JP2003510881A - データを展開するのに要する時間を短縮するための方法と装置 - Google Patents

データを展開するのに要する時間を短縮するための方法と装置

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JP2003510881A
JP2003510881A JP2001525853A JP2001525853A JP2003510881A JP 2003510881 A JP2003510881 A JP 2003510881A JP 2001525853 A JP2001525853 A JP 2001525853A JP 2001525853 A JP2001525853 A JP 2001525853A JP 2003510881 A JP2003510881 A JP 2003510881A
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リンゼイ ヨーク ケネス
リンゼイ ヨーク セアー
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ユニシス コーポレーション
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    • H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
    • H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
    • H03M7/00—Conversion of a code where information is represented by a given sequence or number of digits to a code where the same, similar or subset of information is represented by a different sequence or number of digits
    • H03M7/30—Compression; Expansion; Suppression of unnecessary data, e.g. redundancy reduction
    • H03M7/3084—Compression; Expansion; Suppression of unnecessary data, e.g. redundancy reduction using adaptive string matching, e.g. the Lempel-Ziv method

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  • Theoretical Computer Science (AREA)
  • Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)

Abstract

(57)【要約】 入力コード値のデコードに使用されるコードを構築または複製するためのセルフコンパイル辞書を備えるタイプのデータ展開システムに、デコードされた文字列を表す複数の文字を格納するためのデコードされた文字列辞書またはメモリを備える。デコードされた文字列は、文字列コードを置き換える修正された辞書に格納するか、または別の可変長メモリに所定の長さを持ちファインダメモリを使用してアクセスされる文字のブロックとして格納することができる。デコードされた文字列が長すぎて固定長メモリに格納できない場合、従来のデコーダ辞書を使用して、復元されたデータストリームへの直接アクセスおよび読み出し用に格納される文字列のサイズを小さくできる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】 （発明の背景） １．関連出願 本発明は、１９９９年７月３０日出願の米国同時係属出願第０９／３６４４２
７号「Ｍｅｔｈｏｄ ａｎｄ Ａｐｐａｒａｔｕｓ Ｆｏｒ Ｒｅｄｕｃｉｎｇ
Ｔｈｅ Ｔｉｍｅ Ｒｅｑｕｉｒｅｄ Ｆｏｒ Ｃｏｍｐｒｅｓｓｉｎｇ Ｄ
ａｔａ」に関係しており、前記出願は引用により本発明に組み込まれている。
【０００２】 ２．発明の分野 本発明は、データ圧縮システム（ｄａｔａ ｃｏｍｐｒｅｓｓｉｏｎ ｓｙｓ
ｔｅｍｓ）に関する。より具体的には、本発明は損失を少なくしたデータ展開シ
ステムと、自己構築辞書（ｓｅｌｆ−ｂｕｉｌｄｉｎｇ ｄｉｃｔｉｏｎａｒｙ
）を採用して文字列コードおよび文字コードを格納するシステムにおいてコード
化されたデータのストリームを展開する速度を高めるための方法と手段に関する
。
【０００３】 ３．従来技術の説明 従来、損失の少ないデータ圧縮アルゴリズムが知られているが、同様にデータ
コンプレッサ（ｄａｔａ ｃｏｍｐｒｅｓｓｏｒ）で生成された圧縮コードをデ
コードするアルゴリズムも知られていた。最もよく知られている損失の少ないデ
ータ圧縮アルゴリズムは適応型であり、コンプレッサ（ｃｏｍｐｒｅｓｓｏｒ）
とデコンプレッサ（ｄｅｃｏｍｐｒｅｓｓｏｒ）で文字列辞書を使用している。
【０００４】 圧縮システムは、文字列を生成し、辞書内で最長一致文字列を検索し、見つか
った最長一致文字列に対応する文字列コードを出力する。最長一致文字列は、不
一致を生じた拡張文字とともに圧縮システム辞書に格納される。コードカウンタ
により、辞書に格納されている文字列に次に高い文字列コードが割り当てられる
。圧縮システムはさらに、単一文字コードが最長一致文字列として出現したとき
にその単一文字コードを出力する。
【０００５】 展開システムは、文字列および／または単一文字コードのコードのみを受け取
る。Ｌｅｍｐｌｅ Ｚｉｖ Ｗｅｌｃｈ （ＬＺＷ）データ圧縮システムでは、
文字コードまたは最小一致文字列コードのみを、すべての単一文字コードで初期
化されるのが好ましい辞書を備える展開システムに出力し、複数文字列コードの
みを最初に検索し、コンプレッサシステムから文字コードを展開システムに送る
。ＬＺＷの説明については、「Ａ Ｔｅｃｈｎｉｑｕｅ ｆｏｒ Ｈｉｇｈ Ｐ
ｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ Ｄａｔａ Ｃｏｍｐｒｅｓｓｉｏｎ」（著者Ｔｅｒｒｙ
