JPH0926902A

JPH0926902A - ファイル圧縮並びに復元方法

Info

Publication number: JPH0926902A
Application number: JP7176322A
Authority: JP
Inventors: Seiji Hiraga; 省二平賀
Original assignee: Fujikura Ltd
Current assignee: Fujikura Ltd
Priority date: 1995-07-12
Filing date: 1995-07-12
Publication date: 1997-01-28

Abstract

(57)【要約】【課題】特に小型携帯端末機の記憶エリアを節約し、
圧縮ファイル中の所定のレコードのみを復元できるよう
にする。【解決手段】複数のレコードで構成された被圧縮ファ
イルをハフマン法により圧縮する方法において、各レコ
ードの位置情報と各レコード長情報とを圧縮ファイルに
付加し、前記レコードの先頭位置情報及びレコード長情
報に基づいて圧縮ファイルから所望のレコードのみを復
元することを特徴とする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】この発明は、コンピュータや
パソコンのデータファイルのデータ圧縮及び復元に関す
るもので、特にデータ収集・処理・保存をこなすハンデ
ィサイズの情報機に関するもので、その補助記憶装置、
つまりＲＡＭ領域を有効利用することを目的として、ハ
フマン法と呼ばれるファイル圧縮法を利用したものであ
る。

【０００２】

【従来の技術】ハンディサイズの情報機としての小型携
帯端末機は図１８に示す構成から成る。図１８におい
て、小型携帯端末機１は、各部を制御するＣＰＵ１ａ
と、ＣＰＵ１ａの基本的な動作を制御するオペレーティ
ングシステムプログラムが記憶されるＲＯＭ１ｂと、対
応業務用のアプリケーションプログラムをロードされる
と共に、該プログラムのワークエリアとして各種レジス
タ値が一時記憶されるＲＡＭ１ｃと、内部バスを介して
ＣＰＵ１ａから供給される各種データを表示する液晶表
示素子等で構成される表示回路１ｄと、数字入力用のテ
ンキーやファンクションキー等から構成される操作子１
ｅと、着脱自在に取付けられるメモリカード１ｆとから
構成されている。なお、１ｇは、例えば、モデム等から
構成され、シリアルデータ通信を制御する通信制御回路
である。

【０００３】さて、小型携帯端末機１で利用されるデー
タファイル（システムから読み込み専門に使用される画
面情報等のファイルで、固定長レコードを持つランダム
アクセスファイル）はパソコンで作成され、ダウンロー
ドにより小型携帯端末機１のＲＡＭ１ｃやメモリカード
１ｆにコピーされて利用される。

【０００４】しかし、ＲＡＭ１ｃ及びメモリカード１ｆ
には容量の限界があり、小型携帯端末機１で大量のデー
タファイルを扱う大規模なシステムを運用しようとした
とき、データファイルを含むファイルが補助記憶装置に
収納出来なくなり、システムの運用が不可能となること
も予想される（図１７参照）。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】上述の問題を回避する
ためにデータファイルを圧縮後小型端末機にダウンロー
ドし、小型携帯端末機のシステムで利用するときに復元
して使用する方法が考えられるが、圧縮されたデータフ
ァイルを元のデータファイルに復元すると、復元された
データファイルを格納するため、ＲＡＭに空き領域が必
要である。

【０００６】復元処理時間がかかるといった問題点がで
てくる（図１６参照）。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明では、基本的に
は、ファイルをパソコン上で圧縮し、圧縮されたデータ
ファイルをダウンロードにより小型携帯端末機にコピー
して、システムがこれを利用するとき必要なレコードの
みをメインメモリ上に復元するものである（図１５参
照）。

【０００８】上記の目的のために、本発明は、ハフマン
法と呼ばれる圧縮アルゴリズムを有効利用することによ
り実現する。

【０００９】ハフマン法は、後で詳述するが、ハフマン
木と呼ばれる符号の変換表によって、文字列中の出現頻
度の高い文字をビット長の短い符号語（圧縮された文
字）に、出現頻度の低い文字をビット長の長い符号語に
変換することで符号化を行なう。よって、生成される符
号語はビット単位で構成された長さが一定でない。ま
た、ハフマン木は１つの文字列について一意的に定まり
変化しない。また、一意復号可能な符号化を行えるた
め、各符号語の先頭からであれば復元可能である。

