｉｌの上のレベル値を与える。バス
８０の上の接頭部ストリングは、比較器８１によって値
２Ｂと比較される。 バス８０の上の接頭部符号が２Ｂに等しくない場合（こ
れは正常な場合である）、それは、それ以上の文字を得
るためにさらに処理されるべき正当な接頭部ストリング
符号である。ノくス８′５の上の拡張文字は、最終文字
レジスタ６１に転送てれる。バス８１Ｉの上のレベル値
は、そのストリング内のこの文字の位置を示し、この位
置の値は、アドレス加算器８６を経てアウトポインタ・
レジスタ８８の中の値に加えられて、その文字に対する
出力記憶場所アドレスをバス８７に与える０次に、ライ
ン５６の上の出力データ・ストローブ傷号は、正しいデ
ータが使用できることを外部装置に指示するために発せ
られる。なお、バス８１１の上のレベル値は、あとの更
新において用いるためにレベル・レジスタ８５に格納さ
れる０ バス８０の上の接頭部ストリング符号値が２Ｂに等しけ
れば、これは、アドレス指定されたＲＡＭ記憶場所が空
であり、受けたストリング符号がストリング・テーブル
内の一つの記述項に対応しないことを示す。この状況は
、次の保留中のテーブル更新がそのストリング記述項を
作シ出すような異常な場合に起る可能性があるだけであ
る。すなわち、受けたばかりの符号は、処理されたばか
りのストリング（符号レジスタ６ＩＩの中の符号とレベ
ル・レジスタ７８の中のレベル値）である接頭部ストリ
ングをもつストリングを表す。現在のストリングの最初
の復号された文字は、前のス） ＩＪソング拡張文字で
あり、現在のストリングの中に見出されるべき最終の復
号てれた文字と同じ文字であって、それは、それらの文
字が同じ接頭部ストリングをもつので、前のストリング
の最終の復号された文字と同じ値を有し、それは最終文
字レジスタ６１に現在ある文字である。従って、この異
常な場合を実現するために、符号レジスタ６１１の中の
値をバス６６を経てＲＡ、 Ｍアドレス・レジスタ６２
へ接頭部ストリング符号として転送する。 最終文字レジスタ６１の中の値は、出力文字バス５１を
駆動するのに変更しないで用いられるが、一方、レベル
・レジスタ７８の中のイ直は適当な出力記憶場所アドレ
スをバス８７に作るためにアドレス加算器８６を介して
アウトポインタ・レジスタ８８の中の値に加えられる。 次に、制御装置５３は、正しい出力を外部装置に指示す
るために出力データ・ストローブをライン５６に発する
０レベル・レジスタ６８の中の値は、あとでの更新のた
めに長さ情報を与えるのにバス９２を経てレベル・レジ
スタ８５に転送される０ このストリングから１文字を出力してしまうと、残りの
文字は「あとの文字状態」に入ることによって発生され
る。 〔５〕 あとの文字状態、 各接頭部ス） ｉＪソング
、拡張文字とよシ小さい接頭部ストリングに分離され、
これはあらかじめ限定てれた単一文字のストリングに達
するまで繰返して実行される。 ＲＡ Ｍ ７ トレス・レジスタ６２にβる前の状態か
らの接頭部ス） ＩＪソング号は、比較器７２において
２Ｂと比較される。この接頭部ストリング符号が２Ｂよ
シ太きければ、ＲＡＭ？５の内容が続出されて以下の通
りに用いられる。この接頭部符号は、次の状態において
用いるためにノくス８０を経てＲＡＭアドレス・レジス
タ６２にゲートされる。 バス８〉の上の拡張文字は、出力文字バス５１に出力す
るために最終文字レジスタ６１にゲートされる。バス８
４の上のレベル値は、アドレス加算器Ｓ６を経てアウト
ポインタ・レジスタ８ｇの中の値に加えられ、適当な出
力記憶場所アドレスをバス８７の上に作る。出力データ
・ストローブ信号は、ライン５６の上に発せられて、こ
の「あとの文字状態」に再び入ってその処理を繰返す。 比較器７２がＲＡＭアドレス・レジスタ６２の中の符号
値が２Ｂより小さいことを示す場合、そのストリングの
終９がきたことになる。このあらかじめ限定された符号
値は、最終文字を含んでいるのでＲＡＭアドレス・レジ
スタ６２の下位Ｂピットがバス７５を経て最終文字レジ
スタ６１に転送される。ゼロがアウトポインタ・レジス
タ８ｇの中の値にアドレス加算器８６を介して加えられ
、バス８７に適当な出力記憶場所アドレスを発生する。 次に出力データ・ストローブ信号がライン５６に与えら
れる。現在ストリングについての処理が終ると、「更新
状態」に入ってストリング・テーブルに一つの記述項を
加える。 〔６〕 更新状態、 一つのストリングが完全に処理さ
れたのちに、ストリング・テーブルは、このストリング
の最終文字を前のストリングの勾号及びレベルと一緒に
用いて更新される。正しい新符号番号を新ス） ｌ）ン
グに割当てるためには、第２図の圧縮器について前に論
じたのと同じノ・ツシング関数回路が用いられる。ノ・
ツシュ関数は、空テーブル記憶場所に遭遇する１で逐次
に探索される一連のＮ個のアドレスを発生する。従って
、右号レジスタ６１１に格納された前の符号呟は、最終
文字レジスタ６１からバス６７を経てきた値と共にバス
６８を経てノ・ツシュ関数回路６つへ伝送される。ノ・
ツシュ関数回路６つが発生したノ・ツシュ値は、バス７
０を経てＲＡＭアドレス・レジスタ６２にゲートされる
ＯＲＡＭアドレス・レジスタ６２の中のアドレスが、比
較器７２によって指示されるように、２Ｂより太きけれ
ば、ＲＡＭ？５は、その記憶場所の内容を読出すように
制御される。比較器７２がＲＡＭアドレス・レジスタ６
２の中のアドレスが２Ｂより太きくないことを示す場合
、そのアドレスは用いられず５ハツシュ関数回路６つは
、新しい値を発生するように制御される。その新しい値
は、バス７０を経てＲＡＭアドレス・レジスタ６２にゲ
ートされ、試験が繰返される。ハツシュ関数回路６つが
２ よシ大きい正しいアドレスを与えろとき、ＲＡＭ？
５は、その記憶場所で読み出きれる。その記憶場所から
読み出されたバス８０の上の接頭部符号は、比較器８１
において２Ｂと比較される。読み出された値が２Ｂに等
しければ、その記憶場所は、空であって「書込み状態」
に入ってストリングを挿入する。バス８０の上の接頭部
符号が２Ｂに等しくなければ、この記憶場所は、既に占
有されており、使用できない。次に、この「更新状態」
は、これが新しいストリングをストリング・テーブルに
加えないＮ番目のアクセスでなかったならば、再び試み
るために新ハツシュ値を再び入れられて「次の入力状態
」に入って、次のストリングを処理し始める。 〔７〕 書込み状態、 空ＲＡＭ記憶場所力よ新ストリ
ングのために位置指定されたとき、その言己憶場所に対
するアドレスは、新ストリングの符号として割当てられ
、ストリング情報が挿入される。 制御装置５うは、符号レジスタ６１Ｉの出力をノ（スフ
６を介して入力としてＲＡＭ７５の接頭部９ｑ号欄にゲ
ートする。最終文字レジスタ６Ｌから）くスフ７を経て
出る出力は、ＲＡＭ７５の文字欄にゲートされ、レベル
・レジスタ７８の値は、ノくスフ９を介してＲＡｌｖｊ
７５のレベル欄にゲートされる。 ＲＡＭ７ドレス・レジスタ６２をその前のイ直に保って
おいて、ＲＡＭ７５は、このデータな呼出嘔れた記憶場
所に書込むように制御されろ。このようにしてこのスト
リングの処理を終ったとき、「次の入力状態」に入る０ 上述の７・ツシュ関・数回路を以下のように装置として
実現できるＯＢビット文字及びＣビット符号の場合、Ｎ
個のノ・ツシュ値は次のように発生される：最初のノ・
ツシュ（符号、文字）−符号Ｏ文字こ＼で文４は入力文
字をピットを左右逆にし、相補形で、左Ｃ−Ｂビットを
符号の左側の位置へ移したものである。 すなわち、符号においてＣ（左に）から１（最下位ピッ
ト）及び文字においてＢないし１と番号をつけられたビ
ット位置に対して、ノ・ツシュ出力ＨはＣないし１の番
号をつけられる。 Ｈ（Ｃ） ＝符号（Ｃ）０文字（１）０１Ｈ（Ｃ−１）
＝符号（Ｃ−１）０文字（２）０１Ｈ（Ｃ−２）−符号
（Ｃ−１）Ｏ文字くう）０１Ｈ（Ｃ−Ｂ−１）−符号（
Ｃ−Ｂ−１）Ｏ文字（Ｂ）０１Ｈ（Ｃ−Ｂ−２）−符号
（Ｃ−Ｂ−２）Ｈ（１） ＝符号（１） 残りのハツシュは、一定値を名前の値に、Ｃピット以上
のキャリーを無視して、加えることによって作られる。 次のハツシュ＝前のハツシュ＋［（２槃号＋１）００１
０１・・・０１００２ 〕（モジュロ２ ）このハツシ
ング関数は、任意のシステムの論理ゲートで実現でき、
本発明において使用できるノ・ツシング関数の唯一の例
であることがわかる。上に論じた基準を満足する他のバ
ッジフグ関数を当業者が容易に得ることができる。 第４図及び第５図は、本発明の最高の圧縮を具体化した
ものを装置に実現するためのそれぞれ圧縮器及び復元器
を示す。第４図及び第５図の実施例は、第２図及び第５
図の高性能実施例よりわずかに値段が高くかつ動作がわ
ずかに遅い。この実施例は、高性能実施例とほぼ同じ適
応圧縮手順を用いるが、高性能実施例とは違って、圧縮
器は、可変長さの圧縮された出力符号信号を発生する。 高性能実施例に関して上述したものと同様にして、第４
図及び第５図の高圧縮実施例は５ Ｂビット・バイト入
力文字信号及び２°の記憶場所のス） ＩＪング・テー
ブルを用いる。圧縮符号記号は、ストリング・テーブル
がいっばいになると、大きさを増してＣビットの最大長
さに達する。必要に応じて、この符号信号は、新しい文
字に出合ったときにＢビットだけ拡張される。 このテーブル内の各ストリングがＣビット識別子を割当
てられて、これらの識別子が１で始まる数の順序で割当
てられる。？Ｄ以下の数の符号を割当てられたとき５こ
れらの符号の下位Ｄビットだけを圧縮データ信号として
伝送する。ストリング・テーブル内の各記憶場所は、Ｃ
ビットの接頭部ストリング識別子及びその記憶場所にあ
るストリングに割当てられた新しいＣビット符号を含ん
でいる。従ってストリング・テーブルの２ の記憶場所
の各々は、２０ビツトの巾である。この高圧縮実施例の
圧縮器で用いられるハツシュ関数は、先に説明した高性
能実施例で用いられたものと同一である。しかし、この
高圧縮実施例に分いては、ハツシュ関数回路は、圧縮器
に用いられるだけである。 この高圧縮実施例の復元器においては、圧縮器における
と論理的に同じストリング・テーブルが記憶されている
が、各記憶場所は、接頭部九対して割当てられた識別子
狗号及び拡張文字から成っている。各ストリングは、そ
のストリングに割当てられた圧縮符号識別子によってア
ドレス指定された記憶場所に記憶されている０この高圧
縮実施例においては、ス）ＩＪソング間字反転手順は５
そのストリング内の文字の順序を逆にする「後入れ先出
し」スタックによって行われる。従って、この高圧縮実
施例の復元器は各ストリングの出力文字をそれらの正し
い順序で与える。 次に第４図を参照すると、本発明の最高圧縮実施例の圧
縮器が示されている。この圧縮器は、入力文字信号をバ
ス１１０を通して受けて、圧縮出力符号記号信号をビッ
ト直列形式でライン１１１に与えろ。この入力文字は、
外部装置からバス１１０に与えられる。この外部装置は
また、入力文字信号が外部装置から使用できて、バス１
’ｌＯに加えられるときは常に、データ使用可能信号を
ライン１１２に与える。ライン１１２の上のデータ使用
可能信号は、圧縮器制御袋敢１１うに加えられる。圧縮
器制御装置１１うは、第）１図の圧縮器のブロックのす
べてに制御信号をリード１１１１を介して与える。圧縮
器制御装置１１５は、第）１図の圧縮器をそれの制御状
態を介して以下に詳細に説明する方法で順序づけする。 制御装置１１３は捷だ、追加の入力文字を要求する文字
ストローブ信号をライン１１５を通して外部装置にカえ
る。 バス１１０の上の入力文字はＢビット文字レジスタ１１
６に入れられる。単一文字を出方線１１１に転送するこ
とになっているとき、文字レジスタ１１６は、その文字
のＢビットをバス１１γヲ介してシフト回路網１１８に
ゲートするように制御装置１１３によって制御てれる。 シフト回路網１１Ｂは、ビット直列出力をライン１１１
に与え、ハス１１７ （７）上のＢピットを受けて、こ
れらのビットをライン１１１に直列に与えるように制御
装置１１５によって制御される。 第４図の圧縮器は、さらに、圧縮ストリング符号信号を
保持して出力ストリング符号をシフト回路網１１８にバ
ス１２０を介して与えるビット符号番号レジスタ１１つ
を備えている。符号番号レジスタ１１９をそれに加わる
ゼロの値にされた信号によってゼロに初期設定できる。 第４図の圧縮器は、さらに、ストリング符号記号信号を
昇順に入力バス１１０に加えられる入力データ・ストリ
ームのパースされたストリングに割当てろＣビット符号
計数器１２１を備えている。 制御装置１１うの制御のもとに、符号計数器１２１歓れ
に加わるゼロの値にされた信号を介してゼロにリセット
でき、捷だ「計数」指令信号を介して１だけ増やされた
現存の計数をもつことができる。計数器１２１は、検出
器１２２に符号割数器１２１の中の計数が値２°−１に
達したときを制御装置１１５にライン１２３を介して合
図する出力を与える。この値は、計数器がオール１の状
態に達するとき、Ｃビット計数器１２１によって達成さ
れる。符号計数器１２１の出力は１だ、ソフト回路網１
１８によってシフトアウトされるべきビットの数を定め
る信号をシフト回路網１１８にバス１２１ｔを介して与
える符号大きさ回路１２３に加えられろ。上述のように
、Ｄビットがシフトアウトされる（ここでＤはＣ以下で
ある）。 符号大きさ回路１２うを５Ｎ７１＋１１１１！優先順位
回路網のような標準Ｃビット優先順位符号器回路によっ
て実現できる。符号計数器１２１は優先順位符号器に結
合され、そして計数器１２１の昇順重みのビットを優先
順位符号器の昇順優先順位に並んだ優先順位入力にそれ
ぞれ結合される。次に優先順位符号器は、Ｄに対する値
である２進数信号を与える。シフト回路網１１８にバス
１２０に与えられた出力符号信号のＤビットをライン１
１１に直列に与えさせるように数りは、Ｄシフト・クロ
ック・パルスのパケットをゲートするためにシフト回路
網１１ｇの中で用いることができる。優先順位符号器を
符号大きさ回路１２５に用いることに対する多くの代替
のものが普通に熟練した論理設計者には容易に明らかで
あろう。 例えば、シフト回路網１１８は、出力符号をバス１２０
に受けて符号大きさ回路１２うによって制御されたシフ
トクロックパルスに応答して出力符号のＤビットをシフ
トアウトするシフト・レジスタを用いて実現できる。符
号大きさ回路１２うによって制御されるＤクロックパル
スのパケットに応答して、シフト回路網１１ｇの中に入
っているシフト・レジスタがクロック信号をＤ回与えら
れる。シフト・レジスタの構成は、この技術分野では周
知であり、その正確な詳細は、データを受ける外部装置
のインタフェースによって変る。上述のように、シフト
回路網１１ｇは捷だ、Ｂ文字ビットをバス１１７からラ
イン１１１のシフト回路網１１８によって伝送するのを
制御する普通のクロック制御回路を備えている。 レジスタ１１つからの符号記号信号及びレジスタ１１６
からの文字信号は、それぞれノくス１２５及び１２６を
経てノ・ツシュ関数回路１２７へ加えられろ。ノ・ツシ
ュ関数回路１２７は、上述の本発明の高性能実施例に関
して用いられたノ・ツシュ関数回路と同一である。ノ・
ツシュ関数回路１２７は、バス１２５の上のＣビット符
号信号をノくス１２６の上のＢビット文字信号と組合わ
せて、ノくス１２８の上に順次にＮ個のＣビットアドレ
スを与える。 ハツシュ関数回路１２７は、リード１２９を介して制御
装置１１５にバス１２ｇの上に与えられたハツシュアド
レスがその列の中のＮ番目のアドレスであるかどうかを
知らせる。 ハツシュ関数回路１２７はまた、制御装置１１３から「
新・・ツシュ」指令及び「次の・・ツシュ」指令を受け
る。制御装置１１５は「新ノ・ツシュ」指令に応じてＮ
個の・・ツシュアドレスの最初のものを与え、また「次
のハツシュ」指令の相次ぐ発生に応じて相次ぐハツシュ
アドレスを与えるようにハツシュ関数回路１２７に指令
する。上述のように、ハツシュ関数回路１２７がＮ番目
のハツシュアドレスを与えたとき、一つの信号をリード
１２９を経て制御装置１１うに戻す。 バス１２８の上のハツシュ・アドレスは、ＣビットＲＡ
Ｍアドレス・レジスタ１５０に加えられる。ＲＡ Ｍ
７ トレス・レジスタ１３０にロードされたアドレスが
圧縮器ストリング・テーブルを記憶するのに用いられる
ＲＡＭ１５１を呼出す。 ＲＡＭ１３１は各々２Ｃビツト巾の２ の記憶場所に編
成される。一つの文字ストリングが一つの記憶場所に符
号計数器１２１によって割当てられたそのストＩＪング
に対する符号番号及びその接頭部符号、すなわち、その
ス） ＩＪングの最終文字を除くすべての文字を含むス
トリングの符号番号を入れることによって記憶される。 ＲＡＭＩＩＩは、すべての記憶場所が最初に空であるこ
とを示すオール・ゼロをストリング符号欄に含むように
初期設定される。文字をもたないストリングである符号
ゼロのストリングは、ＲＡＭ１３１の中に記述項をもた
ない。 ＲＡＭ１５１は、ＲＡＭ １５１の「読出し」及び「書
込み」機能を制御するために制御装置１１５から「読出
し」指令及び「有込み」指令を受ける。 制御装置１１３がＲＡＭ１３１に「書込み」機能を実行
するように指令すると、ＲＡＭアドレス・レジスタ１３
０によって呼出された記憶場所のストリング符号欄がバ
ス１う２を経て符号計数器１２１のＣビット出力を受け
、また呼出された記憶場所の接頭部符号欄が符号番号レ
ジスタ１１９からの入力をバス１′５３を経て受ける。 制御装置１１うがＲＡＭ１３’ｌにＲＡＭアドレス・レ
ジスタ１３０によって呼出された記憶場所の内容を読出
すように指令すると、呼出された記憶場所の接頭部符号
がバス１′５５を経て比較器１５１１に加えられ、また
呼出された記憶場所のストリング符号がバス１３６を経
て符号番号レジスタ１１つへ加えられると共に、ゼロ検
出器１３７にも加えられる。比較器１３４はまた、バス
１５８にゼロの値をもつ信号を受ける。第１１図の圧縮
器の現存の状態次第で、制御袋＠１１うば、バス１う５
の上の接頭部符号とレジスタの中に記憶された符号とが
等しいか等しくないかを試験するか、またはレジスタ１
１つの中の符号信号がゼロに等しいか等しくないかを試
験するように比較器１６キを制御する。これらの試験の
結果は、リード１３９を経て制御装置１１３に与えられ
る。第４図の圧縮器の現存の状態に従えば、制御装置１
１５は、バス１３６の上のストリング符号がゼロに等し
いか等しくないかを決めるためのゼロ検出器１５７を始
動させる。決定の結果は、リード１１１Ｏを経て制御装
置１１５に与えられる。 第４図の圧縮器はまた、Ｃビット信号をバス１１↓２を
経てＲＡＭアドレスレジスタ１′５０に与える初期設定
計数器１社１を備えている。制御装置１１５は、計数指
令を介して計数器１１Ｊ１を制御してその計数器の内容
を計数指令を加えるごとに１だけ増やす。計数器１１１
は、それが計数２゜に達したときを制御装置１１５にリ
ード１１１５の上のキャリアウドまたはオーバフロー信
号を介して知らせる。初期設定計数器１１１１は、ＲＡ
Ｍ１３１の記憶場所のすべてを順次に呼出してス） Ｉ
Ｊング符号欄にバス１う２から得た値ゼロを書込むこと
によってＲＡＭ１５１を空に初期設定するのに用いられ
る。それは必要ではないけれども、接頭部符号欄を実現
の便宜上バス１５うから得た値ゼロを書込むことによっ
て初期設定してもよい。 一般的にいえば、第４図の圧縮器に関しては、ライン１
１１に与えられた各出力符号記号信号は、符号計数器１
２１の中に現存す７＋値によって定められたＤビットの
長さをもっている。符号計数器内の最高のゼロでないビ
ットがＤ番目のビットであって、その結果圧縮器出力右
号の大きさが符号計数器内の値の大きさに等しい。圧縮
器によって伝送されるべき最初の符号記号信号は、ゼロ
ビットの巾であるが、それに付加されたＢビットの文字
記号信号をもっている。二番目の符号記号信号は、１ビ
ツトの長さで、次の二つの符号記号信号は、二つのビッ
トを各々含んでいる。次の四つの符号記号信号は、５ビ
ツトを各々含んでいる、など。これらの符号記号の幾つ
かはまたそれらに追加されたＢビットの文字値をもって
いる。値りは５Ｃピくトで最大に達する〇 第４図の圧縮器の基本動作は次のように要約される。 １、各データ・ブロックごとに、ＲＡＭを空に初期設定
する。 ２、符号レジスタをゼロ符号でスタート、最初の入力文
字を読出す ５、 ハツシュ←符号レジスタ、文字）曇Ｎ個のＲＡ
Ｍアドレスの列 ＲＡＭ記憶場所が空ならば、 ｌ ｔ＜ 符号レジスタ、符号計数器≧−ＲＡＭ艶書込む、 符号レジスタのＤビットを出力として伝送する； 符号計数器を増分する；ゼロ≧符号レジスタ； 状態１
： 接頭部符号（ＲＡＭ）−符号レジスタならば、 一テ 新符号（ＲＡＭ）無符号レジスタ、 新入力文字を読出す、 符号直が見出されなければ、 符号レジスタのＤビットを出力として伝送する、 状態
２： 一テ 符号計数器を増分する；ゼロ柴符号レジスタ： 入力が尽きるまでステップ５を繰返す。 第４図を続けて参照すると、以下のものが第４図の圧縮
器の状態機械記述語である。 状態０： 「待ち状態」各データ・ブロックの始めにお
いて、 ゼロ趣初期設定計数器 ゼ唄≧符号レジスタ ゼロ≧符号計数器 データ使用可能信号を待つ、状態１へ 行く。 「ＲＡＭを初期設定する」 ｌク ゼロ餠ＲＡＭを１＝込む 初期設定計数器に＋１を加える 初期設定計数かく２°ならば：状態１ を繰返す、 そうでなければ状態２へ行く。 「人力文字を読出す」 どのデータも使用できなければ： 符号レジスターゼロの場合 符号レジスタのＤビットを出力と して伝送する 状態０へ出ろ 状態５へ行く。 状態５＝ 「最初のテーブル探索」 最初のハツシュ（符号レジスタ、文 −り 字）≧ＲＡ ＭアトＩ／ス ＲＡＭを読出す ストリング符号（ＲＡ１１４）−ゼロならば＝（空サイ
ト） 状態５へ行く 接頭部符号（ＲＡＭ）−符号レジス タならば（ストリングが見出される） ストリング符号（ＲＡ Ｍ ）鱗号 レジスタ 状態２へ行く そうでなければ状態１↓へ行く。 状態Ｉｌ：「テーブル探索を繰返す」 次のハツシュ（符号レジスタ、文字） −づｒ 遅ＲＡＭアドレス ＲＡＭを読出す ストリング符号（ＲＡＭ）＝ゼロな らば：状態５へ行く。 接頭部符号（ＲＡＭ）−符号レジス タならば： ストリング符号（ＲＡ Ｍ ）会符号 レジスタ、状態２へ行く 最終ハツシュならば： 状態６へ行く そうでなければ、状態ヰを繰返す 状態５； 「新ストリング・エントリー」符号レジスタ
のＤビットを出力とし て伝送する 符号計数器く２°−１ならば 符号計数器へ＋１を加える 符号レジスターゼロならば Ｂビット文字を出力として伝送す る 状態２へ行く 符号レジスター非ゼロなラバ、 一タ ゼロ遅符号レジスタ 状態うへ行く 状態６： 「ストリング終結」 符号レジスタのＤピットを出力とし て伝送する 符号計数器く２°−１ならば： 符号割数器に＋１を加える 符号レジスターゼロならば： Ｂピット文字を出力として伝送す る 状態２へ行く 符号レジスター非ゼロならば ゼロ無符号レジヌタ 状態ラヘ行く。 上に与えられた状態機械記述語に関する第４図の圧縮器
の動作のさらに詳しい説明を次に行う。 〔Ｏ〕 待ち状態、 １プａツクの入力文字を待ってい
る間、第４図の圧縮器は、この状態にある。 「待ち状態」の間、制御装置１１５は、初期設定計数器
ｌ１１１、符号番号レジスター１９及び右号計数器１２
１をゼロにリセットする。入力データを供給する外部信
号源からのリード１１２の上のデータ使用可能信号は、
入力データが使用可能であるときを指示するために用い
られる。データ使用可能になると、リード１１２の上の
データ使用可能信号は、制御装置１１′５に「初期設定
状態」に入るように合図する。 〔１〕初期設定状態、 ランダムアクセス記憶装置ＲＡ
Ｍ １３１の内容は、空であるように初期設定される。 この実施例における全記号は、ゼロとして選ばれる。従
って、ＲＡＭ １５１の初期設定は、すべての記憶場所
にゼロを挿入することによって達成される。ストリング
符号記述項だけがゼロでなければならないが、接頭部符
号値は、同時に、実現の便宜上、ゼロにセットされるこ
とがわかる。この初期設定は、Ｃビット初期セット計数
器１４１の中の値をバス１１）２を経てＲＡ Ｍアドレ
ス・レジスタ１３０にゲートすることによって記憶サイ
クルを繰返して達成される。ＲＡＭ１３１への入力は、
符号番号レジスタ１１つからバス１５５を経て与えられ
るとともに５符号計数器１２１からバス１３２を経ても
与えられる。レジスタ１１９及び計数器１２１の両方が
「初期設定状態」の間ゼロになっている。ＲＡＭ１５１
は、ＲＡＭアドレス・レジスタ１３０によって指定され
た記憶場所にゼロ入力データを書込むように制御される
。初期設定計数器１１１１は、その現在の内容を１だけ
増分することによって数え上げるように指令される。こ
の一連の事象は、各記憶場所ごとに１回、計２ 回繰返
される。２ のそのような計数ののちに、初期設定計数
器１１１１は、２゜計数が起ったことを知らせろオーパ
フローオたはキャリアウド信号を制御装置１１３へり一
ド１１）３を経て与える。次に制御装置１１うは、第４
図の圧縮器を「入力文字読出し状態」へ進める。 〔２〕 入力文字読出し状態、 第４図の圧縮器が新し
い文字に対して用意が整うと常に、この状態に入る。符
号番号レジスタ１１つにある値は、現在のストリングの
中で既に遭遇した文字を識別する。レジスタ１１９の中
のゼロの値が新ストリングの始端を示す。一つの文字信
号が入力文字バス１１０かも文字レジスタ１１６に入れ
られる前に、リード１１２の上のデータ使用可能信号が
検査される。データ使用可能信号がどのデータも使用で
きないことを示す場合、入力データ・ブロックの終りに
達したことになる。その状況に訃いて、符号番号レジス
タ１１つの中のどの非ゼロ値をも圧縮データ・ブロック
を完成するように圧縮器によって伝送しなければならな
い。従って符号番号レジスタ１１９の内容は、比較器１
’５１ｔにおいてゼロと比較される。レジスタ１１つの
内容がゼロでなければ、比較器１５４は、制御装置１１
５にリード１う９を経て信号を与えて、制御装置１１５
が符号番号レジスタ１１９の内容をソフト回路網１１ｇ
にバス１２０を経てゲートする。符号大きさ回路１２う
は、符号計数器１２１からのＤに対する値を定めて符号
値のＤビットをシフトアウトするようにシフト回路網１
１８を制御する。このデータが出力されてし１つだとき
、制御装置１１５は、それ以上の入力データを待つため
に「待ち状態」に戻るように第４図の圧縮器を制御する
。 リード１１２の上のデータ使用可能信号によって、それ
以上の入力データが使用可能であれば、バス１１０から
一つの文字が文字レジスタ１１６に読み込まれ、文字を
受取ったことの知らせを与える文字ストローブ信号を外
部装置へのり−ド１１５の上に与える。次に、制御装置
１１５は、［最初のテーブル探索状態］に入るように第
４図の圧縮器を制御する。 り１１６の中の文字によって拡張された符号番号レジス
タ１１つの中の値によって識別されたストリングから成
るポテンシャル・ストリングを、次にそれがストリング
テーブル内に現れるかどうかを決めるために探索する。 レジスタ１１９からの符号信号及びレジスタ１１６から
の文字信号は、その組合わせに対するハツシュ・アドレ
スを発生するハツシュ開数回路１２７へそれぞれバス１
２５及び１２６を経てゲートされる。Ｃビットアドレス
は、バス１２Ｆ３を経てＲＡＭアドレスレジスタ１’５
０ヘゲートされ、ＲＡＭアドレスレジスタ１３０はアド
レス指定された記憶場所でＲＡＭ１う１を呼出す。ＲＡ
Ｍｌ１１は、呼出された記憶場所の内容を読み出して、
バス１５５に接頭部符号値をそしてバス１５６にストリ
ング符号値を与えるように制御されろ。バス１５６に結
果とし ゛て生ずるス） ＩＪング符号値がゼロ検出器
１′５７によってゼロであると決められると、その記憶
場所は空であって、それは拡張ストリングがそのストリ
ング・テーブルにないことを意味する。その状況におい
て、現在のストリングの処理が決定されて、圧縮器は、
そのテーブルを更新して出力を発生するために「新スト
リング・エントリー状態」に仄るように制御される。 しかしバス１３６の上のストリング符号値がゼロでなけ
れば、バス１う５の上の接頭部符号値は、比較器１３４
によってレジスタ１１つの中の符号値と比較される。そ
れらの値が等しければ、拡張ストリングは、そのテーブ
ル内に存在して拡張ストリングが新ベースストリングに
なる。これは、バス１５６に現れる現在のストリングの
ストリング符号を符号番号レジスタ１１つにロードする
ことによって行われる。次に、次の文字が「入力文字読
出し状態」に入ることによって取出される。 バス１３５の土の接頭部符号が符号レジスタ１１９の中
の値に一致しないで、かつバス１つ６の上のストリング
符号値がゼロでない場合、テーブル探索を続ける。継続
されたテーブル探索は、「テーブル探索繰返し状態」に
入るように圧縮器を制御することによって行われる。 〔４〕 テーブル探索繰返し状態、「最初のテーブル探
索状態」において、適当な占有データも全記憶場所もハ
ツシュ関数回路１２７によって与えられた最初のハツシ
ュ・アドレスにないとき、相次ぐハツシュアドレスがＲ
ＡＭ１５１をアドレス指定するために与えられる。従っ
て各後続ストリング・テーブル探索は、ハツシュ開数回
路１２７からの次のノ・ツシュ値をバス１２８を経てＲ
ＡＭアドレス・レジスタ１３０に転送して、代りの探索
サイトに訃いてＩ（Ａ Ｍ１５１をアドレス指定するこ
とによって実行される。ＲＡＭ１５１はアドレス指定さ