Ａ．Ｗｅｌｃｈ、ＩＥＥＥ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｖｏｌｕｍｅ １７、Ｎｕｍ
ｂｅｒ ６、１９８４年６月）を参照されたい。
【０００６】 ＬＺＷコンプレッサは、新しいエントリを最後に一致した文字列コード＋拡張
文字コードとして辞書に格納する。ただし、コンプレッサは最後に一致した文字
列コードをデコンプレッサに送り、拡張文字を送らない。デコンプレッサは、コ
ンプレッサよりも１ステップ後に配置する必要があり、また２つの順次入力コー
ド（ｓｅｑｕｅｎｔｉａｌ ｉｎｐｕｔ ｃｏｄｅｓ）をバッファリングする必
要がある。受け取った前の文字列コードと次のまたは新規のコードの第１の文字
とのペアを作り、絵デコンプレッサ文字列辞書内にエントリを形成する。
【０００７】 この操作のシーケンスの問題は、圧縮システムから受け取る文字列コードが長
くなり、多数の小さな部分文字列コードをデコードする必要があるという点であ
る。長い文字列コードが５０個を超える文字（バイト）を表す。したがってほと
んどそれと同数の部分文字列コードとなることもまれではない。そのような長い
文字列コードで表される５０個の文字をデコードするには、辞書を覗いて、すべ
ての部分文字列コードがデコードされ、尽きるまで各サブコードとその拡張文字
を取り出す必要がある。部分文字列コードを新規部分文字列とその拡張文字に展
開するごとに拡張文字１つのみが出力データストリームに出力され、展開システ
ムはときに応じてすでに見た長い文字列コードのデコードを何回も繰り返すこと
ができる。
【０００８】 複数の文字列を複数回に展開するために展開システム内で無駄に費やされる時
間をなくすることが望ましい。別の言い方をすると、繰り返し部分文字列コード
を展開するのではなくすでに見た長い文字列コードを表す個々の文字の集合を取
り出すのが望ましいということである。
【０００９】 （発明の概要） 従来可能であった以上に高速に圧縮データをデコードする方法と手段を提供す
ることが本発明の主要な目的である。
【００１０】 また、展開システムで部分文字列コードを展開することにより長い文字列コー
ドの繰り返しデコードをなくすことも本発明の主要な目的である。
【００１１】 長い文字列コード内のほとんどの部分文字列のデコードをなくすことが本発明
の目的である。
【００１２】 データデコンプレッサで冗長なデコード／展開操作をなくすことも本発明の目
的である。
【００１３】 既知のまたはすでに見た長い文字列コードを表すすべての文字が格納されてい
る高速アクセスメモリを備えることも本発明の目的である。
【００１４】 展開システムにデータをダウンロードするのと同じ速さでＷｅｂサイト上に格
納されている圧縮データの完全なページをデコードすることができるデコードシ
ステムを備えることも本発明の他の目的である。
【００１５】 圧縮データコードのブロックとしてブックまたはカタログのページをデコード
する方法と手段を提供することが本発明の他の目的である。
【００１６】 バッファメモリを増設せずに展開のリアルタイムビデオイメージ速度が可能な
辞書タイプのデコンプレッサを備えることも本発明の他の目的である。
【００１７】 本発明のこれらの目的およびその他の目的によれば、新規デコンプレッサは２
つの部分からなる辞書を備える。文字列辞書を使用して、文字列コードおよび拡
張文字の形式で圧縮データを構築または複製する。また、デコード文字列辞書ま
たはメモリを用意して、単一サイクルで文字のブロックとしてアクセスできる受
信文字列コードを表すまたは含まれる文字すべてを文字列コードで表されるアド
レスに格納する。
【００１８】 入力データ文字列内の各圧縮された入力コードをポインタまたはアドレスに変
換し、これをデコード文字列辞書内のデータのアクセスおよび利用デバイスへの
文字のブロックの転送に使用する。情報のブロックがデコード文字列辞書内にな
い場合、ロジック手段により、デコードで最初に文字列をデコードし、異なる形
式のデコード文字列を同じコードポインタまたはアドレスにある文字列辞書およ
び／またはデコード文字列辞書の両方に格納する。
【００１９】 （好ましい実施形態の詳細な説明） 図１と、圧縮する文字列１１を示す圧縮テーブル１０を参照する。文字と文字
の間のダッシュ「−」は、文字と文字の間のスペースを示す手段であって、ダッ
シュとして符号化される文字ではない。テーブル１０は、一番左の列１２がＬｅ
ｍｐｅｌ Ｚｉｖ Ｗｅｌｃｈのデータ圧縮アルゴリズムを使用して不一致が発
生する前に文字列１１に出現する最長文字列の縦の列である４つの縦の列を持つ
ことを示している。たとえば、「−ＷＥＤ」が最初の４桁にある文字列１１を観
察すると、「−Ｗ」はすべての単一文字列またはＬｅｍｐｅｌ Ｚｉｖ Ｗｅｌ
ｃｈ圧縮アルゴリズムを使用して文字列で初期化されている辞書に見つからない
最初の文字列である。第２の行で、不一致の原因となったＷがＷＥで示されてい
る次の文字列内の第１の文字として第３の行に移される。新しい文字列不一致が
出現するごとに、その文字列が文字列辞書内の新しいコードアドレスまたはコー
ド番号に格納される。たとえば、列１３で−Ｗがコードアドレス２５６に格納さ
れ、ＷＥがコードアドレス２５７に格納される。列１４に示されている文字は、
文字列辞書内に、文字列＋拡張文字として格納される。コード２５７にあるプレ
フィックス文字列Ｗは辞書内で見つかった最長一致文字列を表し、列１５に示さ
れているようにデコンプレッサまたは利用デバイスに出力される。最後の行に示
されているように最後の文字の集合または文字が出現すると、これはＴを含む。
Ｔは、文字列１１の最後であり、辞書内に文字または文字のコードとして格納さ
れ、最後の文字Ｔとして出力される。
【００２０】 コンプレッサのところで実行される簡素化された操作のシーケンスについて説
明したが、これ以降説明するデコンプレッサは、列１５に示されているコードア
ドレスのみを受信したとしても文字列＋拡張文字として格納されている列１４の
文字を複製することに注意されたい。
【００２１】 図２を参照すると、これは４つの縦の列を持つデコンプレッサテーブル１６を
示している。一番左の縦の列１７は、コンプレッサからデコンプレッサに届いた
列１５内の個別のコードのシーケンスまたはシリーズを表す。縦の列１８は、受
