Ініціалізація контексту в ентропійному кодуванні

Реферат: Декодер для декодування відеоданих з потоку даних, у якому кодуються синтаксичні елементи, з використанням результатів бінаризацій синтаксичних елементів, містить ентропійний декодер, сконфігурований для одержання ряду інформаційних величин результатів бінаризацій з потоку даних з використанням бінарного ентропійного декодування шляхом вибору контексту серед різних контекстів і шляхом оновлення станів ймовірності, зв'язаних з різними контекстами, в залежності від попередньо декодованих частин потоку даних; десимволізатор, сконфігурований для дебінаризації результатів бінаризацій синтаксичних елементів для одержання цілих величин синтаксичних елементів; реконструктор, сконфігурований для відновлення відеоданих на основі цілих величин синтаксичних елементів з використанням параметра дискретизації, при цьому ентропійний декодер сконфігурований для розрізнення 126 станів ймовірності і для ініціалізації станів ймовірності, зв'язаних з різними контекстами, згідно з лінійним рівнянням параметра дискретизації, при цьому ентропійний декодер сконфігурований для одержання крутизни і зміщення лінійного рівняння для кожного з різних контекстів з першої і другої чотирибітової частини відповідної 8-бітової ініціалізуючої величини. UA 114674 C2 (12) UA 114674 C2 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 Представлений винахід належить до концепції ентропійного кодування для кодування відеоданих. В рівні техніки відомо багато відеокодеків. Головним чином, ці кодеки зменшують кількість даних, необхідних для представлення відеоконтенту, тобто вони стискають дані. В ентропійному кодуванні суттєво кодувати символи, використовуючи оцінку ймовірності, яка якомога ближче відповідає реальній статистиці символів. Оцінка ймовірності зв'язує величину ймовірності з кожною можливою величиною, яку можуть припускати символи для кодування. У випадку бінарного ентропійного кодування, наприклад, символи є бінарними і просто існують дві такі можливі величини. У випадку кодування відеоданих, символи, які кодуються, належать різним синтаксичним елементам, які виконують різні завдання для опису відеоконтенту: існують різниці векторів руху, режими кодування, рівні значущості коефіцієнта перетворення, які представляють прогнозування залишкової величини і так далі. Перш за все, усі ці синтаксичні елементи мають різний інтервал можливих величин і навіть ті, які визначаються на одному і тому ж інтервалі можливих величин, найбільш ймовірно мають різну частотну гістограму на цьому інтервалі можливих величин. Відповідно, символи/інформаційні величини рядків символів/рядків інформаційних величин символізації/бінаризації цих синтаксичних елементів також мають різні статистичні дані, які стосуються розподілу ймовірностей по алфавіту символів. Відповідно, використовується адаптивне до контексту ентропійне кодування: спершу надаються різні контексти, кожен з яких зв'язаний з різною оцінкою ймовірності. Відповідно, допустимо, наприклад, присвоювати інформаційним величинам різних синтаксичних елементів різні контексти. Навіть просторові залежності між інформаційними величинами/символами синтаксичних елементів, які стосуються сусідніх ділянок зображення відеоданих, можуть використовуватися для вибору серед різних наданих контекстів. Завдяки цьому заходу можна класифікувати інформаційні величини/символи по групах, символьна статистика яких змінюється подібним чином для різного відеоконтенту. Окрім цього, однак, оцінки ймовірностей, пов'язані з цими контекстами, безперервно адаптуються до реальної символьної статистики під час кодування. Це безпосередньо випливає з вищезгаданого опису, який важливий для бережного конструювання контекстів і для належної ініціалізації оцінок ймовірностей контекстів. Наприклад, якщо кількість контекстів повинна бути занадто великою, то адаптація оцінок ймовірностей повинна бути неможливою завдяки занадто низькій частоті символів в окремому контексті. З іншого боку, якщо кількість контекстів є занадто малою, то символи, зібрані в окремих контекстах, мають, фактично, різні статистичні дані і оцінка ймовірності не буде точно наближатися до реальних символьних статистичних даних усіх цих символів у відповідному контексті. Настільки, наскільки це стосується ініціалізації оцінки ймовірності, те ж саме може досягатися з виконання деякої тренувальної фази, на якій відповідна суміш відеоконтентів піддається кодуванню для дослідження статистичних методів одержання вибірок синтаксичних елементів. У цьому випадку вона використовувалась, наприклад, в кодеці Н.264, при цьому така статистика символів різних контекстів кодеку Н.264 частково відображає залежність від параметра дискретизації QP, який кодер вибирає для окремих фрагментів відеоданих. Відповідно, в кодеку Н.264 використовувалась залежна від параметра дискретизації ініціалізація оцінки ймовірності. Зокрема, кодек Н.264 визначає пару величин для кожного контексту, а саме залежний від параметра дискретизації лінійний коефіцієнт, тобто крутизну, а також величину зміщення, тобто незалежне від параметра дискретизації значення ініціалізації. Обидві величини визначали у 8-бітовій системі. Існує постійне бажання додатково підвищити ефективність кодування відеоданих і, відповідно, повинна бути вигідною можливість додатково покращити визначене вище адаптивне до контексту бінарне ентропійне кодування з точки зору ефективності, тобто в термінах компромісу між ступенем стискання, з одного боку, і складністю втілення, з іншого боку. Відповідно, задачею представленого винаходу є надання такої концепції кодування. Ця задача вирішується об'єктом доданих незалежних пунктів формули винаходу. Основне відкриття представленого винаходу випливає з виявленого винахідниками факту, що точність, при якій вищевказані крутизна і зміщення в адаптивному до контексту бінарному ентропійному кодуванні не повинні бути занадто великими для уникнення будь-якої тренувальної фази, у якій характерна суміш відеоконтенту перевіряється для одержання пар величин крутизни і зміщення для окремого контексту, зупиняється на оптимізованих величинах, які, фактично, точніше представляють суміш фактично перевірюваного відеоконтенту, ніж характерні величини статистичної сукупності відеоданих. Відповідно, винахідники представленого винаходу виявили, що вигідно зменшувати точність надання величин крутизни та зміщення для ініціалізації оцінки ймовірностей контекстів. Винахідники зрозуміли, наприклад, 1 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 що це зниження не тільки веде до зниження вимог до об'єму пам'яті, які накладаються на відеокодери і декодери для зберігання пар величин крутизни і зміщення для кожного контексту, а й також до незначного підвищення ефективності кодування при тестуванні ефективності кодування в полі. Переважні варіанти виконання даного винаходу описуються далі з посиланням на креслення, на яких Фіг. 1 зображає блок-схему кодера згідно з варіантом виконання; Фіг. 2А-2С схематично зображають різні підрозбиття масиву зразків, такого як підрозбиття картинки на блоки; Фіг. 3 зображає блок-схему декодера згідно з варіантом виконання; Фіг. 4 детальніше зображає блок-схему кодера згідно з варіантом виконання; Фіг. 5 детальніше зображає блок-схему декодера згідно з варіантом виконання; Фіг. 6 схематично зображає перетворення блока з просторової області в спектральну область, одержуваний блок перетворення і його повторне перетворення; Фіг. 7 зображає блок-схему кодера згідно з варіантом виконання; Фіг. 8 зображає блок-схему декодера, придатного для декодування потоку бітів, генерованого кодером з Фіг. 8, згідно з варіантом виконання; Фіг. 9 зображає схематичну діаграму, яка показує пакет даних з мультиплексованими частковими потоками бітів, згідно з варіантом виконання; Фіг. 10 зображає схематичну діаграму, яка показує пакет даних з альтернативною сегментацією, яка використовує сегменти фіксованого розміру, згідно з подальшим варіантом виконання; Фіг. 11 зображає декодер, який використовує режим перемикання, згідно з варіантом виконання; Фіг. 12 зображає декодер, який використовує режим перемикання, згідно з подальшим варіантом виконання; Фіг. 13 зображає кодер, який підключається до декодера з Фіг. 11, згідно з варіантом виконання; Фіг. 14 зображає кодер, який підключається до декодера з Фіг. 12, згідно з варіантом виконання; Фіг. 15 зображає графічну залежність pStateCtx і fullCtxState/256; Фіг. 16 зображає декодер згідно з варіантом виконання представленого винаходу; і Фіг. 17 зображає кодер згідно з варіантом виконання представленого винаходу. Відзначається, що, під час опису креслень, елементи, які з'являються на декількох з цих креслень, позначені однаковим позиційним позначенням на кожному з них і повторний опис цих елементів настільки, наскільки це стосується функцій, уникається для уникнення непотрібних повторів. Тим не менше, функції і описи, надані для одного креслення, повинні також застосовуватися до інших креслень, якщо чітко не вказано протилежне. Далі, по-перше, описуються варіанти виконання загальної концепції кодування відеоданих стосовно Фіг. 1-17. Фіг. 1-6 належать до частини відеокодека, яка працює на синтаксичному рівні. Наступні фігури 8-17 належать до варіантів виконання для частини коду, яка належить до перетворення потоку синтаксичних елементів на потік даних і навпаки. Потім спеціальні аспекти і варіанти виконання представленого винаходу описуються у формі можливих втілень загальної концепції, описаної щодо Фіг. 1-17. Фіг. 1 зображає приклад для кодера 10, у якому можуть втілюватися аспекти представленого винаходу. Кодер кодує масив інформаційних зразків 20 з одержанням потоку даних. Масив інформаційних зразків може представляти інформаційні зразки, які відповідають, наприклад, значенням світлості, значенням кольору, значенням яскравості, значенням колірності або подібному. Однак, інформаційні зразки можуть також бути значеннями глибини у випадку масиву зразків 20, який є картою глибини, згенерованою, наприклад, часом датчика світла або подібним. Кодер 10 є блочним кодером. Тобто кодер 10 кодує масив зразків 20 з одержанням потоку даних 30 у формі елементів з блоків 40. Кодування в елементах з блоків 40 необов'язково означає, що кодер 10 кодує ці блоки 40 цілком незалежно один від іншого. Скоріше, кодер 10 може використовувати відновлення попередньо кодованих блоків для екстраполяції або інтрапрогнозування решти блоків і може використовувати гранулярність блоків для визначення параметрів кодування, тобто для визначення способу кодування кожної ділянки масиву зразків, яка відповідає відповідному блоку. 2 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 Окрім того, кодер 10 є перетворювальним кодером. Тобто кодер 10 кодує блоки 40 шляхом використання перетворення для перенесення зразків інформації в кожному блоці 40 з просторової області на спектральну область. Може використовуватися двовимірне перетворення, таке як DCT (дискретне косинусне перетворення) FFT (швидке перетворення Фур'є) або подібне. Переважно, блоки 40 мають квадратну форму або прямокутну форму. Підрозбиття масиву зразків 20 на блоки 40, зображене на Фіг. 1, просто служить для ілюстраційних цілей. Фіг. 1 зображає масив зразків 20, підрозбитий з одержанням стандартного двовимірного розташування квадратних або прямокутних блоків 40, які примикають один до іншого без налягання. Розмір блоків 40 може попередньо встановлюватися. Тобто кодер 10 може не переносити інформацію про розмір блоків 40 в потоці даних 30 до декодувальної сторони. Наприклад, декодер може очікувати на наперед встановлений розмір блока. Однак, можливі декілька альтернатив. Наприклад, блоки можуть налягати один на інший. Налягання може, однак, обмежуватися до такої міри, що кожен блок має частину, на яку не налягає будь-який сусідній блок, або так, що на кожен зразок блоків налягає максимум один блок серед сусідніх блоків, розташованих суміжно з поточним блоком вздовж наперед встановленого напряму. Останнє повинно означати, що ліві і праві сусідні блоки можуть налягати на поточний блок для повного покривання поточного блока, але вони можуть не налягати один на інший і те ж саме застосовується для сусідніх блоків у вертикальному і діагональному напрямі. Як подальша альтернатива, підрозбиття масиву зразків 20 з одержанням блоків 40 може адаптуватися до контенту масиву зразків 20 кодером 10 за допомогою інформації про використовуване підрозбиття, яка переноситься до декодера потоком бітів 30. Фігури 2А-2С зображають різні приклади для підрозбиття масиву зразків 20 на блоки 40. Фіг. 2А зображає підрозбиття на основі квадрадерева масиву зразків 20 на блоки 40 різних розмірів, при цьому відповідні блоки позначені позиціями 40а, 40b, 40с і 40d із зростаючим розміром. У відповідності з підрозбиттям з Фіг. 2А масив зразків 20 спершу ділиться на стандартну двовимірну схему деревних блоків 40d, які, у свою чергу, мають індивідуальну інформацію про