JP2003273746A - Variable length code decoder - Google Patents
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Abstract
Description
【０００１】[0001]
【発明の属する技術分野】この発明は、画像データや音
声データ等のディジタルデータを圧縮して伝送したり、
蓄積するのに好適なハフマン符号等の可変長符号を復元
する可変長符号復号装置に関するものである。BACKGROUND OF THE INVENTION 1. Field of the Invention The present invention compresses and transmits digital data such as image data and audio data,
The present invention relates to a variable length code decoding device that restores a variable length code such as a Huffman code suitable for storage.
【０００２】[0002]
【従来の技術】一般に限られたデータ転送能力の通信回
線を用いて、画像データ等の大量のデータを伝送する場
合や、少ない容量の蓄積媒体に長時間のデータを記録す
る場合等においては、このデータ量を削減するデータ圧
縮技術が用いられている。2. Description of the Related Art Generally, when a large amount of data such as image data is transmitted using a communication line having a limited data transfer capacity or when long-time data is recorded on a storage medium having a small capacity, A data compression technique is used to reduce this data amount.
【０００３】このデータを圧縮する方法として、多くの
技術が開発され実用化されている。例えば、画像データ
をコサイン変換して、その係数を用いて圧縮するＤＣＴ
（Ｄｉｓｃｒｅｔｅ Ｃｏｓｉｎｅ Ｔｒａｎｓｆｏｒ
ｍ）変換符号化や、データの発生頻度に合わせて対応す
る符号の長さを変化させて全体の符号量を削減する可変
長符号化等がある。As a method of compressing this data, many techniques have been developed and put into practical use. For example, a DCT in which image data is cosine-transformed and compressed using its coefficient.
(Discrete Cosine Transform)
m) Transform coding, variable length coding in which the length of the corresponding code is changed according to the frequency of occurrence of data to reduce the overall code amount, and the like.
【０００４】この可変長符号化の例として、従来よりハ
フマン符号化が提案されている。このハフマン符号の基
本的考えは、発生頻度の高い事象（シンボル）には短い
符号を割り当て、発生頻度の低いシンボルには長い符号
を割り当てることにより、平均の符号長、あるいはトー
タルの符号量を減らしデータを圧縮することにある。As an example of this variable length coding, Huffman coding has been conventionally proposed. The basic idea of this Huffman code is to reduce the average code length or total code amount by assigning short codes to high-frequency events (symbols) and long codes to low-frequency symbols. It is about compressing data.
【０００５】具体的なハフマン符号の生成は各シンボル
の発生確率に依存し、その生成理論については種々の情
報理論の文献に述べられているので、ここではその説明
を省略する。図２４は各シンボルに割り当てられたハフ
マン符号の一例を示しており、数値が小さいシンボル
程、発生頻度が高いものとする。また、図２５は図２４
のハフマン符号から生成したハフマンツリーを示す図で
ある。図２５において、丸印はノードを示し、ノード間
の数値は符号列を示し、ノードの中の数値はシンボル
（復号値）を示している。The specific generation of the Huffman code depends on the probability of occurrence of each symbol, and its generation theory is described in various information theory literatures, and therefore its explanation is omitted here. FIG. 24 shows an example of the Huffman code assigned to each symbol, and the smaller the numerical value is, the higher the occurrence frequency is. In addition, FIG.
5 is a diagram showing a Huffman tree generated from the Huffman code of FIG. In FIG. 25, circles indicate nodes, numerical values between nodes indicate code strings, and numerical values inside nodes indicate symbols (decoded values).
【０００６】このようにハフマン符号化されたデータを
復号する従来の方法では、ハフマン符号の復号値が格納
された復号テーブルを用い、この復号テーブルをハフマ
ン符号で参照することにより、復号値を得るようにして
いる。この場合、例えば最大符号長が１６ビットであれ
ば、アドレスが２＊＊１６の復号テーブルを用意し、こ
れを１６ビットのアドレスで１回アクセスすることによ
り復号結果を得るものである。以後これを従来例１とす
る。In the conventional method for decoding Huffman-encoded data in this way, a decoding table in which the decoded values of the Huffman code are stored is used, and the decoded value is obtained by referring to this decoding table with the Huffman code. I am trying. In this case, for example, if the maximum code length is 16 bits, a decoding table with an address of 2 ** 16 is prepared, and the decoding result is obtained by accessing this with a 16-bit address once. Hereinafter, this is referred to as Conventional Example 1.
【０００７】この、従来例１では、１回の復号テーブル
のアクセスで復号値が得られるため高速処理には向いて
いるが、復号テーブルの容量が過大となり、復号装置全
体をＬＳＩ化する場合や、ＣＰＵを伴わないシステムに
は不向きであるという課題がある。In the conventional example 1, the decoded value can be obtained by accessing the decoding table once, which is suitable for high-speed processing, but the capacity of the decoding table becomes too large, and the entire decoding device is to be integrated into an LSI. However, there is a problem that it is not suitable for a system without a CPU.
【０００８】このような課題を解決する方法として、例
えば特開平０６−１０４７６９号公報に示されるハフマ
ン符号復号装置が提案されており、以後、これを従来例
２とする。図２６は従来例２のハフマン符号復号装置の
構成を示すブロック図である。図において、Ｕ１，Ｕ
２，Ｕｑはユニット、３００１はビット列選択手段、３
００２は符号語記憶手段、３００３はアドレス記憶手
段、３００４は比較手段、３００５は符号長決定手段、
３００６はアドレス決定手段である。As a method for solving such a problem, for example, a Huffman code decoding apparatus disclosed in Japanese Patent Laid-Open No. 06-104769 has been proposed, which will be hereinafter referred to as Conventional Example 2. FIG. 26 is a block diagram showing a configuration of a Huffman code decoding device of Conventional Example 2. In the figure, U1, U
2, Uq is a unit, 3001 is a bit string selecting means, 3
002 is a code word storage unit, 3003 is an address storage unit, 3004 is a comparison unit, 3005 is a code length determination unit,
3006 is an address determining means.
【０００９】次に動作について説明する。ハフマン符号
データが入力されてくると、ユニットＵｑにおけるビッ
ト列選択手段３００１はｑビットのデータ列を選択す
る。選択されたデータ列は、符号語記憶手段３００２か
ら出力される符号語と、ｑビットの比較手段３００４で
比較され、その結果が符号長決定手段３００５に入力さ
れる。符号長決定手段３００５は各ユニットの比較手段
３００４の出力から、現在処理しようとしているハフマ
ン符号の符号長を決定する。Next, the operation will be described. When the Huffman code data is input, the bit string selection means 3001 in the unit Uq selects a q-bit data string. The selected data string is compared with the codeword output from the codeword storage unit 3002 by the q-bit comparison unit 3004, and the result is input to the code length determination unit 3005. The code length determining means 3005 determines the code length of the Huffman code currently to be processed from the output of the comparing means 3004 of each unit.
【００１０】アドレス決定手段３００６は、符号長決定
手段３００５で決定された符号長から、復号値が格納さ
れている図示しない復号テーブルのアドレスを計算す
る。こうして、この従来例２では、各符号長での比較処
理を並列化することで、１つのハフマン符号を１サイク
ルで復号することができ、高速な復号処理を実現するこ
とが可能となる。ここで復号テーブルは符号語の数だけ
アドレスを用意すれば良く、メモリも上記の従来例１に
比べ少ない容量で実現することができる。The address determining means 3006 calculates the address of a decoding table (not shown) in which the decoded value is stored, from the code length determined by the code length determining means 3005. Thus, in the second conventional example, one Huffman code can be decoded in one cycle by parallelizing the comparison processing at each code length, and high-speed decoding processing can be realized. Here, as many addresses as the number of code words are required to be prepared in the decoding table, and the memory can be realized with a smaller capacity than that of the conventional example 1 described above.
【００１１】[0011]
【発明が解決しようとする課題】従来例２の可変長符号
復号装置は以上のように構成されているので、それぞれ
のユニットＵ１，Ｕ２，・・・，Ｕｑにおいて、ｑビッ
トの比較手段３００４を備える必要があり、そのｑも最
大符号長の数だけ必要となる。当然ｑが大きくなるに従
って比較結果を計算する時間も長くなり、クロック周波
数が高くなると、１サイクルでその復号処理ができなく
なるという課題があった。Since the variable-length code decoding apparatus of the conventional example 2 is configured as described above, the q-bit comparison means 3004 is provided in each of the units U1, U2, ..., Uq. It is necessary to provide it, and q is required for the maximum code length. As a matter of course, as q becomes larger, the time for calculating the comparison result becomes longer, and when the clock frequency becomes higher, there is a problem that the decoding process cannot be performed in one cycle.
【００１２】この発明は上記のような課題を解決するた
めになされたもので、復号処理に要する時間を短縮化
し、高速に復号処理ができる可変長符号復号装置を得る
ことを目的とする。The present invention has been made to solve the above problems, and an object thereof is to obtain a variable-length code decoding apparatus which can shorten the time required for decoding processing and can perform decoding processing at high speed.
【００１３】[0013]
【課題を解決するための手段】この発明に係る可変長符
号復号装置は、復号するのに必要な分類結果に応じた各
符号長の最小符号を記憶している最小符号記憶手段と、
符号列選択手段により抽出された分類後の可変長符号を
含む固定長の符号列と、最小符号記憶手段に記憶されて
いる分類結果に応じた各符号長の最小符号を比較して、
分類後の可変長符号の符号長を演算し、演算した分類後
の可変長符号の符号長と分類結果により、可変長符号の
符号長を演算する符号長演算手段と、符号長演算手段に
より演算された可変長符号の符号長と、バレルシフタに
より抽出された可変長符号を含む固定長の符号列によ
り、復号値が記憶されている復号テーブル記憶手段のア
ドレスを演算するアドレス演算手段とを備えたものであ
る。A variable-length code decoding apparatus according to the present invention includes minimum code storage means for storing the minimum code of each code length according to a classification result required for decoding,
A fixed length code string including a variable length code after classification extracted by the code string selection means and a minimum code of each code length corresponding to the classification result stored in the minimum code storage means are compared,
The code length of the variable-length code after classification is calculated, and the code length of the variable-length code after classification and the classification result are calculated. And an address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the decoded value is stored by the code length of the variable length code and the fixed length code string including the variable length code extracted by the barrel shifter. It is a thing.
【００１４】この発明に係る可変長符号復号装置は、符
号長演算手段が、ビット分配手段から出力される各符号
列を、最小符号記憶手段に記憶されている分類結果に応
じた各符号長の最小符号と比較する複数の比較手段と、
複数の比較手段の出力から分類後の可変長符号の符号長
を求めるプライオリティエンコーダと、プライオリティ
エンコーダからの分類後の可変長符号の符号長と、符号
分類手段からの分類結果により、可変長符号の符号長を
演算する加算手段とを備えたものである。In the variable-length code decoding apparatus according to the present invention, the code-length calculating means assigns each code string output from the bit distributing means to each code length corresponding to the classification result stored in the minimum code storing means. A plurality of comparison means for comparing with the minimum code,
The priority encoder that obtains the code length of the variable length code after classification from the outputs of the plurality of comparing means, the code length of the variable length code after classification from the priority encoder, and the classification result from the code classifying means determines the variable length code And an adding means for calculating the code length.
【００１５】この発明に係る可変長符号復号装置は、ア
ドレス演算手段が、各符号長のベースアドレスを記憶
し、符号長演算手段により演算された可変長符号の符号
長に対応するベースアドレスを出力するベースアドレス
記憶手段と、バレルシフタにより抽出された可変長符号
を含む固定長の符号列と、符号長演算手段により演算さ
れた可変長符号の符号長により、可変長符号を抽出する
可変長符号抽出手段と、ベースアドレス記憶手段から出
力されたベースアドレスと、可変長符号抽出手段により
抽出された可変長符号により、復号テーブル記憶手段の
アドレスを演算する加算手段とを備えたものである。In the variable length code decoding device according to the present invention, the address calculation means stores the base address of each code length and outputs the base address corresponding to the code length of the variable length code calculated by the code length calculation means. A variable-length code extractor for extracting a variable-length code by a base address storage means, a fixed-length code string including the variable-length code extracted by the barrel shifter, and a code length of the variable-length code calculated by the code-length calculating means. Means, a base address output from the base address storage means, and an addition means for calculating the address of the decoding table storage means by the variable length code extracted by the variable length code extraction means.
【００１６】この発明に係る可変長符号復号装置は、復
号するのに必要な分類結果に応じた各符号長の最小符号
を記憶している最小符号記憶手段と、符号列選択手段に
より抽出された分類後の可変長符号を含む固定長の符号
列と、最小符号記憶手段に記憶されている分類結果に応
じた各符号長の最小符号を比較して、分類後の可変長符
号の符号長を演算する符号長演算手段と、符号長演算手
段により演算された分類後の可変長符号の符号長と、分
類結果と、符号列選択手段により抽出された分類後の可
変長符号を含む固定長の符号列により、復号値が記憶さ
れている復号テーブル記憶手段のアドレスを演算するア
ドレス演算手段とを備えたものである。The variable length code decoding device according to the present invention is extracted by the minimum code storage means for storing the minimum code of each code length according to the classification result required for decoding and the code string selection means. The fixed-length code string including the variable-length code after classification is compared with the minimum code of each code length corresponding to the classification result stored in the minimum-code storage means to determine the code length of the variable-length code after classification. A fixed-length code length calculating means for calculating, a code length of the variable length code after classification calculated by the code length calculating means, a classification result, and a variable length code after classification extracted by the code string selecting means. It is provided with address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the decoded value is stored by the code string.
【００１７】この発明に係る可変長符号復号装置は、符
号長演算手段が、ビット分配手段から出力される各符号
列を、最小符号記憶手段に記憶されている分類結果に応
じた各符号長の最小符号と比較する複数の比較手段と、
複数の比較手段の出力から分類後の可変長符号の符号長
を求めるプライオリティエンコーダとを備えたものであ
る。In the variable-length code decoding apparatus according to the present invention, the code-length calculating means assigns each code string output from the bit distributing means to each of the code lengths corresponding to the classification result stored in the minimum code storing means. A plurality of comparison means for comparing with the minimum code,
And a priority encoder for obtaining the code length of the variable length code after classification from the outputs of the plurality of comparing means.
【００１８】この発明に係る可変長符号復号装置は、ア
ドレス演算手段が、各符号長のベースアドレスを記憶
し、符号長演算手段により演算された分類後の可変長符
号の符号長に対応するベースアドレスを出力するベース
アドレス記憶手段と、符号列選択手段により抽出された
分類後の可変長符号を含む固定長の符号列と、符号長演
算手段により演算された分類後の可変長符号の符号長に
より、分類後の可変長符号を抽出する可変長符号抽出手
段と、ベースアドレス記憶手段から出力されたベースア
ドレスと、可変長符号抽出手段により抽出された分類後
の可変長符号により、復号テーブル記憶手段のアドレス
を演算する加算手段とを備えたものである。In the variable-length code decoding apparatus according to the present invention, the address calculation means stores the base address of each code length, and the base corresponding to the code length of the classified variable-length code calculated by the code length calculation means. A base address storage means for outputting an address, a fixed-length code string including the classified variable length code extracted by the code string selection means, and a code length of the classified variable length code calculated by the code length calculation means. According to the variable length code extraction means for extracting the variable length code after classification, the base address output from the base address storage means, and the variable length code after classification extracted by the variable length code extraction means are stored in the decoding table. And means for calculating the address of the means.
【００１９】この発明に係る可変長符号復号装置は、復
号するのに必要な分類結果に応じた各符号長の最大符号
を記憶している最大符号記憶手段と、符号列選択手段に
より抽出された分類後の可変長符号を含む固定長の符号
列と、最大符号記憶手段に記憶されている分類結果に応
じた各符号長の最大符号を比較して、分類後の可変長符
号の符号長を演算し、演算した分類後の可変長符号の符
号長と分類結果により、可変長符号の符号長を演算する
符号長演算手段と、符号長演算手段により演算された可
変長符号の符号長と、バレルシフタにより抽出された可
変長符号を含む固定長の符号列により、復号値が記憶さ
れている復号テーブル記憶手段のアドレスを演算するア
ドレス演算手段とを備えたものである。The variable-length code decoding apparatus according to the present invention is extracted by the maximum code storage means for storing the maximum code of each code length corresponding to the classification result required for decoding and the code string selection means. The fixed length code string including the variable length code after classification is compared with the maximum code of each code length according to the classification result stored in the maximum code storage means, and the code length of the variable length code after classification is calculated. A code length calculating means for calculating the code length of the variable length code based on the calculated code length of the variable length code after classification and the classification result; and a code length of the variable length code calculated by the code length calculating means, An address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the decoded value is stored is provided by the fixed length code string including the variable length code extracted by the barrel shifter.
【００２０】この発明に係る可変長符号復号装置は、符
号長演算手段が、ビット分配手段から出力される各符号
列を、最大符号記憶手段に記憶されている分類結果に応
じた各符号長の最大符号と比較する複数の比較手段と、
複数の比較手段の出力から分類後の可変長符号の符号長
を求めるプライオリティエンコーダと、プライオリティ
エンコーダからの分類後の可変長符号の符号長と、符号
分類手段からの分類結果により、可変長符号の符号長を
演算する加算手段とを備えたものである。In the variable-length code decoding apparatus according to the present invention, the code-length calculating means assigns each code string output from the bit distributing means to each of the code lengths corresponding to the classification result stored in the maximum code storing means. A plurality of comparison means for comparing with the maximum sign,
The priority encoder that obtains the code length of the variable length code after classification from the outputs of the plurality of comparing means, the code length of the variable length code after classification from the priority encoder, and the classification result from the code classifying means determines the variable length code And an adding means for calculating the code length.