れたサイトにおける内容を読み出して、その記憶場所に
記憶されたス） ＩＪング符号及び接頭部符号をそれぞ
れバス１３６及び１３５の上にカえるように制御される
。本質的には、「最初のテーブル探索状態」におけると
同じ試験が探索されたストリングが見出されたかどうが
、または全記憶場所に遭遇したかどうかを決めるために
行われる。バス１３６の上のストリング符号が検出器１
３７によってゼロであると検出されれば、その記憶場所
が空であって、「新ストリング・エントリー状態」に入
る。 バス１３６の上のストリング符号がゼロでなく、カッハ
ス１３５の上の接頭部符号がレジスタ１１９からの現在
の符号値に、比較器１１４によって決められるように、
一致すれば、そのストリングが見出されてしまっておシ
、バス１３６の上（１）新ストリング符号値が符号番号
レジスタ１１つに入れられる。上記の条件のどちらも起
らなければ、現在のストリングに対する探索は、この「
テーブル探索繰返し状態」に再び入ることによって続け
られる。しかし、ハツシュ関数回路１２７がらのリード
１２９の上の信号によって表わされるようにＮ個の・・
ツシュアドレスすべてを利用した場合、そのストリング
は、そのストリング・テーブル内にないと定められて、
そのテーブル内のどのスペースもそれを挿入しない。Ｎ
個のノ・ツシュ・アドレスが試みられて成功しなかった
とき、「ストリング終結状態」に入る。 〔５〕 新ストリング・エントリー状態、 一つのスト
リングの処理はそのヌ） ＩＪソングの拡張がストリン
グ・テーブルに見出されないが、空記憶場所に遭遇した
とき終シにされるＯこれが起ると、圧縮符号出力信号及
び拡張ストリングが潜在的ならとの符号化のために、ス
トリング・テーブルに入れられるので、前に認識された
ストリング符号１言号が伝送される。従って、レジスタ
１１つの中の前に認識されたストリング符号信号は、ノ
くス１２０を介して出力シフト回路網１１８へ転送され
ろ。シフト回路網１１８は、出力リード１１１の上に出
力符号のＤピットを与える（ここでＤは符号計数器１２
１の中の値に従って符号大きさ回路１２３によって決め
られる）。 出力がリード１１１に発送されたのち、検出器１２２は
計数器１２１のオール１の状態によって示される値２°
−１に対して符号計数器１２１を試験する。計数器１２
１がオール１を含まない場合、計数器１２１の中の値は
、制御装置１１５からの「計数」指令信号の制御のもと
に１だけ増分される。なお、検出器１２２が符号引数器
１２１のオール１の状態を検出しない場合、新ストリン
グが前の状態で空であると決定されたばかりのアドレス
においてストリング・テーブルの中に入れられる。これ
はＲＡＭアドレスレジスタ１５０の中のアドレスをその
前の値で不変に維持し、符号レジスタ１１つからのバス
１５３の上の接頭部符号及び符号計数器１２１によって
割当てられたばかシのバス１５２の上のストリング符号
をＲＡ Ｍ １３１の中のアドレス指定された記憶場所
の接頭部符号欄及びストリング符号欄にそれぞれ書込む
ようにＲＡＭ１５１を制御することによって達成される
。 そのあとで、比較器１３．１１は、最後に伝送された符
号がゼロであったかどうかを決めるために符号番号レジ
スタ１１つを試験する。最後に伝送された信号がゼロで
あった場合、これはス） ＩＪソングテーブル内に対応
する文字値のなかった１文字のストリングを意味した。 従ってその文字値は圧縮層出力として伝送されなければ
ならない。従って、文字レジスタ１１６からのＢビット
値は、こんどは、すべてのＢビットを出力として直列に
伝送するように制御されているシフト回路網１１８にノ
くス１１了を介して転送される。次に、新ストリングを
開始するために「入力文字読出し状態」に入る０ しかし、符号番号レジスタ１１９が非ゼロ値を含んでい
れば、文字レジスタ１１６の中の現在の文字は伝送され
ないで、次のストリングの最初の文字として用いられる
。従って、符号レジスタ１１っは、新ストリングを指示
するためにゼロに払われ、「最初のテーブル探索状態」
に入る０〔６〕 ストリング終結状態、 この状態は、
空記憶場所に遭遇しなかったのでス） ＩＪソングテー
ブル内でエントリーが全く行われないのを除いて「新ス
トリング・エントリー状態」と同一である。 しかし「新ストリング・エントリー状態」の前述のアク
ションのすべては、ＲＡＭ１３１の中への「書込み」動
作以外は行われる。符号計数器１２１を増分すると、こ
のストリングがテーブルに入れられないけれども、スト
リング番号が新しい拡張ストリングに割当てられる。そ
のストリングのためのスペースが見出されなかったので
、エントリーが起らず、従って符号化されたストリング
をあとの符号化に使用できない。テーブルからのこの削
除は、システムの圧縮有効性を小さくする可能性がある
が、正しくない動作を生じない。 次に第５図を参照すると、第４図の圧縮器からの圧縮符
号信号に対応するデータ文字列を回復する復元器が示さ
れている。第５図の復元器においては、その復元器によ
って回復されるバイト・ストリングの順序を逆にするの
にスタック機構が用いられる。このスタックは、各ｈＢ
ビットの巾の１組のレジスタを含む通常の機構である。 このスタックへのアクセスは、耽出し及び書込み能力を
与えられている唯一のレジスタである先頭レジスタを通
して行われる。このスタックは、スタック内の各レジス
タを次の下のレジスタに複写する「ブツシュ」能力をも
っている。このスタックは捷だ、スタック内の各レジス
タを次の上のレジスタに複写する「ボッグ」能力をもも
っている。説明を簡明にするために、第５図の復元器実
施例（は、スタック内の正しい記述項の数を記録する独
立のスタック計数器を用いて示されている。スタックの
標準の実現装置においては、スタック割数器は、スタッ
ク機構に一体化されていることが多い。 第５図の復元器において、ストリング・テーブルは、２
°の記憶場所を含み、各記憶場所は、Ｃ十Ｂビットを含
んでいる。各ストリング符号に対応する記憶場所は、接
頭部ストリングに対する符号とそのストリングに対する
拡張文字とを含んでいる。その記憶場所は、そのス）
ＩＪソング割当てられたストリング符号によってアドレ
ス指定される。第５図の復元器のストリング・テーブル
は、それの記憶場所がどれもそれが書込まれる前に呼出
されないので、初期設定されない。 第５図の復元器は、リード１５０の上に第４図の圧縮器
によって発生されたビット直列圧縮符号信号を受けて回
復されたデータ文字信号の対応するストリングをバス１
５１の上に与える。ビット直列圧縮符号信号は、外部装
置からり−ド１５０の上に与えられる。この外部装置は
また、圧縮符号信号がリード１５０に加えるための外部
装置から使用できるときは常に、リード１５２の上にデ
ータ使用可能信号を与える。リード１５２の上のデータ
使用可能信号は、圧縮器制御装置１５５に加えられる。 制御装置１５５は、第５図の復元器のすべてのブロック
に制御信号をリード１５４を介して与える。復元器制御
装置１５３は、・第５図の復元器を以下に詳細に説明す
るようにしてそれの制御状態を通して順序づける。バス
１５１の上で出力文字が使用できるとき、制御装置１５
３は出力データ・ヌトロープ信号を外部装置へリード１
５５を通して与える。 第５図の復元器は、ビット直列圧縮符号信号をリード１
５０・を通して受けて、これらの信号をＣビット符号レ
ジスタ１５７ヘバス１５８を経て与えるシフト回路網１
５６を備えている。シフト回路網１５６は、符号大きさ
回路１５９によって制御されてレジスタ１５７ヘパス１
５ｇを経てＤビットを与える（ここでＤはＣ以下である
）。符号大きさ回路１５９によって制御される符号の大
きさは、Ｃビット符号計数器１６０によって決められる
。シフト回路網１５６、符号大きさ回路１５９及び符号
計数器１６０は、第４図の圧縮器の匹敵する構成要素に
類似の方法で構成され、第４図の圧縮器に関して前述し
たものと同様の機能を行う。 シフト回路網１５６は、リード１５０の上に与えられた
Ｄビット圧縮符号信号をレジスタ１５７のＤ個の最下位
ビットに入れる。第５図の復元器の中に存在する既存の
状態と論理的条件とに従って、制御装置１５３はまた、
第４図の圧縮器によって与えられた単一文字を処理する
ためにスタック１６１の先頭にバス１６２を経てＢビッ
トを与えるようにシフト回路網１５６を制御する。シフ
ト回路網１５６の単一文字を処理するための制御は、第
４図に関して上述したものと同様の方法で行われてもよ
い。 圧縮符号信号を処理するのに先だって、符号計数器１６
０は、それに与えられるゼロの値をもつ信号を介してゼ
ロにセットされる。計数器１６０はまた、制御装置１５
３からの計数指令信号によって制御されて、その中に現
存する計数を１だけ増分するようにできる０符号割数器
１６０はまた、符号計数器１６０の中の計数が値２−１
に達したときを制御装置１５うにライン１６ＩＩを経て
知らせる出力を検出器１６うに与える。この値は、Ｃビ
ット計数器１６０がオール１の状態になったとき、計数
器１６０によって達成される。符号計数器１６０は、第
４図の圧縮器の符号計数器１２１に関して説明したのと
同様な方法で昇順にストリング符号記号信号を割当てる
。これらのス） ＩＪング符号信号は、ＲＡＭアドレス
・レジスタ１６５にバス１６６を経て加えられる。 符号レジスタ１５７は、第５図の復元器の現存する状態
とその中に存在する論理諸条件とに従ってそれに加わる
ゼロの値をもつ信号を介して制御装置１５うの制御を受
けてゼロにリセットできる。 符号計数器１６０の出力及び符号レジスタ１５７の出力
は、比較器１６了への入力として加えられる。あとで説
明する理由によシ、比較器１６７は、符号計数器１６０
の出力が符号レジスタ１５７の出力よシ小さいとき及び
符号計数器出力が符号レジスタ出力以上であるときを制
御装置１５′５にリード１６８を介して知らせる。あと
で説明する諸条件のもとで、符号レジスタ１５７は、そ
の内容をＲＡＭアドレス・レジスタ１６５ヘバス１７１
を介して加えるように制御できると共に、丑だ、あとの
ストリング・テーブル更新のための符号信号を保存する
ためにその内容を第２の符号レジスタ１了２へバス１７
うを介して転送するように制御できる。 第５図の復元器は、さらにあとで説明する諸条件のもと
で、符号レジスタ１７２の内容がゼロであるときを制御
装置１５うにリード１７５を経て知らせるゼロ検出器１
７１１を備えている。制御装置１５５はまたその内容を
Ｒ’ＡＭアドレスレジスタ１６５ヘバス１７６を経て与
えるように符号レジスタ１７２を制御する。 ＲＡＭアドレス・レジスタ１６５にロードされたアドレ
スが復元器ストリング・テーブルを記憶するのに用いら
れるＲＡＭ １７７を呼出すＯＲＡＭ１７７は２°の記
憶場所を含み、各記憶場所はＣ十Ｂビットの巾である。 各ストリングは、そのストリングへ割当てられた符号に
よってアドレス指定された記憶場所においてそのＣピッ
ド接頭部符号及びそのＢビット拡張文字を記憶すること
によ〜 ってＲＡ Ｍ １７７の中に記憶される。各符号値は５
符号計数器１６０によって昇順に復元器ストリング・テ
ーブルに入れられた各ストリングに割当てられる。 ＲＡＭ１７７は、制御装置１５５から「読出し」指令及
び「書込み」指令を受けてＲＡＭ １７ 了り「読出し
」及び「書込み」機能を制御する。ＲＡＭ１７７は、符
号レジスタ１７２からの符号値をバス１７８を経て受け
スタック１６１の先頭から文字値をバス１７９を経て受
けて、ＲＡＭアドレスレジスタ１６５によってアドレス
指定されたＲＡＭ記憶場所の接頭部欄及び文字欄にそれ
ぞれエントリーする。これらの値は、制御装置１５うか
らの「書込み」指令に応じてそれぞれの欄に書込まれる
。 制御装置１５５はまた、ＲＡＭアドレスレジスタ１６５
によってアドレス指定されたＲ Ａ Ｍ記憶場所の接頭
部符号欄に記憶された接頭部符号の値を「読出し」指令
に応じてバスｉｇｏに与えるようにＲＡＭ１７７を制御
する。バス１１？０の上のこの符号直は、ＲＡＭアドレ
ス・レジスタ１６５へ加えられると共に、ゼロ検出器１
８１へも加えられる。検出器１８１は、ＲＡＭ出力１８
０にある接頭部符号がゼロに等しいか等しくないかを定
め、かつ制御装置１５３への−っの信号をり〜ド１８２
を経て適宜に与える。 制御装置１５３は捷た、文字欄からの文字値をバス１８
うを経てスタック１６１の先頭に与えてその中にエント
リするようにＲＡＭ１７７を制御する。文字の値は、Ｒ
Ａ Ｍアドレス・レジスタ１６５によってアドレス指定
されたＲＡＭ記憶場所の文字欄から「読出し」指令に応
じてバス１８３の上に与えられる。ＲＡ Ｍ出力１８０
及び１８うにある値は、第５図の復元器の現存の状態及
び論理的諸条件とに従って選択的に与えられる。 スタック１６１は、制御装置１５うがらの「ブツシュ」
及び「ポツプ」信号の制御のもとにブツシュまたはポツ
プすることができる。スタック１６ユに記憶された文字
の数の計数を維持するためにスタック計数器１８１１が
備えられている。制御装置１５うの制御を受けて、スタ
ック計数器１８１１は、それに加わるゼロの値になった
信号を介してゼロにセットできろ。計数器１８１１の中
の現存の計数を制御装置１５うの制御のもとにそれに加
わるＡＤＤ＋１及びＡＤＤ−１信号によってそれぞれ１
だけ増分または減分できる。ゼロ検出器１８５がスタッ
ク計数器１８４の出力を受け、スタック計数器１８Ｉｌ
にある値がゼロに達するとき制御装置１５５ヘリード１
８６を介して信号を与える。 第５図の復元器の基本動作は、次のように要約される。 １ 最初の記号、圧縮データの最初のＢビットを読出し
、 出力へ送る：ＲＡＭの記憶場所１に初期ストゼロであれ
ば、烙らにＢ個の人力ビット斜出カスタンクを一読出す
ニステップ４へ行く５ 符号ンジスタ≧ＲＡＭアドレス
； ＲＡＭを読出す文字（ＲＡＭ）≧出力スタック 接頭部符号がゼロでなければ、ステップラを繰返す； そうでなければステップ４へ行く −づン 出力スタックから文字を取って出力へ置＜、ＬＩＦＯ：
符号計数器を増分する；ステップ２へ行く。 第５図を続けて参照すると、以下のものが、第５図の復
元器の状態機械記述語である。 状態０： 「待ち状態」 データ使用可能信号を待つ；状態１ へ行く 状態１： 「最初の符号」 符号計数器−ゼロ スタック計数器＝ゼロ 符号レジスター−ゼロ と 入力からのＢビット趣ヌタックの先 頭起読出す；出力データ・ストロー ブ 状態２へ行く 状１ｍ２： ｒゼロ・ストリング状態」符号レジスタ２
−符号レジスター 符号計数器へ＋１を加える 符号計数器≧ＲＡＭアドレス・レジ スタ ＲＡ Ｍ−符号レジスタ２、スタック の先頭を書込む。 状態３＝ 「新コード」 てり 符号レジスター−レジスタ２ どのデータも使用可能でなければ： 状態０へ行く を Ｄ入カビット趣符号レジスター（下 位）Ｄビット絆読出す 状態 入カシ♂タックの先頭す仕ｔｔか 神読出す；出力データ・ストロ ーブ 符号割数器−２°−１ならば、状態 うへ行く 符号計数器く２°−１ならば、状態 ７へ行く 符号レジスター〉符号計数器〔異常 な場合〕、 状態 スタック計数に１を加えるニスタッ クをブツシュ 〔複製文字がすでに存在する〕 符号レジスタ〉ＲＡ Ｍアドレス 状態４へ行く 符号レジスタ１７１−０及びく符号計数器を工ｋ〔正常
な場合〕： 状態ヰへ行く １１： ｒ次の文字」 ＲＡＭを読出す 「ブツシュ」、スタック計数器を増 分する 接頭部符号（ＲＡ、Ｍ）−非０ならば：接頭部符号（Ｒ
ＡＭ）年ＲＡ’Ｍア ドレス；状態４を繰返す 接頭部符号（ＲＡＭ）＝０ならば： 状態５へ行く ５： 「ストリング・テーブル更新」 符号レジスタ２−０ならば：状態６ へ行く 符号計数器＝２°−１ならば・状態 ６へ行く その他の場合、符号計数器に＋１ を加える 符号計数器≧ＲＡ Ｍアドレス 状態６へ行く 状態６： 「出力を発生」 ポツプ；出力データストローブ スタック計数器−非Ｏならば：状態 ６を繰返す スタック計数器−〇ならば：状態う へ行く 状態子： 「単一文字更新」 符号レジスタ２−非０ならば： 符号計数器に１を加える 符号計数器路ＦＩＡＭアドレス 符号計数器−２°−１ならば：状 態うへ行く 状態２へ行く 上に与えられた状態機械記述語に関する第５図の復元器
の動作のさらに詳細ｆｘ説明を次に行う。
ら読込捷れて、それの処理が以下の論理に従って開始さ
れる。符号レジスタ５７かもの現在の符号値は、たった
いま処理された符号であって、それをあとの更新サイク
ルに備えて保存するためにバス６５を経て符号レジスタ
６１１に転送される。 同様ニ、レベル・レジスタ８５にある値は、その値を転
送経路にある加算器９１を用いて５１だけ大きくして、
レベル・レジスタ７ｇに転送はれる。 この増分が行われるのは、作られるべき新ストリングが
処理されたばかりのストリングの接頭部より１文字長い
接頭ｉ３７１． リングをもっているからである。こん
どは、アウトポインタ・レジスタ８８にあるアウトポイ
ンタ値が新ストリングからの文字を外部記憶装置内に直
く記憶場所アドレスを含むように更新される。この記憶
場所アドレスは、処理されたばかりのストリングの長は
を前のペースアドレスに加えたものである。これはレベ
ル・レジスタ７８の中の更新されたばかりのレベル値を
アウトポインタ・レジスタ８８にあるアウトポインタ値
ヘアドレス加算器８６によって加えることによって達成
され、そしてその結果は、アウトポインタ・レジスタｇ
８に戻される。 次に、新入力符号信号は、１が使用可能であれば読出さ
れる。新入力符号が使用できないことをライン５２の上
のデータ使用可能信号が指示する場合、そのメツセージ
を完全に処理してしまったので、「待ち状態」に新しい
メツセージを待つために再び入る。正規の状態において
は、新入力符号信号が使用可能で、それは入力バス５０
から符号レジスタ５７にゲートされろ。ライン５５の上
の入力データ・ストローブ信号は、外部装置に向けて発
せられて、その装置に次の符号信号を入力バス５０に与
えさせる。 レジスタ５７にある新符号信号は、比較器５ｇを用いて
２Ｂに比較される。符号レジスタ５７にある新符号値が
２Ｂ工り大きれば、これは、ＲＡＭ７５の中のストリン
グ・テーブル索引によって翻訳される正規の符号である
。従って、レジスタ５γにあるこの符号値は、バス６う
を経てＲＡＭアドレス・レジスタ６２へ転送され、制御
装置５５は、復元器を「最初の文字状態」に入るように
制御する。第２図及び第ろ図のデータ圧縮及び復元装置
の適正な動作のもとに、符号レジスタ５７が値２Ｂを含
むことができない理由は、その符号が第２図の圧１ｍ器
によって正しく与えられないからである。 実際に、符号レジスタ５７が値２Ｂを含まなければ、任
意の都合のよい誤り手順を実施できる。 符号レジスタ５７の中の値が２Ｂより小さければ、この
符号値は、単一文字のストリングを定ぬるので、そのス
トリングを処理するのにＲＡＭ７５にアクセスする必要
がない。この状況に分いて、レベル・レジスタｇ５がゼ
ロにセットされる理由は、単一文字によってあらかじめ
定められたストリングの接頭部ストリング内に文字がな
いからである。符号レジスタ５了の下位Ｂビットである
文字値は、バス６０を経て最終文字レジスタ６１へ転送
され、そこから外部装置へ出力バス５１を通って転送さ
れる。この状況において、アウトポインタ・レジスタ８
８が正しい外部アドレスを含み、それでアウトポインタ
・レジスタ８８の中のイ直がアドレス加算器８６を通過
して、バス８７の上に記憶場所アドレスを与えるので、
その値にゼロが加えられる。次に、ライン５６の上の出
力データ・ストローブ信号が外部装置に正しいデータが
出力文字ライン及びアドレス・ラインを通して使用でき
ることを指示するために発せられる。１文字のストリン
グの処理を完了したのちに「更新状態」に入る。 〔４〕 最初の文字状態、 この状態では、一つのスト
リングからの最初の文字を引出して、一つのストリング
の始めにだけ発生する他の特殊化関数を実行する。ＲＡ
Ｍ？５は、ＲＡＭアドレス・レジスタ６２の中の符号が
前の状態でロードされたので、その符号によって指示さ
れるストリング記憶場所の内容を読出すように制御され
る。ＲＡＭ７５は、選択されたストリングに対する三つ
の出力、すなわち、バス８０の」二の接頭部ストリング
符号、バス８３の上の拡張文字、及び接頭部ストリング
の長さであるバス８Ｉｌの上のレベル値を与える。バス
８０の上の接頭部ストリングは、比較器８１によって値
２Ｂと比較される。 バス８０の上の接頭部符号が２Ｂに等しくない場合（こ
れは正常な場合である）、それは、それ以上の文字を得
るためにさらに処理されるべき正当な接頭部ストリング
符号である。ノくス８′５の上の拡張文字は、最終文字
レジスタ６１に転送てれる。バス８１Ｉの上のレベル値
は、そのストリング内のこの文字の位置を示し、この位
置の値は、アドレス加算器８６を経てアウトポインタ・
レジスタ８８の中の値に加えられて、その文字に対する
出力記憶場所アドレスをバス８７に与える０次に、ライ
ン５６の上の出力データ・ストローブ傷号は、正しいデ
ータが使用できることを外部装置に指示するために発せ
られる。なお、バス８１１の上のレベル値は、あとの更
新において用いるためにレベル・レジスタ８５に格納さ
れる０ バス８０の上の接頭部ストリング符号値が２Ｂに等しけ
れば、これは、アドレス指定されたＲＡＭ記憶場所が空
であり、受けたストリング符号がストリング・テーブル
内の一つの記述項に対応しないことを示す。この状況は
、次の保留中のテーブル更新がそのストリング記述項を
作シ出すような異常な場合に起る可能性があるだけであ
る。すなわち、受けたばかりの符号は、処理されたばか
りのストリング（符号レジスタ６ＩＩの中の符号とレベ
ル・レジスタ７８の中のレベル値）である接頭部ストリ
ングをもつストリングを表す。現在のストリングの最初
の復号された文字は、前のス） ＩＪソング拡張文字で
あり、現在のストリングの中に見出されるべき最終の復
号てれた文字と同じ文字であって、それは、それらの文
字が同じ接頭部ストリングをもつので、前のストリング
の最終の復号された文字と同じ値を有し、それは最終文
字レジスタ６１に現在ある文字である。従って、この異
常な場合を実現するために、符号レジスタ６１１の中の
値をバス６６を経てＲＡ、 Ｍアドレス・レジスタ６２
へ接頭部ストリング符号として転送する。 最終文字レジスタ６１の中の値は、出力文字バス５１を
駆動するのに変更しないで用いられるが、一方、レベル
・レジスタ７８の中のイ直は適当な出力記憶場所アドレ
スをバス８７に作るためにアドレス加算器８６を介して
アウトポインタ・レジスタ８８の中の値に加えられる。 次に、制御装置５３は、正しい出力を外部装置に指示す
るために出力データ・ストローブをライン５６に発する
０レベル・レジスタ６８の中の値は、あとでの更新のた
めに長さ情報を与えるのにバス９２を経てレベル・レジ
スタ８５に転送される０ このストリングから１文字を出力してしまうと、残りの
文字は「あとの文字状態」に入ることによって発生され
る。 〔５〕 あとの文字状態、 各接頭部ス） ｉＪソング
、拡張文字とよシ小さい接頭部ストリングに分離され、
これはあらかじめ限定てれた単一文字のストリングに達
するまで繰返して実行される。 ＲＡ Ｍ ７ トレス・レジスタ６２にβる前の状態か
らの接頭部ス） ＩＪソング号は、比較器７２において
２Ｂと比較される。この接頭部ストリング符号が２Ｂよ
シ太きければ、ＲＡＭ？５の内容が続出されて以下の通
りに用いられる。この接頭部符号は、次の状態において
用いるためにノくス８０を経てＲＡＭアドレス・レジス
タ６２にゲートされる。 バス８〉の上の拡張文字は、出力文字バス５１に出力す
るために最終文字レジスタ６１にゲートされる。バス８
４の上のレベル値は、アドレス加算器Ｓ６を経てアウト
ポインタ・レジスタ８ｇの中の値に加えられ、適当な出
力記憶場所アドレスをバス８７の上に作る。出力データ
・ストローブ信号は、ライン５６の上に発せられて、こ
の「あとの文字状態」に再び入ってその処理を繰返す。 比較器７２がＲＡＭアドレス・レジスタ６２の中の符号
値が２Ｂより小さいことを示す場合、そのストリングの
終９がきたことになる。このあらかじめ限定された符号
値は、最終文字を含んでいるのでＲＡＭアドレス・レジ
スタ６２の下位Ｂピットがバス７５を経て最終文字レジ
スタ６１に転送される。ゼロがアウトポインタ・レジス
タ８ｇの中の値にアドレス加算器８６を介して加えられ
、バス８７に適当な出力記憶場所アドレスを発生する。 次に出力データ・ストローブ信号がライン５６に与えら
れる。現在ストリングについての処理が終ると、「更新
状態」に入ってストリング・テーブルに一つの記述項を
加える。 〔６〕 更新状態、 一つのストリングが完全に処理さ
れたのちに、ストリング・テーブルは、このストリング
の最終文字を前のストリングの勾号及びレベルと一緒に
用いて更新される。正しい新符号番号を新ス） ｌ）ン
グに割当てるためには、第２図の圧縮器について前に論
じたのと同じノ・ツシング関数回路が用いられる。ノ・
ツシュ関数は、空テーブル記憶場所に遭遇する１で逐次
に探索される一連のＮ個のアドレスを発生する。従って
、右号レジスタ６１１に格納された前の符号呟は、最終
文字レジスタ６１からバス６７を経てきた値と共にバス
６８を経てノ・ツシュ関数回路６つへ伝送される。ノ・
ツシュ関数回路６つが発生したノ・ツシュ値は、バス７
０を経てＲＡＭアドレス・レジスタ６２にゲートされる
ＯＲＡＭアドレス・レジスタ６２の中のアドレスが、比
較器７２によって指示されるように、２Ｂより太きけれ
ば、ＲＡＭ？５は、その記憶場所の内容を読出すように
制御される。比較器７２がＲＡＭアドレス・レジスタ６
２の中のアドレスが２Ｂより太きくないことを示す場合
、そのアドレスは用いられず５ハツシュ関数回路６つは
、新しい値を発生するように制御される。その新しい値
は、バス７０を経てＲＡＭアドレス・レジスタ６２にゲ
ートされ、試験が繰返される。ハツシュ関数回路６つが
２ よシ大きい正しいアドレスを与えろとき、ＲＡＭ？
５は、その記憶場所で読み出きれる。その記憶場所から
読み出されたバス８０の上の接頭部符号は、比較器８１
において２Ｂと比較される。読み出された値が２Ｂに等
しければ、その記憶場所は、空であって「書込み状態」
に入ってストリングを挿入する。バス８０の上の接頭部
符号が２Ｂに等しくなければ、この記憶場所は、既に占
有されており、使用できない。次に、この「更新状態」
は、これが新しいストリングをストリング・テーブルに
加えないＮ番目のアクセスでなかったならば、再び試み
るために新ハツシュ値を再び入れられて「次の入力状態
」に入って、次のストリングを処理し始める。 〔７〕 書込み状態、 空ＲＡＭ記憶場所力よ新ストリ
ングのために位置指定されたとき、その言己憶場所に対
するアドレスは、新ストリングの符号として割当てられ
、ストリング情報が挿入される。 制御装置５うは、符号レジスタ６１Ｉの出力をノ（スフ
６を介して入力としてＲＡＭ７５の接頭部９ｑ号欄にゲ
ートする。最終文字レジスタ６Ｌから）くスフ７を経て
出る出力は、ＲＡＭ７５の文字欄にゲートされ、レベル
・レジスタ７８の値は、ノくスフ９を介してＲＡｌｖｊ
７５のレベル欄にゲートされる。 ＲＡＭ７ドレス・レジスタ６２をその前のイ直に保って
おいて、ＲＡＭ７５は、このデータな呼出嘔れた記憶場
所に書込むように制御されろ。このようにしてこのスト
リングの処理を終ったとき、「次の入力状態」に入る０ 上述の７・ツシュ関・数回路を以下のように装置として
実現できるＯＢビット文字及びＣビット符号の場合、Ｎ
個のノ・ツシュ値は次のように発生される：最初のノ・
ツシュ（符号、文字）−符号Ｏ文字こ＼で文４は入力文
字をピットを左右逆にし、相補形で、左Ｃ−Ｂビットを
符号の左側の位置へ移したものである。 すなわち、符号においてＣ（左に）から１（最下位ピッ
ト）及び文字においてＢないし１と番号をつけられたビ
ット位置に対して、ノ・ツシュ出力ＨはＣないし１の番
号をつけられる。 Ｈ（Ｃ） ＝符号（Ｃ）０文字（１）０１Ｈ（Ｃ−１）
＝符号（Ｃ−１）０文字（２）０１Ｈ（Ｃ−２）−符号
（Ｃ−１）Ｏ文字くう）０１Ｈ（Ｃ−Ｂ−１）−符号（
Ｃ−Ｂ−１）Ｏ文字（Ｂ）０１Ｈ（Ｃ−Ｂ−２）−符号
（Ｃ−Ｂ−２）Ｈ（１） ＝符号（１） 残りのハツシュは、一定値を名前の値に、Ｃピット以上
のキャリーを無視して、加えることによって作られる。 次のハツシュ＝前のハツシュ＋［（２槃号＋１）００１
０１・・・０１００２ 〕（モジュロ２ ）このハツシ
ング関数は、任意のシステムの論理ゲートで実現でき、
本発明において使用できるノ・ツシング関数の唯一の例
であることがわかる。上に論じた基準を満足する他のバ
ッジフグ関数を当業者が容易に得ることができる。 第４図及び第５図は、本発明の最高の圧縮を具体化した
ものを装置に実現するためのそれぞれ圧縮器及び復元器
を示す。第４図及び第５図の実施例は、第２図及び第５
図の高性能実施例よりわずかに値段が高くかつ動作がわ
ずかに遅い。この実施例は、高性能実施例とほぼ同じ適
応圧縮手順を用いるが、高性能実施例とは違って、圧縮
器は、可変長さの圧縮された出力符号信号を発生する。 高性能実施例に関して上述したものと同様にして、第４
図及び第５図の高圧縮実施例は５ Ｂビット・バイト入
力文字信号及び２°の記憶場所のス） ＩＪング・テー
ブルを用いる。圧縮符号記号は、ストリング・テーブル
がいっばいになると、大きさを増してＣビットの最大長
さに達する。必要に応じて、この符号信号は、新しい文