【００１０】従って、基本的に下記（ａ）、（ｂ）、
（ｃ）を行うことにより圧縮ファイル中の任意のレコー
ド（符号語列）を復元できる。

【００１１】（ａ）圧縮の際に、圧縮後のデータ長をカ
ウントして、圧縮ファイル中の各レコードの位置情報を
求め、圧縮ファイルに追加する。

【００１２】（ｂ）圧縮ファイルから（ａ）のレコード
の位置情報を読みだして、この情報を基に所望のレコー
ドのみを復元する。

【００１３】（ｃ）復元の際に、隣接するレコードの位
置情報から所望のレコードの位置、データ長等の情報を
求め、その情報に基づいたデータを復元することで所望
のレコードを復元する。

【００１４】まず、被圧縮ファイルが予め定められた長
さ（文字列の数）のレコードで構成されている場合に
は、下記、（ｄ）を付加して行う。なお、固定長のレコ
ードで構成されている場合は、各レコードが予め定めら
れた長さが一定の場合なので、前記の場合に含まれる。

【００１５】（ｄ）圧縮の際に、レコードの文字数をカ
ウントして、これが前記のレコード長に達した時をもっ
て、各レコードの終端と判定して、（ａ）の各レコード
の位置情報を確定する。

【００１６】更に、（ｃ）の代わりに下記（ｅ）、
（ｆ）を付加して行うことにより、復元処理が簡易化で
きる。

【００１７】（ｅ）被圧縮ファイルの予め定められたレ
コード長情報を圧縮ファイルに付加する。

【００１８】（ｆ）復元の際に、圧縮ファイルから
（ｅ）のレコード長情報を読みだして、そのレコード長
の文字列だけを復元することで所望のレコードのみを復
元できる。

【００１９】次に、被圧縮ファイルが可変長のレコード
で構成されている場合には、通常各レコードの終端がデ
リミタ（区切り文字）で区切られているので、（ａ）、
（ｂ）、（ｃ）に下記（ｇ）を付加して行う。

【００２０】（ｇ）圧縮の際に、レコードの文字が前記
のデリミタに一致した時をもって、そのレコードの終端
と判定して（ａ）の各レコードの位置情報を確定する。

【００２１】更に、（ｃ）の代わりに下記（ｈ）を付加
して行うことにより、復元処理が簡易化できる。

【００２２】（ｈ）復元の際に、レコードの文字が前記
のデリミタに一致した時をもって、そのレコードの終端
と判定して復元を終了することで所望のレコードのみを
復元する。

【００２３】この発明によれば、パソコン上でハフマン
法圧縮アルゴリズムで圧縮されたデータファイルをダウ
ンロードにより小型携帯端末機にコピーして、システム
がこれを利用するとき必要なレコードのみをメインメモ
リ上に復元する。この結果、ＲＡＭの空き領域の一部が
復元されたデータファイルのために使用されることがな
い。しかも、レコード長はファイル長より充分短いた
め、復元処理時間が短い。

【００２４】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照してこの発明を
小型携帯端末機における圧縮ファイルの利用において説
明する。図１８にこの発明に係る小型携帯端末機の構成
を示すブロック図を示す。この発明は、このような構成
からなる小型携帯端末機に適用されるものである。従
来、図１７に示すように、小型携帯端末機補助記憶装置
１２にコピーされたデータファイル１のレコードを小型
携帯端末機１０が読み込む（Ａ１）。あるいは、図１６
に示すように、圧縮されたデータファイル１を小型携帯
端末機に読み込み（Ｂ１）、復元した後補助記憶装置１
２の空き領域へ書き込み（Ｂ２）、その復元されたデー
タファイル１のレコードを小型携帯端末機１０が読み込
む（Ｂ３）。

