JPS6367965A - デ−タ符号化方法 - Google Patents

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〕 本発明は、データ圧縮のための符号化方法に係り、特に
画像データの圧縮に好適なデータ符号化方法に関する。

〔従来の技術〕

例えば、カラー階調画像データなどでは、一般にそのデ
ータ量が膨大なものとなり、このため、その伝送や蓄積
などの処理に種々の問題が生じる。

そこで、このようなデータの処理には、従来から種々の
データ圧縮のための符号化方法が用いられており、その
−例として、例えば、東京工業大学　工学部　画像情報
工学研究施設　中部　正之外２名により、印刷学会　昭
和６１年春期研究発表金において発表された″各種直交
変換を用いた印刷用画像のデータ圧縮　第一報′と題す
る論文による、いわゆるブロック符号化方式がある。

第２１図は、このようなブロック符号化による従来のデ
ータ符号化方法の一例を示したもので、この第２１図に
おいて、（ａ）は送信側を、そして（ｂ）は受信側をそ
れぞれ表わしており、以下、この第２１図により従来例
について説明する。

まず、（ａ）の送信側では、 １）伝送すべき画像データを複数の画素からなるブロッ
ク、例えば、８×８画素、又は１６Ｘ１６画素からなる
ブロックに分割し、こうしてプロ・ンクに分けたデータ
Ｘ、を直交変換器１に人力する。

２）直交変換器１はブロックごとのデータＸ１を直交変
換してデータＸ２とし、このデータＸを量子化器２に人
力する。

３）量子化器２は入力されたデータＸ２を線形に量子化
してデータＸ３を得、それを符号化器３に供給する。

４）符号化器３は、２次元配列からなるブロック内での
各データの位置ごとに、それぞれ独立に、予め所定値と
して設定しである符□号化ビット数によりデータＸ３の
符号化を行なってデータＸ４を得、このデータＸ４を伝
送路に出力する。

次に、（ｂ）の受信側では、 ■）伝送路を介して送られてきた符号化データＸ４を復
号器４に入力し、復号したデータＸ３　′を逆量子化器
５に入力する。

２）逆量子化器５はデータＸ３′を線形に逆量子化し、
逆量子化されたデータＸ２′を直交逆変換器６に入力し
、逆変換して再生画像データＸ１　′を得、それを外部
に出力する。

ここで、符号化器３の出力である符号化データＸ４は、
元のブロック化データＸ、に比してデータ圧縮されてお
り、この結果、伝送時間が短くて済むなど、データ圧縮
による効果を得ることができる。

ところで、この従来技術では、上記したように、２次元
直交変換して得た２次元配列内の各データについては、
全て同一の符号化方式となっていた。

〔発明が解決しようとする問題点〕

しかして、このような２次元配列データでは、その配列
内にかなり多くの零データを含む場合が多い。

しかるに、上記した従来技術では、配列内での各データ
について全て同一の符号化が行なわれているため、零デ
ータについてもそれぞれ順次、同じ符号化処理が繰り返
されることになり、あまり効率的な符号化が得られてい
るとは言えない状態にあるという問題があった。

本発明の目的は、上記した従来技術の問題点に充分に対
処でき、２次元配列内に零データを多く含むデータに対
して大きなデータ圧縮率を与えることができ、効率的に
データ圧縮を行なうことができるようにしたデータ符号
化方法を提供することにある。

Ｃ問題点を解決するための手段〕 上記問題点は、本発明によれば、２次元配列デ−タを量
子化して符号化する処理過程において、２次元配列内の
データに零データが連続して現われたときには、この零
データの符号化をランレングス符号化で行なうようにし
て解決される。

〔作用〕

２次元直交変換により２次元配列データにおいては、量
子化などの適当な処理を行なうことにより配列内での零
データの連続数を充分に大きくすることができ、ランレ
ングス符号化によるデータ圧縮機能が充分に活かされ、
高い圧縮率を得ることができる。

〔実施例〕

以下、本発明によるデータ符号化方法について、図示の
実施例により詳細に説明する。

第１図及び第２図は本発明の一実施例で、第１図はデー
タ圧縮部（送信側）を、そして第２図はデータ伸長部（
受信側）をそれぞれ示したものである。

この実施例は、イメージスキャナなどの画像データ源か
ら供給されてくる画像データを、ダブル・へ　　　　　
　　　　　　６ バッファによって所定の大きさのブロックにまとめ、そ
れを一方のダブルバッファから他方のダブルバッファに
順次転送させるようにし、この転送時にそれぞれ所定の
データ処理やデータ操作が実行されてゆくように構成し
たもので、まず、第１図のデータ圧縮部について説明す
ると、外部から入力されてくる画像データはダブルバッ
ファ１０の一方のバッファ１０ａと他方のバッファ１０
ｂに交互に、１６Ｘ１６画素からなる２次元配列のブロ
ック毎に書き込まれ、以後、このブロック毎に交互に、
各バッファｌＱａ、ＩＱｂから読み出されてゆく。この
とき、各バッファｌＱａ、１０ｂに書き込まれるデータ
ａ−１は第３図に示すように、１６Ｘ１６画素を１ブロ
ツクとし、各画素が８ビツトからなるデータとなる。

ダブルバッファ１０に格納された画像データａ−１は、
次にダブルバッファ１２に１ブロツク毎に区切って転送
されるが、このときコサイン変換器１１によってコサイ
ン変換が施こされた上でダブルバッファ１２の各バッフ
ァ１２ａ、１２ｂに交互に、順次格納されてゆく。