підрозбиття, пов'язану з нею, згідно з якою певний деревний блок 40d може додатково підрозбиватися згідно зі структурою квадрадерева або ні. Деревний блок зліва від блока 40d ілюстративно підрозбитий на менші блоки у відповідності з структурою квадрадерева. Кодер 10 може виконувати одне двовимірне перетворення для кожного з блоків, зображених суцільною і пунктирною лініями на Фіг. 2А. Іншими словами, кодер 10 може перетворювати масив 20 в елементи підрозбиття блока. Замість підрозбиття на основі квадрадерева може використовуватися більш загальне підрозбиття на основі мультидерева і кількість дочірніх вузлів на ієрархічному рівні може відрізнятися в різних ієрархічних рівнях. Фіг. 2В зображає інший приклад для підрозбиття. У відповідності з Фіг. 2В масив зразків 20 спершу ділиться на макроблоки 40b, розташовані згідно зі стандартною двовимірною схемою без взаємного налягання з упиранням один в інший, де кожен макроблок 40b зв'язаний з інформацією про підрозбиття, згідно з якою макроблок не підрозбивається або, якщо підрозбивається, то підрозбивається стандартним двовимірним способом на однакові субблоки для досягання різних гранулярностей підрозбиття для різних макроблоків. Результатом є підрозбиття масиву зразків 20 на різного розміру блоки 40 з представниками різних розмірів, які вказані позиціями 40а, 40b і 40а'. Як і на Фіг. 2А кодер 10 виконує двовимірне перетворення на кожному з блоків, зображених на Фіг. 2В суцільними і пунктирними лініями. Фіг. 2С буде обговорюватися пізніше. Фіг. 3 зображає декодер 50, який здатен декодувати потік даних 30, генерований кодером 10, для відновлення відновленого варіанту 60 масиву зразків 20. Декодер 50 одержує з потоку даних 30 блок коефіцієнтів перетворення для кожного з блоків 40 і відновлює відновлений варіант 60 шляхом виконання оберненого перетворення на кожному з блоків коефіцієнтів перетворення. Кодер 10 і декодер 50 можуть конфігуруватися для виконання ентропійного кодування/декодування для введення інформації про блоки коефіцієнтів перетворення і, відповідно, одержання цієї інформації з потоку даних. Деталі з цього приводу у відповідності з різними варіантами виконання описуються пізніше. Слід відзначити, що потік даних 30 необов'язково містить інформацію про блоки коефіцієнтів перетворення для усіх блоків 40 масиву зразків 20. Скоріше, підмножина блоків 40 може кодуватися іншим способом з одержанням потоку бітів 30. Наприклад, кодер 10 може приймати рішення утриматися від введення блока коефіцієнтів перетворення для певного блока з блоків 40 із введенням в потік бітів 30 альтернативних параметрів кодування, замість чого надавати можливість декодеру 50 3 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 прогнозувати або, інакше, поміщати відповідний блок у відновлений варіант 60. Наприклад, кодер 10 може виконувати аналіз текстури для поміщення блоків в масиві зразків 20, який може заповнюватися на декодувальній стороні декодером у вигляді синтезу текстури і вказує це, відповідним чином, в потоці бітів. Як це обговорюється стосовно наступних креслень, блоки коефіцієнтів перетворення необов'язково представляють спектральне представлення області зразків первинної інформації відповідного блока 40 масиву зразків 20. Скоріше такий блок коефіцієнтів перетворення може представляти спектральне представлення області залишкових величин прогнозування відповідного блока 40. Фіг. 4 зображає варіант виконання для такого кодера. Кодер з Фіг. 4 містить фазу перетворення 100, ентропійний кодер 102, фазу оберненого перетворення 104, предиктор 106 і блок віднімання 108, а також суматор 110. Блок віднімання 108, фаза перетворення 100 і ентропійний кодер 102 послідовно з'єднані в порядку, згаданому між входом 112 і виходом 114 кодера з Фіг. 4. Фаза оберненого перетворення 104, суматор 110 і предиктор 106 з'єднані в порядку, згаданому між виходом фази перетворення 100 і інверсним входом блока віднімання 108, при цьому вихід предиктора 106 також з'єднаний з подальшим входом суматора 110. Кодер з Фіг. 4 зображає прогнозувальний перетворювальний блочний кодер. Тобто блоки масиву зразків 20, який надходить на вхід 112, прогнозуються з попередньо кодованих і відновлених частин того ж масиву зразків 20 або попередньо кодованих і відновлених інших масивів зразків, які можуть передувати або слідувати за поточним масивом зразків 20 в даному часі. Прогнозування виконується предиктором 106. Блок віднімання 108 віднімає дані прогнозу від такого первинного блока, а фаза перетворення 100 виконує двовимірне перетворення на залишкових величинах прогнозування. Двовимірне перетворення саме по собі або наступний захід всередині фази перетворення 100 може приводити до дискретизації коефіцієнтів перетворення в блоках коефіцієнтів перетворення. Дискретизовані блоки коефіцієнтів перетворення кодуються без втрат, наприклад, ентропійним кодуванням в ентропійному кодері 102 з виходом одержуваного потоку даних на виході 114. Фаза оберненого перетворення 104 відновлює дискретизований залишок, а суматор 110, у свою чергу, поєднує відновлений залишок відповідними даними прогнозування для одержання відновлених зразків інформації, на основі яких предиктор 106 може прогнозувати вищезгадані на даний момент кодовані прогнозувальні блоки. Предиктор 106 може використовувати різні режими прогнозування, такі як режими інтрапрогнозування і режими інтерпрогнозування, для прогнозування блоків, а параметри прогнозування направляються до ентропійного кодера 102 для введення в потік даних. Для кожного інтерпрогнозованого прогнозувального блока відповідні дані руху вводяться в потік бітів за допомогою ентропійного кодера 114 для надання можливості декодувальній стороні повторно робити прогноз. Дані руху для прогнозувального блока картинки можуть використовувати синтаксичну частину, яка містить синтаксичний елемент, який представляє різницю векторів руху, яка диференціально кодує вектор руху для поточного прогнозувального блока відносно предиктора вектора руху, одержаного, наприклад, описаним способом з векторів руху сусідніх вже кодованих прогнозувальних блоків. Тобто, у відповідності з варіантом виконання з Фіг. 4, блоки коефіцієнтів перетворення скоріше представляють спектральне представлення залишку масиву зразків, аніж його інформаційні зразки. Тобто, у відповідності з варіантом виконання з Фіг. 4, послідовність синтаксичних елементів може надходити в ентропійний кодер 102 для ентропійного кодування з одержанням потоку даних 114. Послідовність синтаксичних елементів може містити синтаксичні елементи різниці векторів руху для інтерпрогнозувальних блоків і синтаксичні елементи, які стосуються карти значущості, яка вказує положення рівнів значущості коефіцієнта перетворення, а також синтаксичні елементи, які самі по собі визначають рівні значущості коефіцієнта перетворення для блоків перетворення. Слід відзначити, що для варіанта виконання з Фіг. 4 існують декілька альтернатив, деякі з яких описані у вступній частині опису, який включений в опис Фіг. 4. Фіг. 5 зображає декодер, здатний декодувати потік даних, генерований кодером з Фіг. 4. Декодер з Фіг. 5 містить ентропійний декодер 150, фазу оберненого перетворення 152, суматор 154 і предиктор 156. Ентропійний декодер 150, фаза оберненого перетворення 152 і суматор 154 послідовно з'єднані між входом 158 і виходом 160 декодера з Фіг. 5 у згаданому порядку. Подальший вихід ентропійного декодера 150 з'єднаний з предиктором 156, який, у свою чергу, з'єднаний між виходом суматора 154 та його подальшим входом. Ентропійний декодер 150 виділяє з потоку даних, який надходить в декодер з Фіг. 5 на вхід 158, блоки коефіцієнтів перетворення, де для блоків коефіцієнтів перетворення на фазі 152 застосовується обернене перетворення для одержання залишкового сигналу. Залишковий сигнал поєднується з 4 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 прогнозом від предиктора 156 на суматорі 154 для одержання відновленого блока відновленого варіанту масиву зразків на виході 160. На основі відновлених варіантів предиктор 156 генерує прогнози, таким чином повторно створюючи прогнози, виконані предиктором 106 на кодувальній стороні. Для одержання тих же прогнозів, що використовуються на кодувальній стороні, предиктор 156 використовує параметри прогнозування, які ентропійний декодер 150 також одержує з потоку даних на вході 158. Слід відзначити, що у вищеописаних варіантах виконання просторова гранулярність, з якою виконується прогнозування і перетворення залишку, не повинна бути рівною між собою. Це зображено на Фіг. 2С. Ця фігура зображає підрозбиття для прогнозувальних блоків прогнозувальної гранулярності суцільними лініями і залишкову гранулярність - пунктирними лініями. Як можна побачити, підрозбиття можуть вибиратися кодером незалежно одне від іншого. Для більшої точності, синтаксис потоку даних може передбачати визначення підрозбиття залишку незалежно від підрозбиття прогнозу. Альтернативно, підрозбиття залишку може бути продовженням підрозбиття прогнозу так, що кожен залишковий блок або дорівнює або є належною підмножиною прогнозувального блока. Це зображено на Фіг. 2А і Фіг. 2В, наприклад, де знову прогнозувальна гранулярність зображена суцільними лініями, а залишкова гранулярність - пунктирними лініями. Тобто на Фіг. 2А-2С усі блоки, які мають позиційне позначення, повинні бути залишковими блоками, для яких повинно виконуватися двовимірне перетворення, тоді як блоки, вказані товщими суцільними лініями і охоплюють блоки 40а, вказані пунктирними лініями, наприклад, повинні бути прогнозувальними блоками, для яких індивідуально виконується визначення параметрів прогнозування. Вищезгадані варіанти виконання повинні перетворювати загалом такий блок (залишковий або первинний) зразків на кодувальній стороні з одержанням блока коефіцієнтів перетворення, який, у свою чергу, повинен інверсно перетворюватися на відновлений блок зразків на декодувальній стороні. Це зображено на Фіг. 6. Фіг. 6 зображає блок зразків 200. У випадку Фіг. 6, цей блок 200 є ілюстративно квадратним і за розміром становить 4×4 зразки 202. Зразки 202 стандартно розташовані вздовж горизонтального напряму х і вертикального напряму у. Завдяки вищезгаданому двовимірному перетворенню Т блок 200 перетворюється на спектральну область, зокрема на блок 204 коефіцієнтів 206 перетворення, який має той же розмір, що й блок 200. Тобто блок перетворення 204 має стільки коефіцієнтів 206 перетворення, скільки блок 200 має зразків як в горизонтальному напрямі, так і у вертикальному напрямі. Однак, оскільки перетворення Т є спектральним перетворенням, то положення коефіцієнтів 206 перетворення в блоці перетворення 204 не відповідають просторовим положенням, а скоріше спектральним компонентам контенту блока 200. Зокрема, горизонтальна вісь блока перетворення 204 відповідає осі, вздовж якої спектральна частота в горизонтальному напрямі монотонно зростає, тоді як вертикальна вісь відповідає осі, вздовж якої просторова частота у вертикальному напрямі монотонно зростає, де коефіцієнт перетворення компонента DC розташований в куті тут ілюстративно верхній лівий кут - блока 204 так, що в нижньому правому куті розташований коефіцієнт 206 перетворення, який відповідає найвищій частоті як в горизонтальному, так і у вертикальному напрямі. Нехтуючи просторовим напрямом, просторова частота, якій належить певний коефіцієнт 206 перетворення, головним чином зростає від верхнього лівого кута до -1 нижнього правого кута. Завдяки оберненому перетворенню Т блок перетворення 204 повторно переноситься з спектральної області на просторову область для повторного одержання копії 208 блока 200. У випадку відсутності дискретизації/втрати під час перетворення, відновлення повинно бути досконалим. Як вже відзначалося вище, з Фіг. 6 можна побачити, що блок 200 більшого розміру збільшує спектральну роздільну здатність одержуваного спектрального представлення 204. З іншого боку, шум дискретизації має тенденцію до поширення по усьому блоку 208 і, таким чином, круті і дуже локалізовані об'єкти в блоках 200 мають тенденцію до появи відхилень повторно перетвореного блока відносно первинного блока 200 завдяки шуму дискретизації. Основною перевагою використання більших блоків є, однак, те, що відношення між кількістю значущих, тобто ненульових (дискретизованих) коефіцієнтів перетворення, тобто рівнів, з одного боку, і кількістю несуттєвих коефіцієнтів перетворення, з іншого боку, може зменшуватися в більших блоках порівняно з меншими блоками, таким чином забезпечуючи кращу ефективність кодування. Іншими словами, часто, рівні значущості коефіцієнта перетворення, тобто коефіцієнти перетворення, не дискретизовані в нуль, рідко розподіляються по блоку перетворення 204. Завдяки цьому, у відповідності з варіантами виконання, описаними детальніше нижче, положення рівнів значущості коефіцієнта перетворення сигналізуються в потоці даних у вигляді карти значущості. Окремо від них величини значущого коефіцієнта 5 