け取ったコードを辞書に書き込んでいるときにコードカウンタによって生成され
るコード番号を表す。縦の列１９は、列１９の左に示されている辞書内の番号が
振られたコードカウントとのところに書き込まれている拡張文字を表す。一番右
の列２２は、列１９に示されているは文字列Ｓをデコードするときに生成される
出力文字を表す。文字または文字列がそれぞれ列１７のデコンプレッサに届いた
ときに、第１の文字が列１９に示されているように拡張文字として辞書に挿入さ
れ、列１８に示されているようにコードカウントが割り当てられる。列１９内の
プレフィックス文字列Ｓはすでに受け取っており、列１９に示されている文字ま
たは文字列を表す。コードカウント２５６から２６０を展開辞書に格納されてい
る情報と比較すると、図１に示されているようにコンプレッサ辞書の列１４に格
納されている情報と同一であることが観察される。したがって、コードを列１７
で受け取るといつでも、受け取ったコードカウントによりデコンプレッサ文字列
辞書内で検索し、列１９に示されている情報を使用してデコードすることができ
る。たとえば、列１７の５番目の行に示されているようにコード２５６を受け取
った場合、デコンプレッサ辞書のコードカウント２５６にあることが知られ、情
報または文字は、圧縮辞書と一致する−Ｗである。また、列１７内に受け取った
コードまたは文字は、このコードカウントの拡張文字を含み、前のコードカウン
トの拡張文字とともに使用するプレフィックス文字列コードを形成する。したが
って、以下で説明する１つの例外があるが、展開システムは図１のコンプレッサ
の列１４に示されている正確な文字列を複製することができる。デコンプレッサ
で文字列辞書を構築した後、列１９内でプレフィックス文字列Ｓ部分をデコード
し、そのプレフィックス文字列Ｓを出力して、列２１内の同一の入力文字列１１
を出力として複製することが可能である。
【００２２】 Ｔｅｒｒｙ Ｗｅｌｃｈの出版物（上記）で使用されている従来技術のデコン
プレッサのブロック図を示す図３を参照して、デコーダ辞書を構築するプロセス
について説明し、さらに受け取った文字列コードの個々の文字の復元方法につい
て説明する。
【００２３】 デコンプレッサ２０はデコンプレッサへの入力コードを受け取る入力ライン２
２を持つことが示されている。また、次の文字列Ｓｎとしてレジスタ２３に格納
されている入力コードが示されている。以前にＳｎだった文字列は文字列Ｓｐま
たは前の文字列を格納する最後のまたは前のコードレジスタ２４内に置かれてい
ることが示されている。デコンプレッサ２０の動作時に、ライン２２の文字列Ｓ
ｎはＲＡＭアドレスジェネレータ（ＲＡＭ ａｄｄｒｅｓｓ ｇｅｎｅｒａｔｏ
ｒ）２５に結合され、これにより、ライン２６のポインタアドレスが文字列テー
ブル２７に出力される。コードアドレスによってライン２８で、拡張文字として
文字列テーブル２７の一番右部分に格納される拡張文字を出力するために使用さ
れるデコードされた第１の文字コードが出力される。レジスタ２４内の最後また
は前の文字列Ｓｐは、ライン２９上の前の文字列コードを供給し、前記コードは
文字列テーブル２７の一番左部分のコードカウンタ３５で出力されるコードアド
レスのところにプレフィックスとして格納される。
【００２４】 レジスタ２４内のコードＳｐは、現在文字列テーブル２７に格納されているが
、さらにデコードされてライン３１上で逆順に出力文字列が出力され、出力スタ
ック３２に置かれる。最後の文字がブロック３４のライン３３で検知または感知
されると、これは文字列Ｓｐのデコードシーケンスを終了する。次にスタック３
２内の文字列Ｓｐを列２１に示されている適切な順序でスタック３２から読み出
すことができる。
【００２５】 図３を使用して操作の従来技術によるシーケンスを説明したが、文字列辞書２
７は、ライン２２および２６上の入力コードにより示されるアドレスで情報が与
えられるが、スタック３２に逆順に置かれている文字は最後または前のコードＳ
ｐを表す。したがって、デコードプロセスは、辞書コードカウントの背後にある
１ステップまたはコードカウントである。前のコードＳｐが部分文字列と拡張文
字からなる文字列の場合、Ｓｐをデコードするステップはすべての部分文字列を
展開し、Ｓｐの最後の文字（たとえば先頭文字）がブロック３４で検知されるま
で拡張文字をスタック３２に積むステップを含む。
【００２６】 図４を参照すると、これはデコーダ辞書を構築し、デコード文字列コードを格
納するプロセスを説明するために使用されている本発明による一般的なデコンプ
レッサの概略ブロック図を示している。改良されたデコーダ２０Ａは、次のコー
ドＳｎをバッファレジスタ３７に送るコード値３６の入力文字列を含むことが示
されている。文字列コードＳｎは使用された後、前の文字列レジスタ３８に移動
される。レジスタ３７内の文字列Ｓｎの先頭の文字はロジックブロック３９で読
み込まれ、ブロック４１に送られ、このブロックは次のコードアドレスカウンタ
３５Ａにより生成されたポインタアドレスの一番右の拡張文字として文字列テー
ブル２７Ａに格納する拡張文字を受け取る。文字列をフェッチし、バッファ３７
内に置くのに要する時間は時間Ｔ１で表され、バッファ３７および３８を設定す
るのに要する時間は時間Ｔ２で表され、これらの時間は両方とも考察されている
システムについて修正される。文字列Ｓｐがロジックブロック４２で示されてい
るようにデコードされるときに、この時間は変数としてＴ３で示されるが、それ
は特定のコードＳｐが長いコード列の場合があり、以下で説明するように拡張文
字を抽出し、新しい部分文字列を生成するために何回か文字列辞書２７Ａを参照
する必要があるサブコードを含むからである。ブロック４２のデコードのプロセ
スは、従来技術では文字列コードＳｐまたは同一文字列コードをデコードするご
とに必要とされる変数である。本発明の実施形態では、文字列コードＳｐのデコ
ードはロジックブロック４２に示されている。デコードされた文字列Ｓｐは出力
され、ブロック４３で文字列として格納され、これをロジックブロック４４でラ
イン４５を介して補助メモリ内のアドレスポインタコードアドレスに追加できる
。図式的に、デコードされた文字列Ｓｐは個別の文字として文字列テーブル２７
Ａに戻され、以下で詳述するように文字列Ｓｐの代わりに格納される。本発明の
一形態では、ライン４５を介してメモりに格納する複数の文字列をブロック４６