コサイン変換器１１は、画像情報を周波数成分として表
わすことにより、配列内での低次の項に情報成分を集中
させ、これにより効率的な符号化が得られるようにする
ためのもので、ブロック符号化によるデータ圧縮の中心
となるものであり、画像データａ−１をＸｔ　　（ｉ、
ｊ）で、そしてコサイン変換後の画像データ、すなわち
、変換データａ−’ｌをＸ２　　（ｕ、ｖ）でそれぞれ
表わしたとき、コサイン変換は次のようになる。

ここで、Ｍニブロック配列の行数 一列数 ｉ　、　ｊ　、ｖ　、ｕ　：データＸ１のブロック配列
内での座標値、 従って、−０，１，２・・・ ・・・・・・（Ｍ−１） また、Ｃ（ｕ）、Ｃ（ｖ）７ｆ−（ｕ、ｖ　＝　０　）
：１（ｕｖ≠０） なお、この実施例では、ブロック符号化のための直交変
換としてコサイン変換を用いているが、本発明では、コ
サイン変換に限らず、フーリエ変換、アダマール変換な
どの直交変換を用いて実施してもよいことは言うまでも
ない。

第４図に、ダブルバッファ１２のいずれかのバッファＬ
２ａ又は１２ｂに書き込まれたコサイン変換データａ−
’ｌの一例を示す。

こうしてダブルバッファ１２のいずれかのバッファ１２
ａ又は１２ｂに対する変換データａ−２の書き込みが終
了するごとに、今度はその読み出しが行なわれるが、こ
の実施例では、このときでの変換データａ−２のバッフ
ァ１２ａ又は１２ｂからの読み出しの順序により、１ブ
ロツク分のデータ内での複数の所定の形状の単位ブロッ
クへの区分が行なわれる。すなわち、この実施例では、
２次元配列された１ブロツク分のデータを、さらにその
配列の中で複数の所定の形状の単位ブロックに分割し、
この単位ブロックごとに独立して符号化のためのビット
数を割り当てるようにした点を特徴としたものであるが
、この単位ブロックへのデータの区分をバッファ１２ａ
又は１２ｂからの読み出しの順序で行なうようになって
いるのである。

第５図はこの実施例における単位ブロックの区分状態を
示したもので、■ブロック分の配列の中での変換データ
の次数の低い部分から高い部分に向ってほぼ対称的に、
かつ順次、その大きさが大きくなってゆくようにして１
１の単位ブロックに分割したものである。なお、以下、
この単位ブロックを小ブロックという。

以上のような、小ブロツク分割のためのダブルバッファ
１２からの変換データａ−２の読み出しを制御するのが
続出アドレス制御器１３であり、そこでこのアドレス制
御器１３はダブルバッファ１２に対して第６図に示す順
序で、各バッファ１２ａ又は１２ｂからの変換データａ
−２の読み出しが行なわれるように、各ブロックごとの
続出アドレスを順次発生する。

従って、第５図と第６図とを比較すれば明らかなように
、ダブルバッファ１２から各ブロック毎の変換データａ
−２の読み出しが開始して第１番目から第２５６番目ま
での１ブロツク分のデータの読み出しが終るまでの間で
、まず第１番目に読み出されるデータが小ブロックのの
データであり、以下、第２番目から第６番目までが小ブ
ロック■のデータ、第７番目から第１６番目までが小ブ
ロック■のデータ、・・・・・・、第１９３番目から第
２５６番目までが小ブロック■のデータというようにな
り、結局、第７図に示すように、データの順番により小
ブロックに対する区分が定まることになり、以後、この
データの順番によって小ブロツク毎の異なった処理を実
行することができるようになるのである。

なお、この読出アドレス制御器１３により、第６図に示
す順序でのデータの読み出しを行なわせるためには、続
出アドレス制御器１３に、例えばカウント機能と、テー
ブルを設け、画像データａ−１の入力に同期して供給さ
れるクロック信号のカウント結果によりテーブル検索を
行ない、所定のアドレスデータを逐次発生させてゆくよ
うにすればよい。このとき、第５図及び第６図に示した
小ブロックの分割態様と小ブロツク内でのデータの続出
順序とは一実施例にすぎず、従って、これら以外のやり
方でも本発明の実施が可能なことは言うまでもない。例
えば、上記実施例では、第５図から明らかなように、各
小ブロックの大きさくその中に含まれるデータ数の大小
）が、２次元配列の１ブロツク分のデータ内で高次のデ
ータを含むもの程、大きくなってゆくように構成してい
るが、これに代えて、各小ブロックの大きさを同じに揃
えてもよく、分割数も１１に限らないことは言うまでも
ない。

以上のようにして、ダブルバッファ１２から順次、読み
出された変換データａ−２は、まず重み付は器１４の乗
算器１４ａに人力され、重み係数発生器１４ｂから与え
られる重み係数ａ−３による重み付は処理を受ける。

この重み付は器１４での処理は、直交変換したデータの
それぞれごとに、その重要性に応じた重み付けを行ない
、必要とする情報はなるべく損なわれないようにしなが
ら、伝送すべき情報量の削減が充分に得られるようにす
るためのもので、経験的に決めるが具体的には、次式で
示すように、２次元配列ブロック内の個々のデータの配
列内での位置によって決まる重み係数ａ−３を重み係数
発生器１４ｂから発生させ、この係数ａ−３を乗算器１
４ａに供給し、ダブルバッファ１２から順次読み出され
てくる変換データａ−２に乗算することにより遂行され
る。

ａ−３（ｉ、ｊ）　−１／　　１＋　（ｒ／ｓ）ｋここ
で、ｒ＝　　ｉ２＋ｊ２ なお、ｋ、ｓは定数で、これらの値によってデータの圧
縮率を変化させることができるもので、典形例としては
、ｋ＝４．ｓ＝８を挙げることができる。この重み係数
の例は、重要な画像情報である２次元配列ブロック内の
低次の部分に対応した部分では、はぼＩＴ　Ｉ　ＩＴに
近い係数であり、情報を保存し、削減可能な２次元配列
ブロック内データの多い高次の部分に対応する計数は、
高次になるに従って”ＯＩＩに近くなり、情報を削減す
る効果を持たせたものである。