【００２５】本願発明では、図１５に示すように、ハフ
マン法を利用した圧縮法によって圧縮されたデータファ
イル１の必要なレコードのみを小型携帯端末機１０が読
み込み（Ｃ１）、復元する。復元されたレコードは、メ
インメモリに置かれる。

【００２６】ここで、ハフマン法と呼ばれる圧縮アルゴ
リズムについて簡単に説明すると、ハフマン法は、ハフ
マン木と呼ばれる符号の変換表によって、文字列中の出
現頻度の高い文字をビット長の短い符号語（圧縮された
文字）に、出現頻度の低い文字を長いビット長の符号語
に変換することで符号化を行なう。よって、生成される
符号語はビット単位で構成された長さが一定でない。

【００２７】ハフマン木は、文字列中に出現した文字
（葉という）、もしくは節を出現回数が少ないものから
節によって束ね、出現回数の合計を節の出現回数とする
作業を節が１つになるまで繰り返す（最後の節を根とい
う）ことによって得られる。今、“ＡＤＣＡＢＡＥＢＡ
ＡＤＣ”という文字列をハフマン法で符号化すると、構
成されるハフマン木は図１のようになる。

【００２８】図１において、葉の（）内は、それぞれ
の文字のデータファイル１中の出現回数である。節、根
の（）内は、葉もしくは節の（）内の数字を足し合
わせたものである。

【００２９】ハフマン木で、根、節、葉をつなぐものを
枝と呼ぶ。そして、根、節の各分岐地点において、向か
って右下に伸びる枝に１、左下に伸びる枝に０を与え、
根から葉に至るまでに辿った枝についていた１と０の並
びをビット列としたものがハフマン符号（ハフマン法に
よる符号語）となる。前記の文字列“ＡＤＣＡＢＡＥＢ
ＡＡＤＣ”に対するハフマン符号は図２のようになり、
符号語の列（圧縮された文字列）は図３のようになる。
なお、圧縮後のファイルには、復元時にもハフマン木が
利用されるため、ハフマン木の情報が付加される。

【００３０】ここで、ハフマン木は、被圧縮ファイル内
の全ての文字の出現頻度を調べて作成されるので、１つ
の文字列について一意的に定まり変化しない。また、一
意復号可能な符号化を行なえるため、各符号語の先頭か
らであれば復元可能である。

【００３１】そこで本願発明の基本となる１つの文字を
圧縮する手順とファイルの全体を圧縮する手順とをフロ
ーチャートで表して、それぞれ図４と図５とに示す。

【００３２】すなわち、図１のハフマン木の枝についた
１もしくは０を記録しながら葉（文字）から根までさか
のぼり、根に辿り着いたところで記録していた１，０の
列を逆にして、ビット列に変換しながら圧縮ファイルに
出力する方法が取られる。ただし、圧縮ファイルの符号
語の出力は、バイト単位で行われる。また、ファイルに
対する圧縮は、１文字に対する圧縮をファイルの先頭か
ら最後尾までに施せばよい。

【００３３】本願発明は、上記のハフマン法による圧縮
（符号化）／復元（復号化）アルゴリズムに基づいて行
われる。

【００３４】また、本願発明では、ハフマン木は１つの
文字列について一意的に定まり変化しないことから、各
符号語の先頭からであれば、符号語列の任意の符号語か
ら復元可能であることに基づいて、任意のレコードのみ
を復元するため、前記図４及び図５のフローチャートに
下記（ａ）（ｂ）をつけ加えることが必要となる。

【００３５】（ａ）ハフマン木に基いて圧縮された文字
列の総ビット数をカウントする。

【００３６】（ｂ）１レコード分の圧縮が終了する度
に、符号語の列の総ビット数を配列等の作業領域に記録
し、圧縮終了時に圧縮ファイルに付加する。

【００３７】すなわち、従来のハフマン法による圧縮フ
ァイルは図９に示すように、符号化された圧縮データ部
８１にハフマン木情報８２が付加されたものである。圧
縮データ部８１中の各レコード１，２，……，ｎ，は構
成する符号語がビット単位の長さが一定しないことによ
り、レコードのランダムアクセスが不可能となる。