字に出合ったときにＢビットだけ拡張される。 このテーブル内の各ストリングがＣビット識別子を割当
てられて、これらの識別子が１で始まる数の順序で割当
てられる。？Ｄ以下の数の符号を割当てられたとき５こ
れらの符号の下位Ｄビットだけを圧縮データ信号として
伝送する。ストリング・テーブル内の各記憶場所は、Ｃ
ビットの接頭部ストリング識別子及びその記憶場所にあ
るストリングに割当てられた新しいＣビット符号を含ん
でいる。従ってストリング・テーブルの２ の記憶場所
の各々は、２０ビツトの巾である。この高圧縮実施例の
圧縮器で用いられるハツシュ関数は、先に説明した高性
能実施例で用いられたものと同一である。しかし、この
高圧縮実施例に分いては、ハツシュ関数回路は、圧縮器
に用いられるだけである。 この高圧縮実施例の復元器においては、圧縮器における
と論理的に同じストリング・テーブルが記憶されている
が、各記憶場所は、接頭部九対して割当てられた識別子
狗号及び拡張文字から成っている。各ストリングは、そ
のストリングに割当てられた圧縮符号識別子によってア
ドレス指定された記憶場所に記憶されている０この高圧
縮実施例においては、ス）ＩＪソング間字反転手順は５
そのストリング内の文字の順序を逆にする「後入れ先出
し」スタックによって行われる。従って、この高圧縮実
施例の復元器は各ストリングの出力文字をそれらの正し
い順序で与える。 次に第４図を参照すると、本発明の最高圧縮実施例の圧
縮器が示されている。この圧縮器は、入力文字信号をバ
ス１１０を通して受けて、圧縮出力符号記号信号をビッ
ト直列形式でライン１１１に与えろ。この入力文字は、
外部装置からバス１１０に与えられる。この外部装置は
また、入力文字信号が外部装置から使用できて、バス１
’ｌＯに加えられるときは常に、データ使用可能信号を
ライン１１２に与える。ライン１１２の上のデータ使用
可能信号は、圧縮器制御袋敢１１うに加えられる。圧縮
器制御装置１１うは、第）１図の圧縮器のブロックのす
べてに制御信号をリード１１１１を介して与える。圧縮
器制御装置１１５は、第）１図の圧縮器をそれの制御状
態を介して以下に詳細に説明する方法で順序づけする。 制御装置１１３は捷だ、追加の入力文字を要求する文字
ストローブ信号をライン１１５を通して外部装置にカえ
る。 バス１１０の上の入力文字はＢビット文字レジスタ１１
６に入れられる。単一文字を出方線１１１に転送するこ
とになっているとき、文字レジスタ１１６は、その文字
のＢビットをバス１１γヲ介してシフト回路網１１８に
ゲートするように制御装置１１３によって制御てれる。 シフト回路網１１Ｂは、ビット直列出力をライン１１１
に与え、ハス１１７ （７）上のＢピットを受けて、こ
れらのビットをライン１１１に直列に与えるように制御
装置１１５によって制御される。 第４図の圧縮器は、さらに、圧縮ストリング符号信号を
保持して出力ストリング符号をシフト回路網１１８にバ
ス１２０を介して与えるビット符号番号レジスタ１１つ
を備えている。符号番号レジスタ１１９をそれに加わる
ゼロの値にされた信号によってゼロに初期設定できる。 第４図の圧縮器は、さらに、ストリング符号記号信号を
昇順に入力バス１１０に加えられる入力データ・ストリ
ームのパースされたストリングに割当てろＣビット符号
計数器１２１を備えている。 制御装置１１うの制御のもとに、符号計数器１２１歓れ
に加わるゼロの値にされた信号を介してゼロにリセット
でき、捷だ「計数」指令信号を介して１だけ増やされた
現存の計数をもつことができる。計数器１２１は、検出
器１２２に符号割数器１２１の中の計数が値２°−１に
達したときを制御装置１１５にライン１２３を介して合
図する出力を与える。この値は、計数器がオール１の状
態に達するとき、Ｃビット計数器１２１によって達成さ
れる。符号計数器１２１の出力は１だ、ソフト回路網１
１８によってシフトアウトされるべきビットの数を定め
る信号をシフト回路網１１８にバス１２１ｔを介して与
える符号大きさ回路１２３に加えられろ。上述のように
、Ｄビットがシフトアウトされる（ここでＤはＣ以下で
ある）。 符号大きさ回路１２うを５Ｎ７１＋１１１１！優先順位
回路網のような標準Ｃビット優先順位符号器回路によっ
て実現できる。符号計数器１２１は優先順位符号器に結
合され、そして計数器１２１の昇順重みのビットを優先
順位符号器の昇順優先順位に並んだ優先順位入力にそれ
ぞれ結合される。次に優先順位符号器は、Ｄに対する値
である２進数信号を与える。シフト回路網１１８にバス
１２０に与えられた出力符号信号のＤビットをライン１
１１に直列に与えさせるように数りは、Ｄシフト・クロ
ック・パルスのパケットをゲートするためにシフト回路
網１１ｇの中で用いることができる。優先順位符号器を
符号大きさ回路１２５に用いることに対する多くの代替
のものが普通に熟練した論理設計者には容易に明らかで
あろう。 例えば、シフト回路網１１８は、出力符号をバス１２０
に受けて符号大きさ回路１２うによって制御されたシフ
トクロックパルスに応答して出力符号のＤビットをシフ
トアウトするシフト・レジスタを用いて実現できる。符
号大きさ回路１２うによって制御されるＤクロックパル
スのパケットに応答して、シフト回路網１１ｇの中に入
っているシフト・レジスタがクロック信号をＤ回与えら
れる。シフト・レジスタの構成は、この技術分野では周
知であり、その正確な詳細は、データを受ける外部装置
のインタフェースによって変る。上述のように、シフト
回路網１１ｇは捷だ、Ｂ文字ビットをバス１１７からラ
イン１１１のシフト回路網１１８によって伝送するのを
制御する普通のクロック制御回路を備えている。 レジスタ１１つからの符号記号信号及びレジスタ１１６
からの文字信号は、それぞれノくス１２５及び１２６を
経てノ・ツシュ関数回路１２７へ加えられろ。ノ・ツシ
ュ関数回路１２７は、上述の本発明の高性能実施例に関
して用いられたノ・ツシュ関数回路と同一である。ノ・
ツシュ関数回路１２７は、バス１２５の上のＣビット符
号信号をノくス１２６の上のＢビット文字信号と組合わ
せて、ノくス１２８の上に順次にＮ個のＣビットアドレ
スを与える。 ハツシュ関数回路１２７は、リード１２９を介して制御
装置１１５にバス１２ｇの上に与えられたハツシュアド
レスがその列の中のＮ番目のアドレスであるかどうかを
知らせる。 ハツシュ関数回路１２７はまた、制御装置１１３から「
新・・ツシュ」指令及び「次の・・ツシュ」指令を受け
る。制御装置１１５は「新ノ・ツシュ」指令に応じてＮ
個の・・ツシュアドレスの最初のものを与え、また「次
のハツシュ」指令の相次ぐ発生に応じて相次ぐハツシュ
アドレスを与えるようにハツシュ関数回路１２７に指令
する。上述のように、ハツシュ関数回路１２７がＮ番目
のハツシュアドレスを与えたとき、一つの信号をリード
１２９を経て制御装置１１うに戻す。 バス１２８の上のハツシュ・アドレスは、ＣビットＲＡ
Ｍアドレス・レジスタ１５０に加えられる。ＲＡ Ｍ
７ トレス・レジスタ１３０にロードされたアドレスが
圧縮器ストリング・テーブルを記憶するのに用いられる
ＲＡＭ１５１を呼出す。 ＲＡＭ１３１は各々２Ｃビツト巾の２ の記憶場所に編
成される。一つの文字ストリングが一つの記憶場所に符
号計数器１２１によって割当てられたそのストＩＪング
に対する符号番号及びその接頭部符号、すなわち、その
ス） ＩＪングの最終文字を除くすべての文字を含むス
トリングの符号番号を入れることによって記憶される。 ＲＡＭＩＩＩは、すべての記憶場所が最初に空であるこ
とを示すオール・ゼロをストリング符号欄に含むように
初期設定される。文字をもたないストリングである符号
ゼロのストリングは、ＲＡＭ１３１の中に記述項をもた
ない。 ＲＡＭ１５１は、ＲＡＭ １５１の「読出し」及び「書
込み」機能を制御するために制御装置１１５から「読出
し」指令及び「有込み」指令を受ける。 制御装置１１３がＲＡＭ１３１に「書込み」機能を実行
するように指令すると、ＲＡＭアドレス・レジスタ１３
０によって呼出された記憶場所のストリング符号欄がバ
ス１う２を経て符号計数器１２１のＣビット出力を受け
、また呼出された記憶場所の接頭部符号欄が符号番号レ
ジスタ１１９からの入力をバス１′５３を経て受ける。 制御装置１１うがＲＡＭ１３’ｌにＲＡＭアドレス・レ
ジスタ１３０によって呼出された記憶場所の内容を読出
すように指令すると、呼出された記憶場所の接頭部符号
がバス１′５５を経て比較器１５１１に加えられ、また
呼出された記憶場所のストリング符号がバス１３６を経
て符号番号レジスタ１１つへ加えられると共に、ゼロ検
出器１３７にも加えられる。比較器１３４はまた、バス
１５８にゼロの値をもつ信号を受ける。第１１図の圧縮
器の現存の状態次第で、制御袋＠１１うば、バス１う５
の上の接頭部符号とレジスタの中に記憶された符号とが
等しいか等しくないかを試験するか、またはレジスタ１
１つの中の符号信号がゼロに等しいか等しくないかを試
験するように比較器１６キを制御する。これらの試験の
結果は、リード１３９を経て制御装置１１３に与えられ
る。第４図の圧縮器の現存の状態に従えば、制御装置１
１５は、バス１３６の上のストリング符号がゼロに等し
いか等しくないかを決めるためのゼロ検出器１５７を始
動させる。決定の結果は、リード１１１Ｏを経て制御装
置１１５に与えられる。 第４図の圧縮器はまた、Ｃビット信号をバス１１↓２を
経てＲＡＭアドレスレジスタ１′５０に与える初期設定
計数器１社１を備えている。制御装置１１５は、計数指
令を介して計数器１１Ｊ１を制御してその計数器の内容
を計数指令を加えるごとに１だけ増やす。計数器１１１
は、それが計数２゜に達したときを制御装置１１５にリ
ード１１１５の上のキャリアウドまたはオーバフロー信
号を介して知らせる。初期設定計数器１１１１は、ＲＡ
Ｍ１３１の記憶場所のすべてを順次に呼出してス） Ｉ
Ｊング符号欄にバス１う２から得た値ゼロを書込むこと
によってＲＡＭ１５１を空に初期設定するのに用いられ
る。それは必要ではないけれども、接頭部符号欄を実現
の便宜上バス１５うから得た値ゼロを書込むことによっ
て初期設定してもよい。 一般的にいえば、第４図の圧縮器に関しては、ライン１
１１に与えられた各出力符号記号信号は、符号計数器１
２１の中に現存す７＋値によって定められたＤビットの
長さをもっている。符号計数器内の最高のゼロでないビ
ットがＤ番目のビットであって、その結果圧縮器出力右
号の大きさが符号計数器内の値の大きさに等しい。圧縮
器によって伝送されるべき最初の符号記号信号は、ゼロ
ビットの巾であるが、それに付加されたＢビットの文字
記号信号をもっている。二番目の符号記号信号は、１ビ
ツトの長さで、次の二つの符号記号信号は、二つのビッ
トを各々含んでいる。次の四つの符号記号信号は、５ビ
ツトを各々含んでいる、など。これらの符号記号の幾つ
かはまたそれらに追加されたＢビットの文字値をもって
いる。値りは５Ｃピくトで最大に達する〇 第４図の圧縮器の基本動作は次のように要約される。 １、各データ・ブロックごとに、ＲＡＭを空に初期設定
する。 ２、符号レジスタをゼロ符号でスタート、最初の入力文
字を読出す ５、 ハツシュ←符号レジスタ、文字）曇Ｎ個のＲＡ
Ｍアドレスの列 ＲＡＭ記憶場所が空ならば、 ｌ ｔ＜ 符号レジスタ、符号計数器≧−ＲＡＭ艶書込む、 符号レジスタのＤビットを出力として伝送する； 符号計数器を増分する；ゼロ≧符号レジスタ； 状態１
： 接頭部符号（ＲＡＭ）−符号レジスタならば、 一テ 新符号（ＲＡＭ）無符号レジスタ、 新入力文字を読出す、 符号直が見出されなければ、 符号レジスタのＤビットを出力として伝送する、 状態
２： 一テ 符号計数器を増分する；ゼロ柴符号レジスタ： 入力が尽きるまでステップ５を繰返す。 第４図を続けて参照すると、以下のものが第４図の圧縮
器の状態機械記述語である。 状態０： 「待ち状態」各データ・ブロックの始めにお
いて、 ゼロ趣初期設定計数器 ゼ唄≧符号レジスタ ゼロ≧符号計数器 データ使用可能信号を待つ、状態１へ 行く。 「ＲＡＭを初期設定する」 ｌク ゼロ餠ＲＡＭを１＝込む 初期設定計数器に＋１を加える 初期設定計数かく２°ならば：状態１ を繰返す、 そうでなければ状態２へ行く。 「人力文字を読出す」 どのデータも使用できなければ： 符号レジスターゼロの場合 符号レジスタのＤビットを出力と して伝送する 状態０へ出ろ 状態５へ行く。 状態５＝ 「最初のテーブル探索」 最初のハツシュ（符号レジスタ、文 −り 字）≧ＲＡ ＭアトＩ／ス ＲＡＭを読出す ストリング符号（ＲＡ１１４）−ゼロならば＝（空サイ
ト） 状態５へ行く 接頭部符号（ＲＡＭ）−符号レジス タならば（ストリングが見出される） ストリング符号（ＲＡ Ｍ ）鱗号 レジスタ 状態２へ行く そうでなければ状態１↓へ行く。 状態Ｉｌ：「テーブル探索を繰返す」 次のハツシュ（符号レジスタ、文字） −づｒ 遅ＲＡＭアドレス ＲＡＭを読出す ストリング符号（ＲＡＭ）＝ゼロな らば：状態５へ行く。 接頭部符号（ＲＡＭ）−符号レジス タならば： ストリング符号（ＲＡ Ｍ ）会符号 レジスタ、状態２へ行く 最終ハツシュならば： 状態６へ行く そうでなければ、状態ヰを繰返す 状態５； 「新ストリング・エントリー」符号レジスタ
のＤビットを出力とし て伝送する 符号計数器く２°−１ならば 符号計数器へ＋１を加える 符号レジスターゼロならば Ｂビット文字を出力として伝送す る 状態２へ行く 符号レジスター非ゼロなラバ、 一タ ゼロ遅符号レジスタ 状態うへ行く 状態６： 「ストリング終結」 符号レジスタのＤピットを出力とし て伝送する 符号計数器く２°−１ならば： 符号割数器に＋１を加える 符号レジスターゼロならば： Ｂピット文字を出力として伝送す る 状態２へ行く 符号レジスター非ゼロならば ゼロ無符号レジヌタ 状態ラヘ行く。 上に与えられた状態機械記述語に関する第４図の圧縮器
の動作のさらに詳しい説明を次に行う。 〔Ｏ〕 待ち状態、 １プａツクの入力文字を待ってい
る間、第４図の圧縮器は、この状態にある。 「待ち状態」の間、制御装置１１５は、初期設定計数器
ｌ１１１、符号番号レジスター１９及び右号計数器１２
１をゼロにリセットする。入力データを供給する外部信
号源からのリード１１２の上のデータ使用可能信号は、
入力データが使用可能であるときを指示するために用い
られる。データ使用可能になると、リード１１２の上の
データ使用可能信号は、制御装置１１′５に「初期設定
状態」に入るように合図する。 〔１〕初期設定状態、 ランダムアクセス記憶装置ＲＡ
Ｍ １３１の内容は、空であるように初期設定される。 この実施例における全記号は、ゼロとして選ばれる。従
って、ＲＡＭ １５１の初期設定は、すべての記憶場所
にゼロを挿入することによって達成される。ストリング
符号記述項だけがゼロでなければならないが、接頭部符
号値は、同時に、実現の便宜上、ゼロにセットされるこ
とがわかる。この初期設定は、Ｃビット初期セット計数
器１４１の中の値をバス１１）２を経てＲＡ Ｍアドレ
ス・レジスタ１３０にゲートすることによって記憶サイ
クルを繰返して達成される。ＲＡＭ１３１への入力は、
符号番号レジスタ１１つからバス１５５を経て与えられ
るとともに５符号計数器１２１からバス１３２を経ても
与えられる。レジスタ１１９及び計数器１２１の両方が
「初期設定状態」の間ゼロになっている。ＲＡＭ１５１
は、ＲＡＭアドレス・レジスタ１３０によって指定され
た記憶場所にゼロ入力データを書込むように制御される
。初期設定計数器１１１１は、その現在の内容を１だけ
増分することによって数え上げるように指令される。こ
の一連の事象は、各記憶場所ごとに１回、計２ 回繰返
される。２ のそのような計数ののちに、初期設定計数
器１１１１は、２゜計数が起ったことを知らせろオーパ
フローオたはキャリアウド信号を制御装置１１３へり一
ド１１）３を経て与える。次に制御装置１１うは、第４
図の圧縮器を「入力文字読出し状態」へ進める。 〔２〕 入力文字読出し状態、 第４図の圧縮器が新し
い文字に対して用意が整うと常に、この状態に入る。符
号番号レジスタ１１つにある値は、現在のストリングの
中で既に遭遇した文字を識別する。レジスタ１１９の中
のゼロの値が新ストリングの始端を示す。一つの文字信
号が入力文字バス１１０かも文字レジスタ１１６に入れ
られる前に、リード１１２の上のデータ使用可能信号が
検査される。データ使用可能信号がどのデータも使用で
きないことを示す場合、入力データ・ブロックの終りに
達したことになる。その状況に訃いて、符号番号レジス
タ１１つの中のどの非ゼロ値をも圧縮データ・ブロック
を完成するように圧縮器によって伝送しなければならな
い。従って符号番号レジスタ１１９の内容は、比較器１
’５１ｔにおいてゼロと比較される。レジスタ１１つの
内容がゼロでなければ、比較器１５４は、制御装置１１
５にリード１う９を経て信号を与えて、制御装置１１５
が符号番号レジスタ１１９の内容をソフト回路網１１ｇ
にバス１２０を経てゲートする。符号大きさ回路１２う
は、符号計数器１２１からのＤに対する値を定めて符号
値のＤビットをシフトアウトするようにシフト回路網１
１８を制御する。このデータが出力されてし１つだとき
、制御装置１１５は、それ以上の入力データを待つため
に「待ち状態」に戻るように第４図の圧縮器を制御する
。 リード１１２の上のデータ使用可能信号によって、それ
以上の入力データが使用可能であれば、バス１１０から
一つの文字が文字レジスタ１１６に読み込まれ、文字を
受取ったことの知らせを与える文字ストローブ信号を外
部装置へのり−ド１１５の上に与える。次に、制御装置
１１５は、［最初のテーブル探索状態］に入るように第
４図の圧縮器を制御する。 り１１６の中の文字によって拡張された符号番号レジス
タ１１つの中の値によって識別されたストリングから成
るポテンシャル・ストリングを、次にそれがストリング
テーブル内に現れるかどうかを決めるために探索する。 レジスタ１１９からの符号信号及びレジスタ１１６から
の文字信号は、その組合わせに対するハツシュ・アドレ
スを発生するハツシュ開数回路１２７へそれぞれバス１
２５及び１２６を経てゲートされる。Ｃビットアドレス
は、バス１２Ｆ３を経てＲＡＭアドレスレジスタ１’５
０ヘゲートされ、ＲＡＭアドレスレジスタ１３０はアド
レス指定された記憶場所でＲＡＭ１う１を呼出す。ＲＡ
Ｍｌ１１は、呼出された記憶場所の内容を読み出して、
バス１５５に接頭部符号値をそしてバス１５６にストリ
ング符号値を与えるように制御されろ。バス１５６に結
果とし ゛て生ずるス） ＩＪング符号値がゼロ検出器
１′５７によってゼロであると決められると、その記憶
場所は空であって、それは拡張ストリングがそのストリ
ング・テーブルにないことを意味する。その状況におい
て、現在のストリングの処理が決定されて、圧縮器は、
そのテーブルを更新して出力を発生するために「新スト
リング・エントリー状態」に仄るように制御される。 しかしバス１３６の上のストリング符号値がゼロでなけ
れば、バス１う５の上の接頭部符号値は、比較器１３４
によってレジスタ１１つの中の符号値と比較される。そ
れらの値が等しければ、拡張ストリングは、そのテーブ
ル内に存在して拡張ストリングが新ベースストリングに
なる。これは、バス１５６に現れる現在のストリングの
ストリング符号を符号番号レジスタ１１つにロードする
ことによって行われる。次に、次の文字が「入力文字読
出し状態」に入ることによって取出される。 バス１３５の土の接頭部符号が符号レジスタ１１９の中
の値に一致しないで、かつバス１つ６の上のストリング
符号値がゼロでない場合、テーブル探索を続ける。継続
されたテーブル探索は、「テーブル探索繰返し状態」に
入るように圧縮器を制御することによって行われる。 〔４〕 テーブル探索繰返し状態、「最初のテーブル探
索状態」において、適当な占有データも全記憶場所もハ
ツシュ関数回路１２７によって与えられた最初のハツシ
ュ・アドレスにないとき、相次ぐハツシュアドレスがＲ
ＡＭ１５１をアドレス指定するために与えられる。従っ
て各後続ストリング・テーブル探索は、ハツシュ開数回
路１２７からの次のノ・ツシュ値をバス１２８を経てＲ
ＡＭアドレス・レジスタ１３０に転送して、代りの探索
サイトに訃いてＩ（Ａ Ｍ１５１をアドレス指定するこ
とによって実行される。ＲＡＭ１５１はアドレス指定さ
れたサイトにおける内容を読み出して、その記憶場所に
記憶されたス） ＩＪング符号及び接頭部符号をそれぞ
れバス１３６及び１３５の上にカえるように制御される
。本質的には、「最初のテーブル探索状態」におけると
同じ試験が探索されたストリングが見出されたかどうが
、または全記憶場所に遭遇したかどうかを決めるために
行われる。バス１３６の上のストリング符号が検出器１
３７によってゼロであると検出されれば、その記憶場所
が空であって、「新ストリング・エントリー状態」に入
る。 バス１３６の上のストリング符号がゼロでなく、カッハ
ス１３５の上の接頭部符号がレジスタ１１９からの現在
の符号値に、比較器１１４によって決められるように、
一致すれば、そのストリングが見出されてしまっておシ
、バス１３６の上（１）新ストリング符号値が符号番号
レジスタ１１つに入れられる。上記の条件のどちらも起
らなければ、現在のストリングに対する探索は、この「
テーブル探索繰返し状態」に再び入ることによって続け
られる。しかし、ハツシュ関数回路１２７がらのリード
１２９の上の信号によって表わされるようにＮ個の・・
ツシュアドレスすべてを利用した場合、そのストリング
は、そのストリング・テーブル内にないと定められて、
そのテーブル内のどのスペースもそれを挿入しない。Ｎ
個のノ・ツシュ・アドレスが試みられて成功しなかった
とき、「ストリング終結状態」に入る。 〔５〕 新ストリング・エントリー状態、 一つのスト
リングの処理はそのヌ） ＩＪソングの拡張がストリン
グ・テーブルに見出されないが、空記憶場所に遭遇した
とき終シにされるＯこれが起ると、圧縮符号出力信号及
び拡張ストリングが潜在的ならとの符号化のために、ス
トリング・テーブルに入れられるので、前に認識された
ストリング符号１言号が伝送される。従って、レジスタ
１１つの中の前に認識されたストリング符号信号は、ノ
くス１２０を介して出力シフト回路網１１８へ転送され
ろ。シフト回路網１１８は、出力リード１１１の上に出
力符号のＤピットを与える（ここでＤは符号計数器１２
１の中の値に従って符号大きさ回路１２３によって決め
られる）。 出力がリード１１１に発送されたのち、検出器１２２は
計数器１２１のオール１の状態によって示される値２°
−１に対して符号計数器１２１を試験する。計数器１２
１がオール１を含まない場合、計数器１２１の中の値は
、制御装置１１５からの「計数」指令信号の制御のもと
に１だけ増分される。なお、検出器１２２が符号引数器
１２１のオール１の状態を検出しない場合、新ストリン
グが前の状態で空であると決定されたばかりのアドレス
においてストリング・テーブルの中に入れられる。これ
はＲＡＭアドレスレジスタ１５０の中のアドレスをその
前の値で不変に維持し、符号レジスタ１１つからのバス
１５３の上の接頭部符号及び符号計数器１２１によって
割当てられたばかシのバス１５２の上のストリング符号
をＲＡ Ｍ １３１の中のアドレス指定された記憶場所
の接頭部符号欄及びストリング符号欄にそれぞれ書込む
ようにＲＡＭ１５１を制御することによって達成される
。 そのあとで、比較器１３．１１は、最後に伝送された符
号がゼロであったかどうかを決めるために符号番号レジ
スタ１１つを試験する。最後に伝送された信号がゼロで
あった場合、これはス） ＩＪソングテーブル内に対応
する文字値のなかった１文字のストリングを意味した。 従ってその文字値は圧縮層出力として伝送されなければ
ならない。従って、文字レジスタ１１６からのＢビット
値は、こんどは、すべてのＢビットを出力として直列に
伝送するように制御されているシフト回路網１１８にノ
くス１１了を介して転送される。次に、新ストリングを
開始するために「入力文字読出し状態」に入る０ しかし、符号番号レジスタ１１９が非ゼロ値を含んでい
れば、文字レジスタ１１６の中の現在の文字は伝送され
ないで、次のストリングの最初の文字として用いられる
。従って、符号レジスタ１１っは、新ストリングを指示
するためにゼロに払われ、「最初のテーブル探索状態」
に入る０〔６〕 ストリング終結状態、 この状態は、
空記憶場所に遭遇しなかったのでス） ＩＪソングテー
ブル内でエントリーが全く行われないのを除いて「新ス
トリング・エントリー状態」と同一である。 しかし「新ストリング・エントリー状態」の前述のアク
ションのすべては、ＲＡＭ１３１の中への「書込み」動
作以外は行われる。符号計数器１２１を増分すると、こ
のストリングがテーブルに入れられないけれども、スト
リング番号が新しい拡張ストリングに割当てられる。そ
のストリングのためのスペースが見出されなかったので
、エントリーが起らず、従って符号化されたストリング
をあとの符号化に使用できない。テーブルからのこの削
除は、システムの圧縮有効性を小さくする可能性がある
が、正しくない動作を生じない。 次に第５図を参照すると、第４図の圧縮器からの圧縮符
号信号に対応するデータ文字列を回復する復元器が示さ
れている。第５図の復元器においては、その復元器によ
って回復されるバイト・ストリングの順序を逆にするの
にスタック機構が用いられる。このスタックは、各ｈＢ
ビットの巾の１組のレジスタを含む通常の機構である。 このスタックへのアクセスは、耽出し及び書込み能力を
与えられている唯一のレジスタである先頭レジスタを通
して行われる。このスタックは、スタック内の各レジス
タを次の下のレジスタに複写する「ブツシュ」能力をも
っている。このスタックは捷だ、スタック内の各レジス
タを次の上のレジスタに複写する「ボッグ」能力をもも
っている。説明を簡明にするために、第５図の復元器実
施例（は、スタック内の正しい記述項の数を記録する独
立のスタック計数器を用いて示されている。スタックの
標準の実現装置においては、スタック割数器は、スタッ
ク機構に一体化されていることが多い。 第５図の復元器において、ストリング・テーブルは、２
°の記憶場所を含み、各記憶場所は、Ｃ十Ｂビットを含
んでいる。各ストリング符号に対応する記憶場所は、接
頭部ストリングに対する符号とそのストリングに対する
拡張文字とを含んでいる。その記憶場所は、そのス）
ＩＪソング割当てられたストリング符号によってアドレ
ス指定される。第５図の復元器のストリング・テーブル
は、それの記憶場所がどれもそれが書込まれる前に呼出
されないので、初期設定されない。 第５図の復元器は、リード１５０の上に第４図の圧縮器
によって発生されたビット直列圧縮符号信号を受けて回
復されたデータ文字信号の対応するストリングをバス１
５１の上に与える。ビット直列圧縮符号信号は、外部装
置からり−ド１５０の上に与えられる。この外部装置は
また、圧縮符号信号がリード１５０に加えるための外部
装置から使用できるときは常に、リード１５２の上にデ
ータ使用可能信号を与える。リード１５２の上のデータ
使用可能信号は、圧縮器制御装置１５５に加えられる。 制御装置１５５は、第５図の復元器のすべてのブロック
に制御信号をリード１５４を介して与える。復元器制御
装置１５３は、・第５図の復元器を以下に詳細に説明す
るようにしてそれの制御状態を通して順序づける。バス
１５１の上で出力文字が使用できるとき、制御装置１５
３は出力データ・ヌトロープ信号を外部装置へリード１
５５を通して与える。 第５図の復元器は、ビット直列圧縮符号信号をリード１
５０・を通して受けて、これらの信号をＣビット符号レ
ジスタ１５７ヘバス１５８を経て与えるシフト回路網１
５６を備えている。シフト回路網１５６は、符号大きさ
回路１５９によって制御されてレジスタ１５７ヘパス１
５ｇを経てＤビットを与える（ここでＤはＣ以下である
）。符号大きさ回路１５９によって制御される符号の大
きさは、Ｃビット符号計数器１６０によって決められる
。シフト回路網１５６、符号大きさ回路１５９及び符号
計数器１６０は、第４図の圧縮器の匹敵する構成要素に
類似の方法で構成され、第４図の圧縮器に関して前述し
たものと同様の機能を行う。 シフト回路網１５６は、リード１５０の上に与えられた
Ｄビット圧縮符号信号をレジスタ１５７のＤ個の最下位
ビットに入れる。第５図の復元器の中に存在する既存の
状態と論理的条件とに従って、制御装置１５３はまた、
第４図の圧縮器によって与えられた単一文字を処理する
ためにスタック１６１の先頭にバス１６２を経てＢビッ
トを与えるようにシフト回路網１５６を制御する。シフ
ト回路網１５６の単一文字を処理するための制御は、第
４図に関して上述したものと同様の方法で行われてもよ
い。 圧縮符号信号を処理するのに先だって、符号計数器１６
０は、それに与えられるゼロの値をもつ信号を介してゼ
ロにセットされる。計数器１６０はまた、制御装置１５
３からの計数指令信号によって制御されて、その中に現
存する計数を１だけ増分するようにできる０符号割数器
１６０はまた、符号計数器１６０の中の計数が値２−１
に達したときを制御装置１５うにライン１６ＩＩを経て
知らせる出力を検出器１６うに与える。この値は、Ｃビ
ット計数器１６０がオール１の状態になったとき、計数
器１６０によって達成される。符号計数器１６０は、第
４図の圧縮器の符号計数器１２１に関して説明したのと
同様な方法で昇順にストリング符号記号信号を割当てる