この重み係数発生器１４ｂによる重み係数ａ−３の発生
は、１ブロツク分のデータに対応して、１６Ｘ１６の２
次元配列データからなるテーブルを用い、このテーブル
を読出アドレス制御器１３から与えられるアドレスデー
タにより検索して行なうようになっている。

第８図に、ｋ＝４．ｓ＝８としたときのテーブルを示す
。従って、この第８図のテーブルの各数値が１ブロツク
の２次元配列内での対応する変換データａ−２の個々に
対する重み係数ａ−３となる。

こうして重み付けされたデータは次に整数化器１５に入
力され、ここで数値の小数部を削減するという単純な処
理で整数化されてデータａ−４となる。

Ａ この整数化器１５を設けている理由は、必要な情報の伝
達にあまり寄与しない部分を切捨てることにより、伝送
に必要なビット数の削減が、より多く得られるようにす
るためであり、第９図に、このデータａ−４の一例を示
す。この第９図は第４図の変換データａ−２に対して重
み付は処理と整数化処理を施こしたもので、図中で゛ア
ンダーパーを付したゼロ（見）が、重み付けと整数化に
よってゼロにされてしまったデータを表わしている。

このデータａ−４は、次に再量子化器１６に入力され、
小ブロックごとに異ったステップによる量子化を再び行
なう。この実施例における再量子化器１６による具体的
な処理は次のようになっている。すなわち、２次元配列
内での低次のデータを含む小ブロック■、■、■のデー
タに対してはステップ１で量子化を行ない、残りの小ブ
ロック■〜０のデータに対してはステップ２で量子化を
行なうのである。この結果、精度の必要な低次のデータ
についての劣化を充分に抑えながら圧縮可能な高次のデ
ータについては充分なデータ圧縮を得ることができる。

なお、この実施例における再量子化器１６の処理につい
て、さらに具体的にいえば、この再量子化器１６では続
出アドレス制御器１３からのアドレスデータにより、入
力されてくるデータが小ブロックのいずれに属するもの
かを識別し、まず、そのデータが小ブロック■〜■のい
ずれかに属するものであったときには、このデータをそ
のまま出力に送り出してデータａ−５とする。つまり、
このときには、そのデータが整数化器１５を介して入力
されていることにより、ステップ１で量子化したのと同
じ結果になるのである。次に、入力されてきたデータが
小ブロック■〜■のいずれかに属するものであったとき
には、このデータの数値によりテーブル検索を行ない、
このテーブルから読み出されてくるデータを出力する。

このテーブルは、その検索入力の数値を２で除算し、そ
の結果を４捨５人した形で出力に与えるように作られて
おり、この結果、小ブロック■〜Ｏのデータに対しては
ステップ２で量子化が行なわれたことになるのである。

第１０図にこの量子化データａ−５の一例を示す。この
第１０図の量子化データａ−５は第９図のデータを量子
化したもので、図中、括弧内の数字は、その小ブロツク
内での処理順序を表わしたものである。

こうして量子化したデータａ−５は次の符号化に備えて
、一方ではそのままダブルバッファ１７に供給されるが
、これと並行して最大絶対値検出器１８にも入力され、
ここで各小ブロックごとに、その中でのデータの最大絶
対値の検出を行ない、次に、この検出結果をビット配分
器１９に供給し、各小ブロックごとに、その中でのデー
タの符号化に使用するビット数を決定する（このビット
数の決定をビット配分という）。

第１１図はビット配分の一実施例を示したもので、この
図から明らかなように、変換次数が低く、従って情報の
重要な部分を担っているデータが主として含まれるＶｆ
Ｉ室の高い、小ブロック■、■。

■のデータに対しては、その中に現われるデータの最大
絶対値とは無関係に、充分に多いビット配置６ 分（■には９ビツト、■には８ビツト、■には７ビツト
）を与え、これにより画情報の劣化が充分に抑えられる
ようにすると共に、高次のデータをじて、その都度、適
切なビット配分が与えられ、これにより、常に高い圧縮
率と低いデータ損失との両立を確保できるようにしてい
る。

なお、この第１１図のビット配分は一実施例にすぎず、
これ以外のビット数の割り当てや組合わせによって実施
してもよいことは言うまでもなく、このときに設定すべ
きビット数に対する考え方としては、そのビット数がデ
ータの符号化に際して選択される可能性が高く、かつ、
選択の対象となるビット数のうちの最大ビット数を用い
ることにより、その小ブロツク内のデータの符号化が、
はぼ完全に行なえるようなものとすればよい。

こうしてビット配分器１９で決定され出力されたビット
配分データａ−５は、まず一方では、ダブルバッファ１
７に格納されている変換データａ−５の符号化に備えて
ダブルバッファ２０に供給されると共に、このビット配
分データａ−６それ分化を受けてビット配分符号ａ−７
に変換される。

なお、ここで、ビット配分データａ−６を受信側に伝送
するのは、受信側での変換データの復号化のためであり
、また、このときビット配分符号化器２１でビット配分
符号ａ−７に変換しているのは、伝送すべきデータ量が
少くて済むようにするためである。しかして、このとき
、小ブロックの。

■、■のデータに対するビット配分は、上記したように
、それぞれ（■＝９）、（■−８）、（■−７）と固定
されているため、これらの小ブロック■〜■についての
ビット配分データの受信側への伝送は不要であり、従っ
て、この実施例では、これら小ブロック■〜■のビット
配分データの伝送は行なわず、勿論、ビット配分符号化
器２１でも符号化は行なわないように構成されている。