【００２１】この発明に係る可変長符号復号装置は、ア
ドレス演算手段が、各符号長のベースアドレスを記憶
し、符号長演算手段により演算された可変長符号の符号
長に対応するベースアドレスを出力するベースアドレス
記憶手段と、バレルシフタにより抽出された可変長符号
を含む固定長の符号列と、符号長演算手段により演算さ
れた可変長符号の符号長により、可変長符号を抽出する
可変長符号抽出手段と、ベースアドレス記憶手段から出
力されたベースアドレスと、可変長符号抽出手段により
抽出された可変長符号により、復号テーブル記憶手段の
アドレスを演算する加算手段とを備えたものである。In the variable length code decoding device according to the present invention, the address calculation means stores the base address of each code length and outputs the base address corresponding to the code length of the variable length code calculated by the code length calculation means. A variable-length code extractor for extracting a variable-length code by a base address storage means, a fixed-length code string including the variable-length code extracted by the barrel shifter, and a code length of the variable-length code calculated by the code-length calculating means. Means, a base address output from the base address storage means, and an addition means for calculating the address of the decoding table storage means by the variable length code extracted by the variable length code extraction means.
【００２２】この発明に係る可変長符号復号装置は、復
号するのに必要な分類結果に応じた各符号長の最大符号
を記憶している最大符号記憶手段と、符号列選択手段に
より抽出された分類後の可変長符号を含む固定長の符号
列と、最大符号記憶手段に記憶されている分類結果に応
じた各符号長の最大符号を比較して、分類後の可変長符
号の符号長を演算する符号長演算手段と、符号長演算手
段により演算された分類後の可変長符号の符号長と、分
類結果と、符号列選択手段により抽出された分類後の可
変長符号を含む固定長の符号列により、復号値が記憶さ
れている復号テーブル記憶手段のアドレスを演算するア
ドレス演算手段とを備えたものである。The variable-length code decoding apparatus according to the present invention is extracted by the maximum code storage means for storing the maximum code of each code length according to the classification result necessary for decoding, and the code string selection means. The fixed length code string including the variable length code after classification is compared with the maximum code of each code length according to the classification result stored in the maximum code storage means, and the code length of the variable length code after classification is calculated. A fixed-length code length calculating means for calculating, a code length of the variable length code after classification calculated by the code length calculating means, a classification result, and a variable length code after classification extracted by the code string selecting means. It is provided with address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the decoded value is stored by the code string.
【００２３】この発明に係る可変長符号復号装置は、符
号長演算手段が、ビット分配手段から出力される各符号
列を、最大符号記憶手段に記憶されている分類結果に応
じた各符号長の最大符号と比較する複数の比較手段と、
複数の比較手段の出力から分類後の可変長符号の符号長
を求めるプライオリティエンコーダとを備えたものであ
る。In the variable-length code decoding apparatus according to the present invention, the code-length calculating means assigns each code string output from the bit distributing means to each code length corresponding to the classification result stored in the maximum code storing means. A plurality of comparison means for comparing with the maximum sign,
And a priority encoder for obtaining the code length of the variable length code after classification from the outputs of the plurality of comparing means.
【００２４】この発明に係る可変長符号復号装置は、ア
ドレス演算手段が、各符号長のベースアドレスを記憶
し、符号長演算手段により演算された分類後の可変長符
号の符号長に対応するベースアドレスを出力するベース
アドレス記憶手段と、符号列選択手段により抽出された
分類後の可変長符号を含む固定長の符号列と、符号長演
算手段により演算された分類後の可変長符号の符号長に
より、分類後の可変長符号を抽出する可変長符号抽出手
段と、ベースアドレス記憶手段から出力されたベースア
ドレスと、可変長符号抽出手段により抽出された分類後
の可変長符号により、復号テーブル記憶手段のアドレス
を演算する加算手段とを備えたものである。In the variable-length code decoding apparatus according to the present invention, the address calculation means stores the base address of each code length, and the base corresponding to the code length of the classified variable-length code calculated by the code length calculation means. A base address storage means for outputting an address, a fixed-length code string including the classified variable length code extracted by the code string selection means, and a code length of the classified variable length code calculated by the code length calculation means. According to the variable length code extraction means for extracting the variable length code after classification, the base address output from the base address storage means, and the variable length code after classification extracted by the variable length code extraction means are stored in the decoding table. And means for calculating the address of the means.
【００２５】この発明に係る可変長符号復号装置は、符
号分類手段が分類情報として連続する“１”の個数によ
り分類するものである。In the variable length code decoding apparatus according to the present invention, the code classifying means classifies the classification information according to the number of consecutive "1" s.
【００２６】[0026]
【発明の実施の形態】以下、この発明の実施の一形態を
説明する。
実施の形態１．図１はこの発明の実施の形態１による可
変長符号復号装置の構成を示すブロック図であり、図に
おいて、１０１は入力されたハフマン符号データである
符号列を一時的に格納する符号レジスタ、１０２は符号
レジスタ１０１に格納されている符号列の先頭ビットを
示す位置（ポインタ）から、最大符号長分の符号列、即
ち、ハフマン符号（可変長符号）を含む固定長の符号列
であるハフマン符号の候補を抽出するバレルシフタであ
る。BEST MODE FOR CARRYING OUT THE INVENTION An embodiment of the present invention will be described below. Embodiment 1. 1 is a block diagram showing a configuration of a variable-length code decoding apparatus according to Embodiment 1 of the present invention. In the figure, 101 is a code register for temporarily storing a code string which is input Huffman code data, and 102. Is a code string for the maximum code length from the position (pointer) indicating the first bit of the code string stored in the code register 101, that is, a Huffman code that is a fixed-length code string including a Huffman code (variable length code) This is a barrel shifter for extracting the candidate of.
【００２７】また、図１において、１０３はハフマン符
号を含む固定長の符号列を、その符号列に含まれる分類
情報により幾つかの種類に分類し、分類結果として分類
番号を出力する符号分類手段、１０４は符号分類手段１
０３から出力される分類番号に応じて、バレルシフタ１
０２から出力される固定長の符号列から、分類情報を除
いた分類後のハフマン符号を含む所望のビット数の固定
長の符号列を抽出する符号列選択手段、１０５は符号分
類手段１０３から出力される分類番号を一時的に格納す
る分類レジスタ、１０６は符号列選択手段１０４から出
力される分類後のハフマン符号を含む固定長の符号列を
一時的に格納する選択符号レジスタ、１０７はバレルシ
フタ１０２から出力される現在復号しようとしているハ
フマン符号を含む固定長の符号列を一時的に格納するハ
フマンレジスタである。Further, in FIG. 1, reference numeral 103 is a code classifying means for classifying a fixed-length code string including a Huffman code into several types according to the classification information included in the code string and outputting a classification number as a classification result. , 104 are code classification means 1
Depending on the classification number output from 03, barrel shifter 1
A code string selecting unit for extracting a fixed-length code string having a desired number of bits including the Huffman code after classification from the fixed-length code string output from 02, 105 is output from the code classifying unit 103. A classification register for temporarily storing the classified number, a selection code register 106 for temporarily storing a fixed-length code string including the post-classification Huffman code output from the code string selection means 104, and a barrel shifter 102. It is a Huffman register that temporarily stores a fixed length code string including the Huffman code that is currently being decoded.
【００２８】さらに、図１において、１０８は選択符号
レジスタ１０６からの分類後のハフマン符号を含む固定
長の符号列と、最小符号記憶手段１０９からの分類番号
に応じた各符号長の最小符号を比較して、分類後のハフ
マン符号の符号長を演算し、この分類後のハフマン符号
の符号長と分類レジスタ１０５からの分類番号により、
現在復号しようとしているハフマン符号の符号長を演算
する符号長演算手段、１０９は復号するのに必要な各分
類番号に応じた各符号長の最小符号を記憶する最小符号
記憶手段、１１０は符号長演算手段１０８により演算さ
れたハフマン符号の符号長と、ハフマンレジスタ１０７
からのハフマン符号を含む固定長の符号列から、復号テ
ーブル記憶手段１１１のメモリのアドレスを演算するア
ドレス演算手段、１１１は各ハフマン符号に対応する復
号値をメモリの所定のアドレスに記憶し、アドレス演算
手段１１０により演算されたアドレスに記憶されている
復号値を出力する復号テーブル記憶手段である。Further, in FIG. 1, reference numeral 108 denotes a fixed-length code string including the Huffman code after classification from the selection code register 106, and the minimum code of each code length corresponding to the classification number from the minimum code storage means 109. By comparison, the code length of the Huffman code after classification is calculated, and by the code length of the Huffman code after classification and the classification number from the classification register 105,
Code length calculation means for calculating the code length of the Huffman code to be decoded at present, 109 is the minimum code storage means for storing the minimum code of each code length corresponding to each classification number required for decoding, and 110 is the code length The code length of the Huffman code calculated by the calculation means 108 and the Huffman register 107
From the fixed length code string including the Huffman code from the address calculation means for calculating the address of the memory of the decoding table storage means 111, 111 stores the decoded value corresponding to each Huffman code in a predetermined address of the memory, The decoding table storage means outputs the decoded value stored at the address calculated by the calculation means 110.
【００２９】次に図１に示す各要素について詳細に説明
する。なお、この実施の形態では、最大符号長８ビッ
ト、ハフマン符号語数３２以下の場合を例として説明す
る。まず、ハフマン符号化データがバイト単位に転送さ
れてくると、符号レジスタ１０１では、必ずハフマン符
号２つ分の符号列を格納できるように制御される。つま
り、最大符号長２つ分の符号列を格納できるビット幅が
あれば良いので、１６ビット、即ち２バイトの符号列を
常に保持するように制御される。Next, each element shown in FIG. 1 will be described in detail. In this embodiment, the case where the maximum code length is 8 bits and the number of Huffman code words is 32 or less will be described as an example. First, when the Huffman-encoded data is transferred in byte units, the code register 101 is controlled so that a code string for two Huffman codes can be stored. In other words, since it is sufficient that there is a bit width capable of storing a code string of two maximum code lengths, it is controlled to always hold a code string of 16 bits, that is, 2 bytes.
【００３０】バレルシフタ１０２は、符号レジスタ１０
１に格納されているハフマン符号の先頭ビットを示す位
置（以後、先頭ポインタ）から、最大符号長８ビット分
のハフマン符号を含む固定長の符号列を抽出し、符号列
選択手段１０４にＳ１０２Ａとして出力する。図２は初
期状態での符号レジスタ１０１とバレルシフタ１０２か
ら出力されるデータの関係を示す図である。即ち、初期
状態では符号長Ｌ＝０にリセットされているため、先頭
ポインタは１５ビット目を表しており（ビット順位は０
オリジンとする）、バレルシフタ１０２は、そこから最
大符号長分、即ち、１５ビット目から８ビット目までの
８ビットを、ハフマン符号を含む符号列として符号列選
択手段１０４にＳ１０２Ａとして出力する。また、バレ
ルシフタ１０２は、先頭ポインタから４ビットのハフマ
ン符号を含む固定長の符号列をＳ１０２Ｂとして符号分
類手段１０３に出力する。The barrel shifter 102 includes a code register 10
A fixed length code string including a Huffman code having a maximum code length of 8 bits is extracted from the position (hereinafter, the head pointer) indicating the head bit of the Huffman code stored in 1 and is set as S102A in the code string selecting unit 104. Output. FIG. 2 is a diagram showing a relationship between data output from the code register 101 and the barrel shifter 102 in the initial state. That is, since the code length L is reset to 0 in the initial state, the leading pointer represents the 15th bit (bit order is 0
The barrel shifter 102 outputs the maximum code length, that is, 8 bits from the 15th bit to the 8th bit, to the code string selection means 104 as S102A as a code string including the Huffman code. Further, the barrel shifter 102 outputs the fixed-length code string including the 4-bit Huffman code from the head pointer to the code classification unit 103 as S102B.
【００３１】符号分類手段１０３はバレルシフタ１０２
からの４ビットの入力を用いて、現在復号しようとして
いるハフマン符号を分類情報により５つの種類に分類
し、その分類番号をＳ１０３として出力する。具体的に
は、分類情報として、先頭ビットが“０”の場合に分類
番号０、先頭から２ビット目までが“１０”の場合には
分類番号１、先頭から３ビット目までが“１１０”の場
合に分類番号２、先頭から４ビット目までが“１１１
０”の場合に分類番号３、先頭から４ビット目までが
“１１１１”の場合に分類番号４と分類する。The code classification means 103 is a barrel shifter 102.
The Huffman code to be decoded at present is classified into five types by using the 4-bit input from the above, and the classification number is output as S103. Specifically, as the classification information, if the first bit is "0", the classification number is 0, if the first to the second bit is "10", the classification number is 1, and the first to the third bit is "110". In the case of, the classification number is 2, and the first to fourth bits are “111
If it is "0", the classification number is 3. If the first to fourth bits are "1111", the classification number is 4.
【００３２】図３は符号分類手段１０３による分類方法
と符号列選択手段１０４の出力の関係を示す図である。
ハフマン符号を「１１…１０ｘｘ…ｘ」（ｘは“０”又
は“１”の任意のビット）と表したとき、分類情報とし
て連続する“１”の個数ｚ個（ｚ≧０）によりハフマン
符号を分類している。また、ｘの個数ｙについては、こ
の実施の形態の前提、即ちハフマン符号の数が３２以
下、最大符号長が８ビットの場合を考えると、最大で４
個（ビット）となる。これは、各シンボルの発生確率が
全て均一であるという極端な例を考えるとわかる。各シ
ンボルの発生確率が均一な場合、各シンボルに割り当て
る符号語は全て同一符号長となり、ハフマン符号の数が
３２以下という前提を考えると、その符号長は最大で５
ビットとなる。FIG. 3 is a diagram showing the relationship between the classification method by the code classification means 103 and the output of the code string selection means 104.
When the Huffman code is expressed as “11 ... 10xx ... x” (x is an arbitrary bit of “0” or “1”), the Huffman code is defined by the number z (z ≧ 0) of consecutive “1” s as classification information. Are classified. Regarding the number y of x, the maximum is 4 in consideration of the premise of this embodiment, that is, the number of Huffman codes is 32 or less and the maximum code length is 8 bits.
It becomes a piece (bit). This can be understood by considering an extreme example in which the occurrence probabilities of each symbol are all uniform. When the probability of occurrence of each symbol is uniform, all code words assigned to each symbol have the same code length, and the code length is 5 at maximum considering the number of Huffman codes is 32 or less.
Become a bit.
【００３３】図４は発生確率が均一なシンボル（ハフマ
ン符号語数）が３２個ある場合のハフマンツリーを示す
図であり、分類番号０の場合について言えば、先頭の
“０”に続く符号語は最大で４ビットとなり、ｙの最大
値（ビット数）も４となる。FIG. 4 is a diagram showing a Huffman tree in the case where there are 32 symbols (Huffman codeword numbers) with uniform occurrence probabilities. In the case of classification number 0, the codeword following the leading "0" is The maximum is 4 bits, and the maximum value of y (the number of bits) is also 4.
【００３４】符号分類手段１０３から出力される分類番
号は、ハフマン符号を含む符号列、及び分類後のハフマ
ン符号を含む符号列と同期を取るために、分類レジスタ
１０５に一時的に格納される。The classification number output from the code classification means 103 is temporarily stored in the classification register 105 in order to synchronize with the code string including the Huffman code and the code string including the Huffman code after classification.
【００３５】符号列選択手段１０４は、分類番号Ｓ１０
３を受けて、バレルシフタ１０２の出力であるハフマン
符号を含む固定長の符号列Ｓ１０２Ａから、分類後のハ
フマン符号を含む固定長の符号列４ビットを抽出する。
これは図３に示すｘのビット列４ビットを抽出すること
に他ならない。例えば、分類番号０の場合は８ビットの
ビット列のうち６ビット目から３ビット目まで（ビット
順位は０オリジンとする）の４ビットを、分類番号１の
場合は５ビット目から２ビット目までの４ビットを、分
類番号２の場合は４ビット目から１ビット目までの４ビ
ットを、分類番号３、分類番号４の場合は３ビット目か
ら０ビット目までの４ビットをそれぞれ選択して出力す
る。これらの対応関係は、図３に示す表の第２列と第３
列に示されている。The code string selecting means 104 uses the classification number S10.
Upon receiving 3, the fixed-length code string 4 bits including the Huffman code after classification is extracted from the fixed-length code string S102A including the Huffman code output from the barrel shifter 102.
This is nothing but extracting the 4 bits of the bit string of x shown in FIG. For example, in the case of classification number 0, the 4th bit from the 6th bit to the 3rd bit (bit origin is 0 origin) in the 8-bit bit string, and in the case of classification number 1 from the 5th bit to the 2nd bit 4 bits from the 4th bit to the 1st bit in the case of classification number 2 and 4 bits from the 3rd to 0th bit in the case of classification number 3 and classification number 4, respectively. Output. The correspondence between these is the second column and the third column in the table shown in FIG.
Shown in columns.
【００３６】符号列選択手段１０４から出力される分類
後のハフマン符号を含む固定長の符号列は、分類番号及
びハフマン符号を含む固定長の符号列と同期を取るため
に、選択符号レジスタ１０６に一時的に格納される。The fixed length code string including the Huffman code after classification outputted from the code string selecting means 104 is stored in the selection code register 106 in order to synchronize with the fixed length code string including the classification number and the Huffman code. Stored temporarily.
【００３７】また、同様に、バレルシフタ１０２から出
力されるハフマン符号を含む固定長の符号列も、分類番
号及び分類後のハフマン符号を含む固定長の符号列と同
期を取るためにハフマンレジスタ１０７に一時的に格納
される。Similarly, the fixed length code string including the Huffman code output from the barrel shifter 102 is also stored in the Huffman register 107 in order to synchronize with the fixed length code string including the classification number and the classified Huffman code. Stored temporarily.
【００３８】最小符号記憶手段１０９は、分類後の符号
列（４ビット）をハフマン符号とみなしたときに、それ
を復号するのに必要な各符号長の最小符号を各分類番号
０〜４に応じて記憶しておく。また、後述するデータ制
限処理のためにその分類番号における最大符号長も同時
に記憶しておくこととする。When the code string (4 bits) after classification is regarded as a Huffman code, the minimum code storage means 109 assigns the minimum code of each code length necessary for decoding it to the classification numbers 0 to 4. Memorize accordingly. In addition, the maximum code length in the classification number is also stored at the same time for the data restriction process described later.