。これらのス） ＩＪング符号信号は、ＲＡＭアドレス
・レジスタ１６５にバス１６６を経て加えられる。 符号レジスタ１５７は、第５図の復元器の現存する状態
とその中に存在する論理諸条件とに従ってそれに加わる
ゼロの値をもつ信号を介して制御装置１５うの制御を受
けてゼロにリセットできる。 符号計数器１６０の出力及び符号レジスタ１５７の出力
は、比較器１６了への入力として加えられる。あとで説
明する理由によシ、比較器１６７は、符号計数器１６０
の出力が符号レジスタ１５７の出力よシ小さいとき及び
符号計数器出力が符号レジスタ出力以上であるときを制
御装置１５′５にリード１６８を介して知らせる。あと
で説明する諸条件のもとで、符号レジスタ１５７は、そ
の内容をＲＡＭアドレス・レジスタ１６５ヘバス１７１
を介して加えるように制御できると共に、丑だ、あとの
ストリング・テーブル更新のための符号信号を保存する
ためにその内容を第２の符号レジスタ１了２へバス１７
うを介して転送するように制御できる。 第５図の復元器は、さらにあとで説明する諸条件のもと
で、符号レジスタ１７２の内容がゼロであるときを制御
装置１５うにリード１７５を経て知らせるゼロ検出器１
７１１を備えている。制御装置１５５はまたその内容を
Ｒ’ＡＭアドレスレジスタ１６５ヘバス１７６を経て与
えるように符号レジスタ１７２を制御する。 ＲＡＭアドレス・レジスタ１６５にロードされたアドレ
スが復元器ストリング・テーブルを記憶するのに用いら
れるＲＡＭ １７７を呼出すＯＲＡＭ１７７は２°の記
憶場所を含み、各記憶場所はＣ十Ｂビットの巾である。 各ストリングは、そのストリングへ割当てられた符号に
よってアドレス指定された記憶場所においてそのＣピッ
ド接頭部符号及びそのＢビット拡張文字を記憶すること
によ〜 ってＲＡ Ｍ １７７の中に記憶される。各符号値は５
符号計数器１６０によって昇順に復元器ストリング・テ
ーブルに入れられた各ストリングに割当てられる。 ＲＡＭ１７７は、制御装置１５５から「読出し」指令及
び「書込み」指令を受けてＲＡＭ １７ 了り「読出し
」及び「書込み」機能を制御する。ＲＡＭ１７７は、符
号レジスタ１７２からの符号値をバス１７８を経て受け
スタック１６１の先頭から文字値をバス１７９を経て受
けて、ＲＡＭアドレスレジスタ１６５によってアドレス
指定されたＲＡＭ記憶場所の接頭部欄及び文字欄にそれ
ぞれエントリーする。これらの値は、制御装置１５うか
らの「書込み」指令に応じてそれぞれの欄に書込まれる
。 制御装置１５５はまた、ＲＡＭアドレスレジスタ１６５
によってアドレス指定されたＲ Ａ Ｍ記憶場所の接頭
部符号欄に記憶された接頭部符号の値を「読出し」指令
に応じてバスｉｇｏに与えるようにＲＡＭ１７７を制御
する。バス１１？０の上のこの符号直は、ＲＡＭアドレ
ス・レジスタ１６５へ加えられると共に、ゼロ検出器１
８１へも加えられる。検出器１８１は、ＲＡＭ出力１８
０にある接頭部符号がゼロに等しいか等しくないかを定
め、かつ制御装置１５３への−っの信号をり〜ド１８２
を経て適宜に与える。 制御装置１５３は捷た、文字欄からの文字値をバス１８
うを経てスタック１６１の先頭に与えてその中にエント
リするようにＲＡＭ１７７を制御する。文字の値は、Ｒ
Ａ Ｍアドレス・レジスタ１６５によってアドレス指定
されたＲＡＭ記憶場所の文字欄から「読出し」指令に応
じてバス１８３の上に与えられる。ＲＡ Ｍ出力１８０
及び１８うにある値は、第５図の復元器の現存の状態及
び論理的諸条件とに従って選択的に与えられる。 スタック１６１は、制御装置１５うがらの「ブツシュ」
及び「ポツプ」信号の制御のもとにブツシュまたはポツ
プすることができる。スタック１６ユに記憶された文字
の数の計数を維持するためにスタック計数器１８１１が
備えられている。制御装置１５うの制御を受けて、スタ
ック計数器１８１１は、それに加わるゼロの値になった
信号を介してゼロにセットできろ。計数器１８１１の中
の現存の計数を制御装置１５うの制御のもとにそれに加
わるＡＤＤ＋１及びＡＤＤ−１信号によってそれぞれ１
だけ増分または減分できる。ゼロ検出器１８５がスタッ
ク計数器１８４の出力を受け、スタック計数器１８Ｉｌ
にある値がゼロに達するとき制御装置１５５ヘリード１
８６を介して信号を与える。 第５図の復元器の基本動作は、次のように要約される。 １ 最初の記号、圧縮データの最初のＢビットを読出し
、 出力へ送る：ＲＡＭの記憶場所１に初期ストゼロであれ
ば、烙らにＢ個の人力ビット斜出カスタンクを一読出す
ニステップ４へ行く５ 符号ンジスタ≧ＲＡＭアドレス
； ＲＡＭを読出す文字（ＲＡＭ）≧出力スタック 接頭部符号がゼロでなければ、ステップラを繰返す； そうでなければステップ４へ行く −づン 出力スタックから文字を取って出力へ置＜、ＬＩＦＯ：
符号計数器を増分する；ステップ２へ行く。 第５図を続けて参照すると、以下のものが、第５図の復
元器の状態機械記述語である。 状態０： 「待ち状態」 データ使用可能信号を待つ；状態１ へ行く 状態１： 「最初の符号」 符号計数器−ゼロ スタック計数器＝ゼロ 符号レジスター−ゼロ と 入力からのＢビット趣ヌタックの先 頭起読出す；出力データ・ストロー ブ 状態２へ行く 状１ｍ２： ｒゼロ・ストリング状態」符号レジスタ２
−符号レジスター 符号計数器へ＋１を加える 符号計数器≧ＲＡＭアドレス・レジ スタ ＲＡ Ｍ−符号レジスタ２、スタック の先頭を書込む。 状態３＝ 「新コード」 てり 符号レジスター−レジスタ２ どのデータも使用可能でなければ： 状態０へ行く を Ｄ入カビット趣符号レジスター（下 位）Ｄビット絆読出す 状態 入カシ♂タックの先頭す仕ｔｔか 神読出す；出力データ・ストロ ーブ 符号割数器−２°−１ならば、状態 うへ行く 符号計数器く２°−１ならば、状態 ７へ行く 符号レジスター〉符号計数器〔異常 な場合〕、 状態 スタック計数に１を加えるニスタッ クをブツシュ 〔複製文字がすでに存在する〕 符号レジスタ〉ＲＡ Ｍアドレス 状態４へ行く 符号レジスタ１７１−０及びく符号計数器を工ｋ〔正常
な場合〕： 状態ヰへ行く １１： ｒ次の文字」 ＲＡＭを読出す 「ブツシュ」、スタック計数器を増 分する 接頭部符号（ＲＡ、Ｍ）−非０ならば：接頭部符号（Ｒ
ＡＭ）年ＲＡ’Ｍア ドレス；状態４を繰返す 接頭部符号（ＲＡＭ）＝０ならば： 状態５へ行く ５： 「ストリング・テーブル更新」 符号レジスタ２−０ならば：状態６ へ行く 符号計数器＝２°−１ならば・状態 ６へ行く その他の場合、符号計数器に＋１ を加える 符号計数器≧ＲＡ Ｍアドレス 状態６へ行く 状態６： 「出力を発生」 ポツプ；出力データストローブ スタック計数器−非Ｏならば：状態 ６を繰返す スタック計数器−〇ならば：状態う へ行く 状態子： 「単一文字更新」 符号レジスタ２−非０ならば： 符号計数器に１を加える 符号計数器路ＦＩＡＭアドレス 符号計数器−２°−１ならば：状 態うへ行く 状態２へ行く 上に与えられた状態機械記述語に関する第５図の復元器
の動作のさらに詳細ｆｘ説明を次に行う。
〔０〕 待ち状態、 １ブロツクの圧縮入力符号信号を
待つ間、第５図の復元器は５この状態にある。圧縮入力
符号を供給する外部信号源からのデータ使用可能信号は
、入力データが使用できるときを指示するために用いら
れる。入力符号が使用可能になると、す〜ド１５２の上
のデータ使用可能信号は、「最初の符号状態」に入るよ
うに制御装置１５′５に合図する。 第５図の復元器は、メツセージの最初のストリング符号
を読取る。これは、最初の符号に対してはゼロピットで
ある入力データライン１５０からのビットを読取る１５
６によって行われる。符号計数器１６０は、ゼロにセッ
トされて、符号回路１５９にゼロピットの符号大きさＤ
を確立する。 第４図の圧縮器の動作に従って、一つのデータブロック
の最初の圧縮符号信号はゼロであって、あからさまには
伝送されない。従って、符号レジスタ１５７は、ゼロに
セットされ、最初の符号を受けたことを示す。 どのゼロ符号に関しても、この最初の符号は５Ｂビット
文字信号を伴っている○従って、制御装置１５うは、ス
タック１ら１の先頭に記憶するために経路１６２を経て
伝送されろ最初のＢビットを読取るようにシフト回路網
１５６を制御する。 スタック１６１の先頭にある文字は、出力文字ノ（ス１
５０を通して使用可能である。制御装置１５３は、ライ
ン１５５を通して出力ストロープ信号を伝送することに
よってこの出力文字の使用可能なことを知らせる。この
初めの文字が伝送されるので、それはあとの伝送に備え
てスタック１６１の中に保持されない。従って、スタッ
ク計数器１８４は、ゼロ値を含むように初期設定される
。初期符号を処理し終ると、制御装置１５′５は、この
最初のストリングを２トリング・テーブルに入れるため
に「ゼロストリング更新状態」に入るように第５図の復
元器を制御する。 〔２〕 ゼロストリング更新状態、 ゼロのストリング
符号を受取ると、そのゼロストリング符号にすぐに続く
１文字ストリングに対するエントリが割当てられるべき
次の符号番号でス） ＩＪソングテーブル内に置かれる
。従って、符号計数器１６０は、１だけ増分されて結果
として生ずる結果は、ＲＡ ＩＡアドレス・レジスタ１
６５にバス１６６を介して伝送される。この状況におい
て、常にゼロである符号レジスタ１５７の中の値は、符
号レジスタ１７２へバス１７５を介して移される。燻１
７７は、次に符号レジスタ１７２の内容なバス１７８を
介して新しいストリングの接頭部符号値として「書込む
」ように制御される。この値は、ＲＡ、 Ｍアドレス・
レジスタ１６５によって指定されたアドレスにある接頭
部符号値に書込域れる。 なお、スタック１６１の先頭においてバス１７９を介し
て使用可能な出力文字バス１５１に出力された最終文字
は、このストリングの拡張文字として’ＲＡＭ１７７の
アドレス指定された記憶場所の文字欄に書込まれる。従
２て、この「ゼロストリング更新状態」においては、ゼ
ロの接頭部符号及び受けた最終のＢビットの拡張文字が
書込まれ、そのストリングに対する符号によってアドレ
ス指定されたＲＡＭの記憶場所に適当な単一文字ストリ
ングを作る。次に、「新符号状態」に入って次の入力符
号信号を処理する。 〔つ〕 新新符号態、 パースされた文字ス） ＩＪン
グを回復するための処理の始めにおいて、Ｄビットの新
しい圧縮符号信号がライン１５０から読取られる。しか
し、始めには、符号レジスタ１５７における前の符号を
符号レジスタ１７２ヘバス１７うを経て転送して、それ
を次のストリング・テーブル更新に備えて保存する。ラ
イン１５２の上のデータ使用可能信号は、新符号信号が
使用できるかどうかを決めるために試験される。データ
が使用可能でなければ、現在のデータブロックの終りに
達したことになり、復元器は、その現在の仕事を完了し
た「待ち状態」に戻される。 データが使用可能な場合は、入力の次のＤビットが入力
ライン１５０から符号レジスタ１５７の下位Ｄビットに
シフト回路網１５６及びバス１５８を介して読込まれる
。Ｄの値は、符号計数器１６０の中の現在の値に従って
符号大きさ回路１５９によって決定される。 この新符号値は、それが追加された新しい文字のついた
ゼロ符号ストリングであるかどうかを決めるためにゼロ
に対して試験される。従って、ゼロ検出器１６５が制御
装置１５３にリード１７０を介して符号レジスタ１５７
の内容がゼロであるかどうかを知らせる。ゼロが検出さ
れれば、以下のアクションが行われる。入力データの次
のＢピットは、シフト回路網１５６によって入力ライン
１５０から読出される。そのＢビットは、バス１６２を
経てスタック１６１の先頭に伝送され、ライン１５５の
上の出力ストロープは、新しい正しい文字が使用できる
ことを外部装置に知らせるように起動される。次に、検
出器１６５は、符号計数器１６０の中の現存する計数が
計数器１６０のオール１の状態である２°−１に等しい
かどうかを決定する。符号計数器１ＧＯがオール１を含
む場合、ＲＡＭ １７７の中のストリング・テーブルは
、−ばいであって、そこにはそれ以上の更新データを加
えない。現在の入力符号の処理は、そのとき完了してい
て、復元器は、この「新符号状態」に再び入って、次の
圧縮符号信号を処理するように制御される。しかし、符
号計数器１６０が２°−１より小さい値を含む場合、受
けたばかりの文字は、前に受けた符号信号の拡張として
ストリング・テーブルを更新すると共に当然に新車−文
字ストリングとしてそのストリング・テーブルを更新す
るのに用いられる。第５図の復元器は、この更新を「単
一文字更新状態」に入ることによって行う。 符号レジスタ１５７がゼロ値を含まなかった場合、その
内容は、比較器１６７を介して９０号割敬器１６０の中
の既存の計数と比較される。符号レジスタ１５７が符号
計数器１６０より大きな値を含む場合、比較器１６７は
、制御装置１５３にリード１６８を介して受取ったばか
りの符号が捷だストリング・テーブルに入れられていな
い前の符号の延長である異常な特殊の場合が起ったこと
を知らせる。この状態において、新符号ス） ＩＪング
の最終文字は、前のストリングの拡張文字に等しく、前
のストリングはまた、新符号ストリングの最初の文字で
あり、新符号ストリングは、前のストリングの始めの文
字でろり、前のストリングは、復号されたばかシでスタ
ック１６１の先頭にある文字でるる。従って、「ブツシ
ュ」が新ストリングに対してこの文字を保持するために
スタック１６１において実行され、スタック計数器１８
１１は、１だけ増分される。そのあとで、現在のストリ
ングに対する接頭部符号である符号レジスタ１７２の中
の符号信号は、バス１７６を経てＲＡＭアドレスレジス
タ１６５に転送され、「次の文字状態」に入ってこのス
トリングの残部の正常な処理を行う。 しかし、符号レジスタ１５７の中の値がゼロでもなく、
また符号計数器１６０の中の既存の計数より大きくもな
い場合、符号レジスタ１５７の中の値は、正常なストリ
ング符号である。この符号は、符号レジスタ１５７から
の符号値をバス１７１ヲ経てＲＡＭアドレス・レジスタ
１６５に転送し、そのストリングの各文字を処理し始め
るために「次の文字状態」に入ることによって処理され
る。 〔イ〕０次の文字状態、 この状態に入ると、ＲＡ Ｍ
７ドレス・レジスタ１６５は、文字の対応するストリ
ングに復元されるべきストリング符号を含んでいる。従
って、ストリング・テーブルＲＡＭ１７７は、レジスタ
１６５の中の符号値によってアドレス指定された記憶場
所の内容を読取るように制御されて、そのストリングの
ための接頭部ストリング符号及び拡張文字をそれぞれバ
スＩＦ５０及び１とうの上に作る。バス１ｇ５の上の拡
張文字は、スタック１６１の先頭に加えられて押下げら
れ、スタック計数器１８１１は、１だけ増分される。 バス１８０の上の接頭部符号は、それがゼロであるかど
うかを決めるためにゼロ検出器１８１によって試験され
る。その接頭部符号がゼロであれば、ストリング・テー
ブル内のアドレス指定された記憶場所は、現在のストリ
ング内の最終バイトを含み、「更新ストリング・テーブ
ル状態」に入ってスタック１６１の中に現在あるストリ
ング・データの処理を完了する。その接頭部符号がゼロ
でなければ、接頭部ストリングは、その接頭部符号をバ
スＩＦ！０を通してＲＡＭアドレス・レジスタ１６５に
転送して、この「次の文字状態」に再び入ることによっ
て処理される一つ以上の文字を含んでいる。 リング符号をその文字の列に復元したのちに、発生した
最終文字は、そのストリング・テーブルを前の符号呟で
更新するための拡張文字として用いられる。しかし、こ
れは二つの状態のないときにのみ起る。ゼロ検出器１７
１↓が符号レジスタ１７２の中の前の符号値がゼロに等
しいことを決定する場合、このストリングの更新は、既
に起ってしまっておシ、直ちに「出力作成状態」に入る
。検出器１６５が、符号計数器１６０の中の値が２Ｃ−
１に等しいと決定する場合、ストリング・テーブルは、
一杯であって、それ以上の更新はできない。 この場合にはまた、直ちに「出力作成状態」に入る。こ
れらの二つの状態のどちらも起らなければ、更新は、以
下のように行われる。符号計数器１６０の内容は５１だ
け増分され、増分された値は、ＲＡ Ｍ ７ トレス・
レジスタ１Ｇ５１Ｃバス１６０を経て転送される。ＲＡ
Ｍ１７７は、次に割当てられた符号値のサイトであるア
ドレス指定された記憶場所に符号レジスタ１７２からバ
ス１７８を経てくる接頭部符号値及びスタック１６１の
先頭からバス１７９を経てくる拡張文字を書込むように
制御される。そのあとで、「出力作成状態」に入る。 〔６〕 出力作成状態、 現在のストリングの各文字は
、スタック１６１の中にいまはあって、過当な出力文字
列を与えるようにバス１５１を通して後入れ先出しで伝
送される。スタック１６１は、ポツプ・アップされ、そ
れによって伝送されるべき次の文字は、スタック１６１
の先頭に置かれて、その結果、外部装置への出力バス１
５１を通して使用できる。ライン１５５の上の出カスト
ローブ信号は、正しい文字が使用できることを知らせる
ために制御装置１５３によって発せられる。スタック計
数器１１１ｔｌｌは、１だけ減分されて、スタック計数
がゼロ検出器１８５によってゼロに対して試験される。 スタック計数器１１４の中の計数がゼロでなければ、も
つと多くのデータがスタック内にあって、この「出力作
成状態」に入ってもう一つの文字を与える。しかし、ス
タック計数器１１１ｔｌｌＯ中の計数がゼロの場合、現
在のストリングの文字の伝送は、完了しており、「新符
号状態」に入って次のストリングを始める。 〔７〕 単一文字更新状態、 単一文字を一つの符号ゼ
ロ・ストリングの」二の一つの明白な拡張として受取る
とき、 この文字は、前の符号値に基いたストリング・
テーブル内で新しいストリングを作るための拡張文字と
して使われる。このストリング・テーブル更新は、前の
符号値を含む符号レジスタ１７２の内容がゼロ検出器１
７１１によって非ゼロであるとして検出される場合だけ
起る。ゼロ検出器１７１１が、符号レジスタ１７２の内
容がゼロであると決定すれば、このストリングテーブル
更新は、実行されない。符号レジスタ」７２が非ゼロの
値を含む場合、更新は、符号泪数器１６０を１だけ増分
し、増分された値をＲＡＭアドレスレジスタ１６５ヘバ
ス１６６を経て伝送することによって行われる。ＲＡＭ
１７７は、勾号レジスタ１７２からバス１７８を経てく
る接頭部ストリング符号及びスタック１６１の先頭から
バス１７９を経てくる拡張文字をＲＡＭアドレスレジス
タ１６５の中の新符号によってアドレス指定された記憶
場所の接頭部符号欄及び文字欄のそれぞれに書込むよう
に制御される。 次に符号計数器１６０の内容は、計数器１６０が値２−
１に達したかどうかを決めるために検出器１Ｇうによっ
て試験される。この値に達した場合、ストリング・テー
ブルは、一杯であって、それ以上の更新は、行われない
。次に「次の符号状襲」に入って次のストリングの処理
を始める。 しかし５計数器１６０の内容が２−１より小さければ、
「ゼロストリング更新状態」に入ってストリング・テ
ーブルを受けたばかりの単一文字ストリングで更新する
。 第２〜５図に示した本発明の上述の実施例は、例えば、
離散的デジタル論理構成要素を用いてバー−ドウエアで
実現される。第１〜ＩＩ表は５本発明によるデータ信号
の圧縮及び復元を行うプログラム記憶式デジタル計算機
にロードするソフトウェアで実現された本発明の１実施
例を示している。 明確にいえば、本発明のプログジム式計算機実施例は、
第２図及び第う図に関して先に述べた本発明の最高性能
実施例をソフトウェアで実現する。 第１〜ｌ１表のプログラム式計算機実施例はＦＯＲＴＲ
ＡＮで実現されるので、互換性ＦＯＲＴＲＡＮ コンパ
イラを備えた計算機ならどれでも実行できる。圧縮器及
び復元器は、それぞれ入力及び出力データを管理する主
プログラムの中で呼出されるべきサブルーチンとして実
現される。圧縮器と復元器のサブルーチンは、基礎にな
っている計算機のワ〜ドの大きさに関係のない任意の長
さで密につめられた記号の配列について取る動作と置く
動作をそれぞれ行うＩＢ工ＴＳＧ 及びＩ Ｂ Ｉ Ｔ
Ｓ Ｐという名の文字操作サブプログラムを用いる。 ＩＢＩＴＳ（）及びＩＢＩＴＳＰサブプログラムは、そ
れぞれ等しい大きさの記号の直線配列の指定された位置
にある選択されたビット長の一つの記号をそれぞれ取っ
たり、置いたりする。丁ＢＩＴＳＧは、圧縮器及び復元
器ザブルーチンにおいて用いるための機能ザブプログラ
ムとして実現され、ＩＢＩＴＳＰは、圧縮器及び復元器
サブルーチンの実行において呼出されるべきサブルーチ
ン・サブプログラムとして実現される。第５表及び第４
表は、それぞれＩＢＩＴＳ（）及びＩＢＩＴＳＰを示す
。これらのザブプログラムは、例として与えられ、等価
なサブプログラムが普通に熟練した計算機プログラマに
よって容易に作られる。 第１表及び第２表にそれぞれ示した圧縮器及び復元器の
サブルーチンは、それぞれＣＯＭＰ及びＤＥＣＯＭＰと
いう名称である。ＣＯＭＰサブルーチンは４９ビット−
文字信号のストリングを１２ピット符号記号信号に圧縮
し・ＤＥＣＯＭＰザブルーチンは、１２ビット符号記号
信号を９ビツト文字信号のストリングに復元する。例示
したサブルーチンは、′５６ビツトワード長を有する計
算機を用いる。これらのサブルーチンは、５２ビット計
算機を用いて８ビツト文字で動作するように容易に変換
される。ＣＯＭＰ及びＤＥＣＯＭＰは、サブルーチンと
して構成されるけれども、それらは当然別々のプログラ
ムとして等価に構成できる可能性のあることがわかる。 ＦＯＲＴＲＡＮがこれらのルーチンを実施するために用
いられるが、他の等価なプログラム言語を同じ効果に用
いることができるであろう。 さて、第１表を参照すると、 ＣＯＭ Ｐ （ＩＢＵＦ
Ａ。 ＮＡ、 ＩＢＵＦＢ、 ＮＢ ）サブルーチンが示され
ているＯＣＯＭＰサプルーサブルーチンＩＢＵＦＡに含
まれたＮＡ個の９ビツト文字のブロックについてデータ
圧縮を行う。ＣＯＭＰは、配列ＩＢＵＦＢＱ中のＮ８個
の１２ビット記号で構成された圧縮符号を作る。 ＣＯＭＰは、圧縮器ストリング・テーブル憶するだめの
ＩＩ０９６整数配列工ＴＡＢＬＥを内部的に用いる。従
って、第１表の文１１ｉは、ＩＴＡＢＬＥ配列の寸法を
決める。ＩＴ’ＡＢＬＥＯ中の各記憶場所は、そのテー
ブル内のアドレスに等しい圧縮符号をもつ遭遇した文字
ストリングに対応する。こツインプリメンテ−ジョンに
おいては、ＦＯＲＴＲＡＮがゼロを基準とした配列を支
持しないので、アドレスを作るのに１をその符号に加え
る。一つのストリングを記憶する各テーブル記憶場所は
、そのストリングの接続部の符号を含む。ストリング・
テーブルは、空であるように初期設定される。 ＩＴＡＢＬＥの空状態は、値５１２をもつ工ＦＩＬＬと
いう空白記号でテーブルを埋ることによって行われ、値
５１２は、どのストリングに対しても用いられるもので
はない任意の選択された符号値である。第１表の文１５
は、ＩＦＩＬＬ の量を限定する。従って、ＩＦＩＬＬ
は、値２ をもっている（この実施例において、Ｂは、
っである）ことがわかる。第１表の実施例は、文１６に
よって１を含むように確立されて、初期設定された内部
文字計数器ＮＣＨＡを用いる。ＮＣＨＡ計数器は、読出
されるべき次の入力文字のインデックスを与える。第１
表の圧縮器はまた、ＦＯＲＴＲＡＮ文１７によって定義
されて、１に初期設定される内部出力記号計数器ＮＢを
用いる。記号計数器ＮＢは、発生されるべき次の出力記
号のインデックスを与える。ＦＯＲＴＲＡＮ文１８及び
１９は，１１０９６の記憶場所すべてにＩＦＩＬＬ を
挿入することによってすべての空白値を含むようにスト
リング・テーブルを初期設定する。ＩＴＡＢＬＥの最初
の５１５記憶場所は、決して呼出されないので、これら
の記憶場所は、初期設定を必要としない。これらの記憶
場所の初期設定は、そうする時間を節約したい場合省略
できる。 最初の文字は、最初の文字１からの９ビツトをＩＢＵＦ
八から検索する工］３ＩＴＳＧ機能を用いてＦＯＲＴＲ
ＡＮ文２０によって読出される。この入力文字は、文２
０においてその文字の値に等しいそれのあらかじめ割当
てられた単一文字ス） リング符号値に変数ＮＯＤＥＮ
Ｏにその値を記憶することによって変換される。変数Ｍ
ＯＤＥＮＯは、既に読出された文字のどの部分的入力ス
トリングに対してもその符号値を含むように用いられる
。第１表の文１６〜２０は、１ブロツクのデータを処理
するだめの初」υノ設定及びその過程の開始を完成する
０ 第１表の文２１は、各折しい入力文字が読出される主処
理ループへの入口を与える。文２１は５それへの飛び越
しを行うためのラベル１００を備えている。文字インデ
ックス計数器ＮＣＨＡは、文２１で増分される。文２２
は、Ｎ Ｃ Ｈ Ａが入力パラメータＮ Ａよシ大きい
かどうかを決定し、ＮＣＨＡがＮＡを超えていれば、す
べての入力文字は、使い果されたのであって、飛び越し
がデータブロック終了処汐のための文ｌｌＯへ行われる
。 文１４Ｇは、その飛び越しを行うためのラベルｌ１００
を備えている。 正常の状況においては、新しい文字が使用できるとき、
文２３は、ＮＣＨＡ番目の９ビツト文字を入力バッファ
ＩＢＵＦＡからＮ Ｏ Ｗ Ｃ Ｈ Ｒという名の変数
に読込むためのＩＢＩＴＳＧ機能サブプログラムを用い
る。文２１１は．ＮＯＷＣＨＲの中の値及びＮＯＤＥＮ
Ｏの中の値、すなわちＮＯＷＣＨＲ内の文字によって拡
張されたＮＯＤＥＮＯの中の符号によって定められるス
トリングのノ１ツシュアドレスＬＯＧを計算するための
前のストリング符号を用いる。文２’ｌｌの中で述べら
れたノ・ツシュ関数は、文字の値がビットが逆でないこ
と以外第２図及び第５図に関して上に述べたものと同じ
である０前述のハードウェア実施例においてはそうする
ことが便利であるけれども、ソフトウェアで文字の値を
１ビツトずつ逆にするのは不便である。なお、文２１１
のハツシュ関数は、ＦＯＲＴＲＡＮがゼロペースの配列
を支持しないで、ＬＯＣの値がアドレスを作るのにそれ
に１を加えられている点でノ・−ドウエア実施例におい
て用いられたノ・ツシュ関数と異なる○この最初のハツ
シュアドレスを発生しＪこのち、計数器の変数Ｎが．Ｌ
ＯＣの中の値がテ−プルの中のＮ個の可能な探索サイト
の最初のものであると−うことを示す文２５によって限
定されて、１に初期設定される。本実施例（Ｃおいては
、Ｎは７として選択される。 第１表の文２６は、計数変数としてＮを用いるテーブル
探索ループへの入口を与える。文２６は、それへ飛び越
しを行うことのできるようにラベル１２０を備えている
。文２６は、ＬＯＣが適法な値を含むかどうかを決定す
る。従って、文２６は、ＬＯＣが５１５より大きいかど
うかを決める。記号符号ゼロないし５１１は５単一文字
のストリングにあらかじめ割当てられ、５１２は５空白
記号に対して逆にされ、かつすべての符号は、上述のＦ
ＯＲＴＲＡＮ規則のために１だけ増やされる。 ＬＯＣが適法な新しいアドレスを含まなければ、飛び越
しが文う１へ行われて、もう一つの試みを発生する。文
３１は、飛び越しを行うためのラベル１８０を備えてい
る。正常には、ＬＯＣ内の値は、適法なアドレスであっ
て、その記憶場所におけるストリング・テーブルの内容
は、文２７における既存の文字ス） ｌ）ング句号に対
して検査される。アドレス指定されたストリング記憶場
所の内容が既存のストリング信号に等しくなければ、探
索されたス） ＩＪングは、前にこの符号値を割当てら
れなかったので文３０への飛び越しがその探索を続ける
ために行われる。文３０は、転送を行うためのラベル１
３０を備えている。しかし、文２７で試験された符号値
が等しければ、現在の文字によって拡張された前のスト
リングは、ストリング・テーブルにＬ ＯＣ−１に等し
い符号値と一緒に既に記憶された受入れられたストリン
グである。文２８は、この新しいストリングを前のスト
リングに符号ＬＯＣ−１を変数Ｎ０ＤＥＮＯにおいて記
憶することによって変換する。次に、文２９は、もう一
つの入力文字を読出して、ストリング拡張処理を繰返す
ために文２１に戻る転送を行う。 文２７に訃いて、前の工ＴＡＢＬＥ呼出しが失敗に終る
と、飛び越しが文３０に割当てられたラベル１３０を介
して文５０に行われる。文５ｏは、記憶場所ＬＯＣが空
であるかどうかそれの内容の初期値ＩＦＬＩＬＬに対す
る相等を試験することによって決める。その記憶場所が
空であれば、探索されたストリングは、そのテーブルの
中に存在しないと定められて、そのテーブルを更新し、
現在のストリングを終了にするために飛び越しが文３５
へ行われる。文う５への飛び越しは、その文に割当てら
れたラベル２００によって行われる。しかし、文２７及
び３０によって行われた試験が共に失敗に終れば、もう
一つの記憶場所が５調べられた最後の記憶場所が一つの
ストリングまたは空記憶場所を発見するための７番目の
試みを構成するのでなければ、検査されなければならな
い。従って、文５１は、探索計数Ｎを１だけ増分し、文
う２は、この次の探索計数をそれが７を越しているかど
うかを決めるために試験する。Ｎがこんどは７を越して
いれば、それ以上の探索が試みられず、そのストリング
は、そのテーブルの中に存在しないど定められていて文
う６への転送が行われる。 ラベル５００は、飛び越しを行うために文う６に割当て
られている。しかし、Ｎがまだ７に等しくなければ、探
索されたス）ＩＪングに対する探索は、新しいハツシュ
・アドレスにおいて続けられる。 文′５５は、試験されたばかシのノード番号へ加えられ
