JPH05183443A - Code conversion method - Google Patents
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- JPH05183443A JPH05183443A JP34615991A JP34615991A JPH05183443A JP H05183443 A JPH05183443 A JP H05183443A JP 34615991 A JP34615991 A JP 34615991A JP 34615991 A JP34615991 A JP 34615991A JP H05183443 A JPH05183443 A JP H05183443A
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- Compression Or Coding Systems Of Tv Signals (AREA)
- Compression Of Band Width Or Redundancy In Fax (AREA)
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 画像データの伝送に用いられるハフマン符号
などの可変長符号の符号化／復号化に有用なルックアッ
プテーブルを用いた符号変換方法に関し、ルックアップ
テーブルのサイズを削減することを目的としている。
【構成】 可変長符号のような有効符号値が疎に分布す
る第１の符号系の入力符号を他の第２の符号系の符号に
変換するためのルックアップテーブルを、空間圧縮用の
第１ルックアップテーブルでは、入力符号の上位ビット
の値の列を、より密な識別符号の列に置換し、第２のル
ックアップテーブルでは、第１のルックアップテーブル
から得られる識別符号と入力符号の下位ビットの値との
組み合わせの値を第２の符号系の対応する符号（復号
値）に変換する構成をもつ。
(57) [Abstract] [Purpose] A code conversion method using a lookup table useful for encoding / decoding a variable length code such as a Huffman code used for transmitting image data, and reducing the size of the lookup table. The purpose is to do. A lookup table for converting an input code of a first code system, such as a variable-length code, in which effective code values are sparsely distributed, to a code of another second code system, In one lookup table, the sequence of high-order bit values of the input code is replaced with a sequence of denser identification codes, and in the second lookup table, the identification code and the input code obtained from the first lookup table. The value of the combination with the value of the lower bit of is converted into the corresponding code (decoded value) of the second code system.
Description
【０００１】[0001]
【産業上の利用分野】本発明は、画像データの伝送に用
いられるハフマン符号などの可変長符号の符号化／復号
化に有用なルックアップテーブルを用いた符号変換方法
に関する。BACKGROUND OF THE INVENTION 1. Field of the Invention The present invention relates to a code conversion method using a lookup table useful for coding / decoding a variable length code such as Huffman code used for transmitting image data.
【０００２】[0002]
【従来の技術】ハフマン符号は、発生確率の高いデータ
に短い符号を割り当て、発生確率の低いデータほどその
データに長い符号を割り当てることにより、データ圧縮
を行う可変長符号の一種である。ハフマン符号で符号化
されたデータを通常の固定長符号に復号化する場合、一
般にルックアップテーブルを用いた符号変換方法がとら
れる。この場合、可変長符号中の最大符号長に満たない
符号は全て最大符号長と同じ長さの固定長符号として扱
われる。その値は、テーブルを参照するポインタとして
用いられる。2. Description of the Related Art The Huffman code is a type of variable-length code that performs data compression by assigning a shorter code to data having a higher occurrence probability and assigning a longer code to data having a lower occurrence probability. When decoding the data encoded by the Huffman code into a normal fixed length code, a code conversion method using a lookup table is generally used. In this case, all the codes that are less than the maximum code length in the variable-length code are treated as fixed-length codes having the same length as the maximum code length. Its value is used as a pointer to refer to the table.
【０００３】テーブルには入力可変長符号に対応する出
力符号が設定されており、ポインタにより参照された出
力符号が復号値として取り出される。図１１にハフマン
符号の例を示す。図において、画像データ０〜８は、ド
ットの濃度レベルあるいは白ランや黒ランの長さを示す
データであり、たとえば１バイトで表される。An output code corresponding to the input variable length code is set in the table, and the output code referenced by the pointer is taken out as a decoded value. FIG. 11 shows an example of the Huffman code. In the figure, image data 0 to 8 are data indicating the density level of dots or the lengths of white runs and black runs, and are represented by 1 byte, for example.