【００３９】符号長演算手段１０８は、選択符号レジス
タ１０６から出力される分類後のハフマン符号を含む固
定長の符号列と、最小符号記憶手段１０９から出力され
る最小符号とを比較して、分類後のハフマン符号の符号
長ＫＬを演算し、符号長ＫＬと分類レジスタ１０５から
の分類番号により、現在復号しようとしているハフマン
符号の符号長Ｌを演算する。The code length calculating means 108 compares the fixed length code string including the post-classification Huffman code output from the selection code register 106 with the minimum code output from the minimum code storage means 109 to classify the code. The code length KL of the subsequent Huffman code is calculated, and the code length L of the Huffman code currently to be decoded is calculated based on the code length KL and the classification number from the classification register 105.
【００４０】図５は符号長演算手段１０８の構成を示す
ブロック図である。ビット分配手段５０１は、選択符号
レジスタ１０６からの分類後のハフマン符号を含む４ビ
ットの符号列を受けて、その上位１ビットを比較手段
（１）５０２に対してＳ５０１Ａとして出力し、上位２
ビットを比較手段（２）５０３に対してＳ５０１Ｂとし
て、上位３ビットを比較手段（３）５０４に対してＳ５
０１Ｃとして、上位４ビットを比較手段（４）５０５に
対してＳ５０１Ｄとして出力する。FIG. 5 is a block diagram showing the configuration of the code length calculating means 108. The bit distribution unit 501 receives a 4-bit code string including the Huffman code after classification from the selection code register 106, outputs the upper 1 bit to the comparison unit (1) 502 as S501A, and outputs the upper 2
The bit is set to S501B for the comparison means (2) 503, and the upper 3 bits are set to S5 for the comparison means (3) 504.
As 01C, the upper 4 bits are output as S501D to the comparing means (4) 505.
【００４１】次に、ｍをビット長としたとき、各比較手
段（ｍ）では、ｍビットの信号Ｓ５０１Ａ〜Ｓ５０１Ｄ
と最小符号記憶手段１０９から出力されるｍビットの最
小符号とを比較し、次の（１）式により判定を行う。
ｉｆ（Ｓ５０１Ａ〜Ｓ５０１Ｄ≧最小符号ｍ） １を出力
ｅｌｓｅ ０を出力 （１）
ただし、最小符号記憶手段１０９から出力される最大符
号長を超える比較手段（ｍ）については、その出力を強
制的に０になるように制御する。Next, when m is a bit length, each comparing means (m) outputs m-bit signals S501A to S501D.
Is compared with the m-bit minimum code output from the minimum code storage means 109, and a determination is made by the following equation (1). if (S501A to S501D ≧ minimum code m) 1 is output else 0 is output (1) However, the output of the comparison means (m) exceeding the maximum code length output from the minimum code storage means 109 is forcibly output. Control so that it becomes zero.
【００４２】プライオリティエンコーダ５０６は、これ
らの比較手段（１）５０２〜（４）５０５の結果から分
類後のハフマン符号の符号長ＫＬを求める。図６はプラ
イオリティエンコーダ５０６の動作を示す図である。こ
のようにして得られた符号長は、符号列選択手段１０４
で、「先頭の連続する“１”及びそれに続く“０”」が
取り除かれた信号を元に生成されているため、それらを
考慮した値に修正する必要がある。連続する“１”の個
数は分類番号と同一値となっていることから、最終的な
符号長Ｌは、プライオリティエンコーダ５０６の出力
に、「分類番号＋１」を加えた値になる。図５の加算器
（加算手段）５０７ではその加算処理を行っている。The priority encoder 506 obtains the code length KL of the Huffman code after classification from the results of these comparing means (1) 502 to (4) 505. FIG. 6 is a diagram showing the operation of the priority encoder 506. The code length thus obtained is used as the code string selection means 104.
Since it is generated on the basis of the signal from which "the leading continuous" 1 "and the following" 0 "" are removed, it is necessary to correct the value in consideration of them. Since the number of consecutive "1" s has the same value as the classification number, the final code length L is a value obtained by adding "classification number +1" to the output of the priority encoder 506. The adder (adding means) 507 in FIG. 5 performs the addition processing.
【００４３】図１のアドレス演算手段１１０は、符号長
Ｌ及びハフマンレジスタ１０７からのハフマン符号を含
む固定長の符号列を受けて、現在復号しようとしている
ハフマン符号の復号値が記憶されている復号テーブル記
憶手段１１１のメモリのアドレスを演算する。ここで、
符号長Ｌの最小符号をＭＣ、最小符号ＭＣが記憶されて
いる復号テーブル記憶手段１１１のメモリのアドレスを
ＭＡ、現在復号しようとしているハフマン符号をＨＣと
したとき、ハフマン符号が記憶されている復号テーブル
記憶手段１１１のメモリのアドレスＤＡは、次の（２）
式で求めることができる。
ＤＡ＝ＭＡ＋ＨＣ−ＭＣ （２）
このとき、ＭＡ及びＭＣは符号長から一意に求まる値で
あり、以後「ＭＡ−ＭＣ」をベースアドレスＢＡと称す
ることとする。The address calculating means 110 of FIG. 1 receives a code string of fixed length including the code length L and the Huffman code from the Huffman register 107, and decodes the decoded value of the Huffman code currently to be decoded. The address of the memory of the table storage means 111 is calculated. here,
Decoding in which the Huffman code is stored, where MC is the minimum code of the code length L, MA is the address of the memory of the decoding table storage means 111 in which the minimum code MC is stored, and HC is the Huffman code currently to be decoded. The address DA of the memory of the table storage means 111 is the following (2)
It can be obtained by a formula. DA = MA + HC-MC (2) At this time, MA and MC are values uniquely obtained from the code length, and hereinafter "MA-MC" will be referred to as a base address BA.
【００４４】図７はアドレス演算手段１１０の構成を示
すブロック図である。ベースアドレス記憶手段７０１
は、上記の（２）式の「ＭＡ−ＭＣ」のベースアドレス
ＢＡを各符号長に対応して記憶するもので、また、ハフ
マン符号抽出手段（可変長符号抽出手段）７０２は、ハ
フマンレジスタ１０７から出力される８ビットのハフマ
ン符号を含む固定長の符号列から符号長Ｌのハフマン符
号ＨＣを抽出するものである。加算器（加算手段）７０
３がベースアドレス記憶手段７０１からのベースアドレ
スＢＡとハフマン符号抽出手段７０２からの符号長Ｌの
ハフマン符号ＨＣを加算することにより、ハフマン符号
が記憶されている復号テーブル記憶手段１１１のメモリ
のアドレスＤＡを求めることができる。なお、ＭＡは０
〜３１の値、ＭＣが０〜２５５の値をとることから、Ｂ
Ａは−２５５〜３１となり９ビット幅のデータとなる。FIG. 7 is a block diagram showing the configuration of the address calculation means 110. Base address storage means 701
Stores the base address BA of “MA-MC” in the above equation (2) in correspondence with each code length, and the Huffman code extracting means (variable length code extracting means) 702 is provided in the Huffman register 107. The Huffman code HC having the code length L is extracted from the fixed-length code string including the 8-bit Huffman code output from. Adder (adding means) 70
3 adds the base address BA from the base address storage means 701 and the Huffman code HC with the code length L from the Huffman code extraction means 702 to obtain the address DA of the memory of the decoding table storage means 111 in which the Huffman code is stored. Can be asked. Note that MA is 0
Since the value of ~ 31 and the value of MC are 0 to 255, B
A becomes -255 to 31, which is 9-bit width data.
【００４５】最後に、図１に示す復号テーブル記憶手段
１１１は、入力されるアドレスに記憶されている復号値
を出力して復号処理を完了する。Finally, the decoding table storage means 111 shown in FIG. 1 outputs the decoding value stored at the input address and completes the decoding process.
【００４６】次に動作について説明する。図８は復号テ
ーブル記憶手段１１１に記憶されている復号テーブルの
例を示す図であり、ハフマン符号とその復号値の例、及
びハフマン符号を復号テーブル記憶手段１１１のメモリ
に記憶する際のアドレスの関係を示している。ここで
は、図８の第２列に示すように、最小符号長が３ビッ
ト、最大符号長が８ビットのハフマン符号があるものと
する。これらのハフマン符号は昇順に並べられており、
復号テーブル記憶手段１１１のメモリには、その順番で
復号値が記憶されるものとする。図８に示す例では、説
明を簡単にするために、アドレス＝復号値としている。Next, the operation will be described. FIG. 8 is a diagram showing an example of a decoding table stored in the decoding table storage means 111. Examples of the Huffman code and its decoded value and the addresses when the Huffman code is stored in the memory of the decoding table storage means 111 are shown. It shows the relationship. Here, as shown in the second column of FIG. 8, it is assumed that there is a Huffman code having a minimum code length of 3 bits and a maximum code length of 8 bits. These Huffman codes are arranged in ascending order,
The decoded values are stored in the memory of the decoding table storage means 111 in that order. In the example shown in FIG. 8, for simplicity of description, address = decoded value.
【００４７】図９は図８のハフマン符号から生成したハ
フマンツリーを示す図であり、図１０はこの可変長符号
復号装置に入力する符号列の例を図である。図９に示す
ハフマンツリーに従って、図１０に示す符号列“１００
１０１１１１１１１０１１００００００”を復号する様
子を説明する。FIG. 9 is a diagram showing a Huffman tree generated from the Huffman code of FIG. 8, and FIG. 10 is a diagram showing an example of a code string input to this variable length code decoding apparatus. According to the Huffman tree shown in FIG. 9, the code string “100” shown in FIG.
A description will be given of how to decode 1011111111101000000 ".
【００４８】まず、図１０に示す符号列がバイト単位に
入力されてくるとすると、符号レジスタ１０１は最低で
もハフマン符号２つ分の符号列が格納できるように制御
される。符号レジスタ１０１には、図２に示すように、
最大符号長８ビットの２つ分の符号列１６ビットが格納
できるレジスタが用意されているため、２バイト分の符
号列が一時的に格納される。First, assuming that the code string shown in FIG. 10 is input in byte units, the code register 101 is controlled so as to be able to store a code string of at least two Huffman codes. In the code register 101, as shown in FIG.
Since a register that can store two 16-bit code strings with a maximum code length of 8 bits is prepared, a 2-byte code string is temporarily stored.
【００４９】バレルシフタ１０２は、図２に示す初期状
態の先頭ポインタ１５から、最大符号長分の符号列をＳ
１０２Ａとして符号列選択手段１０４に出力する。即
ち、符号レジスタ１０１の１５ビット目から８ビット目
のデータ“１００１０１１１”を符号列選択手段１０４
に出力する。また、バレルシフタ１０２は、先頭ポイン
タから４ビットの符号列、即ち１５ビット目から１２ビ
ット目“１００１”をＳ１０２Ｂとして符号分類手段１
０３に出力する。The barrel shifter 102 outputs a code string of the maximum code length from the initial pointer 15 in the initial state shown in FIG.
It is output to the code string selection means 104 as 102A. That is, the data “10010111” of the 15th bit to the 8th bit of the code register 101 is set to the code string selecting means 104.
Output to. Further, the barrel shifter 102 sets the 4-bit code string from the head pointer, that is, the 15th to 12th bits "1001" as S102B, to the code classification means 1
Output to 03.
【００５０】符号分類手段１０３は図３に示す分類方法
に従って符号列を分類する。Ｓ１０２Ｂの先頭が“１
０”であることから、分類結果として分類番号は１とな
る。また、図３の分類方法を図９に示すハフマンツリー
上で考えると、図９中の点線枠で囲った部分に分類する
ことができる。ここで、各分類番号におけるハフマンツ
リーを部分ツリーと呼ぶものとする。The code classifying means 103 classifies the code strings according to the classification method shown in FIG. The beginning of S102B is "1"
Since it is "0", the classification number is 1 as a result of classification. Also, considering the classification method of FIG. 3 on the Huffman tree shown in FIG. 9, classify into the portion surrounded by the dotted frame in FIG. Here, the Huffman tree for each classification number is called a partial tree.
【００５１】符号列選択手段１０４は、符号分類手段１
０３からの分類番号Ｓ１０３（＝１）を受けて、バレル
シフタ１０２の出力である８ビットのハフマン符号の候
補Ｓ１０２Ａから分類後のハフマン符号の候補（図３に
示すｘのビット列４ビット）を抽出する。図３に従う
と、分類番号＝１のときには、Ｓ１０２Ａ（＝１００１
０１１１）の５ビット目から２ビット目の“０１０１”
を選択することになる。なお、ここで抽出された４ビッ
トの符号列は、図９に示す分類番号１の部分ツリーを復
号するのに必要な符号語となる。The code string selecting means 104 is the code classifying means 1
In response to the classification number S103 (= 1) from 03, the Huffman code candidate after classification (4 bits of x bit string shown in FIG. 3) is extracted from the 8-bit Huffman code candidate S102A which is the output of the barrel shifter 102. . According to FIG. 3, when the classification number = 1, S102A (= 1001)
0111) 5th to 2nd bits "0101"
Will be selected. The 4-bit code string extracted here is a code word necessary for decoding the partial tree of classification number 1 shown in FIG.
【００５２】符号分類手段１０３の出力１、符号列選択
手段１０４の出力“０１０１”及びバレルシフタ１０２
の出力“１００１０１１１”は、後段の処理のために、
それぞれ、分類レジスタ１０５、選択符号レジスタ１０
６、ハフマンレジスタ１０７に一時的に格納される。Output 1 of code classifying means 103, output "0101" of code string selecting means 104, and barrel shifter 102
Output "10010111" is for the subsequent processing,
Classification register 105 and selection code register 10 respectively
6, temporarily stored in the Huffman register 107.
【００５３】最小符号記憶手段１０９は各部分ツリーを
復号するのに必要な各符号長の最小符号を記憶する。図
９のハフマンツリーを参照して、例えば、分類番号０に
おいては、２ビット長の最小符号を“００”、３ビット
長の最小符号を“１００”とする。１ビット長、４ビッ
ト長の符号語は存在しないので、それぞれ最小符号を
“０”、“１１１１”としておく。各部分ツリーは最大
で４ビットしか持たないため、これだけ準備しておけば
良い。分類番号１については、１ビット長の最小符号が
“０”、２ビット長の最小符号が“００”、３ビット長
の最小符号が“０１０”、４ビット長の最小符号が“１
１１１”となる。以下同様に、各分類番号に対応して各
符号長の最小符号を記憶しておく。The minimum code storage means 109 stores the minimum code of each code length necessary for decoding each partial tree. With reference to the Huffman tree of FIG. 9, for example, in the classification number 0, the minimum code of 2-bit length is "00" and the minimum code of 3-bit length is "100". Since there are no code words of 1-bit length and 4-bit length, the minimum codes are set to "0" and "1111", respectively. Each subtree has a maximum of only 4 bits, so it is sufficient to prepare this much. For classification number 1, the minimum code of 1-bit length is “0”, the minimum code of 2-bit length is “00”, the minimum code of 3-bit length is “010”, the minimum code of 4-bit length is “1”.
111 ". Similarly, the minimum code of each code length is stored corresponding to each classification number.
【００５４】図１１は最小符号記憶手段１０９に記憶さ
れている各分類番号に対応して求めた各符号長の最小符
号を示す図であり、図９に示すハフマンツリーに対して
求めたものである。最小符号記憶手段１０９では、図１
１に示すように、各符号長の最小符号のほかに、後述す
るデータ制限処理のために、各分類番号に対応して最大
符号長も同時に記憶しておく。FIG. 11 is a diagram showing the minimum code of each code length obtained corresponding to each classification number stored in the minimum code storage means 109, which is obtained for the Huffman tree shown in FIG. is there. In the minimum code storage means 109, as shown in FIG.
As shown in FIG. 1, in addition to the minimum code of each code length, the maximum code length corresponding to each classification number is also stored at the same time for the data restriction process described later.
【００５５】ここで、最小符号記憶手段１０９には、分
類番号として１が入力されてくるので、図１１の表に従
って、符号長１の最小符号“０”、符号長２の最小符号
“００”、符号長３の最小符号“０１０”、符号長４の
最小符号“１１１１”、最大符号長３が出力される。Since 1 is input to the minimum code storage means 109 as the classification number, the minimum code "0" with a code length 1 and the minimum code "00" with a code length 2 are shown in the table of FIG. , The minimum code “010” of code length 3, the minimum code “1111” of code length 4, and the maximum code length 3 are output.
【００５６】図５に示す符号長演算手段１０８では、選
択符号レジスタ１０６からの出力である４ビットの符号
列“０１０１”に対して、まず、その上位１ビットの
“０”と分類番号＝１における１ビットの最小符号
“０”を比較手段（１）５０２で比較する。比較手段
（１）５０２は先に記載した（１）式に従い判別して
“１”を出力する。次に、比較手段（２）５０３は上位
２ビット“０１”と２ビットの最小符号“００”を比較
し“１”を出力する。比較手段（３）５０４は上位３ビ
ット“０１０”と３ビットの最小符号“０１０”を比較
し“１”を出力する。比較手段（４）５０５は、上位４
ビット“０１０１”と４ビットの最小符号“１１１１”
を比較するが、この比較手段（４）５０５のビット数は
最大符号長３を超えているため、強制的に“０”を出力
するようにデータを制限する。In the code length calculating means 108 shown in FIG. 5, for the 4-bit code string "0101" output from the selection code register 106, first, the upper 1 bit "0" and the classification number = 1. The comparison means (1) 502 compares the 1-bit minimum code “0” in the above. The comparison means (1) 502 discriminates according to the above-mentioned equation (1) and outputs "1". Next, the comparing means (2) 503 compares the high-order 2 bits "01" with the 2-bit minimum code "00" and outputs "1". The comparing means (3) 504 compares the upper 3 bits "010" with the 3-bit minimum code "010" and outputs "1". Comparing means (4) 505 is the top 4
Bit "0101" and 4-bit minimum code "1111"
However, since the number of bits of the comparing means (4) 505 exceeds the maximum code length 3, the data is forcibly limited to output "0".
【００５７】こうして、プライオリティエンコーダ５０
６に、“１１１０”という信号が入力される。プライオ
リティエンコーダ５０６は、図６に示す対応表に従っ
て、分類後のハフマン符号の符号長ＫＬを求めて“３”
を出力する。さらに、加算器５０７で分類番号（＝１）
＋１が加算され、最終的にハフマンツリー全体の符号長
Ｌ＝３＋１＋１＝５が求められる。Thus, the priority encoder 50
A signal “1110” is input to 6. The priority encoder 506 obtains the code length KL of the Huffman code after classification according to the correspondence table shown in FIG.