に示されているように文字の開始バイトと長さとして検出する。この情報は、ロ
ジックブロック４７に送られ、補助メモリを使用する場合に以下で説明するよう
にこれを使用して長さと開始アドレスをファインダメモリ内のカウンタ３５Ａで
生成されるポインタコードアドレスに書き込む。
【００２７】 図５を参照すると、これは図４に示されているタイプのデコーダ辞書を使用し
て入力データコードからデコード文字のストリームを構築または生成するプロセ
スを説明するのに使用されている流れ図である。ライン２２Ａ上の次の入力デー
タコードＳｎはロジックコードバッファ４８に入力されることが示されている。
ロジックコードバッファ４８内の情報を使用して、ブロック２５Ａに示されてい
るように前のポインタアドレスＳｐを生成するが、これは図３のブロック２５に
似ている。ポインタアドレスＳｐにより、辞書２７の内容がブロック４９に示さ
れているように文字列Ｓｐによって生成されたポインタアドレスから読み出され
る。ライン２８Ａ上の出力を論理的に調査して、ブロック５１に示されているよ
うに複数文字列Ｓ＋拡張文字を含むかどうかを判別する。Ｓが単一の文字列の場
合、情報はロジックブロック５２に入力され、単一文字がライン３１Ｂを介して
デコードされた文字列に出力され、スタック３２Ａに置かれる。これがブロック
５３に示されているように文字列Ｓの最後の文字であれば、次の文字列のデコー
ドの準備ができている。ライン５４上の情報により、新しいコードＳｎがポイン
タアドレスブロック２５Ａに新しいＳｐとしてロードされ、再びプロセスが繰り
返される。ただし、ブロック５１がＳ＋拡張文字を含む複数文字列を感知すると
、拡張文字がライン３１Ａを介してブロック５５に示されているようにデコード
ストリームに追加され、スタック３２Ａに積まれる。文字列コードＳを使用して
、ロジックブロック５６に示されているように次の部分文字列Ｓコードを生成す
る。新しい部分文字列Ｓアドレスのところの辞書２７の内容がブロック５１に読
み込まれる。
【００２８】 各拡張文字が、Ｓの最後の文字が読み込まれるまで逆スタック３２Ａにロード
され、その後、情報の送られる向きが逆転し、スタック３２Ａから読み出されて
、適切な順序で出力データストリーム５７に書き込まれる。
【００２９】 図５からわかるように、部分文字列をデコードする論理的方法の１つとして、
文字列辞書２７から既知のそれぞれの拡張文字を取り出してスタックに積むとい
う方法がある。スタックに特定のコードＳｐからのすべての文字がロードされる
と、情報の送られる向きが逆転し、スタックから読み出されて、出力データ文字
列に書き込まれ、次のＳｐをデコードできる。
【００３０】 図６を参照すると、これは、単一の復元サイクルで圧縮データコードをデコー
ド文字の文字列またはブロックに直接展開する展開システム内の好ましい実施形
態のデコーダの概略ブロック図を示している。ブロック２５ＢのデータコードＳ
ｐは以下で詳述するファインダメモリ５８内のアドレスロケーションを指すポイ
ンタアドレスを生成するために使用されることが示されている。このファインダ
メモリ内の情報により、ライン５９上の読み込み開始アドレスとライン６１上の
長さＬの値が生成され、この値を使用してロジックにより終了アドレスを見つけ
ることができる。ライン６１上の情報から、ファインダメモリ５９にブロックの
長さに関する情報がロードされていることを示すデータが得られる。ブロック６
２内のロジックにより、長さが０に等しいかどうかが判別され、等しくなければ
、データは関連メモリ内にある。長さが０でなければ、ブロック６３で移動コマ
ンドを生成し、ライン６４で示されている、Ｌ６６で示される、長さの開始アド
レスから始まり、ライン６７で示されている終了アドレスで終わる１ブロック分
のメモリ文字を移動する。デコードされた文字列Ｓｐは可変長文字列メモリ６５
から読み出される。このメモリは、長さＬの数ブロック分のデータを転送または
移動できる形態であればどのようなものでもかまわない。デコードされた文字は
、ライン６８上で直接、出力データ文字ストリーム６９に送られることが示され
ている。情報のブロックは８ビット文字であり、８ビット単位で連続文字列に並
列転送するか、またはダンプ用に並列形式で直接出力できることは理解できるで
あろう。文字列メモリからデコード文字を直接読み込む好ましい実施形態の方法
について説明してきたが、図３を参照して説明した従来技術のデコーダに示され
ているようにすべての文字を得るのに１回の連続サイクルがあればよく、一度に
文字を１つずつ抽出しなくてよいことは理解されるであろう。可変長メモリ６５
は図式的であり、情報を移動するために使用するコンピュータがブロック転送コ
マンドを持たないタイプのものである場合、アドレス６４から開始し、長さ６６
のアドレスの数が終了アドレス６７で終わるまで個別順次アドレスを読み出し続
けることが可能であり、可変長移動コマンドよりも長くかかるとしても同じ転送
またはダンプが実行される。
【００３１】 図７を参照すると、これは、残りの部分文字列の１つが文字のブロックまたは
ストリームとしてデコードされるまで従来の方法で非常に長い文字列コードを最
初に部分文字列＋拡張文字にデコードする修正されたデコーダまたは展開システ
ムの概略ブロック図を示している。このタイプの修正を行うのは、非常に長い文
字列はときどきデータに固有のものである場合があり、巨大なデータファイルで
は１、２回しか出現しないことがあるからである。図６で説明したメモリに書き
込まれるこのタイプの文字列は収納できるが、メモリのタイプによっては収納さ
れないものもあり、文字列の長さを使用されるシステムで動作可能なサイズに切
り詰める必要がある。
【００３２】 データコードＳｐはファインダメモリ５８Ｃへのポインタアドレスを出力する
新しい文字列入力バッファ２５Ｃに入力されることが示されている。長さデータ
がライン６１Ｃ上でロジック６２Ｃに出力される場合、完全な文字列はすでにメ
インメモリ内に記録されていると結論することができる。長さが０であれば、文
字列はメモリ内になく、この文字列を部分文字列に展開する必要がある。この展
開の開始は、ブロック７１に示されており、そこで入力文字列は部分文字列Ｓ１
＋拡張文字に展開される。部分文字列Ｓ１を使用して、ロジックブロック７２で
Ｓ１ポインタ入力を生成する。新しいポインタまたは新しい文字列Ｓ１がライン
