JPS6376524A - デ−タ圧縮システム - 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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、算術符号化法によるデータの圧縮／圧縮解除
に関する。

Ｂ、従来技術およびその問題点 データの圧縮、圧縮解除の１つの方法として、算術符号
化法が知られている。算術符号化法の一般的な説明は、
Ｇ、　Ｌａｎｇｄｏｎ著の論文１１ＡｎＩｎｔｒｏｄｕ
ｃｔｉｏｎ　ｔｏ　Ａｒ１ｔｈｎ＋ｅｔｉｃ　Ｃｏｄｉ
ｎｇ”　、　ＩＢＭ　Ｊ。

Ｒｅｓ、　Ｄｅｖｅｌｏｐ、　Ｖｏｌ　２８、Ｈａ　２
、ｐｐ、１３５−１４９　（１９８４年３月）に述べら
れており、本明細書でもこれを引用する。

上記論文に述べられているように、算術符号化法によれ
ば、連続的に符号化された判断（ｄｅｃｉｓｉｏｎ）が
数直線に沿った符号点に写像される。

算術符号化法は、２以上の結果（ｏｕｔｃｏｍｅ）を持
つ可能性のある判断にも適用可能である。なお、このよ
うな結果を事象（ｅｖｅｎｔ）ともいう。ある判断につ
いての結果のそれぞれには、確率が関連する。

各結果を「シンボル」と対応させることによって、各結
果がデータの形で表現される。数直線はセグメントに分
割される区間を表わす、各セグメントは符号器へ各々の
シンボルが入力されることに対応する。４つの結果の可
能性がある判断では、４つのセグメント、例えばセグメ
ントａ、ｂ、ｃ、ｄが存在する。判断が“ｄ”事象に対
応するならば、“′ｄ”セグメントが現在区間として選
択される。次にセグメントａ％ｂ、ｃ、ｄに分割される
のはこの現在区間である。このように、数直線上で導か
れる区間は、系列的に次々に小さくなり。

元の区間に包含されてしまうものである。重要なことだ
が、各区間は一連の事象に一意的に対応して生成される
。与えられた判断事象のストリングに対応して数直線上
のある特定の区間を指すコード・ストリームを生成する
ことが、算術符号化法に基づく「符号化」である。

特定の区間、そして各区間のセグメントの順序付けおよ
び各々の長さに関する情報に基づいて、関連する判断ス
トリングを復元することができる。

このプロセスを算術符号化法に基づく「復号」と呼ぶ。

２進算術符号化は、各判断の結果、２つの排他的な事象
のうちの１つが選ばれるという特殊なケースである。２
進符号化環境では、２つの事象のうちの一方が確率Ｑを
持つ劣勢シンボル（ｌｅｓｓｐｒｏｂｕｂｌｅ　ｓｙｍ
ｂｏｌ、　ＬＰＳ）と関係し、他方が確率Ｐを持つ優劣
シンボル（ｍｏｒｅ　ｐｖｏｂａｂｌｅ　ｓｙｍｂｏｌ
。

ＭＰＳ）と関係する。２進算術符号化では、数直線に沿
った区間が２つのセグメントに分けられる。そして、そ
のうちの１方がＬＰＳ事象（または結果）の生起に対応
し、他方がＭＰＳ事象（または結果）の生起に対応する
。各セグメントの長さが２つの事象の確率Ｐ、Ｑをそれ
ぞれ反映していることが好ましい。

２進算術符号化用の符号器では、初期区間として数直線
の０と１の間の区間が割り当てられる。

上記Ｌａｎｇｄｏｎの論文で述べられているハードウェ
アに適したスキームでは、ＬＰＳ確率が該区間のうちの
数値の小さい方の側の第１のセグメントに対応する。そ
して、ＭＰＳ確率が該区間のうちの数値の大きい方の側
の第２のセグメントに対応する。最初符号点は該区間の
下端（すなわち、０）を指すようにセットされるので、
これに対応してコード・ストリームも０００・・・・に
初期化されることになる。ここで、数直線は０から１へ
延びるにもかかわらず、応答区間に含まれるのは２つの
境界値のうちの１つだけであることに注意するのは重要
である。例えば、ハードウェアによる符号化における初
期区間は、０および１までのすべての点を含むが、１は
含まない。同様に、ハードウェア・スキームによって引
き続いて生成される区間のそれぞれにおいて、その下限
は含まれるが上限は含まれない。

上記ハードウェア・スキームでは、ＬＰＳ事象の場合、
符号点は固定されたままでコード・ストリームの数値も
変わらない。もつともコード・ストリームの長さは増加
する。ＬＰＳ事象の後の新たな現在区間（ｃｕｒｒｅｎ
ｔ　１ｎｔｅｒｖａｌ）は、先行すると区間のＬＰＳ　
（つまりＱ）セグメントとして規定される。また、上記
ハードウェア・スキームでは、ＭＰＳ事象がＯから１ま
での適当な範囲とともに生起したならば、符号点が値Ｑ
だけ増加するとともに、新たな現在区間はＭＰＳ事象に
関連したもの、つまり先行する区間のＰセグメントにな
る。ハードウェア符号器に関して言えば、ＭＰＳ事象毎
に符号点を動かす方がＬＰＳ事象毎に符号点を動かすよ
りも優れていることが（本明ＭｎＭより）わかる。

Ｃ０発明が解決しようとする問題点 本明細書で開示した新規なソフトアラエアによる方策で
は、区間にその上限が含まれていてもよいが、下限の方
は含まれない。すなわち、０から１へ延びる数直線では
、１およびＯに至るまでのすべての点が含まれるものの
、０は含まれない。

このソフトウェア・スキームによれば、コード・ストリ
ームの値は現在区間の上限に対応しており、ＬＰＳ事象
毎に減分されていく。本願の発明者によって、ソフトウ
ェア・スキームでは、ＬＰＳ事象毎に符号点を動かす方
が、ＭＰＳ事象毎に符号点を動かすよりも効率の点で優
れていることがわかった。

ところで、符号点の値をスキャナー等のハードウェアで
決定（つまり符号化）することが望まれる、または必須
となる場合もあるし、符号点の決定をワークステーショ
ン等のソフトウェアで行うことが好ましい場合もある。

同様に、与えられたコード・ストリーム（これは、ある
区間の中の対応する符号点を表示する）から元の判断デ
ータを復元する際に、ハードウェアによる復号器の方が
適切である。または必要とされる場合もあれば、ソフト
ウェアによる復号器の方が適切である、または必要とさ
れる場合もある。したがって、ある判断の組が与えられ
たときに、その組についてハードウェア符号器とソフト
ウェア符号器がどちらも同じコード・ストリームを生成
すること、または少なくとも両筒号器の生成するコード
・ストリームが同一の区間を指すようにすることが強く
望まれるであろう。そして、このように生成されたコー
ド・ストリームについて、ハードウェア復号器とソフト
ウェア復号器の両方が同一の判断データの組を復元する
ことも強く望まれるであろう。

このようにすると、ハードウェアとソフトウェアのどち
らを使ってもデータを符号化してコード・ストリームを
生成すること、およびハードウェアとソフトウェアのど
ちらを使っても該コード・ストリームを復号して最初の
データを復元することのどちらもが可能となる。

しかしながら、今日まで、最適化されたハードウェアに
よって生成されたコード・ストリームと最適化されたソ
フトウェアによって生成されたコード・ストリームとを
交換可能にし得ることは指摘されなかった。上記ハード
ウェア・スキームとソフトウェア・スキームの取決につ
いての個々の概説を見ると、ハードウェア・コード・ス
トリームとソフトウェア・コード・ストリームは数直線
上の同一の符号点を指示しないことに気がつく。

（例えば、初期条件として、ハードウェア、コート・ス
トリームは０を指し、一方ソフトウエア、コード・スト
リームは１を指す。）異なる符号点を指すということは
、コード・ストリームが同一ではないということである
。さらに、上で提案したような２つのコード・ストリー
ムは、数直線に沿った同一の区間を指示しない。異なる
区間を指すということは、コード・ストリームはコンパ
チブルでさえない、つまり同一の復号器では復号できな
いということである。この点については、ある与えられ
た区間の中の様々な符号点から同一の判断の組を復号器
によって復元できることがわかる。したがって、２つの
符号器による符号化の際の符号点が同一の最終区間内の
異なる点であっても同一のオリジナル判断データを生成
することができる。生成されたコード・ストリームの指
す最終的な区間が異なるような２つの符号器はコンパチ
ブルでない。

符号化は有限の精度をもって行われるので、上記コンパ
チビリティの問題は、複雑になる。有限精度の下で、コ
ード・ストリームの長さに予め制限は設けていないので
、各判断事象が符号化される度に、該コード・ストリー
ムは長くなっていく。

しかしながら、記憶装置にはコード・ストリームのうち
の限られた部分だけしか保持されない。すなわち、コー
ド・ストリームはシフト・レジスタまたは他の固定長の
メモリに記憶される。事象が符号化される際に、新たな
内容がコード・ストリーム・メモリに入力される。そし
て、ある時点で、メモリの中の早期に記憶された内容が
該固定長メモリからシップ・アウト（ｓｈｉｐ　ｏｕｔ
、送出）される。シップ・アウトされた内容の変更はも
はや不可能である。

シップ・アウトされた内容を変更できない結果、様々な
問題が生じる。第一の問題は、「キャリー伝播」と呼ば
れる。コード・ストリームが一定のままである符号化ス
キームであっても、あるいは上述のハードウェア・スキ
ームのようにコード・スキームが増分される符号化スキ
ームであっても、現在のコード・ストリームＣが０１１
１１１１１１１１１という形をとる可能性がある。固定
長メモリが下位側の８ビツトしか記憶できないときに値
Ｃが例えば００００００００００１だけ増分されたとす
ると、Ｃについての新たな値は１０００［００００００
００〕とならなければならない６もし、左側の４ビツト
が既にシップ・アウトされていて変更できないならば、
矛盾が生じる。すなわち、シップ・アウトされたビット
は０１１１であったが、これは実際には（キャリーが伝
播した後の値の）１０００でなければならない。（ブラ
ケットで囲んだ）下位側の８ビツトしか保持されないな
らば、キャリーはその宛先に到達できない。

このキャリー伝播の問題点は、既に上記Ｌａｎｇｄｏｎ
、Ｊｒ、の論文にも記述されている。同論文ではさらに
キャリー伝播をブロックするために、ビット・スタッフ
ィングの一般的な概念を提唱している。

該ビット・スタッフィングは、データ・バイトとリンク
されない。

有限精度に付随する第２の問題点は、区間の中にその上
限が含まれており、かつ現在のコード・ストリームから
数値を引くことによって符号点を動かす算術符号化用符
号器に関係する。そのようなスキームは前述のソフトウ
ェア符号器において提案される。そこでは、現在のコー
ド・ストリームだが区間の上限を指す。ＬＰＳ事象に応
答して。

Ｐ区間がでから引かれて新たなコード・ストリームのた
めの数値が生成される（第３図参照）。もし、コード・
ストリームが１の後に続く０のストリングを含み（例え
ば、１００００００００００００）、かつ精度が有限で
あるならば、１のビットを含む先頭側のビットは既にシ
ップ・アウトされてしまっており、将来、ボロウを引き
起こすことはできない。上述の例では、８ビツト・レジ
スタについて言うと、先頭のビット１００００は既に送
出済であり、もはや変更することができない。

したがって、シフト・レジスタまたは他のメモリに記憶
された８個の０から０００００００１を引くと、ボロウ
が実行され得る１のビットに到達することのできないボ
ロウ伝播を引き起こすことになる。このようなボロウ伝
播は、有限精度処理の結果として生じる。著しく困難な
問題である。

ある与えられた１つの符号器で符号化を行う場合でさえ
問題点が生じるのに加えて、有限精度処理の結果生じる
矛盾は、符号器同士の間のコンパチビリティを妨げる原
因にもなる。すなわち、矛盾が生じる結果、（ａ）ある
所定の事象に応答してコード・ストリーム値の増分を行
う符号器と（ｂ）ある所定の事象に応答してコード・ス
トリーム値の減分を行う符号器について、同一またはコ
ンパチブルなコード・ストリームを得ることが困難とな
る。

増分型符号器と減分型符号器を使って、同一、または少
なくともコンパチブルなコード・ストリームを生成する
際の問題点は、ハードウェア式符号器による最適な取決
とソフトウェア式符号器、による最適な取決を考える際
に、強調される。動作を最適にするため、ハードウェア
式符号器は、ＭＰＳ事象の際に符号点を動かし、この結
果好都合な具体例ではコード・ストリーム値が増分され
る。

ソフトウェア・スキームについての最適な動作によれば
、ＬＰＳ事象の際に符号点が動かされ、その結果好都合
な具体例ではコード・ストリーム値が減分される。この
２つのコード・ストリームを単一の復号器によって復号
可能とするために、有限精度に起因する問題点を、個々
のコード・ストリームによる指示の食い違いとともに解
決しなければならない。

そこで、本発明者は、区間の確率セグメントを反転させ
て逆にしてもよいことを本願にて提案している。例えば
、Ｐセグメントを区間のうちの大きな数値の側とする代
りに、Ｐセグメントを区間のうちの小さな数値の側に割
り当ててもよい。以後簡単のために、前者のような取決
を「Ｐ／Ｑ」と略す一方、後者のような取決をｒＱ／Ｐ
Ｊと略す。

逆Ｑ／Ｐ符号器の一例によれば、現在のコード・ストリ
ームとして区間の下限が指示されることになる。（そし
て、この点が該区間に含まれる。）Ｑセグメントは現在
区間の数値の大きい側に割り当てられ、Ｐセグメントは
数値の小さい側に割り当てられる。逆ソフトウェア式符
号器について言ええば、ＭＰＳの場合、符号点はそのま
まで動かない。そして、ＬＰＳ事象の度に、Ｑ／Ｐ逆ソ
フトウェア式符号器は、現在区間の下限から始まるＰセ
グメント値を数値Ｃに加入する。該逆ソフトウェア式符
号器は、上記Ｐ／Ｑソフトウェア式符号器の鏡像として
動作する。Ｑ／Ｐ逆ソフトウェア式符号器によって生成
されるコード・ストリームの値Ｃ１と、Ｐ／Ｑソフトウ
ェア式符号器によって生成されるコード・ストリームの
値Ｃｓとの間には、次の関係が成り立つことに注意すべ
きである。