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 перетворення, тобто рівні значущості коефіцієнта перетворення у випадку коефіцієнтів перетворення, які дискретизуються, переносяться в потоці даних. Усі описані вище кодери і декодери, таким чином, конфігуруються для певного синтаксису синтаксичних елементів. Тобто вищезгадані синтаксичні елементи, такі як рівні значущості коефіцієнта перетворення, синтаксичні елементи, які стосуються карти значущості блоків перетворення, синтаксичні елементи даних руху, які стосуються інтерпрогнозувальних блоків і так далі, припускаються тими, що послідовно розташовані в потоці даних попередньо встановленим способом. Такий попередньо встановлений спосіб може представлятися у формі псевдокоду, як це робиться, наприклад, в стандарті Н.264 або інших відеокодеках. Ще іншими словами, вищенаведений опис головним чином має справу з перетворенням мультимедійних даних, тут ілюстративних відеоданих, на послідовність синтаксичних елементів у відповідності з попередньо визначеною синтаксичною структурою, яка описує певні типи синтаксичних елементів, їх семантику і порядок серед них. Ентропійний кодер і ентропійний декодер з Фіг. 4 і 5 можуть конфігуруватися для роботи і можуть структуруватися, як вказано далі. Те ж саме відповідає за виконання перетворення між послідовністю синтаксичних елементів і потоком даних, тобто символьним або бітовим потоком. Ентропійний кодер згідно з варіантом виконання зображений на Фіг. 7. Кодер без втрат перетворює потік синтаксичних елементів 301 на множину з двох або більшої кількості часткових бітових потоків 312. В переважному варіанті виконання винаходу кожен синтаксичний елемент 301 зв'язується з категорією множини з однієї або більшої кількості категорій, тобто типом синтаксичного елемента. Як приклад, категорії можуть специфікувати тип синтаксичного елемента. В контексті гібридного кодування відеоданих окрема категорія може зв'язуватися з режимами макроблочного кодування, режимами блочного кодування, індексами еталонної картинки, різницями векторів руху, ідентифікаторами підрозбиття, ідентифікаторами кодованих блоків, параметрами дискретизації, рівнями значущості коефіцієнта перетворення і так далі. В інших областях застосування, таких як аудіокодування, кодування мови, кодування тексту, кодування документа або кодування загальних даних, можливі різні категоризації синтаксичних елементів. Загалом, кожен синтаксичний елемент може приймати величину із скінченної або зчисленної нескінченної множини величин, де множина можливих величин синтаксичних елементів може відрізнятися для різних категорій синтаксичних елементів. Наприклад, існують бінарні синтаксичні елементи, а також цілі синтаксичні елементи. Для зниження складності алгоритму кодування і декодування, і для надання можливості виконання загальної схеми кодування і декодування для різних синтаксичних елементів і категорій синтаксичних елементів, синтаксичні елементи 301 перетворюються на упорядковані множини бінарних рішень і ці бінарні рішення потім обробляються простими алгоритмами бінарного кодування. Тому, бінаризатор 302 бієктивно перетворює величину кожного синтаксичного елемента 301 на послідовність (або рядок або слово) з двійкових кодів 303. Послідовність двійкових кодів 303 представляє множину упорядкованих бінарних рішень. Кожний двійковий код 303 або бінарне рішення може приймати одну величину з множини з двох величин, наприклад одну з величин, вибрану з 0 і 1. Схема бінаризації може відрізнятися для різних категорій синтаксичних елементів. Схема бінаризації для окремої категорії синтаксичних елементів може залежати від множини можливих величин синтаксичних елементів і/або інших властивостей синтаксичного елемента для окремої категорії. Таблиця 1 зображає три ілюстративні схеми бінаризації для зчисленних нескінченних множин. Схеми бінаризації для зчисленних нескінченних множин можуть також застосовуватися для скінченних множин величин синтаксичних елементів. Зокрема, для великих скінченних множин величин синтаксичних елементів неефективність (одержувана з невикористаних послідовностей двійкових кодів) може бути нехтуваною, але універсальність таких схем бінаризації надає перевагу з точки зору складності та вимог до пам'яті. Для малих скінченних множин величин синтаксичних елементів часто вигідно (з точки зору ефективності кодування) адаптувати схему бінаризації до кількості можливих символьних величин. Таблиця 2 зображає три ілюстративні схеми бінаризації для скінченних множин з 8 величин. Схеми бінаризації для скінченних множин можна одержати з універсальних схем бінаризації для зчисленних нескінченних множин шляхом модифікації деяких послідовностей двійкових кодів у такий спосіб, що скінченні множини послідовностей двійкових кодів представляють код без резервування (і який потенційно повторно упорядковує послідовності двійкових кодів). Як приклад, схема бінаризації з використанням усічених унарних кодів в Таблиці 2 була створена шляхом модифікації послідовності двійкових кодів для синтаксичного елемента 7 бінаризації з використанням універсальних унарних кодів (дивіться Таблицю 1). Переупорядкована 6 UA 114674 C2 5 бінаризація з використанням експоненціальних кодів Голомба порядку 0 в Таблиці 2 створена модифікацією послідовності двійкових кодів для синтаксичного елемента 7 бінаризації з використанням універсальних експоненціальних кодів Голомба порядку 0 (дивіться Таблицю 1) і повторним упорядкуванням послідовностей двійкових кодів (послідовність усічених двійкових кодів для символу 7 присвоєна символу 1). Для скінченних множин синтаксичних елементів також можна використовувати несистематичні/неуніверсальні схеми бінаризації, як ілюструється в останньому стовпчику Таблиці 2. Таблиця 1 Приклади бінаризації для зчисленних нескінченних множин (або великих скінченних множин) Символьна величина Бінаризація з використанням унарних кодів 0 1 2 3 4 5 6 7 … 1 01 001 0001 0000 1 0000 01 0000 001 0000 0001 … Бінаризація з використанням експоненціальних кодів Голомба порядку 0 1 010 011 0010 0 0010 1 0011 0 0011 1 0001 000 … Бінаризація з використанням експоненціальних кодів Голомба порядку 1 10 11 0100 0101 0110 0111 0010 00 0010 01 … Таблиця 2 Приклади бінаризації для скінченних множин Символьна величина Бінаризація з використанням усіченого унарного коду 0 1 2 3 4 5 6 7 1 01 001 0001 0000 1 0000 01 0000 001 0000 000 Переупорядкована бінаризація з використанням експоненціальних усічених кодів Голомба порядку 0 1 000 010 011 0010 0 0010 1 0011 0 0011 1 Несистематична бінаризація 000 001 01 1000 1001 1010 1011 0 1011 1 10 15 20 25 Кожен двійковий код 303 послідовності двійкових кодів, створеної бінаризатором 302, подається в присвоювач 304 параметрів у послідовному порядку. Присвоювач параметрів присвоює множину з одного або більшої кількості параметрів кожному двійковому коду 303 і видає двійковий код з відповідною множиною параметрів 305. Множина параметрів визначається точно одним і тим же способом в кодері і декодері. Множина параметрів може складатися з одного або більшої кількості наступних параметрів: Зокрема, присвоювач 304 параметрів може конфігуруватися для присвоювання поточному двійковому коду 303 моделі контексту. Наприклад, присвоювач 304 параметрів може вибирати один з доступних індексів контексту для поточного двійкового коду 303. Доступна множина контекстів для поточного двійкового коду 303 може залежати від типу двійкового коду, який, у свою чергу, може визначатися типом/категорією синтаксичного елемента 301, в результаті бінаризації якого поточний двійковий код 303 є його частиною, а положення поточного двійкового коду 303 знаходиться в пізнішій бінаризації. Вибір контексту серед множини доступних контекстів може залежати від попередніх двійкових кодів і синтаксичних елементів, пов'язаних з ними. Кожен з цих контекстів має модель ймовірності, зв'язану з ним, тобто засіб для оцінки ймовірності для поточної інформаційної величини набуття одного з двох можливих 7 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 значень інформаційної величини. Модель ймовірності може, зокрема, бути засобом для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення, при цьому модель ймовірності додатково визначається ідентифікатором, який специфікує оцінку, яке з двох можливих значень інформаційної величини представляє її менш ймовірне або більш ймовірне значення поточного двійкового коду 303. У випадку просто одного контексту, який доступний для поточної інформаційної величини, вибір контексту може не виконуватися. Як буде описано детальніше нижче, присвоювач 304 параметрів може також виконувати адаптацію моделі ймовірності для адаптації моделей ймовірностей, зв'язаних з різними контекстами, до реальної статистики відповідних інформаційних величин, які належать відповідним контекстам. Як буде також детальніше описуватися нижче, присвоювач 304 параметрів може працювати диференційно в залежності від високоефективного режиму (НЕ) або режиму низької складності (LC), який активується. В обох режимах модель ймовірності зв'язує поточну інформаційну величину двійкового коду 303 з будь-яким з двійкових кодерів 310, як буде описано нижче, а режим роботи присвоювача 304 параметрів має тенденцію бути менш складним в режимі LC, однак, ефективність кодування зростає у високоефективному режимі внаслідок того, що присвоювач 304 параметрів, який зв'язує окремі інформаційні величини двійкового коду 303 з окремими кодерами 310, акуратніше адаптований до статистики інформаційних величин, таким чином оптимізуючи ентропію відносно режиму LC. Кожна інформаційна величина з відповідною множиною параметрів 305, яка є виходом присвоювача 304 параметрів, подається до двійкового буферного селектора 306. Двійковий буферний селектор 306 потенційно модифікує значення вхідної інформаційної величини 305 на основі її значення і відповідних параметрів 305, і подає вихідну інформаційну величину 307 з потенційно модифікованим значенням до одного з двох або більшої кількості двійкових буферів 308. Двійковий буфер 308, до якого надсилається вихідна інформаційна величина 307, визначається на основі значення вхідної інформаційної величини 305 і/або величини відповідних параметрів 305. В переважному варіанті виконання винаходу двійковий буферний селектор 306 не модифікує значення інформаційної величини, тобто вихідна інформаційна величина 307 має завжди те ж значення, що й вхідна інформаційна величина 305. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійковий буферний селектор 306 визначає значення вихідної інформаційної величини 307 на основі значення вхідної інформаційної величини 305 і відповідне значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень. В переважному варіанті виконання винаходу значення вихідної інформаційної величини 307 встановлюється рівним значенню вхідної інформаційної величини 305, якщо значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох можливих її значень менше за (або менше або рівне) конкретне порогове значення; якщо значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох можливих її значень більше або рівне (або більше) конкретному пороговому значенню, то значення вихідної інформаційної величини 307 модифікується (тобто воно встановлюється рівним протилежному значенню вхідної інформаційної величини). В подальшому переважному варіанті виконання винаходу значення вхідної інформаційної величини 307 встановлюється рівним значенню вхідної інформаційної величини 305, якщо значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох можливих її значень більше за (або більше або рівне) конкретне порогове значення; якщо значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох можливих її значень менше або рівне (або менше) конкретному пороговому значенню, то значення вихідної інформаційної величини 307 модифікується (тобто воно встановлюється рівним протилежному значенню вхідної інформаційної величини). В переважному варіанті виконання винаходу значення порогу відповідає величині 0,5 для оціненої ймовірності набуття обох можливих значень інформаційної величини. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійковий буферний селектор 306 визначає значення вихідної інформаційної величини 307 на основі значення вхідної інформаційної величини 305 і відповідного ідентифікатора, який специфікує оцінку, завдяки якій одне з двох можливих значень інформаційної величини представляє менш ймовірне або більш ймовірне значення для поточної інформаційної величини. В переважному варіанті виконання винаходу значення вихідної інформаційної величини 307 встановлюється рівним значенню вхідної інформаційної величини 305, якщо ідентифікатор специфікує, що перше з двох можливих значень інформаційної величини представляє менш ймовірне (або більш ймовірне) значення для поточної інформаційної величини, а значення вихідної інформаційної величини 8 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 307 модифікується (тобто воно встановлюється рівним протилежному значенню вхідної інформаційної величини), якщо ідентифікатор специфікує, що друге з двох можливих значень інформаційної величини представляє менш ймовірне (або більш ймовірне) значення для поточної інформаційної величини. В переважному варіанті виконання винаходу двійковий буферний селектор 306 визначає двійковий буфер 308, до якого надсилається значення вихідної інформаційної величини 307, на основі відповідного значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень. В переважному варіанті виконання винаходу множина можливих значень для визначення оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень є скінченною і двійковий буферний селектор 306 містить таблицю, яка точно зв'язує один двійковий буфер 308 з кожним можливим значенням для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень, де різні значення для визначення оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень можуть зв'язуватися з одним і тим же двійковим буфером 308. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу інтервал можливих значень для визначення оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень ділиться на ряд інтервалів, двійковий буферний селектор 306 визначає індекс інтервалу для поточного значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень і двійковий буферний селектор 306 містить таблицю, яка точно зв'язує один двійковий буфер 308 з кожним можливим значенням для індексу інтервалу, де різні значеннядля індексу інтервалу можуть зв'язуватися з одним і тим же двійковим буфером 308. В переважному варіанті виконання винаходу вхідні інформаційні величини 305 з протилежними значеннями для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень (протилежні значення є ті, які представляють оцінки ймовірності Р і 1 - Р) надсилаються в один і той же двійковий буфер 308. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу зв'язування значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень з окремим двійковим буфером адаптується з часом, наприклад, для гарантії того, що створені часткові потоки бітів мають подібні швидкості передачі бітів. Далі нижче, індекс інтервалу буде також називатися PIPE індексом, тоді як PIPE індекс разом з індексом деталізації і ідентифікатором, який вказує більш ймовірне значення інформаційної величини, індексують фактичну модель ймовірності, тобто оцінку ймовірності. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійковий буферний селектор 306 визначає двійковий буфер 308, до якого надсилають вихідну інформаційну величину 307, на основі відповідного значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення. В переважному варіанті виконання винаходу множина можливих значень для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення є скінченною і двійковий буферний селектор 306 містить таблицю, яка точно зв'язує один двійковий буфер 308 з кожним можливим значенням оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення, де різні значення для визначення оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення можуть зв'язуватися з одним і тим же двійковим буфером 308. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу інтервал можливих значень для визначення оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення ділиться на ряд інтервалів, двійковий буферний селектор 306 визначає індекс інтервалу для поточного визначення оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення, а двійковий буферний селектор 306 містить таблицю, яка точно зв'язує один двійковий буфер 308 з кожним можливим значенням для індексу інтервалу, де різні значення для індексу інтервалу можуть зв'язуватися з одним і тим же двійковим буфером 308. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу зв'язування значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення з окремим двійковим буфером адаптується з часом, наприклад, для гарантії того, що створені часткові потоки бітів мають подібні швидкості передачі бітів. Кожен з двох або більшої кількості двійкових буферів 308 з'єднаний точно з одним двійковим кодером 310 і кожен двійковий кодер з'єднаний тільки з одним двійковим буфером 308. Кожен двійковий кодер 310 зчитує інформаційні величини з відповідного двійкового буфера 308 і перетворює послідовність інформаційних величин 309 на кодове слово 311, яке представляє послідовність бітів. Двійкові буфери 308 представляють буфери, які працюють по принципу 9 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 "першим надійшов-першим вийшов"; інформаційні величини, які подаються пізніше (у послідовному порядку) у двійковий буфер 308, не кодуються перед інформаційним величинами, які подаються раніше (у послідовному порядку) у двійковий буфер. Кодові слова 311, які є виходом з окремого двійкового кодера 310, записуються в окремий частковий потік бітів 312. Загальний алгоритм кодування перетворює синтаксичні елементи 301 на два або більшу кількість часткових потоків бітів 312, де кількість часткових потоків бітів дорівнює кількості двійкових буферів і двійкових кодерів. В переважному варіанті виконання винаходу двійковий кодер 310 перетворює змінну кількість інформаційних величин 309 на кодове слово 311 із змінною кількістю бітів. Однією перевагою вище- і нижчеописаних варіантів виконання винаходу є те, що кодування інформаційних величин може здійснюватися паралельно (наприклад, для різних груп значень ймовірності), що зменшує тривалість обробки для декількох втілень. Іншою перевагою варіантів виконання винаходу є те, що кодування інформаційних величин, яке виконується двійковими кодерами 310, може спеціально розроблятися для різних множин параметрів 305. Зокрема, кодування і декодування інформаційних величин можуть оптимізуватися (з точки зору ефективності кодування і/або складності) для різних груп оцінених ймовірностей. З одного боку, це дозволяє послабити складність кодування/декодування і, з іншого боку, це дозволяє покращити ефективність кодування. В переважному варіанті виконання винаходу двійкові кодери 310 втілюють різні алгоритми кодування (тобто перетворення послідовностей інформаційних величин на кодові слова) для різних груп значень оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною одного з її двох можливих значень. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійкові кодери 310 втілюють різні алгоритми кодування для різних груп значень для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення. В переважному варіанті виконання винаходу двійкові кодери 310 (або один, або більша кількість двійкових кодерів) представляють ентропійні кодери, які безпосередньо перетворюють послідовності вхідних інформаційних величин 309 на кодові слова 310. Такі перетворення можуть ефективно виконуватися і не вимагають складного арифметичного кодувального засобу. Обернене перетворення кодових слів на послідовності інформаційних величин (як це робиться в декодері) повинне бути унікальним для гарантії досконалого декодування вхідної послідовності, але перетворення послідовностей 309 інформаційних величин на кодові слова 310 необов'язково потребує бути унікальною, тобто можна, щоб окрему послідовність інформаційних величин можна було перетворювати на більше ніж одну послідовність кодових слів. В переважному варіанті виконання винаходу перетворення послідовностей вхідних інформаційних величин 309 на кодові слова 310 є бієктивним. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійкові кодери 310 (або один, або більша кількість двійкових кодерів) представляють ентропійні кодери, які безпосередньо перетворюють послідовності вхідних інформаційних величин 309 змінної довжини на кодові слова 310 змінної довжини. В переважному варіанті виконання винаходу вихідні кодові слова представляють коди без надлишку, такі як загальні коди Хаффмана або канонічні коди Хаффмана. Два приклади для бієктивного перетворення послідовностей інформаційних величин на коди без надлишку зображені в Таблиці 3. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу вихідні кодові слова представляють надлишкові коди, придатні для виявлення помилки і виправлення помилки. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу вихідні кодові слова представляють шифрувальні коди, придатні для шифрування синтаксичних елементів. 45 Таблиця 3 Приклади для перетворень між послідовностями інформаційних величин і кодовими словами послідовність інформаційних величин (порядок інформаційної величини зліва направо) 0000 0000 0000 0001 0000 001 0000 01 0000 1 0001 001 01 1 10 кодові слова (порядок бітів зліва направо) 1 0000 0001 0010 0011 0100 0101 0110 0111 UA 114674 C2 Таблиця 3 Приклади для перетворень між послідовностями інформаційних величин і кодовими словами послідовність інформаційних величин (порядок інформаційної величини зліва направо) 000 01 001 11 1000 0 1001 1010 1000 1 1011 5 10 15 20 25 30 35 40 45 кодові слова (порядок бітів зліва направо) 10 11 010 011 0001 0010 0011 0000 0 0000 1 В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійкові кодери 310 (або один або більша кількість двійкових кодерів) представляють ентропійні кодери, які безпосередньо перетворюють послідовності вхідних інформаційних величин 309 змінної довжини на кодові слова 310 фіксованої довжини. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійкові кодери 310 (або один, або більша кількість двійкових кодерів) представляють ентропійні кодери, які безпосередньо перетворюють послідовності вхідних інформаційних величин 309 фіксованої довжини на кодові слова 310 змінної довжини. Декодер згідно з варіантом виконання винаходу зображений на Фігурі 8. Декодер виконує головним чином інверсні операції кодера таким чином, що (попередньо кодована) послідовність синтаксичних елементів 327 декодуються з множини з двох або більшої кількості часткових потоків бітів 324. Декодер містить два різні технологічні потоки: потік для інформаційних запитів, який копіює потік даних кодера, і потік даних, який представляє інверсію потоку даних кодера. На Фіг. 8 стрілки, позначені пунктирними лініями, представляють потік інформаційних запитів, тоді як стрілки, позначені суцільною лінією, представляють потік даних. Стандартні блоки декодера головним чином копіюють стандартні блоки кодера, але виконують обернені операції. Декодування синтаксичного елемента запускається запитом на надання нового декодованого синтаксичного елемента 313, який надсилається до бінаризатора 314. В переважному варіанті виконання винаходу кожен запит на надання нового декодованого синтаксичного елемента 313 зв'язується з категорією множини однієї або більшої кількості категорій. Категорія, яка зв'язується із запитом на надання синтаксичного елемента, є тією ж, що й категорія, яка була зв'язана з відповідним синтаксичним елементом під час кодування. Бінаризатор 314 перетворює запит на надання синтаксичного елемента 313 на один або більшу кількість запитів на надання інформаційної величини, які надсилаються до присвоювача 316 параметрів. Як кінцеву відповідь на запит на надання інформаційної величини, який надсилається бінаризатором 314 до присвоювача 316 параметрів, бінаризатор 314 приймає декодовану інформаційну величину 326 від двійкового буферного селектора 318. Бінаризатор 314 порівнює прийняту послідовність декодованих двійкових кодів 326 з послідовностями двійкових кодів окремої схеми бінаризації для запрошеного синтаксичного елемента і, якщо прийнята послідовність декодованих двійкових кодів 326 відповідає результатам бінаризації синтаксичного елемента, то бінаризатор спорожнює свій двійковий буфер і видає декодований синтаксичний елемент як остаточну відповідь на запиту на надання нового декодованого символу. Якщо вже прийнята послідовність декодованих двійкових кодів не відповідає жодній з послідовностей двійкових кодів для схеми бінаризації для запрошеного синтаксичного елемента, то бінаризатор надсилає інший запит на надання інформаційної величини до присвоювача параметрів до тих пір, доки послідовність декодованих двійкових кодів не відповідатиме одній з послідовностей двійкових кодів схеми бінаризації для запрошеного синтаксичного елемента. Для кожного запиту на надання синтаксичного елемента декодер використовує одну і ту ж схему бінаризації, яку використовували для кодування відповідного синтаксичного елемента. Схема бінаризації може відрізнятися для різних категорій синтаксичних елементів. Схема бінаризації для окремої категорії синтаксичного елемента може залежати від множини можливих значень синтаксичного елемента і/або інших властивостей синтаксичних елементів для окремої категорії. Присвоювач 316 параметрів присвоює множину з одного або більшої кількості параметрів кожному запиту на надання інформаційної величини і надсилає запит на надання інформаційної 11 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 величини з відповідною множиною параметрів до двійкового буферного селектора. Множина параметрів, які присвоюються запрошеній інформаційній величині присвоювачем параметрів, є тією ж, що була