７３でブロック２５Ｃに入力され、Ｓｐの部分文字列に対応する新しいポインタ
を出力する。文字列がメモリ内になくブロック７１′でＳ１を文字列Ｓ２＋新し
い拡張文字に展開することから始まる場合に第２のパスをシステムで実行する。
ブロック７２′で新しいポインタで生成され、ポインタアドレスジェネレータ２
５Ｃに入力される。ブロック７２と７２′の両方で拡張文字をバッファ３２Ｃお
よび３２Ｃ′にそれぞれ出力し、前記ブロックはブロック２５Ｃに現在ロードさ
れている文字列を展開するのが必要なくなったことを示すイネーブル信号をライ
ン７５で出力するまで保持される。ロジックブロック７６は、ライン５９Ｃ上の
開始アドレスに対応する情報のブロックとライン６１Ｃ上の長さを図６または相
当する図に示され説明されているメモリから読み込む。メモリアドレスポインタ
のブロック７６ではさらに、信号をロジックブロック７７に出力し、部分文字列
の展開を中止し、メモリのブロックから読み込んだ文字をライン７８上の出力に
追加する。ライン７７Ｅのイネーブル信号は順次、第２のパスから拡張文字を追
加し、第１のパスで、ライン７８の出力に追加し、出力データストリームを生成
する。
【００３３】 要するに、図７に示されているデコーダシステムは、ブロックメモリからブロ
ック７７へデコード文字列を出力するときまで逆の順序で長い文字列から拡張文
字を抽出することから始め、逆の順序で元の文字列コードの長さを短くするプロ
セスですでに抽出されている拡張文字を追加する。
【００３４】 図８を参照すると、これは、入力された長い文字列をデコードし、かつ／また
は最初に見た文字列コードをデコードしてからデコード文字列を辞書に格納する
速度を高める他の好ましい実施形態のデコーダ／文字列辞書の概略ブロック図を
示している。この改良された実施形態では、新しい補助メモリまたは文字列辞書
２７Ｄを採用して、文字のみを格納する。Ｓｐ＋拡張文字をアドレスカウンタで
生成されたアドレスコードに格納する代わりに、Ｓｐを表す文字列全体をメモリ
２７Ｄに格納する。
【００３５】 圧縮コードがデータコードストリーム３６からデコンプレッサ２０Ｂに入り、
新しいコードレジスタ３７Ａにバッファリングされる。新しい文字列コードが前
のコードブロック３８Ａにロードされ、文字列コードＳｐの読み込みポインタア
ドレスの生成に使用される。以前に説明したように、辞書２７Ａには、Ｓｐをデ
コードし、Ｓｐ＋拡張文字を辞書に書き込むのに十分な情報がある。Ｓｐがデー
タストリーム内のすでに見たコードであれば、すでにデコードされており、辞書
２７Ｄに書き込まれている。これは、ポインタＳｐのデータが読み出されるとブ
ロック８１で検出できる。ブロック８２では、ライン８３を介してデコードされ
た文字を出力データストリーム８４に読み出す。
【００３６】 メモリ２７Ｄから読み出したデータがポインタＳｐのところになければ、Ｓｐ
はまだ辞書にはなく、最初にデコードする必要がある。ロジックブロック４２Ｄ
は、最初にＳｐをデコードし、出力を記録して、適切な形式でバッファ４３Ｄに
格納し、ライン８４上で出力データストリーム８５に出力できるようにする。
【００３７】 辞書ではまだ、コード値のプレフィックスとして格納されているＳｐをデコー
ドしていない。ライン８６で同じ情報が送られ、書き込みアドレスポインタコー
ドを使用する図４を参照して説明しているように辞書内の次のカウンタアドレス
に書き込まれる。Ｓｐがメモリ／辞書２７Ｄに書き込まれるときに、これはデコ
ード文字（デコード文字列）の形式であり、その後に、ブロック３７Ａの文字列
コードＳｎからの拡張文字が続く。この目的のために、書き込みバッファ３９Ｄ
を用意し、文字列Ｓｎの第１の文字を拡張し、格納イネーブル入力で示されてい
るようにライン８６により有効にされているときにメモリ内に書き込むようにす
る。
【００３８】 つまり、図８は図４の補完であり、辞書内のＳｐを文字列に置き換える方法に
ついて説明している。Ｓｐ読み込みポインタで順次、メモリ２７Ｄの内容を読み
込むときに、拡張文字と出力Ｓｐだけを無視できる。
【００３９】 Ｓｐを最初に読み込んでデコードし、それから新しいＳｐを文字として格納す
る代わりに、Ｓｐ＋拡張文字で辞書を最初に構築し、それからＳｐをデコードし
、対応する文字に置き換えることが可能である。Ｓｐの値はすでにＳ＋拡張文字
として辞書内にあるため、辞書を構築する前にＳｐの文字を出力することも可能
である。補助メモリまたは辞書を実装する複数の方法について説明してきたが、
この結果を得るステップの順序はさまざまである。
【００４０】 大きなメモリ２７Ｄを使用してデコードされた文字列を読み込みポインタアド
レスＳｐに格納する方法について説明してきたが、これらの文字列の一部のみが
デコードされた文字列として示されているメモリの行を占有し、デコードされた
文字列の右にある他の部分は未使用メモリを表すことは理解されるであろう。メ
モリが無駄になるが、メモリは安価であって時間は貴重であるため、補助メモリ
２７Ｄを図４に示されているタイプのデコーダに置き換えると、デコーダの速度
が大幅に向上する。
【００４１】 図９を参照すると、これは、上で説明したように、従来のプロセスおよび文字
列辞書ではデコードできない入力コードを自動的にデコードする好ましい実施形
態のデコーダシステムの一部の概略ブロック図を示している。前述の「ＩＥＥＥ
，Ｃｏｍｐｕｔｅｒ」のＴｅｒｒｙ Ａ．Ｗｅｌｃｈの記事では、文字列ｋ Ｓ
ｋ Ｓ ｋがデコンプレッサの入力のところに出現した場合に従来のデコード
プロセスの例外があり、文字列ｋ Ｓはすでにコンプレッサ文字列辞書に格納さ
れていることが説明されている。３つの文字と２つの文字列のこのシーケンスの
出現に関する問題は、デコンプレッサ文字列辞書にまだ、最後の入力コードに対
応するコード値がないという点である。図９は、この条件を取り扱う簡素化した
方法を表しており、前の図には含まれていなかったが、すでに述べた本発明を実
施するためにコンピュータ（図には示されていない）にプログラムされたシステ
ムの一部である。
【００４２】 展開入力データストリーム３６Ｅは番号が振られたコード文字列ＳからＳ５で
構成されるシリーズを含むことが示されており、これらの特定の文字列はロジッ
クブロック８７に入力され、ここで、ブロック８７で受け取った新しい文字列コ
