JPS61230525A

JPS61230525A - モデイフアイドハフマン符号変換装置

Info

Publication number: JPS61230525A
Application number: JP7293285A
Authority: JP
Inventors: Namiko Uoo; 魚尾　奈美子
Original assignee: Mitsubishi Electric Corp
Current assignee: Mitsubishi Electric Corp
Priority date: 1985-04-05
Filing date: 1985-04-05
Publication date: 1986-10-14

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。

Description

【発明の詳細な説明】［産業上の利用分野］この発明は、デジタル符号伝送に使用されるランレング
ス符号化伝送のモディファイドハフマン符号をそのラン
長とコード長に変換する装置に関するものである。

［従来の技術］モディファイドハフマン符号（以下、ＭＨ符号と称す）
は、たとえばテレビジョン文字多重放送やファクシミリ
などに使用されている。

一般に、画像信号は一定の繰り返し周波数のサンプリン
グパルスでサンプリングすると２値情報で表現すること
ができ、この２値情報は振幅方向および時間軸方向へ量
子化される。この時間軸方向の長さをランレングス（ラ
ン長）といい、２連符号によって表現することができる
。

通常、画像信号では短かいラン長の出現確率が高いこと
を利用して、ラン長とコード長が最も有効な形になるよ
うに、可変長符号化されたＭＨ符号を定めている。

第２図はラン数ＯのＭＨ符号を、第３図はラン数１のＭ
Ｈ符号の一例をそれぞれ示している。

この表において、ラン長とはＭＨ符号に変換する前のデ
ータであり、たとえばＭＨ符号に変換す゛　る前のデー
タが（００００）であれば、そのラン長は０、コード長は４
（ビット）である、つまり、第２図のラン長４はＭＨ符
号に変換する前のデータが４個の０から構成されている
ことを表現している。

また、ＭＨ符号に変換する前のデータが（１１１１）で
あれば、そのラン長は１、コード長は４（ビット）であ
る、つまり、第３図のラン長４はＭＨ符号に変換する前
のデータが４個の１から構成されていることを表現して
いる。

そのため、たとえば、００００１１１１００００１１１１　　・・・（１）の
ようなデータをＭＨ符号に変換した場合、そのＭＨ符号
は、１１０００００１１１０００００１　　・・・（２）と
なる。

ところが、上記ＭＨ符号（２）を解読するにあたり、１
つのコードの解読後に、つぎのコードの先頭ビットを検
出するためには、この検出前のコード長の解読が要求さ
れる。

いま、この解読の手順を説明すると、まず、ラン数０の
第２図により上記ＭＨ符号（２）の先頭ビーットから一
致するコード１１００、すなわちラン長４が検出される
。

ラン長伝送では、ラン数０、ラン数１の順に交互にＭＨ
符号が伝送されてくるので、つぎには、ラン数１の第３
図により上記ＭＨ符号（２）のコード１１００を除去し
たコードに一致する０００１、すなわちラン長４が検出
される。

以下、同様の解読動作を繰り返しながら、上記データ（
２）を対応するラン長にすべてデコードすることができ
１元のデータ（１）に復帰させることができる。

［発明が解決しようとする問題点］このように、ＭＨ符号をラン長に変換するには、先頭ビ
ットから１ビツトづつ判読することによりそのラン長を
判断していた。そのため、１つのＭＨ符号をラン長にす
るには、ＭＨ符号ノユード長である２〜８ビット分、つ
まり最大８回の判読動作を繰り返さなければならず、そ
の判読に所要の時間を要していた。

いま、たとえば、１１００１０００１１００１０００・・・（３）のよう
なＭＨ符号のラン長を解読するまでの手順を説明すると
、上記ＭＨ符号（３）の先頭ビットは１であるから、たと
えば第２図において、ターミネート（丁ｅｒｍｉｎａｔ
ｅ）コードの先頭ビットが１であるラン長は。

ラン長＝３．４，１５，１６，２４，２８゜３０．３１
，３２，６４．　・・・・・・　　（０である。

また、第２図において、ターミネートフードの２ビツト
目も１であるから、上記ラン長（０のうちでターミネー
トコードの２ビツト目もｌであるラン長は、ラン長＝４．１６，３０，３１，３２，６４゜・・・　
　　　　　　　　　　　　　　　　・・・・・・（５）
である。