第１２図にビット配分符号化器２１における符号化用の
テーブルの一実施例を示す。

この第１２図から明らかなように、ビット配分符号とし
ては２ビツトを用いており、上記したように、小ブロッ
ク■〜■については符号化しない。

第１３図は、−例として、第１０図に示した変換データ
ａ−５の場合におけるビット半分ａ−６とビット配分符
号ａ−７を示したもので、この図から明らかなように、
ビット配分符号化器２１を用い、第１１図に示すテーブ
ルを用いて符号化しているため、この実施例によれば、
ビット配分の伝送を１６ビツト（ａ−７の合計）で行な
うことができる。

一方、ダブルバッファ１７に格納されている１ブロック
分の量子化データａ−５に対して、そのブロックに対応
したビット配分ａ−６がダブルバッファ２０に用意され
たことにより、ここでデータ符号化器２２による量子化
データａ−５の、各小ブロックごとに選択されているビ
ット数（ビット配分ａ−６）による符号化が開始し、ダ
ブルバッファ１７のバッファ１７ａ又は１７ｂのいずれ
ｌ　ツ から順次１データづつ読出されてくる量子化データを、
ダブルバッファ２０のバッファ２０ａ又は２０ｂのいず
れかから各小ブロックごとに定められたビット配分によ
って決まるビット数で符号化した符号化データａ−８が
出力されてゆく。

このデータ符号化器２２による符号化は、ビット配分ａ
−６で与えられるビット数で、量子化データａ−５を２
の補数として表現する方法によって行なわれる。ただし
、このとき、１１０１＃符号については、そのときのビ
ット数で表現可能な２の補数のうちで最小値を示すデー
タ（例えば、このときのビット配分が３だったとすれば
、このときの最小の数は−４であり、これは２進数で＋
１００′１となる）とする。

ところで、このダブルバッファ１７に格納した量子化デ
ータａ−５については、それを全部、そのまま符号化器
２２で符号化し、符号化データａ−８として伝送するよ
うにしてもよいが、この実施例では、さらに圧縮率を上
げるため、量子化データａ−５中のＩＴ　Ｏ１１の伝送
については、ランレングス符号化法を併用するようにな
っている。すなわち、例えば第１θ図を見ると明らかな
ように、ｌブロック分の量子化データａ−５の中で、特
に高次のデータからなる小ブロックにおいては、データ
が′″０″になっている場合が多く、従って、伝送のた
めに順次読み出していったとき、小ブロツク内で連続し
てデータＩＩ　Ｏ１１が現われる場合がかなり多くなっ
ており、このため、このデータＩＴ　ＯＩＴの伝送にラ
ンレングス符号化法を適用すれば、さらに高いデータ圧
縮が得られるからである。

このため、ダブルバッファ１７から量子化データａ−５
を順次読み出してデータ符号化器２２に入力してゆくと
き、これと並行して、この量子化データａ−５を零検出
器２３にも供給し、データＩＴ　ＯＩＩが検出されるご
とに、その連続数を零計数器２４によってカウントさせ
、この結果をフィル符号化器２５によってランレングス
符号化し、その結果も符号化データａ−８として出力さ
せるようにしている。

ところで、この実施例では、上記のように、デ−タ符分
化器２２による符号化に、データを２の補数として表現
する方法を用いており、この結果、例えば３ビツトで表
現できる数は、−４〜＋３であり、負のデータだけ常に
、正のデータより１種類多くなってしまい、本実施例の
ように小ブロツク内の最大絶対値を用いて、ビット配分
を決定した場合、例えば３ビツトで符号化する際の入力
されるａ−５のデータの範囲は−３〜＋３となり、１１
４１＋すなわちビット配分で表現できる数の最小値は使
用されずむだとなる。そこでこの数を＋１０１１符号と
することでデータＩＴ　ＯＩＴのランレンゲ符号化に際
して、以下のようにしている。

ｉ　データＩＴ　ＯＩＴが単独に存在していたときには
、符号化データとしてＩＴ　十〇　１１を出力する。

ｉｉ　　データＩＩ　ＯＩＩが２以上連続して存在して
いたときには、１１０１１に引き続いてＯの連続数を符
号化したデータを出力する。

従って、この実施例において第１０図の量子化データに
よる符号化データａ−８は第１４図のようになり、これ
が多重化器２６に供給されることになる。

なお、このときのデータ″０′″の連続数の符号化には
、フィル符号化器２５を用いているが、この符号化には
フィル符号化に限らず、ハフマン符号化などの他の可変
長符号化を用いてもよいことは言うまでもない。

また、このとき、各小ブロツク内でのデータの読み出し
順序は、データＩＩ　ＯＩＩの連続数がなるべく多く得
られるように、各小ブロツク内で低次の項のデータから
順次高い次数のものに移ってゆくように選ぶのが望まし
く、このため、上記実施例では第６図に示すような順序
を採用しているのである。

さらに、このときのデータ１″ＯＩＴが連続する範囲は
、１つの小ブロツク内に限定して扱う必要はなく、複数
の小ブロツク間にまたがって連続する場合について適用
してもよい。そして、成る小ブロツク内のデータが全て
０となっていたときには、この小ブロックに関するビッ
ト配分情報は、その小ブロック内データの復号には必要
ないので、このときには符号化を行なわないようにする
方法としてもよい。

他方、このデータＩＩ　ＯＩＩの符号化としては、例え
ば、１個の独立したＯに対してはＩＴ　＋　０７１の符
号を、そして予め定めておいたｎ個の連続した０に対し
ては＋１０１１の符号をそれぞれ割り当てる方法も利用
可能である。