ードの値がコードカウンタ３５Ｅの生成に従って辞書にすでに書き込まれている
最高のコード値よりも大きいかどうかを判別する。ブロック８８のロジックで、
ロジック８７に入力された新しいコードが辞書内にあると判断された場合、通常
どおりプロセスを進めて、図４から図６を参照して上で説明されているように新
しいコードをデコードする。新しいコードが旧いコードよりも大きい場合、ブロ
ック８９内のロジックで、新しいコードＳｎがまだ展開辞書内にないと結論する
。しかし、前のコードＳｐは辞書内の最後のコードカウントのところにあり、デ
コードされると、最初の文字＋文字列に等しくなる。ロジックブロック９１では
、Ｓｐのデコードされた値を使用してＳｎの新しいコードを出力するが、ただし
Ｓｎは文字＋Ｓｐの文字列値＋末尾に付加されたＳｐを開始した最初の文字に等
しい。新しいコードＳｎの値はこれで判明したので、Ｓｎを辞書からのＳｐコー
ド値としてデコードし、ブロック９２で示されているような出力のところに文字
列を出力する。さらに、Ｓｎの値がＳｐとしてデコードされた後、前述の辞書の
１つに辞書内の次のコード値のところのＳｐ＋拡張文字として格納できる。
【００４３】 従来のデコーダで拡張文字を取り去って個々のコードをデコードする方法につ
いて説明したが、このようなコードは出力文字列に出現する順序とは逆の順序で
デコードされていることは理解されるであろう。したがって、文字をスタックに
積み、後入れ先出し（ＬＩＦＯ）の順序で取り出すことができる。そこで、文字
列の部分文字列取り出しが尽きるまで文字列内の文字ごとに複数のサイクルで、
非常に長い文字列がすでにデコードされている。本発明のデコーダではデコーダ
の前に文字列が見られているかどうかを１回単純に判別し、もし見られていれば
、デコードされた文字は、補助メモリまたはブロックタイプのメモリ内にあり、
単一のサイクルで直接デコードされる。文字列が本発明のデコーダの入力のとこ
ろに初めて出現し複数の部分文字列を含んでいるときに、その文字列を従来のま
たはほぼ従来の方法でデコードする必要があり、デコードされた情報をブロック
転送コンピュータタイプのメモリまたは高速アドレス指定可能メモリ内に置く必
要があることは理解されるであろう。デコードされた文字列は、２回目に出現し
たときにはメモリから読み出される。非常に長い文字列は、多数の部分文字列を
含み、通常、図８に示されている実施形態を使用するとメモリを大量に消費する
ことになる。しかし、第１と第２の部分文字列をデコードすることにより、基に
なっている部分文字列は通常、上で説明したように直接または補助メモリ２７Ｄ
内にある。
【００４４】 すべての通常文字列がひとたび入力データ文字列内に出現したらデコード文字
列として出現するように補助メモリを非常に大きく確保することが可能である。
しかし、図８に示されている修正されたシステムを使用すると、その文字列全体
がメモリ内にない場合に、従来のように、デコードして、アドレス指定可能なメ
モリ内に置くことができる。修正されたシステムは、異常文字列のサイズが割り
当てられたメモリの容量を超えてもハングアップしません。
【００４５】 コンプレッサから高速に入力データを直接デコードする方法の利点の１つに、
情報をメモり内にバッファリングしてデコードする必要がないという点が挙げら
れるが、それは、情報がピクセルデータ形式のグラフィックス情報を表す場合で
も情報が入るとともにリアルタイムでデコードできるからである。本発明は、カ
タログおよびブックからリアルタイムでページをダウンロードするために使用で
きる。本発明を他の知られている圧縮画像形式とともに組み込むと、デコンプレ
ッサでビデオフレーム形式の速度を実現することが可能である。
【図面の簡単な説明】
【図１】 代表的な文字列を処理してコンプレッサで出力コードを出力する方法を示す圧
縮テーブルである。
【図２】 図１で出力された出力コードを処理してデコーダ辞書を構築し、圧縮システム
で圧縮された元の文字列を復元する方法を示す展開テーブルである。
【図３】 デコーダ辞書を構築し、復元された文字列とデコードされた元の文字列を含む
個々の文字の復元を説明するプロセスを説明するために使用されている従来技術
のデコンプレッサのブロック図である。
【図４】 デコーダ辞書を構築し、デコード文字列コードを格納するプロセスを説明する
ために使用されている本発明の一般的なデコンプレッサの概略ブロック図である
。
【図５】 図４に示されているデコーダ辞書を使用して入力データコードからデコード文
字列を構築または生成するプロセスを示す流れ図である。
【図６】 単一の復元サイクルで入力された圧縮データコードをデコード文字のブロック
または文字列に展開する好ましい実施形態のデコーダまたは展開システムの概略
ブロック図である。
【図７】 残りの部分文字列コードの１つが文字のブロックまたはストリームとしてデコ
ードされるまで、従来の方法で長い文字列コードを最初にデコードする修正され
たデコーダまたは展開システムの概略ブロック図である。
【図８】 入力された長い文字列をデコードし、最初に見た文字列コードをデコードして
からデコード文字をデコーダ文字列辞書に格納する他の好ましい実施形態のデコ
ーダ文字列辞書の概略ブロック図である。
【図９】 デコーダシステム内で従来のプロセスによりデコード可能でない入力コードを
自動的に認識しデコードする好ましい実施形態のデコーダシステムの一部の概略
ブロック図である。
【手続補正書】特許協力条約第３４条補正の翻訳文提出書
【提出日】平成１３年８月２０日（２００１．８．２０）
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００７
【補正方法】変更
【補正の内容】
【０００７】 この操作のシーケンスの問題は、圧縮システムから受け取る文字列コードが長
くなり、多数の小さな部分文字列コードをデコードする必要があるという点であ
る。長い文字列コードが５０個を超える文字（バイト）を表す。したがってほと
んどそれと同数の部分文字列コードとなることもまれではない。そのような長い
文字列コードで表される５０個の文字をデコードするには、辞書を覗いて、すべ
ての部分文字列コードがデコードされ、尽きるまで各サブコードとその拡張文字
を取り出す必要がある。部分文字列コードを新規部分文字列とその拡張文字に展