присвоєна відповідній інформаційній величині під час кодування. Множина параметрів може складатися з одного або більшої кількості параметрів, які згадуються в описі кодера з Фіг. 7. В переважному варіанті виконання винаходу присвоювач 316 параметрів зв'язує кожен запит на надання інформаційної величини з одними і тими ж параметрами, що й присвоювач 304 параметрів, тобто контекст і його відповідне значення для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень, таке як значення для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення і ідентифікатор, який специфікує оцінку, завдяки якій одне з двох можливих значень інформаційної величини представляє її менш ймовірне або більш ймовірне значення для поточної запрошеної інформаційної величини. Присвоювач 316 параметрів може визначати одну або більшу кількість вищезгаданих значень ймовірності (значення оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень, значення для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення, ідентифікатор, який специфікує оцінку, завдяки якій одне з двох можливих значень інформаційної величини представляє її менш ймовірне або більш ймовірне значення для поточної запрошеної інформаційної величини) на основі множини з одного або більшої кількості вже декодованих символів. Визначення значень ймовірності для окремого запиту на надання інформаційної величини копіює процес в кодері для відповідної інформаційної величини. Декодовані символи, які використовуються для визначення величин ймовірності, можуть включати один або більшу кількість вже декодованих символів однієї і тієї ж категорії, які відповідають множинам даних (таким як блоки або групи зразків) про сусідні просторові і/або тимчасові розташування (по відношенню до множини даних, зв'язаної з поточним запитом на надання синтаксичного елемента), або один, або більшу кількість вже декодованих символів різних категорій, які відповідають множинам даних про однакові і/або сусідні просторові, і/або тимчасові розташування (по відношенню до множини даних, зв'язаної з поточним запитом на надання синтаксичного елемента). Кожен запит на надання інформаційної величини з відповідною множиною параметрів 317, яка є виходом присвоювача 316 параметрів, подається у двійковий буферний селектор 318. На основі відповідної множини параметрів 317 двійковий буферний селектор 318 надсилає запит на надання інформаційної величини 319 до одного з двох або більшої кількості двійкових буферів 320 і приймає декодовану інформаційну величину 325 від вибраного двійкового буфера 320. Декодована вхідна інформаційна величина 325 потенційно модифікується і декодована вихідна інформаційна величина 326 (з потенційно модифікованим значенням) надсилається до бінаризатора 314 як кінцева відповідь на запит на надання інформаційної величини з відповідною множиною параметрів 317. Двійковий буфер 320, до якого надсилається запит на надання інформаційної величини, вибирається тим же способом, що й двійковий буфер, до якого була надіслана вихідна інформаційна величина двійкового буферного селектора на кодувальній стороні. В переважному варіанті виконання винаходу двійковий буферний селектор 318 визначає двійковий буфер 320, до якого надсилається запит на надання інформаційної величини 319, на основі відповідного значення для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень. В переважному варіанті виконання винаходу множина можливих значень для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень є скінченною, а двійковий буферний селектор 318 містить таблицю, яка точно зв'язує один двійковий буфер 320 з кожним можливим значенням оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень, де різні значення для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень можуть зв'язуватися з одним і тим же двійковим буфером 320. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу інтервал можливих значень для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень ділиться на ряд інтервалів, двійковий буферний селектор 318 визначає індекс інтервалу для поточної оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень і двійковий буферний селектор 318 містить таблицю, яка точно зв'язує один двійковий буфер 320 з кожним можливим значенням для індексу інтервалу, де різні значення для індексу інтервалу можуть зв'язуватися з одним і тим же двійковим буфером 320. В 12 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 переважному варіанті виконання винаходу запити на надання інформаційних величин 317 з протилежними значеннями для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень (протилежні значення є тими, які представляють оцінки ймовірностей Р і 1 - Р) надсилаються до одного і того ж двійкового буфера 320. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу зв'язування значення для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень з конкретним двійковим буфером адаптується з часом. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійковий буферний селектор 318 визначає двійковий буфер 320, до якого надсилається запит на надання інформаційної величини 319, на основі відповідного значення для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення. В переважному варіанті виконання винаходу множина можливих значень для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення є скінченною і двійковий буферний селектор 318 містить таблицю, яка точно зв'язує один двійковий буфер 320 з кожним можливим значенням оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення, де різні значення для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення можуть зв'язуватися з одним і тим же двійковим буфером 320. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу інтервал можливих величин для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення ділиться на ряд інтервалів, двійковий буферний селектор 318 визначає індекс інтервалу для поточної оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення і двійковий буферний селектор 318 містить таблицю, яка точно зв'язує один двійковий буфер 320 з кожним можливим значення для індексу інтервалу, де різні значення для індексу інтервалу можуть зв'язуватися з одним і тим же двійковим буфером 320. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу зв'язування оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення з окремим двійковим буфером адаптується з часом. Після одержання декодованої інформаційної величини 325 від вибраного двійкового буфера 320 двійковий буферний селектор 318 потенційно модифікує вхідну інформаційну величину 325 і надсилає вихідну інформаційну величину 326 (з потенційно модифікованим значенням) до бінаризатора 314. Перетворення вхідної/вихідної інформаційної величини двійкового буферного селектора 318 є оберненим перетворенням вхідної/вихідної інформаційної величини двійкового буферного селектора на кодувальній стороні. В переважному варіанті виконання винаходу двійковий буферний селектор 318 не змінює значення інформаційної величини, тобто вихідна інформаційна величина 326 завжди має одне і те ж значення, що й вхідна інформаційна величина 325. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійковий буферний селектор 318 визначає значення вихідної інформаційної величини 326 на основі значення вхідної інформаційної величини 325 і значення для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень, яке зв'язане із запитом на надання інформаційної величини 317. В переважному варіанті виконання винаходу значення вихідної інформаційної величини 326 встановлюється рівним значенню вхідної інформаційної величини 325, якщо значення ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень менше, ніж (або менше ніж, або дорівнює) окреме порогове значення; якщо значення ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень більше або дорівнює (або більше за) окремому пороговому значенню, то значення вихідної інформаційної величини 326 модифікується (тобто воно встановлюється рівним протилежному значенню вхідної інформаційної величини). В подальшому переважному варіанті виконання винаходу значення вихідної інформаційної величини 326 встановлюється рівним значенню вхідної інформаційної величини 325, якщо значення ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень більше за (або більше за або дорівнює) окреме порогове значення; якщо значення ймовірності на набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень менше ніж або дорівнює (або менше ніж) окремому пороговому значенню, то значення вихідної інформаційної величини 326 модифікується (тобто воно встановлюється рівним протилежному значенню вхідної інформаційної величини). В переважному варіанті виконання винаходу значення порогу відповідає величині 0,5 для оціненої ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною обох її можливих величин. 13 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійковий буферний селектор 318 визначає значення вихідної інформаційної величини 326 на основі значення вхідної інформаційної величини 325, а ідентифікатор, який специфікує оцінку, завдяки якій одне з двох можливих значень інформаційної величини представляє її менш ймовірне або більш ймовірне значення для поточної запрошеної інформаційної величини, яке зв'язане із запитом на надання інформаційної величини 317. В переважному варіанті виконання винаходу значення вихідної інформаційної величини 326 встановлюється рівним значенню вхідної інформаційної величини 325, якщо ідентифікатор специфікує, що перше з двох можливих значень інформаційної величини представляє її менш ймовірне (або більш ймовірне) значення для поточної запрошеної інформаційної величини і значення вихідної інформаційної величини 326 модифікується (тобто воно встановлюється рівним протилежному значенню вхідної інформаційної величини), якщо ідентифікатор специфікує, що друге з двох можливих значень інформаційної величини представляє її менш ймовірне (або більш ймовірне) значення для поточної запрошеної інформаційної величини. Як описано вище, двійковий буферний селектор надсилає запит на надання інформаційної величини 319 одному з двох або більшої кількості двійкових буферів 320. Двійкові буфери 20 представляють собою буфери, які працюють по принципу "першим прийшов першим вийшов", до яких подаються послідовності декодованих інформаційних величин 321 від під'єднаних двійкових декодерів 322. Як відповідь на запит на надання інформаційної величини 319, яка надсилається до двійкового буфера 320 від двійкового буферного селектора 318, двійковий буфер 320 видаляє інформаційну величину з свого контенту, який спершу був поданий в двійковий буфер 320, і надсилає його до двійкового буферного селектора 318. Інформаційні величини, які раніше надсилаються до двійкового буфера 320, раніше видаляються і надсилаються до двійкового буферного селектора 318. Кожен з двох або більшої кількості двійкових буферів 320 точно з'єднаний з одним двійковим декодером 322 і кожен двійковий декодер з'єднаний тільки з одним двійковим буфером 320. Кожен двійковий декодер 322 зчитує кодові слова 323, які представляють послідовності бітів, з окремого часткового потоку бітів 324. Двійковий декодер перетворює кодове слово 323 на послідовність інформаційних величин 321, яка надсилається до під'єднаного двійкового буфера 320. Загальний алгоритм декодування перетворює два або більшу кількість часткових потоків бітів 324 на ряд декодованих синтаксичних елементів, де кількість часткових потоків бітів дорівнює кількості двійкових буферів і двійкових декодерів, а декодування синтаксичних елементів запускається запитами на надання нових синтаксичних елементів. В переважному варіанті виконання винаходу двійковий декодер 322 перетворює кодові слова 323 із змінною кількістю бітів на послідовність змінної кількості інформаційних величин 321. Одна перевага варіантів виконання винаходу полягає в тому, що декодування інформаційних величин з двох або більшої кількості часткових потоків бітів може виконуватися паралельно (наприклад, для різних груп значень ймовірності), що зменшує час обробки для декількох втілень. Інша перевага варіантів виконання винаходу полягає в тому, що декодування інформаційних величин, яке виконується двійковими декодерами 322, може спеціально розроблятися для різних множин параметрів 317. Зокрема, кодування і декодування інформаційних величин можуть оптимізуватися (з точки зору ефективності кодування і/або складності) для різних груп оцінених ймовірностей. З одного боку, це дозволяє послаблення складності кодування/декодування відносно алгоритмів ентропійного кодування рівня техніки з подібною ефективністю кодування. З іншого боку, це дозволяє покращити ефективність кодування відносно алгоритмів ентропійного кодування рівня техніки з подібною складністю кодування/декодування. В переважному варіанті виконання винаходу двійкові декодери 322 втілюють різні алгоритми декодування (тобто перетворення послідовностей інформаційних величин на кодові слова) для різних груп значень для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною одного з двох її можливих значень 317. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійкові декодери 322 втілюють різні алгоритми декодування для різних груп значень для оцінки ймовірності набуття поточною запрошеною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення. Двійкові декодери 322 виконують обернене перетворення по відношенню до перетворення, здійснюваного відповідними двійковими кодерами на кодувальній стороні. В переважному варіанті виконання винаходу двійкові декодери 322 (або один або більша кількість двійкових декодерів) представляють ентропійні декодери, які безпосередньо перетворюють кодові слова 323 на послідовності інформаційних величин 321. Такі перетворення можуть ефективно виконуватися і не вимагають складного арифметичного кодувального засобу. Перетворення кодових слів на послідовності інформаційних величин 14 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 повинно бути унікальним. В переважному варіанті виконання винаходу перетворення кодових слів 323 на послідовності інформаційних величин 321 є бієктивним. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійкові декодери 310 (або один, або більша кількість двійкових декодерів) представляють ентропійні декодери, які безпосередньо перетворюють кодові слова 323 змінної довжини на послідовності інформаційних величин 321 змінної довжини. В переважному варіанті виконання винаходу вхідні кодові слова представляють коди без надлишку, такі як загальні коди Хаффмана або канонічні коди Хаффмана. Два приклади для бієктивного перетворення кодів без надлишку на послідовності інформаційних величин вказані в Таблиці 3. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійкові декодери 322 (або один або більша кількість двійкових декодерів) представляють ентропійні декодери, які безпосередньо перетворюють кодові слова 323 фіксованої довжини на послідовності інформаційних величин 321 змінної довжини. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу двійкові декодери 322 (або один, або більша кількість двійкових декодерів) представляють ентропійні декодери, які безпосередньо перетворюють кодові слова 323 змінної довжини на послідовності інформаційних величин 321 фіксованої довжини. Таким чином, Фіг. 7 і 8 зображають варіант виконання кодера для кодування послідовності символів 3 і декодер для їх відновлення. Кодер містить присвоювач 304, сконфігурований для присвоєння ряду параметрів 305 кожному символу послідовності символів. Присвоєння базується на інформації, яка міститься в попередніх символах послідовності символів, такій як категорія синтаксичного елемента 1 для представлення, такого як бінаризація, якому належить поточний символ і яке, згідно з синтаксичною структурою синтаксичних елементів 1, на даний момент очікується, очікування якого, у свою чергу, можна одержати з історії попередніх синтаксичних елементів 1 і символів 3. Окрім того, кодер містить множину ентропійних кодерів 10, кожен з яких сконфігурований для перетворення символів 3, надісланих до відповідного ентропійного кодера, на відповідний потік бітів 312, і селектор 306, сконфігурований для надсилання кожного символа 3 до вибраного одного з множини ентропійних кодерів 10, при цьому вибір залежить від кількості параметрів 305, присвоєних відповідному символу 3. Присвоювач 304 міг би передбачатися інтегрованим в селектор 206 для одержання відповідного селектора 502. Декодер для відновлення послідовності символів містить множину ентропійних декодерів 322, кожен з яких сконфігурований для перетворення відповідного потоку бітів 323 на символи 321; присвоювач 316, сконфігурований для присвоєння ряду параметрів 317 кожному символу 315 послідовності символів, які відновлюються на основі інформації, яка міститься в попередньо відновлених символах послідовності символів (дивіться позиції 326 і 327 на Фіг. 8); і селектор 318, сконфігурований для одержання кожного символа послідовності символів, які відновлюються, з вибраного одного з множини ентропійних кодерів 322, при цьому вибір залежить від кількості параметрів, визначених для відповідного символа. Присвоювач 316 може конфігуруватися так, що кількість параметрів, присвоєних кожному символу, містить або є засобом для оцінки ймовірності розподілу можливих значень символу, які він може припускати. Знову, присвоювач 316 і селектор 318 можуть передбачатися як інтегровані в один блок селектор 402. Послідовність символів, які відновлюються, може бути бінарним алфавітом і присвоювач 316 може конфігуруватися так, що оцінка розподілу ймовірності складається із значення для оцінки ймовірності набуття поточною інформаційною величиною її менш ймовірного або більш ймовірного значення з двох її можливих значень бінарного алфавіту, а ідентифікатор, який специфікує оцінку, завдяки якій одне з двох можливих значень інформаційної величини представляє її менш ймовірне або більш ймовірне значення. Присвоювач 316 може додатково конфігуруватися для внутрішнього присвоювання контексту кожному символу послідовності символів 315, які відновлюються на основі інформації, яка міститься в попередньо відновлених символах послідовності символів, які відновлюються, при цьому кожен контекст має відповідну зв'язану з ним оцінку розподілу ймовірності, і для адаптації оцінки розподілу ймовірності для кожного контексту до реальної символьної статистики на основі значень попередньо відновлених символів, якій присвоєний відповідний контекст. Контекст може брати до уваги просторовий зв'язок або сусідство положень, яким належать синтаксичні елементи, такі як у кодуванні відеоданих або кодуванні картинки, або навіть в таблицях у випадку застосувань у фінансовій сфері. Потім, значення для оцінки розподілу ймовірності для кожного символа може визначатися на основі оцінки розподілу ймовірності, зв'язаної з контекстом, присвоєного відповідному символу, як наприклад за допомогою дискретизації, або використовуючи індекс у відповідній таблиці, на основі оцінки розподілу ймовірності, зв'язаної з контекстом, присвоєного відповідним символом (у нижченаведених 15 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 варіантах виконання, індексованих PIPE індексом разом з індексом деталізації) одному з множини представників оцінки розподілу ймовірності (відрізняється від індексу деталізації) для одержання значення оцінки розподілу ймовірності (PIPE індекс, який позначає частковий потік бітів 312). Селектор може конфігуруватися так, що між множиною ентропійних кодерів і множиною представників оцінки розподілу ймовірності визначається бієктивний зв'язок. Селектор 18 може конфігуруватися для зміни дискретного перетворення з інтервалу оцінок розподілу ймовірності на множину представників оцінки розподілу ймовірності наперед встановленим детерміністичним способом в залежності від попередньо відновлених символів послідовності символів протягом часу. Тобто селектор 318 може змінювати розміри кроку дискретизації, тобто інтервали розподілу ймовірності, перетворені на окремі індекси ймовірності, бієктивно зв'язані з окремими ентропійними декодерами. Множина ентропійних декодерів 322, у свою чергу, може конфігуруватися для адаптації свого способу перетворення символів на потоки бітів, яка відповідає за зміну в дискретному перетворенні. Наприклад, кожен ентропійний декодер 322 може оптимізуватися, тобто може мати оптимальний коефіцієнт стискання для певної оцінки розподілу ймовірності у відповідному інтервалі дискретизації оцінки розподілу ймовірності і може змінювати перетворення своєї послідовності кодових слів/ символів для адаптації положення цієї певної оцінки розподілу ймовірності у відповідному інтервалі дискретизації оцінки розподілу ймовірності при зміні останнього для його оптимізації. Селектор може конфігуруватися для зміни дискретного перетворення так, що швидкості, з якими символи виділяються з множини ентропійних декодерів, робляться менш розкиданими. Щодо бінаризатора 314, відмічається, що він може усуватися, якщо синтаксичні елементи є вже двійковими. Окрім того, в залежності від типу декодера 322, існування буферів 320 не потрібне. Окрім того, буфери можуть інтегруватися в декодери. Закінчення скінченних послідовностей синтаксичних елементів В переважному варіанті виконання винаходу кодування і декодування виконується для скінченної множини синтаксичних елементів. Часто кодується певна кількість даних, таких як нерухоме зображення, кадр або поле послідовності відеоданих, частина зображення, частина кадру або поля послідовності відеоданих, або множина послідовних аудіозразків і так далі. Для скінченних множин синтаксичних елементів, головним чином, часткові потоки бітів, які створюються на кодувальній стороні, повинні закінчуватися, тобто слід гарантувати можливість декодування усіх синтаксичних елементів з переданих або збережених часткових потоків бітів. Після введення останньої інформаційної величини у відповідний двійковий буфер 308, двійковий кодер 310 повинен гарантувати запис повного кодового слова в частковий потік бітів 312. Якщо двійковий кодер 310 представляє ентропійний кодер, який втілює пряме перетворення послідовностей інформаційних величин на кодові слова, то послідовність інформаційних величин, яка зберігається в двійковому буфері після запису останньої інформаційної величини у двійковий буфер, може не представляти послідовність інформаційних величин, яка зв'язується з кодовим словом (тобто вона могла б представляти префікс двох або більшої кількості послідовностей інформаційних величин, які зв'язуються з кодовими словами). У такому випадку, будь-яке з кодових слів, зв'язане з послідовністю інформаційних величин, яке містить послідовність інформаційних величин у двійковому буфері як префікс, повинно записуватися в частковий потік бітів (двійковий буфер повинен очищатися). Це могло б виконуватися вставлянням інформаційних величин з окремим або довільним значенням у двійковий буфер, доки не буде записане кодове слово. В переважному варіанті виконання винаходу двійковий кодер вибирає одне з кодових слів з мінімальною довжиною (на додаток до властивості, яка полягає в тому, що відповідна послідовність інформаційних величин повинна містити послідовність інформаційних величин у двійковому буфері як префікс). На декодувальній стороні двійковий декодер 322 може декодувати більше інформаційних величин, ніж вимагається для останнього кодового слова в частковому потоці бітів; ці інформаційні величини не запрошуються двійковим буферним селектором 318 і викидаються та ігноруються. Декодування скінченної множини символів контролюється запитами на надання декодованих синтаксичних елементів; якщо не запрошується додатковий синтаксичний елемент для певної кількості даних, то декодування припиняється. Передача і мультиплексування часткових потоків бітів Часткові потоки бітів 312, які створюються кодером, можуть передаватися окремо або вони можуть мультиплексуватися в єдиний потік бітів, або кодові слова часткових потоків бітів можуть чергуватися в єдиному потоці бітів. У варіанті виконання винаходу кожен частковий потік бітів для певної кількості даних записується в один пакет даних. Кількість даних може бути довільною множиною синтаксичних елементів, таких як нерухоме зображення, поле або кадр послідовності відеоданих, частина 16 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 нерухомого зображення, частина поля або кадру послідовності відеоданих, або основа аудіовибірок і так далі. В іншому переважному варіанті виконання винаходу два або більша кількість часткових потоків бітів для певної кількості даних або усі часткові потоки бітів для певної кількості даних мультиплексуються в один пакет даних. Структура пакета даних, який містить мультиплексовані часткові потоки бітів, зображена на Фігурі 9. Пакет даних 400 складається із заголовка і одного розділу для даних кожного часткового потоку бітів (для розглядуваної кількості даних). Заголовок 400 пакета даних містить індикатори для поділу (решти) пакета даних на сегменти даних 402 потоку бітів. Окрім індикаторів для поділу заголовок може містити додаткову інформацію. У переважному варіанті виконання винаходу індикатори для поділу пакета даних є місцями початку сегментів даних, виражених у бітах або байтах, або множин бітів, або множин байтів. В переважному варіанті виконання винаходу розташування початку сегментів даних кодуються як абсолютні величини в заголовці пакета даних або відносно початку пакета даних або відносно кінця заголовка, або відносно початку попереднього пакета даних. В подальшому переважному варіанті виконання винаходу розташування початку сегментів даних кодуються диференціально, тобто кодується тільки різниця між реальним початком сегмента даних і прогнозом для початку сегменту даних. Прогноз може одержуватися на основі вже відомої або переданої інформації, такої як загальний розмір пакета даних, розмір заголовку, кількість сегментів даних в пакеті даних, розташування початку попередніх сегментів