Ｃ＝１−Ｃ８ ■ Ｃ８の長さは固定されていないので、値１の長さは不定
である。したがって、最適なＰ／Ｑハードウェア式符号
器または最適なＰ／Ｑソフトウェア式符号器によって生
成されるコード・ストリームと同一またはコンパチブル
なコード・ストリームを生成するべく逆コード符号器を
使おうとすると、再びボロウ伝播の問題を抱えることに
なる。

多くの問題点が存在するため、（シンボルの順序付がＰ
／ＱであれＱ／Ｐであれ最適なハードウェア式符号器と
最適なソフトウェア式符号器を交換可能にする、つまり
同一または少なくともコンパチブルなコード・ストリー
ムを生成できるようにすることができない。同様に、多
くの問題７へが存在するため、最適なハードウェア式符
号器または最適なソフトウェア式符号器によって生成さ
れたコート・ストリームから元の判断事象の組を復元す
る際に、最適なハードウェア式復号器と最適なソフトウ
ェア式復号器の使用を交換可能にすることができない。

本発明は、様々なソフトウェア式およびハードウェア式
符号器を交換可能とし。

かつハードウェア式復号器とソフトウェア式復号器のど
ちらであっても、該交換可能な符号器のうちの任意のも
のが生成したコード・ストリームを同じように復号でき
るような構成に関連する。

本発明の目的は、最適なソフトウェア式符号器と最適な
ハードウェア式符号器が、単一の復号器によって復号可
能な個々のコート・ストリームを、有限精度の文脈にお
いて生成するようにすることである。

本発明の他の目的は、その各々が、最適なハードウェア
式符号器または最適なソフトウェア式符号器によって生
成された個々のコード・ストリームに処理を加えると、
同じ判断データの組を復元する最適なバー１くウェア式
復号器と最適なソフトウェア式復号器を提供することに
ある。

本発明のさらに他の目的は、数直線に沿った順序付を逆
にしてもよい２進算術符号化法による符号化を提供する
こと、およびこのような逆符号器によって生成されたコ
ード・ス１〜リームが、最適なハードウェア式復号器と
最適なソフトウェア式復号器の何れによっても簡単に復
号処理できるようにすることにある。

したがって、本発明の目的は、区間セグメントの順序付
がＰ／ＱまたはＱ／Ｐの何れかである最適なハードウェ
ア式符号器と同じく区間セグメントの順序付けがＰ／Ｑ
またはＱ／Ｐの何れかである最適なソフトウェア式符号
器を提供し、しかもこれら４つの符号器のどれによって
判断事象の組が符号化されても、最適なハードウェア式
復号器または最適なソフトウェア式復号器の何れかによ
って元の判断事象の組が復元されるようにすることであ
る。

さらに、本発明では、引き続いて判断を処理していくに
したがってそれぞれの符号点が収束していくような、最
適な有限精度のバー！−ウェア式符号器と最適な有限精
度のソフトウェア式符号器について考察している。

また、本発明では、異なる符号器によって生成された符
号点の値の違いについて、少なくとも一方の符号点の値
を調整し、「最終レンジ」ファクタを考慮に入れて、２
つの異種の符号点を調和（ｃｏｒ＋５ｏｎａｎｃｅ）さ
せることも考察している。さらに、本発明は、キャリー
伝播とボロウ伝播の問題を克服する方法論に関連する。

特に、キャリー伝播の問題はビット・スタッフィングに
よって解決され、かつ、ボロウ伝播の問題は適切なプレ
・ボロウを行うことによって解決される。ブレ・ボロウ
が適用されるのは、（ａ）あるコード・ストリームが別
のコード・ストリームを反転させることによって得られ
るとき、および（ｂ）ゼロのバイトで終了するコード・
ストリームが所定の方法で減分される被減数を表わすと
きである。

後者の場合のプレ・ボロウによれば、ボロウ伝播が回避
されるだけでなく、２つのルール・セットのどちらに従
うかにもよるが、減分型コード・ストリームが増分型コ
ード・ストリームと同一、または少なくともコンパチブ
ルとなる。第１のルール・セットによれば、送出されよ
うとしている符号化済データの１バイトがすべてＯであ
る場合に必ずプレ・ボロウが適用され、（１バイトが８
ビツトからなる場合には）１６進数の′００′が１６進
数の’ＦＦ’　とキャリー・ビットをプラスしたものに
変換される。なお、以後、１６進数の値は、″で囲んで
示しく例えば、′Ａ１′）、場合によってはさらにその
前にＸを付す（例えば、Ｘ　’Ａｌ’　、これは２進表
記で示すと１０１００００１となる。）第１のルール・
セットを適用することによって、増分型コード・ストリ
ーム・スキームの場合のコード・ストリームと減分型コ
ード・ストリーム・スキームの場合のコード・ストリー
ムはコンパチブルになる。すなわち、第１のルール・セ
ットによれば、様々な符号器を使ってもコード・ストリ
ームが同じ区間を指すので、復号器が１つしかなくても
復号可能になる。

第２のルール・セットでは、符号化済データのうち、現
在のコード・ストリームに加えられる部分が現在の区間
値Ａ（ｉ）と比較される。現在の区間値の方が大きい場
合は、プレ・ボロウが適用される。そうでない場合、プ
レ・ボロウは生じない。

第２のルール・セットに従ってプレ・ボロウが生じる状
態か否かを調べることによって、増分型（ハードウェア
）スキームによる場合のコード・ストリームと減分型（
ソフトウェア）スキームによる場合のコード・ストリー
ムとを同一にすることができる。比較の結果、ハードウ
ェア・コード・ストリーム値がソフトウェアの指す００
区間にあるのか、またはそれより値の少ないＦＦ区間に
あるのかが表示される。前者の場合、ボロウ伝播の問題
はなく、プレ・ボロウは必要とされない。一方、後者の
場合にはプレ・ボロウが提供される。

つまり、最適なソフトウェア・コード・ストリームが′
００′バイトを持ち、それに対応する最適なハードウェ
ア・コード・ストリームが’ＦＦ’でなければならない
とき、プレ・ボロウ・プロシージャによってソフトウェ
ア１００′は’ＦＦ’に変換され、２つの構成について
同一のコード・ストリームが生成される。

また、本発明によれば、符号化済データは、キャリーと
ボロウがこれからシップ・アウトされる最新のバイトに
制限されているバイトとして出力される。キャリーおよ
びボロウをバイトの境界に制限することによって、キャ
リーとボロウの伝播を防止するという目的は達成される
。さらに、これからシップ・アウトされるバイトと以前
にシップ・アウトされたバイトがバッファに記憶されて
いる場合に、キャリーとボロウの影響がこれからシップ
・アウトされるバイトにだけ及ぶようにすることによっ
て、バッファ・ポインタが後戻りすることなくバッファ
の中を逐次的に移動することが可能になる。

さらに、本発明は、符号化ステップにおいて常に１から
Ｅをプレボロウすることによって、コード・ストリーム
Ｃを１−Ｃ８として、しかもこのように反転させた符号
をＣｓによって規定される区間に導き１反転させたバー
ジョンの復号器における無限精度の問題を回避している
。

Ｄ、実施例 第１図には、算術符号化器１０２と、それに対応する算
術復号器１０４を含む、データの圧縮および圧縮解除用
の全体装置１００が示されている。

データ圧縮の際、装［１００は、まず入力データ（ＤＡ
ＴＡＩ　Ｎ）を受は取る。入力データは、２値判断（ｂ
ｉｎａｒｙ　ｄｅｃｉｓｉｏｎ）の列（ＹＮ）として表
現できる。ここで、結果、すなわち事象のそれぞれは確
率を持っている。次に、装置１００は、該列を、符号化
されたビット列に変えることによってキャラクタライズ
する。内蔵された確率情報を含めて判断列を符号化する
ことによって、圧縮済ビット列をオリジナルの入力デー
タよりも迅速に転送できるし、圧縮済データの記憶スペ
ースも少なくてすむ。

データの大部分をある転送装置または媒体（例えば、要
素１０５）によって高変調速度で転送しなければならな
い、あるいはデータの大部分を限られたメモリに記憶し
なければならないような（または、大部分のデータを記
憶し、その後で低変調速度で転送が行われるような）ア
プリケーションにおいて、データを圧縮して用いること
は非常に重要である。このような圧縮が特に重要な環境
の１つとして、ビデオ・データ処理の分野、さらに詳し
く言えばテレコンファレンスを挙げることができる。テ
レコンファレンスでは、ピクチャー等の情報を伝達する
ために、大量の情報をある場所から別の場所へ迅速に通
信しなければならない。

所望の宛先へ符号化済データが転送された後、該データ
は圧縮解除される。つまり、復号器１０４によって、オ
リジナル・データまたはそれに関連したある表現が復元
される。実際、復号器１０４は符号器１０２の行ったプ
ロシージャを取り消す。

第１図では、入力データＤＡＴＡＩＮが、まずモデルお
よび確率の発生器１０６によって処理される。該モデル
・確率・発生器１０６は、データに対して文脈（ｃｏｎ
ｔｅｘｔ）を与える。例えば、ファクシミリでは、入力
データの１つ１つは、所与の画素が黒であるかそれとも
非黒であるかに対応する。一般的に、１つの状態（ｃｏ
ｎｄｉｔｉｏｎ）、つまり事象の方が蓋然性が高い。あ
る特定の画素について、それが蓋然性の高い方の状態に
一致するのか、それとも蓋然性の低い方の状態に一致す
るのかについて、決定が行われる。連続してデータが処
理されていく際に、蓋然性の高い状態（ＭＰＳ）と蓋然
性の低い状態（ＬＰＳ）の相対的な確率の値が変化する
こともあるし、あるいは入れ換わってしまうことさえも
ある。つまり、ＭＰＳが黒である場合に非黒の事実（ｉ
ｎｓｔａｎｃｅ）数多く発生したとすると、非黒状態の
方の蓋然性が高くなる、つまり優勢になることがある。

その場合、ＭＰＳは熱状態から非黒状態に変化する。入
力データＤＡＴＡＩＮをどのように評価すべきかを決定
するモデルと、相対確率値を更新する確率発生器とが要
素１０６に含まれている。従来、様々なタイプのモデル
が論じられている。確率適応化のための格別な方法が、
特願昭６１−２８６８９１号に開示されており、本明細
書でも引用する。確率推定のための別の方法は、本出願
人によって本願と同時に出願された、発明の名称が「算
術符号化法のための確率推定方法」である特許出願に開
示されており、必要な限り本明細書でも引用する。適切
な確率発生器は特開昭６０−１９６０１４号公報にも開
示されている。

確率適応化および算術符号化に関しては、本出願人によ
って本願と同時に出願された、発明の名称が「算術符号
化システムにおける確率適応化方法」である特許出願に
も開示されており、本明細書でも引用する。

モデル・確率発生器１０６は、符号器１０２に対して３
項目のデータを与える。第１は、どの状態が優勢な事象
であるか（つまり、どの状態がＭＰＳ事象であるか）に
関する表示である。第２は、ＬＰＳ事象についての確率
に対応する値Ｑである。

第３は、入力中である判断事象を表示するＹＮ値である
。

符号器１０２は、モデル・確率発生器１０６から来る３
項目の情報を、算術符号化法によって圧縮されたデータ
に変換する。第２、第３、および第４図は、それぞれ符
号化の概要を示す。第２図は、ハードウェア用に最適な
符号器を示す。第３図は、ソフトウェア用に最適な符号
器を示す。第４図は、逆（ｉｎｖｅｒｔｅｄ）コード符
号器と呼ばれる符号化の概要を示す。

第２図において、符号点（ｃｏｄｅ　ｐｏｉｎｔ）は、
最初、所与の区間の下限（の数値）に位置している。

ＬＰＳ事象の生起に関連するＱセグメントも区間の下側
にある。ＭＰＳ事象に関連するＰセグメントは区間の上
側にある。Ｃ（ｎ）は、時間ｎにおけるコード・ストリ
ーム値に対応する。Ａ（ｎ）は、時間ｎにおける現在の
区間の値に対応する。

各判断毎に、最適のハードウェア符号器（第２図に示す
）は、次のような取決に従う。

つまり、判断事象（図ではＹＮとして示す）がＭＰＳ事
象ならば、 （ａ）　　Ｃ（ｎ）＜−Ｃ（ｎ−１）＋［Ａ（ｎ−１）
ＸＱコ（ｂ）Ａ（ｎ）←［Ａ（ｎ−１）Ｘ（１−Ｑ）］
となる。

事象がＬＰＳ事象ならば、 （ａ）Ｃ（ｎ）←Ｃ（ｎ−１） （ｂ）Ａ（ｎ）←［Ａ（ｎ−１）ＸＱ］：ＡＰＳ事象で
あれ、ＬＰＳ事象であれ、ハードウェアは区間（つまり
レンジ）の値Ａを再指定する処理サイクルに時間を費す
。さらに、ＭＰＳの場合は、符号点は値［Ａ　（ｎ　−
１）　Ｘ　Ｑ　］だけ増分、つまり移動される。ハード
ウェアはＡとＣの更新を並行して処理し得るので、かか
るハードウェアはどの判断についても１処理サイクルだ
けを費す必要がある。他方、ハードウェアがＬＰＳ事象
の度に符号点を動かすように構成されたならば、符号点
を動かさなければならない度に、Ｃ（−Ｃ−［ＡＸＱ］
を決定するのに処理サイクルが２つ必要になる。処理サ
イクルの数を制限することはハードウェア操作において
クリティカルであること、およびＬＰＳ事象の場合に符
号点を動かすことは結果として多くのサイクル時間を費
してしまうことを考慮すると、ハードウェアにとっては
ＭＰＳ事象の場合に符号点を移すことが最適であるとわ
かる。