さらに、第２図において、ターミネートコードの３ビツ
ト目は０であるから、上記ラン長（５）のうちでターミ
ネートコードの３ビツト目が０であるラン長は。

ラン長＝４．１６．６４・・・　　　　・・・・・・（
８）である。

最後に、第２図において、ターミネートコードの４ビツ
ト目もＯであるから、上記ラン長（８）のうちでターミ
ネートコードの４ビツト目がＯであるラン長は。

ラン長＝４　　　　　　　　　　　・・・・・・（７）
となる。

このラン長４のコード長は４ビツトでそのコードが完了
しているから、上記ＭＷ符号（３）のコード（１１００
）は、ラン数０の第２図におけるラン長４、つまりＭＨ
符号に変換する前のデータが（ｏｏｏｏ）であることを
解読することができる。

以下、同様にして上記ＭＨ符号（３）のコード（１００
０１１００１０００）についても、ラン数１．０の第３
図、第２図を交互に用いて順次１ビツトづつ解読される
。

このことは、たとえば文字多重放、送のデジタル符号を
中央処理装置（以下、ＣＰＵと称す）で処理する過程に
おいて、ラン長データユニットは他のデータユニットに
比較してその処理に時間を要する。これは、ラン長デー
タユニットにおいて、画素データを０，１の各ビット数
に置換し、しかもこのデータ量を圧縮するために、上述
したように、ＭＨ符号に変換して伝送してくるためであ
る。このように、ＭＨ符号から画素データを作成するに
は、いったん０．１の各ビット数に変換してから、画素
データを組み立てるという２段処理が必要であり、それ
だけ画素データの組立時間が長くなる。

この発明は上記の欠点を改善するためになされたもので
、可変長符号化されたＭＨ符号を短時間に簡単かつ安価
に解読することができるモディファイドハフマン符号変
換装置を提供することを目的としている。

［問題点を解決するための手段］この発明は、メモリのアドレスにＭＷ符号をデータとし
て記憶し、上記アドレスに対応したデータのうち、ラン
長データがＭＨ符号に対応したデータであり、コード長
データが上記ＭＨ符号のビット数データからなる。

［作用］この発明においては、ＭＨ符号をラン長とコード長に変
換する際、メモリに記憶されているテーブルのデータを
使用することにより、ＭＨ符号の解読処理時間が短縮１
きるものである。

また、上記メモリにはＭＷ符号のビット数データをもラ
ン長データとともに記憶されているので、つぎに伝送さ
れてくるＭＨ符号の解読のビット位置を合わせるのに利
用することができ、もってＭＨ符号の迅速な解読が簡単
かつ安価に達成できる。

Ｃ実施例］以下、この発明の一実施例を図面について説明する。第
１図は文字多重放送受信装置の一例を示す概略的なブロ
ック回路図である。

図において、（１）はアンテナ、（２）はチューナ、（
３）は中間周波増幅回路、（４）は映像信号に重畳され
た文字信号を映像信号から分離する抜取り回路、（５）
はバッファメモリ、（Ｂ）はＣＰＵで、このＣＰ　Ｕ　
（８）はパターンメモリ（７）、カラーメモリ（８）、
番組選択装置（１０）、ＲＯＭ　（１４）およびＲＡ　
Ｍ　（１５）に対してパスライン（９）で接続されてい
る。

（１１）はパターンメモリ（７）およびカラーメモリ（
８）の記憶データを読み出す読出し制ｇｌ＠路、（１２
）は出力インタフェース回路、（１３）は画像表示部、
（１Ｂ）は映像増幅回路である。

つぎに、上記構成の動作について説明する。

アンテナ（１）で受信されたテレビジョン信号はチュー
ナ（２）によってチャンネル選局されて映像中間周波に
変換され、さらに中間周波増幅回路（３）で増幅検波さ
れて映像信号に変換される。

通常のテレビジョン放送を受信するときには、この映像
信号が映像増幅回路（１１１１）−！増幅され、出力イ
ンタフェース回路（１２）を介して画像表示部（１３）
を駆動する。これに対し、文字放送の受信の場合、抜取
り回路（４）において映像信号に重畳された文字信号が
映像信号から分離され、この文字信号はバッファメモリ
（５）に一時的に記憶される。

このバッファメモリ（５）は、送出されてくる文字信号
のビットレートがＣＰ　Ｕ　（８）のデータ処理速度よ
りも格段に速いため、ｌパケット分の文字信号をいった
ん記憶し、つぎの文字信号６が送出されてくるまでの間
、ＣＰ　Ｕ　（８）がこのバッファメモリ（５）に記憶
された文字信号を必要に応じて読み出すために使用され
る。

上記のようにしてバッファメモリ（５）に記憶された文
字信号のうち、番組選択装置（１０）によって選局され
た文字放送番組の信号がＣＰ　Ｕ　（８）により読み出
されてデータ処理され、文字パターンデータがパターン
メモリ（７）へ、カラーデータがカラーメモリ（８）へ
それぞれパスライン（８）ヲ介して転送記憶される。