даних. В переважному варіанті виконання винаходу розташування початку першого пакета даних не кодується, а кодується передбачуване розташування на основі розміру заголовка пакета даних. На декодувальній стороні передані індикатори поділу використовуються для одержання інформації про початок сегментів даних. Сегменти даних потім використовуються як часткові потоки бітів і дані, які містяться в сегментах даних, надсилаються у відповідні двійкові декодери у послідовному порядку. Існує декілька альтернатив для мультиплексування часткових потоків бітів з одержанням пакета даних. Одна альтернатива, яка може послабити потребу у побічній інформації, зокрема для випадків, у яких розміри часткових потоків бітів дуже подібні, зображена на Фіг. 10. Корисне навантаження пакета даних, тобто пакет даних 410 без свого заголовка 411, ділиться на сегменти 412 наперед визначеним способом. Як приклад, корисне навантаження пакета даних може ділитися на сегменти однакового розміру. Потім кожен сегмент зв'язується з частковим потоком бітів або з першою частиною часткового потоку бітів 413. Якщо частковий потік бітів більший за відповідний сегмент даних, то його залишок 414 поміщається у невикористаний простір в кінці інших сегментів даних. Це може виконуватися у такий спосіб, що решта потоку бітів вставляється в зворотному порядку (починаючи з кінця сегмента даних), що зменшує побічну інформацію. Зв'язування решт часткових потоків бітів з сегментами даних і, коли до сегмента даних додається більше ніж один залишок, то початкова точка для одного або більшої кількості залишків повинна сигналізуватися всередині потоку бітів, наприклад в заголовку пакета даних. Чергування кодових слів змінної довжини Для деяких застосувань вищеописане мультиплексування часткових потоків бітів (для певної кількості синтаксичних елементів) в одному пакеті даних може мати наступні недоліки: з одного боку, для малих пакетів даних кількість бітів для побічної інформації, яка вимагається для сигналізації поділу, може стати значущою по відношенню до реальних даних в часткових потоках бітів, що, врешті решт, знижує ефективність кодування. З іншого боку, мультиплексування може не підходити для застосувань, які вимагають малої затримки (наприклад, проведення відеоконференцій). За допомогою описаного мультиплексування кодер не може починати передачу пакета даних перед повним формуванням часткових потоків бітів, оскільки розташування початку поділів перед цим не відомі. Окрім того, головним чином, декодер повинен чекати до тих пір, доки він не прийме початок останнього сегмента даних перед тим, як він зможе розпочати декодування пакета даних. Для застосувань у формі систем для проведення відеоконференцій, ці затримки можуть робити внесок у додаткову загальну затримку системи з декількох відеокартинок (зокрема, для швидкостей передачі бітів, які близькі до швидкості передачі даних, і для кодерів/декодерів, які вимагають часового інтервалу між двома картинками для кодування/декодування картинки), що є важливим для таких застосувань. Для усунення недоліків певних застосувань, кодер переважного варіанта виконання винаходу може конфігуруватися у такий спосіб, що кодові слова, які генеруються двома або більшою кількістю двійкових кодерів, чергуються в єдиному потоці бітів. Потік бітів з чергованими кодовими словами може безпосередньо надсилатися до декодера (при нехтуванні малою затримкою буфера, дивіться нижче). На декодувальній стороні два або більша кількість 17 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 двійкових декодерів зчитують кодові слова безпосередньо з потоку бітів в порядку декодування; декодування може починатися з першим прийнятим бітом. Окрім того, не вимагається побічної інформації для сигналізації мультиплексування (або чергування) часткових потоків бітів. Подальше послаблення складності декодера може досягатися, коли двійкові декодери 322 не зчитують кодові слова змінної довжини з глобального бітового буфера, а замість цього вони завжди зчитують послідовності бітів фіксованої довжини з глобального бітового буфера і додають ці послідовності бітів фіксованої довжини до локального бітового буфера, де кожен двійковий декодер 322 з'єднаний з окремим локальним бітовим буфером. Кодові слова змінної довжини потім зчитуються з локального бітового буфера. Тому, синтаксичний аналіз кодових слів змінної довжини може виконуватися паралельно, тільки доступ до послідовностей бітів фіксованої довжини повинен виконуватися синхронно, але такий доступ до послідовностей бітів фіксованої довжини зазвичай є дуже швидким таким чином, що загальна складність декодування може послаблюватися для деяких архітектур. Фіксована кількість інформаційних величин, які надсилаються до окремого локального бітового буфера, може бути іншою для іншого локального бітового буфера і вона може також змінюватися з часом в залежності від певних параметрів як подій в двійковому декодері, двійковому буфері або бітовому буфері. Однак, кількість бітів, які зчитуються окремим доступом, не залежить від реальних бітів, які зчитуються під час окремого доступу, що є важливою відмінністю для зчитування кодових слів змінної довжини. Зчитування послідовностей бітів фіксованої довжини запускається певними подіями в двійкових буферах, двійкових декодерах або локальних бітових буферах. Як приклад, можна запрошувати зчитування нової послідовності бітів фіксованої довжини, коли кількість бітів, які присутні у підключеному бітовому буфері, падає нижче наперед встановленої порогової величини, де різні порогові величини можуть використовуватися для різних бітових буферів. В кодері потрібно гарантувати, щоб послідовності інформаційних величин фіксованої довжини вставлялися в одному і тому ж порядку в потік бітів, у якому вони зчитуються з потоку бітів на декодувальній стороні. Також можна поєднувати це чергування послідовностей фіксованої довжини з контролем малої затримки, подібного до пояснених вище. Далі описується переважний варіант виконання для чергування послідовностей бітів фіксованої довжини. За подальшими деталями, які стосуються останніх схем чергування, звертайтесь до документа WO2011/128268А1. Після опису варіантів виконання, згідно з якими навіть попереднє кодування використовується для стискання відеоданих, описується навіть подальший варіант виконання представленого винаходу, який робить втілення особливо ефективним з точки зору гарного компромісу між коефіцієнтом стискання, з одного боку, і таблицею пошуку та додатковими обрахунками, з іншого боку. Зокрема, наступні варіанти виконання дозволяють використання з обрахункової точки зору менш складних кодів змінної довжини для індивідуального ентропійного кодування потоків бітів і ефективного охоплення частин оцінки ймовірності. В описаних нижче варіантах виконання символи є бінарними і коди змінної довжини (VLC), представлені нижче, ефективно охоплюють оцінку ймовірності, представлену, наприклад R Lps, яке розташоване в інтервалі [0;0,5]. Зокрема, вказані нижче варіанти виконання описують можливі втілення для індивідуальних ентропійних кодерів 310 і декодерів 322, відповідно, на Фіг. 7-17. Вони придатні для кодування інформаційних величин, тобто бінарних символів, оскільки вони трапляються в стисканні зображення або відеоданих. Відповідно, ці варіанти виконання також застосовуються для кодування зображення або відеоданих, де такі бінарні символи діляться на один або більшу кількість потоків інформаційних величин 307, які кодуються, і, відповідно, потоки бітів 324, які декодуються, де кожен такий потік інформаційних величин може розглядатися як реалізація процесу Бернуллі. Описані нижче варіанти виконання використовують один або більшу кількість пояснених нижче різних способів так званого кодування з перетворенням послідовності символів змінної довжини на послідовність бітів змінної довжини (v2v-KOfln) для кодування потоків інформаційних величин. v2v-код може розглядатися як два коди без префіксу з однією і тією ж кількістю кодових слів: головний і допоміжний код без префіксу. Кожне кодове слово головного коду без префіксу зв'язується з одним кодовим словом допоміжного коду без префіксу. У відповідності з нижчеописаними варіантами виконання принаймні деякі з кодерів 310 і декодерів 322 працюють наступним чином: для кодування окремої послідовності інформаційних величин 307 кожен раз, коли кодове слово головного коду без префіксу зчитується з буфера 308, відповідне кодове слово допоміжного коду без префікса записується в потік бітів 312. Та ж сама процедура використовується для декодування такого потоку бітів 24, але з чергуванням головного і допоміжного коду без префікса. Тобто для декодування потоку бітів 324, кожен раз, коли кодове слово допоміжного коду без префіксу зчитується з відповідного 18 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 потоку бітів 324, відповідне кодове число допоміжного коду без префіксу записується в буфер 320. Переважно, описані нижче коди не потребують таблиць пошуку. Коди здатні втілюватися у формі машин з кінцевим числом станів. Представлені тут v2v-коди можуть генеруватися простими правилами конструювання так, що для кодових слів не потрібно зберігати великі таблиці. Замість цього, може використовуватися простий алгоритм для виконання кодування або декодування. Нижче описуються три правила формування, де два з них можуть параметризуватися. Вони охоплюють різні або навіть окремі частини вищезгаданого інтервалу ймовірності і є, відповідно, особливо вигідними, коли використовуються разом, так як усі три коди або два з них використовуються паралельно (кожен для різних кодерів/декодерів 11 і 22). За допомогою описаних нижче правил формування можна формувати множину v2v-кодів так, що для процесів Бернуллі з довільною ймовірністю р один з кодів гарно працює з точки зору надмірної довжини коду. Як визначено вище, кодування і декодування потоків 312 і, відповідно, 324 може виконуватися або незалежно для кожного потоку або поперемінно. Однак, це не є спеціальним для представлених класів v2v-кодів і тому далі описується тільки кодування і декодування окремого кодового слова для кожного з трьох правил формування. Однак, підкреслюється, що усі вищезгадані варіанти виконання, які стосуються рішень з поперемінним виконанням, також здатні поєднуватися з на даний момент описаними кодами або кодерами і декодерами 310 і, відповідно, 322. Правило формування 1: "унарні двійкові PIPE" коди або кодери/декодери 310 і 322 Унарні двійкові PIPE коди (PIPE = ентропія поділу інтервалу ймовірності) є спеціальним варіантом так званих "двійкових PIPE" кодів, тобто кодів, придатних для кодування будь-якого з окремих потоків бітів 12 і 24, кожен з яких переносить дані статистики бінарних символів, яка належить певному підінтервалу ймовірності вищезгаданого інтервалу ймовірності [0;0,5]. Спершу описується формування двійкових PIPE кодів. Двійковий PIPE код може формуватися з будь-якого коду без префіксу з принаймні трьома кодовими словами. Для формування v2v-кодy використовують код без префіксу як головний і допоміжний код, але з чергуванням двох кодових слів допоміжного коду без префіксу. Це означає, що, за виключенням двох кодових слів, інформаційні величини записуються в незмінний потік бітів. За допомогою цієї технології необхідно зберігати тільки один код без префіксу разом з інформацією, які два кодові слова чергуються між собою, і, таким чином, використання пам'яті зменшується. Відзначається, що доцільно обмінюватися тільки кодовими словами різної довжини, оскільки, інакше, потік бітів повинен мати ту ж довжину що й потік інформаційних величин (нехтуючи ефектами, які трапляються в кінці потоку інформаційних величин). Завдяки цьому правилу формування чудовою властивістю двійкових PIPE кодів є те, що, коли головний і допоміжний код без префіксу міняються між собою (тоді як перетворення кодових слів зберігається), то одержуваний v2v-код ідентичний оригінальному v2v-кодy. Тому, алгоритм кодування і алгоритм декодування ідентичні для двійкових PIPE кодів. Унарний двійковий PIPE код формується з спеціального коду без префіксу. Цей спеціальний код без префіксу формується наступним чином. Спершу, генерують код без префіксу, який складається з n унарних кодових слів, починаючи з '01', '001', '0001', … до тих пір, доки не одержиться п кодових слів, n є параметром для унарного двійкового PIPE коду. З найдовшого кодового слова видаляється слід 1. Це відповідає усіченому унарному коду (але без кодового слова '0'). Потім, генеруються n-1 унарних кодових слів, починаючи з '10', '110', '1110', … до тих пір, доки не буде створено n-1 кодових слів. З найдовшого з цих кодових слів видаляють слід 0. Об'єднана множина цих двох кодів без префікса використовується як вхідні дані для генерування унарного двійкового PIPE коду. Два кодові слова, які міняються між собою, є тими, де одне з них складається тільки з 0, а інше складається тільки з 1. Приклад для n=4: № Головний Допоміжний 1 0000 111 2 