第３図は第２のインプリメンテーションを示す。

このインプリメンテーションは本発明者によって提案さ
れ、実験された。符号点２は区間の下端に直に位置づけ
られる。Ｐセグメントも区間の下端側にある。Ｑセグメ
ントは区間の上端側にある。

このインプリメンテーションでは、次のような規則が適
用される。

すなわち、事象がＭＰＳ事象ならば。

（ａ）Ｚ（ｎ）←Ｚ（ｎ−１） （ｂ）Ａ（ｎ）４−［Ａ（ｎ−１）Ｘ（１−Ｑ）］とな
る。

事象がＬＰＳ事象ならば、 （ａ）　Ｚ（ｎ）←Ｚ（ｎ　−１）＋［Ａ（ｎ　−１）
Ｘ（１−Ｑ）］（ｂ）　Ａ　（ｎ　）４−［Ａ　（ｎ−
１）　Ｘ　Ｑ］となる。

第３図に対応する上記取決はソフトウェアにとって最適
であることがわかる。ソフトウェアは並列して処理を行
わない。したがって、第２図の規則に従ってＺとＡを更
新することをソフトウェアに課したならば、ＡとＺの両
方を逐次変更しなければならなくなる。そして、このよ
うな更新は、おそらくは蓋然性の高いＭＰＳ事象につい
て行われることになるので、このような逐次的な更新は
頻繁に必要となろう。この結果、かなりの処理時間を要
することになる。そこで、第３図のように、（特にＱ＜
＜Ｐの場合は）逆にＺの更新がめったに行われないよう
にすべきである。

第４図の符号化処理は、第３図に概略を示した逆ソフト
ウェア処理と鏡像関係にある。つまり、Ｐセグメントと
Ｑセグメントの順序付けが第３図とは逆になっている。

さらに、第３図と比較すると、第４図ではＬＰＳ事象に
応じた符号点の移動が逆になっている。すなわち、第３
図の逆ソフトウェア符号器によれば、ＬＰＳ事象毎にコ
ード・ストリームの数値が増分されるのに対し、第４図
の反転させた符号器によれば、ＬＰＳ事象毎にコード・
ストリームが減分される。

簡単な例として、Ａ（ｎ−１）が２進数の０．１００に
等しく、かつＱが０．００１に等しい場合を仮定する。

さらに、第２図のＣ（ｎ−１）の現在値が０．１００で
あり、かつ第４図のＣ（ｎ−１）が１．０００に等しい
と仮定する。ＬＰＳ事象の際、第２図の具体例のハード
ウェアでは符号点はそのままである。つまり、Ｃ（ｎ）
←Ｃ（ｎ−１）である。第２図のＡ（ｎ）の値はＡ（ｎ
−１）ＸＱに等しく、したがって、本例では、（０，１
００）ｘ（０，００１）＝Ｏ１０００１となる。Ｃ（ｎ
）の値は０．１００のままであり、Ａ　（ｎ　）の値が
０．０００１になるわけである。したがって、Ｃ（ｎ）
とＡ　（ｎ　）の和は、０．１００１である。しかしな
がら、第４図のソフトウェアの具体例では、Ｃ（ｎ）は
、Ｃ（ｎ−１）からＡ（ｎ−１）Ｘ（Ｉ　　Ｑ）の値、
つまり、（０，１００）Ｘ（１−０，００１）＝０゜０
１１１を引くことによって決定される。すなわち、今度
のＣの値は、（１，０００−０，０１１１）＝０．１０
０１になる。Ｃ（ｎ）＋Ａ（ｎ）はＣ（ｎ）に等しい。

単一のデコーダは、Ｃ（ｎ）＋Ａ（ｎ）またはＣ（ｎ）
を復号して、入力判断事象と同じセットを復元すること
ができる。換言すれば。

（第１図では１０４で示す）復号器への第１の入力によ
ってどの状態がＭＰＳ事象に対応するかが示され、かつ
第２の入力によって復号中のコード・ストリームについ
ての現在のＱ値が示されることによって、復号器は、Ｃ
（ｎ）に最終区間Ａ（ｎ）を加えたもの、つまりＣ（ｎ
）に処理を加えることができ、その結果、符号器１０２
へのＹＮ入力例に対応するＹＮ出力列を生成することが
可能になる。

ＹＮ判断は、モデル・確率発生器１０６にマツチするモ
デル・確率発生器１１０に入力され、その結果、オリジ
ナル・データまたはそのレプリカが出力ＤＡＴＡＯＵＴ
として生成される。

第３図と第４図に示す案ではＬＰＳ事象の際に符号点が
移動するので、ラフ１−ウェア処理に要するサイクルの
数は少なく保たれる。これら２つの案は、ソフトウェア
で具体化する場合に最適となることを意図している。（
ここで、第２図のＰ／Ｑの順を逆にすることによってハ
ードウェアによる最適化を図る逆符号器も未発明の考慮
の範囲内であることを、念のために述べておく。）第５
図を参照しつつ、本発明の主要な目的を説明する。同図
には４個の符号器２００．２０２．２０４．２０６が示
されている。符号器２００゜２０４は、各ＭＰＳ事象毎
に符号点を動かす最適ハードウェア・ルールに従って符
号化を行う。このうち、前者はＰ／Ｑシンボル順でイン
プリメントされ、後者はＱ／Ｐ　（逆）シンボル類でイ
ンプリメントされている。符号器２０２．２０６は、各
ＬＰＳ事象毎に符号点が移動する最適ソフトウェア・ル
ールに従って符号化を行う。このうち。

前者はＰ／Ｑシンボル順でインプリメントされ、後者は
Ｑ／Ｐ（逆）シンボル類でインプリメントされている。

本発明によれば、符号器２００．２０２によって生成さ
れるコード・ストリームを同じ（または少なくともコン
パチブル）にすることができる。それは、Ｃとして表わ
されている。また、本発明によれば、符号器２０４，２
０６によって生成されるコード・ストリームを同じ（ま
たは少なくともコンパチブル）にすることができる。そ
れは、Ｚとして表わされている。ＺとＣは、Ｃ＝１−Ｚ
なる式によって一方から他方を導くことができる。この
式の計算は、インバータ２０８によって実行される。コ
ード・ストリームＣは、ハードウェアの場合の最適化を
考慮した（例えば不都合でない（ｕｎａνにνａｒｄ）
計算に基づく）復号器２１０によって直にデコードされ
る。また、コード・ストリーム２は、ソフトウェアの場
合の最適化を考慮した復号器２１２によって直にデコー
ドされる。４個の符号器２００〜２０６が生成したどの
コード・ストリームであっても、デコードする際には復
号器２１０．２１２のどちらをも使い得ることがわかる
。コード・ストリームのあるものは、復号器に至る途中
でインバータ２０８によって処理される。

ここで、他の２つの復号器、すなわちＱ／Ｐハードウェ
ア復号器とＰ／Ｑソフトウェア復号器も本発明に従って
インプリメントできることを念のために述べておく。実
際、Ｐ／Ｑソフトウェア復号器については後でセクショ
ンＩＩ（Ｂ）において簡単に説明する。

第６図には、第５図の４個の符号器２００〜２０６の相
互関係が示されている。第６図の左側には、シンボル類
がＰ／Ｑであるハードウェア符号器（例えば符号器２０
０）とソフトウェア符号器（例えば符号器２０２）のＭ
ＰＳ、ＬＰＳ各事象への応答がそれぞれ示されている。

ＭＰＳ事象に対して、Ｐ／Ｑハードウェア符号器（図で
はＨと示す）は、コード・ストリーム値をＡＸＱだけ増
分させるとともに１区間Ａ（ｎ）のサイズを［Ａ（ｎ−
１）Ｘ（１−Ｑ）］に等しくなるようにセットする。

また、ＭＰＳ事象に対して、Ｐ／Ｑソフトウェア符号器
は符号点位置を維持する一方、区間のサイズを［Ａ（ｎ
−１）Ｘ（Ｉ　　Ｑ）コにセットする。ＬＰＳ事象に対
して、Ｐ／Ｑハードウェア符号器は符号点位置を維持す
るものの、Ｐ／Ｑソフトウェア符号器は符号点の値を［
Ａ（ｎ−１）Ｘ（Ｉ　　Ｑ）］だけ減分する。また、Ｌ
ＰＳ事象に対して、どちらのＰ／Ｑ符号器もＡＸＱに等
しいサイズの新しい区間をセットする。

第６図の右側では、ＭＰＳ事象に応答して符号点Ｚを減
分するとともに、区間のサイズを［Ａ（ｎ−１）ｘ（１
−Ｑ）］に等しくなるように調整するＱ／Ｐハードウェ
ア符号器が示されている。ＭＰＳ事象に対して、Ｑ／Ｐ
ソフトウェア符号器は符号点位置を維持するとともに、
区間のサイズを［Ａ（ｎ−１）Ｘ（１−Ｑ）コにセット
する。ＬＰＳ事象に対して、Ｑ／Ｐハードウェア符号器
は符号点位置を維持するが、Ｑ／Ｐソフトウェア符号器
はその符号点位置Ｚを［Ａ（ｎ−１）Ｘ（１−Ｑ）］だ
け増分する。どちらのＱ／Ｐ符号器の場合でも、ＬＰＳ
事象に対して、現在の区間のサイズはＡ（ｎ−１）ＸＱ
にセットされる。

第７図には、第６図に示される取決に基づく判断事象の
セットの符号化が各符号器について示されている。特に
、以下のような事象列の符号化について示されている。

ＭＰＳ、ＭＰＳ、ＭＰＳ、ＬＰＳ、ＭＰＳ、ＭＰＳ、Ｍ
ＰＳ、ＭＰＳ、ＬＰＳ、ＭＰＳ、ＬＰＳ、ＭＰＳ 第７図には、Ｐ／Ｑハードウェア（Ｈ）符号器とＰ／Ｑ
ソフトウェア（Ｓ）符号器による上記事象列についての
符号点の移動がそれぞれ示されている。

第８図には、Ｑ／Ｐハードウェア（Ｈ）符号器とＱ／Ｐ
ソフトウェア（Ｓ）符号器による上記事象列についての
符号点の移動がそれぞれ示されている。

第７図と第８図かられかるように、ある特定のシンボル
・オーダリングに関して言えば、ハードウェアの場合の
符号点とソフトウェアの場合の符号点の間には現在の（
最終的な）区間Ａ（ｎ）の領分の違いがある。また、両
図かられかるように、２つの符号点は事象列が連続する
につれて収束していく。

第７図と第８図を比較すると、シンボル順序付けを逆に
して生成される２つの符号点は、次の式によって容易に
関係づけられる。

Ｚ＝（１−ｔ）　　Ｃ−（ＡＸδ−ε）ここで、εは可
能性のあるプレボロウを表し、δは、最終区間をファク
タ・インすべきか否かに関する判断を表す。もし、プレ
ボロウが必要とされず、かつ最終区間をファクタ・イン
する必要もないならば、該式は１次のように単純化され
る。

Ｚ＝１−に れは、インバータ２０８（第３図）の動作のかわりの式
である。一般的な動作では、インバータ２０８は、可能
性のある最終区間とプレボロウのファクタの原因となる
より詳細な方策に適珀される。

■、有限の精度で行う連続事象の符号化と復号このセク
ションの記載をわかりよくするために、以下のような定
義を行う。はとんどの場合、変数名は同じ意味を持つ。

定義 Ｃ＝コード・ストリーム、つまり現在の区間を指すポイ
ンタ（符号点） Ｃｄ＝基底線（ｂａｓｅ　１ｉｎｅ）を調整した、復号
器コード・ストリーム Ｘ＝コード・ストリームのうちのレジスタの中にあって
送出されていない部分 Ｑｅ（ｉ）＝ｉ番目に符号化されるシンボルのためのＬ
ＰＳ事象推定確率 Ｐｅ（ｉ）＝ｉ番目に符号化されるシンボルのためのＭ
ＰＳ事象推定確率 Ａ（ｉ）＝ｉ番目のシンボルについての被加数（つまり
、区間） Ｓｉ＝ｉ番目のシンボル ｎ（ｉ）＝シンボルＳｉの符号化に至るまでの再正規化
の累積カウント Ｒ（ｉ）＝ｉ番目のシンボルのための再正規化ファクタ δ（Ｃ）＝クロネッ力−のデルタ関数と等価（条件が真
のとき１、偽のとき０） ε＝現在のＱ値についての可能な最小の変更 上記定義の下で、次のような関係が適用される。

Ｐｅ（ｉ）＝Ａ（ｉ）　　（Ａ（ｉ）ＸＱｅ（ｉ）Ｒ（
ｉ）＝１／２°（ｉ） ε＝Ｒ（ｉ）２−１２（１２ビット精度用）ＨＡ、Ｐ／
Ｑハードウェア符号器および回復号器シンボルの順序付
がＰ／Ｑである場合に、最適なハードウェア符号器は現
在の区間の底を指す。

コード・ストリームＣは次の式で表わされる。

Ｃ＝苓Ｒ（ｉ）Ａ（ｉ）Ｑｅ（ｉ）δ（Ｓｉ＝Ｍ）換言
すれば、値Ｃは連続する判断事象（つまりシンボル）の
各々を検討することによって決定される。サブジェクト
・シンボルがＬＰＳ事象に相当するならば、該サブジェ
クト・シンボルの時点でのＱｅ値が再正規化ファクタと
掛は合わされる。

再正規化ファクタは１区間サイズが所定の範囲、例えば
０．５と１．０の間に維持されるという事実に関連する
。つまり、区間サイズは被加数（Ａと記す）として表わ
され、その値は所定の範囲内に留まるように調整される
のである。１番目の被加数の値、つまりＡ　（ｉ　）が
０．５より小さくなると、上記所定の範囲内に戻るのに
必要な回数だけ２が掛は合わされる。区間Ａ、あるいは
Ａ（ｉ）の参照は再正規化ファクタを考慮に入れる。

シンボルが符号化される度に、再正規化は起こり得る。

なるほど、区間サイズがＡＸＱｅ（これは、定義により
、ＡＸＰｅ以下であり、したがってＡＸｏ、５以下であ
る）にセットされる度に、Ａ　（ｉ　）の値は（少なく
とも１回２を掛は合わせて）再正規化され、例えば上記
のような範囲内に戻される。