開するごとに拡張文字１つのみが出力データストリームに出力され、展開システ
ムはときに応じてすでに見た長い文字列コードのデコードを何回も繰り返すこと
ができる。 ＰＣＴ ＷＯ９４０３９８３号公報（Ｄ−１）では適応性のあるデコーディン
グシステムや辞書タイプのデコーディングシステムにおいて文字列コードをデコ
ードするスピードが増大することを認識している。上記Ｄ−１文献では文字コー
ドの値をデコードするための基本的なアルゴリズムは変えないが、文字列データ
を元に戻す（リバースする）ために要する消費時間を除外している。上記文字列
データは従来のＬｅｍｐｅｌ，Ｚｉｖ，Ｗｅｌｃｈ（ＬＺＷ）デコーダで生成さ
れる。このデコーダはそのアルゴリズムの特徴によりオリジナルデータのデパー
ス順に文字のデコードを行う。上記文献には、複数のレジスタ、または複数のＬ
ＩＦＯスタックあるいは複数の巡回キューが１つまたは２つの従来のリバースス
タックのＬＯＦＯの代わりに使用されるということが開示されている。これによ
り、デコーダにより生成されるデコードされた拡張文字を受け取るための空のス
タックが常時利用可能となる。そのような機器は文字リバースメカニズムと命名
されている。複数のスタックは後に続く文字列を記憶し、一方、前に記憶された
文字列を記憶されたリバースの順に出力することができる。
【手続補正書】特許協力条約第３４条補正の翻訳文提出書
【提出日】平成１３年１１月２０日（２００１．１１．２０）
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】特許請求の範囲
【補正方法】変更
【補正の内容】
【特許請求の範囲】
【手続補正２】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００７
【補正方法】変更
【補正の内容】
【０００７】 この操作のシーケンスの問題は、圧縮システムから受け取る文字列コードが長
くなり、多数の小さな部分文字列コードをデコードする必要があるという点であ
る。長い文字列コードが５０個を超える文字（バイト）を表す。したがってほと
んどそれと同数の部分文字列コードとなることもまれではない。そのような長い
文字列コードで表される５０個の文字をデコードするには、辞書を覗いて、すべ
ての部分文字列コードがデコードされ、尽きるまで各サブコードとその拡張文字
を取り出す必要がある。部分文字列コードを新規部分文字列とその拡張文字に展
開するごとに拡張文字１つのみが出力データストリームに出力され、展開システ
ムはときに応じてすでに見た長い文字列コードのデコードを何回も繰り返すこと
ができる。 ＰＣＴ ＷＯ９４０３９８３号公報（Ｄ−１）では適応性のあるデコーディン
グシステムや辞書タイプのデコーディングシステムにおいて文字列コードをデコ
ードするスピードが増大することを認識している。上記Ｄ−１文献では文字コー
ドの値をデコードするための基本的なアルゴリズムは変えないが、文字列データ
を元に戻す（リバースする）ために要する消費時間を除外している。上記文字列
データは従来のＬｅｍｐｅｌ，Ｚｉｖ，Ｗｅｌｃｈ（ＬＺＷ）デコーダで生成さ
れる。このデコーダはそのアルゴリズムの特徴によりオリジナルデータのデパー
ス順に文字のデコードを行う。上記文献には、複数のレジスタ、または複数のＬ
ＩＦＯスタックあるいは複数の巡回キューが１つまたは２つの従来のリバースス
タックのＬＯＦＯの代わりに使用されるということが開示されている。これによ
り、デコーダにより生成されるデコードされた拡張文字を受け取るための空のス
タックが常時利用可能となる。そのような機器は文字リバースメカニズムと命名
されている。複数のスタックは後に続く文字列を記憶し、一方、前に記憶された
文字列を記憶されたリバースの順に出力することができる。 上記文献Ｄ−１およびＬＺＷでは共にデコードされた文字列がＬＩＦＯスタッ
クにロードされて、記憶順にリバース処理が行われる。上記文献Ｄ−１では各文
字列コードの値は前ではデコードされていないかのようにデコードされなければ
ならない。本発明では補助メモリを採用し、最初のデコードの時に文字列データ
としてデコードされた文字列が適切な順序で記憶される。後に続く文字列コード
の値は補助メモリに対するポインタとして使用される。前にデコードされた文字
列はメモリから読み出され、２度目のデコードの必要はない。このようにして連
続でリアルタイムのコードの値のデコード処理が可能となる。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 セアー リンゼイ ヨーク アメリカ合衆国 19006 ペンシルベニア 州 ハンティントン バレー カントリー クラブ ドライブ 2130 Ｆターム(参考） 5J064 AA03 BA11 BC01 BC02 BC04 BC05 BC29 BD01

Claims (20)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 個別データ文字のストリームを前記個別データ文字の文字列
    を表すコード化された信号のストリームから復元するデータ展開方法であって、 前記文字列を前の文字列Ｓｐと次の文字列Ｓｎとして表す前記コード化された
    信号を対で受け取るステップと、 次の文字列の第１の文字により拡張された前の文字列をデコーダ辞書に格納す
    るステップと、 格納する前記ステップが前記前の文字列コードとその次の文字または拡張文字
    を次の文字列に対応するコードアドレスに格納するステップを含むステップと、 文字列コードを部分文字列と拡張文字に展開し、拡張文字を出力することによ
    り前記受け取った前の文字列コードＳｐを個々の文字にデコードするステップと
    、 前記デコードされた個々の拡張文字を前記前の文字列コードでアクセス可能な
    メモリアドレスに格納するステップと、 その後、前記前の文字列コードを使用して前記メモリアドレスにアクセスし、
    再度前記前の文字列コードをデコードすることなく前記デコードされた個々のデ
    ータ文字を取得するステップと を含むことを特徴とする方法。
  2. 【請求項２】 前記デコードされた個々の文字を格納するステップが前記デ
    ータ文字を可変長メモリ内に数バイト分のデータ文字として格納するステップを
    含むことを特徴とする請求項１に記載のデータ圧縮方法。