【００３８】本発明では、復元時に任意のレコードのみ
を復元するため、上記従来の圧縮ファイルに、図１０に
示すように圧縮データ部９１中の各レコード（１，２，
……，ｎ，）の位置がレコード番号順にレコード位置情
報部９２としてつけ加えられる。

【００３９】以下、請求項に対応して実施形態を説明す
る。

【００４０】（実施例１）請求項１に対応した、被圧縮
ファイルが複数の予め定められた長さ（文字列の数）の
レコードで構成されている場合の、ファイルの圧縮方法
の一実施例を説明する。

【００４１】まず、図６のフローチャートに示す１文字
に対する圧縮がスタートする（ＳＴ６０）。なお、先だ
って、被圧縮ファイルの１レコードについてハフマン木
を形成しておく必要がある。

【００４２】被圧縮ファイルから１文字取り出す（ＳＴ
６１）。ステップＳＴ６１で取り出した文字に対応する
ハフマン木の葉を見つける（ＳＴ６２）。この葉の１つ
上の節まで遡り辿った枝についていた０もしくは１を作
業領域に出力する（ＳＴ６３）。ステップＳＴ６３で出
力した「０」もしくは「１」のビットはレコード位置カ
ウンタでカウントする（ＳＴ６４）。根に辿り着くまで
ステップＳＴ６３及びＳＴ６４が続けられる（ＳＴ６
５）。かくして作業領域に出力されたビット列（符号
語）を圧縮ファイルへ出力する（ＳＴ６６）。これで１
文字に対する圧縮は終了する。

【００４３】次いで、ファイルに対する圧縮は、図７に
示すフローで行なわれ、ファイルに対する圧縮がスター
トする（ＳＴ７０）。図６のフローで示した１文字に対
する圧縮を行い、圧縮の処理回数をカウンタＢにカウン
トする（ＳＴ７２，ＳＴ７３）。これに先だってカウン
タＢの初期値を０とする（ＳＴ７１）。カウンタＢの値
がレコード長になるまでステップＳＴ７２，ＳＴ７３が
続けられる（ＳＴ７４）。このとき１レコード分の圧縮
が終了する度に、レコード位置カウンタの値（１レコー
ド内の総ビット数）を作業領域に出力する（ＳＴ７
５）。そうしてカウンタＢを初期化する（ＳＴ７６）。
上記のステップＳＴ７２〜ＳＴ７６を１ファイルが終了
するまで続けられる（ＳＴ７７）。ステップＳＴ７５で
作業領域に出力していた各レコード位置カウンタの値を
圧縮ファイルに付加して（ＳＴ７８）ファイルに対する
圧縮は終了する。この結果、圧縮ファイルは図１０に示
したように圧縮データ部９１中の各レコード（１，２，
……，ｎ，）の位置（終端位置）が、圧縮ファイルの先
頭からのビット数としてレコード番号順にレコード位置
情報部９２としてつけ加えられる。

【００４４】なお、被圧縮ファイルのレコード長は、圧
縮の都度、数値を入力することが適当であるが、常に一
定のレコード長である場合には、圧縮のプログラムに入
力されていてもよい。

【００４５】更に本方法は、被圧縮ファイルの各レコー
ドの長さが異なる場合でも、例えば図７のＳＴ７４のレ
コード長をレコード順に切り替えることによって、適用
することができる。