ＭＰＳ事象に応答すると、現在区間Ａ（ｉ）のサイズが
最初に［Ａ（ｉ　　１）Ｘ（１−Ｑｅ）］にセセラされ
る。この値は０．５より小さいこともあるし、そうでな
いこともある。このように、Ｍ　Ｐ　Ｓ事象に際しては
、再正規化の必要な場合とそうでない場合とがある。現
在区間の再正規化回数は累積されて、Ｒ（ｉ）、すなわ
ち上記のようにＲ（ｉ　）りによって、Ｃ値も区間値と
同じように（例えば同じ回数倍増されて）変化すること
が保証される。

したがって、シンボルＳｉが符号化されるときのＣ値は
、Ｐ／Ｑハードウェア符号器の場合であってかつＭＰＳ
事象の際には増分されるが、その増分は、先行するすべ
てのシンボルについての再正規化ファクタおよびＱｅ値
によって決定される。

Ｐ／Ｑハードウェア復号器は、次の式に従って上記プロ
セスを解いていく。

Ｃｄ　＝Ｃ−写Ｒ（ｉ）Ａ（ｉ）Ｑｅ（ｉ）δ（Ｓｉ＝
Ｍ）ここで、Ｃｄはある事象の影響が取り除かれた後の
コード・ストリーム値である。

Ｐ／Ｑハードウェア復号器は、Ｃｄ＜Ａ（ｉ）Ｑ　ｅ　
（ｉ　）ならば、ＬＰＳを解読する。

ＵＢ、Ｐ／Ｑソフトウェア符号器および回復号器Ｐ／Ｑ
ソフトウェア符号器は、各現在区間の頂きを指す。ソフ
トウェア・コード・ストリームでは、次の式によって決
定される。

Ｃ＝Ａ（０）−写Ｒ（ｉ）Ａ（ｉ）Ｐｅ（ｉ）δ（Ｓｉ
＝Ｌ）Ｃ値の評価はＡ（０）からスタートし、Ａ（０）
から上式の和の項をひいていく。和の項の加数は。

Ａ、現在のＰ値、および先行するＬＰＳ事象についての
再正規化ファクタの積である。

結果Ｃから最終区間値Ａ（ｆ）を引くと、Ｐ／Ｑハード
ウェア・コード・ストリームで導かれる通りのＣが得ら
れる。

Ｐ／Ｑソフトウェア復号器は次の式に従う。

％式％） しかしながら、ＬＰＳシンボルを復号するのに必要な比
較は扱いにくい。すなわち、 ｃｄ＜Ａ（０）−Ａ（ｉ）＋Ａ（ｉ）ＸＱｅ（ｉ）また
は、上記関係式の両辺からＡ（０）を引いてＣｄ−Ａ（
０）＜　　Ａ（ｉ）＋Ａ（ｉ）ＸＱｅ（ｉ）となる。

Ｃ’　ｄ　＝Ｃｄ−Ａ（０）とすると、Ｃ’ｄ＜　［Ａ
（ｉ）Ｘ（１−Ｑｅ（ｉ））］となることがわかる。

Ｃｄ’も［−Ａ（ｉ）Ｘ（１−Ｑｅ（ｉ））］もともに
負であるが、絶対値はＯからＩＡ（ｉ）ｌまでの範囲に
ある。したがって、復号器のための演算は、固定精度演
算である。ソフトウェア復号器の処理をまとめると下記
の第１表のようになる。

第１表 Ｔ４−ＡＸＱｅ ４−Ａ−Ｔ Ｉｆ　　Ｃ’ｄ＜Ａ （ＬＰＳ　　　ｄｅｃｏｄｅｄ） Ｃｄ＋Ｃ’ｄ−Ａ ４−Ｔ ｒｅｎｏｒｍａｌｉｚｅ　Ａ　ａｎｄ　Ｃ’ｄｌｓｅ （ＭＰＳ　ｄｅｃｏｄｅｄ） ｒｅｎｏｒｍａｌｉｚｅ　Ａ　ａｎｄ　Ｃ’ｄ　ｉｆ　
ｎｅｅｄｅｄ。

ｎｄｉｆ ＩＩＣ，Ｑ／Ｐソフトウェア復号器 次に、Ｐ／Ｑソフトウェア符号器によって生成されたコ
ード・ストリームを復号するのに適した構成を説明する
。これは、第５図の復号器２１２に対応するものである
。コード・ストリームＣは符号器２０２によって処理さ
れてコード・ストリームＣが生成される。コード・スト
リームＣは次の式に従ってインバータ２０８によって反
転されてＺが形成される。

Ｚ＝Ａ（０）−Ｃ−ε この式は、コード反転化について以前に述べたものと類
似している。

復号器２１２のためのコード・ストリームは。

Ｚｄ＝Ｚ−ΣＲ（ｉ）ＡＸＰｅ（ｉ） となる。Ｚｄは、ｉ番目のシンボルが符号化される前の
コード・ストリームを表わす。すなわち、復号器は現在
のコード・ストリームＺに減算を施すことによって、ｉ
番目のシンボルが何であったか、そしてｉ番目のシンボ
ルが符号化される前のコード・ストリーム値は何であっ
たかを決定する。

該復号器は、Ｚｄ＜Ａ（ｉ）−Ａ（ｉ）ＸＱｅ（ｉ）な
らばＭＰＳを解読し、その他の場合はｉ番目のシンボル
をＬＰＳとして解読する。

別な風に言えば、復号プロセスは次の第２表のようにな
る。

第２表 Ｔ４−ＡＸＱｅ Ａ４−Ａ　Ｘ　（ｔ−Ｑｅ） ｉｆ　　Ｚ＜Ａ （ＬＰＳ　　ｄｅｃｏｄｅｄ） ４−Ｚ−Ａ Ａ←Ｔ ｒｅｎｏｒｍａＬｉｚｅ　Ａ　ａｎｄ　Ｚｌｓｅ （ＭＰＳ　　ｄｅｃｏｄｅｄ） ｒｅｎｏｒｍａｌｉｚｅ　Ａ　ａｎｄ　Ｚ　ｉｆ　ｎｅ
ｅｄｅｄ。

ｎｄｉｆ ここで、Ａ　（ｏ　）は１．０００００・・・・に初期
設定されることを述べておく。

１に減算を施すとき、次の式のように、０のビットを１
のビットと加数の和に変更することによって、無限精度
を回避することができる。

２進のｉ、ｏｏｏｏｏｏ・・・・＝０．１１１１１１・
・・・＋ｉ実際、プレボロウ（前借り）が適用される。

このプレボロウの重要性は、次の例で認識される。

すなわち、Ａ（０）の値が１．０００００・・・・（２
進）であるとする。Ａ（０）−Ｃなる減算を行う際に、
Ｃの長さが固定されていないことに注意しなければなら
ない。Ｃの長さがＡ（０）の固定長を越えると、減算の
ためにレジスタのＯのビットからＣを引く必要が生じ、
その結果、１のビットに達することのないボロウの伝播
が発生する。この問題は、１０００・・・・を１１１・
・・・＋εに変更することによって解決される。

さらに、プレボロウによってＰ／Ｑソフトウェア・コー
ド・ストリームＥがＰ／Ｑハードウェア符号器のための
現在区間に移動する。実際、εは、Ｐ／Ｑハードウェア
符号器の区間はその下端から延びていくものであるが、
区間の上限を含むものではないということ、モしてＰ／
Ｑソフトウェア符号器について言えば区間は上限を含む
が下限を含まないという事実を説明してくれる。０から
１の区間について言えば、Ｐ／Ｑハードウェア符号器に
ついての区間は０から１−へ延びる一方、＋ ソフトウェア符号器についての区間は０　から１の範囲
となる。Ｐ／Ｑハードウェア符号器は０を指し、Ｐ／Ｑ
ソフトウェア符号器は１を指す。２つの点を同一の区間
に入れるためには、ソフトウェア・コード・ストリーム
からあるイ直を引くか、またはハードウェア・コート・
ストリームにある値を加えるかくまたはその両方を）し
なければならない。この例では、ソフトウェアによる結
果からＥを引いている。

ここで、符号反転化は、符号プロセスの１部、復号プロ
セスの１部、あるいは独立した中間ステップの何れとと
らえてもよいことを述べておく。

第７図、第８図に示されるように、Ｐ／Ｑソフトウェア
符号化を減分パスに沿って進行させ、最終符号ストリー
ムを反転させた後、Ｑ／Ｐ　（ソフトウェア）復号器に
よって復号することができる。

あるいは、同様に、第８図の増分パスに沿って（Ｑ／Ｐ
）ソフトウェア符号化を行い、その後Ｐ／Ｑソフトウェ
ア復号器によって復号することもできる。これらの選択
し得るパスは第５図に示されでいる。

第７図で表わされるようなＰ／Ｑ符号器の何れかで生成
されたコード・ストリームＣ８１１と、第８図で表わさ
れるようなＱ／Ｐ符号器の何れかで生成されたコード・
ストリームＺ８１１の相互関係は１次の式で示されてい
る。

ｌｔ Ｚ　＝（１−ε）−ｃ８１”−（Ａ（ｆ）×δ−ε）こ
こで、εは１．０００・・・・を０．１１１１・・・・
＋Ｅに変換するプレボロウに関係する。また、δは最終
レンジをファクタ・インすべきか否かを示す。

■、符号器用レジスタおよび復号器用レジスタ第９図に
は、コード・ストリーム情報を記憶するのに好適なメモ
リ・レジスタ３００が示されている。レジスタ３００は
３２ビツトを含むが、これらは以下のように割り当てら
れる。つまり、ビット３１〜２４の８ビツトはフラグ・
ビットである。３１番目のビットは「サイン」ビットを
表わす。ビット２３．２２には何も割り当てられない。

ビット２１は、伝播するかもしれないキャリーのだめの
レシーバである。（ｂｂｂｂｂｂｂｂとして識別される
）ビット２０〜１３は、先行するコード・ストリーム・
データのうちの最も新しい８ビツト（１バイト）を表わ
す。ビット２０から１３までの８ビツトは、毎回、バッ
ファ・メモリへ出ようとしているバイトを表わす。ビッ
ト位置１２にはキャリー伝播のためのスペーサ・ビット
が割り当てられる。ビット１１〜０は、コード・ストリ
ームの「小数部」と呼ばれ、ビット２０〜１２は該コー
ド・ストリームのｒ″！ｉ！ｉ数部当する。レジスタ３
００はＸレジスタと呼ばれ、コード・ストリームＣ５の
最新の符号化済部分を収容する。

Ｘレジスタの中のビットが符号化される前に、何千もの
ビットが符号化されていた場合もある。そういった早く
に符号化されたビットはＸレジスタの小数部を通って同
整数部へ入り、さらにそこからバッファ・メモリへ移動
する。該バッファ・メモリは、このように先行するバイ
トを記憶するわけだが、そのバイト数には限りがある。

希望に応じて、バッファ・メモリから出たバイトは記憶
装置へ転送してもよいし、復号が行われつつある他の場
所へ転送してもよい。

本発明によると、データはバイトとして構成され、かつ
バイトとして送り出される。これはフラグ・ビットによ
って達成される。８個のフラグ・ビットを００００００
０１に初期設定することにより、相次いでｂビットがレ
ジスタ３００の整数部にシフトしてくるにつれて、１の
ビットがシフトする。そして、最も左に位置するフラグ
・ビットが１になると、Ｘレジスタの内容は「ネカテイ
ブ（負）」であると判断される。次にシフトが生じると
きには、Ｘレジスタ３００の整数がバッファ・メモリに
入力される。

好ましくは、（図示しない）バッファ・メモリは、例え
ば２５６バイトを記憶するメモリである。

バッファ・ポインタＢＰは、バッファ・メモリに最も新
しく入力されたバイトを識別する。

Ｘレジスタに加えて、現在の区間値を記憶するためのＡ
レジスタがある。上述したように、現在の区間は所定の
範囲、例えば０．５と１の間に維持される。Ａレジスタ
は、Ｘレジスタの小数部と位置合わせられる１２ビツト
の「小数」部を含み、整数部も含む。

ＡレジスタとＸレジスタの小数部を位置合わせすること
によって、コード・ストリームを更新する際に実行され
る様々な計算が促進される。区間が再正規化されて所定
の範囲内に戻される度に。

コード・ストリームは同じように再正規化されて、その
相対的な数値が保持されることを再び述べておく。区間
サイズが０．５ないし１にセットされている場合、再正
規化は単に左側へいくつかシフトすること（すなわち、
２を掛は合わせること）を意味することを思い出された
い。

コード・バイトがセットされた後（かつキャリーがない
場合に）、Ｘレジスタ３００の内容と（１６進で記述し
た）ＩＦＦＦのＡＮＤが計算され、コード・バイトのビ
ットが取去される。また、Ｘレジスタは（１６進で記述
した）１００００００とのｘｏＰを計算するためにセッ
トされるので、（フラグ・ビット）ビット２４は１に確
実にセットされる。

第１０図には、Ｐ／Ｑハードウェア・インプリメンテー
ションで用いられる３２ビツトの復号器用レジスタ４０
０が示されている。ビット割当は次の通りである。まず
、先頭に４つのＯビット。

続いて１２の「小数」ビットがあり、８個の新しいデー
タ・ビットはこれに続く、最も下位の８ビツトはフラグ
・ビットに対応する。レジスタ４００は、フル・ワード
、ハーフ・ワード、またはバイトのように、様々に分割
することができる。小数部の１２ビツトは、復号器のＡ
レジスタに記憶されている。被加数の小数ビットと位置
合わせされる。

新しいデータ・バイトがＸＣ（ビット３１〜１６）にシ
フトされてきた後、該新しいデータはＸＮＥＷ　（ビッ
ト１５〜０）の高位側ビットへ反転されるとともに、キ
ャリーが発生していないならば、ＸＦＬＡＧは１にリセ
ットされる。

