摘要：介紹了一種采用并行方式的構建的多符號可變長碼解碼器。該解碼器通過增加結構的復雜性對硬件資源的占用，換取可變長碼解碼的高吞吐量。這種結構突破了可變長碼碼字之間的前向依賴性，可并行偵測出Buffer中的所有可能的碼字。采用FPGA實現(xiàn)了這種結構。

    關鍵詞：可變長解碼 現(xiàn)場可編程邏輯門陣列 硬件描述語言

可變長編碼（VLC）是一種無損熵編碼，它廣泛應用于多媒體信息處理等諸多領域。在H.261/263、MPEG1/2/3等國際標準中，VLC占有重要地位。VLC的基本思想是對一組出現(xiàn)概率各不相同的信源符號，采用不同長度的碼字表示，對出現(xiàn)概率高的信源符號采用短碼字，對出現(xiàn)概率低的信源符號采用長碼字。Huffman編碼是一種典型的VLC，其編碼碼字的平均碼長非常接近于數(shù)據壓縮的理論極限——熵。

可變長解碼（VLD）是VLC的逆過程，它從一組連續(xù)的碼流中提取出可變長碼字，并將之轉換為對應的信源符號。由于在VLC過程中，碼字之間通常不會加入任何分隔標識，這就造成了在解碼過程中識別碼字的困難。因此，在VLD過程中，變長碼字必須逐一識別，只有碼流中居前的碼字被識別之后，才能定位后序碼字的起始位置，這一點在很大程度上限制了VLD運行的效率。

本文討論一種新型的VLD解碼結構，它通過并行偵測多路碼字，將Buffer中的多個可變長碼一次讀出，這將極大地提高VLD的吞吐量和執(zhí)行效率。然后采用FPGA對這種并行VLD算法的結構進行驗證，最終得出相應結論。

1 算法描述

由于碼流中的可變長碼之間具有前向依賴性，因此如何確定可變長碼碼字在連續(xù)碼流中的起始位置是VLD的關鍵所在。傳統(tǒng)的VLD解碼方案主要為位串行解碼方案和位并行解碼方案兩種。

在位串行解碼方案中，碼流逐位送入解碼器，解碼器通過逐位匹配實現(xiàn)可變長碼的解碼。這種過程實質上是一種建造Huffman樹的反過程，從根節(jié)點出發(fā)，直至葉子節(jié)點為止。由于這種方式采用逐位操作方式，而可變長碼的碼長又各不相同，使得碼字識別所需的運行周期也不相同。在解碼長較短的碼字時，其解碼速度較快，而在解碼長較長的碼字時，其解碼速度較慢。顯然，位串行解碼方案效率相對較低，解碼速度因碼字長度不同而不同，無法滿足某些對實時性要求較高的應用場合。

針對位串行解碼方案的不足，多種位并行解碼方案被提出。位并行解碼方案采用并行方式工作，通過對可變長碼的碼字進行排序（Ordering）、分割（Partitioning）和簇化（Clustering），采用基于邏輯塊的匹配模式中其它樹的匹配模式來實現(xiàn)。并行解碼方案大大提高了可變長碼的解碼效率，而且可以確何每個運行周期輸出一個解碼碼字，實現(xiàn)穩(wěn)定的解碼輸出。在高級的位并行解碼方案中，還可以將解碼過程分解為若干階段，引入流水線操作，進一步提高解碼效率。

在傳統(tǒng)的VLD解碼方案的基礎之上，采用并行操作方式，增加硬件資源和相應的控制邏輯，可實現(xiàn)一個運行周期輸出多個解碼碼字，使可變長碼的解碼效率進一步得到提高。

由于可變長碼長度不同，在解碼過程中碼字存在前向依賴性。如果采用多路并行操作方式，在所有可能成為可變長碼碼字的起始位置同時進行預測，然后通過后續(xù)控制篩選出合法的碼字，就可以對多個可變長碼實現(xiàn)同時解碼。這就是多符號可變長并行解碼方案的基本思想。

具體說明如下：假設某個信源符號集有K個符號，K個符號所對應的變長碼字用Ck=（cok,…,cimk-1）|ckl∈{0,1},k=0,…,k-1表示，這些變長碼的長度為集合L，其中最長的碼長用ln表示，最短的碼長用l1表示；具有相同碼長的碼字最多為dmax個�，F(xiàn)采用分頁方式重新組織這些可變長碼，將具有相同碼長的碼字存入一個頁內，那么易知一個頁內最多可能擁有dmax個碼字。為了識別一個頁內的不同碼字，還需要引入頁內偏移量，然后采用線性結構將這些頁面重新組合。