さらに、小ブロツク毎の符号化のためのビット数、つま
りビット配分に０を含ませておき、その小ブロツク内の
データが全てＩＩ　Ｏ”になっていたときには、このビ
ット配分をＯにすることにより小ブロツク内のデータを
一括して符号化する方法などの利用も可能である。

こうして、符号化データａ−３が多重化器２６に供給さ
れると、このデータａ−１３はビット配分符号化器２１
からのビット配分符号ａ−７と第１５図に示すように時
分割的に多重化されて伝送データａ−９となり、この伝
送データａ−９がバッファ２７に書き込まれることによ
り伝送路を介して受信側に伝送される。なお、このバッ
ファ２７はいわゆるファーストイン・ファーストアウト
（ＦＩＦＯ）バッファである。また、第１５図に示しで
ある伝送データａ−９のビット数のうち、ビット配分符
号ａ−７のビット数は常に１６ビツトと一定であるが、
その後に続く符号化データａ−８のビット数は各ブロッ
ク毎のデータの内容によって変化するものであり、図示
の３００ビツトという数字は第１０図に示したデータの
場合のものであることは言うまでもない。

次に、第２図のデータ伸長部について説明する。

伝送路を介してＦＩＦＯバッファ３０に書き込まれた伝
送データａ−９は、このバッファ３０から順次読み出さ
れ、データｂ−１として切換器３１に１ビツトづつ入力
されてゆく。

切換器３１は入力されてくるデータのビット数をカウン
トし、リセット人力Ｒにリセット信号が入力されてから
カウント数が１６に達するまでの期間中だけ、入力デー
タｂ−１を出力データｂ−２として、出力させ、それ以
外の期間は、入力データｂ−１を出力データｂ−３とし
て出力する働きをする。

第１５図で説明したように、送信側からの伝送データａ
−９（＝ｂ−１）は、１ブロツク分のデータの最初の部
分に１６ビツトのビット配分符号ａ−７をもっている。

従って、１ブロツク分のデータの受信が終了するごとに
切換器３１にリセット信号を入力してやれば、この切換
器３１の出力データｂ−２としてはビット配分符号ａ−
７だけが分離して得られることになる。なお、このとき
のリセット信号の発生については後述する。

こうして出力データｂ−２として分離されたビット配分
符号ａ−７（以下、これをｂ−２という）は、ビット配
分復号器３２に入力され、ここでテーブル検索によりビ
ット配分ｂ−４（−ａ−６）となり、バッファ３３に格
納される。なお、このビット配分復号器３２で使用され
るテーブルは第１２図で説明した符号化テーブルの逆に
なっている。

次に、切換器３１がリセットされてから入力されている
データｂ−１が１７ビツト以降になると、今度は出力デ
ータｂ−３に切換えられ、これによりデータ復号器３４
、零検出器３５、それにワイル符号復号器３６に、入力
データｂ−１のうちのビット配分符号ｂ−２を除いた符
号化データａ−８（以下、これをｂ−３という）が入力
されてゆくようになる。

この結果、まず、データ復号器３４では、入力されてく
る符号化データｂ−３のビット順序により、そのデータ
が所属する小ブロツク番号を知り、これによりバッファ
３３から与えられているビット配分ｂ−４の選択を行な
い、選択したビット配分（ビット数）に基いて復号を行
なってゆく。このとき、第１１図で説明したように、小
ブロック■、■、■に属するデータの復号に使用するビ
ット数については、それらが固定されており、かつ、ビ
ット配分として伝送されてこないようになっていること
から、バッファ３３から取り込んで選択するのではなく
、予めテーブルとして与えられているものを使用するよ
うになっている。

また、これを並行して、零検出器３５は符号化データｂ
−３の中での符号１１０１Ｆの存在を調べ、符号″−０
″″が現われるごとにワイル符号惧号器３６を動作させ
、データ゛′０″の連続数の復号を行なわせ、その結果
を零データ出力器３７に与え、この零データ伝送方式出
力器３７によりデータＦｌ　ＯＩＩを出力させる。

従って、この結果、データ符号器３４と零データ出力器
３７の出力を合成したデータｂ−５として、第１０図で
説明した量子化データａ−５と同じデータが得られるこ
とになり、この量子化データｂ−５が順次、ダブルバッ
ファ３９の一方のバッファ３９ａ又は他方のバッファ３
９ｂに、■ブロックごとに交互に格納されてゆ（ことに
なる。

ここで、書込みアドレス制御器３８について説と零デー
タ出力器３７の出力データｂ−５をクロック信号として
動作し、そのとき現われているデータが小ブロックのい
ずれに属するものかを識別し、バッファ３３、ダブルバ
ッファ３９．４１に対して小ブロツク番号や書込みアド
レスなどのデータを供給すると共に、１ブロツク分のデ
ータの終了を検出して切換器３１にリセット信号を供給
する働きをする。

なお、小ブロックの識別やｌブロック分のデータの終了
識別は、第６図及び第７図で説明したように、データの
順番や数により容易に行なうことができる。

以上のようにして、符号化データｂ−３の復号化が開始
し、ダブルバッファ３９に１ブロツク分の量子化データ
ｂ−５の格納が終るごとに、以後は、このダブルバッフ
ァ３９を含めてダブルバッファ４１．４３の３個のダブ
ルバッファの間で順次、１ブロツクごとのデータの転送
を行ない、送信側で施こされているデータ処理に対応し
て逆量子化と逆コサイン変化を行なうことにより画像デ
ータを得るようになっている。

まず、ダブルバッファ３９のバッファ３９ａと３９ｂの
一方からデータを読み出し、これをダブルバッファ４１
のバッファ４１ａと４１ｂのいずれかに書き込みを行な
い、このとき逆量子化器４０を介してデータの転送を行
なうことにより逆量子化を行なう。