上記ＣＰ　Ｕ　（８）が文字信号を処理する手順は、Ｒ
ＯＭ　（１４）ニ記憶さレテオ’１．　ＲＡＭ（１５）
４＊ソ（７）処理を行なう際の一時的なデータの保管や
記憶に使用される。パターンメモリ（７）とカラーメモ
リ（８）とに、１ペ一ジ分のデータが蓄積されると、読
出し制御回路（１１）が記憶されたデータを順次読み出
し、出力インタフェース回路（１２）を介して画像表示
部（１３）を駆動し、この画像表示部（１３）上に文字
画像が表示される。

すでに述べたように、文字多重放送のデジタル符号をＣ
ＰＵ（θ）で処理する過程において、ラン長データユニ
ットは他のデータユニットに比較してその処理に時間を
要する。そこで、この時間を短縮するために、ＭＨ符号
をそのラン長とコード長に変換する際における、メモリ
に書き込まれるテーブルのデータをつぎのような手順で
作成する。

まず、第２図および第３図に示されたＭＨ符号のラン長
とコード長とを用いて、第６図を作成する。この第６図
において、アドレス［００，０１には第２図のラン長Ｏ
が、アドレス［００，１］にはこのラン長０に対応する
コード長５がメモリされている。また、アドレス［００
，２］には第２図のラン長１が、アドレス［：００．３
］にはこのラン長ｌに対応するコード長４がメモリされ
ている。

以下、同様にして、アドレス［ｏｏ、ａｌ　、　　［ｏ
。

、８］　　、　　［００，８］　　、　　［００，Ａ］
　　、　　［００，ＣＩ　　、　　［００、Ｅｌ　、　
　［１０，０１・・・には、第２図のラン長２，３゜４
．５，６，７．８・・・が、アドレス［００，５］　　
。

［００，７］　、　［００，９］　、　［００，Ｂ］　
、　　［００，Ｄ］　、　［００、Ｆ］　　、　　［１
０，ｌ］・・・には、これらのラン長２，３゜４．５，
６，７．８・・・にそれぞれ対応するコード長４，４，
４，５，５，５．５・・・がメモリされている。

さらに、ラン数１の第３図についても、同様な手順で第
６図にそのラン長と、このラン長に対応するコード長と
が各アドレスにメモリされている。

この第６図はラン長とコード長の２バイトのデータを対
（ペア）にして作成されたもので、ラン数０のラン長０
から第２図、第３図のラン長とコード長とを順次入れで
あるけれども、この入れる順序はラン長とコード長が対
になっておれば、００〜ＦＦのテーブルのいずれでもよ
い。

このように、第６図はラン長とコード長の２バイトのデ
ータを対（ベア）にして作成されたものであり、このま
までは２バイトの表現が不可能であるから、第６図のデ
ータに代えて別のテーブルのアドレスを第４図、第５図
の対応する部分にデータとして入れておく。

つまり、この実施例においては、コード長が最大８ビツ
トであることから、８ビツト以下のコードについてもＭ
Ｈ符号を最上位ビットにつめて。

残りのビットには０を入れたデータをアドレス■とする
。

たとえば、ラン数Ｏでラン長４のＭＨ符号は、（１１００）　　　　　　　　　　・・・（８）である
から、そのアドレス■は、アドレス■＝ｔｉｏｏｏｏｏｏ　　　　・・・（８）と
なる。

ところが、上記（８）のように０を付加した場合、ラン
数０のラン長４．ラン数１のラン長ＯのＭＨ符号は。

（ｔ　ｔｏｏｏｏｏｏｏｔｏｏ）　　　　・・・（１０
）であるから、上記（８）のアドレス■と、上記（１０
）のＭＨ符号とが、において一致し、両者の判別が不可能である。

すなわち、ＭＨ符号に（ｏｏｏｏ）の付加された上記（
８）のアドレス■は、（１１００ＸＸＸＸ）　　　　　　　　−（１１）とな
り、この（ｘｘｘｘ）は、（００００）　　、（０００１）　　、（００１０）　
　。

（ｏｏｔｉ）・・・（１１１１）　　　　　　・・・（
１２）通りの可能性が存在する。

そのため、８ビツト以下のコードについてもＭＨ符号を
最上位ビットにつめて、残りのビットには１を入れたデ
ータをアドレス■とする。

たとえば、上記の例であるラン数０のラン長４のＭＨ符
号は。

（１１００）　　　　　　　　　　　　　・・・（１３
）であるから、そのアドレス■は・アドレス■−１１００１１１１・・・（１４）となる。

そして、上記（８）におけるアドレス■のコード（１１
００）からつぎのコードである（ｏｏｏ。

ｏｉｏｏ）が到達するまでの間を上記アドレス■のコー
ド（１１００）で埋める。

つまり、上記の例の場合、ラン長４のデータのアドレス
は第６図において１０であるから、第４図のアドレス［
８０，８］　　、　　［８０，９］　　、　　［８Ｇ、
ＡＩ　　、・・・［８Ｇ、Ｆｌに［１０］を挿入してメ
モリする。