    下面給出一個依據該思想重新組織信源符號的實例：

對于存儲在Buffer中的等待解碼的數(shù)據碼流X，用滑動窗口從中截取前N位，這里的N應當大于或等于可變長碼中最長碼字的碼長，即N≥ln。由于可變長碼最短的碼長為l1，因此在這N位碼流中，最多可包含M=[N/l1]個可變長碼。為了表示方便，這里用Wi(i=0,1,…，M-1)表示這M個可變長碼。

雖然，對于W0，其起始位置必然為0；如果W0的碼長為L0，那么W1的起始位置則為L0；如果W1的碼長為L1，那么W2的起始位置為L0+L1，依此類推。由于在解碼開始時，L0的取值無法明確，其可能取值范圍是l1≤L0≤Ln，因此每個Wi的可能起始位置分別由一組值組成。

為了實現(xiàn)并行解碼，采用多個可變長碼檢測單元從所有可能的起始位置同時偵測，一旦W0的碼長L0被偵測出，就可以從所有已解碼的可能的變長碼中找出W1，并確定W1的碼長L1，由此W2的起始位置也就得以確定。依此類推，最多可逐次將Wi(i=0,1,…,M-1)個變長碼解出。

每個Wi的解碼過程只比Wi-1的解碼過程多一個加法操作的延遲，相對于變長碼的識別，加法操作的延遲非常的小。當然，如果滑動窗口N的取值過大，每個Wi之間的加法操作的延遲將累加，這將降低解碼的整體效率。因此對于滑動窗口N的選擇，需要結合實際應用中可變長碼編碼的特點來權衡。

設某個待解碼流為B={110110100011000011001111，…}。這里采用長度N=12的滑動窗口進行碼流提取，由于變長碼的長度從2～8不等，因此每個運動周期至少可以解碼出1個碼字，最多可解碼出6個碼字，這6個變長碼字可能的起始位置分別為W0：{0}；W1：{2，3，4，5，6，7，8}；W2：{4，5，6，7，8，9，10}；W3：{6，7，8，9，10}；W4:{8,9,10};W5:{10}。

綜合起來，可能成為該可變長碼起始位置的集合為{0，2，3，4，5，6，7，8，9，10}，因此在應用上共需要10個可變長碼檢測單元并行執(zhí)行。

2 實現(xiàn)與驗證

多碼字并行解碼方法實現(xiàn)的關鍵在于解碼過程的并行性，采用硬件方案實現(xiàn)起來并不 難。上例中10個可變長碼檢測單元可采用經典的位并行解碼方案實現(xiàn)，因為位并行解碼方案能夠保證不同長度碼字的輸出時間基本相同，為其后的操作帶來便利。在本文中，采用基于查找表的方式來實現(xiàn)。

碼字檢測單元所檢測到的可變長碼的碼長及頁內偏移量（這里采用碼字的最右位作為頁內偏移量），在識別過程中可能存在沒有任何有效碼字的情況。為此，增加了一位有效狀態(tài)位，作為輸出是否有效的標志。變長碼檢測單元CD的結構框圖如圖1所示。

由于前一個有效碼字Wi-1的碼長控制著碼字Wi的選取，而對應Wi-1的檢測單元Cdi-1輸出了Wi-1的碼長，因此在實現(xiàn)上可以采用將Cdi-1的輸出作為有效碼字Wi選取的控制位，它通過控制一個多路選擇器MUX，從所有對應可能是Wi起始位置的CD輸出中選取有效的輸出作為有效碼字Wi。在有效字Wi被成功識別后，需要將其碼長即Cdi的輸出與Cdi-1的輸出相加，作為有效碼字選擇的控制。這些功能通過一個復合的多路復用器-加法器MA實現(xiàn)，多路復用器-加法器MA的結構如圖2所示。

圖4

    在所有有效碼字的起始位置被識別后，根據對應CD單元的輸出，即碼長信息和頁內偏移量，可以通過查表將對應的碼長數(shù)據轉換成相應的信源符號或存儲相應信源符號的地址。這些功能由信號轉換單元SYMBOL完成。

根據上面的討論，設計出用于上例的多符號并行解碼器，其結構圖如圖3所示。

為了驗證這種這種結構，采用FPGA器件實現(xiàn)它，選擇的是一片Xilinx xc2s400e-6ft256器件，其規(guī)模為145000門。在這里，采用VHDL語言進行RTL級描述，利用XST進行綜合，并在ModelSim5.8中進行仿真。結果驗證正確，其仿真結果如圖4所示。

實驗表明，系統(tǒng)允許最大時鐘頻率為44.172MHz，占用了197個Slice(4%)，74個Slice Flip Flops(<1%)，347個四輸入查找表（12%）和1個全局時鐘（25%）。