【００４６】（実施例２）請求項２に対応した、被圧縮
ファイルが複数の可変長のレコードで構成されている場
合の、ファイルの圧縮方法の一実施例を説明する。

【００４７】このような可変長レコードで構成されたフ
ァイルは、通常、各レコードの終端がデリミタ（区切り
文字）で区切られており、ファイルに対する圧縮は、図
８に示すフローで行なわれる。図６のフローで示した１
文字に対する圧縮を行い（ＳＴ８１）、レコード終端に
挿入されたデリミタを圧縮する（ＳＴ８２）まで続け
る。このときのレコード位置カウンタの値を作業領域に
出力する（ＳＴ８３）。上記のステップＳＴ８１〜ＳＴ
８３を１ファイルが終了するまで続けられる（ＳＴ８
４）。ステップＳＴ８３で作業領域に出力していた各レ
コード位置カウンタの値を圧縮ファイルに付加して（Ｓ
Ｔ８５）ファイルに対する圧縮は終了する。この結果、
圧縮ファイルは図１０に示したように圧縮データ部９１
中の各レコード（１，２，……，ｎ，）の位置（終端位
置）が、圧縮ファイルの先頭からのビット数としてレコ
ード番号順にレコード位置情報部９２としてつけ加えら
れる。

【００４８】（実施例３）請求項３に対応した、実施例
１又は実施例２の圧縮ファイルの復元方法の一実施例を
説明する。

【００４９】まず圧縮ファイルから任意のレコードのみ
を復元する方法について説明する。図１０に示した圧縮
ファイルの「各レコードの位置」データは、各レコード
の終端位置データなので、復元するレコードをｉ番目と
すると、圧縮ファイルから「ｉ−１番目のレコードの位
置」データを読み込む。

【００５０】このデータは、ファイルの先端からｉ−１
番目のレコードの終端までの総ビット数で表わされてい
る。図１０の圧縮データ部９１を拡大すると図１１のよ
うになるので、前記のデータの総ビット数を（ｊ−１）
［バイト］＋ｋ［ビット］のバイト単位に変換すること
ができる。

【００５１】次に、ファイルポインタにより圧縮データ
部からｉ番目のレコードを取り出す方法について説明す
る。ファイルポインタとは、Ｃ言語における論理アドレ
スのことで、バイト単位でしか移動できないので前記の
換算を行っている。図１１に示すようにファイルポイン
タを圧縮データ部９１の始端から（ｊ−１）［バイト］
移動させた後、ｊ［バイト］目の（ｋ＋１）［ビット］
目から復元処理を始め、レコード長分だけ処理を継続さ
せれば、ｉ番目のレコードのみを復元することが出来
る。

【００５２】ここで、圧縮ファイルの「ｉ番目のレコー
ド位置」は、ｉ番目までのレコードの終端までのデータ
なので、ｉ番目のレコードのレコード長は、「ｉ番目の
レコード位置」データを読みこんで、「ｉ−１番目のレ
コード位置」データを減算することにより求められる。

【００５３】なお、復元するときも、ハフマン木情報が
利用される。

【００５４】次にフローチャートにてより詳細に説明す
る。

【００５５】まず、１文字に対する復元について説明す
る。１文字に対する復元は、図１２（ａ）のフローに示
すように、圧縮ファイルから１ビット取り出す（ＳＴａ
１２１）。取出したビットにより図１に示したハフマン
木を１つ下の節まで下げる、つまり取出したビットが
「０」のときは左下の節、「１」のときは右下の節まで
下げる（ＳＴａ１２２）。このとき１ビットに対する処
理回数をカウンタＡ’にカウントする（ＳＴａ１２
３）。ステップＳＴａ１２２においてハフマン木の葉に
辿りつくまで行う（ＳＴａ１２４）。葉に対応した文字
をメモリに出力して（ＳＴａ１２５）、１文字に対する
復元は終了する。

【００５６】次に、レコードの復元について説明する。
その復元フローは図１４に示す。この場合の圧縮ファイ
ルには、レコード位置情報は、例えば（ｉ−１）番目の
レコードの終りが圧縮ファイル頭初からの総ビット数を
ｎとして、ｉ番目のレコード終りが圧縮ファイル頭始か
らの総ビット数をｍとして圧縮ファイル中のそれぞれ
「レコードｉの位置」と「レコードｉ−１の位置」に記
憶されている。圧縮後の「レコードｉ」のレコード長は
ｍ−ｎで求められる。