る接頭部ストリング・ノード番号から新しいハツシュ・
アドレスを計算する。テーブル長ヲ保つために加算が１
１０９６を法として行われる。この新しいノード番号は
、またＦＯＲＴＲＡＮ適法記憶場所ＬＯＣを与えるため
に１だけ増やされる。 新しいハツシュ・アドレスが計算されると、文５４は、
新しいアドレスに関する探索手順を行うために文２６へ
の転送をラベル１２０を介して行う。 文５５は、空記憶場所に遭遇したときに文５０が転送を
行った転送先のプログラム内の状態を切分ける。ストリ
ング・テーブルは、こんどは、空記憶場所において、観
察されたばかりであるが壕だテーブルの中に入っていな
い拡張ストリングを入れることによって更新される。文
３５は、ＮＤＤｌｌｉＮＯの中に記憶された接頭部ノー
ド番号をその記憶場所のアドレスを新しいストリングの
圧縮符号記号信号としての割当てを行う空記憶場所に書
込むことによって更新を行う。そのあとで、ストリング
の処理の終りが文５６〜３８によって行われる。 文３６は、：［ＢＩＴＳＰを呼出してＮ０ＤＥＮＯの中
の現在の）−ド番号を出力バッファＩＢＵＦＨにそのバ
ッファ内のＮＢ番目の１２ビツト記憶場所におる１２ビ
ット符号として置く。次に、文５７は、伝送されたばか
りのストリングの中に含まれていなかった最後に受けた
入力文字を符号番号に変換して、次のス） ＩＪング探
索の始めを与える。その文字信号は、Ｎ０ＷＣＨＨの中
の値をＮ ＯＤ Ｅ Ｎ Ｏに転送することによって符
号信号になる。次に、文う８は５出力記号計数ＮＢを１
だけ増分して、開始したばかりのストリングに出力１を
与え、交うっは、ラベル１００を介して文２１に戻り転
送し・もう一つ入力文字信号を取出して、主反復ループ
を行う。 文ｌｌＯは、現在のデータ・ブロック内のすべての入力
文字を処理したプログラムの中の状態を切分ける。従っ
て、文ｌｌＯは、丁ＢＩＴｓＰを呼出して最後の部分ス
トリングを示すＮ０ＤＥＮＯ内の最後の１２ピット符号
値を出力バッファＩＢＵＦＢのＮＢ番目の位置に置く。 次に、文１１１は、入カバソファＩＢＵＦＡ内に含まれ
たＮＡ文字信号のデータ・ブロックを圧縮するために第
１表のサブルーチンＣＯｌｖｆ Ｐを呼出した主プログ
ラムに制御を戻す０ 第２表を参照すると、バッファＩＢＵＦＢの中に受け入
れられたＮ８個の１２ビット圧縮符号記号信号のブロッ
クについて復元を行い、結果として生じた回復された９
ビツトの文字信号を出力バッファＩＢＵＦＡに詰めてＪ
結果として生じた文字の数の計数Ｎ Ａを戻す復元サブ
ルーチンＤＥＣＯＭＰ（ＩＢＵＦＢ、ＮＢ、 よりＵＦ
Ａ、ＮＡ）が示されている。 第２表の復元器ＤＥＣＯＭＰは、それのストリング・テ
ーブルを文１０の中に寸法を与えられた１１０９６ワ一
ド配列ＩＴＡＢＬＥの中に記憶する。 文１１は、第２表の実施例に対して９にセットされたデ
ータ定数ＮＢＩＴＳＡを用いて出力文字信号の中のビッ
トの数をパラメータ化する。文１２は、読出されるべき
次の入力記号信号を示す入力圧縮記号計数変数ＭＣＨＢ
を確定する。文１２はまた、Ｎ ＣＨＢを１に初期設定
する。文１５は、出力バッファよりＵＦＡの中に置かれ
ていた文字の数を示す出力文字計数変数ＮＡを確定する
。文字１３は捷だ、出力バッファの中に置かれるべき最
初の出力文字を加えるときに、ＮＡを１に初期設定する
。これは、文１ｇにおいてあとで説明するような方法で
起る。ＩＴＡＢＬＥの中の各ストリング・テーブル記憶
場所は、三つの整数の値をもつ欄で編成される。各スト
リング・テーブルの記憶場所は、記憶場所の内容を経て
遭遇した文字のストリングをピント１〜１２にある接頭
部ストリング視号、ビット１５〜２１１にある接頭部ス
トリングの長さ及びビット２５〜５６にあるストリング
拡張文字を介して記憶する。本実施例においては、この
アトＶスは、第１表に関して上に検討した理由のために
符号信号に１を加えたものである。 文１１Ｉ及び１５は、すべての記憶場所が空であるとい
うことを示すようにストリング・テーブルＩＴＡＢＬＥ
を初期設定する。オールゼロは、プログラムする便宜上
、空状態を指示するように任意に選択される。オールゼ
ロは、適合ス） ＩＪソング記憶するときに決して起り
得ない不法構成である。 適合ストリングがゼロの接頭部ね号をもつとき、それは
１の接頭部ス）ＩＪング長さをもつもので、オールゼロ
構成は、この初ユリ］設定の手順の間ストリング・テー
ブル内になされ得るだけである。 初期処理が文１６において最初の入力符号記号を読取っ
て、最も最近読取られた符号記号を含むために用いられ
る変数Ｎ０ＣＯＤ’Ｅの中にこのノード符号を記憶する
ことによって始められる。文１６は、最初の入力符号記
号の読取りを第う表のよりＩＴＳＧ機能サブプログラム
を用いてＩＢＵＦＢの中のＩＣＨ８番目の１２ビット項
目を入力することによって行う。文１７は、最も最近発
生された文字を含むために用いられる変数ＩＣＨＡ、Ｒ
を定める。文１６において、Ｎ０ＣＯＤＥの中に置かれ
たばかりの値が単一文字符号であるとわかっているので
、それは、文１７において工ＣＨＡ、Ｒを満たすために
直ちに用いられる。文ＩＦ！は、出力バッファよりＵＦ
Ａの中のこの文字をＮＢＩＴＳＡの大きさの順目のＮＡ
番目のサイトに置く。文１８は、第４表のＩＢＩＴＳＰ
サブルーチンを呼出すことによってこの文字出力動作を
行う。そのあとで、ストリング・テーブルのこのストリ
ングの拡張によるあとでの更新に備えて、文１つは、変
数Ｎ０ＤＯＬＤの中ｉＣＮ０ＣＯＤＥの中のストリング
符号を保存し、文２０は、 ＬＦＶＯＬＤの中のストリ
ングの長さをこの最初のストリングに対する長さの既知
の値と一緒に保存する０復元処理を初期設定このように
したとき、反復に文２１で入る。文２１は、それへのあ
とでの転送を行うために１００のラベルを備えている０ 主ループの始めにおいて、文２１は、記号計数ＮＣＨＢ
を１だけ増分し、次に、文２２は、入力記号計数ＮＣＨ
Ｂが処理されるべき記号の番号ＮＢを超えるかどうかを
決めるための試験を行うＯ現存の記号計数Ｎ ＣＩ（Ｂ
が復元されるべき使用可能な記号の番号より太きければ
、その過程は完了であって、ＤＥＣＯＭＰがサブルーチ
ン・リターン文５７に転送することによって終了になる
。文５７は・その転送を行うためにラベル５１０を備え
ている。しかし、復元されるべきそれ以上の入力データ
が使用可能なとき、文２３は、ＩＢＵＦＢのＮＣＨＢ番
目の１２ビット位置から次の使用可能な記号を読取る。 文２うは、第５表のＩ Ｂ Ｉ ＴＳＧ機能サブプログ
ラムを用いてこの動作を行う。文２３は、読取シ符号記
号を処理されている現在の部分ストリングの符号を保持
するために用いられる変数であるＮ０ＤＥＮＯの中にお
く、文２１Ｉｉｌ″ｌ：また、入力符号記号を最も最近
の入力符号を入れておくのに用いられるＮ０ＣＯＤＥに
置く。文２５は、Ｎ０ＤＥＮＯの中の符号値を試験して
、それが５１２を超えるかどうかを決め、５１２を超え
れば、そのプログラムは、文２８に移って、正常な復元
過程を初める。値５１２は、第２図５第５図及び第１表
に関して前に検討した理由によって２Ｂに等しい。文２
ｇは、それへの転送を行うためにラベル１２０を割当て
られている。しかし１文２５の試験がＭＯＤＥＮＯの中
の新しい記号が５１２よシ小さい値をもっていると決定
すれば、その符号は、直接に解釈されるあらかじめ割当
てられた符号値の単一文字ストリングを表す。この単一
文字ストリングは、接頭部ストリングの長さがゼロであ
る。 従って文２６は、処理されているストリングの接頭部ス
トリング長さを保持するために作業用変数ＬＥＶＥＬを
確定する、この場合にＬＥＶＥＬは、ゼロにセットされ
る。そのめとで、文２７は、すべての単一文字ストリン
グの処理が達成される場所である文」０にプログラムを
転送する。文ｌｌＯはそれへの転送を行うためのラベル
２１０を備えている。 文２５がラベル１２０を介して文２ｇへの転送を行うと
、新しい符号値が多重文字ストリングを表すとわかって
いるＮ０ＤＥＮＯに常駐している。 文２とは、現在のストリングがいままでのところストリ
ング・テーブルに入っていない直前のストリングの拡張
である異常な特殊な状況に対して試験する。この試験は
、このストリング符号値を前に定めたことがあるかどう
かを決定するために新しい符号のストリング・テーブル
記憶場所の内容を調べることによって行われる。実際に
は、テーブルは、上に検討したＦ ＣＩ ＲＴ ＲＡＮ
の必要条件を満たすためにＮ０ＤＥＮＯ＋１のところに
アドレス指定される。テーブル・エントリがゼロでなけ
れば、そのストリングは、前に定められたのでろって、
転送が文ううに行われて正常の処理を続ける。 ラベル１５０は、その転送を行うために文う５に割当て
られる。しかし、文２８の試験がテーブル・エントリが
空であることを決定すれば、現在の符号は、直前のスト
リングの拡張であるとわかる。 従って、現在のストリングの接頭部ストリング長さは、
前のストリング長さに等しｂ０従って、文２つは、ＬＥ
ＶＯＬＤの中の前のストリング長さを接頭部ストリング
長さ変数ＬＥＶＥＬの中に置く。 この特殊な場合には、与えられるべき最初の文字は、こ
の現在のストリングの親文字である直前のストリングの
拡張文字であるとわかり、その親文字は、直前のストリ
ングの親文字に等しく、その親文字はまた変数ＩＣＨＡ
Ｒに常駐する文字である。 従って、文３０は、第４表のＩＢＩＴＳＰサブル−チン
を呼出してＩ ＣＨＡＲにある既存の値を新しいストリ
ングの終りにある記憶場所において出力バッファよりＵ
ＦＡの中に置く。この記憶場所は。 復元器によって与えられていたすべての前の文字のＮＡ
計数にＬＥＶＥＬ＋１の中の接頭部ストリングの長さの
値を加えたものから決定される０新ストリングの最初の
文字を出力したのち、文３１は、Ｎ０ＤＯＬＤにろる前
のストリング符号を復号されるべき接頭部ストリングと
してＮ０ＤＥＮＯに転送し、文５２は、ストリングを復
号する場所であろ土ループに入るブこめに文５１１への
転送を行う。ラベル２００は５文５１４への転送を行う
ために文′５１＋に割当てられている。 文２８によって行われた試験が現在の符号がテーブル内
に既にあるストリングを表すことを示すとき、ラベル１
３０を介して文５うへの正常な符号解釈経路がたどられ
る。Ｉｉ’０ＲＴＲＡＮ ＢＩＴＳ関数を用いる文５５
は、呼出されたストリングの接頭部の長さをＭＯＤＥＮ
Ｏ−１−１の内容によってアドレス指定されたＩＴＡＢ
ＬＥの記憶場所のビット１うにおいて始まる１２ビツト
から読取る。この接頭部ストリング長さは、このストリ
ングの拡張が入れられるストリング・テーブルのあとで
の更新のためにＬＥＶＥＬに保存される。 文３１１は、Ｎ０ＤＥＮＯ内の符号によって表わされた
部分ストリングをその接頭部ス） ＩＪングと拡張文字
に分解する主ループに入る入口である。文３＋１は、部
分ストリングが接頭部ストリング乞もっているかどうか
を決定するために部分ストリングの符号を５１２より大
きな値に対して調べる。 部分ストリングの符号が５１２より小さければ、それは
単一文字によって予約された値でアシ、文ＩｌＯへの転
送が行われて、この単一文字ストリングを処理して終シ
にする。文ζ０に割当てられたラベル２１０は、その転
送を行うために用いられる。ＭＯＤＥＮＯが適合多重文
字符号を与える継続的な場合には、それのテーブル記憶
位置の内容は、ＦＯＦＬＴＲＡＮのＢ 工ＴＳ 関数を
用いて呼出される。 従って、文う５は、ビット１５において始まる１２ビツ
トの接頭部ストリング長さを一時変数ＩＮＤＥＸの中に
保存する。文３６は、ビット２５において開始するＮＢ
ＩＴＳＡビット拡張文字をＴＣＨＡＲに置く。文３７は
、次に、第４表のＩＢＩＴＳＩ？サブルーチンを呼出し
て、この文字をすべての前のストリングの合計ＮＡにＩ
ＮＤＥＸに記憶されたこの文字に関連した接頭部ストリ
ングの長さを加えたものを１位置超えたところでその文
字の記憶場所にある出力バッファよりＵＦＡへ入れる。 そのあとで文５８は、ＢＩＴＳ関数を用いて、呼び出さ
れた記憶場所からの１２ビット接頭部ストリング右号を
ＩＴＡＢＬＥに置いて、その符号のビット１で開始して
、この符号値乞それ以降の処理を行うためにＭＯＤＥＮ
Ｏに入れる。このストリング分解手順は、次に文う９を
介してラベル２００を用いて交う４へ逆に送り返すこと
によって繰返される。 文ＩｌＯは、Ｎ０ＤＥＮＯ内の残りの部分ストリング符
号が単一文字ストリングを表すとき、処理を移す先のプ
ログラム内の記憶場所を切分ける。文ｌＩＯへの転送は
、各ストリングに対する処理の終りに行われる。単一文
字ストリングに対する符号は、文字値で必るので、文Ｌ
ＩＯは、Ｎ０ＩＩ）ＥＮＯの内容をＩＣＨＡＲに転送す
る。次の文ｉｌｌは、第４表のサブルーチンＩＢＩＴＳ
Ｐを呼出すことによってその文字を出力し、その文字を
前のストリングの合計ＮＡを過ぎた最初の文字位置［ｆ
、−いて出力バッファＩＢＵＦＡの中に入れる。そのあ
とで、このプログラムのテーブル更新段階に文ｌ１２で
入って、この最終文字によって拡張された直前のストリ
ングをストリング・テーブルに入れることができるかど
うかを決定する。このプログラムのテーブル更新段階は
、−文ｌＩ２において１に初期設定された探索された計
数変数Ｎを使って前述の多重探索ハツシング手順を用い
る。文４３は、ＩＣＨＡＲ内の拡張文字値及びＮ０ＤＯ
ＬＤ内の前の文字符号とからの更新を試みる場所である
最初のハツシュアドレスを計算する。量１は、それを上
述の理由でＦＯＲＴＲＡＮ適法テーブル記憶場所に変換
するために、ハツシュアドレスに加えられ、この記は場
所アドレスは、ＬＯＣの中に記憶される。 文１ｌＩＩ及び嶋５は、その探索サイトを調べてそれが
拡張文字を記憶するのに適当であるがどうかを決定する
。文イ）番は、拡張ストリングの記憶に使用できないあ
らかじめ割当てられた記憶場所工ないし５１５（符号ゼ
ロないし５１２に対応する）の一つに当たるがどうかを
決定する。ＬＯＧの中のアドレスがあらかじめ割当てら
れた記憶場ＰＪ′ｒ１ないし５１３の中の−っに対応す
れば、文４．６への転送が行われ、さらにハツシュアド
レスヲ発生する。その転送は、文Ｉ１６に割当てられた
ラベル２１８によって行われる。しかし、そのアドレス
が５１５よシ大きければ、文＋＋５は、ＬＯＣ記憶場所
の内容を試験してその記憶場所が空であるがどうかを決
定する。その探索サイトが空であれば、文５０への転送
がラベル２２０を介して行われ、そのストリング・テー
ブルを更新する。しがし、その探索サイトが空でなけれ
ば、そのプログラムは、文ｌ１６に進んでもう一つの記
憶場所のためのハツシュアドレスを計算する。文４６は
、探索計数Ｎを１だけ増分し、文り７は、増分された探
索計数を探索長さ限界（この実施例の場合７にセットさ
れている）に対して試験して、それ以上の探索サイトを
試みるべきがどうかを決める。探索長さ限界を越えてぃ
なかったならば、そのテーブルの中に受入れできるスペ
ースが拡張ストリングに対して残って分らず、文５５へ
の転送がストリング処理を終らせるために行われる。ラ
ベル２２５がその転送を行うために文５５に割当てられ
る。 しかし、もう１回の探索が認められれば、文ＩＩｇは、
ＬＯＣに対する新しいハツシュ・アドレス値’４ＦＯＲ
ＴＲＡＮの必要条件を満たすために用いられたばかりの
値（モジュロｎ ０９６ ）Ｋ加えられたＮ０ＤＯＬＤ
についての第２のハツシュ関数に１乞足したものによっ
て計算する。次に文ｌＩ９は、文ｌへの再入をラベル２
１５を介して行って、その探索を再開する。 文Ｉ１５を介して適法アドレスをもつ探索サイトが空で
あることがわかったとき、文５ｏへの転送が行われた。 突きとめられたサイトのアドレスは、この拡張ストリン
グに対する第１表の圧縮プログラムによって作られたも
のであシ、従って、このアドレスは、そのストリングの
符号番号として用いられる。これは、そのストリングに
対する記述データを呼出された記憶場所に書込むことに
よって達成される。従って、文５０は、Ｎ０ＤＯＬＤか
らの接頭部ストリング符号をその記憶場所の最初の１２
ビツトの中に書込むためにＢ Ｉ Ｔ Ｓ ＦＯＲＬ’
ＲＡＮ関数を用いる。ＢＩＴＳ ＦＯＲＴＲＡＮ関数Ｔ
Ｒ−る文５２は、ＬＥＶＯＬＤからの接頭部ストリング
長さをその記憶場所の次の１２ビツトに書込み、文５１
は、ＩＣＨＡＲからの拡張文字をその記憶場所の残りの
ビットに書込む。そのあとで１文５３〜５５において、
ストリング簿記の終りが行われる。文５３は、Ｎ０ＣＯ
ＤＥの内容をＮ０ＤＯＬＤに転送し、それによってＮ０
ＣＯＤＥの中の最も最近読取られた符号記号を前の符号
Ｎ０ＤＯＬＤに変換する。文５１１は、 この前の符号
のＬＥＶＥＬ内の接頭部ストリング長さを１だけ増分し
て、前のストリングが次のテーブル更新の際に接頭部ス
トリングとして入れられるとき、前のストリングのスト
リング長さを与える。この接頭部ストリング長さの号は
、ＬＥＶＯＬＤに記憶される。文５５は、出力文字の計
数ＮＡを処理されたばがシの最後のストリングの長さで
あるＬＥＶＥＬ＋１の大きさだけ大きくする。ストリン
グ簿記のこの終シが行われたのち、文５６は、ラベルｉ
ｏｏを介して文２１への再入を行い、次の久方圧縮符号
記号信号を処理する。 文５７は、データ・ブロック処理の終りを切分ける。第
２表のプログラムにおいて、クリーンアップ処理は、必
要ないので、制御が第２表のサブルー チアＤＥＣＯＭ
Ｐを呼出した主プログラムに戻されて、入力バッファよ
りＵＦＢに記憶された圧縮符号記号信号のブロックを復
元する。 第１ないし４表に関して説明した発明の実施例は、ＦＯ
ＲＴＲＡＮプログラミング言語で与えられた圧縮及び復
元サブルーチンとして例示されたが、その圧縮及び復元
のルーチンは、当然に主プログラムとしてフォーマット
を作ることができた。これらのプログラムは、例えばコ
ンピュータまたはマイクロプロセッサにおいて、ソフト
ウェアとして用いることができるし、または、例えば、
磁気ディスクまたはテープの制御装置の入出力電子回路
において用いるためのＲＯＭチップの形でファームウェ
アとして構成してもよい。なお、Ｆ”ＯＲＩ’ＲＡＭ以
外のプログラミング言語を用いることもできるし、また
は同じ言語捷たは他の言語における他のプログラムコー
ディングをここで説明した機能を行うのに用いて、本発
明のデータ信号圧縮及び復元の諸手順を実施するもでき
る。 マイクロプロセッサまたは他の形式のコンピュータのプ
ログラム式のものがここで説明した能力と技術の１実施
例を、基本的データ操作の選択及び状態順序づけ制御イ
ンプリメンテーションの選択における以外は、ここで述
べたデジタル論理式のものと区別できないものとして与
えることが分る。汎用コンピュータにおける標票化され
たデータ操作動作をワイヤ及び論理ゲートの形でなく再
書込みできる記憶装置に記憶された制御論理の容易に変
更された形と共に作ることの経済性は、実行速度のある
程度の相対的損失で特定の適用業務に対して経済的に作
ることができ、さ細な方法で迅速に変更できる実施例を
与える。 本発明のハードウェア実施例に関する上述のハツシュ関
数は、２０ビツトの項目（１２の符号ヒツトと８の文字
ビット）を含む符号、文字タプルを１２ビツト・アドレ
ス・スペースにマツプスル。 ソフトウェア実施例に関して用いられたハツシュ関数は
、２１ビツト項目（１２符号ビットと９文字ビット）を
１２ビツト・アドレス・スペースにマツプする。２０ビ
ツトの価及び２１ビツトの値のすべてが起るわけではな
いので、そのようなハツシュ関数を用いることができる
。上述のハツシュ関数を前に述べた基準を満たすように
設計した。 なお、このハツシュ関数は、その諸仮定から生ずる撞着
を最小にするように設計され、第１には、幾つかの個々
の入力文字がほかのものよシより激しく用込られ、低い
番号の文字が激しく使われ易く、そして第２には、幾つ
かの符号が他のものよりよシ激しく用いられ、早期に生
ずる符号が最も激しく用いられるであろう。上述のもの
に代るハツシュ関数を符号の左５ビツトを回転すること
によって最初のハツシュアドレスを発生し、その文字ビ
ットを回転された符号の高位ビットに排他的論理積演算
をしてインプリメントできる。三つの相次ぐアドレスが
前の１２ビツト・ハツシュ・アドレスにモジュロ１１０
９６を加えることによって発生され、新しい１２ビツト
番号が終端間で反転され、かつ結果として生じた番号の
最下位ビットを１に強制して左５ビツトを回転した符号
番号を含んでいる。 第２図ないし第５図に関−して説明した本発明の実施例
は５本発明の代りの実施例を与えるために上述のものと
異なる組合わせで結合できる種々の随意選択的技術を用
いる。第２図及び第う図の圧縮器−復元器装置は、単一
文字ス） ＩＪソングすべてでストリング・テーブルを
初期設定するが、一方策４図及び第５図の圧縮器−復元
器装置は、ゼロストリングだけでストリング・テーブル
を初期設定する。第２図及び第５図については、単一文
字ス） ＩＪソング初期設定を単一文字そのものをこれ
らのストリングの符号番号として用い、２ よシ大きい
アドレスに対してのみストリング・テーブルにアクセス
することを可能にすることによって行われる。圧縮され
るべき文字のすべては、Ｂビット・バイトであるから、
すべての文字は、２Ｂよシ小さな値をもっている。従っ
て、２Ｂより小さい符号値をもつ単一文字ストリングが
第２図の圧縮器によってストリング・テーブルのアクセ
スなしで伝送されるとともに、第５図の復元器において
単一文字ストリングとして認識され、そ２１−によって
直接伝送されてもよい。第４図及び第５図の圧縮器−復
元器装置は、ゼロストリングだけでテーブル初期設定を
行うのであって、それのストリング・テーブルをゼロな
いし２−１のすべてのアドレスで呼出す。従って、第４
図の圧縮器の実施例においては、単一文字ストリングが
、受けた文字を符号番号ゼロでハツシュして、結果とし
て生じたハツシュ・アドレスにあるゼロのストリング接
頭部符号を入れること知よってストリング・テーブルに
入れられる。第５図の復元器もまた接頭部符号ゼロを適
当なストリング・テーブルの記憶場所に入れることによ
って単一文字のストリングを記憶する。 このほかの選択として、第２図及び第５図の圧縮器−復
元器装置は、ストリングのハツシュ・テーブル・アドレ
スをそれのストリング符号記号信号として割当てるが、
一方、第４図及び第５図の圧縮器−復元器装置は、新ス
トリング・エントリが作られるストリング符号記号信号
を各ス）ＩＪングに逐次に割当てる。 なお別の選択として、第２図及び第４図の圧縮器−復元
器装置は、固定長符号値を各ストリングに割当てるが、
一方、第４図及び第５図の圧縮器−復元器装置は、変化
する長さの符号記号を各ストリングに割当てる。第２図
及び第う図の実施例において、固定長はＣビットの全ア
ドレス長であるが、一方策４図及び第５図の実施例にお
いては圧縮符号記号の長さはＣビットの長さが得られる
までデータブロックの処理の間増える。 なお別の選択として、第５図の復元器は、復元ストリン
グ反転を行うためのストリング長さインデクシング機構
を用いるが、一方、第５図の復元器は、この目的に後入
れ先出しスタックを用いる。 前述のように、各選択は、第２〜５図に開示された実施
例においてインプリメントされる。これらの選択を本発
明の範囲内で追加で実施例を作るようにこの技術におけ
る実務者が再結合できる。 上述の四つの選択の各々は、二つの可能な手段をもって
いるので、１６の別々の実施例を構成できる。例えば第
４図の圧縮器に関して、逐次割当てストリング符号をＣ
ビットの固定長出力として伝送できる。その場合に、符
号大きさ回路１２′５を除去できる。そのような実施例
においては、第５図の復元器は、そのときやはり符号大
きさ回路１５９を除くことになろう。そのような圧縮器
−復元器装置に訃いてストリング・テーブルをゼロスト
リングだけで初期設定する選択が組入れられると（第４
図及び第５図で説明したように）、第４図の圧縮器のシ
フト回路網１１８を用いてオールゼロの空白符号の伝送
に続くＢピット・バイトと同様に固定長Ｃピット圧縮符
号信号を伝送するのに用いることができる。同様にして
、第５図の復元器は、オールゼロの空白符号を受取った
のに続いて、Ｂビットバイト信号を受取るためと共に固
定長Ｃピット符号信号を受入れるためにシフト回路網１
５６を用いるであろう。しかし、第４図及び第５図の圧
縮器−復元器装置を上述のように固定長符号選択を含む
ように変更し、さらにすべての単一符号のストリングを
使うストリング・テーブル初期設定を用いるように変更
すると１−れば、第４図の圧縮器のシフト回路網１１ｇ
を符号番号レジスタ１１９からバス１２０を通して与え
られる出力と共に除去することになろう。そのような実
施例においては、第５図の復元器はそのときバス１５ｇ
を介して符号レジスタ１５７に直接に加えられる入力符
号をもったシフト回路網１５６を除去するであろう。さ
らに、第４図の符号計数器１２１をストリング・テーブ
ル初ｊ（ＩＪ段設定行われたのちに、２Ｂにセットする
ことになり、第５図の符号計数器１６０をゼロの代りに
２ に初期設定することになろう。なお、符号レジスタ
１１６からの第４図のバス１１７は、Ｂビット文字をレ
ジスタ１１９の最下位位置に挿入するために符号番号レ
ジスタ１１９に加えることになろう。レジスタ１１９の
Ｃ−Ｂの最上位位置をゼロにセットすることになろう。 第４図及び第５図の圧縮器−復元器に対する上述の変更
は、圧縮効率を犠牲にして性能を向上させることになろ
う。 上述のことから、変更された第４図のレジスタ１１６及
び１１つとそれらの動作との間の関係は、第２図のレジ
スタ１７及び１つとその動作との間の関係と同一でらる
ことが分る。な訃、すべての単一文字ストリングを匣っ
たテーブル初期設定を用いる変更された実施例をておい
ては、第４図の比較器１うトへのゼロの値をもった入力
は、用いられない。初めて遭遇する文字の単一符号スト
リングを含む単一文字のストリング長 た文字に対して、新しｈ文字に先だっオールゼロの空白
符号信号を伝送するのではなく、第２図に関して述べた
ものと同一の方法で伝送される。 な訃、すべての単一文字ストリングと固定長圧縮符号信
号とでのテーブル初期設定を用いる第４図及び第５図の
変更圧縮器−復元器実施例においては、第５図の復元器
は、多重文字ストリングまたは単一文字ス） ＩＪソン
グ受取ったかどうかを決定するために符号レジスタ１５
７の内容をゼロにではなく２Ｂに比較することによって
変更される０バス１６２は、符号レジスタ１５７から出
されて、単一文字ストリングを直接にスタック１６１に
伝送する。バス１８０の上の符号は、一つのス） ＩＪ
ソング中の最初の文字にＲＡＭ１７７のストリング・テ
ーブルを通る逆方向トレースにおいて遭遇したときを決
定するためにゼロにではなく２ に比較される。ＲＡＭ
アドレスレジスタ１６５からスタック１６１の先頭への
バスは、第５図の復元器に関して前述したのと同様のや
り方でトレースされたストリングの最終文字をスタック
１６１へ転送するように接続される。第５図のゼロ検出
器１７４は、この変更実施例に分いてはもはや必要でな
くなる。レジスタ１５７に入るゼロの値をもつた入力も
必要なくなる。 単一文字のストリングのすべてでストリング・テーブル
を初期設定し、新しいストリング・エントリが作られる
とき、ストリング符号記号を逐次に割当て、そして変化
する長さの圧縮符号信号を伝送する圧縮器−復元器実施
例を作りたい場合は、第４図及び第５図の装置をそれ相
応に変更できる。 第４図の圧縮器は、ストリング・テーブルの初期設定が
行われたのちに、符号計数器１２１を２Ｂにセットして
、第５図の割数器１６０をゼロの代りに２ に初期設定
することによって変更できる。 なお、文字レジスタ１１６からの第４図のバス１１７は
、上述のように符号番号レジスタ１１９へ加えられる。 同様に第５図の復元器は、多重文字ストリングまたは単
一文字ストリングを受取ったかどうかを決定するために
符号レジスタ１５７の内容をゼロにではなく２Ｂに比較
することによって変更される。なお、バス１４０の上の
符号は、一つのストリング内の最初の文字にＲＡＭ１７
７のストリング・テーブルを通る逆方向トレースで遭遇
したときを決定するのにゼロにではなく２Ｂに比較され
る。この実施例に分いては、第５図のゼロ検出器１７１
Ｉもレジスタ１５７に入るゼロの値をもった入力も必要
でなくなる。 空白ストリングだけでストリング・テーブルを初期設定
するように第２図及び第５図の圧縮器復元器実施例を変
更したい場合、比較器２６は空白符号及び全符号に等し
いノ・ツシュ関数アドレスを放棄するように変更される
。なお、比較器５２は、文字レジスタ１７の中のＢビッ
ト文字を空白９］号の伝送のあとに伝送すべきかどうか
を決定するために符号番号レジスタ１９の中の値をゼロ
と比較するように変更される。Ｂピット文字をゼロを満
たされたＣビット文字として伝送できるし、またはその
代りにシフト回路網機構を前述のものと同様に用いるこ
ともできる０同様にして、第う図の復元器は、２Ｂでは
なくゼロを検出するためと符号レジスタ５７を制御する
ためとに比較器５８を用いることによって空白符号に直
接続く単一文字を伝送するように変更できる。 上述のことから第２図及び第５図の実施例は、圧縮効率
を犠牲にして最高性能を与えることがわかるであろう。 なお、第４図及び第５図の実施例は、性能を犠牲にして
最高圧縮を与える。各選択を組合わせる上述の変更、す
なわち、すべての単一文字ストリングを用いてのテーブ
ル初期設定；新しいストリングを作るとき逐次に割当て