すなわち、以下の式の通りになる。

ＸＮＥＷ＝−ｈｅｘ　’ＦＦ０Ｏ’　ＳＬＬ　　Ｂ　　
８ＸＦＬＡＧ＝１ ＸＮＥＷについての上記指定の結果、’ＦＦ’ビットか
ら新しいバイトが引かれる。

低位側のバイトＸＦＬＡＧが０になると、新しい圧縮済
データ・バイトが求められる。

１１１Ｄ、キャリーおよびボロウ 符号器と復号器についての上記説明かられかるように、
コ゛−ド・ストリームに違いが生じるとすれば、それは
与えられたＰ、Ｑ取決のためにキャリーまたはボロウが
生じる箇所である。

ここで、キャリーおよびボロウはバイトの境界で準備さ
れることを述べておく。この結果、任意のキャリーまた
はボロウの結果が直前に送出されたバイトを越えて伝播
することはない。したがって、バッファのポインタが過
去のバイトまで戻る必要は全くない。該ポインタは、後
続の各バイトがバッファ・メモリに入力されるのに伴っ
て、該後続のバイトを指し進めていけばよい。

キャリー伝播の問題は、コード・ストリームの値が増加
されて更新される場合であって、既に符号化済の連続し
た１からなるバイトが１つ以上連続しである場合である
。この場合、加算の結果キャリーの伝播が生じる。この
ような状態を避けるため、本発明では、発生し得るキャ
リーを受は取るためにバイト中にビットを詰め込むよう
にしている。例えば、一連のバイトＢｎ−１、Ｂｎ、Ｂ
　　　があり、そのうちのＢ　　　がバッファｎ　＋　
１　　　　　　　　　　　ｎ　−１メモリにあって、バ
ッファ・ポインタがバイトＢ　　　を識別しているとし
よう、そして、パイトＢ　はＸレジスタの整数部にあり
、バイトＢｎ＋１は同じレジスタの小数部にあるとする
。

バイトＢ　の値が（１６進数の）’ＦＦ’ならば、後続
バイトＢ　　　の先頭（最上位ビット）ｎ＋１ 位置にビットが充填される。Ｂ　　、Ｂ　　　　がそｎ
　　　ｎ＋１ れぞれ１１１１１１１１　（’ＦＦ’　）であるならば
、本発明によりＢ　　　の先頭にビットが挿入ｎ＋１ される結果、新しい符号化済データの例は１１１１１１
１１．０１１１１１１１．１・・・・どなる。

このように、必要ならば、キャリーを受は取るために０
のビットが挿入されるのである。復号器が全部のビット
が１であるバイトを検出すると、該復号器は後続の下位
ビットが挿入ビットであることを認識し、適切なコード
・ストリームが生成されるよう処理を行う、ところで、
実施例ではキャリー伝播阻止用に２つのビットを挿入す
るようにしている。したがって、上記例について言えば
。

新しいシーケンスは１１１１１１１１．００１１１１１
１．１１・・・・となる。

ボロウの問題は、全部のビットが０のビットであるバイ
トを含むコード・ストリームについて減分を行うときに
生じる０例えば、３つの連続するバイトＢｎ−０、Ｂｎ
、Ｂｎ＋、のうち、中央の′バイトのビットがすべてＯ
であるとしよう。

第１のセットのルールによれば、プレボロウがバイｌ−
Ｂ　　　　について適用され、該バイトから１が引かれ
る。Ｂ　の８個のビットはすべて１に変わる。残りはバ
イトＢ　　　の先頭から２番目ｎ＋１ のビット位置に挿入ビットの形で含まれる。したがって
、Ｂ　に続く８ビツトは、（制御語の用途としての）ゼ
ロと、該挿入されたビットと、符号化法データの６ビツ
トから構成される。したがって、符号器から転送される
データ・ストリームは、次のようになる。

Ｂ　　　　−１，−１１１１，１１１１、Ｏｂ［Ｂ　　
　　の先頭の６ビツト］ｎ−１ｎ＋１ Ｂ　　　バイト・セグメントから落とされたビｎ　＋　
１ ットは、データの後続バイト・セグメントにおいてピッ
ク・アップされる。ボロウは充填されたビットによって
事実上キャリーに変化する。何れにしても、復号器は上
述したように充填されたビットを検出すると、該充填ビ
ットをキャリーとして処理する。ビット・スタッフィン
グを含むＰ／Ｑハードウェア・コード・ストリームとコ
ンパチブルなＰ／Ｑソフトウェア・コード・ストリーム
を生成することが目標であるから、該コード・ストリー
ムも２つの拘束に従って生成されなければならない。ま
ず、１６進の’ＦＦ’の後には必ずビットが充填されな
ければならない。そうでなければ、ハードウェア復号器
には不適式なバイト・パターンが生成されるからである
。次に、現（ｐｒｅｓｅｎｔ）バイトからボロウを取出
す必要のあるときはいつでも（当然）取り出せるように
コード・ストリームを構成しなければならない。（ここ
で、現バイトとは、以前のコード・バイト・サイクルに
おいてコード・レジスタからコード・バッファへ転送さ
れたバイトを言う。）借りてくるのは１単位なので、桁
借りの対象とすることの不可能なバイト値はゼロだけで
ある。

一般に、コード・レジスタにおいて新しいバイトの開始
点に高位の「プレボロウ」ビットをセットすることによ
って、現バイトから桁借りを行う必要のあることが検出
される。便宜上、該プレボロウ・ビットはビット位置Ｐ
にてセットされ、後続のバイトが書込可能になったなら
ばそれはサイン・ビットとなる。例えば、セクション■
、で述べた３２ビツトのコード（Ｘ）レジスタの中身が
次の通りであるとする。

Ｘレジスタ： ｏｏｏｏｏｏｏｏ、ｐｏｏｏｏｏｏｏ、ＸＸＸＸＸＸＸ
Ｘ、　ＸＸＸＸＸＸＸＸＡレジスタ： ０００ａａａａａ、　ａａａａａａａａ新しいバイトが
完成すると、内容は次のようになる。

Ｘレジスタ： ｐｏｏｏｏｏｏｏ、ｎｎｎｎｎｎｎｎ、　ｘｘｘｘｘｘ
ｘｘ＋ｘｘｘｘｘｘｘｘＡレジスタ： ０００ａａａａａ＋ａａａａａａａａ コード・レジスタがポジティブ（Ｐ＝Ｏ）ならば、プレ
ボロウが使われたのであって、現バイトからのボロウが
必要である。したがって、新しいバイトｎｎｎｎｎｎｎ
ｎがコード・レジスタから現バイトからボロウが取られ
る。プレボロウを用いると、コード・レジスタの値は常
にＡレジスタより大きくなり、将来のボロウは該コード
・レジスタの内容から取ることが可能になる。コード・
レジスタがネガティブ（Ｐ＝１）ならば、現バイトから
の桁借りの必要はなく、未使用のプレボロウＰは除去さ
れる。

コード（Ｘ）レジスタの内容は、Ａレジスタの内容と比
較される。コード・レジスタの方が小さいならば、２つ
の事項が検出されている。まず、次に送出されるバイト
（ｎｎｎｎｎｎｎｎ）はゼロであること、第２に、現バ
イトからの桁借りの必要性があり得ることである。した
がって、ボロウは現バイトから取られ、レジスタの中の
ゼロ・バイトを経て伝播する。この結果、ゼロであった
バイトが“ＦＦ’　に変換される。この’ＦＦ″　をコ
ード・バッファに送りコード・レジスタの内容をシフト
させた後で、２つのプレボロウがセットされる。

１つはサイン・ビットとなる位置にセットされ、もう１
つは後続バイトについての「キャリー」ビット位置にセ
ットされる。したがって、コード・レジスタの内容の方
がＡレジスタよりも小さいならば、 Ｘレジスタ： ｏｏｏｏｏｏｏｏ、ｐｏｏｏｏｏｏｏ、０ＯＰｘ、　Ｘ
ＸＸＸ、　ＸＸＸＸＸＸＸＸＡレジスタ： ０００ａａａａａ、ａａａａａａａａ である。

後続のバイトが完成すると、 Ｘレジスタ： ｐｏｏｏｏｏｏｏ、　Ｐｎｎｎｎｎｎｎ、　　ｘｘｘｘ
ｘｘｘｘ、　　ｘｘｘｘｘｘｘｘＡレジスタ： ０００ａａａａａ、　ａａａａａａａａとなる。

バッファ中の１６進数’ＦＦ’はビット・スタッフィン
グ（充填）のトリガになるので、プレボロウ・ビットは
スタッフ・ビット（キャリー・レシーバ）位置に書き込
まれる。ゆえに、未使用のプレボロウはハードウェア・
コード・ストリームのキャリーと等価になる。

コード・レジスタの内容がＡレジスタの内容以上ならば
、コード・レジスタの現在の内容はどんなボロウの要請
にも応えられるだけの大きさを持っていることになる。

現バイトがチェックされて、それが’ＦＦ″であるなら
ば、ビット・スタッフィングが引き起こされる。この場
合、プレボロウは要請されなかったので、挿入されたキ
ャリー・ビットは常にクリア（ｃｌｅａｒ）である。

上記シーケンスはすべての要請を満たす。すなわち、ボ
ロウ伝播を阻止し、ハードウェアとコンパチブルなコー
ド・ストリームを生成する。すべてのゼロ・バイトが単
純に’ＦＦ’　に変換された場合でも、ハードウェア復
号器は結果として生じたコード・ストリームをデコード
することができる。しかしながら、送出されるべきバイ
トがゼロであるときにボロウが必要になるだろうか否か
を先読みして知ることによって、結果として生じるコー
ド・ストリームがハードウェア・コード・ストリームと
同一になる。実際、このように先読みすることによって
、ハードウェア・コード・ストリーム中のＦＦの存在が
検出される。

希望するならば、ハードウェアで’ＦＦ″ＦＦ−ンにつ
いて１００′となるオーバフローの生じる可能性の有無
を先読みすることによって、ゼロ・バイトに続いて行う
ものと全く等価な逆のビット・スタッフィングを実行す
ることができる。このような操作により、上述のキャリ
ー伝播阻止と同様にしてボロウ伝播阻止を達成すること
ができる６■、フローチャートの９日 以下で説明するフローチャートでは、便宜上。

Ｑは上位１２ビツトを持つ小数点の固定された小数とし
て定義されている。

フローチャートにあてはまる他の定義は以下の通りであ
る。

Ａは１６ビツトの整数だが、１２ビツトの小数と４ビツ
トの整数に分ける２進小数点を持っ２進小数であると考
えることができる。先頭の３個の整数ビットは常にゼロ
である。最も下位の整数ビットは、この実施例では初期
設定時だけ非ゼロである。

Ａ　Ｘ　Ｑ　ｅが新しいＬＰＳの範囲を表わす。上記Ｌ
ａｎｇｄｏｎの論文に述べられているようなスキュー（
ｓｋｅｉ＋）・コーダーでは、これが２　　ｋとなる。

他の特性づけも本発明と合致するように使うことができ
る。フローチャートでは、ＡとＱｅの積は、３２ビツト
の精度の掛算であると仮定している。

結果は右へ１２ビツトシフトされ、下位側の１６ビツト
が新しいＬＰＳの範囲のために用いられる。

ＬＥＮはコード・ストリームのためのバッファの長さで
ある。これは（任意だが便宜上）２５６バイトにセット
される。ＬＥＮは１にセットすることもできる。

ＢＰＳＴは圧縮済データ・バッファの始まりを指示する
。

ＢＥは圧縮済データ・バッファを越えた最初のバイトを
指示する。

ＢＰは圧縮済データの現在バイトを示すポインタである
。

ＢはＢＰによって指示された圧縮済データ・バイトであ
る。

ＡＭＩＮは再正規化が必要となる時機を決定する。本実
施例ではＡＭＩＮはｘ　’ｏｓｏｏ’　にセットされる
。これは０．５に等しい。Ａが０．５より小さくなると
、再正規化が行われる。

ＢＲＷは逆ソフトウェア・バージョンにおけるボロウ・
フラグである。

Ｔは新しく計算されたＬＰＳレンジをセーブするための
仮装数である。

変数Ｘ、ＸＣ，ＸＮＥＷおよびＸＦＬＡＧは前述の定義
に合致する。

第１１図には、本発明によるデータ圧縮／同解除の基本
フローチャート５００が示されている。

開始の後、符号器は符号器初期化ステップ（ＩＮＩＴＥ
ＮＣプログラム）に従って初期設定される。

該ステップでは、上述の変数ｔこ初期値が割り当てられ
る。エンコード・プロシージャに従って（第１図の１０
６のような）モデル・確率発生器より符号化のためにＭ
ＰＳ、ＱおよびＹＮデータが渡される。入力データの受
信が続く間は、符号化動作が継続する。符号化が完了す
ると、フラッシュ（ＦＬＵＳＨ）・プログラムが呼び出
される。符号化済データは送信（つまり転送）される。

転送後しばらくすると、通常は該符号化済データの復号
が行われる。復号器の初期設定は復号器初期化（ＩＮＩ
ＴＤＥＣ）プログラムにより行われる。

（第１図の１１０のような）モデル・確率発生器からＭ
ＰＳとＱのデ・−夕が入力されて与えられると、ＹＮ事
象はデコード・プロシージャに従って復号される。復号
は、すべてのＹＮ事象が復元されるまで継続する。