Is output. Further, the classification number (= 1) is added by the adder 507.
+1 is added, and finally the code length L = 3 + 1 + 1 = 5 of the entire Huffman tree is obtained.
【００５８】次にアドレス演算手段１１０の動作を説明
する。図１２は図７に示すアドレス演算手段１１０のベ
ースアドレス記憶手段７０１に記憶されているベースア
ドレスを示す図である。このベースアドレスは先に説明
したように、「符号長Ｌの最小符号が記憶されている復
号テーブル記憶手段１１１のメモリのアドレスＭＡ−符
号長Ｌの最小符号ＭＣ」を計算した結果であり、図１２
では、わかりやすいように、それぞれＭＡ、ＭＣも併記
している。Next, the operation of the address calculation means 110 will be described. FIG. 12 is a diagram showing the base address stored in the base address storage means 701 of the address calculation means 110 shown in FIG. This base address is the result of calculating "address MA of the memory of the decoding table storage means 111 in which the minimum code of the code length L is stored-the minimum code MC of the code length L", as described above. 12
Then, for easy understanding, MA and MC are also shown together.
【００５９】図７において、符号長Ｌ＝５が入力される
と、ベースアドレス記憶手段７０１からは“−１１”が
出力され、さらに、ハフマン符号抽出手段７０２からは
ハフマンレジスタの８ビットの出力“１００１０１１
１”のうち上位Ｌ（＝５）ビットの信号を抽出し“００
０１００１０”＝１８が出力される。ここで、ハフマン
符号抽出手段７０２の出力ビット数は、ハフマン符号の
最大符号長分用意しなければならないが、もし、現在復
号しようとしているハフマン符号がそのビット数に満た
ない場合は上位ビットに“０”を挿入して出力する。In FIG. 7, when the code length L = 5 is input, "-11" is output from the base address storage means 701, and the 8-bit output of the Huffman register is output from the Huffman code extraction means 702. 1001011
The signal of the upper L (= 5) bits of "1" is extracted and "00" is extracted.
010010 "= 18 is output. Here, the number of output bits of the Huffman code extraction unit 702 must be prepared for the maximum code length of the Huffman code, but if the Huffman code currently being decoded is the number of bits. If it does not satisfy the condition, "0" is inserted in the upper bit and output.
【００６０】加算器７０３は、それぞれの出力“−１
１”と“１８”を加算して、復号テーブル記憶手段１１
１のメモリのアドレス“７”を得て出力する。図８のハ
フマン符号表を見ると、アドレス“７”のハフマン符号
“１００１０”はハフマン符号抽出手段７０２の出力
“０００１００１０”と一致していることがわかる。The adder 703 outputs each output "-1".
Decoding table storage means 11 by adding 1 ”and“ 18 ”
The address "7" of the memory 1 is obtained and output. It can be seen from the Huffman code table of FIG. 8 that the Huffman code “10010” at the address “7” matches the output “00010010” of the Huffman code extraction means 702.
【００６１】最終的に、復号テーブル記憶手段１１１か
らはアドレス７に記憶されている復号値“７”が出力さ
れる。Finally, the decoding value "7" stored in the address 7 is output from the decoding table storage means 111.
【００６２】また、図１の符号長演算手段１０８の出力
である符号長Ｌ＝５はバレルシフタ１０２にも入力さ
れ、先頭ポインタを１５−５＝１０にセットする。バレ
ルシフタ１０２からは符号レジスタ１０１の１０ビット
目から３ビット目までの８ビットの信号をＳ１０２Ａと
して出力し、同様に復号処理される。具体的には、Ｓ１
０２Ａ＝“１１１１１１１０”、Ｓ１０２Ｂ＝“１１１
１”、分類番号＝“４”となり、図５に示す符号長演算
手段１０８の４つの比較手段（１）５０２〜（４）５０
５の出力は“１１１１”、符号長Ｌ＝８が求められる。The code length L = 5 output from the code length calculating means 108 in FIG. 1 is also input to the barrel shifter 102, and the leading pointer is set to 15-5 = 10. The barrel shifter 102 outputs an 8-bit signal from the 10th bit to the 3rd bit of the code register 101 as S102A, and is similarly decoded. Specifically, S1
02A = "11111110", S102B = "111"
1 ”, classification number =“ 4 ”, and the four comparison means (1) 502 to (4) 50 of the code length calculation means 108 shown in FIG.
The output of 5 is “1111”, and the code length L = 8 is obtained.
【００６３】最後に、図１に示すアドレス演算手段１１
０は、最終的な復号メモリ記憶手段１１１のメモリのア
ドレスをＤＡ＝−２２４＋２５４＝３０と演算し、復号
テーブル記憶手段１１１から復号値“３０”が出力され
る。なお、先頭ポインタが７以下になると、符号レジス
タ１０１は８ビット左シフトして上位の８ビットを捨て
る。そして、下位１バイトに次の符号データ１バイトを
読み込むと共に、先頭ポインタに８を加算し、現在のハ
フマン符号の先頭位置に合わせる。Finally, the address calculation means 11 shown in FIG.
For 0, the final memory address of the decoding memory storage means 111 is calculated as DA = −224 + 254 = 30, and the decoding value “30” is output from the decoding table storage means 111. When the leading pointer becomes 7 or less, the code register 101 shifts left by 8 bits and discards the upper 8 bits. Then, 1 byte of the next code data is read in the lower 1 byte, and 8 is added to the head pointer to match the head position of the current Huffman code.
【００６４】以上の処理を繰り返すことによって、可変
長ビットのハフマン符号データを復号することができ
る。By repeating the above processing, variable length bit Huffman code data can be decoded.
【００６５】従来例２の場合、ハフマン符号の最大符号
長が８ビットの場合であれば、符号長演算手段における
比較手段は１ビット〜８ビットのビット精度の比較器８
個を持つ必要があり、プライオリティエンコーダも１〜
８の値を出力できる構成のものが必要になる。それに比
べて、この実施の形態１の比較手段（１）５０２〜
（４）５０５では、１ビット〜４ビットのビット精度の
比較器４個で良く、プライオリティエンコーダ５０６も
１〜４の値を出力できれば良いことになる。In the case of the conventional example 2, if the maximum code length of the Huffman code is 8 bits, the comparing means in the code length calculating means is the comparator 8 having a bit precision of 1 bit to 8 bits.
It is necessary to have one, and the priority encoder is 1 to
A structure capable of outputting a value of 8 is required. Compared with this, the comparison means (1) 502 of the first embodiment
(4) In 505, four comparators with bit precision of 1 bit to 4 bits are enough, and the priority encoder 506 is also required to be able to output the values of 1 to 4.
【００６６】以上のように、この実施の形態１によれ
ば、入力された符号列を分類することで、比較手段
（１）５０２〜（４）５０５やプライオリティエンコー
ダ５０６のビット精度を削減できるため、処理時間が短
くなり、高速に動作させることが可能になるという効果
が得られる。また、先のビット精度の減少に加え、比較
手段（１）５０２〜（４）５０５における比較器数も削
減させることができるため、論理回路の規模を低減でき
るという効果も得られる。As described above, according to the first embodiment, the bit precision of the comparison means (1) 502 to (4) 505 and the priority encoder 506 can be reduced by classifying the input code strings. The processing time can be shortened, and high speed operation can be achieved. Further, in addition to the reduction of the bit precision, it is possible to reduce the number of comparators in the comparison means (1) 502 to (4) 505, so that the effect of reducing the scale of the logic circuit can be obtained.
【００６７】実施の形態２．図１３はこの発明の実施の
形態２による可変長符号復号装置の構成を示すブロック
図である。図において、１３０１は符号長演算手段、１
３０２はアドレス演算手段、１３０３は復号テーブル記
憶手段、１３０４は加算器であり、図１と同一番号が付
与されている要素は共通の要素であることを意味する。Embodiment 2. FIG. 13 is a block diagram showing the configuration of a variable length code decoding apparatus according to Embodiment 2 of the present invention. In the figure, reference numeral 1301 denotes a code length calculating means, 1
Reference numeral 302 is an address calculation means, 1303 is a decoding table storage means, 1304 is an adder, and it means that elements given the same numbers as in FIG. 1 are common elements.
【００６８】上記実施の形態１では、復号テーブル記憶
手段１１１の復号テーブルにハフマン符号そのものを記
憶していたために、分類後のハフマン符号の符号長ＫＬ
から再度ハフマンツリー全体における符号長Ｌを計算し
て復号処理を行っていた。それに対して、この実施の形
態２では、復号テーブル記憶手段１３０３の復号テーブ
ルも分類後のハフマン符号を記憶する構成とすること
で、全体のハフマンツリーにおける符号長Ｌを再計算す
る処理を省き、さらに高速化を図るものである。In the first embodiment, since the Huffman code itself is stored in the decoding table of the decoding table storage means 111, the code length KL of the Huffman code after classification is stored.
Therefore, the code length L in the entire Huffman tree is calculated again and the decoding process is performed. On the other hand, in the second embodiment, the decoding table of the decoding table storage unit 1303 is also configured to store the classified Huffman code, thereby omitting the process of recalculating the code length L in the entire Huffman tree. It is intended to further increase the speed.
【００６９】次に上記実施の形態１と異なる要素である
符号長演算手段１３０１、アドレス演算手段１３０２、
復号テーブル記憶手段１３０３、加算器１３０４につい
て説明する。図１４は符号長演算手段１３０１の構成を
示すブロック図であり、上記実施の形態１における図５
と同一番号が付与されている要素は共通の要素であるこ
とを意味し、図５の加算器５０７を省いたものである。
図１４に示すように、この実施の形態２における符号長
演算手段１３０１では、プライオリティエンコーダ５０
６の出力、即ち分類後のハフマン符号に対する符号長Ｋ
Ｌをそのまま出力する構成とする。Next, the code length calculation means 1301, the address calculation means 1302, which are elements different from those of the first embodiment,
The decoding table storage means 1303 and the adder 1304 will be described. FIG. 14 is a block diagram showing the configuration of the code length calculation means 1301, and FIG.
The elements to which the same numbers are given are common elements, and the adder 507 of FIG. 5 is omitted.
As shown in FIG. 14, in the code length calculation means 1301 according to the second embodiment, the priority encoder 50 is used.
6, the code length K for the Huffman code after classification
L is output as it is.
【００７０】図１５はアドレス演算手段１３０２の構成
を示すブロック図である。図においてベースアドレス記
憶手段１５０１は、各分類番号に対応してベースアドレ
スＫＢＡを記憶する。つまり、各分類番号における各符
号長の最小符号をＫＭＣ、その最小符号が記憶されてい
る復号テーブル記憶手段１３０３のメモリのアドレスを
ＫＭＡとしたとき、ＫＢＡ＝ＫＭＡ−ＫＭＣを記憶して
おくことになる。FIG. 15 is a block diagram showing the configuration of the address calculation means 1302. In the figure, a base address storage unit 1501 stores a base address KBA corresponding to each classification number. That is, assuming that the minimum code of each code length in each classification number is KMC and the memory address of the decoding table storage unit 1303 in which the minimum code is stored is KMA, KBA = KMA-KMC is stored. Become.
【００７１】また、ハフマン符号抽出手段（可変長符号
抽出手段）１５０２は、選択符号レジスタ１０６の出力
である分類後のハフマン符号を含む符号列４ビットか
ら、符号長ＫＬビットの分類後のハフマン符号ＫＨＣを
取り出す。ここでは、最大符号長にあわせて４ビットの
信号を出力する。加算器（加算手段）１５０３は、こう
して得られたベースアドレスＫＢＡ、及びハフマン符号
ＫＨＣをそれぞれ加算し、復号テーブル記憶手段１３０
３のメモリのアドレスＫＤＡを求める。Further, the Huffman code extracting means (variable length code extracting means) 1502 extracts the classified Huffman code of code length KL bits from the code string 4 bits including the classified Huffman code output from the selection code register 106. Take out KHC. Here, a 4-bit signal is output according to the maximum code length. The adder (adding means) 1503 adds the base address KBA and the Huffman code KHC thus obtained, respectively, and the decoding table storage means 130 is added.
The address KDA of the memory 3 is obtained.
【００７２】復号テーブル記憶手段１３０３の復号テー
ブルも、各分類番号に対応してハフマン符号に対する復
号値を記憶しておく。つまり、分類の際に利用した「連
続する“１”とそれに続く“０”」は分類番号として記
憶し、それを取り除いた分類後のハフマン符号（最大４
ビット）に対して復号値を記憶しておくことになる。The decoding table of the decoding table storage means 1303 also stores the decoding value for the Huffman code corresponding to each classification number. That is, the "consecutive" 1 "and the subsequent" 0 "" used in classification are stored as classification numbers, and the Huffman code after classification (maximum 4
The decoded value will be stored for each bit.
【００７３】図１３に示す加算器１３０４は、符号長演
算手段１３０１から出力される分類後のハフマン符号の
符号長ＫＬに対して、「分類番号＋１」を加算すること
で、ハフマンツリー全体の符号長Ｌを計算する。これを
使って、バレルシフタ１０２では、次のハフマン符号の
候補に先頭ポインタを移すことができるようになる。The adder 1304 shown in FIG. 13 adds the "classification number +1" to the code length KL of the Huffman code after classification outputted from the code length calculation means 1301 to obtain the code of the entire Huffman tree. Calculate the length L. By using this, the barrel shifter 102 can move the head pointer to the next Huffman code candidate.
【００７４】次に動作について説明する。図１６は復号
テーブル記憶手段１３０３に記憶されている復号テーブ
ルの例を示す図であり、分類後のハフマン符号とその復
号値の例、及びハフマン符号を復号テーブル記憶手段１
３０３のメモリに記憶する際のアドレスの関係を示して
おり、実施の形態１の図８と比較して、各分類番号に対
応した復号テーブルとなっている。ここでは実施の形態
１と同様に、図１０の符号列が入力されてきた場合に、
図１６のハフマン復号テーブルを使って復号する例を説
明する。Next, the operation will be described. FIG. 16 is a diagram showing an example of a decoding table stored in the decoding table storage means 1303. An example of the Huffman code after classification and its decoded value and the Huffman code are shown in the decoding table storage means 1.
The relationship of addresses when stored in the memory 303 is shown, which is a decoding table corresponding to each classification number as compared with FIG. 8 of the first embodiment. Here, as in the first embodiment, when the code string in FIG. 10 is input,
An example of decoding using the Huffman decoding table of FIG. 16 will be described.
【００７５】先に説明したように、分類の際に利用した
「連続する“１”とそれに続く“０”」は分類番号とし
て記憶しているため、図１６のハフマン符号は図８と比
較すると、先頭の幾つかのビットが削除されている。例
えば、分類番号１のハフマン符号について見てみる。ア
ドレス６は図８では“１０００”であるのに対し、図１
６では“００”となっている。つまり、分類番号１であ
れば、先頭の２ビットは必ず“１０”であるため、その
先頭２ビットを取り除かれた形となっている。同様に、
アドレス７については図８のハフマン符号“１００１
０”の先頭２ビットを取り除いて“０１０”が、アドレ
ス８については、ハフマン符号“１００１１”の先頭２
ビットを取り除いて“０１１”が、アドレス９について
は、ハフマン符号“１０１００”の先頭２ビットを取り
除いて“１００”が、アドレス１０については、ハフマ
ン符号“１０１０１”の先頭２ビットを取り除いて“１
０１”が、アドレス１１については、ハフマン符号“１
０１１０”の先頭２ビットを取り除いて“１１０”が、
アドレス１２については、ハフマン符号“１０１１１”
の先頭２ビットを取り除いて“１１１”が、記憶されて
いる。As described above, since the "consecutive" 1 "and the subsequent" 0 "" used in classification are stored as classification numbers, the Huffman code of FIG. 16 is compared with FIG. , The first few bits have been removed. For example, consider the Huffman code of classification number 1. The address 6 is “1000” in FIG.
In the case of 6, it is “00”. In other words, if the classification number is 1, the leading 2 bits are always "10", so that the leading 2 bits are removed. Similarly,
For the address 7, the Huffman code “1001” in FIG.
"010" is obtained by removing the leading 2 bits of "0", but for address 8, the leading 2 of Huffman code "10011"
"011" is obtained by removing bits, "100" is obtained by removing the first 2 bits of Huffman code "10100" for address 9, and "1" is obtained by removing the first 2 bits of Huffman code "10101" for address 10.
01 ”is the Huffman code“ 1 ”for the address 11.
The first 2 bits of 0110 "are removed and" 110 "becomes
For address 12, Huffman code “10111”
"111" is stored by removing the first 2 bits of the.
【００７６】図１５に示すアドレス演算手段１３０２に
おけるベースアドレス記憶手段１５０１は、各分類番号
における各符号長のベースアドレスＫＢＡを記憶する。
図１７はベースアドレス記憶手段１５０１に記憶されて
いるベースアドレスを示す図であり、図１６の復号テー
ブルに対して、各分類番号における各符号長の最小符号
ＫＭＣとそれが格納されているアドレスＫＭＡからベー
スアドレスＫＢＡを求める図である。The base address storage means 1501 in the address calculation means 1302 shown in FIG. 15 stores the base address KBA of each code length in each classification number.
FIG. 17 is a diagram showing the base address stored in the base address storage means 1501. In the decoding table of FIG. 16, the minimum code KMC of each code length in each classification number and the address KMA in which it is stored. It is a figure which calculates | requires base address KBA from.
【００７７】例えば、分類番号４の部分ツリーを見る
と、１ビットの符号は存在しないため、その意味で
“−”が記されている。２ビットの最小符号は“００”
で、これはアドレス２４に記憶されていることから、ベ
ースアドレスＫＢＡ＝ＫＭＡ−ＭＫＣ＝２４−０＝２４
となる。３ビットの最小符号は“０１０”で、これはア
ドレス２５に記憶されていることから、ベースアドレス
ＫＢＡ＝２５−２＝２３となる。４ビットの最小符号は
“１１１０”で、これはアドレス３０に記憶されている
ことから、ベースアドレスＫＢＡ＝３０−１４＝１６と
なる。このとき、ＫＭＡは０〜３１、ＫＭＣが０〜１５
であることを考えると、ＫＢＡは−１５〜３１となり、
６ビットの信号幅があれば良いことになる。For example, looking at the partial tree of classification number 4, since there is no 1-bit code, "-" is written in that meaning. 2-bit minimum code is "00"
Since this is stored in the address 24, the base address KBA = KMA-MKC = 24-0 = 24.