られるス） ＩＪング符号記号；固定長符号値を伝送す
ること；及び後入れ先出しスタックを用いるストリング
反転、は適用業務に従って好ましい実施例を与えること
のできる最高性能と最高圧縮との間の中間のものである
。ストリング反転のための第５図のスタック機械化は、
第５図のストリング長さインデクシング機構と容易に相
互交換できる。ストリング長さインデクシングを用いる
とき、レベル欄は、ＲＡＭ記憶場所に追加され、第う図
のインデクシング機構の構成要素６１．７８．８５．８
６．８８、及び９１が用いられる。スタック機構が用い
られるとき、ＲＡＭのレベル欄は必要でなく、第５図の
構成要素１６１．１８１１及び１８５が用いられる。 上述のように、第１〜１１表は、第２図及び第う図の最
高性能ノ・−ドウエア実施例の各選択を用いる本発明の
プログラム式コンピュータの実施例を示す。本発明の種
々のソフトウェア実施例は、上述の各選択の種々の組合
せを普通に熟練したコンピュータ・プログラマによって
定形的に与えられるそれ用のプログラムコーディングと
共に用いることによって与えられることがわかる。 まとめると、本発明は入力データの中で観察された文字
のス） ＩＪング仁多分、圧縮されるべきデータブロッ
クの始めにおいてテーブルを初期設定できる単一文字ス
トリングなどのストリングを除いて記憶するストリング
・テーブルを用いる。 それらのストリングは、各ストリングの記憶さ才ｔたセ
ットが処理されているデータの統計に適応するようにス
トリングが入力データ文字ストリームの中で観測される
とき、テーブルに動的に入れられる。Ｘ文字の各ストリ
ングは、Ｘ−１文字の接頭部ストリングと−クの拡張文
字とを含み、その場合に接頭部ストリングもまたテーブ
ルの１構成要素である。各ストリングは、一つの符号記
号を割当てられ、記憶されたストリングが入力データ文
字ストリームの中で遭遇されると、遭遇したストリング
は、圧縮データの中でその符号信号によって表わされる
。各ストリングは、ストリングの符号記号、接頭部ス）
ＩＪソング符号記号、及びストリング拡張文字とによ
って判然とまたは暗黙裏にのいずれかで記憶される。デ
ータ文字信号のストリームは、各文字のストリングにそ
のストリームをパースすることによって処理され、各ス
トリングは、ストリング・テーブルの中に置かれた。 このパージングは、始めの文字から出発して１度に１文
字ずつ分離するデータ文字ストリームの中への唯１回の
パスにおいて達成きれる。各文字は、拡張されたストリ
ングがストリング・テーブル内にあるものに一致する場
合、前のストリームを拡張するのに用いられる。そうで
なければ、その文字は、新しいストリングを開始するの
に用いられる。基本的には、圧縮処理は、入力データス
トリームの中で各文字が出てきたとき、各文字に次々に
加えられる循環ステップとして考えられてもよい。 入力データストリームからのストリングＳをストリング
・テーブル内で場所をつきとめた。その入力データ・ス
トリームの中で次に続く文字Ｃに対して、そのテーブル
は、拡張ストリングＳｃがその中に存在するかどうかを
決定するために探索される。ストリングＳｃがそのテー
ブルの中に存在すれば、次に続く文字が試験されてその
手続きが再び適用される。拡張ストリングがそのテーブ
ルに存在しなければ、ストリングＳに対する符号記号が
圧縮出力として伝送され、ストリングＳＣがそのテーブ
ルに入れられる。次に文字Ｃは、次のス） ＩＪソング
最初の文字として用いられて、その手続きは、次に続く
入力文字を用いて再び適用される。 て行われる。拡張ストリングＳｃは、既にその記憶場所
に記憶されていれば、そのス） ＩＪソングｃは、その
テーブルの中に存在する。その記憶場所が空であれば、
そのス） ＩＪソング、そのテーブルの中に存在しない
。その場合には、ストリングＳに対する符号記号が伝送
され、ストリングＳｃが空記憶場所に入れられる。でき
れば、文字ＣとストリングＳに対する符号との組合せが
上述の限定深床ハツシュ手順によって行われるのが好ま
しい〇圧縮の間、ハツシュ・テーブル機械化は、圧縮手
順の中の１一点において定められた可能なストリングの
数がストリングの実際の数及びある本質的なファクタに
よる経済的記憶装置の大きさを超えることになるので、
あらかじめ割当てられていないストリングを記はするの
に用いられる。一般的には、ハツシュ・テーブルの各記
憶場所が選択された数学的関数によって割当てられた可
能な項目のレスが限られた数の記憶アドレスの小さなグ
ループ内でのみ現れる。この基傳は、可能なエントリを
探すためまたはそれがケーブルの中てないことを定める
ために必要な探索の量を限定する。 圧縮の間ストリングが少なくともそれを識別するための
その接頭部符号を用いて検索される。復元の間、ストリ
ングがその符号記号によって直接に識別される。復元器
のストリング・テーブルは、各ストリング記憶場所に接
頭部ス） ＩＪソング号及び拡張文字を記憶し、そのス
トリング記憶場所は、そのストリングに対する符号によ
ってアドレス指定可能である。従って、入力符号記号は
、接頭部ストリング及び拡張文字を与えるテーブル内で
探索される。次に接頭部ストリングは断接頭部ストリン
グ及び新拡張文字を与えるテーブル内で探索される。こ
の過程は初めの単一文字ストリングに出合うまで繰返さ
れる。 本発明の上述の各実施例において、ノ・ツシュアドレス
または数が大きくなってゆく次々の値がストリングのた
めの圧縮符号記号信号として用いられる。これらの値の
矛盾のない変更またはアイソモルフイズムもまたそれら
のストリングに対する圧縮符号記号信号として用いるこ
とができるとわかる。 本発明の上述の実施例の若干の変形を以下のように容易
にわかる設計変更を用いて行うことができる。 本発明の圧縮器がディスク装置またはテープ装置のよう
な同期チャネルに圧縮データを与えている場合、その出
力速度がバッファリングを最小にするためにチャネルの
入力速度に一致するように圧縮器の速度を増減するのが
望ましいことがある。 圧縮器の出力速度を達成された圧縮比によって制御し、
その圧縮比は遭遇したデータの形式に従って変る。圧縮
器が高過ぎる速度で出力記号を作るように、その圧縮器
が圧縮しにくいデータに遭遇した場合、圧縮器を入力文
字の間で待機させることによって減速できる。圧縮器が
非常に圧縮しやすいデータに遭遇するので、それが出力
記号をあまシゆつくシ作る場合、その圧縮器を圧縮器の
効率を減らすことによってスピードアップできる。 これは、出力符号記号を必要とするときは常に、文字ス
トリング拡張を中止することによって行われてもよい。 従って、圧縮器が必要な出力速度を遅くするときは常に
最長マツチよシ少ないストリングを選ぶことができる。 なお、圧縮有効度は、データブロックの初期部分を処理
するとき低くなシ、そのブロックの処理が続くとき増加
する傾向があるので、圧縮符号ストリームの転送を開始
する前に圧縮を始めて圧縮速度の変化を相殺することが
望ましいことがある。この待ち時間損失は、圧縮データ
を圧縮器から外部装置に書込むときにのみ起ることがわ
かる。圧縮データを外部装置から読出すときには、復元
を圧縮データが外部信号源から使用できるようになった
ら直ちに開始できる。 さらに別の変更が選択された値より小さくなるようにパ
ースされたストリング長さを制限するために圧縮器の一
部分として割数器を用いることな速度がさらに予測しや
すぐなるように瞬時圧縮比の変動を小さくするであろう
。なｐ、そのような計数器は、最大ストリング長さに敏
感な復元器内の装置の価格を引下げるであろう。そのよ
うな装置には、第５図の後入れ先出しスタック１６１の
ほかに、レベル・レジスタ７８及びｇ５、アドレス加算
器ｇ６、アウトポインタ・レジスタ８８ならびに第う図
のＲＡＭ７５のレベル欄がある。 本発明のさらに別の変更は、同時にではないけれども圧
縮及び復元の両方に対して同じハードウェア装置のセッ
トを用いることであることがある。 圧縮及び回復の必要条件の開には特にＲＡＭについて、
同時性を失ってもよいとき、′かな９の価格の節約をこ
の変更によって得ることができるという十分な類似性が
ある。なお、圧縮インプリメンテーションにおいて連想
記憶装置をＲＡ、 Ｍの代シに用いることもできよう。 そのような変更は、ハウジングの必要をなくして制御の
複雑さを減らす。 〔■〕発明の効果 “ 適応可逆データ圧縮及び復元をデータ統計また１はデー
タ冗長度の形についての前もっての知識を何もなしに達
成する。良好な圧縮比が最も速い今日の磁気テープ及び
磁気ディスクデータ記憶装置ならびに最も速い今日の商
用通信リンクと共に用いるのに適する高性能動作で達成
される。
待つ間、第５図の復元器は５この状態にある。圧縮入力
符号を供給する外部信号源からのデータ使用可能信号は
、入力データが使用できるときを指示するために用いら
れる。入力符号が使用可能になると、す〜ド１５２の上
のデータ使用可能信号は、「最初の符号状態」に入るよ
うに制御装置１５′５に合図する。 第５図の復元器は、メツセージの最初のストリング符号
を読取る。これは、最初の符号に対してはゼロピットで
ある入力データライン１５０からのビットを読取る１５
６によって行われる。符号計数器１６０は、ゼロにセッ
トされて、符号回路１５９にゼロピットの符号大きさＤ
を確立する。 第４図の圧縮器の動作に従って、一つのデータブロック
の最初の圧縮符号信号はゼロであって、あからさまには
伝送されない。従って、符号レジスタ１５７は、ゼロに
セットされ、最初の符号を受けたことを示す。 どのゼロ符号に関しても、この最初の符号は５Ｂビット
文字信号を伴っている○従って、制御装置１５うは、ス
タック１ら１の先頭に記憶するために経路１６２を経て
伝送されろ最初のＢビットを読取るようにシフト回路網
１５６を制御する。 スタック１６１の先頭にある文字は、出力文字ノ（ス１
５０を通して使用可能である。制御装置１５３は、ライ
ン１５５を通して出力ストロープ信号を伝送することに
よってこの出力文字の使用可能なことを知らせる。この
初めの文字が伝送されるので、それはあとの伝送に備え
てスタック１６１の中に保持されない。従って、スタッ
ク計数器１８４は、ゼロ値を含むように初期設定される
。初期符号を処理し終ると、制御装置１５′５は、この
最初のストリングを２トリング・テーブルに入れるため
に「ゼロストリング更新状態」に入るように第５図の復
元器を制御する。 〔２〕 ゼロストリング更新状態、 ゼロのストリング
符号を受取ると、そのゼロストリング符号にすぐに続く
１文字ストリングに対するエントリが割当てられるべき
次の符号番号でス） ＩＪソングテーブル内に置かれる
。従って、符号計数器１６０は、１だけ増分されて結果
として生ずる結果は、ＲＡ ＩＡアドレス・レジスタ１
６５にバス１６６を介して伝送される。この状況におい
て、常にゼロである符号レジスタ１５７の中の値は、符
号レジスタ１７２へバス１７５を介して移される。燻１
７７は、次に符号レジスタ１７２の内容なバス１７８を
介して新しいストリングの接頭部符号値として「書込む
」ように制御される。この値は、ＲＡ、 Ｍアドレス・
レジスタ１６５によって指定されたアドレスにある接頭
部符号値に書込域れる。 なお、スタック１６１の先頭においてバス１７９を介し
て使用可能な出力文字バス１５１に出力された最終文字
は、このストリングの拡張文字として’ＲＡＭ１７７の
アドレス指定された記憶場所の文字欄に書込まれる。従
２て、この「ゼロストリング更新状態」においては、ゼ
ロの接頭部符号及び受けた最終のＢビットの拡張文字が
書込まれ、そのストリングに対する符号によってアドレ
ス指定されたＲＡＭの記憶場所に適当な単一文字ストリ
ングを作る。次に、「新符号状態」に入って次の入力符
号信号を処理する。 〔つ〕 新新符号態、 パースされた文字ス） ＩＪン
グを回復するための処理の始めにおいて、Ｄビットの新
しい圧縮符号信号がライン１５０から読取られる。しか
し、始めには、符号レジスタ１５７における前の符号を
符号レジスタ１７２ヘバス１７うを経て転送して、それ
を次のストリング・テーブル更新に備えて保存する。ラ
イン１５２の上のデータ使用可能信号は、新符号信号が
使用できるかどうかを決めるために試験される。データ
が使用可能でなければ、現在のデータブロックの終りに
達したことになり、復元器は、その現在の仕事を完了し
た「待ち状態」に戻される。 データが使用可能な場合は、入力の次のＤビットが入力
ライン１５０から符号レジスタ１５７の下位Ｄビットに
シフト回路網１５６及びバス１５８を介して読込まれる
。Ｄの値は、符号計数器１６０の中の現在の値に従って
符号大きさ回路１５９によって決定される。 この新符号値は、それが追加された新しい文字のついた
ゼロ符号ストリングであるかどうかを決めるためにゼロ
に対して試験される。従って、ゼロ検出器１６５が制御
装置１５３にリード１７０を介して符号レジスタ１５７
の内容がゼロであるかどうかを知らせる。ゼロが検出さ
れれば、以下のアクションが行われる。入力データの次
のＢピットは、シフト回路網１５６によって入力ライン
１５０から読出される。そのＢビットは、バス１６２を
経てスタック１６１の先頭に伝送され、ライン１５５の
上の出力ストロープは、新しい正しい文字が使用できる
ことを外部装置に知らせるように起動される。次に、検
出器１６５は、符号計数器１６０の中の現存する計数が
計数器１６０のオール１の状態である２°−１に等しい
かどうかを決定する。符号計数器１ＧＯがオール１を含
む場合、ＲＡＭ １７７の中のストリング・テーブルは
、−ばいであって、そこにはそれ以上の更新データを加
えない。現在の入力符号の処理は、そのとき完了してい
て、復元器は、この「新符号状態」に再び入って、次の
圧縮符号信号を処理するように制御される。しかし、符
号計数器１６０が２°−１より小さい値を含む場合、受
けたばかりの文字は、前に受けた符号信号の拡張として
ストリング・テーブルを更新すると共に当然に新車−文
字ストリングとしてそのストリング・テーブルを更新す
るのに用いられる。第５図の復元器は、この更新を「単
一文字更新状態」に入ることによって行う。 符号レジスタ１５７がゼロ値を含まなかった場合、その
内容は、比較器１６７を介して９０号割敬器１６０の中
の既存の計数と比較される。符号レジスタ１５７が符号
計数器１６０より大きな値を含む場合、比較器１６７は
、制御装置１５３にリード１６８を介して受取ったばか
りの符号が捷だストリング・テーブルに入れられていな
い前の符号の延長である異常な特殊の場合が起ったこと
を知らせる。この状態において、新符号ス） ＩＪング
の最終文字は、前のストリングの拡張文字に等しく、前
のストリングはまた、新符号ストリングの最初の文字で
あり、新符号ストリングは、前のストリングの始めの文
字でろり、前のストリングは、復号されたばかシでスタ
ック１６１の先頭にある文字でるる。従って、「ブツシ
ュ」が新ストリングに対してこの文字を保持するために
スタック１６１において実行され、スタック計数器１８
１１は、１だけ増分される。そのあとで、現在のストリ
ングに対する接頭部符号である符号レジスタ１７２の中
の符号信号は、バス１７６を経てＲＡＭアドレスレジス
タ１６５に転送され、「次の文字状態」に入ってこのス
トリングの残部の正常な処理を行う。 しかし、符号レジスタ１５７の中の値がゼロでもなく、
また符号計数器１６０の中の既存の計数より大きくもな
い場合、符号レジスタ１５７の中の値は、正常なストリ
ング符号である。この符号は、符号レジスタ１５７から
の符号値をバス１７１ヲ経てＲＡＭアドレス・レジスタ
１６５に転送し、そのストリングの各文字を処理し始め
るために「次の文字状態」に入ることによって処理され
る。 〔イ〕０次の文字状態、 この状態に入ると、ＲＡ Ｍ
７ドレス・レジスタ１６５は、文字の対応するストリ
ングに復元されるべきストリング符号を含んでいる。従
って、ストリング・テーブルＲＡＭ１７７は、レジスタ
１６５の中の符号値によってアドレス指定された記憶場
所の内容を読取るように制御されて、そのストリングの
ための接頭部ストリング符号及び拡張文字をそれぞれバ
スＩＦ５０及び１とうの上に作る。バス１ｇ５の上の拡
張文字は、スタック１６１の先頭に加えられて押下げら
れ、スタック計数器１８１１は、１だけ増分される。 バス１８０の上の接頭部符号は、それがゼロであるかど
うかを決めるためにゼロ検出器１８１によって試験され
る。その接頭部符号がゼロであれば、ストリング・テー
ブル内のアドレス指定された記憶場所は、現在のストリ
ング内の最終バイトを含み、「更新ストリング・テーブ
ル状態」に入ってスタック１６１の中に現在あるストリ
ング・データの処理を完了する。その接頭部符号がゼロ
でなければ、接頭部ストリングは、その接頭部符号をバ
スＩＦ！０を通してＲＡＭアドレス・レジスタ１６５に
転送して、この「次の文字状態」に再び入ることによっ
て処理される一つ以上の文字を含んでいる。 リング符号をその文字の列に復元したのちに、発生した
最終文字は、そのストリング・テーブルを前の符号呟で
更新するための拡張文字として用いられる。しかし、こ
れは二つの状態のないときにのみ起る。ゼロ検出器１７
１↓が符号レジスタ１７２の中の前の符号値がゼロに等
しいことを決定する場合、このストリングの更新は、既
に起ってしまっておシ、直ちに「出力作成状態」に入る
。検出器１６５が、符号計数器１６０の中の値が２Ｃ−
１に等しいと決定する場合、ストリング・テーブルは、
一杯であって、それ以上の更新はできない。 この場合にはまた、直ちに「出力作成状態」に入る。こ
れらの二つの状態のどちらも起らなければ、更新は、以
下のように行われる。符号計数器１６０の内容は５１だ
け増分され、増分された値は、ＲＡ Ｍ ７ トレス・
レジスタ１Ｇ５１Ｃバス１６０を経て転送される。ＲＡ
Ｍ１７７は、次に割当てられた符号値のサイトであるア
ドレス指定された記憶場所に符号レジスタ１７２からバ
ス１７８を経てくる接頭部符号値及びスタック１６１の
先頭からバス１７９を経てくる拡張文字を書込むように
制御される。そのあとで、「出力作成状態」に入る。 〔６〕 出力作成状態、 現在のストリングの各文字は
、スタック１６１の中にいまはあって、過当な出力文字
列を与えるようにバス１５１を通して後入れ先出しで伝
送される。スタック１６１は、ポツプ・アップされ、そ
れによって伝送されるべき次の文字は、スタック１６１
の先頭に置かれて、その結果、外部装置への出力バス１
５１を通して使用できる。ライン１５５の上の出カスト
ローブ信号は、正しい文字が使用できることを知らせる
ために制御装置１５３によって発せられる。スタック計
数器１１１ｔｌｌは、１だけ減分されて、スタック計数
がゼロ検出器１８５によってゼロに対して試験される。 スタック計数器１１４の中の計数がゼロでなければ、も
つと多くのデータがスタック内にあって、この「出力作
成状態」に入ってもう一つの文字を与える。しかし、ス
タック計数器１１１ｔｌｌＯ中の計数がゼロの場合、現
在のストリングの文字の伝送は、完了しており、「新符
号状態」に入って次のストリングを始める。 〔７〕 単一文字更新状態、 単一文字を一つの符号ゼ
ロ・ストリングの」二の一つの明白な拡張として受取る
とき、 この文字は、前の符号値に基いたストリング・
テーブル内で新しいストリングを作るための拡張文字と
して使われる。このストリング・テーブル更新は、前の
符号値を含む符号レジスタ１７２の内容がゼロ検出器１
７１１によって非ゼロであるとして検出される場合だけ
起る。ゼロ検出器１７１１が、符号レジスタ１７２の内
容がゼロであると決定すれば、このストリングテーブル
更新は、実行されない。符号レジスタ」７２が非ゼロの
値を含む場合、更新は、符号泪数器１６０を１だけ増分
し、増分された値をＲＡＭアドレスレジスタ１６５ヘバ
ス１６６を経て伝送することによって行われる。ＲＡＭ
１７７は、勾号レジスタ１７２からバス１７８を経てく
る接頭部ストリング符号及びスタック１６１の先頭から
バス１７９を経てくる拡張文字をＲＡＭアドレスレジス
タ１６５の中の新符号によってアドレス指定された記憶
場所の接頭部符号欄及び文字欄のそれぞれに書込むよう
に制御される。 次に符号計数器１６０の内容は、計数器１６０が値２−
１に達したかどうかを決めるために検出器１Ｇうによっ
て試験される。この値に達した場合、ストリング・テー
ブルは、一杯であって、それ以上の更新は、行われない
。次に「次の符号状襲」に入って次のストリングの処理
を始める。 しかし５計数器１６０の内容が２−１より小さければ、
「ゼロストリング更新状態」に入ってストリング・テ
ーブルを受けたばかりの単一文字ストリングで更新する
。 第２〜５図に示した本発明の上述の実施例は、例えば、
離散的デジタル論理構成要素を用いてバー−ドウエアで
実現される。第１〜ＩＩ表は５本発明によるデータ信号
の圧縮及び復元を行うプログラム記憶式デジタル計算機
にロードするソフトウェアで実現された本発明の１実施
例を示している。 明確にいえば、本発明のプログジム式計算機実施例は、
第２図及び第う図に関して先に述べた本発明の最高性能
実施例をソフトウェアで実現する。 第１〜ｌ１表のプログラム式計算機実施例はＦＯＲＴＲ
ＡＮで実現されるので、互換性ＦＯＲＴＲＡＮ コンパ
イラを備えた計算機ならどれでも実行できる。圧縮器及
び復元器は、それぞれ入力及び出力データを管理する主
プログラムの中で呼出されるべきサブルーチンとして実
現される。圧縮器と復元器のサブルーチンは、基礎にな
っている計算機のワ〜ドの大きさに関係のない任意の長
さで密につめられた記号の配列について取る動作と置く
動作をそれぞれ行うＩＢ工ＴＳＧ 及びＩ Ｂ Ｉ Ｔ
Ｓ Ｐという名の文字操作サブプログラムを用いる。 ＩＢＩＴＳ（）及びＩＢＩＴＳＰサブプログラムは、そ
れぞれ等しい大きさの記号の直線配列の指定された位置
にある選択されたビット長の一つの記号をそれぞれ取っ
たり、置いたりする。丁ＢＩＴＳＧは、圧縮器及び復元
器ザブルーチンにおいて用いるための機能ザブプログラ
ムとして実現され、ＩＢＩＴＳＰは、圧縮器及び復元器
サブルーチンの実行において呼出されるべきサブルーチ
ン・サブプログラムとして実現される。第５表及び第４
表は、それぞれＩＢＩＴＳ（）及びＩＢＩＴＳＰを示す
。これらのザブプログラムは、例として与えられ、等価
なサブプログラムが普通に熟練した計算機プログラマに
よって容易に作られる。 第１表及び第２表にそれぞれ示した圧縮器及び復元器の
サブルーチンは、それぞれＣＯＭＰ及びＤＥＣＯＭＰと
いう名称である。ＣＯＭＰサブルーチンは４９ビット−
文字信号のストリングを１２ピット符号記号信号に圧縮
し・ＤＥＣＯＭＰザブルーチンは、１２ビット符号記号
信号を９ビツト文字信号のストリングに復元する。例示
したサブルーチンは、′５６ビツトワード長を有する計
算機を用いる。これらのサブルーチンは、５２ビット計
算機を用いて８ビツト文字で動作するように容易に変換
される。ＣＯＭＰ及びＤＥＣＯＭＰは、サブルーチンと
して構成されるけれども、それらは当然別々のプログラ
ムとして等価に構成できる可能性のあることがわかる。 ＦＯＲＴＲＡＮがこれらのルーチンを実施するために用
いられるが、他の等価なプログラム言語を同じ効果に用
いることができるであろう。 さて、第１表を参照すると、 ＣＯＭ Ｐ （ＩＢＵＦ
Ａ。 ＮＡ、 ＩＢＵＦＢ、 ＮＢ ）サブルーチンが示され
ているＯＣＯＭＰサプルーサブルーチンＩＢＵＦＡに含
まれたＮＡ個の９ビツト文字のブロックについてデータ
圧縮を行う。ＣＯＭＰは、配列ＩＢＵＦＢＱ中のＮ８個
の１２ビット記号で構成された圧縮符号を作る。 ＣＯＭＰは、圧縮器ストリング・テーブル憶するだめの
ＩＩ０９６整数配列工ＴＡＢＬＥを内部的に用いる。従
って、第１表の文１１ｉは、ＩＴＡＢＬＥ配列の寸法を
決める。ＩＴ’ＡＢＬＥＯ中の各記憶場所は、そのテー
ブル内のアドレスに等しい圧縮符号をもつ遭遇した文字
ストリングに対応する。こツインプリメンテ−ジョンに
おいては、ＦＯＲＴＲＡＮがゼロを基準とした配列を支
持しないので、アドレスを作るのに１をその符号に加え
る。一つのストリングを記憶する各テーブル記憶場所は
、そのストリングの接続部の符号を含む。ストリング・
テーブルは、空であるように初期設定される。 ＩＴＡＢＬＥの空状態は、値５１２をもつ工ＦＩＬＬと
いう空白記号でテーブルを埋ることによって行われ、値
５１２は、どのストリングに対しても用いられるもので
はない任意の選択された符号値である。第１表の文１５
は、ＩＦＩＬＬ の量を限定する。従って、ＩＦＩＬＬ
は、値２ をもっている（この実施例において、Ｂは、
っである）ことがわかる。第１表の実施例は、文１６に
よって１を含むように確立されて、初期設定された内部
文字計数器ＮＣＨＡを用いる。ＮＣＨＡ計数器は、読出
されるべき次の入力文字のインデックスを与える。第１
表の圧縮器はまた、ＦＯＲＴＲＡＮ文１７によって定義
されて、１に初期設定される内部出力記号計数器ＮＢを
用いる。記号計数器ＮＢは、発生されるべき次の出力記
号のインデックスを与える。ＦＯＲＴＲＡＮ文１８及び
１９は，１１０９６の記憶場所すべてにＩＦＩＬＬ を
挿入することによってすべての空白値を含むようにスト
リング・テーブルを初期設定する。ＩＴＡＢＬＥの最初
の５１５記憶場所は、決して呼出されないので、これら
の記憶場所は、初期設定を必要としない。これらの記憶
場所の初期設定は、そうする時間を節約したい場合省略
できる。 最初の文字は、最初の文字１からの９ビツトをＩＢＵＦ
八から検索する工］３ＩＴＳＧ機能を用いてＦＯＲＴＲ
ＡＮ文２０によって読出される。この入力文字は、文２
０においてその文字の値に等しいそれのあらかじめ割当
てられた単一文字ス） リング符号値に変数ＮＯＤＥＮ
Ｏにその値を記憶することによって変換される。変数Ｍ
ＯＤＥＮＯは、既に読出された文字のどの部分的入力ス
トリングに対してもその符号値を含むように用いられる
。第１表の文１６〜２０は、１ブロツクのデータを処理
するだめの初」υノ設定及びその過程の開始を完成する
０ 第１表の文２１は、各折しい入力文字が読出される主処
理ループへの入口を与える。文２１は５それへの飛び越
しを行うためのラベル１００を備えている。文字インデ
ックス計数器ＮＣＨＡは、文２１で増分される。文２２
は、Ｎ Ｃ Ｈ Ａが入力パラメータＮ Ａよシ大きい
かどうかを決定し、ＮＣＨＡがＮＡを超えていれば、す
べての入力文字は、使い果されたのであって、飛び越し
がデータブロック終了処汐のための文ｌｌＯへ行われる
。 文１４Ｇは、その飛び越しを行うためのラベルｌ１００
を備えている。 正常の状況においては、新しい文字が使用できるとき、
文２３は、ＮＣＨＡ番目の９ビツト文字を入力バッファ
ＩＢＵＦＡからＮ Ｏ Ｗ Ｃ Ｈ Ｒという名の変数
に読込むためのＩＢＩＴＳＧ機能サブプログラムを用い
る。文２１１は．ＮＯＷＣＨＲの中の値及びＮＯＤＥＮ
Ｏの中の値、すなわちＮＯＷＣＨＲ内の文字によって拡
張されたＮＯＤＥＮＯの中の符号によって定められるス
トリングのノ１ツシュアドレスＬＯＧを計算するための
前のストリング符号を用いる。文２’ｌｌの中で述べら
れたノ・ツシュ関数は、文字の値がビットが逆でないこ
と以外第２図及び第５図に関して上に述べたものと同じ
である０前述のハードウェア実施例においてはそうする
ことが便利であるけれども、ソフトウェアで文字の値を
１ビツトずつ逆にするのは不便である。なお、文２１１
のハツシュ関数は、ＦＯＲＴＲＡＮがゼロペースの配列
を支持しないで、ＬＯＣの値がアドレスを作るのにそれ
に１を加えられている点でノ・−ドウエア実施例におい
て用いられたノ・ツシュ関数と異なる○この最初のハツ
シュアドレスを発生しＪこのち、計数器の変数Ｎが．Ｌ
ＯＣの中の値がテ−プルの中のＮ個の可能な探索サイト
の最初のものであると−うことを示す文２５によって限
定されて、１に初期設定される。本実施例（Ｃおいては
、Ｎは７として選択される。 第１表の文２６は、計数変数としてＮを用いるテーブル
探索ループへの入口を与える。文２６は、それへ飛び越
しを行うことのできるようにラベル１２０を備えている
。文２６は、ＬＯＣが適法な値を含むかどうかを決定す
る。従って、文２６は、ＬＯＣが５１５より大きいかど
うかを決める。記号符号ゼロないし５１１は５単一文字
のストリングにあらかじめ割当てられ、５１２は５空白
記号に対して逆にされ、かつすべての符号は、上述のＦ
ＯＲＴＲＡＮ規則のために１だけ増やされる。 ＬＯＣが適法な新しいアドレスを含まなければ、飛び越
しが文う１へ行われて、もう一つの試みを発生する。文
３１は、飛び越しを行うためのラベル１８０を備えてい
る。正常には、ＬＯＣ内の値は、適法なアドレスであっ
て、その記憶場所におけるストリング・テーブルの内容
は、文２７における既存の文字ス） ｌ）ング句号に対
して検査される。アドレス指定されたストリング記憶場
所の内容が既存のストリング信号に等しくなければ、探
索されたス） ＩＪングは、前にこの符号値を割当てら
れなかったので文３０への飛び越しがその探索を続ける
ために行われる。文３０は、転送を行うためのラベル１
３０を備えている。しかし、文２７で試験された符号値
が等しければ、現在の文字によって拡張された前のスト
リングは、ストリング・テーブルにＬ ＯＣ−１に等し
い符号値と一緒に既に記憶された受入れられたストリン
グである。文２８は、この新しいストリングを前のスト
リングに符号ＬＯＣ−１を変数Ｎ０ＤＥＮＯにおいて記
憶することによって変換する。次に、文２９は、もう一