フローチャート全体を構成要素に分けると、それは符号
器関連プロシージャと復号器関連プロシージャに分かれ
るので、以下でもこれらを分けて説明する。

なお、図面中に登場する’ＳＬＬ’は「左シフト論理」
操作（’５ｈｉｆｉ　１ｅｆｔ　ｌｏｇｉｃａｌ’　ｏ
ｐｅｒａｔｉｏｎ）を意味する。

Ａ、符号器関連プロシージャ ＩＮＩＴＥＮＣ（第１２図ないし第１４図）が符号器の
初期設定を行う。

インプリメントされるバージョンが第２図に示すハード
ウェア・バージョン（−Ｈ）か、第３図に示す逆バージ
ョン（−Ｉ）か、それとも第４図に示すソフトウェア・
バージョン（−８）かに従って、３つのバージョンのＩ
ＮＩＴＥＣがインプリメントされている。すべてのバー
ジョンに共通して、ＬＥＮは２５６バイトに初期設定さ
れ、ＢＥは圧縮済データ・バッファの終末に位置づけら
れるとともに、ＢＰはＢＰＳＴ　（つまり送るべきバッ
ファの実際の始まり）の１バイト手前に位置づけられて
いる。（ＢＰによってアドレス指定される）バイトＢは
′８０′に初期設定される。これは、Ｂ＝ＯまたはＢ＝
　’ＦＦ’　という特別な場合でも圧縮済データ・スト
リームにおける最初のバイトにトリガがかからないよう
にするためである。レンジＡは’１０００’　に、そし
てＡ　Ｍ　Ｉ　Ｎはその半分の’ｏ　ｓ　ｏ　ｏ’　に
、それぞれ初期設定される。

バージョン間の違いが現れるのは、Ｘの初期設定におい
てである。すべてのバージョンにおいて８個の圧縮済ビ
ットがレディになったことをフラグで知らすために、８
番目のｆｆｌ５ｂが１にセットされる。逆バージョンは
２００番目ｍｓｂにプレボロウを持つ一方、ソフトウェ
ア・バージョンはこれをフラグの直後に挿入する。逆バ
ージョンについては、ボロウ・フラグＢＲＷがゼロに初
期化される。

符号化プログラムＥＮＣＯＤＥ　（第１５図ないし第１
７図）が与えられたＭＰＳとＱ入力に基づいてイエス／
ノウ（Ｙ　Ｎ）判断を符号化する。新しいＬＰＳレンジ
が常に計算され、一時的にＴにセーブされる。これらの
具体例では、ＡおよびＱは、２進小数点を越えた１２の
ビットからなる有限精度の数である。掛算（ｍｕｌｔｉ
ｐｌｉｃａｔｉｏｎ）の後、結果は１２ビツトの精度で
切り捨てられる。ＭＰＳパスにおいて、ハードウェア・
バージョンはＸをＴだけ増加させるとともに、Ａｔ！：
Ｔだけ減少させる。他の２つのバージョンでは、ＭＰＳ
テストの前にＡをＴだけ減少させるだけでよい。なぜな
ら、新しいＭＰＳレンジはＭＰＳパスとＬＰＳパスの両
方で必要だからである。ＡとＸの再正規化（ｒ６ｎＯｒ
Ｂ３１ｉｚａｔｉｏｎ）はＲＥＮＯＲＭＥ　（第１８図
）が行うが、これはＭＰＳパスにおいてＡがＡＭＩＮよ
り小さくなったときに必要である６　Ｉバージョンおよ
びＳバージョンでは、ＬＰＳパスにおいて、方向は異な
るものの、ＭＰＳレンジの量だけＸを動かさなければな
らない。すべてのバージョンに共通して、再正規化の前
に新たなＬＰＳレンジとともにＡがリセットされる。Ａ
ＸＱは常にＡＭＩＮより小さいので、ＬＰＳパスではＲ
Ｅ　Ｎ。

ＲＭＥが常に必要である。

ＲＥＮＯＲＭＥ　（第１８図）は、Ａ値とＸ値の再正規
化を、一度に１ビツトずつ行う。Ａがまずシフトされた
後、Ｘについて最上位ビットがセットされたか否かの試
験が行われる。セットされている場合、Ｘの次のシフト
によってそのフラグ・ビットが取り除かれるとともに、
１バイトがＢＹＴＥＯＵＴ　（バイト・アウト、第１９
図、第２０図および第２１図参照）によって出力される
。セットされていない場合、Ｘは単に１ビツト分シフト
されるだけである。このプロセスは、ＡがＡＭＩＮ未満
である限り続く。

ｌ３ＹＴＥＯＵＴ（第１９図ないし第２１図）：復号器
は、各’ＦＦ″バイトの直後、つまり後続のバイトの先
頭にビットが２つ挿入されることを予期している。圧縮
済データの場合、先頭ビットは常にゼロとなるであろう
。２番目に大きな桁のビットはキャリー・ビットとなる
であろう。本発明のキー・パートは、３つのバージョン
の符号器のどれもが同じ圧縮済を生成すること、および
その結果としてハードウェア・インプリメンテーション
の場合でもソフトウェア・インプリメンテーションの場
合でも異なる最小計算バージョンを選択することができ
ることにある。

第１９図では、ハードウェア・バージョンがまず最初に
最後のバイトＢを見て、Ｂが’ＦＦ’ならば、直後に５
ＨＩＰ６−Ｈ（送出６−Ｈ）において６ビツトだけを出
力する。どんなキャリーでも、新しいバイトの２番目に
大きな桁のビットに現れるであろう。Ｂが’Ｆ　Ｆ’未
満ならば、Ｘのキャリーについてテストが行われる。す
なわち、第９図を参照すると、位置２１のキャリー・ビ
ットがセットされる。キャリーがないならば、８ビツト
の出力を５ＨＩＰ８−Ｈ（第２５図）によって行うこと
ができる。キャリーがあれば、最後のバイトＢについて
１だけ増分する必要があり、結果について’Ｆ　Ｆ’　
となったか否かのテストが行われる。結果が’ＦＦ’で
あわば、既にＢに加算法のＸにおけるキャリーを、後続
の６ビツトを出力する前にクリアしなければならない。

結果が’ＦＦ’でないならば、８ビツトを新しいバイト
へ出力してもよい。

第２０図では、逆符号器用バージョンのＢＹＴＥＯＵＴ
が、まず、ＸがＢからのボロウを必要とするほど大きい
か否かのテストを行う。大きいならば、処理はＢＩＧＸ
（第３０図）にまかせられる。大きくないならば、５Ｈ
ＩＰ８ＦＦ−Ｉ　（第２８図）が適切なパス（ｐａｔｈ
）であるか否かを判断するために、ＸとＡの和が可能性
のある将来のボロウィング用のしきい値と比較される。

大きくないならば、現在のＢに基づいて、６ビツトと８
ビツトのどちらを出力すべきかについての決定が行われ
る。

ソフトウェア用のバージョンであるＢＹＴＥＯＵＴ−５
（第２１図）は、Ｘが正であるか否かをテストする。Ｘ
が正ならば、ボロウ・ビットは使用済であり、８ビツト
を出力する前にＢを１だけ減分しなければならない。ボ
ロウ・ビットがまだセットされているならば、ＡがＸと
比較される前にＸからボロウ・ビットがクリアされる。

ＸがＡより小さいならば、将来ボロウが必要になる可能
性があるが、新しいバイトがゼロとして出力される場合
には、ボロウを実行できなくなる。（ＡはせいぜいＩＦ
ＦＦ″であり、又は８個の出力ビットのうちにゼロだけ
を持っている。）ＳＨＩＰ８ＦＦ−３（第２９図）はプ
レボロウを行って新しいバイトを’ＦＦ’　に変換し、
借りたビットをＸにセーブする。Ｂが’ＦＦ’　ならば
、５ＨＩＰ８−８（第２７図）によって８ビツトが送出
される代りに、５ＨＩＰ６−８　（第２４図）によって
６ビツトだけが送出される。

Ｓ　ＨＩ　Ｐ　６−　Ｈ（第２２図）は、ＮＥＸＴＢＹ
ＴＥ　（第３１図）における出力バイト・ポインタを増
分し、Ｘからの新しいＢビット２２〜１５に保持する。

先頭ビットがゼロであることは保証されている。２番目
のビットはどんなキャリーも含む。６番目に大きなビッ
トにてフラグが挿入される前、後続の１５ビツトだけが
Ｘに残される。この結果、６個の新しいビットが準備さ
れると、新しいバイトが出力される。なぜなら、２個の
ビットがＸに残っているからである。５ＨＩＰ６−３（
第２４図）は、フラグ・ビットをすぐ追うようにボロウ
・ビットがセットされる点を除いて、５ＨＩＰ６−Ｈと
同じである。

第２３図の５ＨＩＰ６−Ｉに示されるように、逆符号器
の場合は、６ビツトを出力するプロセスがもつと複雑に
なる。Ｘの中のビットを反転させなければならないから
である。出力ポインタはＮＥＸＴＢＹＴＥによって増分
される。ＢＲＷがセットされる場合は、ボロウによって
先行する１ＦＦ′が生成された。次に、場合によっては
キャリーをプラスした６ビツトが７個の１′　ピッ１〜
から引かれて、ＢＲＷがリセットされる。ＢＲＷがセッ
トされない場合、６個の１１′ビツトを用いて６ビツト
の反転が行われる。先行するバイトが’ＦＦ’であると
、Ｘにはキャリーが存在し得ないからである。Ｂの中の
最上位のビットがクリアされるとともに、Ｘのうちの最
下位側の１５ビツトを除くすべてのビットがクリアされ
る。続いて。

上位から６番目の位置にてフラグが挿入される。

５ＨＩＰ８　（第２５図ないし第２７図参照）は、すべ
てのバージョンが似通っている。ポインタを後続の出力
バイトＢに増分した後、Ｘの中のビット２０〜１３にあ
る８ビツトがＢにて保持される。

逆符号用バージョンでは、まず、’ＦＦ’　から引き算
を行うことによって、これらのビットを反転させる。Ｘ
のうちの最下位側の１３ビツトを除くすべてのビットが
クリアされて、フラグは上位から８番目のビットにて挿
入される。ソフトウェア用バージョンでは、フラグの後
にボロウ・ビット挿入される。

逆符号器用およびソフトウェア符号器用バージョンにお
いては、必要ならば已について減分を施すことが可能で
あることが保証されなければならない。そこで、５ＨＩ
Ｐ８ＦＦ−Ｉ（第２８図）では、ボロウ・ビットがセッ
トされると（つまり、Ｂが’ＦＦ’　であると）、６ビ
ツトを送出しなければならない。ＢＲＷがＯならば、出
力ポインタを増分する前にＢが減分され、後続のバイト
が’ＦＦ’　にセットされ、そしてＢＲＷが後続バイト
用にセットされる。

ソフトウェア用のバージョンである５ＨＩＰ８ＦＦ−５
（第２９図）では、後続のバイトに′ＦＦ′を保持する
前に、必ずＢの減分を行う。余分のボロウがＸに挿入さ
れる。Ｘでは、該ボロウが必要とされない場合、キャリ
ーとして後続のバイトの中で出力される。

ＢＩＧＸ（第３０図）が必要なのは逆符号器用バージョ
ンだけである。ボロウ・ビットがセットされると、６ビ
ツトが送出される。ボロウ・ビットがセットされない場
合、Ｂをデイクレメントして８ビツトを送出するのが安
全である。

ＮＥＸＴＢＹＴＥ　（第３１図）は、ＢＰを動かして圧
縮済データ用バッファの後続バイトをアドレスする。イ
ンクレメントされた後、ＢＰがバッファの終端以上の値
になるならば、バッファを転送しなければならず、ＢＰ
もバッファの先頭に戻るようリセットしなければならな
い。必要ならばＢＰＳＴとＢＥが適当に変化することが
想定されている。

最後のシンボルが符号化された後、まだＸの中にある２
１個の圧縮済ビットについてはフラッシュ・アウトする
必要がある。ＦＬＵＳＨ−Ｈ（第３２図）では、ＣＴが
２１に初期設定され、そしてフラグが最上位のビットに
来る（つまり、Ｘが負になったことを示す）まで、Ｘの
中での各シフ１〜に対応してデイクレメントされる。も
う１回シフトされると出力ビットがバイト境界に位置さ
れる。そうすると、ＦＩＮＡＬＢＹＴＥＳ−Ｈ（第３５
図）によるこれらの最後のバイトの出力が可能になる。

ＦＬＵＳＨ−Ｉ　Ｃ第３３図）では、最初に、最終の被
加数Ａのレンジから１を引いたものを加えなければなら
ない。１を引くことは、上述したＥを引くことに対応す
る。ＦＩＮＡＬＢＹＴＥＳ−■が残りのバイトをフラッ
シュ・アウトできるように、ビットはバイト状に並べら
れる。

ＦＬＵＳＨ−８（第３４図）はＸを区間の底へ移動させ
るが、これはハードウェア・バージョンによって生成さ
れる値に正確に位置づける。ビットのバイト・アライニ
ングの後、ボロウが使用済の場合、ＦＩＮＡＬＢＹＴＥ
Ｓ−５（第３７図）において最終バイトが出力される前
に最後のバイトをデイクレメントしなければならない。

ＦＩＮＡＬＢＹＴＥＳ−Ｈ（第３５図）は、すべてのビ
ットがフラッシュ・アウトされてしまうまで、ループの
中で、ＢＹＴＥＯＵＴ−Ｈ（第１９図）と同じタイプの
動作を行う。ＦＬＵＳＨ６−ＨとＦＬＵＳＨ８−Ｈのブ
ロックは、ＣＴを６ビツトまたは８ビツトだけ適当にデ
イクレメントすることを含む。それが完了すると、記憶
されている最後のバイトを越すまでＢＰがインクレメン
トされて、バッファの最後の内容が送呂可能になる。

ＦＩＮＡＬＢＹＴＥＳ−Ｉ　（第３６図）は、Ｘ＋Ａ＞
　’２０００００’　が起こり得ないことを除いて、Ｂ
ＹＴＥＯＵＴ−Ｉと同様である。なぜなら、Ａは’２０
００００’未満だったＸから引かれたからである。反転
プロセスのために、最後のバイトに余分の′１′が含ま
れている可能性がある。同一のコード・ストリームが望
ましいならば、これらは除去しなければならない。

ソフトウェア式符号器用のバージョンＦＩＮＡＬＢＹＴ
ＥＳ−３（第３７図）は、先行するバイトがＦＦ’であ
るか否かに応じて６ビツトまたは８ビットを送出する。

プレボロウの処理はすでにＦＬＵＳＨ−３にて行われて
いる。Ｘは区間の底に動かされたので、ＢＹＴＥＯｌＪ
Ｔ−３におけるＡを用いたテストは無関係である。

ＦＬＵＳＨ−Ｈ，Ｓ　（第３８図）では、ハードウェア
・バージョンとソフトウェア・バージョンのどちらの場
合でも、新しいバイトを指し、ビット２２〜１５を記憶
し、Ｘの下位側の１５ビツトだけをセーブし、６だけＸ
をシフトし、かつ６だけＣＴをデイクレメントすること
によって、６ビツトが出力される。