【０００４】これらの画像データ０〜８に対してハフマ
ン符号長２〜６のハフマン符号列が対応づけられてお
り、画像データは、データ圧縮時に画像データとハフマ
ン符号とを対応づけたルックアップテーブルを用いたハ
フマン符号に変換される。A Huffman code string having a Huffman code length of 2 to 6 is associated with these image data 0 to 8. The image data is a look-up table that associates the image data with the Huffman code at the time of data compression. Is converted to a Huffman code using.
【０００５】またハフマン符号で符号化されたデータを
復号化する場合には、図１１のハフマン符号を最大符号
長の６ビットで固定長化したデータをポインタにしてル
ックアップテーブルを参照し、対応する復号値に変換す
る。When decoding the data encoded by the Huffman code, the lookup table is referenced by using the data obtained by fixing the Huffman code of FIG. 11 with a fixed code length of 6 bits as a pointer to the lookup table. Convert to a decrypted value.
【０００６】図１１のハフマン符号を６ビットに固定長
符号化するには、６ビット未満のハフマン符号（ハフマ
ン符号長２〜５）の下位に不足分のビットを補えばよ
い。この下位に補うビットの値は任意（あるいは不定）
である。しかしそのため復号化用のルックアップテーブ
ルには、エントリ数が２6 必要となり、著しく冗長にな
る。In order to perform the fixed length coding of the Huffman code of FIG. 11 into 6 bits, it is sufficient to supplement the deficient bits below the Huffman code of less than 6 bits (Huffman code length 2 to 5). The value of the bits to supplement this lower order is arbitrary (or undefined)
Is. But in the order lookup table for decoding the number becomes 2 6 requires entry becomes significantly redundant.
【０００７】[0007]
【発明が解決しようとする課題】ルックアップテーブル
を用いて可変長符号を復号化する場合のように、有効な
符号値が符号空間内に疎に分布している符号系の入力符
号を他の符号系の符号に変換する場合には、ルックアッ
プテーブルの構成が冗長になり、テーブルを格納するた
めに大きなメモリスペースが必要になるという問題があ
った。As in the case of decoding a variable length code using a look-up table, the input code of the code system in which the effective code values are sparsely distributed in the code space is replaced with another code. When converting to a code of the code system, there is a problem that the structure of the lookup table becomes redundant and a large memory space is required to store the table.
【０００８】本発明は、有効な符号値が符号空間内で疎
に分布している入力符号を他の符号系の出力符号に変換
するために用いるルックアップテーブルのサイズを削減
できる符号変換方法を提供することを目的としている。The present invention provides a code conversion method capable of reducing the size of a look-up table used for converting an input code whose effective code values are sparsely distributed in a code space into an output code of another code system. It is intended to be provided.
【０００９】[0009]
【課題を解決するための手段】本発明は、有効符号値が
疎に分布する第１の符号系の入力符号を他の第２の符号
系の符号に変換するためのルックアップテーブルを、空
間圧縮用の第１ルックアップテーブルでは、入力符号の
上位ビットの値の列を、より密な識別符号の列に置換
し、第２のルックアップテーブルでは、第１のルックア
ップテーブルから得られる識別符号と入力符号の下位ビ
ットの値との組み合わせの値を第２の符号系の対応する
符号（復号値）に変換するようにして、ルックアップテ
ーブルの全体のサイズの圧縮を図るものである。According to the present invention, a lookup table for converting an input code of a first code system in which effective code values are sparsely distributed into a code of another second code system is provided as a space. In the first look-up table for compression, the sequence of high-order bit values of the input code is replaced with a sequence of denser identification codes, and in the second look-up table, the identification obtained from the first look-up table. By converting the value of the combination of the code and the value of the lower bit of the input code into the corresponding code (decoded value) of the second code system, the overall size of the lookup table is compressed.
【００１０】図１は、例示的方法で示した本発明の原理
説明図である。ここでは、最大符号長がｎビットの可変
長符号の入力データを復号化する際の符号変換の例が示
される。FIG. 1 is a diagram for explaining the principle of the present invention shown by an exemplary method. Here, an example of code conversion when decoding input data of a variable length code having a maximum code length of n bits is shown.