つの入力文字を読出して、ストリング拡張処理を繰返す
ために文２１に戻る転送を行う。 文２７に訃いて、前の工ＴＡＢＬＥ呼出しが失敗に終る
と、飛び越しが文３０に割当てられたラベル１３０を介
して文５０に行われる。文５ｏは、記憶場所ＬＯＣが空
であるかどうかそれの内容の初期値ＩＦＬＩＬＬに対す
る相等を試験することによって決める。その記憶場所が
空であれば、探索されたストリングは、そのテーブルの
中に存在しないと定められて、そのテーブルを更新し、
現在のストリングを終了にするために飛び越しが文３５
へ行われる。文う５への飛び越しは、その文に割当てら
れたラベル２００によって行われる。しかし、文２７及
び３０によって行われた試験が共に失敗に終れば、もう
一つの記憶場所が５調べられた最後の記憶場所が一つの
ストリングまたは空記憶場所を発見するための７番目の
試みを構成するのでなければ、検査されなければならな
い。従って、文５１は、探索計数Ｎを１だけ増分し、文
う２は、この次の探索計数をそれが７を越しているかど
うかを決めるために試験する。Ｎがこんどは７を越して
いれば、それ以上の探索が試みられず、そのストリング
は、そのテーブルの中に存在しないど定められていて文
う６への転送が行われる。 ラベル５００は、飛び越しを行うために文う６に割当て
られている。しかし、Ｎがまだ７に等しくなければ、探
索されたス）ＩＪングに対する探索は、新しいハツシュ
・アドレスにおいて続けられる。 文′５５は、試験されたばかシのノード番号へ加えられ
る接頭部ストリング・ノード番号から新しいハツシュ・
アドレスを計算する。テーブル長ヲ保つために加算が１
１０９６を法として行われる。この新しいノード番号は
、またＦＯＲＴＲＡＮ適法記憶場所ＬＯＣを与えるため
に１だけ増やされる。 新しいハツシュ・アドレスが計算されると、文５４は、
新しいアドレスに関する探索手順を行うために文２６へ
の転送をラベル１２０を介して行う。 文５５は、空記憶場所に遭遇したときに文５０が転送を
行った転送先のプログラム内の状態を切分ける。ストリ
ング・テーブルは、こんどは、空記憶場所において、観
察されたばかりであるが壕だテーブルの中に入っていな
い拡張ストリングを入れることによって更新される。文
３５は、ＮＤＤｌｌｉＮＯの中に記憶された接頭部ノー
ド番号をその記憶場所のアドレスを新しいストリングの
圧縮符号記号信号としての割当てを行う空記憶場所に書
込むことによって更新を行う。そのあとで、ストリング
の処理の終りが文５６〜３８によって行われる。 文３６は、：［ＢＩＴＳＰを呼出してＮ０ＤＥＮＯの中
の現在の）−ド番号を出力バッファＩＢＵＦＨにそのバ
ッファ内のＮＢ番目の１２ビツト記憶場所におる１２ビ
ット符号として置く。次に、文５７は、伝送されたばか
りのストリングの中に含まれていなかった最後に受けた
入力文字を符号番号に変換して、次のス） ＩＪング探
索の始めを与える。その文字信号は、Ｎ０ＷＣＨＨの中
の値をＮ ＯＤ Ｅ Ｎ Ｏに転送することによって符
号信号になる。次に、文う８は５出力記号計数ＮＢを１
だけ増分して、開始したばかりのストリングに出力１を
与え、交うっは、ラベル１００を介して文２１に戻り転
送し・もう一つ入力文字信号を取出して、主反復ループ
を行う。 文ｌｌＯは、現在のデータ・ブロック内のすべての入力
文字を処理したプログラムの中の状態を切分ける。従っ
て、文ｌｌＯは、丁ＢＩＴｓＰを呼出して最後の部分ス
トリングを示すＮ０ＤＥＮＯ内の最後の１２ピット符号
値を出力バッファＩＢＵＦＢのＮＢ番目の位置に置く。 次に、文１１１は、入カバソファＩＢＵＦＡ内に含まれ
たＮＡ文字信号のデータ・ブロックを圧縮するために第
１表のサブルーチンＣＯｌｖｆ Ｐを呼出した主プログ
ラムに制御を戻す０ 第２表を参照すると、バッファＩＢＵＦＢの中に受け入
れられたＮ８個の１２ビット圧縮符号記号信号のブロッ
クについて復元を行い、結果として生じた回復された９
ビツトの文字信号を出力バッファＩＢＵＦＡに詰めてＪ
結果として生じた文字の数の計数Ｎ Ａを戻す復元サブ
ルーチンＤＥＣＯＭＰ（ＩＢＵＦＢ、ＮＢ、 よりＵＦ
Ａ、ＮＡ）が示されている。 第２表の復元器ＤＥＣＯＭＰは、それのストリング・テ
ーブルを文１０の中に寸法を与えられた１１０９６ワ一
ド配列ＩＴＡＢＬＥの中に記憶する。 文１１は、第２表の実施例に対して９にセットされたデ
ータ定数ＮＢＩＴＳＡを用いて出力文字信号の中のビッ
トの数をパラメータ化する。文１２は、読出されるべき
次の入力記号信号を示す入力圧縮記号計数変数ＭＣＨＢ
を確定する。文１２はまた、Ｎ ＣＨＢを１に初期設定
する。文１５は、出力バッファよりＵＦＡの中に置かれ
ていた文字の数を示す出力文字計数変数ＮＡを確定する
。文字１３は捷だ、出力バッファの中に置かれるべき最
初の出力文字を加えるときに、ＮＡを１に初期設定する
。これは、文１ｇにおいてあとで説明するような方法で
起る。ＩＴＡＢＬＥの中の各ストリング・テーブル記憶
場所は、三つの整数の値をもつ欄で編成される。各スト
リング・テーブルの記憶場所は、記憶場所の内容を経て
遭遇した文字のストリングをピント１〜１２にある接頭
部ストリング視号、ビット１５〜２１１にある接頭部ス
トリングの長さ及びビット２５〜５６にあるストリング
拡張文字を介して記憶する。本実施例においては、この
アトＶスは、第１表に関して上に検討した理由のために
符号信号に１を加えたものである。 文１１Ｉ及び１５は、すべての記憶場所が空であるとい
うことを示すようにストリング・テーブルＩＴＡＢＬＥ
を初期設定する。オールゼロは、プログラムする便宜上
、空状態を指示するように任意に選択される。オールゼ
ロは、適合ス） ＩＪソング記憶するときに決して起り
得ない不法構成である。 適合ストリングがゼロの接頭部ね号をもつとき、それは
１の接頭部ス）ＩＪング長さをもつもので、オールゼロ
構成は、この初ユリ］設定の手順の間ストリング・テー
ブル内になされ得るだけである。 初期処理が文１６において最初の入力符号記号を読取っ
て、最も最近読取られた符号記号を含むために用いられ
る変数Ｎ０ＣＯＤ’Ｅの中にこのノード符号を記憶する
ことによって始められる。文１６は、最初の入力符号記
号の読取りを第う表のよりＩＴＳＧ機能サブプログラム
を用いてＩＢＵＦＢの中のＩＣＨ８番目の１２ビット項
目を入力することによって行う。文１７は、最も最近発
生された文字を含むために用いられる変数ＩＣＨＡ、Ｒ
を定める。文１６において、Ｎ０ＣＯＤＥの中に置かれ
たばかりの値が単一文字符号であるとわかっているので
、それは、文１７において工ＣＨＡ、Ｒを満たすために
直ちに用いられる。文ＩＦ！は、出力バッファよりＵＦ
Ａの中のこの文字をＮＢＩＴＳＡの大きさの順目のＮＡ
番目のサイトに置く。文１８は、第４表のＩＢＩＴＳＰ
サブルーチンを呼出すことによってこの文字出力動作を
行う。そのあとで、ストリング・テーブルのこのストリ
ングの拡張によるあとでの更新に備えて、文１つは、変
数Ｎ０ＤＯＬＤの中ｉＣＮ０ＣＯＤＥの中のストリング
符号を保存し、文２０は、 ＬＦＶＯＬＤの中のストリ
ングの長さをこの最初のストリングに対する長さの既知
の値と一緒に保存する０復元処理を初期設定このように
したとき、反復に文２１で入る。文２１は、それへのあ
とでの転送を行うために１００のラベルを備えている０ 主ループの始めにおいて、文２１は、記号計数ＮＣＨＢ
を１だけ増分し、次に、文２２は、入力記号計数ＮＣＨ
Ｂが処理されるべき記号の番号ＮＢを超えるかどうかを
決めるための試験を行うＯ現存の記号計数Ｎ ＣＩ（Ｂ
が復元されるべき使用可能な記号の番号より太きければ
、その過程は完了であって、ＤＥＣＯＭＰがサブルーチ
ン・リターン文５７に転送することによって終了になる
。文５７は・その転送を行うためにラベル５１０を備え
ている。しかし、復元されるべきそれ以上の入力データ
が使用可能なとき、文２３は、ＩＢＵＦＢのＮＣＨＢ番
目の１２ビット位置から次の使用可能な記号を読取る。 文２うは、第５表のＩ Ｂ Ｉ ＴＳＧ機能サブプログ
ラムを用いてこの動作を行う。文２３は、読取シ符号記
号を処理されている現在の部分ストリングの符号を保持
するために用いられる変数であるＮ０ＤＥＮＯの中にお
く、文２１Ｉｉｌ″ｌ：また、入力符号記号を最も最近
の入力符号を入れておくのに用いられるＮ０ＣＯＤＥに
置く。文２５は、Ｎ０ＤＥＮＯの中の符号値を試験して
、それが５１２を超えるかどうかを決め、５１２を超え
れば、そのプログラムは、文２８に移って、正常な復元
過程を初める。値５１２は、第２図５第５図及び第１表
に関して前に検討した理由によって２Ｂに等しい。文２
ｇは、それへの転送を行うためにラベル１２０を割当て
られている。しかし１文２５の試験がＭＯＤＥＮＯの中
の新しい記号が５１２よシ小さい値をもっていると決定
すれば、その符号は、直接に解釈されるあらかじめ割当
てられた符号値の単一文字ストリングを表す。この単一
文字ストリングは、接頭部ストリングの長さがゼロであ
る。 従って文２６は、処理されているストリングの接頭部ス
トリング長さを保持するために作業用変数ＬＥＶＥＬを
確定する、この場合にＬＥＶＥＬは、ゼロにセットされ
る。そのめとで、文２７は、すべての単一文字ストリン
グの処理が達成される場所である文」０にプログラムを
転送する。文ｌｌＯはそれへの転送を行うためのラベル
２１０を備えている。 文２５がラベル１２０を介して文２ｇへの転送を行うと
、新しい符号値が多重文字ストリングを表すとわかって
いるＮ０ＤＥＮＯに常駐している。 文２とは、現在のストリングがいままでのところストリ
ング・テーブルに入っていない直前のストリングの拡張
である異常な特殊な状況に対して試験する。この試験は
、このストリング符号値を前に定めたことがあるかどう
かを決定するために新しい符号のストリング・テーブル
記憶場所の内容を調べることによって行われる。実際に
は、テーブルは、上に検討したＦ ＣＩ ＲＴ ＲＡＮ
の必要条件を満たすためにＮ０ＤＥＮＯ＋１のところに
アドレス指定される。テーブル・エントリがゼロでなけ
れば、そのストリングは、前に定められたのでろって、
転送が文ううに行われて正常の処理を続ける。 ラベル１５０は、その転送を行うために文う５に割当て
られる。しかし、文２８の試験がテーブル・エントリが
空であることを決定すれば、現在の符号は、直前のスト
リングの拡張であるとわかる。 従って、現在のストリングの接頭部ストリング長さは、
前のストリング長さに等しｂ０従って、文２つは、ＬＥ
ＶＯＬＤの中の前のストリング長さを接頭部ストリング
長さ変数ＬＥＶＥＬの中に置く。 この特殊な場合には、与えられるべき最初の文字は、こ
の現在のストリングの親文字である直前のストリングの
拡張文字であるとわかり、その親文字は、直前のストリ
ングの親文字に等しく、その親文字はまた変数ＩＣＨＡ
Ｒに常駐する文字である。 従って、文３０は、第４表のＩＢＩＴＳＰサブル−チン
を呼出してＩ ＣＨＡＲにある既存の値を新しいストリ
ングの終りにある記憶場所において出力バッファよりＵ
ＦＡの中に置く。この記憶場所は。 復元器によって与えられていたすべての前の文字のＮＡ
計数にＬＥＶＥＬ＋１の中の接頭部ストリングの長さの
値を加えたものから決定される０新ストリングの最初の
文字を出力したのち、文３１は、Ｎ０ＤＯＬＤにろる前
のストリング符号を復号されるべき接頭部ストリングと
してＮ０ＤＥＮＯに転送し、文５２は、ストリングを復
号する場所であろ土ループに入るブこめに文５１１への
転送を行う。ラベル２００は５文５１４への転送を行う
ために文′５１＋に割当てられている。 文２８によって行われた試験が現在の符号がテーブル内
に既にあるストリングを表すことを示すとき、ラベル１
３０を介して文５うへの正常な符号解釈経路がたどられ
る。Ｉｉ’０ＲＴＲＡＮ ＢＩＴＳ関数を用いる文５５
は、呼出されたストリングの接頭部の長さをＭＯＤＥＮ
Ｏ−１−１の内容によってアドレス指定されたＩＴＡＢ
ＬＥの記憶場所のビット１うにおいて始まる１２ビツト
から読取る。この接頭部ストリング長さは、このストリ
ングの拡張が入れられるストリング・テーブルのあとで
の更新のためにＬＥＶＥＬに保存される。 文３１１は、Ｎ０ＤＥＮＯ内の符号によって表わされた
部分ストリングをその接頭部ス） ＩＪングと拡張文字
に分解する主ループに入る入口である。文３＋１は、部
分ストリングが接頭部ストリング乞もっているかどうか
を決定するために部分ストリングの符号を５１２より大
きな値に対して調べる。 部分ストリングの符号が５１２より小さければ、それは
単一文字によって予約された値でアシ、文ＩｌＯへの転
送が行われて、この単一文字ストリングを処理して終シ
にする。文ζ０に割当てられたラベル２１０は、その転
送を行うために用いられる。ＭＯＤＥＮＯが適合多重文
字符号を与える継続的な場合には、それのテーブル記憶
位置の内容は、ＦＯＦＬＴＲＡＮのＢ 工ＴＳ 関数を
用いて呼出される。 従って、文う５は、ビット１５において始まる１２ビツ
トの接頭部ストリング長さを一時変数ＩＮＤＥＸの中に
保存する。文３６は、ビット２５において開始するＮＢ
ＩＴＳＡビット拡張文字をＴＣＨＡＲに置く。文３７は
、次に、第４表のＩＢＩＴＳＩ？サブルーチンを呼出し
て、この文字をすべての前のストリングの合計ＮＡにＩ
ＮＤＥＸに記憶されたこの文字に関連した接頭部ストリ
ングの長さを加えたものを１位置超えたところでその文
字の記憶場所にある出力バッファよりＵＦＡへ入れる。 そのあとで文５８は、ＢＩＴＳ関数を用いて、呼び出さ
れた記憶場所からの１２ビット接頭部ストリング右号を
ＩＴＡＢＬＥに置いて、その符号のビット１で開始して
、この符号値乞それ以降の処理を行うためにＭＯＤＥＮ
Ｏに入れる。このストリング分解手順は、次に文う９を
介してラベル２００を用いて交う４へ逆に送り返すこと
によって繰返される。 文ＩｌＯは、Ｎ０ＤＥＮＯ内の残りの部分ストリング符
号が単一文字ストリングを表すとき、処理を移す先のプ
ログラム内の記憶場所を切分ける。文ｌＩＯへの転送は
、各ストリングに対する処理の終りに行われる。単一文
字ストリングに対する符号は、文字値で必るので、文Ｌ
ＩＯは、Ｎ０ＩＩ）ＥＮＯの内容をＩＣＨＡＲに転送す
る。次の文ｉｌｌは、第４表のサブルーチンＩＢＩＴＳ
Ｐを呼出すことによってその文字を出力し、その文字を
前のストリングの合計ＮＡを過ぎた最初の文字位置［ｆ
、−いて出力バッファＩＢＵＦＡの中に入れる。そのあ
とで、このプログラムのテーブル更新段階に文ｌ１２で
入って、この最終文字によって拡張された直前のストリ
ングをストリング・テーブルに入れることができるかど
うかを決定する。このプログラムのテーブル更新段階は
、−文ｌＩ２において１に初期設定された探索された計
数変数Ｎを使って前述の多重探索ハツシング手順を用い
る。文４３は、ＩＣＨＡＲ内の拡張文字値及びＮ０ＤＯ
ＬＤ内の前の文字符号とからの更新を試みる場所である
最初のハツシュアドレスを計算する。量１は、それを上
述の理由でＦＯＲＴＲＡＮ適法テーブル記憶場所に変換
するために、ハツシュアドレスに加えられ、この記は場
所アドレスは、ＬＯＣの中に記憶される。 文１ｌＩＩ及び嶋５は、その探索サイトを調べてそれが
拡張文字を記憶するのに適当であるがどうかを決定する
。文イ）番は、拡張ストリングの記憶に使用できないあ
らかじめ割当てられた記憶場所工ないし５１５（符号ゼ
ロないし５１２に対応する）の一つに当たるがどうかを
決定する。ＬＯＧの中のアドレスがあらかじめ割当てら
れた記憶場ＰＪ′ｒ１ないし５１３の中の−っに対応す
れば、文４．６への転送が行われ、さらにハツシュアド
レスヲ発生する。その転送は、文Ｉ１６に割当てられた
ラベル２１８によって行われる。しかし、そのアドレス
が５１５よシ大きければ、文＋＋５は、ＬＯＣ記憶場所
の内容を試験してその記憶場所が空であるがどうかを決
定する。その探索サイトが空であれば、文５０への転送
がラベル２２０を介して行われ、そのストリング・テー
ブルを更新する。しがし、その探索サイトが空でなけれ
ば、そのプログラムは、文ｌ１６に進んでもう一つの記
憶場所のためのハツシュアドレスを計算する。文４６は
、探索計数Ｎを１だけ増分し、文り７は、増分された探
索計数を探索長さ限界（この実施例の場合７にセットさ
れている）に対して試験して、それ以上の探索サイトを
試みるべきがどうかを決める。探索長さ限界を越えてぃ
なかったならば、そのテーブルの中に受入れできるスペ
ースが拡張ストリングに対して残って分らず、文５５へ
の転送がストリング処理を終らせるために行われる。ラ
ベル２２５がその転送を行うために文５５に割当てられ
る。 しかし、もう１回の探索が認められれば、文ＩＩｇは、
ＬＯＣに対する新しいハツシュ・アドレス値’４ＦＯＲ
ＴＲＡＮの必要条件を満たすために用いられたばかりの
値（モジュロｎ ０９６ ）Ｋ加えられたＮ０ＤＯＬＤ
についての第２のハツシュ関数に１乞足したものによっ
て計算する。次に文ｌＩ９は、文ｌへの再入をラベル２
１５を介して行って、その探索を再開する。 文Ｉ１５を介して適法アドレスをもつ探索サイトが空で
あることがわかったとき、文５ｏへの転送が行われた。 突きとめられたサイトのアドレスは、この拡張ストリン
グに対する第１表の圧縮プログラムによって作られたも
のであシ、従って、このアドレスは、そのストリングの
符号番号として用いられる。これは、そのストリングに
対する記述データを呼出された記憶場所に書込むことに
よって達成される。従って、文５０は、Ｎ０ＤＯＬＤか
らの接頭部ストリング符号をその記憶場所の最初の１２
ビツトの中に書込むためにＢ Ｉ Ｔ Ｓ ＦＯＲＬ’
ＲＡＮ関数を用いる。ＢＩＴＳ ＦＯＲＴＲＡＮ関数Ｔ
Ｒ−る文５２は、ＬＥＶＯＬＤからの接頭部ストリング
長さをその記憶場所の次の１２ビツトに書込み、文５１
は、ＩＣＨＡＲからの拡張文字をその記憶場所の残りの
ビットに書込む。そのあとで１文５３〜５５において、
ストリング簿記の終りが行われる。文５３は、Ｎ０ＣＯ
ＤＥの内容をＮ０ＤＯＬＤに転送し、それによってＮ０
ＣＯＤＥの中の最も最近読取られた符号記号を前の符号
Ｎ０ＤＯＬＤに変換する。文５１１は、 この前の符号
のＬＥＶＥＬ内の接頭部ストリング長さを１だけ増分し
て、前のストリングが次のテーブル更新の際に接頭部ス
トリングとして入れられるとき、前のストリングのスト
リング長さを与える。この接頭部ストリング長さの号は
、ＬＥＶＯＬＤに記憶される。文５５は、出力文字の計
数ＮＡを処理されたばがシの最後のストリングの長さで
あるＬＥＶＥＬ＋１の大きさだけ大きくする。ストリン
グ簿記のこの終シが行われたのち、文５６は、ラベルｉ
ｏｏを介して文２１への再入を行い、次の久方圧縮符号
記号信号を処理する。 文５７は、データ・ブロック処理の終りを切分ける。第
２表のプログラムにおいて、クリーンアップ処理は、必
要ないので、制御が第２表のサブルー チアＤＥＣＯＭ
Ｐを呼出した主プログラムに戻されて、入力バッファよ
りＵＦＢに記憶された圧縮符号記号信号のブロックを復
元する。 第１ないし４表に関して説明した発明の実施例は、ＦＯ
ＲＴＲＡＮプログラミング言語で与えられた圧縮及び復
元サブルーチンとして例示されたが、その圧縮及び復元
のルーチンは、当然に主プログラムとしてフォーマット
を作ることができた。これらのプログラムは、例えばコ
ンピュータまたはマイクロプロセッサにおいて、ソフト
ウェアとして用いることができるし、または、例えば、
磁気ディスクまたはテープの制御装置の入出力電子回路
において用いるためのＲＯＭチップの形でファームウェ
アとして構成してもよい。なお、Ｆ”ＯＲＩ’ＲＡＭ以
外のプログラミング言語を用いることもできるし、また
は同じ言語捷たは他の言語における他のプログラムコー
ディングをここで説明した機能を行うのに用いて、本発
明のデータ信号圧縮及び復元の諸手順を実施するもでき
る。 マイクロプロセッサまたは他の形式のコンピュータのプ
ログラム式のものがここで説明した能力と技術の１実施
例を、基本的データ操作の選択及び状態順序づけ制御イ
ンプリメンテーションの選択における以外は、ここで述
べたデジタル論理式のものと区別できないものとして与
えることが分る。汎用コンピュータにおける標票化され
たデータ操作動作をワイヤ及び論理ゲートの形でなく再
書込みできる記憶装置に記憶された制御論理の容易に変
更された形と共に作ることの経済性は、実行速度のある
程度の相対的損失で特定の適用業務に対して経済的に作
ることができ、さ細な方法で迅速に変更できる実施例を
与える。 本発明のハードウェア実施例に関する上述のハツシュ関
数は、２０ビツトの項目（１２の符号ヒツトと８の文字
ビット）を含む符号、文字タプルを１２ビツト・アドレ
ス・スペースにマツプスル。 ソフトウェア実施例に関して用いられたハツシュ関数は
、２１ビツト項目（１２符号ビットと９文字ビット）を
１２ビツト・アドレス・スペースにマツプする。２０ビ
ツトの価及び２１ビツトの値のすべてが起るわけではな
いので、そのようなハツシュ関数を用いることができる
。上述のハツシュ関数を前に述べた基準を満たすように
設計した。 なお、このハツシュ関数は、その諸仮定から生ずる撞着
を最小にするように設計され、第１には、幾つかの個々
の入力文字がほかのものよシより激しく用込られ、低い
番号の文字が激しく使われ易く、そして第２には、幾つ
かの符号が他のものよりよシ激しく用いられ、早期に生
ずる符号が最も激しく用いられるであろう。上述のもの
に代るハツシュ関数を符号の左５ビツトを回転すること
によって最初のハツシュアドレスを発生し、その文字ビ
ットを回転された符号の高位ビットに排他的論理積演算
をしてインプリメントできる。三つの相次ぐアドレスが
前の１２ビツト・ハツシュ・アドレスにモジュロ１１０
９６を加えることによって発生され、新しい１２ビツト
番号が終端間で反転され、かつ結果として生じた番号の
最下位ビットを１に強制して左５ビツトを回転した符号
番号を含んでいる。 第２図ないし第５図に関−して説明した本発明の実施例
は５本発明の代りの実施例を与えるために上述のものと
異なる組合わせで結合できる種々の随意選択的技術を用
いる。第２図及び第う図の圧縮器−復元器装置は、単一
文字ス） ＩＪソングすべてでストリング・テーブルを
初期設定するが、一方策４図及び第５図の圧縮器−復元
器装置は、ゼロストリングだけでストリング・テーブル
を初期設定する。第２図及び第５図については、単一文
字ス） ＩＪソング初期設定を単一文字そのものをこれ
らのストリングの符号番号として用い、２ よシ大きい
アドレスに対してのみストリング・テーブルにアクセス
することを可能にすることによって行われる。圧縮され
るべき文字のすべては、Ｂビット・バイトであるから、
すべての文字は、２Ｂよシ小さな値をもっている。従っ
て、２Ｂより小さい符号値をもつ単一文字ストリングが
第２図の圧縮器によってストリング・テーブルのアクセ
スなしで伝送されるとともに、第５図の復元器において
単一文字ストリングとして認識され、そ２１−によって
直接伝送されてもよい。第４図及び第５図の圧縮器−復
元器装置は、ゼロストリングだけでテーブル初期設定を
行うのであって、それのストリング・テーブルをゼロな
いし２−１のすべてのアドレスで呼出す。従って、第４
図の圧縮器の実施例においては、単一文字ストリングが
、受けた文字を符号番号ゼロでハツシュして、結果とし
て生じたハツシュ・アドレスにあるゼロのストリング接
頭部符号を入れること知よってストリング・テーブルに
入れられる。第５図の復元器もまた接頭部符号ゼロを適
当なストリング・テーブルの記憶場所に入れることによ
って単一文字のストリングを記憶する。 このほかの選択として、第２図及び第５図の圧縮器−復
元器装置は、ストリングのハツシュ・テーブル・アドレ
スをそれのストリング符号記号信号として割当てるが、
一方、第４図及び第５図の圧縮器−復元器装置は、新ス
トリング・エントリが作られるストリング符号記号信号
を各ス）ＩＪングに逐次に割当てる。 なお別の選択として、第２図及び第４図の圧縮器−復元
器装置は、固定長符号値を各ストリングに割当てるが、
一方、第４図及び第５図の圧縮器−復元器装置は、変化
する長さの符号記号を各ストリングに割当てる。第２図
及び第う図の実施例において、固定長はＣビットの全ア
ドレス長であるが、一方策４図及び第５図の実施例にお
いては圧縮符号記号の長さはＣビットの長さが得られる
までデータブロックの処理の間増える。 なお別の選択として、第５図の復元器は、復元ストリン
グ反転を行うためのストリング長さインデクシング機構
を用いるが、一方、第５図の復元器は、この目的に後入
れ先出しスタックを用いる。 前述のように、各選択は、第２〜５図に開示された実施
例においてインプリメントされる。これらの選択を本発
明の範囲内で追加で実施例を作るようにこの技術におけ
る実務者が再結合できる。 上述の四つの選択の各々は、二つの可能な手段をもって
いるので、１６の別々の実施例を構成できる。例えば第
４図の圧縮器に関して、逐次割当てストリング符号をＣ
ビットの固定長出力として伝送できる。その場合に、符
号大きさ回路１２′５を除去できる。そのような実施例
においては、第５図の復元器は、そのときやはり符号大
きさ回路１５９を除くことになろう。そのような圧縮器
−復元器装置に訃いてストリング・テーブルをゼロスト
リングだけで初期設定する選択が組入れられると（第４
図及び第５図で説明したように）、第４図の圧縮器のシ
フト回路網１１８を用いてオールゼロの空白符号の伝送
に続くＢピット・バイトと同様に固定長Ｃピット圧縮符
号信号を伝送するのに用いることができる。同様にして
、第５図の復元器は、オールゼロの空白符号を受取った
のに続いて、Ｂビットバイト信号を受取るためと共に固
定長Ｃピット符号信号を受入れるためにシフト回路網１
５６を用いるであろう。しかし、第４図及び第５図の圧
縮器−復元器装置を上述のように固定長符号選択を含む
ように変更し、さらにすべての単一符号のストリングを
使うストリング・テーブル初期設定を用いるように変更
すると１−れば、第４図の圧縮器のシフト回路網１１ｇ
を符号番号レジスタ１１９からバス１２０を通して与え
られる出力と共に除去することになろう。そのような実
施例においては、第５図の復元器はそのときバス１５ｇ
を介して符号レジスタ１５７に直接に加えられる入力符
号をもったシフト回路網１５６を除去するであろう。さ
らに、第４図の符号計数器１２１をストリング・テーブ
ル初ｊ（ＩＪ段設定行われたのちに、２Ｂにセットする
ことになり、第５図の符号計数器１６０をゼロの代りに
２ に初期設定することになろう。なお、符号レジスタ
１１６からの第４図のバス１１７は、Ｂビット文字をレ
ジスタ１１９の最下位位置に挿入するために符号番号レ
ジスタ１１９に加えることになろう。レジスタ１１９の
Ｃ−Ｂの最上位位置をゼロにセットすることになろう。 第４図及び第５図の圧縮器−復元器に対する上述の変更
は、圧縮効率を犠牲にして性能を向上させることになろ
う。 上述のことから、変更された第４図のレジスタ１１６及
び１１つとそれらの動作との間の関係は、第２図のレジ
スタ１７及び１つとその動作との間の関係と同一でらる
ことが分る。な訃、すべての単一文字ストリングを匣っ
たテーブル初期設定を用いる変更された実施例をておい
ては、第４図の比較器１うトへのゼロの値をもった入力
は、用いられない。初めて遭遇する文字の単一符号スト
リングを含む単一文字のストリング長 た文字に対して、新しｈ文字に先だっオールゼロの空白
符号信号を伝送するのではなく、第２図に関して述べた
ものと同一の方法で伝送される。 な訃、すべての単一文字ストリングと固定長圧縮符号信
号とでのテーブル初期設定を用いる第４図及び第５図の
変更圧縮器−復元器実施例においては、第５図の復元器
は、多重文字ストリングまたは単一文字ス） ＩＪソン
グ受取ったかどうかを決定するために符号レジスタ１５
７の内容をゼロにではなく２Ｂに比較することによって
変更される０バス１６２は、符号レジスタ１５７から出
されて、単一文字ストリングを直接にスタック１６１に
伝送する。バス１８０の上の符号は、一つのス） ＩＪ
ソング中の最初の文字にＲＡＭ１７７のストリング・テ
ーブルを通る逆方向トレースにおいて遭遇したときを決
定するためにゼロにではなく２ に比較される。ＲＡＭ
アドレスレジスタ１６５からスタック１６１の先頭への
バスは、第５図の復元器に関して前述したのと同様のや
り方でトレースされたストリングの最終文字をスタック
１６１へ転送するように接続される。第５図のゼロ検出
器１７４は、この変更実施例に分いてはもはや必要でな
くなる。レジスタ１５７に入るゼロの値をもつた入力も
必要なくなる。 単一文字のストリングのすべてでストリング・テーブル
を初期設定し、新しいストリング・エントリが作られる
とき、ストリング符号記号を逐次に割当て、そして変化
する長さの圧縮符号信号を伝送する圧縮器−復元器実施
例を作りたい場合は、第４図及び第５図の装置をそれ相
応に変更できる。 第４図の圧縮器は、ストリング・テーブルの初期設定が
行われたのちに、符号計数器１２１を２Ｂにセットして
、第５図の割数器１６０をゼロの代りに２ に初期設定
することによって変更できる。 なお、文字レジスタ１１６からの第４図のバス１１７は
、上述のように符号番号レジスタ１１９へ加えられる。 同様に第５図の復元器は、多重文字ストリングまたは単
一文字ストリングを受取ったかどうかを決定するために
符号レジスタ１５７の内容をゼロにではなく２Ｂに比較