ＦＬＵＳＨ８−Ｈ，Ｓ　（第４０図）では、ハードウェ
ア・バージョンとソフトウェア・バージョンのどちらの
場合でも、新しいバイトを指し、ビット２０〜１３を記
憶し、Ｘの下位側の１３ビツトだけをセーブし、Ｘを８
ビツト分シフトさせ、かつＣＴを８だけデイクレメント
することによって、８ビツトが出力される。ＦＬＵＳＨ
８−Ｉ（第４１図）では、逆符号バージョン用にこれら
の８ビツトを反転させる必要もある。

Ｂ、復号器関連プロシージャ ＩＮＩＴＤＥＣ（第４２図ないし第４４図）が復号器を
初期化する。復号器がハードウェアに最適なもの（Ｈ）
、ソフトウェアに最適なもの（Ｓ）、それともシンボル
の順序付を逆にしたもの（Ｉ）の何れに関連するかに応
じて、Ｉ　Ｎ　Ｉ　Ｔ　Ｄ　Ｅ　Ｃの３つのバージョン
がインプリメントされている。

（第５図の復号器２１０〜２１６を参照）、すべてのバ
ージョンは、圧縮済データの新しいバッファを獲得する
ことから始まる。これは、ＢＰＳＴとＬ　Ｅ　Ｎの初期
化を想定している。ＢＥは圧縮済バッファの終端を越え
たバイトに向けられ、かつＢＰはバッファの先頭を指Ｊ
ように初期化される。

レンジＡは、Ｓ−’１０００″については１１０ｏｏ′
に初期化される。ハードウェア（Ｈ）および逆復号器（
Ｉ）のバージョンについては、ＡＭＩＮは、’ｏｓｏｏ
″に初期化される。ソフトウェア（Ｓ）バージョンにつ
いては、ＡＭＩＮは一’ｏ　ｓ　ｏ　ｏ’　に初期設定
される。

バージョン間の差異は、Ｘの初期化にも現れる。

ＩＮＩＴＤＥＣ−Ｈの場合、２つのバイトがビット２８
〜１３に配置される。圧縮済データの先頭ビットはＯで
あり、そしてこれはビット２８にシフトされる。１番目
のバイトが位置２８〜２１にシフトされ、ＢＰがＧＥＴ
ＢＹＴＥ　（第５０図）にてインクレメントされた後、
２番目のバイトがビット２０〜１３に加算される。先頭
バイトは’ＦＦ’　にならないよう保証されており、テ
ストの必要はない。復号プロセスはＸＣの中のビット、
つまりＸの高位の２バイト（ビット３１〜１６）に注意
するだけである。新しいバイトが必要であることを示す
フラグは、ビット５に配置される。

なぜなら、コード・ストリームの先頭がＯであるからで
ある。ＩＮＩＴＤＥＣ−Ｉ　（第４３図）では、Ｘの初
期化が位置２７〜１３に１５個の′１′ビットを持つよ
うに初期化されるとともに、ビット５がセットされる。

（これは、フラグが必要とされる新しいバイトである。

）続いて、最初の２バイトをビット２８〜１３から引く
ことが可能になる。第４４図では、ソフトウェア式復号
器用のＩＮＩＴＤＥＣ−３が、区間（−１）〜０におい
て作動している。Ａは−１（−Ｘ　’１０００’　）に
初期化される。再正規化点は−０，５であり、−ｘ　’
５ｏｏｏ’　として表わされている。初期値のＡはＯか
ら引かれてＸＣを’ＦＯＯＯ’　にセットする。フラグ
・ビットは５番目のビットにてセットされるとともに、
１番目のバイトがビット２８〜２１に加算される。ＧＥ
ＴＢＹＴＥにてポインタを次のバイトにインクレメント
した後、２番目のバイトがＸのビット２０〜１３に加算
される。

ＤＥＣＯＤＥ　（第４５図ないし第４８図）としては４
種類のインプレメンテ−ジョンが示されている。第４５
図と第４６図はハードウェア・バージョンの異なるアプ
ローチ（−Ｈｌ、−Ｈ２のように示す）を示し、第４７
図は逆バージョン（−■）を示す。すべての場合におい
て、まずＹＮがＭ　Ｐ　Ｓシンボルにセットされ、新し
ｙ）Ｌ　Ｐ　Ｓレンジが計算され、Ｔに一時的にセーブ
される。ＤＥＣＯＤＥ−Ｈｌ　（第４５図）では、Ｘが
少なくともＴと同じ大きさならば、ＭＰＳパス（ｐａｔ
ｈ）をフォローして、ＸＣとＡをともにＴだけデイクレ
メントする。逆復号器用バージョンのＤＥＣＯＤＥ−Ｉ
　　（第４７図）では、テストの前にＡをＴだけデイク
レメントする。なぜなら、この新しいＭＰＳレンジはＬ
ＰＳバスでも必要とされるからである。同様に、第２の
ハードウェア・バージョンＤＥＣＯＤＥ−Ｈ２（第４６
図）では、ＭＰＳが生じたかのように、ＡとｘＣをどち
らも予めデイクレメントする。多くのプロセッサでは、
減算の結果、状態コードがセーブされるので、ＸＣにつ
いてＯとの比較を行う次のテストは、Ｔとの比較よりも
好ましい。しかしながら、ＤＥＣＯＤＥ　−Ｈ２の場合
、ＹＮの反転、ＡをＬＰＳレンジ（Ｔ）にセントするこ
と、およびＲＥＮＯＲＭＤ（第４９図）で再正規化を行
うことの前に、ＬＰＳパスはＸＣを回復しなければなら
ない。ＭＰＳパスで再正規化が必要になるのはＡがＡＭ
ＩＮ未満になった場合だけである。逆バージョンでも、
ｘＣが少なくともＡと同じ大きさであって、ＬＰＳが生
じたことを示す場合に、ＸＣを新しいＭＰＳレンジであ
るＡの分だけデイクレメントしなければならない。第４
８図では、ソフトウェア用ＤＥＣＯＤＥ−８についての
復号プロシージャの結果、ＹＮがＭＰＳ値にセットされ
る。続いて、負のＡにＱｅが掛は合わされ、算術的に右
へ１２ビット分シフトされてから、Ｔにセーブされる。

負のＴは負のＡから引かれて、その大きさを減らす。Ｘ
ＣがＡ以上（つまり、ＸＣの大きさがＡのそれよりも小
さい）ならば、ＭＰＳが復号される。その場合、負のＡ
が負のＡＭＩＮ以上（つまり、Ａの大きさがＡ　Ｍ　Ｉ
　Ｎのそれよりも小さい）ならば、ＲＥＮＯＲＭＤ　（
第５０図）によって再正規化が行わ九る。ＬＰＳが復号
されると、負のＡを加算することによって、ＸＣが負の
１の方へ動かされる。

ＹＮ値はＬＰＳ値に変換され、かつＡはＬＰＳの区間の
サイズにセットされる。再正規化は常に必要である。

ＲＥＮＯＲＭＤ　（第４９図、第５０図）は、Ａ値とＸ
値を一時に１ビツトずつ再正規化する。第４９図では、
ＡとＸの両方がシフトされた後、ＸＦＬＡＧの段階に入
り、Ｘの最下位のバイトについて、セットされているビ
ットの有無がテストされる。そのようなビットがないな
らば、新しいバイトの獲得に移る。このプロセスは、Ａ
がＡＭＩＮ未満であり限り続く。第５０図では、ソフト
ウェア・バージョンＲＥＮＯＲＭＤ−５についての復号
器再正規化プロセスが、ＡとＡＭＩＮの比較が逆になっ
ている点を除き、ハードウェア・バージョンおよび逆バ
ージョンの場合と同じであることが示されている。

ＢＹＴＥＩＮ（第５１図および第５２図）に示されるよ
うな新しいバイトをＸに移すプロセスの際、どちらのバ
ージョンにおいても、ＧＥＴＢＹＴＥ　（第５３図）が
次のバイトに移る前に、最後のバイトＢについて、これ
が’ＦＦ″バイトであったか否かのテストが行われる。

’Ｆ　Ｆ’　に続くどのバイトの先頭の２ビツトも符号
化の際に挿入されたものだから、復号の際に適切に考慮
しなければならない、ＢＹＴＥＩＮは、ハードウェア式
およびソフトウェア式復号のどちらの場合も同じである
。ＢＹＴＥＩＮ−Ｈ，Ｓ　（第５１図）では、’ＦＦ’
があったならば、ＸＮＥＷ　（Ｘの最下位の２バイト）
が値４にセットされる。ＸＦＬＡＧにおいて２ビツトシ
フトさせてフラグを位置づけるためである。このように
、フラグは６ビツトだけがデータ・ストリームの中にあ
り、２ビツトがキャリーのために含まれていることを認
識する。

通常２番目に下位のバイトに配置される次のバイトは、
余分の２ビツトの方へ送り出され、Ｘに加算される。’
ＦＦ’　がなかったならば、ＸＮＥＷは右側のバスに示
される通りにセットされる。逆バージョンＢＹＴＥＩＮ
−Ｉ　（第５２図）では、ＸＮＥＷの先頭側のビットに
おいて、６個または８個の″１′ビットをプリセットす
る必要がある。

圧縮済データを正確に反転させるためである。同時に、
下位バイトにおいてフラグ・ビットがセットされる。正
しくシフトされた新しいデータは、ＸまたはＸＮＥＷか
ら引かれる。

ＧＥＴＢＹＴＥ　（第５３図）は、ＢＰを動かして、圧
縮済データ・バッファの中の次のバイトをアドレスする
。インクレメントされた後のＢＰが少なくともバッファ
の終端である場合は、新しいバッファを獲得せねばなら
ず、かつＢＰを該バッファの始端ヘリセットしなければ
ならない。必要ならば、ＢＰＳＴとＢＥは適当に変更さ
れるものと想定する。

上述のソフトウェア型符号器用のプロシージャは、通常
のメインフレーム・コンピュータ、例えばＩＢＭ（登録
商標）３３７０、あるいはパーソナル・コンピュータ、
例えばＩＢＭ　　ＰＣ−ＸＴ、ＰＣ−ＡＴにおいてイン
プリメント可能である。

プロシージャのインプリメントは、上記のようなフォワ
ード・ポリッシュ・ノーチージョンを使うプログラム開
発システム言語等の高級言語を用いて行うことができる
。

■、ハードウェアの具　　の説Ｉ 第５４図には、符号器ユニット５０２とキャリー・オー
バー・出力バッファ５０４を含むハードウェア型符号器
が示されている。符号器ユニット５０２は、入力として
、Ｑ値、ＭＰＳセンス・ビット、そしてＹＮ判断事象入
力を受は取る。これに応答して、符号器ユニット５０２
は、コード・ストリームをどれだけシフトすべきかを示
すＳＨＩ　ＦＴＡＭＴ出力と、２進キヤリー・アウト（
直を表わすＣｌ０ＵＴ出力と、１３ビツトの未正規化コ
ード・ストリームに対応するＣ／ＵＮＮＯＲＭ出力を生
成する。符号器ユニット５０２からの出力はキャリー・
オーバー・出力バッファ５０４に入力される。該バッフ
ァ５０４は、圧縮されたコード・ストリングとともに、
出力制御を出力する。

出力制御は、圧縮済データのうちの準備されたバイトの
数がＯｌｌ、２の何れであるかを指定する。

第５５図は、符号器ユニット５０２の詳細を示す、ＭＰ
ＳとＹＮ入力はゲート５１０．５１２を通過し、その出
力はＡ論理５１２に入力される。

Ａ論理５１２は、現在の区間に関して適当なＡ値と、Ｓ
ＨＩＦＴＡＭＴ出力を生成する。Ａ値は乗算器５１４に
てＱと掛は合わされる。生成された値（Ａ　Ｘ　Ｑ）は
一時的な値Ｔとして記憶保持される。（ＡＸＱはへの次
の値を決定するのに用いられる。）ゲート出力はＣ論理
５１６にも入力される。Ｃ論理５１６はＣｌ０ＵＴとＣ
ｌＵＮＮＯＲＭを生成する。

第５６図には、Ａ論理の詳細が示されている。

同図によると、Ｔ（つまりＡＸＱ）が減算器５２０に減
数として入力される一方、Ａ値は被減数として入力され
る。ＭＰＳＯＰ入力に従ってＭＰＳの符号化中であるな
らば、新しいＡの値Ａ　（ｎｅν）は、Ａ　（ｏｌｄ）
　　ＡＸＱとして導かれるべきである。

ＬＰＳの場合は、ＡＸＱがマルチプレクサ５２２を出る
。マルチプレクサの出力は優先順位符号器５２４に入力
される。ｇ！ｉ先順位符号器５２４は、Ａバス上の先行
するゼロの数をカウントし、Ａバスの最上位のビットに
１を回復するのに必要とされるシフト址を生成する。Ａ
バスが再正規化を必要としないならば、ＳＨＩＦＴＡＭ
Ｔ出力はゼロである。ＳＨＩ　ＦＴＡＭＴ出力はＡシフ
タ５２６に転送され、ここでシフトが完了される。シフ
ト出力は次にＡレジスタ５２８に入力される。Ａレジス
タ５２８の保持する数値は、減算器５２０のための次の
被減数となる。

第５７図には、Ｃ論理５１６の詳細が示されている。加
算器５４０の１つの入力は値Ｔ（つまりＡＸＱ）であり
、もう１つの入力はコード・ストリームの以前の値であ
る。ＭＰＳ事象の場合は、和がＣｌＵＮＮＯＲＭになる
。ＬＰＳ事象の場合は、コード・ストリームに変化はな
い（マルチプレクサ５４２を参照）。マルチプレクサの
出力は、ＳＨＩＦＴＡＭＴ値とともにＣシフタ５４４に
入力される。ＡとＣの更新された値は、このように、同
じだけのふされしい数の分シフトされる。Ｃシフタ５４
４の出力は、Ｃレジスタ５４６に入力される。Ｃレジス
タ５４６は、コード・ストリームのうちの最新の部分を
保持する。シフト・プロセスの際必要に応じて、下位側
のビットにゼロが充填される。加算器５４０は、キャリ
ーが生じたことを表示するＣｌ０ＵＴ出力も供給するこ
とに注意されたい。