【００１１】図において、１は、符号参照制御部であ
り、ルックアップテーブルを参照して符号／復号化を行
うプログラムをＣＰＵが実行することにより実現され
る。In the figure, reference numeral 1 is a code reference control unit, which is realized by the CPU executing a program for performing coding / decoding by referring to a lookup table.
【００１２】２は、ソースデータメモリであり、最大符
号長ｎビットの可変長符号が符号化されたデータ圧縮形
式のソースデータ、たとえば画像データが格納されてい
る。３は、空間圧縮用の第１のルックアップテーブルで
あり、ｍをｎ−１＞ｍ＞１なる整数とし（ｍがｎ，ｎ−
１，１，０の各値の場合にはテーブルの圧縮効果はな
い）、最大符号長ｎビットの可変長符号を左寄せしてｎ
ビットに固定長符号化したときの上位ｎ−ｍビットの値
をポインタとして参照される。参照されるテーブルのエ
ントリには上位ｎ−ｍビットの値を識別する符号が設定
されている。この識別符号は、上位ｎ−ｍビットの値の
個数を識別可能なビット値のｎ−ｍ＞ｌなるｌビットで
表される。つまり入力のｎ−ｍビットの疎な符号空間
は、テーブルでｌビットの密な符号空間に圧縮される。A source data memory 2 stores source data, for example, image data in a data compression format in which a variable length code having a maximum code length of n bits is encoded. 3 is a first look-up table for spatial compression, in which m is an integer such that n-1>m> 1 (m is n, n-
In the case of each value of 1, 1, 0, there is no compression effect of the table), and the variable length code having the maximum code length n bits is left-justified to n.
The value of the upper mn bits when fixed length coding is performed into bits is referred to as a pointer. A code for identifying the value of the upper nm bits is set in the entry of the referenced table. This identification code is represented by 1 bit of mn> l, which is a bit value capable of identifying the number of values of the upper nm bits. That is, the input mn-bit sparse code space is compressed into a 1-bit dense code space in the table.
【００１３】４は、符号変換用の第２のルックアップテ
ーブルであり、第１のルックアップテーブルから出力さ
れるｌビットの識別符号と、固定長符号化された可変長
符号の下位ｍビットとの組み合わせをポインタとして参
照され、可変長符号に対応する第２の符号系の符号を出
力する。Reference numeral 4 is a second look-up table for code conversion, which is an l-bit identification code output from the first look-up table and the lower m bits of the fixed-length coded variable-length code. Is referred to as a pointer, and the code of the second code system corresponding to the variable length code is output.
【００１４】５は、ディスティネーションデータメモリ
であり、第２のルックアップテーブルから出力された変
換結果の復号化データが格納される。A destination data memory 5 stores the decoded data of the conversion result output from the second lookup table.
【００１５】[0015]
【作用】図２に示す具体例を用いて本発明の作用を説明
する。図２の例は、入力符号の最大符号長が１６ビット
で有効符号数が２8 （２５６）個であるような可変長符
号系の入力符号を符号変換するためのものである。ここ
では、図１のｎ，ｍ，ｌの値は、ｎ＝１６，ｍ＝４，ｌ
＝８となる。The operation of the present invention will be described with reference to the specific example shown in FIG. The example of FIG. 2 is for transcoding an input code of a variable length code system in which the maximum code length of the input code is 16 bits and the number of effective codes is 2 8 (256). Here, the values of n, m and l in FIG. 1 are n = 16, m = 4 and l
= 8.
【００１６】入力符号の１６ビットは上位８ビットと下
位４ビットに分割され、第１のルックアップテーブル３
は、上位８ビットの値を８ビットの識別符号に変換す
る。第２のルックアップテーブル４は、８ビットの識別
符号と入力符号の下位４ビットとにより参照される。The 16 bits of the input code are divided into upper 8 bits and lower 4 bits, and the first look-up table 3
Converts the upper 8-bit value into an 8-bit identification code. The second look-up table 4 is referred to by the 8-bit identification code and the lower 4 bits of the input code.