この逆量子化は、送信側での再量子化器１６による処理
に対応したもので、このため逆量子化器４０では、その
ときのデータが小ブロックのいずれのデータであるかを
書込アドレス制御器３８からの信号で識別し、そのデー
タが小ブロック■。

■、■のいずれかに属するものであったときには、その
データはそのまま通過させ、小ブロック■〜■のいずれ
かのデータであったときには、その値を２倍にして出力
させるように動作する。

従って、この逆量子化器４０の出力データ（逆量子化デ
ータ）ｂ−６の一例を示すと第１６図のようになる。な
お、この第１６図のデータは第９図のデータに対応した
もので、これらの図を比較してみれば明らかなように、
このような処理で不可避的に現われる量子化誤差のため
、両者は必ずしも一致せず、第１６図でアンダーライン
を付したデータが量子化誤差を生じたものである。

次に、ダブルバッファ４１と４３の間では、逆コサイン
変換が施こされ、逆量子化データｂ−６から画像データ
ｂ−７が再生される。すなわち、ダブルバッファ４１の
各バッファ４１ａと４１ｂから１ブロック分づつ交互に
データの読み出しを行ない、それをダブルバッファ４３
の各バッファ４３ａ、４３ｂに交互に書き込み、その間
でデータを逆コサイン変換器４２で処理して逆コサイン
変換を行なうのである。

逆コサイン変換器４２による処理内容は、データｂ−６
をＸｚ’（ｉ、　　ｊ）　、データｂ−７をｘ　、　／
（ｕ、ｖ）としたとき、以下のようになっている。

ＸＩ′（ｕ、■）−Σ　Σ　Ｃ（１）Ｃ（ｊ）’Ｘ　ｚ
　（ｔ　ｊ　）　”従って、第３図に示すような、デー
タ量が１６Ｘ１６Ｘ８ビット−２０４８ビツトの画像デ
ータの伝送が、その画像データの内容にもよるが、例え
ば第１５図に示すように、僅か３１４ビツトのデータに
圧縮できることになる。

ここで、以上の実施例によって得られる効果について説
明する。

データの伝送を効率良く行なうためには、第１７図（ａ
ｌに示すように、直交変換後の２次元配列内の各データ
ごとに、各々符号化する際のビット数を決定し、この符
号化する際のビット配分と配列内データの２つの符号を
使って、配列内データの１つを符号化すればよいが、こ
れでは全データにビット配分を表す符号を付加しなけれ
ばならず、効率的な符号化はできない。

しかしながら、上記実施例によれば、２次元配列内のデ
ータを複数の小ブロックに分割し、各小ブロツク内のデ
ータについては全て同じビット数で符号化するようにし
ているので、第１７図（ｂ）に示すように、個々の配列
内のデータのそれぞれについては必ずしも符号化ビット
数が適切なものとはならないが、ビット配分情報の符号
化に必要なビット数の伝送が小ブロツク単位に１つで済
むため、全体としては効率的なデータ伝送を得ることが
できる。これを第１７図の例で比較すると、同図ｉａ）
では全ビット数が７９ビツトになるが、同図（ｂｌＯ本
発明の実施例ではビット数は全部で６８ビツトで済み、
効率的であることが判る。

次に、上記実施例では、各小ブロツク内でのデータの最
大値に応じて、その小ブロック内データの符号化に使用
するビット数（ビット配分）を決めるようになっている
。

従って、この実施例によれば、常に適切なビット数によ
る符号化が行なわれ、符号化ビット数の不足による再生
画像の劣化の虞れをなくすことができ、又、余分なビッ
ト配分を行なうこともなくなる。又、２次元配列ブロッ
ク内データの符号化方法として、これらのデータの発生
頻度分布にもとづいてあらかじめ設定された可変長符号
を用いる方法も考えられるが、この２次元配列内データ
の発生頻度は、この配列内の位置により大きく変化する
ため、この方法では２次元配列内の各位置ごとにデータ
の発生頻度分布を求め、各々可変長符号を設定しなけれ
ば圧縮効率は向上できなく、又、各位置ごとに可変長符
号を設定した場合には、装置が複雑になることはいうま
でもない。

さらに本実施例のように２次元配列ブロック内データを
小ブロックに分割しビット配分を行なう方法と連続する
ＩＴ　ＯＩＴデータをランレングス符号化法を用いて符
号化する方法を併用することで、ビット配分を決定する
際の選択可能なビット数（例えば、０，２，４．６ビツ
ト）の中から、１′０ビツト″を除いても効率的に１′
０′″データを符号化できるためにビット配分１０ビツ
ト′１に対応したビット配分符号に他のビット数を割り
当てることができ、ビット配分をより細かく設定できる
（例えば２，３．４．６）。これにより、例えばビット
配分として３ビツト必要とする小ブロックがあった場合
、ＩＩ　ＯＩ＋データのランレングス符号化法を併用し
なければ、ビット配分に４ビツトを選択しなければなら
なく、ビット配分にムダが出る。ところが本実施例では
、３ビツトを選択することができる。

このように小ブロックごとにビット配分を行なうだけの
符号化法よりも、本実施例のようにさらにＩＴ　ＯＩＩ
データのランレングス符号化法も併用した方法の方が、
圧縮効率が向上する。

ところで、第１８図は、直交変換によって得られた２次
元配列内データの符号化に必要となる平均的なビット数
を表わす曲線と各小ブロックの分割方法を表す長方形と
を示したもので、２次元配列の（１，１）と（ｎ、　　
ｎ）点を結ぶ直線で切った断面を表わしたものである。

特に、この長方形の面積は、その小ブロツク内の全ての
データを符号化する為に必要となる情報量を表わす。

そして、この第１８図においで、（ａ）は小ブロックの
大きさを全て等しい大きさに区分した場合を示し、同図
（ｂｌは上記実施例において、第５図で説明したように
、データの次数に応じて高次のもの程小ブロックを大き
くした場合のものである。