することによって変更される。なお、バス１４０の上の
符号は、一つのストリング内の最初の文字にＲＡＭ１７
７のストリング・テーブルを通る逆方向トレースで遭遇
したときを決定するのにゼロにではなく２Ｂに比較され
る。この実施例に分いては、第５図のゼロ検出器１７１
Ｉもレジスタ１５７に入るゼロの値をもった入力も必要
でなくなる。 空白ストリングだけでストリング・テーブルを初期設定
するように第２図及び第５図の圧縮器復元器実施例を変
更したい場合、比較器２６は空白符号及び全符号に等し
いノ・ツシュ関数アドレスを放棄するように変更される
。なお、比較器５２は、文字レジスタ１７の中のＢビッ
ト文字を空白９］号の伝送のあとに伝送すべきかどうか
を決定するために符号番号レジスタ１９の中の値をゼロ
と比較するように変更される。Ｂピット文字をゼロを満
たされたＣビット文字として伝送できるし、またはその
代りにシフト回路網機構を前述のものと同様に用いるこ
ともできる０同様にして、第う図の復元器は、２Ｂでは
なくゼロを検出するためと符号レジスタ５７を制御する
ためとに比較器５８を用いることによって空白符号に直
接続く単一文字を伝送するように変更できる。 上述のことから第２図及び第５図の実施例は、圧縮効率
を犠牲にして最高性能を与えることがわかるであろう。 なお、第４図及び第５図の実施例は、性能を犠牲にして
最高圧縮を与える。各選択を組合わせる上述の変更、す
なわち、すべての単一文字ストリングを用いてのテーブ
ル初期設定；新しいストリングを作るとき逐次に割当て
られるス） ＩＪング符号記号；固定長符号値を伝送す
ること；及び後入れ先出しスタックを用いるストリング
反転、は適用業務に従って好ましい実施例を与えること
のできる最高性能と最高圧縮との間の中間のものである
。ストリング反転のための第５図のスタック機械化は、
第５図のストリング長さインデクシング機構と容易に相
互交換できる。ストリング長さインデクシングを用いる
とき、レベル欄は、ＲＡＭ記憶場所に追加され、第う図
のインデクシング機構の構成要素６１．７８．８５．８
６．８８、及び９１が用いられる。スタック機構が用い
られるとき、ＲＡＭのレベル欄は必要でなく、第５図の
構成要素１６１．１８１１及び１８５が用いられる。 上述のように、第１〜１１表は、第２図及び第う図の最
高性能ノ・−ドウエア実施例の各選択を用いる本発明の
プログラム式コンピュータの実施例を示す。本発明の種
々のソフトウェア実施例は、上述の各選択の種々の組合
せを普通に熟練したコンピュータ・プログラマによって
定形的に与えられるそれ用のプログラムコーディングと
共に用いることによって与えられることがわかる。 まとめると、本発明は入力データの中で観察された文字
のス） ＩＪング仁多分、圧縮されるべきデータブロッ
クの始めにおいてテーブルを初期設定できる単一文字ス
トリングなどのストリングを除いて記憶するストリング
・テーブルを用いる。 それらのストリングは、各ストリングの記憶さ才ｔたセ
ットが処理されているデータの統計に適応するようにス
トリングが入力データ文字ストリームの中で観測される
とき、テーブルに動的に入れられる。Ｘ文字の各ストリ
ングは、Ｘ−１文字の接頭部ストリングと−クの拡張文
字とを含み、その場合に接頭部ストリングもまたテーブ
ルの１構成要素である。各ストリングは、一つの符号記
号を割当てられ、記憶されたストリングが入力データ文
字ストリームの中で遭遇されると、遭遇したストリング
は、圧縮データの中でその符号信号によって表わされる
。各ストリングは、ストリングの符号記号、接頭部ス）
ＩＪソング符号記号、及びストリング拡張文字とによ
って判然とまたは暗黙裏にのいずれかで記憶される。デ
ータ文字信号のストリームは、各文字のストリングにそ
のストリームをパースすることによって処理され、各ス
トリングは、ストリング・テーブルの中に置かれた。 このパージングは、始めの文字から出発して１度に１文
字ずつ分離するデータ文字ストリームの中への唯１回の
パスにおいて達成きれる。各文字は、拡張されたストリ
ングがストリング・テーブル内にあるものに一致する場
合、前のストリームを拡張するのに用いられる。そうで
なければ、その文字は、新しいストリングを開始するの
に用いられる。基本的には、圧縮処理は、入力データス
トリームの中で各文字が出てきたとき、各文字に次々に
加えられる循環ステップとして考えられてもよい。 入力データストリームからのストリングＳをストリング
・テーブル内で場所をつきとめた。その入力データ・ス
トリームの中で次に続く文字Ｃに対して、そのテーブル
は、拡張ストリングＳｃがその中に存在するかどうかを
決定するために探索される。ストリングＳｃがそのテー
ブルの中に存在すれば、次に続く文字が試験されてその
手続きが再び適用される。拡張ストリングがそのテーブ
ルに存在しなければ、ストリングＳに対する符号記号が
圧縮出力として伝送され、ストリングＳＣがそのテーブ
ルに入れられる。次に文字Ｃは、次のス） ＩＪソング
最初の文字として用いられて、その手続きは、次に続く
入力文字を用いて再び適用される。 て行われる。拡張ストリングＳｃは、既にその記憶場所
に記憶されていれば、そのス） ＩＪソングｃは、その
テーブルの中に存在する。その記憶場所が空であれば、
そのス） ＩＪソング、そのテーブルの中に存在しない
。その場合には、ストリングＳに対する符号記号が伝送
され、ストリングＳｃが空記憶場所に入れられる。でき
れば、文字ＣとストリングＳに対する符号との組合せが
上述の限定深床ハツシュ手順によって行われるのが好ま
しい〇圧縮の間、ハツシュ・テーブル機械化は、圧縮手
順の中の１一点において定められた可能なストリングの
数がストリングの実際の数及びある本質的なファクタに
よる経済的記憶装置の大きさを超えることになるので、
あらかじめ割当てられていないストリングを記はするの
に用いられる。一般的には、ハツシュ・テーブルの各記
憶場所が選択された数学的関数によって割当てられた可
能な項目のレスが限られた数の記憶アドレスの小さなグ
ループ内でのみ現れる。この基傳は、可能なエントリを
探すためまたはそれがケーブルの中てないことを定める
ために必要な探索の量を限定する。 圧縮の間ストリングが少なくともそれを識別するための
その接頭部符号を用いて検索される。復元の間、ストリ
ングがその符号記号によって直接に識別される。復元器
のストリング・テーブルは、各ストリング記憶場所に接
頭部ス） ＩＪソング号及び拡張文字を記憶し、そのス
トリング記憶場所は、そのストリングに対する符号によ
ってアドレス指定可能である。従って、入力符号記号は
、接頭部ストリング及び拡張文字を与えるテーブル内で
探索される。次に接頭部ストリングは断接頭部ストリン
グ及び新拡張文字を与えるテーブル内で探索される。こ
の過程は初めの単一文字ストリングに出合うまで繰返さ
れる。 本発明の上述の各実施例において、ノ・ツシュアドレス
または数が大きくなってゆく次々の値がストリングのた
めの圧縮符号記号信号として用いられる。これらの値の
矛盾のない変更またはアイソモルフイズムもまたそれら
のストリングに対する圧縮符号記号信号として用いるこ
とができるとわかる。 本発明の上述の実施例の若干の変形を以下のように容易
にわかる設計変更を用いて行うことができる。 本発明の圧縮器がディスク装置またはテープ装置のよう
な同期チャネルに圧縮データを与えている場合、その出
力速度がバッファリングを最小にするためにチャネルの
入力速度に一致するように圧縮器の速度を増減するのが
望ましいことがある。 圧縮器の出力速度を達成された圧縮比によって制御し、
その圧縮比は遭遇したデータの形式に従って変る。圧縮
器が高過ぎる速度で出力記号を作るように、その圧縮器
が圧縮しにくいデータに遭遇した場合、圧縮器を入力文
字の間で待機させることによって減速できる。圧縮器が
非常に圧縮しやすいデータに遭遇するので、それが出力
記号をあまシゆつくシ作る場合、その圧縮器を圧縮器の
効率を減らすことによってスピードアップできる。 これは、出力符号記号を必要とするときは常に、文字ス
トリング拡張を中止することによって行われてもよい。 従って、圧縮器が必要な出力速度を遅くするときは常に
最長マツチよシ少ないストリングを選ぶことができる。 なお、圧縮有効度は、データブロックの初期部分を処理
するとき低くなシ、そのブロックの処理が続くとき増加
する傾向があるので、圧縮符号ストリームの転送を開始
する前に圧縮を始めて圧縮速度の変化を相殺することが
望ましいことがある。この待ち時間損失は、圧縮データ
を圧縮器から外部装置に書込むときにのみ起ることがわ
かる。圧縮データを外部装置から読出すときには、復元
を圧縮データが外部信号源から使用できるようになった
ら直ちに開始できる。 さらに別の変更が選択された値より小さくなるようにパ
ースされたストリング長さを制限するために圧縮器の一
部分として割数器を用いることな速度がさらに予測しや
すぐなるように瞬時圧縮比の変動を小さくするであろう
。なｐ、そのような計数器は、最大ストリング長さに敏
感な復元器内の装置の価格を引下げるであろう。そのよ
うな装置には、第５図の後入れ先出しスタック１６１の
ほかに、レベル・レジスタ７８及びｇ５、アドレス加算
器ｇ６、アウトポインタ・レジスタ８８ならびに第う図
のＲＡＭ７５のレベル欄がある。 本発明のさらに別の変更は、同時にではないけれども圧
縮及び復元の両方に対して同じハードウェア装置のセッ
トを用いることであることがある。 圧縮及び回復の必要条件の開には特にＲＡＭについて、
同時性を失ってもよいとき、′かな９の価格の節約をこ
の変更によって得ることができるという十分な類似性が
ある。なお、圧縮インプリメンテーションにおいて連想
記憶装置をＲＡ、 Ｍの代シに用いることもできよう。 そのような変更は、ハウジングの必要をなくして制御の
複雑さを減らす。 〔■〕発明の効果 “ 適応可逆データ圧縮及び復元をデータ統計また１はデー
タ冗長度の形についての前もっての知識を何もなしに達
成する。良好な圧縮比が最も速い今日の磁気テープ及び
磁気ディスクデータ記憶装置ならびに最も速い今日の商
用通信リンクと共に用いるのに適する高性能動作で達成
される。
【図面の簡単な説明】
第１図はデータ文字信号のストリームのパースされた部
分の略図表現、 第２図は最高性能を与えるようにインプリメントでれた
本発明によるデータ圧縮器の略ブロック図、 第５図は最高性能を与えるようにインプリメントされ第
２図の圧縮器からの符号信号の圧縮ストリームを復元す
るのに適応された本発明によるデータ復元器の略ブロッ
ク図、 第４図は最高圧縮を与えるようにインプリメントされた
本発明によるデータ圧縮器の略ブロック図、 第５図は第４図の圧縮器からの符号信号の圧縮ストリー
ムを復元するようにインプリメントされた本発明による
データ復元器の略ブロック図である。 １３−一制御装置、１７−〜文字レジスタ、１９−一符
号番号レジスタ、２３−一ハッシュ関数回路、２６．う
２−−比較器、２１１！−−ＲＡＭアドレス・レジスタ
、２つ一−ＲＡＭ、３５−−初期設定計数器、５３−一
制御装置、５７．６１１−一符号レジスタ、５ｇ、７２
−一比較器、Ｇ １−−Ｆｉｔ終文字ｖシスタ、６２−
−’ＲＡＭ７ドレス・レジスタ、６つｍ−ハッシュ関数
回路、７５−−ＲＡＭ。 ７８．８５−一レベル・レジスタ、Ｆ３１−一検出器、
８６−−アトレス加算器、８８−一アウドポインタ・レ
ジスタ、９ニー−加算器、９うｍ−初期設定計数器、１
１５−一制御装置、１１６一−文字レジスタ、１１８−
−シ刈・回路網、１１つｍ−符号番号しジヌタ、１２１
−一符号計数器、１２３−一符号大きさ回路、１２７−
−ハツシユ関数回路、１５０−−ＲＡＭアドレス・レジ
スタ、１５１−−ＲＡＭ。 １４１−一初期設定計数器、１５５−一制御装置、１５
６−−シフト回路網、１５７．１７２−一符号レジスタ
、１５つｍ−符号大きさ回路、１６０−’−符号網数器
、１６１−−スタック、１６３−一検出器、１６５−一
玉侃アドレス・レジスタ、１６７−−比較器、１［）９
，１７４゜１８１．１Ｂ５−−ゼロ検出器、１７’７−
− ＲＡＭ。 Ｉａｌｌ−−スタック計数器。 手 続 補 正 １．（方式） 昭オロ５９年 特 許 願第 １２５１４７３号５、補
正する者 事件との関係 特許出願人 、４１代理人
分の略図表現、 第２図は最高性能を与えるようにインプリメントでれた
本発明によるデータ圧縮器の略ブロック図、 第５図は最高性能を与えるようにインプリメントされ第
２図の圧縮器からの符号信号の圧縮ストリームを復元す
るのに適応された本発明によるデータ復元器の略ブロッ
ク図、 第４図は最高圧縮を与えるようにインプリメントされた
本発明によるデータ圧縮器の略ブロック図、 第５図は第４図の圧縮器からの符号信号の圧縮ストリー
ムを復元するようにインプリメントされた本発明による
データ復元器の略ブロック図である。 １３−一制御装置、１７−〜文字レジスタ、１９−一符
号番号レジスタ、２３−一ハッシュ関数回路、２６．う
２−−比較器、２１１！−−ＲＡＭアドレス・レジスタ
、２つ一−ＲＡＭ、３５−−初期設定計数器、５３−一
制御装置、５７．６１１−一符号レジスタ、５ｇ、７２
−一比較器、Ｇ １−−Ｆｉｔ終文字ｖシスタ、６２−
−’ＲＡＭ７ドレス・レジスタ、６つｍ−ハッシュ関数
回路、７５−−ＲＡＭ。 ７８．８５−一レベル・レジスタ、Ｆ３１−一検出器、
８６−−アトレス加算器、８８−一アウドポインタ・レ
ジスタ、９ニー−加算器、９うｍ−初期設定計数器、１
１５−一制御装置、１１６一−文字レジスタ、１１８−
−シ刈・回路網、１１つｍ−符号番号しジヌタ、１２１
−一符号計数器、１２３−一符号大きさ回路、１２７−
−ハツシユ関数回路、１５０−−ＲＡＭアドレス・レジ
スタ、１５１−−ＲＡＭ。 １４１−一初期設定計数器、１５５−一制御装置、１５
６−−シフト回路網、１５７．１７２−一符号レジスタ
、１５つｍ−符号大きさ回路、１６０−’−符号網数器
、１６１−−スタック、１６３−一検出器、１６５−一
玉侃アドレス・レジスタ、１６７−−比較器、１［）９
，１７４゜１８１．１Ｂ５−−ゼロ検出器、１７’７−
− ＲＡＭ。 Ｉａｌｌ−−スタック計数器。 手 続 補 正 １．（方式） 昭オロ５９年 特 許 願第 １２５１４７３号５、補
正する者 事件との関係 特許出願人 、４１代理人
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 Ｌ データ圧縮及びデータ復元の装置において、データ
文字信号のストリームを符号信号の圧縮ストリームに圧
縮する圧縮装置であって、データ文字信号の前記ストリ
ーム内で遭遇したデータ文字信号のストリングを記憶す
る記憶手段と、 データ文字信号の前記ストリームを前記記憶されたスト
リングとの最長マツチを決めるために前記記憶されたス
トリングと比較することによってデータ文字信号の前記
ス） ＩＪ −ムな探索する手段と、 前記最長マツチに続く次のデータ文字信号によって拡張
されたデータ文字信号の前記ストリームとの最長マツチ
を含む拡張ストリングを前記記憶手段に記憶するために
前記記憶手段に挿入する手段と、 前記記憶された拡張ストリングに対応する符号信号を割
当てる手段と、 符号信号の前記圧縮ストリームを与えるように前記最長
マツチに関連した符号信号を与える手段とを備え、 前記記憶された各ストリングがそれぞれそれと関連した
符号信号を有することを特徴とする圧縮装置。 ２ データ文字信号の各前記記憶されたストリングがデ
ータ文字信号の接頭部ストリングと拡張文字信号とを含
み、前記接頭部ストリングは前記記憶手段に記憶された
一つのス） ＩＪソング対応し； 前記記憶手段が複数のアドレス信号によってそれぞれ呼
出しできる複数の記憶場所を有する記憶装置手段を含み
； データ文字信号の前記記憶された各ストリングがそれぞ
れ前記各記憶場所に記憶されておりニ 一つの記憶場所を呼出すアドレス信号がその記憶場所に
記憶されたストリングに対応する符号信号を与え、前記
ストリングは、前記記憶されたストリングの接頭部スト
リングに対応する前記符号信号を少なくとも記憶するこ
とによって前記記憶場所に記憶される特許請求の範囲第
１項に記載の圧縮装置。 ５ 前記探索手段は、前記記憶装置手段を備えるととも
に、さらに 前記ストリング符号信号と前記データ文字信号とに応動
してデータ文字信号を符号信号でハツシュして前記記憶
装置手段を呼出すポテンシャル・アドレス信号を与エル
ノ）ツシュ関数発生手段； データ文字信号を保持する文字レジスタ手段； 圧縮符号信号を保持する符号レジスタ手段；アドレス信
号を保持するアドレスレジスタ手段； 前記記憶装置手段及び前記符号レジスタ手段に接続され
て前記アドレスレジスタ手段によってアドレス指定され
た前記記憶装置手段の一つの記憶場所の内容を前記符号
レジスタ手段に保持された符号信号及び前記記憶装置手
段のある記憶場所が空であることを示す空しるし信号と
比較してそれらとの相等を決める比較器手段； 前記アドレスレジスタ手段に保持されたアドレス信号を
前記符号レジスタ手段に転送する手段；及び 前記比較器手段に接続されて、前記現在のアドレス信号
によって呼出された前記記憶装置手段の記憶場所の内容
が前記符号レジスタ手段に保持された符号信号に等しい
ときに前記アドレス・レジスタ手段に保持された現在の
アドレス信号の前記符号レジスタ手段への転送及び新し
いデータ文字信号の前記文字レジスタ手段への転送を制
御する制御手段、を含み、 前記文字レジスタ手段及び前記符号レジスタ手段は、前
記ハツシュ関数発生手段に接続されて、それぞれそれら
に保持されたデータ文字信号及び符号信号を前記ノ・ツ
シュ関数発生手段に与えてそれらの信号に従って前記ノ
・ツソユ信号を発生し、 前記アドレス・レジスタ手段は、前記ノ・ツシュ関数発
生手段からの前記ノ・ツシュ信号を受けるように接続さ
れるほかにさらに前記アドレス・レジスタ手段に保持さ
れたアドレス信号に対応する前記記憶装置手段の記憶場
所において前記記憶装置手段を呼出すように接続されて
いることを特徴とする特許請求の範囲第１扉に記載の圧
縮装置。 ４ 前記挿入手段は、前記符号レジス゛り手段に保持さ
れた前記符号信号を前記記憶装置手段に転送する手段を
備え、 前記制御手段は、前記比較器手段が前記アドレスレジス
タ手段に保持された前記アドレス信号によってアドレス
指定された前記記憶装置手段の記憶場所が前記空しるし
信号を含むと決定したとき、前記符号レジスタ手段に保
持された前記符号信号の前記アドレスレジスタ手段に保
持された前記アドレス信号によってアドレス指定された
前記記憶装置手段の記憶場所への挿入を制御する特許請
求の範囲第５項に記載の圧縮装置。 ５ データ文字信号の各前記記憶されたストリングは、 文字信号の接頭部ストリング及び拡張文字信号を備え、 前記記憶手段は、複数のアドレス信号によって呼出しで
きる複数の記憶場所をそれぞれ有する記憶装置手段を備
え、 データ文字信号の前記記憶されたス）ＩＪングは、前記
記憶場所にそれぞれ記憶され、一つのストリングがある
記憶場所に記憶されるには、その記憶場所に記憶される
ストリングに対応する符号信号及び記憶されるストリン
グの接頭部ストリングに対応する符号信号をその記憶場
所に記憶することによってなされることを特徴とする特
許請求の範囲第１項に記載の圧縮装置。 ６ 前記記憶装置手段の各前記記憶場所は、その記憶場
所に記憶されたストリングの接頭部ス） ＩＪングに対
応する符号信号を記憶する接頭部符号欄と、 その記憶場所に記憶されたストリングの符号信号を記憶
するヌトリング符号欄とを備えていることを特徴とする
特許請求の範囲第５項に記載の圧縮装置。 ７ 前記探索手段が前記ストリング符号信号と前記デー
タ文字信号とに応答してデータ文字信号を符号信号でハ
ツシュして、前記記憶装置手段を呼出すポテンシャル・
アドレス信号を与えるハツシュ信号を与えるノ・ソシュ
関数発生手段を備える特許請求の範囲第２項または第６
項に記載の圧縮装置。 ８ 前記探索手段が前記記憶装置手段を備えると共にそ
のほかに データ文字信号を保持する文字レジスタ手段； 圧縮符号信号を保持する符号レジスタ手段。 アドレス信号を保持するアドレスレジスタ手段； 前記記憶装置手段と前記符号レジスタ手段とに接続され
て前記アドレスレジスタ手段によってアドレス指定され
た前記記憶装置手段の記憶場所の接頭部符号欄の内容を
前記符号レジスタ手段に保持された符号信号と比較して
それらの相等を決定する比較器手段：前記記憶装置手段
に接続されて前記アドレスレジスタ手段によってアドレ
ス指定された前記記憶装置手段の記憶場所のストリング
符号欄の内容が前記空しるし信号に等しいときを検出す
る検出器手段； 前記アドレス・レジスタ手段によってアドレス指定され
た前記記憶装置手段の記憶場所のストリング符号欄の内
容を前記符号レジスタ手段に転送する手段；及び 前記比較器手段に接続されて前記現在のアドレス信号に
よって呼出された前記記憶装置手段の記憶場所の接頭部
符号欄の内容が前記符号レジスタ手段に保持された符号
信号に等しいとき、前記アドレス・レジスタ手段に保持
された現在のアドレス信号によって呼出された前記記憶
装置手段の記憶場所のストリング符号欄の内容の前記符
号レジスタ手段への転送及び新しいデータ文字信号の前
記文字レジスタ手段の中への転送を制御する制御手段を
備え、 前記文字レジスタ手段と前記符号レジスタ手段とは、前
記ハツシュ関数発生手段に接続されてそれぞれそれらの
中に保持されたデータ文字信号と符号信号をそれらの信
号に従って前記ハツシュ信号を発生するための前記ノ・
ツシュ関数発生手段に与え、 前記アドレスレジスタ手段は、前記ノ・ツシュ関数発生
手段からの前記ノ・ツシュ信号を受けるように接続され
ると共にさらに前記アドレスレジスタ手段に保持された
アドレス信号に対応する前記記憶装置手段の記憶場所に
おいて前記記憶装置手段を呼出すように接続されている
ことを特徴とする特許請求の範囲第７項に記載の圧縮装
置。 ９、前記探索手段がさらに前記文字レジスタ手段からの
データ文字信号を前記符号レジスタ手段に転送して前記
データ文字信号をそれに対応する圧縮符号信号に変換す
る手段を含む特許請求の範囲第５項または第８項に記載
の圧縮装置。 １０ 前記挿入手段が 数が増えてゆく符号信号を発生ずる符号計数器手段と、 前記符号計数器手段からの符号１百号を前記記憶装置手
段に転送してアドレス指定された記憶場所のストリング
符号欄に挿入する手段と、 前記符号レジスタ手段に保持された前記符号信号を前記
記憶装置手段に転送して前記アドレス指定された記憶場
所の接頭部符号欄に挿入する手段とを備え、また、 前記制御手段は、前記検出器手段が前記アドレスレジス
タ手段に保持された前記アドレス信号によってアドレス
指定された前記記憶装置手段の記憶場所が前記空しるし
信号を含むことを決定したときに、前記符号計数器手段
によって与えられた前記符号信号及び前記符号レジスタ
手段に保持された前記符号信号とを前記アドレス・レジ
スタ手段に保持されたアドレス信号によってアドレス指
定された前記記憶装置手段の記憶場所のストリング符号
欄及び接頭部符号欄にそれぞれ挿入するのを、制御する
手段を備えている特許請求の範囲第８項に記載の圧縮装
置。 ＩＬ 前記圧縮装置がさらに符号信号の圧縮されたスト
リームからデータ文字信号のストリームを回復する復元
装置を含み、前記復元装置は、 符号信号のストリームを受ける手段； 前記受取った符号信号に対応するデータ文字信号のスト
リングをそれぞれ記憶する言己憶受取った符号信号によ
ってアドレス指定された前記記憶装置手段のある記憶場
所に記憶されたストリングからデータ文字信号を引出す
手段； 最後に受取った符号信号に先だって受取った符号信号を
含む拡張ス） ＩＪソング前記最後に受取った符号信号
に応答して引出されたデータ文字信号のストリング内の
最後に引出されたデータ文字信号を含む拡張文字信号を
前記記憶装置手段に挿入する第２の挿入手段； 前記拡張ストリングに対応しかつ前記拡張ストリングを
記憶すべき前記記憶装置手段の記憶場所を呼出すアドレ
ス信号を与える符号信号を割当てる第２の割当て手段； データ文字信号の前記引出されたストリングを反転する
手段と を備え、 前記記憶手段は、それぞれ複数のアドレス信号によって
呼出しできる複数の記憶場所を有し、 データ文字信号の前記ストリングはそれぞれ前記記憶場
所に記憶されており、 前記受取った符号信号はそれぞれ前記受取った符号信号
に対応するストリングを記憶する前記記憶装置手段の記
憶場所を呼出すアト ルス信号を与え、 データ文字信号の各前記記憶されたストリングはデータ
文字信号の接頭部ストリングと拡張文字信号とを備え、 前記接頭部ストリングは、前記記憶装置手段に記憶され
たストリングに対応することを特徴とする特許請求の範
囲第１項に記載の圧縮装置。 １２ 前記記憶装置手段の各前記記憶場所がその記憶場
所に記憶されたス） ＩＪソング接頭部ストリングに対
応する符号信号を記憶する接頭部符号欄と、 その記憶場所に記憶されたストリングの拡張文字信号を
記憶する文字欄とを備えている特許請求の範囲第１１項
に記載の圧縮装置。 ５ 前記符号信号のス） ＩＪ−ムを受ける手段が受取
った符号信号を保持する符号レジスタ手段を備えている
特許請求の範囲第１２項に記載の圧縮装置。 ヰ、 前記データ文字信号を引出す手段が前記記憶装置
を含むと共にさらに、 アドレス信号を保持するアドレス・レジスタ手段； 前記アドレスレジスタ手段によってアドレス指定された
前記記憶装置手段のある記憶場所の接頭部符号欄の内容
を前記アドレスレジスタ手段に転送する手段、 前記アドレスレジスタ手段によってアドレス指定された
前記記憶装置手段の前記記憶場所の文字欄の内容を・与
える手段、 前記アドレスレジスタ手段に転送された前記接頭部符号
欄の前記内容に応じて前記接頭部符号欄の前記内容が受
取った符号信号によつてアドレス指定されたその記憶場
所に記憶されたストリングの最初の文字を示すときを決
定する比較器手段と 前記比較器手段に接続されて前記アドレス・レジスタ手
段に保持された現在のアドレス信号によって呼出された
前記記憶装置手段の記憶場所の接頭部符号欄の内容の前
記アドレス・レジスタ手段への転送及び前記アドレス・
レジスタ手段に保持された現在のアドレス信号によって
呼出された前記記憶装置手段の記憶場所９文字欄の内容
を前記アドレス・レジスタ手段に転送された接頭部符号
欄の内容が前記受取った符号信号によってアドレス指定
された前記記憶装置手段の記憶場所に記憶されたストリ
ングの最初の文字を示すまで前記文字欄の内容を与える
手段によって与えることを制御する制御手段と乞備えて
成る特許請求の範囲第１５項に記載の圧縮装置。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US06/505,638 US4558302A (en) | 1983-06-20 | 1983-06-20 | High speed data compression and decompression apparatus and method |
| US505638 | 1990-04-06 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS60116228A true JPS60116228A (ja) | 1985-06-22 |
| JPH0568893B2 JPH0568893B2 (ja) | 1993-09-29 |
Family
ID=24011192
Family Applications (3)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP59125473A Granted JPS60116228A (ja) | 1983-06-20 | 1984-06-20 | ディジタル信号ストリーム圧縮方法及び圧縮装置 |
| JP4334804A Expired - Lifetime JP2610084B2 (ja) | 1983-06-20 | 1992-12-16 | データ伸長方法および装置ならびにデータ圧縮伸長方法および装置 |
| JP7341868A Pending JPH08237138A (ja) | 1983-06-20 | 1995-12-27 | 圧縮装置および圧縮方法 |
Family Applications After (2)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4334804A Expired - Lifetime JP2610084B2 (ja) | 1983-06-20 | 1992-12-16 | データ伸長方法および装置ならびにデータ圧縮伸長方法および装置 |
| JP7341868A Pending JPH08237138A (ja) | 1983-06-20 | 1995-12-27 | 圧縮装置および圧縮方法 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4558302A (ja) |
| EP (1) | EP0129439B1 (ja) |
| JP (3) | JPS60116228A (ja) |
| CA (1) | CA1223965A (ja) |
| DE (1) | DE3476617D1 (ja) |
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