【００１７】図３に示すように第２のルックアップテー
ブル４は、８ビットの識別符号対応に領域をもち、さら
に各領域は入力符号の下位４ビットで１６ワードに分割
されている（１ワードはテーブルの１エントリに対
応）。ただし１２ビット長以下の入力符号については、
下位４ビットが不定となるので、領域内分割は不要であ
る。As shown in FIG. 3, the second lookup table 4 has an area corresponding to an 8-bit identification code, and each area is divided into 16 words by the lower 4 bits of the input code (1 word). Corresponds to one entry in the table). However, for input codes with a length of 12 bits or less,
Since the lower 4 bits are indefinite, the area division is unnecessary.
【００１８】このような構成により、第１のルックアッ
プテーブル３と第２のルックアップテーブル４に要する
メモリスペースは２12＋２12＝２13ワードとなり、従来
の方法では２16ワードが必要となるから、この本発明の
例ではメモリスペースを８７．５％削減できたことにな
る。With such a configuration, the memory space required for the first look-up table 3 and the second look-up table 4 is 2 12 +2 12 = 2 13 words, and 2 16 words are required in the conventional method. Therefore, in this example of the present invention, the memory space can be reduced by 87.5%.
【００１９】[0019]
【実施例】次に、本発明の実施例を説明する。はじめ
に、図４を用いて最小サイズのルックアップテーブルの
設計方法を説明する。図４において、３は第１のルック
アップテーブル、４は第２のルックアップテーブル、ｚ
は入力可変長符号の最大符号長、ｙは分割した８の上位
ビット数、ｚ−ｙは分割したｚの下位ビット数、ｘは識
別符号のビット数を表す。EXAMPLES Next, examples of the present invention will be described. First, a method of designing a minimum size lookup table will be described with reference to FIG. In FIG. 4, 3 is a first lookup table, 4 is a second lookup table, z
Is the maximum code length of the input variable-length code, y is the number of divided high-order bits of 8, z-y is the number of divided low-order bits of z, and x is the number of bits of the identification code.
【００２０】ｚは入力可変長符号の符号系によりきまる
値で、ここではｚ＝１６ビットとする。またｘは入力可
変長符号の符号系における有効符号数できまる値で、こ
こではｘ＝８ビットとする。Z is a value determined by the code system of the input variable length code, and here z = 16 bits. Further, x is a value that allows the number of effective codes in the code system of the input variable length code, and here x = 8 bits.
【００２１】第１と第２のルックアップテーブルの合計
のサイズをＦ（ｘ，ｙ，ｚ）で表すと、 Ｆ（ｘ，ｙ，ｚ）＝２y ＋２2-y+x ｚ＝１６，ｘ＝８から Ｆ（ｙ）＝２y ＋２24-y ・・・・・ となる。When the total size of the first and second lookup tables is represented by F (x, y, z), F (x, y, z) = 2 y +2 2−y + x z = 16, From x = 8, F (y) = 2 y +2 24-y .
【００２２】このＦ（ｙ）を最小にするｙの値を求める
ため、式をｙで微分すると、In order to find the value of y that minimizes this F (y), the equation is differentiated by y,
【００２３】[0023]
【数１】 [Equation 1]
【００２４】となる。式を最小にするには、右辺の括
弧内を０にすればよい。よって、 ２y −２24-y ＝０ ｙ＝２４−ｙ ｙ＝１２ が得られる。これにより、ｚの１６ビットを１２ビット
と４ビットに分割するのが最適値とする。実際には、使
用される装置のシステムバス幅やメモリ素子のワード幅
などによって最適値に近い値を決定すればよい。It becomes In order to minimize the expression, the value inside the parenthesis on the right side should be 0. Therefore, 2 y −2 24-y = 0 y = 24−y y = 12 is obtained. As a result, the optimum value is to divide 16 bits of z into 12 bits and 4 bits. In practice, a value close to the optimum value may be determined according to the system bus width of the device used and the word width of the memory device.
【００２５】次に、本発明実施例による第１と第２のル
ックアップテーブルの例を示す。簡単化のため、最大符
号長が６ビットのハフマン符号列が上位４ビットと下位
２ビットに分割される場合について説明する。Next, examples of the first and second lookup tables according to the embodiment of the present invention will be shown. For simplification, a case where a Huffman code string having a maximum code length of 6 bits is divided into upper 4 bits and lower 2 bits will be described.