  3. 【請求項３】 前記可変長メモリが開始アドレスと、メモリのブロックを定
    義する長さによりアクセス可能なメモリのブロックを備えることを特徴とする請
    求項２に記載のデータ圧縮方法。
  4. 【請求項４】 さらに前記開始アドレスと前記長さをファインダメモリに格
    納するステップを含むことを特徴とする請求項３に記載のデータ圧縮方法。
  5. 【請求項５】 前記デコードされている個々の文字を取得するために後で前
    記メモリアドレスにアクセスする前記ステップが開始アドレスから始まる長さＬ
    のメモリ１ブロック分を移動するステップを含むことを特徴とする請求項４に記
    載のデータ圧縮方法。
  6. 【請求項６】 さらにメモリ内の長さＬの前記ブロックを読み込み、メモリ
    から読み込んだ長さデータから、前記デコードされた個々のデータ文字を長さＬ
    のブロックが置かれている前記開始アドレスでアクセス可能なメモリアドレスに
    格納するかどうかを判別するステップを含むことを特徴とする請求項５に記載の
    データ圧縮方法。
  7. 【請求項７】 前記デコードされた個々のデータ文字を前記前の文字列コー
    ドによりアクセス可能なメモリアドレスに格納する前記ステップが前記データ文
    字のすべてを前記前の文字列コードに対応する一コードアドレスに格納するステ
    ップを含むことを特徴とする請求項１に記載のデータ圧縮方法。
  8. 【請求項８】 前記前の文字列にアクセスするために使用される前記コード
    アドレスが前の文字列＋拡張文字を含むコードアドレスで構成されることを特徴
    とする請求項７に記載のデータ圧縮方法。
  9. 【請求項９】 さらにデコードされた出力データストリームに前のコードを
    表す前記個々の文字を直接出力するステップを含むことを特徴とする請求項７に
    記載のデータ圧縮方法。
  10. 【請求項１０】 前記前の文字列を個々のデータ文字にデコードする前記ス
    テップがさらに、前記デコードされた文字をバッファレジスタに蓄積し、前記デ
    コードされた個々のデータ文字をバッファから出力するステップを含むことを特
    徴とする請求項７に記載のデータ圧縮方法。
  11. 【請求項１１】 入力圧縮文字列コードのストリームから文字列コードの前
    記ストリームで表される個々の文字を復元するデータ展開方法であって、 入力文字列コードの前記ストリームを生成するためにコンプレッサによって使
    用される文字列コード値の展開辞書を構築するステップと、 各圧縮された文字列コードをデコンプレッサで受け取ると同時にデコードする
    ステップと、 前記展開辞書を構築しながら前記文字列コードを含むアドレスポインタでアク
    セス可能なメモリ内に前記デコードされた文字列コード値を格納するステップと
    、 前記アドレスポインタを使用して前記文字列コードを表すすべての個々の文字
    を同時に取り出すステップと、 前記取り出した個々の文字を出力データストリームに追加するステップと を含むことを特徴とするデータ展開方法。
  12. 【請求項１２】 さらに表示用メモリを備えるコンピュータに前記出力デー
    タストリームを記録するステップを含むことを特徴とする請求項１１に記載のデ
    ータ圧縮方法。
  13. 【請求項１３】 さらに前記データストリームを前記コンピュータの表示装
    置にリアルタイムで表示するステップを含むことを特徴とする請求項１２に記載
    のデータ圧縮方法。
  14. 【請求項１４】 さらに前記出力データストリームを高速メモリに格納し後
    で表示できるようにするステップを含むことを特徴とする請求項１２に記載のデ
    ータ圧縮方法。
  15. 【請求項１５】 入力圧縮文字列コードのストリームからデータ文字列に対
    応する信号の前記ストリームで表される個々の文字を復元するデータ展開方法で
    あって、 前記文字列コードの順次対を受け取って格納するための入力を備えるコンピュ
    ータと、 前の文字列コードＳｐとその後に続く新しい文字列コードＳｎを表す前記コー
    ド対と、 アドレスを生成するコードカウンタと、 Ｓｐと前記新しい文字列Ｓｎの先頭の文字である拡張文字を前記文字列Ｓｎの
    コードカウンタアドレスに格納する文字列辞書と、 前記文字列Ｓｐとその部分文字列から拡張文字を抽出することにより前記コー
    ド値Ｓｐをデコードする手段と、 前記デコードされた値Ｓｐを個々の文字のストリームとしてメモリに格納する手
    段と、 前記コンピュータへの入力のところで受け取った文字列コードへの応答として
    前記メモリから個々の文字の前記ストリームを取り出す手段を備えることを特徴
    とするデータ展開方法。
  16. 【請求項１６】 コンピュータの入力のところで受け取った前記文字列コー
    ドがすでにデコードされている文字列Ｓｐに対応する部分文字列コードを含むこ
    とを特徴とする請求項１５に記載のデータ展開システム。
  17. 【請求項１７】 さらに文字列コードを受け取り、可変長メモリのブロック
    アドレスを生成するためのファインダメモリを備えることを特徴とする請求項１
    ５に記載のデータ圧縮システム。
  18. 【請求項１８】 さらに前記受け取った文字列コードがすでにデコードされ
    ているかどうかを判別する手段を備えることを特徴とする請求項１７に記載のデ
    ータ圧縮システム。
  19. 【請求項１９】 さらに前記コンピュータの入力のところで受け取るコード
    値に対しコードアドレスポインタを生成する手段を備え、 前記コード値Ｓｐをデコードする前記手段がさらに値Ｓｐの部分文字列を生成
    する手段を備え、 個々の文字の前記ストリームを取り出す前記手段がさらに前記部分文字列の１
    つに対応する文字のストリームを取り出す手段を備えることを特徴とする請求項
    １５に記載のデータ圧縮システム。
  20. 【請求項２０】 Ｓｐの前記デコードされた値を格納する前記メモリが前記
    文字列辞書の前記文字列メモリを備えることを特徴とする請求項１５に記載のデ
    ータ圧縮システム。
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