Becomes The minimum code of 3 bits is "010", which is stored in the address 25, so that the base address KBA = 25-2 = 23. The minimum 4-bit code is "1110", which is stored in the address 30, so the base address KBA = 30-14 = 16. At this time, KMA is 0 to 31, and KMC is 0 to 15.
Considering that, KBA becomes -15 to 31,
A signal width of 6 bits would suffice.
【００７８】次に実際の復号処理の流れを説明する。こ
こで、符号レジスタ１０１に図１０の符号列が格納され
ているものとすると、実施の形態１の場合と同様に分類
レジスタ１０５には１が、選択符号レジスタ１０６には
“０１０１”が格納される。これをもとに、現在の分類
番号＝１に対する符号長ＫＬが計算され、これも実施の
形態１と同様に“３”と求められる。アドレス演算手段
１３０２は、符号長３と、分類番号１というデータをも
とに、図１７の図を利用して、ベースアドレス“５”を
得る。Next, the flow of the actual decoding process will be described. Here, assuming that the code string of FIG. 10 is stored in the code register 101, 1 is stored in the classification register 105 and “0101” is stored in the selection code register 106 as in the case of the first embodiment. It Based on this, the code length KL for the current classification number = 1 is calculated, and this is also determined as "3" as in the first embodiment. The address calculation means 1302 obtains the base address “5” based on the code length 3 and the data of the classification number 1 using the diagram of FIG.
【００７９】次に、図１５に示すアドレス演算手段１３
０２のハフマン符号抽出手段１５０２は、選択符号レジ
スタ１０６の出力“０１０１”のうち、上位ＫＬ（＝
３）ビットを抽出し、さらに１ビットの“０”を付加し
て、４ビットのハフマン符号ＫＨＣ＝“００１０”＝２
を出力する。こうして、復号テーブル記憶手段１３０３
のメモリのアドレスＫＤＡを求めると、ＫＤＡ＝ＫＢＡ
＋ＫＨＣ＝５＋２＝７が得られ、復号テーブル記憶手段
１３０３から復号値“７”が出力される。Next, the address calculation means 13 shown in FIG.
The Huffman code extraction unit 1502 of No. 02 of the output “0101” of the selection code register 106 has the upper KL (=
3) Bits are extracted, 1-bit “0” is further added, and 4-bit Huffman code KHC = “0010” = 2
Is output. In this way, the decoding table storage means 1303
When the address KDA of the memory of is calculated, KDA = KBA
+ KHC = 5 + 2 = 7 is obtained, and the decoded value “7” is output from the decoding table storage unit 1303.
【００８０】最後に、図１３の符号長演算手段１３０１
から出力される分類後のハフマン符号の符号長ＫＬに対
して、加算器１３０４は「分類番号＋１」を加算してハ
フマンツリー全体の符号長Ｌを計算する。ここでは、符
号長３＋分類番号１＋１＝５となり、符号長Ｌ＝５を
得、バレルシフタ１０２に入力する。バレルシフタ１０
２は次のハフマン符号の先頭ポインタの位置を計算し、
ハフマン符号を含む符号列８ビットを準備する。ここで
は、一つ前の先頭ポインタ１５から符号長Ｌ＝５を減算
して、次の先頭ポインタ１０を得ることになる。Finally, the code length calculation means 1301 of FIG.
The adder 1304 adds "classification number +1" to the code length KL of the Huffman code after classification output from to calculate the code length L of the entire Huffman tree. Here, the code length is 3 + the classification number 1 + 1 = 5, the code length L = 5 is obtained, and is input to the barrel shifter 102. Barrel shifter 10
2 calculates the position of the leading pointer of the next Huffman code,
An 8-bit code string including a Huffman code is prepared. In this case, the code length L = 5 is subtracted from the previous head pointer 15 to obtain the next head pointer 10.
【００８１】以上の処理を繰り返すことによって、可変
長ビットのハフマン符号データを復号することができ
る。By repeating the above processing, variable length bit Huffman code data can be decoded.
【００８２】以上のように、この実施の形態２によれ
ば、符号長演算手段１３０１、アドレス演算手段１３０
２、復号テーブル記憶手段１３０３による復号処理を、
各分類後のハフマン符号に対して行う構成にすることに
より、実施の形態１に比べ、符号長演算手段１３０１の
加算器を取り除けると共に、アドレス演算手段１３０２
の加算器１５０３のビット数も削減することができ、さ
らに処理時間が短くなり、さらなる高速処理を実現でき
ると共に、さらに論理回路の規模を低減できるという効
果が得られる。As described above, according to the second embodiment, the code length calculating means 1301 and the address calculating means 130 are provided.
2. Decoding processing by the decoding table storage means 1303
By adopting a configuration in which the Huffman code after each classification is performed, the adder of the code length calculating means 1301 can be removed and the address calculating means 1302 can be removed as compared with the first embodiment.
The number of bits of the adder 1503 can be reduced, the processing time can be further shortened, higher speed processing can be realized, and the size of the logic circuit can be further reduced.
【００８３】実施の形態３．図１８はこの発明の実施の
形態３による可変長符号復号装置の構成を示すブロック
図であり、図において、１８０１は最大符号記憶手段、
１８０２は符号長演算手段、１８０３はアドレス演算手
段であり、図１と同一番号が付与されている要素は共通
の要素であることを意味する。この実施の形態３は、実
施の形態１で符号長を求める際に使用していた各符号長
の最小符号を最大符号に代えて実現するものである。Third Embodiment FIG. 18 is a block diagram showing the configuration of a variable-length code decoding apparatus according to Embodiment 3 of the present invention, in which 1801 is a maximum code storage means.
Reference numeral 1802 is a code length calculation means, and 1803 is an address calculation means, which means that elements given the same numbers as in FIG. 1 are common elements. The third embodiment is realized by replacing the minimum code of each code length used when obtaining the code length in the first embodiment with the maximum code.
【００８４】符号長演算手段１８０２の構成を示すブロ
ック図は、実施の形態１の図５に示す符号長演算手段１
０８の構成と基本的には同じであるが、比較手段（１）
５０２〜（４）５０５に入力されている最小符号１〜４
の代わりに、最大符号１〜４が入力され、最大符号長の
代わりに最小符号長が入力される点が異なっている。ま
た、アドレス演算手段１８０３の構成を示すブロック図
は、実施の形態１の図７に示すアドレス演算手段１１０
の構成と同じである。The block diagram showing the configuration of the code length calculating means 1802 is the code length calculating means 1 shown in FIG. 5 of the first embodiment.
The configuration is basically the same as the configuration of 08, but comparison means (1)
502 to (4) Minimum code 1 to 4 input to 505
The maximum difference is that the maximum codes 1 to 4 are input instead of, and the minimum code length is input instead of the maximum code length. Further, the block diagram showing the configuration of the address calculation unit 1803 is the address calculation unit 110 shown in FIG. 7 of the first embodiment.
The configuration is the same as that of.
【００８５】最大符号記憶手段１８０１は、各分類番号
の部分ツリーにおいて求められる各符号長の最大符号を
記憶することを特徴としており、同時にそれぞれの分類
番号における最小符号長も記憶する。図１９は各分類番
号に対応した各符号長の最大符号を示す図である。図８
に示す復号テーブルを用いた場合を例として、この最大
符号記憶手段１８０１の内容を求めると図１９のように
なる。最大符号記憶手段１８０１では、図１９に示すよ
うに、データ制限処理のために、各分類番号の最小符号
長も同時に記憶しておく。The maximum code storage means 1801 is characterized by storing the maximum code of each code length obtained in the subtree of each classification number, and at the same time stores the minimum code length of each classification number. FIG. 19 is a diagram showing the maximum code of each code length corresponding to each classification number. Figure 8
FIG. 19 shows the contents of the maximum code storage unit 1801 when the decoding table shown in FIG. As shown in FIG. 19, the maximum code storage unit 1801 also stores the minimum code length of each classification number at the same time for the data restriction process.
【００８６】符号長演算手段１８０２は、実施の形態１
における図５の構成と比較して、以下の点が異なる。ま
ず、最小符号１〜４、及び最大符号長の入力の代わり
に、最大符号記憶手段１８０１の出力を受けて、最大符
号１〜４、及び最小符号長が入力されることになる。ま
た、各比較手段（ｍ）も、次の（３）式により判定を行
う。
ｉｆ（Ｓ５０１Ａ〜Ｄ≦最大符号ｍ） ０を出力
ｅｌｓｅ １を出力 （３）
ただし、最大符号記憶手段１８０１から出力される最小
符号長を下回るビット数の比較手段（ｍ）については、
その出力を強制的に１になるように制御する。なお、上
記（３）式においてｍは対応するビット数を表してい
る。図２０は図５に示すプライオリティエンコーダ５０
６の動作を示す図である。The code length calculating means 1802 is the same as in the first embodiment.
5 is different from that of FIG. 5 in the following points. First, instead of inputting the minimum codes 1 to 4 and the maximum code length, the maximum code storage unit 1801 receives the output and the maximum codes 1 to 4 and the minimum code length are input. Further, each comparison means (m) also makes a determination by the following equation (3). if (S501A to D ≦ maximum code m) 0 is output else 1 is output (3) However, regarding the comparison means (m) of the number of bits less than the minimum code length output from the maximum code storage means 1801,
The output is forcibly controlled to be 1. In the above equation (3), m represents the corresponding number of bits. 20 shows a priority encoder 50 shown in FIG.
It is a figure which shows operation | movement of 6.
【００８７】実施の形態１におけるアドレス演算手段１
１０は、上記（２）式から復号テーブル記憶手段１１１
のメモリのアドレスＤＡを求めていたが、この実施の形
態３のアドレス演算手段１８０３は、符号長Ｌの最大符
号をＮＣ、符号長Ｌの最大符号ＮＣが記憶されている復
号テーブル記憶手段１１１のメモリのアドレスをＮＡ、
現在復号しようとしているハフマン符号をＨＣとしたと
き、ハフマン符号が記憶されている復号テーブル記憶手
段１１１のメモリのアドレスＤＡを、次の（４）式によ
り求める。
ＤＡ＝ＮＡ−（ＮＣ−ＨＣ）＝ＮＡ−ＮＣ＋ＨＣ （４）
このとき、ベースアドレスＢＡはＢＡ＝ＮＡ−ＮＣとし
て、図７に示すベースアドレス記憶手段７０１に記憶し
ておくものとする。Address calculating means 1 in the first embodiment
10 is the decoding table storage means 111 from the above equation (2).
The address calculation unit 1803 of the third embodiment has the maximum code NC of the code length L and the maximum code NC of the code length L stored in the decoding table storage unit 111. Memory address is NA,
When the Huffman code currently to be decoded is HC, the address DA of the memory of the decoding table storage means 111 in which the Huffman code is stored is calculated by the following equation (4). DA = NA- (NC-HC) = NA-NC + HC (4) At this time, the base address BA is stored as BA = NA-NC in the base address storage means 701 shown in FIG.
【００８８】図２１はベースアドレス記憶手段７０１に
記憶されているベースアドレスを示す図である。FIG. 21 is a diagram showing the base address stored in the base address storage means 701.
【００８９】次に動作について説明する。実施の形態１
と同様に、図１０に示す入力された符号列に対して、図
８の復号テーブルで復号する様子を説明する。まず、符
号レジスタ１０１に格納された符号列から、バレルシフ
タ１０２、符号分類手段１０３、符号列選択手段１０４
を経て、分類番号及び分類後のハフマン符号含む固定長
の符号列、現在復号しようとしているハフマン符号を含
む固定長の符号列が、それぞれ分類レジスタ１０５、選
択符号レジスタ１０６、ハフマンレジスタ１０７に格納
されることは、実施の形態１と同じである。従って、分
類レジスタ１０５の出力は１、選択符号レジスタ１０６
の出力は“０１０１”、ハフマンレジスタ１０７の出力
は“１００１０１１１”となる。Next, the operation will be described. Embodiment 1
Similarly to the above, a description will be given of how the input code string shown in FIG. 10 is decoded by the decoding table of FIG. First, from the code string stored in the code register 101, the barrel shifter 102, the code classifying means 103, and the code string selecting means 104.
After that, a fixed-length code string including the classification number and the Huffman code after classification, and a fixed-length code string including the Huffman code currently to be decoded are stored in the classification register 105, the selection code register 106, and the Huffman register 107, respectively. This is the same as in the first embodiment. Therefore, the output of the classification register 105 is 1, and the selection code register 106 is
Is 0101, and the output of the Huffman register 107 is 100100111.
【００９０】ここで、最大符号記憶手段１８０１に図１
９に示すデータが記憶されているものとする。分類番号
として１が入力されてくるので、図１９に従って、符号
長１の最大符号“０”、符号長２の最大符号“００”、
符号長３の最大符号“１１１”、符号長４の最大符号
“１１１１”、最小符号長２が出力される。Here, the maximum code storage means 1801 shown in FIG.
It is assumed that the data shown in 9 is stored. Since 1 is input as the classification number, the maximum code “0” with a code length 1 and the maximum code “00” with a code length 2 according to FIG.
The maximum code "111" of code length 3, the maximum code "1111" of code length 4, and the minimum code length 2 are output.
【００９１】符号長演算手段１８０２は、選択符号レジ
スタ１０６からの出力である４ビットの符号列“０１０
１”に対して、まず、その上位１ビットの“０”と分類
番号１における１ビットの最大符号“０”とを、図５に
示す比較手段（１）５０２で上記（３）式に従って比較
処理する。しかしながら、この比較手段（１）５０２の
ビット数は最大符号記憶手段１８０１から出力される最
小符号長２より小さいため強制的に“１”を出力する。The code length calculating means 1802 outputs a 4-bit code string "010" output from the selection code register 106.
For “1”, first, the upper 1 bit “0” and the 1-bit maximum code “0” in the classification number 1 are compared by the comparing means (1) 502 shown in FIG. However, since the number of bits of the comparison means (1) 502 is smaller than the minimum code length 2 output from the maximum code storage means 1801, "1" is forcibly output.
【００９２】次に、比較手段（２）５０３は、上位２ビ
ット“０１”と２ビットの最大符号“００”を比較し
“１”を出力する。比較手段（３）５０４は、上位３ビ
ット“０１０”と３ビットの最大符号“１１１”を比較
し“０”を出力する。比較手段（４）５０５では、上位
４ビット“０１０１”と４ビットの最大符号“１１１
１”を比較し“０”を出力する。Next, the comparing means (2) 503 compares the high-order 2 bits "01" with the 2-bit maximum code "00" and outputs "1". The comparison means (3) 504 compares the upper 3 bits “010” with the maximum 3-bit code “111” and outputs “0”. In the comparison means (4) 505, the upper 4 bits “0101” and the maximum 4-bit code “111”
1 "is compared and" 0 "is output.
【００９３】こうして、プライオリティエンコーダ５０
６に、“１１００”という信号が入力される。プライオ
リティエンコーダ５０６は、図２０に従って、分類後の
ハフマン符号の符号長ＫＬを求める。ここでは、“３”
を出力することとなる。さらに、加算器５０７で分類番
号（＝１）＋１が加算され、最終的にハフマンツリー全
体の符号長Ｌ＝３＋１＋１＝５が求められる。Thus, the priority encoder 50
A signal “1100” is input to 6. The priority encoder 506 obtains the code length KL of the Huffman code after classification according to FIG. Here, "3"
Will be output. Further, the classification number (= 1) +1 is added by the adder 507, and finally the code length L = 3 + 1 + 1 = 5 of the entire Huffman tree is obtained.
【００９４】次にアドレス演算手段１８０３の動作を説
明する。図２１より符号長５のベースアドレスは、ＢＡ
＝ＮＡ−ＮＣ＝１３−２４＝−１１となり、図７のベー
スアドレス記憶手段７０１から出力される。現在のハフ
マン符号ＨＣは、ハフマンレジスタ１０７の８ビットの
出力“１００１０１１１”のうち上位５ビットの信号を
抽出し“０００１００１０”＝１８となり、ハフマン符
号抽出手段７０２から出力される。加算器７０３は、こ
れらを加算して−１１＋１８＝７を得、これが復号テー
ブル記憶手段１１１のメモリのアドレスとなる。Next, the operation of the address calculation means 1803 will be described. From FIG. 21, the base address of code length 5 is BA
= NA-NC = 13-24 = -11, which is output from the base address storage unit 701 of FIG. The current Huffman code HC is output from the Huffman code extraction unit 702 by extracting the upper 5 bits of the 8-bit output “10010111” of the Huffman register 107 and setting “00010010” = 18. The adder 703 adds these to obtain −11 + 18 = 7, and this becomes the memory address of the decoding table storage means 111.
【００９５】最終的に、復号テーブル記憶手段１１１か
らはアドレス７を参照して復号値“７”が出力されるこ
とになる。Finally, the decoding value "7" is output from the decoding table storage means 111 with reference to the address 7.
【００９６】以上の処理を繰り返すことによって、可変
長ビットのハフマン符号データを実施の形態１と同様に
復号することができる。By repeating the above processing, variable length bit Huffman code data can be decoded as in the first embodiment.
【００９７】以上のように、この実施の形態３によれ
ば、実施の形態１と同様に、処理時間が短くなり高速に
動作させることができると共に、論理回路の規模を低減
できるという効果が得られる。As described above, according to the third embodiment, similar to the first embodiment, the processing time can be shortened, high-speed operation can be achieved, and the scale of the logic circuit can be reduced. To be
【００９８】実施の形態４．図２２はこの発明の実施の
形態４による可変長符号復号装置の構成を示すブロック
図であり、図において、２２０１は符号長演算手段、２
２０２はアドレス演算手段であり、実施の形態２におけ
る図１３と同一番号が付与されている要素は共通の要素
であることを意味し、実施の形態３における図１８と同
一番号が付与されている要素は共通の要素であることを
意味する。この実施の形態４は、実施の形態２で符号長
を求める際に使用していた各符号長の最小符号を最大符
号に代えて実現するものである。Fourth Embodiment 22 is a block diagram showing the configuration of a variable-length code decoding apparatus according to Embodiment 4 of the present invention. In the figure, reference numeral 2201 denotes code length calculation means, 2201.