【００２６】図５は、画像データと、ハフマン符号列、
ハフマン符号長、第１のルックアップテーブルに設定さ
れる識別符号の値ＩＤとの対応を示す。ハフマン符号列
の上位４ビット（点線の左側）の値が異なるごとに、１
から始まる順序数がＩＤに割り付けられる。ＩＤ数は８
個でよいため、出力の識別符号は３ビットとなる。FIG. 5 shows image data, Huffman code string,
The correspondence between the Huffman code length and the value ID of the identification code set in the first lookup table is shown. 1 for each different value of the upper 4 bits (left side of the dotted line) of the Huffman code string
An ordinal number starting with is assigned to the ID. Number of ID is 8
Since the number is sufficient, the output identification code is 3 bits.
【００２７】図６に第１のルックアップテーブル３と第
２のルックアップテーブル４の構成を示す。第１のルッ
クアップテーブル３には、ハフマン符号の上位４ビット
の値と対応するＩＤが設定されている。なおハフマン符
号長が４ビット未満のハフマン符号については、不足ビ
ットの値が不定となるので同一ＩＤが重複設定される。FIG. 6 shows the configuration of the first look-up table 3 and the second look-up table 4. In the first look-up table 3, an ID corresponding to the value of the upper 4 bits of the Huffman code is set. For a Huffman code having a Huffman code length of less than 4 bits, the value of the insufficient bits becomes indefinite, and thus the same ID is set redundantly.
【００２８】第２のルックアップテーブル４には、ＩＤ
の３ビットとハフマン符号の下位２ビットの値に対応す
る復号値、つまり図５のハフマン符号列に対応する画像
データの値が設定されている。なおハフマン符号長が４
ビット未満のハフマン符号のＩＤについては、ハフマン
符号の下位２ビットの値００〜１１に対して同一復号値
が設定される。The second lookup table 4 has an ID
3 and the lower 2 bits of the Huffman code, that is, the decoded value, that is, the image data value corresponding to the Huffman code string in FIG. Huffman code length is 4
For the ID of the Huffman code having less than bits, the same decoded value is set for the values 0 to 11 of the lower 2 bits of the Huffman code.
【００２９】次に、図７に示すように、最大符号長１６
ビットのハフマン符号列をｍビットと１６−ｍビットに
分割し、識別符号が８ビットの場合の第１のルックアッ
プテーブル３と第２のルックアップテーブル４のそれぞ
れのテーブル作成処理のフローを、図８と図９に示す。Next, as shown in FIG. 7, the maximum code length 16
A Huffman code string of bits is divided into m bits and 16-m bits, and a flow of table creation processing of each of the first lookup table 3 and the second lookup table 4 when the identification code is 8 bits will be described. This is shown in FIGS. 8 and 9.
【００３０】図８の第１のルックアップテーブル作成処
理のフローにおいて、（１）で最初に設定するＩＤを１
とし、（２）で最初のハフマン符号とＳｉｚｅ（ハフマ
ン符号長）をロードする。（３）でＳｉｚｅがｍビット
以上あれば、（４）でｎ＝０とし、Ｓｉｚｅがｍビット
未満ならば（５）でｎ＝１２−Ｓｉｚｅとする。次に
（４）あるいは（５）のｎを用いて、（６）でメモリの
連続する２n 個のアドレスにＩＤを２n 回書き込む。
（７）で次のハフマン符号とＳｉｚｅをロードし、
（８）でＳｉｚｅが０かどうかを判定して０ならば終了
し、０以外ならば（９）を実行する。（９）ではハフマ
ン符号の上位ｍビットが以前に設定済みかどうかを判定
し、設定済みならば（１０）でＩＤ＝ＩＤ＋１にして
（３）に戻り、設定済みであれば（７）に戻り次のハフ
マン符号とＳｉｚｅをロードし、同様な処理を繰り返
す。In the flow of the first lookup table creation processing of FIG. 8, the ID initially set in (1) is 1
In step (2), the first Huffman code and Size (Huffman code length) are loaded. If Size is m bits or more in (3), n = 0 is set in (4), and if Size is less than m bits, n = 12-Size is set in (5). Next, using n in (4) or (5), the ID is written 2 n times in 2 n consecutive addresses in the memory in (6).