上記のような操作をラン数０と１について各２５６ビツ
トのメモリを使用して各ＭＨ符号について埋めてゆくと
、第６図から第４図と第５図を作成することができる。

ラン長伝送では、ラン数０、ラン数１の順に交互にＭＨ
符号が伝送されてくるので、ＭＨ符号がどのような組み
合わせになっても、伝送データを最上位ビットにもって
くれば、そのつぎにどのＭＨ符号が伝送されてきても、
第４図および第５図から第６図のラン長とコード長とを
読み出すことができる。

たとえば、００００１０１１１００１０１００のような
データの場合。

まず、ラン数０の第４図では、アドレス［００，８］　
　、　　［００，９］　　、　　［００，Ａ］〜［００
，Ｆｌには、ラン長０が存在し、第６図のアドレス［０
０，０１ではラン長Ｏと、つぎのアドレス［００，１］
にはコード長５が存在する。また、つぎのＭＨ符号を変
換するには、まず、先のコード長である５ビット分をシ
フトしてＭＨ符号の先頭ビットを最上位ビットにもって
ゆくと。

となり、先のＭＨ符号がラン数Ｏであったから、今回は
ラン数１の第５図におけるアドレス［７０，２］には、
データ６６が存在しており、第６図のアドレス［ｅｏ、
８３からラン長ｌが、第６図のアドレス［８０，７］か
らコード長２が得られる。

上記の操作を繰り返すことによって、ランレングス符号
化伝送のＭＨ符号はすべてラン長とコード長に変換でき
る。

なお、第６図を作成するとき、ラン長を１バイトで表現
することにしたけれども、ラン長は４８０までであるか
ら、このままではラン長を１パイ）（２５５ビツト）で
表現することができない。

そのため、メイクアップ（Ｍａｋｅ　Ｕｐ）コードは、
ターミネートコードと区別するため、そのコードをたと
えば８で割って、これに８０を加算したものをラン長と
している。

また、ＥＯＲ、ＥＯＬは、たとえばＥＯＲＯＲ１４ＯＬ
＝ＦＦで表現しているけれども、これらはメイクアップ
コードとターミネートコードと区別するためのもので、
他の記号を用いてもよいことはいうまでもない。

〔発明の効果］以上のように、この発明は、ラン長の最大のものを含む
ようなテーブルを作成し、その最大コード長に満たない
部分にすべてＯを埋めたデータと、その最大コード長に
満たない部分にすべて１を埋めたデータとをアドレスと
し、その間のデータが同一のデータであるとの観点から
簡単なＭＨ符号の解読が行なえるようにしたことに特徴
を有するものである。これによって、ＭＨ符号をラン長
とコード長に変換する際、メモリに記憶されているテー
ブルのデータを使用すれば、ＭＨ符号の迅速な解読が簡
単かつ安価に達成できる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明によるＭＨ符号変換装置を文字多重放
送受信装置に適用して示す概略的なブロック回路図、第
２図はラン数０のＭＨ符号表、第３図はラン数１のＭＨ
符号表、第４図ないし第６図は第２図および第３図にも
とづいて作成されたそれぞれ異なる符号表である。（５）・・・バッファメモリ、　（８）・・・コードＰ
Ｕ、°（７）・・・パターンメモリ、（８）・・・カラ
ーメモリ、（１１）・・・読出し制御回路、（１４）・
・・ＲＯＭ、（１５）・・・ＲＡＭ。なお１図中、同一符号は同一または相当部分を示す。

Claims

【特許請求の範囲】

（１）デジタル符号伝送に使用されるランレングス符号
化伝送のモディファイドハフマン符号をそのラン長とコ
ード長に変換する装置であって、上記モディファイドハ
フマン符号に対応させるアドレスを有するメモリを備え
、このメモリは上記モディファイドハフマン符号に対応
したアドレスにそのラン長とコード長をデータとして記
憶し、上記アドレスに対応したデータのうち、上記ラン
長データがモディファイドハフマン符号に対応したデー
タであり、上記コード長データが上記モディファイドハ
フマン符号のビット数データからなり、上記コード長デ
ータを用いてつぎに解読を要するモディファイドハフマ
ン符号のビット位置を合わせることを特徴とするモディ
ファイドハフマン符号変換装置。