【００５７】圧縮ファイルから復元対象レコードの位置
情報とレコード長情報（前記のように復元対象レコード
と隣接するレコードの位置情報から換算）を取り出す
（ＳＴ１４１）。取り出したｉ番目のレコードの位置を
読み込むため、図１１で説明したように、ファイルポイ
ンタを（ｊ−１）バイト移動させる（ＳＴ１４３）。ｊ
バイト目の先頭から（ｋ＋１）ビット目を取り出し（Ｓ
Ｔ１４４）、その（ｋ＋１）ビットから１文字に対する
復元を開始する（ＳＴ１４５）。１ビットに対する処理
回数のカウンタ値Ａ’が圧縮後のレコード長になった
（ＳＴ１４６）ときｉ番目レコードの復元は終了する。

【００５８】被圧縮ファイルが可変長のレコードで構成
されている場合で、各レコードの終端がデリミタ（区切
り文字）で区切られている場合には、レコードの文字が
前記のデリミタに一致した時をもって、そのレコードの
終端と判定して復元を終了することで所望のレコードの
みを復元してもよい。

【００５９】（実施例４）請求項４及び請求項５に対応
した、被圧縮ファイルが複数の予め定められた長さ（文
字列の数）のレコードで構成されている場合の圧縮及び
復元方法の一実施例を説明する。この方法は、被圧縮フ
ァイルの予め定められたレコード長情報が、圧縮ファイ
ルに付加されていることに特徴がある方法であり、前記
の実施例の方法に比べて復元方法のプログラムソフトが
簡潔化され、その結果、処理の高速化が図れる利点を有
する。レコード長情報は、例えば圧縮ファイルのヘッダ
に付加することが望ましいが、他の場所、例えばレコー
ド位置情報部等に付加してもよい。

【００６０】まず、請求項４に対応したファイルの圧縮
方法は、実施例１の方法と同様である。次いで、請求項
５に対応した圧縮ファイルの復元方法について説明す
る。

【００６１】この場合の１文字に対する復元のフロー
と、レコードに対する復元のフローをそれぞれ図１２
（ｂ）と図１３に示す。図１２（ｂ）において、１文字
に対する復元は、圧縮ファイルから１ビット取り出す
（ＳＴｂ１２１）。取り出したビットにより図１に示し
たハフマン木を１つ下の節まで下げる。つまり取り出し
たビットが「０」のときは左下の節、「１」のときは右
下の節まで下げる（ＳＴｂ１２２）。ステップＳＴｂ１
２２においてハフマン木の葉に辿りつくまで行う（ＳＴ
ｂ１２３）。葉に対応した文字をメモリに出力して（Ｓ
Ｔｂ１２４）、１文字に対する復元は終了する。図１３
において、圧縮ファイルから復元対象レコードの位置情
報とレコード長を取り出す（ＳＴ１３１）。取り出した
ｉ番目レコードの位置を読み込むため、図１１で説明し
たように、ファイルポインタを（ｊ−１）バイト移動さ
せる（ＳＴ１３３）。圧縮ファイルの圧縮データ部のｊ
バイト目の先頭から（ｋ＋１）ビット目を取り出し（Ｓ
Ｔ１３４）、その（ｋ＋１）ビットから１文字に対する
復元を開始する（ＳＴ１３５）。このときから復元の処
理回数のカウントを始め（ＳＴ１３６）、カウンタＡの
値が圧縮前のレコード長に達した（ＳＴ１３７）ときｉ
番目レコードの復元が終了する。

【００６２】なお、被圧縮ファイルのレコード長は、圧
縮又は復元の都度、数値を入力することが望ましいが、
常に一定のレコード長である場合には、圧縮又は復元の
プログラムに入力されていてもよい。

【００６３】以上の実施例において、圧縮後の各レコー
ドの位置情報は、最初のレコードのデータの始め端から
各レコードのデータの終端までのビット数で表している
が、他の情報、例えば、各レコードの始め端までのビッ
ト数、各レコードのデータ長等でも良い。