Reference numeral 202 denotes an address calculation means, which means that elements given the same numbers as those in FIG. 13 in the second embodiment are common elements, and are given the same numbers as those in FIG. 18 in the third embodiment. Elements are common elements. The fourth embodiment is realized by replacing the minimum code of each code length used when obtaining the code length in the second embodiment with the maximum code.
【００９９】符号長演算手段２２０１の構成を示すブロ
ック図は、実施の形態２の図１４に示す符号長演算手段
１３０１の構成と基本的には同じであるが、比較手段
（１）５０２〜（４）５０５に入力されている最小符号
１〜４の代わりに、最大符号１〜４が入力され、最大符
号長の代わりに最小符号長が入力される点が異なってい
る。また、アドレス演算手段２２０２の構成を示すブロ
ック図は、実施の形態２の図１５に示すアドレス演算手
段１３０２の構成と同じである。The block diagram showing the configuration of the code length calculation means 2201 is basically the same as the configuration of the code length calculation means 1301 shown in FIG. 14 of the second embodiment, but the comparison means (1) 502- ( 4) The maximum codes 1 to 4 are input instead of the minimum codes 1 to 4 input to 505, and the minimum code length is input instead of the maximum code length. Further, the block diagram showing the configuration of address computing means 2202 is the same as the configuration of address computing means 1302 shown in FIG. 15 of the second embodiment.
【０１００】符号長演算手段２２０１は、実施の形態２
における図１４の構成と比較して、以下の点が異なる。
まず、最小符号１〜４、及び最大符号長の入力の代わり
に、最大符号記憶手段１８０１の出力を受けて、最大符
号１〜４、及び最小符号長が入力されることになる。ま
た、各比較手段（ｍ）も、次の（５）式により判定す
る。
ｉｆ（Ｓ５０１Ａ〜Ｄ≦最大符号ｍ） ０を出力
ｅｌｓｅ １を出力 （５）
ただし、最大符号記憶手段１８０１から出力される最小
符号長を下回るビット数の比較手段（ｍ）についてはそ
の出力が強制的に１になるように制御する。なお、上記
（５）式においてｍは対応するビット数を表している。
プライオリティエンコーダ５０６の動作は図２０に示す
対応表のようになる。The code length calculating means 2201 is the same as the second embodiment.
14 is different from the configuration of FIG. 14 in the following points.
First, instead of inputting the minimum codes 1 to 4 and the maximum code length, the maximum code storage unit 1801 receives the output and the maximum codes 1 to 4 and the minimum code length are input. Further, each comparing means (m) also makes a determination by the following equation (5). if (S501A to D ≦ maximum code m) 0 is output else 1 is output (5) However, the output is forced for the comparison means (m) having the number of bits less than the minimum code length output from the maximum code storage means 1801. Control so that it becomes 1. In the above equation (5), m represents the corresponding number of bits.
The operation of the priority encoder 506 is as shown in the correspondence table shown in FIG.
【０１０１】実施の形態２におけるアドレス演算手段１
３０２は、各分類番号に対応した符号長Ｌの最小符号Ｋ
ＭＣ、及び最小符号ＫＭＣが格納されている復号テーブ
ル記憶手段１３０３のメモリのアドレスＫＭＡ、分類後
のハフマン符号ＫＨＣから復号テーブル記憶手段１３０
３のメモリのアドレスＫＤＡを計算していた。この実施
の形態４のアドレス演算手段２２０２は、各分類番号の
符号長Ｌの最大符号をＫＮＣ、その最大符号ＫＮＣが記
憶されている復号テーブル記憶手段１３０３のメモリの
アドレスをＫＮＡ、分類後のハフマン符号をＫＨＣとし
たとき、ハフマン符号が記憶されている復号テーブル記
憶手段１３０３のメモリのアドレスＫＤＡを次の（６）
式により求める。
ＫＤＡ＝ＫＮＡ−（ＫＮＣ−ＫＨＣ）＝ＫＮＡ−ＫＮＣ＋ＫＨＣ （６）
このとき、ベースアドレスＫＢＡはＫＢＡ＝ＫＮＡ−Ｋ
ＮＣとして、図１５に示すベースアドレス記憶手段１５
０１に記憶しておくこととする。Address calculating means 1 in the second embodiment
302 is a minimum code K of code length L corresponding to each classification number
Decoding table storage means 130 from the address KMA of the memory of the decoding table storage means 1303 in which MC and the minimum code KMC are stored and the Huffman code KHC after classification
The address KDA of memory 3 was calculated. The address calculation unit 2202 of the fourth embodiment uses KNC as the maximum code of the code length L of each classification number, KNA as the memory address of the decoding table storage unit 1303 in which the maximum code KNC is stored, and Huffman after classification. When the code is KHC, the address KDA of the memory of the decoding table storage means 1303 in which the Huffman code is stored is the following (6).
Calculate by formula. KDA = KNA- (KNC-KHC) = KNA-KNC + KHC (6) At this time, the base address KBA is KBA = KNA-K.
As the NC, the base address storage means 15 shown in FIG.
It will be stored in 01.
【０１０２】図２３はベースアドレス記憶手段１５０１
に記憶されている各分類番号に対応して求めたベースア
ドレスを示す図であり、図１６に示す復号テーブルを用
いた場合のベースアドレスを示している。FIG. 23 shows base address storage means 1501.
FIG. 17 is a diagram showing a base address obtained corresponding to each classification number stored in FIG. 16, and shows a base address when the decoding table shown in FIG. 16 is used.
【０１０３】次に動作について説明する。実施の形態２
と同様に、図１０の入力された符号列に対して、図１６
の復号テーブルで復号する様子を説明する。まず、符号
レジスタ１０１に格納された符号列から、バレルシフタ
１０２、符号分類手段１０３、符号列選択手段１０４を
経て、分類番号及び分類後のハフマン符号を含む符号列
が、それぞれ分類レジスタ１０５、選択符号レジスタ１
０６に格納されることは、実施の形態２と同じである。
従って、分類レジスタの出力は“１”、選択符号レジス
タの出力は“０１０１”となる。Next, the operation will be described. Embodiment 2
Similarly to the input code string in FIG.
A description will be given of how the decoding is performed by the decoding table of 1. First, from the code string stored in the code register 101, through the barrel shifter 102, the code classifying means 103, and the code string selecting means 104, the code strings including the classification number and the Huffman code after classification are classified register 105 and selection code, respectively. Register 1
It is the same as the second embodiment that it is stored in 06.
Therefore, the output of the classification register is "1" and the output of the selection code register is "0101".
【０１０４】また、最大符号記憶手段１８０１の動作に
ついては、実施の形態３と同じである。従って、分類番
号１における符号長１の最大符号“０”、符号長２の最
大符号“００”、符号長３の最大符号“１１１”、符号
長４の最大符号“１１１１”、最小符号長２が出力され
る。The operation of the maximum code storage means 1801 is the same as in the third embodiment. Therefore, in the classification number 1, the maximum code “0” with the code length 1, the maximum code “00” with the code length 2, the maximum code “111” with the code length 3, the maximum code “1111” with the code length 4, and the minimum code length 2 Is output.
【０１０５】符号長演算手段２２０１では、選択符号レ
ジスタ１０６からの出力である４ビットの符号列“０１
０１”に対して、まず、その上位１ビットの“０”と分
類番号１における１ビットの最大符号“０”とを、図１
４に示す比較手段（１）５０２で上記（５）式に従って
比較処理する。しかしながら、このビット数の比較手段
（ｍ）は最大符号記憶手段１８０１から出力される最小
符号長２より小さいため強制的に“１”を出力する。In the code length calculation means 2201, the 4-bit code string "01" output from the selection code register 106 is output.
For “01”, first, the upper 1 bit “0” and the 1-bit maximum code “0” in the classification number 1 are shown in FIG.
The comparison means (1) 502 shown in FIG. 4 performs comparison processing according to the above equation (5). However, since the comparison means (m) of the number of bits is smaller than the minimum code length 2 output from the maximum code storage means 1801, "1" is forcibly output.
【０１０６】比較手段（２）５０３は、上位２ビット
“０１”と２ビットの最大符号“００”を比較し“１”
を出力する。比較手段（３）５０４は、上位３ビット
“０１０”と３ビットの最大符号“１１１”を比較し
“０”を出力する。比較手段（４）５０５では、上位４
ビット“０１０１”と４ビットの最大符号“１１１１”
を比較し“０”を出力する。The comparing means (2) 503 compares the high-order 2 bits “01” with the 2-bit maximum code “00” and outputs “1”.
Is output. The comparison means (3) 504 compares the upper 3 bits “010” with the maximum 3-bit code “111” and outputs “0”. In the comparison means (4) 505, the top 4
Bit “0101” and 4-bit maximum code “1111”
And outputs "0".
【０１０７】こうして、図１４に示すプライオリティエ
ンコーダ５０６に、“１１００”という信号が入力され
る。プライオリティエンコーダ５０６は、図２０に従っ
て、分類後のハフマン符号の符号長ＫＬを求めて３を出
力する。Thus, the signal "1100" is input to the priority encoder 506 shown in FIG. The priority encoder 506 calculates the code length KL of the Huffman code after classification according to FIG. 20, and outputs 3.
【０１０８】図２３は各分類番号に対応して求めたベー
スアドレスを示す図である。アドレス演算手段２２０２
は、図２３より符号長３のベースアドレスＫＢＡを、Ｋ
ＢＡ＝ＫＮＡ−ＫＮＣ＝１２−７＝５と求め、図１５に
示すベースアドレス記憶手段１５０１から出力される。
４ビットのハフマン符号ＫＨＣは、選択符号レジスタ１
０６の４ビットの出力“０１０１”のうち上位３ビット
の信号を抽出し“００１０”＝２となり、ハフマン符号
抽出手段１５０２から出力される。加算器１５０３は、
これらを加算して５＋２＝７を得て、これが復号テーブ
ル記憶手段１３０３のメモリのアドレスとなる。FIG. 23 is a diagram showing the base address found corresponding to each classification number. Address calculation means 2202
23, the base address KBA of code length 3 is
BA = KNA−KNC = 12−7 = 5 is obtained and output from the base address storage means 1501 shown in FIG.
The 4-bit Huffman code KHC is the selection code register 1
Of the 4-bit output “0101” of 06, the signal of the upper 3 bits is extracted and “0010” = 2, which is output from the Huffman code extraction means 1502. The adder 1503 is
These are added to obtain 5 + 2 = 7, which is the address of the memory of the decoding table storage means 1303.
【０１０９】最終的に、復号テーブル記憶手段１３０３
からはアドレス７を参照して復号値“７”が出力され
る。Finally, the decoding table storage means 1303
Outputs a decoded value "7" with reference to the address 7.
【０１１０】また、図２２に示す符号長演算手段２２０
１から出力される分類後のハフマン符号の符号長ＫＬに
対して、加算器１３０４は「分類番号＋１」を加算して
ハフマンツリー全体の符号長Ｌを計算する。ここでは、
符号長３＋分類番号１＋１＝５となり符号長Ｌ＝５を得
てバレルシフタ１０２に入力する。バレルシフタ１０２
は次のハフマン符号の先頭ポインタを計算し、ハフマン
符号を含む符号列８ビットを準備する。ここでは、一つ
前の先頭ポインタ１５から符号長Ｌ＝５を減算して、次
の先頭ポインタ１０を得ることになる。Further, the code length calculating means 220 shown in FIG.
The adder 1304 adds “classification number + 1” to the code length KL of the Huffman code after classification output from 1 to calculate the code length L of the entire Huffman tree. here,
The code length 3 + the classification number 1 + 1 = 5 is obtained, and the code length L = 5 is obtained and input to the barrel shifter 102. Barrel shifter 102
Calculates the head pointer of the next Huffman code and prepares an 8-bit code string including the Huffman code. In this case, the code length L = 5 is subtracted from the previous head pointer 15 to obtain the next head pointer 10.
【０１１１】以上の処理を繰り返すことによって、可変
長ビットのハフマン符号データを実施の形態２と同様に
復号することができる。By repeating the above processing, variable length bit Huffman code data can be decoded as in the second embodiment.
【０１１２】以上のように、この実施の形態４によれ
ば、符号長演算手段２２０１、アドレス演算手段２２０
２、復号テーブル記憶手段１３０３による復号処理を、
各分類後のハフマン符号に対して行う構成にすることに
より、実施の形態３に比べ、符号長演算手段２２０１の
加算器を取り除けると共に、アドレス演算手段２２０２
の加算器１５０３のビット数も削減することができ、さ
らに処理時間が短くなり、さらなる高速処理を実現でき
ると共に、さらに論理回路の規模を低減できるという効
果が得られる。As described above, according to the fourth embodiment, the code length calculating means 2201 and the address calculating means 220 are included.
2. Decoding processing by the decoding table storage means 1303
By adopting a configuration for the Huffman code after each classification, the adder of the code length calculation means 2201 can be removed and the address calculation means 2202 can be removed as compared with the third embodiment.
The number of bits of the adder 1503 can be reduced, the processing time can be further shortened, higher speed processing can be realized, and the size of the logic circuit can be further reduced.
【０１１３】なお、上記実施の形態１から実施の形態４
では、最大符号長８ビット、ハフマン符号数３２以下の
例で説明してきたが、この数値に限るものではなく、最
大符号長とハフマン符号数が既知であれば、どのような
場合でも適応することができる。特に、最大符号長が大
きくなるほどその効果も大きくなる。Incidentally, the above-mentioned first to fourth embodiments.
In the above, the example in which the maximum code length is 8 bits and the Huffman code number is 32 or less has been described, but the present invention is not limited to this value, and any case where the maximum code length and the Huffman code number are known is applicable. You can In particular, the larger the maximum code length, the greater the effect.
【０１１４】[0114]
【発明の効果】以上のように、この発明によれば、復号
するのに必要な分類結果に応じた各符号長の最小符号を
記憶している最小符号記憶手段と、符号列選択手段によ
り抽出された分類後の可変長符号を含む固定長の符号列
と、最小符号記憶手段に記憶されている分類結果に応じ
た各符号長の最小符号を比較して、分類後の可変長符号
の符号長を演算し、演算した分類後の可変長符号の符号
長と分類結果により、可変長符号の符号長を演算する符
号長演算手段と、符号長演算手段により演算された可変
長符号の符号長と、バレルシフタにより抽出された可変
長符号を含む固定長の符号列により、復号値が記憶され
ている復号テーブル記憶手段のアドレスを演算するアド
レス演算手段とを備えたことにより、処理時間が短くな
り高速に動作させることができると共に、論理回路の規
模を低減できるという効果がある。As described above, according to the present invention, the minimum code storage means for storing the minimum code of each code length according to the classification result necessary for decoding and the code string selection means extract the code. The fixed-length code string including the classified variable-length code and the minimum code of each code length corresponding to the classification result stored in the minimum code storage means are compared, and the code of the variable-length code after classification is compared. A code length calculating means for calculating the length and calculating the code length of the variable length code according to the calculated code length of the variable length code after classification and the classification result, and a code length of the variable length code calculated by the code length calculating means. And the address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the decoded value is stored by the fixed length code string including the variable length code extracted by the barrel shifter, thereby shortening the processing time. Operate at high speed It is possible, the effect of reducing the scale of the logic circuit.
【０１１５】この発明によれば、符号長演算手段が、ビ
ット分配手段から出力される各符号列を、最小符号記憶
手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長の最小
符号と比較する複数の比較手段と、複数の比較手段の出
力から分類後の可変長符号の符号長を求めるプライオリ
ティエンコーダと、プライオリティエンコーダからの分
類後の可変長符号の符号長と、符号分類手段からの分類
結果により、可変長符号の符号長を演算する加算手段と
を備えたことにより、比較手段やプライオリティエンコ
ーダのビット精度を削減できるため、処理時間が短くな
り高速に動作させることができると共に、論理回路の規
模を低減できるという効果がある。According to the present invention, the code length calculation means compares each code string output from the bit distribution means with the minimum code of each code length corresponding to the classification result stored in the minimum code storage means. A plurality of comparing means, a priority encoder for obtaining the code length of the variable length code after classification from the outputs of the plurality of comparing means, a code length of the variable length code after classification from the priority encoder, and a classification result from the code classifying means Since the addition means for calculating the code length of the variable-length code is provided, the bit accuracy of the comparison means and the priority encoder can be reduced, so that the processing time can be shortened and the operation can be performed at high speed. The effect is that the scale can be reduced.
【０１１６】この発明によれば、復号するのに必要な分
類結果に応じた各符号長の最小符号を記憶している最小
符号記憶手段と、符号列選択手段により抽出された分類
後の可変長符号を含む固定長の符号列と、最小符号記憶
手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長の最小
符号を比較して、分類後の可変長符号の符号長を演算す
る符号長演算手段と、符号長演算手段により演算された
分類後の可変長符号の符号長と、分類結果と、符号列選
択手段により抽出された分類後の可変長符号を含む固定
長の符号列により、復号値が記憶されている復号テーブ
ル記憶手段のアドレスを演算するアドレス演算手段とを
備えたことにより、さらに処理時間が短くなり、さらな
る高速処理を実現できると共に、論理回路の規模を低減
できるという効果がある。According to the present invention, the minimum code storage means for storing the minimum code of each code length corresponding to the classification result necessary for decoding, and the variable length after classification extracted by the code string selection means. A code length operation for calculating the code length of a variable length code after classification by comparing a fixed-length code string including a code with the minimum code of each code length according to the classification result stored in the minimum code storage means. Means, a code length of the variable length code after classification calculated by the code length calculation means, a classification result, and a fixed length code string including the variable length code after classification extracted by the code string selection means. By providing the address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the value is stored, the processing time can be further shortened, the higher speed processing can be realized, and the scale of the logic circuit can be reduced. A.