In (7), load the next Huffman code and Size,
In (8), it is determined whether or not Size is 0, and if it is 0, the process ends. If it is not 0, (9) is executed. In (9), it is determined whether or not the upper m bits of the Huffman code have been previously set. If set, set ID = ID + 1 in (10) and return to (3). If set, return to (7). The next Huffman code and Size are loaded, and the same processing is repeated.
【００３１】次に図９第２のルックアップテーブル作成
処理のフローを説明する。まず（１１）で最初のハフマ
ン符号とＳｉｚｅをロードする。（１２）でＳｉｚｅ＝
０かどうかを判定し、Ｓｉｚｅが０ならば終了し、０以
外ならば（１３）でＳｉｚｅ≧ｍかどうかを判定する。
Ｓｉｚｅがｍ以上ならば（１４）でｎ＝１６−Ｓｉｚｅ
とし、Ｓｉｚｅがｎ未満ならば（１５）でｎ＝１６−ｍ
とする。次にこれらのｎを用いて（１６）で復号値を２
n 回メモリの連続アドレスに書き込む。そして（１７）
で次のハフマン符号とＳｉｚｅをロードし、（１２）に
戻って同様な処理を繰り返す。Next, the flow of the second lookup table creating process shown in FIG. 9 will be described. First, in (11), the first Huffman code and Size are loaded. Size = in (12)
It is determined whether or not 0. If Size is 0, the process ends. If it is other than 0, it is determined whether or not Size ≧ m in (13).
If Size is m or more, in (14), n = 16-Size
And if Size is less than n, then in (15), n = 16−m
And Next, using these n, the decoded value is set to 2 in (16).
Write to consecutive addresses in memory n times. And (17)
Then, the next Huffman code and Size are loaded, and the process returns to (12) to repeat the same processing.
【００３２】図１０は、このようにして作成された第１
と第２のルックアップテーブルを用いて最大符号長が１
６ビットのハフマン符号データを復号化する際のテーブ
ルアクセス処理のフローである。またｍ＝１２とする。FIG. 10 shows the first created in this way.
And using the second lookup table, the maximum code length is 1
It is a flow of a table access process at the time of decoding 6-bit Huffman code data. Also, m = 12.
【００３３】まず（１８）でハフマン符号をロードす
る。（１９）でハフマン符号の上位１２ビットを用いて
第１のルックアップテーブルを参照し、該当するＩＤを
読み出す。（２０）ではＩＤを左に４ビットシフトし、
（２１）で、シフトされたＩＤとハフマン符号の下位４
ビット（１６−ｍ＝４）とを加算する。この加算結果の
コードを用いて、（２２）で第２のルックアップテーブ
ルを参照し、該当する復号値を読み出す。First, at (18), the Huffman code is loaded. At (19), the first look-up table is referenced using the upper 12 bits of the Huffman code, and the corresponding ID is read. In (20), the ID is shifted 4 bits to the left,
In (21), the shifted ID and the lower 4 of the Huffman code
Add the bits (16-m = 4). The code of this addition result is used to refer to the second lookup table in (22) to read the corresponding decoded value.
【００３４】[0034]
【発明の効果】本発明によれば、可変長符号のような符
号値が疎に分布する符号系を符号変換する場合に、従来
にくらべてルックアップテーブルのサイズを大幅に圧縮
することができ、メモリ資源の有効利用化とコストの低
減とを図ることができる。As described above, according to the present invention, the size of the lookup table can be significantly reduced as compared with the conventional case when code conversion is performed on a code system such as a variable length code in which code values are sparsely distributed. Thus, effective utilization of memory resources and cost reduction can be achieved.
【図１】本発明の原理説明図である。FIG. 1 is a diagram illustrating the principle of the present invention.