これら第１８図（ａ）、　（ｂｌにおいて、ハツチング
を施こして示した部分が無駄なビット数であり、従って
、これらの図から明らかなように、本発明のｊ　Ｄ 実施例によれば、符号化用のビットの利用率が高く、効
率的なデータ圧縮を得ることができる。

次に、小ブロックの符号化ビット数は、小ブロックの２
次元配列内の位置により、はぼ一定している為、使用さ
れる確立が非常に低い符号化ビット数にも符号を割り当
てることは符号化ビット数を符号化する時のビット数が
余分に必要となり、効率的でない。しかるに、上記実施
例では、第１１図及び第１２図で説明したように、各小
ブロックごとのビット配分符号として、それぞれの対応
する小ブロツク内で使用される頻度あ高いものに限定し
て符号が割り当てである。つまり、例えば第１８図Ｔｂ
ｌで、最高次の小ブロックでのビット符号化には（２，
３，４，５）を用意し、その次に高次の小ブロックのビ
ット符号化には（３，４，５゜７）を割り当てるという
ようになっているのである。

そして、この結果、上記実施例によれば、上記の場合、
各小ブロックのビット配分符号が２ビツトで済む。

なお、上記の方法を用いなければ、３ビツト必要であり
、小ブロック１つに付き、１ビツトむだにすることにな
る。

次に、例えば、絶対値が３以下の全ての整数に符号を割
り当てる場合、−３，−２，−１，Ｏ。

＋ｌ、＋２．　＋３の７種類の符号が必要となり、２進
数で表現した場合、３ビツト必要とする。

ところが、３ビツトで表現できる符号は、８種類あり、
１種類の符号がむだになる。これは、絶対値が１以下の
整数や７以下の整数の場合でも同様である。そこで、上
記実施例で付随的に述べたように零符号には′±０″の
２種類の符号があると考え、″ｌ０ＩＦ符号に上記のあ
まった符号を割り当て、Ｔｒｏｌｌ符号にはＩＴ　ＯＩ
Ｉデータが例えば２個連続して存在しているという意味
を持たせるようにしており、この結果、ＩＩ　ＯＩＩが
連続する場合には、約１／２のビット数で符号化が可能
となる。

ここで、上記実施例のように、画像を複数のブロックに
分割した後、このブロックごとに直交度　Ｑ 換し、量子化、符号化する方法を採っていると量子化に
よる誤差が、直交変換後の２次元配列の低次の部分に発
生した場合、ブロックの境界が目立という画像劣化が発
生ずる。

例えば、配列内の最低次のデータに量子化誤差が発生し
た場合、これは、再生画像のそのブロックの全てのデー
タに一様に一定値を加算、又は減算することと、同じ結
果となる。そして、この様な画像劣化に対して人間の目
は敏感である。これに対して、高次のデータに量子化誤
差が発生した場合には、再生画像のブロック内の全体に
細かな凹凸を加えたのと同じ結果となる。しかして、こ
の様な画像劣化に対しては人間の目は鈍感である。

そこで、上記実施例では、データの量子化に際して、そ
の量子化のレベルを小ブロツク単位で変え、低次のデー
タでは量子化レベルを小さく、そして高次のデータでは
大きくしており、この結果データ圧縮効率の低下を抑え
ながら、充分に画像劣化をなくすことができる。

次に、上記実施例における小ブロツク化（単位ブロック
化）の効果について説明する。

例えば、コサイン変換などの方法により２次元直行変換
された画像データについてみると、その２次元配列ブロ
ック内でのデータの絶対値の分布状態は第１９図のよう
な傾向を示す。なお、この第１９図は、２次元配列ブロ
ックを、その位置（０，Ｏ）と（ｎ−１，ｎ−１）を結
ぶ直線で切り、２次元配列ブロックを１次元で表現した
ものであり、実線、破線、それに鎖線はそれぞれ異なっ
た画像データによる分布を表わす。

また、２次元配列ブロック内でのデータ量の分布状態を
そのまま２次元で表わしたのが第２０図で、データに応
じてハツチングを付して示したデータ量の多い部分の形
状が変化していることが判る。なお、この第２０図のｆ
ａｌ〜ｔｅ＋は典形的な例を示したもので、これらの中
間の形状となる場５合もあるのは言うまでもない。

このように、２次元配列ブロック内でのデータ量の分布
状態は、データの内容によって大きく変化しているのに
対して、従来技術では、このような変化と無関係に、符
号化に際してのビット数が固定化されているため、特定
のデータについてだけ所定のデータ圧縮効果が得られず
にすぎず、この結果、従来技術では、符号化のためのビ
ット数に余りが生じ、符号化効率が低下して充分なデー
タ圧縮が得られなかったり、符号化に必要なビット数の
不足によるデータ劣化などの問題が生じることになるが
、上記実施例によれば、２次元配列データブロックを所
定の形状の複数の単位ブロックに分割し、これらの単位
ブロックごとに、その中に位置するデータに対する符号
化のためのビット数が、その都度、独立して設定されて
ゆくようになっており、この結果、単位ブロックごとに
、その中に含まれているデータついて、常に最適な符号
化ビット数のもとての符号化が得られ、符号化ビット数
に過不足を生じる處れがなくなり、効率的なデータ圧縮
を得ることができる。

ところで、２次元直交変換して得た２次元配列データの
特徴として、その配列内の高次の部分に零データが集中
するという性質がある。

そこで、上記実施例では、この性質を利用し、第６図で
説明したように、２次元配列内の低次から高次にかけて
順次、符号化を行なうようにし、これにより零データの
連続数が大きくとれるようにしており、この結果、デー
タ圧縮率をさらに向上させることができるようになって
いる。