【０１１７】この発明によれば、符号長演算手段が、ビ
ット分配手段から出力される各符号列を、最小符号記憶
手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長の最小
符号と比較する複数の比較手段と、複数の比較手段の出
力から分類後の可変長符号の符号長を求めるプライオリ
ティエンコーダとを備えたことにより、さらに処理時間
が短くなり、さらなる高速処理を実現できると共に、論
理回路の規模を低減できるという効果がある。According to the present invention, the code length calculation means compares each code string output from the bit distribution means with the minimum code of each code length corresponding to the classification result stored in the minimum code storage means. By providing a plurality of comparing means and a priority encoder for obtaining the code length of the variable length code after classification from the outputs of the plurality of comparing means, the processing time can be further shortened, and further high speed processing can be realized, and the logic circuit can be realized. The effect is that the scale of can be reduced.
【０１１８】この発明によれば、復号するのに必要な分
類結果に応じた各符号長の最大符号を記憶している最大
符号記憶手段と、符号列選択手段により抽出された分類
後の可変長符号を含む固定長の符号列と、最大符号記憶
手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長の最大
符号を比較して、分類後の可変長符号の符号長を演算
し、演算した分類後の可変長符号の符号長と分類結果に
より、可変長符号の符号長を演算する符号長演算手段
と、符号長演算手段により演算された可変長符号の符号
長と、バレルシフタにより抽出された可変長符号を含む
固定長の符号列により、復号値が記憶されている復号テ
ーブル記憶手段のアドレスを演算するアドレス演算手段
とを備えたことにより、処理時間が短くなり高速処理を
実現できると共に、論理回路の規模を低減できるという
効果がある。According to the present invention, the maximum code storage means for storing the maximum code of each code length corresponding to the classification result required for decoding, and the variable length after classification extracted by the code string selection means. A fixed-length code string including a code is compared with the maximum code of each code length according to the classification result stored in the maximum code storage means, and the code length of the variable-length code after classification is calculated and calculated. Based on the code length of the variable length code after classification and the classification result, the code length calculation means for calculating the code length of the variable length code, the code length of the variable length code calculated by the code length calculation means, and the extraction by the barrel shifter By providing the address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the decoded value is stored by the fixed-length code string including the variable-length code, the processing time can be shortened and high-speed processing can be realized. Argument There is an effect that it is possible to reduce the scale of the circuit.
【０１１９】この発明によれば、符号長演算手段が、ビ
ット分配手段から出力される各符号列を、最大符号記憶
手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長の最大
符号と比較する複数の比較手段と、複数の比較手段の出
力から分類後の可変長符号の符号長を求めるプライオリ
ティエンコーダと、プライオリティエンコーダからの分
類後の可変長符号の符号長と、符号分類手段からの分類
結果により、可変長符号の符号長を演算する加算手段と
を備えたことにより、処理時間が短くなり高速処理を実
現できると共に、論理回路の規模を低減できるという効
果がある。According to the present invention, the code length calculation means compares each code string output from the bit distribution means with the maximum code of each code length corresponding to the classification result stored in the maximum code storage means. A plurality of comparing means, a priority encoder for obtaining the code length of the variable length code after classification from the outputs of the plurality of comparing means, a code length of the variable length code after classification from the priority encoder, and a classification result from the code classifying means With the addition of the addition means for calculating the code length of the variable length code, the processing time can be shortened, high-speed processing can be realized, and the scale of the logic circuit can be reduced.
【０１２０】この発明によれば、復号するのに必要な分
類結果に応じた各符号長の最大符号を記憶している最大
符号記憶手段と、符号列選択手段により抽出された分類
後の可変長符号を含む固定長の符号列と、最大符号記憶
手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長の最大
符号を比較して、分類後の可変長符号の符号長を演算す
る符号長演算手段と、符号長演算手段により演算された
分類後の可変長符号の符号長と、分類結果と、符号列選
択手段により抽出された分類後の可変長符号を含む固定
長の符号列により、復号値が記憶されている復号テーブ
ル記憶手段のアドレスを演算するアドレス演算手段とを
備えたことにより、さらに処理時間が短くなり、さらな
る高速処理を実現できると共に、論理回路の規模を低減
できるという効果がある。According to the present invention, the maximum code storage means for storing the maximum code of each code length according to the classification result required for decoding, and the variable length after classification extracted by the code string selection means. A code length operation for calculating a code length of a variable length code after classification by comparing a fixed-length code string including a code with the maximum code of each code length according to the classification result stored in the maximum code storage means. Means, a code length of the variable length code after classification calculated by the code length calculation means, a classification result, and a fixed length code string including the variable length code after classification extracted by the code string selection means. By providing the address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the value is stored, the processing time can be further shortened, the higher speed processing can be realized, and the scale of the logic circuit can be reduced. A.
【０１２１】この発明によれば、符号長演算手段が、ビ
ット分配手段から出力される各符号列を、最大符号記憶
手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長の最大
符号と比較する複数の比較手段と、複数の比較手段の出
力から分類後の可変長符号の符号長を求めるプライオリ
ティエンコーダとを備えたことにより、さらなる高速処
理を実現できると共に、論理回路の規模を低減できると
いう効果がある。According to the present invention, the code length calculation means compares each code string output from the bit distribution means with the maximum code of each code length corresponding to the classification result stored in the maximum code storage means. By providing a plurality of comparison means and a priority encoder for obtaining the code length of the variable length code after classification from the outputs of the plurality of comparison means, it is possible to realize further high-speed processing and reduce the scale of the logic circuit. There is.
【図１】 この発明の実施の形態１による可変長符号復
号装置の構成を示すブロック図である。FIG. 1 is a block diagram showing a configuration of a variable-length code decoding apparatus according to Embodiment 1 of the present invention.
【図２】 この発明の実施の形態１による可変長符号復
号装置の符号レジスタとバレルシフタから出力されるデ
ータの関係を示す図である。FIG. 2 is a diagram showing a relationship between data output from a code register and a barrel shifter of the variable length code decoding device according to the first embodiment of the present invention.
【図３】 この発明の実施の形態１による可変長符号復
号装置の符号分類手段における分類方法と符号列選択手
段の出力の関係を示す図である。FIG. 3 is a diagram showing the relationship between the classification method in the code classification means and the output of the code string selection means of the variable-length code decoding apparatus according to the first embodiment of the present invention.
【図４】 発生確率が均一なシンボルが３２個ある場合
のハフマンツリーを示す図である。FIG. 4 is a diagram showing a Huffman tree in a case where there are 32 symbols having uniform occurrence probabilities.
【図５】 この発明の実施の形態１による可変長符号復
号装置の符号長演算手段の構成を示すブロック図であ
る。FIG. 5 is a block diagram showing a configuration of a code length calculation means of the variable length code decoding device according to the first embodiment of the present invention.
【図６】 この発明の実施の形態１による可変長符号復
号装置の符号長演算手段におけるプライオリティエンコ
ーダの動作を示す図である。FIG. 6 is a diagram showing an operation of a priority encoder in the code length calculation means of the variable length code decoding device according to the first embodiment of the present invention.
【図７】 この発明の実施の形態１による可変長符号復
号装置のアドレス演算手段の構成を示す図である。FIG. 7 is a diagram showing a configuration of address calculation means of the variable-length code decoding apparatus according to the first embodiment of the present invention.
【図８】 この発明の実施の形態１による可変長符号復
号装置の復号テーブル記憶手段に記憶されている復号テ
ーブルの例を示す図である。FIG. 8 is a diagram showing an example of a decoding table stored in a decoding table storage means of the variable length code decoding device according to the first embodiment of the present invention.
【図９】 図８に示すハフマン符号から生成したハフマ
ンツリーを示す図である。9 is a diagram showing a Huffman tree generated from the Huffman code shown in FIG.
【図１０】 入力する符号列の例を示す図である。FIG. 10 is a diagram showing an example of a code string to be input.
【図１１】 この発明の実施の形態１による可変長符号
復号装置の最小符号記憶手段に記憶されている各分類番
号に対応して求めた各符号長の最小符号を示す図であ
る。FIG. 11 is a diagram showing the minimum code of each code length obtained corresponding to each classification number stored in the minimum code storage means of the variable-length code decoding apparatus according to the first embodiment of the present invention.
【図１２】 この発明の実施の形態１による可変長符号
復号装置のアドレス演算手段におけるベースアドレス記
憶手段に記憶されているベースアドレスを示す図であ
る。FIG. 12 is a diagram showing a base address stored in a base address storage unit in the address calculation unit of the variable-length code decoding apparatus according to the first embodiment of the present invention.
【図１３】 この発明の実施の形態２による可変長符号
復号装置の構成を示すブロック図である。FIG. 13 is a block diagram showing a configuration of a variable-length code decoding apparatus according to Embodiment 2 of the present invention.
【図１４】 この発明の実施の形態２による可変長符号
復号装置の符号長演算手段の構成を示すブロック図であ
る。FIG. 14 is a block diagram showing a configuration of a code length calculation means of a variable length code decoding device according to a second embodiment of the present invention.
【図１５】 この発明の実施の形態２による可変長符号
復号装置のアドレス演算手段の構成を示すブロック図で
ある。FIG. 15 is a block diagram showing a configuration of an address calculating means of a variable length code decoding device according to a second embodiment of the present invention.
【図１６】 この発明の実施の形態２による可変長符号
復号装置の復号テーブル記憶手段に記憶されている復号
テーブルの例を示す図である。FIG. 16 is a diagram showing an example of a decoding table stored in a decoding table storage means of the variable length code decoding device according to the second embodiment of the present invention.
【図１７】 この発明の実施の形態２による可変長符号
復号装置のアドレス演算手段におけるベースアドレス記
憶手段に記憶されているベースアドレスを示す図であ
る。FIG. 17 is a diagram showing a base address stored in a base address storage means in the address calculation means of the variable length code decoding apparatus according to the second embodiment of the present invention.
【図１８】 この発明の実施の形態３による可変長符号
復号装置の構成を示すブロック図である。FIG. 18 is a block diagram showing the configuration of a variable-length code decoding apparatus according to Embodiment 3 of the present invention.
【図１９】 この発明の実施の形態３による可変長符号
復号装置の最大符号記憶手段に記憶されている各分類番
号に対応して求めた各符号長の最大符号を示す図であ
る。FIG. 19 is a diagram showing the maximum code of each code length obtained corresponding to each classification number stored in the maximum code storage means of the variable-length code decoding apparatus according to the third embodiment of the present invention.
【図２０】 この発明の実施の形態３による可変長符号
復号装置の符号長演算手段におけるプライオリティエン
コーダの動作を示す図である。FIG. 20 is a diagram showing the operation of the priority encoder in the code length calculation means of the variable length code decoding apparatus according to the third embodiment of the present invention.
【図２１】 この発明の実施の形態３による可変長符号
復号装置のアドレス演算手段におけるベースアドレス記
憶手段に記憶されているベースアドレスを示す図であ
る。FIG. 21 is a diagram showing a base address stored in a base address storage means in the address calculation means of the variable-length code decoding apparatus according to the third embodiment of the present invention.
【図２２】 この発明の実施の形態４による可変長符号
復号装置の構成を示すブロック図である。FIG. 22 is a block diagram showing the configuration of a variable-length code decoding apparatus according to Embodiment 4 of the present invention.
【図２３】 この発明の実施の形態４による可変長符号
復号装置のアドレス演算手段におけるベースアドレス記
憶手段に記憶されている各分類番号に対応して求めたベ
ースアドレスを示す図である。FIG. 23 is a diagram showing a base address obtained corresponding to each classification number stored in the base address storage means in the address calculation means of the variable-length code decoding apparatus according to the fourth embodiment of the present invention.
【図２４】 各シンボルに割り当てられたハフマン符号
の例を示す図である。FIG. 24 is a diagram showing an example of a Huffman code assigned to each symbol.
【図２５】 図２４に示すハフマン符号から生成したハ
フマンツリーを示す図である。FIG. 25 is a diagram showing a Huffman tree generated from the Huffman code shown in FIG. 24.
【図２６】 従来のハフマン符号復号装置の構成を示す
ブロック図である。FIG. 26 is a block diagram showing a configuration of a conventional Huffman code decoding apparatus.
１０１ 符号レジスタ、１０２ バレルシフタ、１０３
符号分類手段、１０４ 符号列選択手段、１０５ 分
類レジスタ、１０６ 選択符号レジスタ、１０７ ハフ
マンレジスタ、１０８ 符号長演算手段、１０９ 最小
符号記憶手段、１１０ アドレス演算手段、１１１ 復
号テーブル記憶手段、５０１ ビット分配手段、５０
２，５０３，５０４，５０５ 比較手段、５０６ プラ
イオリティエンコーダ、５０７ 加算器、７０１ ベー
スアドレス記憶手段、７０２ ハフマン符号抽出手段、
７０３ 加算器、１３０１ 符号長演算手段、１３０２
アドレス演算手段、１３０３ 復号テーブル記憶手
段、１３０４ 加算器、１５０１ ベースアドレス記憶
手段、１５０２ ハフマン符号抽出手段、１５０３ 加
算器、１８０１ 最大符号記憶手段、１８０２ 符号長
演算手段、１８０３ アドレス演算手段、２２０１ 符
号長演算手段、２２０２ アドレス演算手段。101 code register, 102 barrel shifter, 103
Code classification means, 104 code string selection means, 105 classification register, 106 selection code register, 107 Huffman register, 108 code length calculation means, 109 minimum code storage means, 110 address calculation means, 111 decoding table storage means, 501 bit distribution means , 50
2, 503, 504, 505 comparison means, 506 priority encoder, 507 adder, 701 base address storage means, 702 Huffman code extraction means,
703 adder, 1301 code length calculating means, 1302
Address calculation means, 1303 decoding table storage means, 1304 adder, 1501 base address storage means, 1502 Huffman code extraction means, 1503 adder, 1801 maximum code storage means, 1802 code length calculation means, 1803 address calculation means, 2203 code length Calculation means 2202 Address calculation means.
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き Ｆターム(参考） 5C059 KK06 KK11 MA23 MC11 MC38 ME02 SS06 SS11 UA05 UA32 UA36 5J064 AA03 BA09 BB05 BC00 BC01 BC02 BC04 BC08 BC14 BC25 BC28 BD02 BD03 ─────────────────────────────────────────────────── ─── Continued front page F term (reference) 5C059 KK06 KK11 MA23 MC11 MC38 ME02 SS06 SS11 UA05 UA32 UA36 5J064 AA03 BA09 BB05 BC00 BC01 BC02 BC04 BC08 BC14 BC25 BC28 BD02 BD03
Claims (13)
固定長の符号列を抽出するバレルシフタと、 上記バレルシフタにより抽出された可変長符号を含む固
定長の符号列を、その符号列に含まれる分類情報により
分類し分類結果を出力する符号分類手段と、 上記分類結果に応じて、上記バレルシフタにより抽出さ
れた可変長符号を含む固定長の符号列から、上記分類情
報を除いた分類後の可変長符号を含む固定長の符号列を
抽出する符号列選択手段と、 復号するのに必要な上記分類結果に応じた各符号長の最
小符号を記憶している最小符号記憶手段と、 上記符号列選択手段により抽出された分類後の可変長符
号を含む固定長の符号列と、上記最小符号記憶手段に記
憶されている分類結果に応じた各符号長の最小符号を比
較して、分類後の可変長符号の符号長を演算し、演算し
た分類後の可変長符号の符号長と上記分類結果により、
上記可変長符号の符号長を演算する符号長演算手段と、 上記符号長演算手段により演算された可変長符号の符号
長と、上記バレルシフタにより抽出された可変長符号を
含む固定長の符号列により、復号値が記憶されている復
号テーブル記憶手段のアドレスを演算するアドレス演算
手段と、 各可変長符号に対する復号値を所定のアドレスに記憶
し、上記アドレス演算手段により演算されたアドレスに
記憶されている復号値を出力する復号テーブル記憶手段
とを備えた可変長符号復号装置。1. A barrel shifter for extracting a fixed-length code string including a variable-length code from an input code string, and a fixed-length code string including the variable-length code extracted by the barrel shifter are included in the code string. Code classification means for classifying according to the classification information and outputting the classification result, and according to the classification result, the fixed-length code string including the variable-length code extracted by the barrel shifter after the classification information after the classification information is removed. Code string selecting means for extracting a fixed length code string including a variable length code, minimum code storing means for storing the minimum code of each code length according to the classification result required for decoding, and the above code After the classification, the fixed-length code string including the post-classification variable-length code extracted by the column selection unit is compared with the minimum code of each code length corresponding to the classification result stored in the minimum code storage unit. Acceptable Calculates the code length of the long code, the code length and the classification result of the variable length code after the calculated classification,
A code length calculation means for calculating the code length of the variable length code, a code length of the variable length code calculated by the code length calculation means, and a fixed length code string including the variable length code extracted by the barrel shifter. Address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the decoded value is stored, and the decoded value for each variable length code is stored in a predetermined address and stored in the address calculated by the address calculation means. Variable-length code decoding device having a decoding table storage means for outputting the decoded value.
含む固定長の符号列から複数の異なる符号長の符号列を
生成するビット分配手段と、 上記ビット分配手段から出力される各符号列を、最小符
号記憶手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長
の最小符号と比較する複数の比較手段と、 上記複数の比較手段の出力から分類後の可変長符号の符
号長を求めるプライオリティエンコーダと、 上記プライオリティエンコーダからの分類後の可変長符
号の符号長と、符号分類手段からの分類結果により、上
記可変長符号の符号長を演算する加算手段とを備えたこ
とを特徴とする請求項１記載の可変長符号復号装置。2. A code length calculating means, a bit distributing means for generating a plurality of code strings of different code lengths from a fixed length code string including the classified variable length code extracted by the code string selecting means, and A plurality of comparing means for comparing each code string output from the bit distributing means with the minimum code of each code length according to the classification result stored in the minimum code storing means, and classification from the outputs of the plurality of comparing means. A priority encoder that obtains the code length of the subsequent variable-length code, a code length of the variable-length code after classification from the priority encoder, and an addition that calculates the code length of the variable-length code based on the classification result from the code classification means. The variable length code decoding apparatus according to claim 1, further comprising:
ル記憶手段のアドレスから計算された各符号長のベース
アドレスを記憶し、符号長演算手段により演算された可
変長符号の符号長に対応するベースアドレスを出力する
ベースアドレス記憶手段と、 バレルシフタにより抽出された可変長符号を含む固定長
の符号列と、符号長演算手段により演算された可変長符
号の符号長により、上記可変長符号を抽出する可変長符
号抽出手段と、 上記ベースアドレス記憶手段から出力されたベースアド
レスと、上記可変長符号抽出手段により抽出された可変
長符号により、上記復号テーブル記憶手段のアドレスを
演算する加算手段とを備えたことを特徴とする請求項１
記載の可変長符号復号装置。3. The address calculation means stores the minimum code of each code length and the base address of each code length calculated from the address of the decoding table storage means in which the code is stored, and is calculated by the code length calculation means. A base address storage unit for outputting a base address corresponding to the code length of the variable length code, a fixed length code string including the variable length code extracted by the barrel shifter, and a variable length code calculated by the code length calculation unit. Variable length code extraction means for extracting the variable length code according to the code length, the base address output from the base address storage means, and the variable length code extracted by the variable length code extraction means to store the decoding table. An adding means for calculating an address of the means is provided.