【００６４】

【発明の効果】以上説明したように、ハフマン木は１つ
の文字列について一意的に定まり変化しない。また、一
意復号可能な符号化を行なえるため、圧縮されたデータ
は各符号語の先頭からであれば、任意のレコード（符号
語列）からの復元が可能である。

【００６５】よって、圧縮時に各レコードの位置情報を
記録し、圧縮ファイルに付加することにより、任意のレ
コードを復元できる。

【００６６】例えば、パソコン上でハフマン法により圧
縮されたデータファイルをダウンロードにより小型携帯
端末機にコピーして、これを利用するとき必要なレコー
ドのみをメインメモリ上に復元できる。この結果、小型
携帯端末機の補助記憶装置であるＲＡＭの空き領域が復
元されたデータファイルのために使用されることがな
い。

【００６７】また、ファイル長より充分短いレコードの
みを復元するので、圧縮ファイル全体に対する復元より
処理時間が短い。

【図面の簡単な説明】

【図１】圧縮アルゴリズムのハフマン木を示す。

【図２】図１の文字列に対するハフマン符号を示す。

【図３】圧縮された文字列を示す。

【図４】従来の１文字に対する圧縮動作を示すフローチ
ャート図。

【図５】従来のファイルに対する圧縮動作を示すフロー
チャート図。

【図６】この発明の実施形態による１文字に対する圧縮
動作を示すフローチャート図。

【図７】この発明の実施形態によるファイルに対する圧
縮動作を示すフローチャート図。

【図８】この発明の他の実施形態によるファイルに対す
る圧縮動作を示すフローチャート図。

【図９】従来の圧縮ファイル構造の説明図。

【図１０】この発明の実施形態による圧縮ファイル構造
の説明図。

【図１１】この発明の実施形態による復元時に任意のレ
コードのみを復元する方法の説明図。

【図１２】（ａ），（ｂ）のいずれも、異なる実施例に
おけるこの発明の実施形態による１文字に対する復元動
作を示すフローチャート図。

【図１３】この発明の実施形態によるレコードに対する
復元動作を示すフローチャート図。

【図１４】この発明の他の実施形態によるレコードに対
する復元動作を示すフローチャート図。

【図１５】この発明のデータファイルの利用方法の説明
図。

【図１６】従来のデータファイルの利用方法の説明図。

【図１７】従来のデータファイルの利用方法の説明図。

【図１８】小型携帯端末機１の構成例を示すブロック
図。

【符号の説明】

１小型携帯端末機１０小型携帯端末機のシステム１２小型携帯端末機補助記憶装置（ＲＡＭ）８０，９０圧縮ファイル

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の予め定められた長さ（文字列の
数）のレコードで構成されたファイルをハフマン法によ
り圧縮する方法において、圧縮の際に、圧縮前のレコード長（文字列の数）と圧縮
後のデータ長とをカウントすることにより、圧縮後の各
レコードの位置情報を求め、該各レコードの位置情報を
圧縮後のファイルに付加することを特徴とするファイル
圧縮方法。
【請求項２】複数の可変長のレコードで構成されたフ
ァイルをハフマン法により圧縮する方法において、前記ファイルは、各レコードの終端にデリミタが挿入さ
れており、圧縮の際に、レコードの文字が前記デリミタ
に一致した時をもって各レコードの終端と判定して、圧
縮後のレコードのデータ長をカウントすることにより、
圧縮後の各レコードの位置情報を求め、該各レコードの
位置情報を圧縮後のファイルに付加することを特徴とす
るファイル圧縮方法。
【請求項３】請求項１の圧縮ファイル又は請求項２の
圧縮ファイルから、圧縮後の各レコードの位置情報に基
づいて、所望のレコードのみを復元することを特徴とす
るファイル復元方法。
【請求項４】被圧縮ファイルの各レコード長の情報
を、圧縮後のファイルに付加することを特徴とする請求
項１記載のファイル圧縮方法。
【請求項５】請求項４の圧縮ファイルから、圧縮後の
各レコードの位置情報と被圧縮ファイルの各レコード長
の情報とに基づいて、所望のレコードのみを復元するこ
とを特徴とするファイル復元方法。