【図２】本発明の作用を説明するルックアップテーブル
の例の説明図である。FIG. 2 is an explanatory diagram of an example of a look-up table for explaining the operation of the present invention.
【図３】第２のルックアップテーブルの構成説明図であ
る。FIG. 3 is an explanatory diagram of a configuration of a second lookup table.
【図４】本発明実施例によるルックアップテーブルの設
計方法の説明図である。FIG. 4 is an explanatory diagram of a look-up table designing method according to an embodiment of the present invention.
【図５】本発明実施例による用いるハフマン符号列の例
の説明図である。FIG. 5 is an explanatory diagram of an example of a Huffman code string used according to the embodiment of the present invention.
【図６】本発明実施例によるルックアップテーブルの構
成例説明図である。FIG. 6 is an explanatory diagram of a configuration example of a lookup table according to the embodiment of the present invention.
【図７】本発明実施例のルックアップテーブル処理説明
図である。FIG. 7 is an explanatory diagram of a lookup table process according to the embodiment of this invention.
【図８】本発明実施例による第１のルックアップテーブ
ルの作成処理のフロー図である。FIG. 8 is a flowchart of a process of creating a first lookup table according to the embodiment of the present invention.
【図９】本発明実施例による第２のルックアップテーブ
ルの作成処理のフロー図である。FIG. 9 is a flowchart of a process of creating a second lookup table according to the embodiment of the present invention.
【図１０】本発明実施例によるルックアップテーブルア
クセス処理のフロー図である。FIG. 10 is a flowchart of lookup table access processing according to the embodiment of the present invention.
【図１１】ハフマン符号の例の説明図である。FIG. 11 is an explanatory diagram of an example of a Huffman code.
１ 符号参照制御部 ２ ソースデータメモリ ３ 第１のルックアップテーブル ４ 第２のルックアップテーブル ５ ディスティネーションデータメモリ 1 Code Reference Control Unit 2 Source Data Memory 3 First Lookup Table 4 Second Lookup Table 5 Destination Data Memory
Claims (2)
符号値が疎に分布している第１の符号系の入力符号を他
の異なる第２の符号系の対応する符号に変換する符号変
換方法において、 第１の符号系の入力符号のビット長をｎとし、ｍをｎ−
１＞ｍ＞１なる値とし、ｌをｎ−ｍ＞ｌなる値として、 第１の符号系の入力符号の上位ｎ−ｍビットの値をｌビ
ットの識別符号に変換する第１のルックアップテーブル
と、 第１の符号系の入力符号の下位ｍビットと第１のルック
アップテーブルから得られるｌビットの識別符号とを組
み合わせた値を第２の符号系の対応する符号に変換する
第２のルックアップテーブルとを設け、 第１の符号系の入力符号を上位ｎ−ｍビットと下位ｍビ
ットに分割し、上記第１および第２のルックアップテー
ブルをそれぞれ参照して第２の符号系の出力符号を得る
ことを特徴とする符号変換方法。1. A code conversion method for converting an input code of a first code system in which effective code values are sparsely distributed into a corresponding code of another different second code system by using a lookup table. , The bit length of the input code of the first code system is n, and m is n−
A first lookup for converting a value of upper mn bits of an input code of the first code system into a 1-bit identification code, with 1>m> 1 as a value and l as a value of nm> l A second combination for converting a value obtained by combining the table and the lower m bits of the input code of the first code system and the 1-bit identification code obtained from the first lookup table into the corresponding code of the second code system. Of the first code system, the input code of the first code system is divided into upper mn bits and lower m bits, and the second code system is referred to by referring to the first and second lookup tables, respectively. A code conversion method characterized by obtaining an output code of.
符号は、可変長符号であり、符号長が最大符号長未満の
符号は、その最上位ビットを最大符号長の符号の最上位
ビットに対応させて固定長符号化して取り扱われること
を特徴とする符号変換方法。2. The input code of the first code system according to claim 1, wherein the input code is a variable-length code, and the code having a code length less than the maximum code length has the most significant bit as the most significant code of the maximum code length. A code conversion method characterized in that fixed-length coding is performed in correspondence with bits to be handled.
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