The variable-length code decoding device described.
固定長の符号列を抽出するバレルシフタと、 上記バレルシフタにより抽出された可変長符号を含む固
定長の符号列を、その符号列に含まれる分類情報により
分類し分類結果を出力する符号分類手段と、 上記分類結果に応じて、上記バレルシフタにより抽出さ
れた可変長符号を含む固定長の符号列から、上記分類情
報を除いた分類後の可変長符号を含む固定長の符号列を
抽出する符号列選択手段と、 復号するのに必要な上記分類結果に応じた各符号長の最
小符号を記憶している最小符号記憶手段と、 上記符号列選択手段により抽出された分類後の可変長符
号を含む固定長の符号列と、上記最小符号記憶手段に記
憶されている分類結果に応じた各符号長の最小符号を比
較して、分類後の可変長符号の符号長を演算する符号長
演算手段と、 上記符号長演算手段により演算された分類後の可変長符
号の符号長と、上記分類結果と、上記符号列選択手段に
より抽出された分類後の可変長符号を含む固定長の符号
列により、復号値が記憶されている復号テーブル記憶手
段のアドレスを演算するアドレス演算手段と、 上記分類結果に応じて分類後の各可変長符号に対する復
号値を所定のアドレスに記憶し、上記アドレス演算手段
により演算されたアドレスに記憶されている復号値を出
力する復号テーブル記憶手段とを備えた可変長符号復号
装置。4. A barrel shifter for extracting a fixed-length code string including a variable-length code from an input code string, and a fixed-length code string including the variable-length code extracted by the barrel shifter are included in the code string. Code classification means for classifying according to the classification information and outputting the classification result, and according to the classification result, the fixed-length code string including the variable-length code extracted by the barrel shifter after the classification information after the classification information is removed. Code string selecting means for extracting a fixed length code string including a variable length code, minimum code storing means for storing the minimum code of each code length according to the classification result required for decoding, and the above code After the classification, the fixed-length code string including the post-classification variable-length code extracted by the column selection unit is compared with the minimum code of each code length corresponding to the classification result stored in the minimum code storage unit. Acceptable Code length calculating means for calculating the code length of the long code, code length of the variable length code after classification calculated by the code length calculating means, the classification result, and after classification extracted by the code string selecting means Address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the decoded value is stored by the fixed length code string including the variable length code of, and the decoded value for each variable length code after classification according to the classification result Is stored at a predetermined address, and a decoding table storage means for outputting the decoded value stored at the address calculated by the address calculation means is provided.
含む固定長の符号列から複数の異なる符号長の符号列を
生成するビット分配手段と、 上記ビット分配手段から出力される各符号列を、最小符
号記憶手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長
の最小符号と比較する複数の比較手段と、 上記複数の比較手段の出力から分類後の可変長符号の符
号長を求めるプライオリティエンコーダとを備えたこと
を特徴とする請求項４記載の可変長符号復号装置。5. The code length calculating means includes a bit distributing means for generating a plurality of code strings of different code lengths from a fixed length code string including the classified variable length code extracted by the code string selecting means, and A plurality of comparing means for comparing each code string output from the bit distributing means with the minimum code of each code length according to the classification result stored in the minimum code storing means, and classification from the outputs of the plurality of comparing means. 5. The variable length code decoding device according to claim 4, further comprising a priority encoder for obtaining a code length of a subsequent variable length code.
れている復号テーブル記憶手段のアドレスから計算され
た各符号長のベースアドレスを記憶し、符号長演算手段
により演算された分類後の可変長符号の符号長に対応す
るベースアドレスを出力するベースアドレス記憶手段
と、 符号列選択手段により抽出された分類後の可変長符号を
含む固定長の符号列と、符号長演算手段により演算され
た分類後の可変長符号の符号長により、上記分類後の可
変長符号を抽出する可変長符号抽出手段と、 上記ベースアドレス記憶手段から出力されたベースアド
レスと、上記可変長符号抽出手段により抽出された分類
後の可変長符号により、上記復号テーブル記憶手段のア
ドレスを演算する加算手段とを備えたことを特徴とする
請求項４記載の可変長符号復号装置。6. The address calculation means stores the minimum code of each code length in each classification result and the base address of each code length calculated from the address of the decoding table storage means in which the code is stored, and calculates the code length. A base address storage means for outputting a base address corresponding to the code length of the classified variable length code calculated by the means, and a fixed length code string including the classified variable length code extracted by the code string selection means, A variable-length code extracting means for extracting the variable-length code after classification by the code length of the variable-length code after classification calculated by the code-length calculating means, and a base address output from the base address storage means, And an adding means for calculating the address of the decoding table storage means by the variable length code after classification extracted by the variable length code extraction means. The variable-length code decoding device according to claim 4, characterized in that
固定長の符号列を抽出するバレルシフタと、 上記バレルシフタにより抽出された可変長符号を含む固
定長の符号列を、その符号列に含まれる分類情報により
分類し分類結果を出力する符号分類手段と、 上記分類結果に応じて、上記バレルシフタにより抽出さ
れた可変長符号を含む固定長の符号列から、上記分類情
報を除いた分類後の可変長符号を含む固定長の符号列を
抽出する符号列選択手段と、 復号するのに必要な上記分類結果に応じた各符号長の最
大符号を記憶している最大符号記憶手段と、 上記符号列選択手段により抽出された分類後の可変長符
号を含む固定長の符号列と、上記最大符号記憶手段に記
憶されている分類結果に応じた各符号長の最大符号を比
較して、分類後の可変長符号の符号長を演算し、演算し
た分類後の可変長符号の符号長と上記分類結果により、
上記可変長符号の符号長を演算する符号長演算手段と、 上記符号長演算手段により演算された可変長符号の符号
長と、上記バレルシフタにより抽出された可変長符号を
含む固定長の符号列により、復号値が記憶されている復
号テーブル記憶手段のアドレスを演算するアドレス演算
手段と、 各可変長符号に対する復号値を所定のアドレスに記憶
し、上記アドレス演算手段により演算されたアドレスに
記憶されている復号値を出力する復号テーブル記憶手段
とを備えた可変長符号復号装置。7. A barrel shifter for extracting a fixed-length code string including a variable-length code from an input code string, and a fixed-length code string including the variable-length code extracted by the barrel shifter are included in the code string. Code classification means for classifying according to the classification information and outputting the classification result, and according to the classification result, the fixed-length code string including the variable-length code extracted by the barrel shifter after the classification information after the classification information is removed. Code string selecting means for extracting a fixed length code string including a variable length code, maximum code storing means for storing the maximum code of each code length according to the classification result required for decoding, and the above code After the classification, the fixed-length code string including the post-classification variable-length code extracted by the column selection unit is compared with the maximum code of each code length corresponding to the classification result stored in the maximum code storage unit. Acceptable Calculates the code length of the long code, the code length and the classification result of the variable length code after the calculated classification,
A code length calculation means for calculating the code length of the variable length code, a code length of the variable length code calculated by the code length calculation means, and a fixed length code string including the variable length code extracted by the barrel shifter. Address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the decoded value is stored, and the decoded value for each variable length code is stored in a predetermined address and stored in the address calculated by the address calculation means. Variable-length code decoding device having a decoding table storage means for outputting the decoded value.
含む固定長の符号列から複数の異なる符号長の符号列を
生成するビット分配手段と、 上記ビット分配手段から出力される各符号列を、最大符
号記憶手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長
の最大符号と比較する複数の比較手段と、 上記複数の比較手段の出力から分類後の可変長符号の符
号長を求めるプライオリティエンコーダと、 上記プライオリティエンコーダからの分類後の可変長符
号の符号長と、符号分類手段からの分類結果により、上
記可変長符号の符号長を演算する加算手段とを備えたこ
とを特徴とする請求項７記載の可変長符号復号装置。8. The code length calculating means includes a bit distributing means for generating a plurality of code strings having different code lengths from a fixed length code string including the classified variable length code extracted by the code string selecting means, and A plurality of comparing means for comparing each code string output from the bit distributing means with the maximum code of each code length according to the classification result stored in the maximum code storing means, and classification from the outputs of the plurality of comparing means. A priority encoder that obtains the code length of the subsequent variable-length code, a code length of the variable-length code after classification from the priority encoder, and an addition that calculates the code length of the variable-length code based on the classification result from the code classification means. 8. The variable length code decoding apparatus according to claim 7, further comprising:
ル記憶手段のアドレスから計算された各符号長のベース
アドレスを記憶し、符号長演算手段により演算された可
変長符号の符号長に対応するベースアドレスを出力する
ベースアドレス記憶手段と、 バレルシフタにより抽出された可変長符号を含む固定長
の符号列と、符号長演算手段により演算された可変長符
号の符号長により、上記可変長符号を抽出する可変長符
号抽出手段と、 上記ベースアドレス記憶手段から出力されたベースアド
レスと、上記可変長符号抽出手段により抽出された可変
長符号により、上記復号テーブル記憶手段のアドレスを
演算する加算手段とを備えたことを特徴とする請求項７
記載の可変長符号復号装置。9. The address calculation means stores the maximum code of each code length and the base address of each code length calculated from the address of the decoding table storage means in which it is stored, and is calculated by the code length calculation means. A base address storage unit for outputting a base address corresponding to the code length of the variable length code, a fixed length code string including the variable length code extracted by the barrel shifter, and a variable length code calculated by the code length calculation unit. Variable length code extraction means for extracting the variable length code according to the code length, the base address output from the base address storage means, and the variable length code extracted by the variable length code extraction means to store the decoding table. 8. Addition means for calculating the address of the means are provided.
The variable-length code decoding device described.
む固定長の符号列を抽出するバレルシフタと、 上記バレルシフタにより抽出された可変長符号を含む固
定長の符号列を、その符号列に含まれる分類情報により
分類し分類結果を出力する符号分類手段と、 上記分類結果に応じて、上記バレルシフタにより抽出さ
れた可変長符号を含む固定長の符号列から、上記分類情
報を除いた分類後の可変長符号を含む固定長の符号列を
抽出する符号列選択手段と、 復号するのに必要な上記分類結果に応じた各符号長の最
大符号を記憶している最大符号記憶手段と、 上記符号列選択手段により抽出された分類後の可変長符
号を含む固定長の符号列と、上記最大符号記憶手段に記
憶されている分類結果に応じた各符号長の最大符号を比
較して、分類後の可変長符号の符号長を演算する符号長
演算手段と、 上記符号長演算手段により演算された分類後の可変長符
号の符号長と、上記分類結果と、上記符号列選択手段に
より抽出された分類後の可変長符号を含む固定長の符号
列により、復号値が記憶されている復号テーブル記憶手
段のアドレスを演算するアドレス演算手段と、 上記分類結果に応じて分類後の各可変長符号に対する復
号値を所定のアドレスに記憶し、上記アドレス演算手段
により演算されたアドレスに記憶されている復号値を出
力する復号テーブル記憶手段とを備えた可変長符号復号
装置。10. A barrel shifter for extracting a fixed-length code string including a variable-length code from an input code string, and a fixed-length code string including the variable-length code extracted by the barrel shifter are included in the code string. Code classification means for classifying according to the classification information and outputting the classification result, and according to the classification result, the fixed-length code string including the variable-length code extracted by the barrel shifter after the classification information after the classification information is removed. Code string selecting means for extracting a fixed length code string including a variable length code, maximum code storing means for storing the maximum code of each code length according to the classification result required for decoding, and the above code After the classification, the fixed-length code string including the post-classification variable-length code extracted by the column selection unit is compared with the maximum code of each code length corresponding to the classification result stored in the maximum code storage unit. of Code length calculation means for calculating the code length of the variable length code, code length of the variable length code after classification calculated by the code length calculation means, the classification result, and the classification extracted by the code string selection means. Address calculation means for calculating the address of the decoding table storage means in which the decoded value is stored by a fixed-length code string including the subsequent variable-length code, and decoding for each variable-length code after classification according to the classification result. A variable length code decoding apparatus comprising: a decoding table storing means for storing a value at a predetermined address and outputting a decoded value stored at the address calculated by the address calculating means.
含む固定長の符号列から複数の異なる符号長の符号列を
生成するビット分配手段と、 上記ビット分配手段から出力される各符号列を、最大符
号記憶手段に記憶されている分類結果に応じた各符号長
の最大符号と比較する複数の比較手段と、 上記複数の比較手段の出力から分類後の可変長符号の符
号長を求めるプライオリティエンコーダとを備えたこと
を特徴とする請求項１０記載の可変長符号復号装置。11. The code length calculating means includes a bit distributing means for generating a plurality of code strings of different code lengths from a fixed length code string including the classified variable length code extracted by the code string selecting means, and A plurality of comparing means for comparing each code string output from the bit distributing means with the maximum code of each code length according to the classification result stored in the maximum code storing means, and classification from the outputs of the plurality of comparing means. 11. The variable length code decoding device according to claim 10, further comprising a priority encoder that obtains a code length of a subsequent variable length code.
れている復号テーブル記憶手段のアドレスから計算され
た各符号長のベースアドレスを記憶し、符号長演算手段
により演算された分類後の可変長符号の符号長に対応す
るベースアドレスを出力するベースアドレス記憶手段
と、 符号列選択手段により抽出された分類後の可変長符号を
含む固定長の符号列と、符号長演算手段により演算され
た分類後の可変長符号の符号長により、上記分類後の可
変長符号を抽出する可変長符号抽出手段と、 上記ベースアドレス記憶手段から出力されたベースアド
レスと、上記可変長符号抽出手段により抽出された分類
後の可変長符号により、上記復号テーブル記憶手段のア
ドレスを演算する加算手段とを備えたことを特徴とする
請求項１０記載の可変長符号復号装置。12. The address calculation means stores the maximum code of each code length in each classification result and the base address of each code length calculated from the address of the decoding table storage means in which the code is stored, and the code length calculation is performed. A base address storage means for outputting a base address corresponding to the code length of the classified variable length code calculated by the means, and a fixed length code string including the classified variable length code extracted by the code string selection means, A variable-length code extracting means for extracting the variable-length code after classification by the code length of the variable-length code after classification calculated by the code-length calculating means, and a base address output from the base address storage means, Adder means for calculating the address of the decoding table storage means by the classified variable length code extracted by the variable length code extraction means 11. The variable length code decoding device according to claim 10.
る“１”の個数により分類することを特徴とする請求項
１、請求項４、請求項７または請求項１０のうちのいず
れか１項記載の可変長符号復号装置。13. The code classifying means classifies according to the number of consecutive “1” s as classification information, according to any one of claims 1, 4, 7 and 10. Variable length code decoding device.
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2002074903A JP2003273746A (en) | 2002-03-18 | 2002-03-18 | Variable length code decoder |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2002074903A JP2003273746A (en) | 2002-03-18 | 2002-03-18 | Variable length code decoder |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2003273746A true JP2003273746A (en) | 2003-09-26 |
Family
ID=29204178
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2002074903A Pending JP2003273746A (en) | 2002-03-18 | 2002-03-18 | Variable length code decoder |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2003273746A (en) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100852220B1 (en) | 2006-12-08 | 2008-08-13 | 한국전자통신연구원 | Method for finding minimal signed digit with variable multi-bit coding based on booth's algorithm |
| JP2010509895A (en) * | 2006-11-14 | 2010-03-25 | クゥアルコム・インコーポレイテッド | Memory efficient (MEMORYEFFICENT) adaptive block coding |
| JP2010509893A (en) * | 2006-11-14 | 2010-03-25 | クゥアルコム・インコーポレイテッド | Memory efficient coding of variable length codes |
| JP2011004338A (en) * | 2009-06-22 | 2011-01-06 | Fujifilm Corp | Data decoder |
-
2002
- 2002-03-18 JP JP2002074903A patent/JP2003273746A/en active Pending
Cited By (8)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2010509895A (en) * | 2006-11-14 | 2010-03-25 | クゥアルコム・インコーポレイテッド | Memory efficient (MEMORYEFFICENT) adaptive block coding |
| JP2010509893A (en) * | 2006-11-14 | 2010-03-25 | クゥアルコム・インコーポレイテッド | Memory efficient coding of variable length codes |
| KR101095335B1 (en) | 2006-11-14 | 2011-12-16 | 퀄컴 인코포레이티드 | Memory efficient adaptive block coding |
| JP4897887B2 (en) * | 2006-11-14 | 2012-03-14 | クゥアルコム・インコーポレイテッド | Memory efficient coding of variable length codes |
| JP4897888B2 (en) * | 2006-11-14 | 2012-03-14 | クゥアルコム・インコーポレイテッド | Memory efficient (MEMORYEFFICENT) adaptive block coding |
| KR100852220B1 (en) | 2006-12-08 | 2008-08-13 | 한국전자통신연구원 | Method for finding minimal signed digit with variable multi-bit coding based on booth's algorithm |
| US8150899B2 (en) | 2006-12-08 | 2012-04-03 | Electronics And Telecommunications Research Institute | Method for finding minimal signed digit with variable multi-bit coding based on booth's algorithm |
| JP2011004338A (en) * | 2009-06-22 | 2011-01-06 | Fujifilm Corp | Data decoder |
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