なお、上記実施例では、２次元配列データを、その中に
含まれるデータの次数が高次になるに従って順に大きく
なっている複数の単位ブロックに区分し、かつ、これら
単位ブロック内のデータの符号化ビット数を、その単位
ブロックごとに、その中に含まれているデータの絶対値
の最大値に応じて決定してゆくようになっているが、こ
こで、これらの単位ブロックの符号化の順序を、その単
位ブロックの符号化ビット数の大きい方から小さい方に
向うように定めるようにしてもよい。

このようにすれば、零データの連続可能な範囲を単位ブ
ロック外に広げた場合には零データの連続数をさらに大
きくすることができ、さらにデータ圧縮率の向上を得る
ことができる。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、２次元配列内の
データとして零データが連続して現われた場合には、こ
の零データの伝送がランレングス符号化によって行なわ
れるため、２次元直交変換による２次元配列データの特
質と併わせて効率的なデータ圧縮が得られ、従来技術の
問題点に充分に対処でき、例えば、符号化ビットとして
３ビツト前後を用いている２次元配列データにおいて、
零データが連続して５個存在した場合、従来技術では、
これらの零データの符号化に約１５ビツト必要となるの
に対して、本発明によれば、上記実施例に示すように、
まず零データが連続していることを表わす１０１１の符
号化に３ビツト、連続数５を表わすのに３ビツトの合計
６ビツトで済むことになり、結局、本発明によれば、高
いデータ圧縮率が容易に得られることになる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明によるデータ符号化方法を適用したデー
タ圧縮部の一実施例を示すブロック図、第２図は同じく
データ伸張部の一実施例を示すブロック図、第３図はデ
ータブロックの説明図、第４図はコサイン変換データの
一例を示す説明図、第５図は本発明における単位ブロッ
ク分割の一実施例を示す説明図、第６図は単位ブロック
内でのデータ読出順序の一実施例を示す説明図、第７図
は単位ブロックとデータとの対応の一実施例を示す説明
図、第８図は本発明における重み係数の一実施例を示す
説明図、第９図は本発明の一実施例における重み付はデ
ータの一例を示す説明図、第１０図は同じく量子化デー
タの一例を示す説明図、第１１図は本発明におけるビッ
ト配分の一実施例を示す説明図、第１２図は同じ（ビッ
ト配分符号の一実施例を示す説明図、第１３図は同じく
データ符号化の一実施例を示す説明図、第１４図は符号
化データの一例を示す説明図、第１５図は伝送符号の一
例を示す説明図、第１６図は本発明の一実施例における
逆量子化データの一例を示す説明図、第１７図は本発明
によるビット減少効果の説明図、第１８図は同しくのビ
ット利用効果の説明図、第１９図はブロック符号化方式
におけるデータ分布の説明図、第２０図は同じくデータ
分布を２次元状態で示した説明図、第２１図はブロック
符号方式の従来例を示すブロック図である。 １０．１２．１７．２０・・・・・・ダブルバッファ、
１１・・・・・・コサイン変換器、１３・・・・・・読
出アドレス制御器、１４・・・・・・重み付は器、１５
・・・・・・整数化器、１６・・・・・・再量子化器、
１８・・・・・・最大絶対値算出器、１９・・・・・・
ビット配分器、２１・・・・・・ビット配分符号化器、
２２・・・・・・データ符号化器、２３・・・・・・零
検出器、２４・・・・・・零計数器、２５・・・・・・
ワイル符号化器、２６・・・・・・多重化器、２７．３
０・・・・・・バッファ、３１・・・・・・切換器、３
２・・・・・・ビット配分復号器、３３・・・・・・バ
ッファ、３４・・・・・・データ復号器、３５・・・・
・・零検出器、３６・・・・・・ワイル符号復号器、３
７・・・・・・零データ出力器、３８・・・・・・書込
アドレス制御器、３９，４１．４３・・・・・・ダブル
バッファ、４０・・・・・・逆量子化器、４２・・・・
・・逆コサイン変換器。 第５図 ｇ８開昭６３−６７９Ｇ５（１５） 第６図 第７図 ′”７°”／　”’　　”ｆ　７．：’−’　”’第１
１図 第１２図 第１７図 ｔσノ □ｌ 第１７図 （ｂ） 第１８図 秒ビクリ囚４１置 第１９図 【 第２０図 （ａ）　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
（ｂ）　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　（Ｃ
）（ｄ）　　　　　　　　　　　　　（ｅ）第２１図 （ａ） （ｂ） 手続補正書（自船 昭和６１年１０月Ａン日

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）画像データを所定の画素数ごとにブロック化し、
   これらブロック化した画像データごとに直交変換して得
   た２次元配列データを用い、ブロック符号化によりデー
   タ圧縮を行なうようにしたデータ符号化方法において、
   上記２次元配列データを逐次、量子化し符号化してゆく
   処理過程で該データ中での零データの連続数を検出する
   手段を設け、零データの符号化をランレングス符号化で
   行なうように構成したことを特徴とするデータ符号化方
   法。
2. （２）特許請求の範囲第１項において、上記２次元配列
   データの符号化が、該配列内での低次のデータから高次
   のデータへと順次行なわれるように構成したことを特徴
   とするデータ符号化方法。
3. （３）特許請求の範囲第１項において、上記２次元配列
   データがさらに複数の単位ブロックに区画されており、
   これら単位ブロック内でのデータの絶対値の最大値に応
   じて各単位ブロックごとのデータ符号化ビット数が決定
   され、かつ、各単位ブロックごとのデータの符号化の順
   序が上記データ符号化ビット数の大きい方から小さい方
   へと定められていることを特徴とするデータ符号化方法
   。