第５８図は、Ｐ／Ｑ最適ハードウェア型具体例の復号器
６００の部分のブロック図である。ＱとＭＰＳは復号器
ユニット６０１に入力される一方、コード・ストリング
はＣ／ＩＮ入カバツカバッファ６０２される。

Ｃ／ＩＮ人カバツカバッファ６０２縮済データを１ない
し２バイト受は付けるとともに、該データを直列化する
。その結果、次の１２ビツトが、インストリング（ＩＮ
ＳＴＲＩＮＧ）として、復号器６００により利用可能と
なる。特別のキャリー・ビットＣ／ＩＮは、さらに復号
器６０１に入力されるが、（上述したように）時々　’
Ｆ　Ｆ’　バイトに続くとき以外は通常０である。

復号器ユニット６０１の出力はＹＮＯＵＴとＳＨＩ　Ｆ
ＴＡＭＴである。ＳＨＩＦＴＡＭＴは入力バッファ６０
２にフィード・バックされる。復号器ユニット６０１の
詳細な動作は第５９図に示されている。特に、ＣｌＩＮ
、インストリング、およびＭＰＳはＣＤ論理６０４に入
力される。ＣＤ論理６０４は、ＭＰＳとＬＰＳのどちら
の事象が復号されつつあるかを示す第１の出力を供給す
る。

ＭＰＳＯＰ出力は、乗算器６０８からのＴ（つまり現在
のＡＸＱ）とともにＡ論理６０６に入力される。上述の
ように、ＭＰＳ、ＬＰＳ事象のそれぞれに応じて適切な
新しいＡ値が生成され、乗算器６０８に入力される。さ
らに、Ａ論理６０６によってＳＨＩＦＴＡＭＴ出力が生
成されて、ＣＤ論理６０４に入力される。現在のＴ値は
ＣＤ論理６０４にも入力される。ＣＤ論理６０４は様々
な入力に応じてＹＮＯＵＴ　（ＹＮ出力）を生成する。

第６０図には、ＣＤ論理６０４の動作の詳細が示されて
いる。まず、Ｃ／　Ｉ　Ｎ値の有無に応じて、ＴとＴ−
１のどちらかがマルチプレクサ６１８を通過して、減算
器６２０に減数として供給される。

被減数はＣＤレジスタ６２２の内容である。減算器６２
０は差の値を出力するとともに、ポロウも適切に出力す
る。ボロウはＭＰＳ操作（ＭＰＳＯＰ）を示唆する。Ｃ
／ＩＮは加算器６２４の加数となる。もう一方の加数に
なるのは、ＣＤレジスタ６２２の中身である。加算器６
２４からの和と減算器６２０からの差の出力とがＣＤマ
ルチプレクサ６２６に入力される。ボロウがなければ、
前者がマルチプレクサ６２６の出力となり、ボロウがあ
れば、後者がマルチプレクサ６２６の出方となる。マル
チプレクサ６２６の出力は、ＣＤバス６２８上を運ばれ
、ＣＤシフタ６３０に供給される。シフト量ＳＨＩ　Ｆ
ＴＡＭＴは、ＣＤバス値がＣＤレジスタに記憶できるよ
うになるまでに、ＣＤバス値をどれだけシフトしなけれ
ばな・らないかを決定する。シフトの際、下位側のビッ
トは、インストリングの上位側のビットによって充たさ
れる。

復号器ユニットは、インストリングからの１２個までの
ビットにプラスしてキャリー人力Ｃ／ＩＮを用い、デー
タを圧縮解除してオリジナルのＹＮデータを復元する。

特に、ボロウ出力とＭＰＳセンス値はゲート６３４に入
力され、その出力はＹＥＳとＮｏのどちらの判断を復号
中であるかを表示する。

第５４図ないし第６０図に示したハードウェアは、要す
るに、上記フローチャートおよびその解説の通りに作動
する。

以上、本発明を２進算術符号化について説明してきたが
、判断の結果が３つ以上あり得るマルチシンボル環境に
おける符号化、復号も（それがハードウェアに適したも
のであれ、ソフトウェアに適したものであれ）本発明の
技術的範囲内である。

すなわち１本発明は、区間を３つ以上のセグメント、例
えばａ、ｂ、ｃ、およびｄのセグメントに分割するよう
にし、かつ第１の符号器によれば符号点は現在の区間の
下端にセットされ、増分されていき（値が減分されるこ
とはない）、第２の符号器によれば符号点は現在の区間
の上端にセットされ、減分だけに従う（値が増分される
ことはない）ようにした場合も含む。

このような環境でも、被加数値Ａおよび符号点Ｃ（また
はＺ）の決定は、２准将号化環境と同様である。例えば
、事象ａ　／　ｂ　／　ｃ　／　ｄが確率線区間に沿っ
て降順に配置されており、個々の確率が０．５．０．１
２５．０．２５．１．１２５であるとしよう。

判断事象は２値シンボルのときのＰ／Ｑのようにランク
順であり、数直線に沿ってセグメントＰａ、Ｐｂ、Ｐｃ
、Ｐｄを形成する。ここで、Ｐａ≧Ｐ　ｂ　＞　Ｐ　ｃ
≧Ｐｄである。Ｑ／Ｐ型の符号器は、下端から符号化し
ていき、新たなコード・ストリーム値を生成するのに多
くの加算を要するであろう。特に、「ハードウェアＪ　
Ｑ／Ｐ型符号器のコード・ストリームは、 によって与えられる。

ここで、Ｎ（ｉ）は、Ｍ事象のｉ番目のセットの符号化
の際に選択される事象である。

「ソフトウェア型」符号器であって、ランク順が反対で
ある場合、っまりＰ　ａ　＜　Ｐ　ｂ　＜　Ｐ　ｃ　＜
　Ｐ　ｄである場合には、符−量化は次の式に従う。

連する加算の数は、ｃｈの計算の場合よりも平均して少
ない。しかしながら、もしΣＱ　ｅ　（ｊ　）が既知な
らば、２つの方法は計算に関して全く似たものになる。

■、小さなデータ・セットについてのテスト・シーケン
ス テスト・ファイルの生成は、２進シーケンスにおけるＯ
の確率が０．１８７５である乱数発生器を使って行った
。ファイルの中の実際のゼロの数は、予期した通り、４
８であった。Ｑ値は’０３０、、Ｏ’　　（１２ビット
精度で０．１８７５）　に固定した。ＭＰＳ値は１に固
定した。したがって、シンボルが１のとき、ＭＰＳが符
号化された。

下記第３表に示す符号器テストでは、ＹＮシンボルの前
に事象カウンタｅｃが示されている。Ａ値とＸ値が各符
号化サイクルの終りに与えられる。

再正規化の合計回数をｒビット」の欄に示している。「
コードバイト」は出力された通りに掲載しである。この
欄に２つのバイトが掲載されていることがあるが、それ
は新しいバイトと、変更された先行バイトを両方示して
いるのである。

テスト・データを１６進数で表示すると次のようになる
。

Ｆ３Ｂ７ＦＡＦＥＢＦＥＦＤ６Ｃ７Ｆ７ＦＦＦＤＦＥ７
ＦＦＢＤＦＦ３ＦＤＦＦＦＦ９７Ｆ６Ｆ５Ｆ７ＦＥＢ９
７ＢＤＦ７６ＥＤＤ７ｔＥ７ＦＦこのファイルの場合、
符号化されたビット・カウントは、最終データをフラッ
シュするためのオーバーヘッドも含めて１９２である。

実際に圧縮されたデータ・ストリームは、３つの符号器
のどの場合も、１６進数で表示すると次のようになる。

３ＥＢＥ５ＡＯ８４Ｄ５４ＣＤＡＤ９Ｄ６Ｄ　１８７Ｃ
８ＣＯ２２２７２ＣＢ　２Ｃ７２ＦＯＥ５６９３Ｄ８８
ＯＬｎの ＆　　　　　　　　　　　　　６Ｊ　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　−コーーローーー
ロー０−−−−−−００−−−−−−−−−−ψトドト
ドの Ｅ１発明の効果 本発明によれば、送信側の符号器の従う取決と受信側の
復号器の従う取決が異なっても、データの送受信が可能
になるという優れた効果が得られる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、データ圧縮／圧縮解除システムの−。 般的なブロック図である。 第２図は、第１のタイプの符号器／復号器による算術符
号化操作を説明するための数直線を示す図である。 第３図は、第２のタイプの符号器／復号器によ　　　□
る算術符号化操作を説明するための数直線を示す図であ
る。 第４図は、第３のタイプの符号器／復号器による算術符
号化操作を説明するための数直線を示す図である。 第５図は、複数の互いに異なる符号器を示すとともに、
その何れもが複数の互いに異なる復号器の何れと結びつ
けても使用し得ることを説明するだめのブロック図であ
る。 第６図は、第５図の符号器のそれぞれが、判断事象に応
答してどのように動作するかを説明するための図である
。 第７図は、事象の順序付に関して同一の取決を持つ２つ
の異なる符号器によって生成される２つのコード・スト
リームが収束する様を説明するための図である。 第８図は、事象の順序付に関して、第７図とは逆である
がどちらも同一の取決を持つ２つの異なる符号器によっ
て生成される２つのコード・ストリームが収束する様を
説明するための図である。 第９図は、本発明による符号器側のシフト・レジスタに
おけるビットの割当の説明図である。 第１０図は、本発明による復号器側のシフト・レジスタ
におけるビットの割当の説明図である。 第１１図は、本発明によるデータ圧縮／圧縮解除システ
ムの行う一般的な動作を示すフローチャートである。 第１２図ないし第１４図は、３つの異なるタイプの符号
器のそれぞれに関して、初期設定プロシージャを示すフ
ローチャートである。 第１５図ないし第１７図は、３つの異なるタイプの符号
器について、符号化プロシージャを説明するフローチャ
ートである。 第１８図は、どの判断についても区間のサイズが最小値
ＡＭＩＮ以上となるようにするため、現在の区間とコー
ド・ストリームを同じように再正規化する方法を示すフ
ローチャートである。 第１９図ないし第２１図は、それぞれキャリーまたはボ
ロウの可能性を考慮して、データ１バイトとともに送り
出すデータ・ビットの数を決定するＢＹＴＥＯＵＴ操作
を示すフローチャートである。 第２２図ないし第２９図は、１バイトについて６または
８ビツトのデータが送り出される様を、タイプの異なる
符号器毎に示すフローチャートである。 第３０図は、特定のボロウ状況が生じた後に行われるプ
ロシージャを示すフローチャートである。 第３１図は、新しくバイトを記憶するにつれてバッファ
・ポインタを動かしつつ、バイトがバッファ・メモリに
入力される様を説明するフローチャートである。 第３２図ないし第３４図は、それぞれ、最後のシンボル
の符号化が完了した後に、またバッファ・メモリに送出
されていなかったＸレジスタの中のデータが「フラッシ
ュ」される様を説明するフローチャートである。 第３５図ないし第３７図は、それぞれ、Ｘレジスタから
ビットをフラッシュ・アウトする手順の後半の部分を示
すＦＩＮＡＬＢＹＴＥＳのフローチャートである。 第３８図ないし第４１図は、それぞれＦＩＮＡＬＢＹＴ
ＥＳ操作のフラツシイング・ステップをさらに詳細に説
明するフローチャートである。 第４２図ないし第４４図は、３つのタイプの異なる復号
器毎に、初期設定プロシージャを示すフローチャートで
ある。 第４５図ないし第４８図は、それぞれ、復号プロシージ
ャを説明するフローチャートである。 第４９図および第５０図は、それぞれ、復号器で行う再
正規化を示すフローチャートである。 第５１図および第５２図は、それぞれ、各タイプの復号
器が符号化されたバイトを入力する様を示すフローチャ
ートである。 第５３図は、バイトがバッファに入力される際のバッフ
ァ・ポインタの移動を示すフローチャートである。 第５４図ないし第５７図は、それぞれ、ハードウェアに
よる符号器またはその一部を示すブロック図である。 第５８図ないし第６０図は、それぞれ、ハードウェアに
よる復号器またはその一部を示すブロック図である。 ＦＩＧ、２ 八−ト°ウェア（−Ｈ）乍１号呑／イ欽号呑ＦＩＧ、　
　３ 道　（−■）ソフトウニ了符号念 ＦＩＧ、４ Ｃ＝Ｃ＋Ａ ソフトウェア（−５）符号舌／盪号器 砺　　　臭 ロー し−二 ＦＩＧ、２４　　　　　ＦＩＣ，２５ ＦＩＧ、３５ ＦＩＧ、５０ ＦＩＧ、５２ ＦＩＧ、５３

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 符号器が、入力された判断事象の系列に応答して数直線
   上のある１つの区間と該区間に含まれる１つの点とを識
   別し、該識別された点に対応する数値をもつて入力され
   た判断事象の系列を符号化したコード・ストリームとす
   るデータ圧縮システムにおいて、 同一の判断事象系列の入力に関して、第２の取決に従う
   第２の符号器によつて生成される第２のコード・ストリ
   ームとは数値が異なり、かつ対応する上記数値線上の点
   も上記第２の符号器によつて識別される区間には含まれ
   ない第１のコード・ストリームを上記第２の取決とは異
   なる第１の取決に従つて生成する第１の符号器と、 上記第１のコード・ストリームの数値を変更し、変更後
   の第１のコード・ストリームの数値に対応する上記数直
   線上の点が、上記第１の符号器に入力されたものと同一
   の判断事象系列に関して上記第２の符号器によつて識別
   される上記数直線上の区間に含まれるようにする手段 とを含むことを特徴とするデータ圧縮システム。