0001 0001 3 001 001 4 01 01 5 10 10 6 110 110 7 111 0000 Правило формування 2: коди, які відображають перетворення "унарних кодів на коди Райса" і кодери/декодери 10 і 22, які використовують перетворення унарних кодів на коди Райса: 19 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 Коди, які відображають перетворення унарних кодів на коди Райса, використовують усічений унарний код як головний код. Тобто унарні кодові слова генеруються починаючи з '1', '01', '001', n … до тих пір, доки не буде згенеровано 2 + 1 кодових слів і з найдовшого кодового слова видаляють слід 1. n є параметром коду, який відображає перетворення унарного коду на код Райса. Допоміжний код без префіксу формується з кодових слів головного коду без префіксу наступним чином. Головному кодовому слову, яке складається тільки з 0, присвоюється кодове слово '1'. Усі інші кодові слова складаються з конкатенації кодового слова '0' з n-бітовим двійковим представленням ряду 0 відповідного кодового слова головного коду без префіксу. Приклад для n=3: № Головний Допоміжний 1 1 0000 2 01 0001 3 001 0010 4 0001 0011 5 00001 0100 6 000001 0101 7 0000001 0110 8 00000001 0111 9 00000000 1 Відзначаємо, що це ідентичне перетворенню нескінченного унарного коду на код Райса з параметром Райса 2n. Правило формування 3: 'Потрійний двійковий' код Потрійний двійковий код надається наступним чином: № Головний Допоміжний 1 000 0 2 001 100 3 010 101 4 100 110 5 110 11100 6 101 11101 7 011 11110 8 111 11111 Він має ту властивість, що головний код (послідовності символів) має фіксовану довжину (завжди три інформаційні величини), а кодові слова відбираються по висхідних кількостях 1. Далі описується ефективне втілення потрійного двійкового коду. Кодер і декодер для потрійного двійкового коду можуть втілюватися без зберігання таблиць наступним чином. В кодері (будь-який з кодерів 10) три інформаційні величини зчитуються з потоку інформаційних величин (тобто з потоку 7). Якщо ці три інформаційні величини містять точно одну 1, то кодове слово '1' записується в потік бітів після двох інформаційних величин, які складаються з двійкового представлення положення 1 (починаючи справа з 00). Якщо три інформаційні величини містять точно один 0, то кодове слово '111' записується в потік бітів після двох інформаційних величин, які складаються з двійкового представлення положення 0 (починаючи справа з 00). Решта кодових слів '000' і '111' перетворюються на '0' і, відповідно, '11111'. В декодері (будь-який з декодерів 22) одна інформаційна величина або біт зчитується з відповідного потоку бітів 24. Якщо вона дорівнює '0', то кодове слово '000' декодується з одержанням потоку інформаційних величин 21. Якщо вона дорівнює '1', то дві або більша кількість інформаційних величин зчитуються з потоку бітів 24. Якщо ці два біти не дорівнюють '11', то вони інтерпретуються як двійкове представлення числа і два 0 та одна 1 декодується з одержанням потоку бітів так, що положення 1 визначається числом. Якщо два біти дорівнюють '11', то два додаткових біти зчитуються і інтерпретуються як двійкове представлення числа. Якщо це число менше ніж 3, то дві 1 і один 0 декодуються і число визначає положення 0. Якщо воно дорівнює 3, то '111' декодується з одержанням потоку інформаційних величин. Далі описується ефективне втілення унарних двійкових PIPE кодів. Кодер і декодер для унарних двійкових PIPE кодів можуть ефективно втілюватися шляхом використання лічильника. Завдяки структурі двійкових PIPE кодів кодування і декодування двійкових PIPE кодів легко втілювати: В кодері (будь-який з кодерів 10), якщо перша інформаційна величина кодового слова дорівнює '0', то інформаційні величини обробляються до появи '1' або до зчитування n 0 (включаючи перший '0' кодового слова). Якщо трапилася '1', то зчитані інформаційні величини 20 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 записуються в незмінний потік бітів. Інакше (тобто зчитано n 0), то n-1 1 записується в потік бітів. Якщо перша інформаційна величина кодового слова дорівнює '1', то інформаційні величини обробляються доки не трапиться '0' або доки не зчитається n-1 1 (включаючи першу '1' кодового слова). Якщо трапився '0', то зчитані інформаційні величини записуються в незмінний потік бітів. Інакше (тобто зчитано n-1 1), n 0 записуються в потік бітів. В декодері (будь-який з декодерів 322) використовується той же алгоритм для кодера, оскільки це застосовується для двійкових PIPE кодів, як описано вище. Далі описується ефективне втілення кодів, які відображають перетворення унарних кодів на коди Райса. Кодер і декодер для кодів, які відображають перетворення унарних кодів на коди Райса, можуть ефективно втілюватися шляхом використання лічильника, як тепер буде описуватися. В кодері (будь-який з кодерів 310) інформаційні величини зчитуються з потоку інформаційних величин (тобто потоку 7) доки не трапиться 1 або доки не буде зчитано 2n 0. Кількість 0 підраховується. Якщо підрахована кількість дорівнює 2n, то кодове слово '1' записується в потік бітів. Інакше, '0' записується перед двійковим представленням підрахованої кількості, записаної з n бітами. В декодері (будь-який з декодерів 322) зчитується один біт. Якщо він дорівнює '1', то 2n 0 декодуються з одержанням рядка інформаційних величин. Якщо він дорівнює '0', то зчитується n додаткових бітів, які інтерпретуються як двійкове представлення числа. Ця кількість 0 декодується з одержанням потоку інформаційних величин, за яким слідує '1'. Іншими словами тільки що описані варіанти виконання розкривають кодер для кодування послідовності символів 303, який містить присвоювач 316, сконфігурований для присвоювання ряду параметрів 305 кожному символу послідовності символів на основі інформації, яка міститься в попередніх символах послідовності символів; певну кількість ентропійних кодерів 310, кожен з яких сконфігурований для перетворення символів 307, надісланих до відповідного ентропійного кодера 310, на відповідний потік бітів 312; і селектор 6, сконфігурований для надсилання кожного символа 303 до вибраного одного з множини ентропійних кодерів 10, при цьому вибір залежить від кількості параметрів 305, присвоєних відповідному символу 303. Згідно з тільки що зазначеними варіантами виконання принаймні перша підмножина ентропійних кодерів може бути кодером змінної довжини, сконфігурованим для перетворення послідовностей символів змінної довжини в потоці символів 307 на кодові слова змінних довжин, які вставляються в потік бітів 312, при цьому, відповідно, кожен з ентропійних кодерів 310 першої підмножини використовує правило бієктивного перетворення, згідно з яким кодові слова головного коду без префіксу з (2n-1)3 кодовими словами перетворюються на кодові слова допоміжного коду без префіксу, який ідентичний головному коду з префіксом так, що усі, але два кодові слова головного коду без префіксу перетворюються на ідентичні кодові слова допоміжного коду без префіксу, тоді як два кодові слова головного і допоміжного кодів без префіксу мають різні довжини і перетворюються один на інший взаємнозамінно, при цьому ентропійні кодери можуть використовувати різне n для охоплення різних частин вищезгаданого інтервалу ймовірності. Перший код без префіксу може формуватися так, що його кодовими словами є (а, b)2, (а, а, b)3,…, (a, …,a, b)n, (a, …,a)n, (b, a)2, (b, b,a)3,…, (b, …,b, a)n-1, (b, …,b)n-1, і двома кодовими словами, які взаємнозамінно перетворюються одне на інше, є (а, …,а) n і (b, …,b)n-1 з bа і а, b  {0,1}. Однак, альтернативи є реальними. Іншими словами кожен з першої підмножини ентропійних кодерів може конфігуруватися при перетворенні символів, надісланих до відповідного ентропійного кодера, на відповідний потік бітів для перевірки першого символа, надісланого до відповідного ентропійного кодера, для визначення, чи (1) перший символ дорівнює а  {0,1}, у випадку чого відповідний ентропійний кодер конфігурується для перевірки наступних символів, надісланих до відповідного ентропійного кодера, для визначення, чи (1.1) bа і b  {0,1} серед наступних n-1 символів, які слідують після першого символу, у випадку чого відповідний ентропійний кодер конфігурується для запису кодового слова у відповідний потік бітів, який дорівнює першому символу, за яким слідують наступні символи, надіслані до відповідного ентропійного кодера, аж до символа b; (1.2) чи символ b не трапляється серед наступних n-1 символів, які слідують після першого символу, у випадку чого відповідний ентропійний кодер конфігурується для запису кодового слова у відповідний потік бітів, яке дорівнює (b, …,b)n-1; або (2) чи перший символ дорівнює b, у випадку чого відповідний ентропійний кодер конфігурується для перевірки наступних символів, надісланих до відповідного ентропійного кодера, для визначення (2.1), чи трапляється а серед наступних n-2 символів, які слідують після першого символу, у випадку чого відповідний ентропійний кодер конфігурується для запису кодового слова у відповідний потік бітів, який дорівнює першому символу, за яким слідують наступні символи, надіслані до відповідного 21 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 ентропійного кодера, аж до символа а; або (2.2) чи не трапляється а серед наступних n-2 символів, які слідують після першого символа, у випадку чого відповідний ентропійний кодер конфігурується для запису кодового слова у відповідний потік бітів, яке дорівнює (а, …,а) n. Окрім того або альтернативно, друга підмножина ентропійних кодерів 10 може бути кодером змінної довжини, сконфігурованим для перетворення послідовностей символів змінних довжин на, відповідно, кодові слова фіксованих довжин, при цьому кожен з ентропійних кодерів другої підмножини використовує правило бієктивного перетворення, згідно з яким кодові слова n головного усіченого унарного коду з 2 +1 кодовими словами типу {(a), (ba), (bba), …,(b…ba), (bb…b)} з bа і а, b  {0,1} перетворюються на кодові слова допоміжного коду без префіксу так, що кодове слово (bb…b) головного усіченого унарного коду перетворюється на кодове слово (с) допоміжного коду без префіксу і усі інші кодові слова {(a), (ba), (bba), …,(b…ba)} головного усіченого унарного коду перетврюються на кодові слова, які мають (d) з сd і c,d  {0,1} як префікс і n-бітове слово як суфікс, при цьому ентропійні кодери використовують різне n. Кожен з другої підмножини ентропійних кодерів може конфігуруватися так, що n-бітове слово є n-бітовим представленням кількості чисел b у відповідному кодовому слові головного усіченого унарного коду. Однак, альтернативи є реальними. Знову, з проекції режиму роботи відповідного кодера 10 кожен з другої підмножини ентропійних кодерів може конфігуруватися під час перетворення символів, надісланих до відповідного ентропійного кодера, на відповідний потік бітів для підрахунку кількості символів b в послідовності символів, надісланих до відповідного ентропійного кодера, доки не трапиться символ а або доки кількість послідовності символів, надісланих до відповідного ентропійного n n кодера, не досягне величини 2 з усіма 2 символами послідовності, яка є числом b, і (1) якщо n кількість символів b дорівнює 2 , записують с з с є {0,1} як кодове слово допоміжного коду без n префіксу у відповідний потік бітів, і (2) якщо кількість символів b менша ніж 2 , то записують кодове слово допоміжного коду без префіксу у відповідний потік бітів, який має (d) з сd і d  {0,1} як префікс, а n-бітове слово, яке визначається в залежності від кількості символів b, як суфікс. Також додатково або альтернативно, наперед визначений один з ентропійних кодерів 10 може бути кодером змінної довжини, сконфігурованим для перетворення послідовностей символів фіксованих довжин на, відповідно, кодові слова змінних довжин, при цьому наперед 3 визначений ентропійний кодер використовує правило бієктивного перетворення, згідно з яким 2 кодових слів довжиною 3 головного коду перетворюються на кодові слова допоміжного коду без префікса так, що кодове слово (ааа)3 головного коду з а  {0,1} перетворюється на кодове слово (с) з с  {0,1}, при цьому усі три кодові слова головного коду, які мають точно одне b з bа і b  {0,1}, перетворюються на кодові слова, які мають (d) з сd і d  {0,1} як префікс і відповідне перше 2-бітове слово з першої множини 2-бітових слів як суфікс, при цьому усі три кодові слова головного коду, які мають точно одне а, перетворюються на кодові слова, які мають (d) як префікс, і конкатенацію першого 2-бітового слова, яке не є елементом першої множини, і другого 2-бітового слова з другої множини 2-бітових слів як суфікс, і при цьому кодове слово (bbb)3 перетворюється на кодове слово, яке має (d) як префікс, і конкатенацію першого 2бітового слова, яке не є елементом першої множини, і другого 2-бітового слова, яке не є елементом другої множини, як суфікс. Перше 2-бітове слово кодових слів головного коду, яке має точно один символ b, може бути 2-бітовим представленням положення символа b у відповідному кодовому слові головного коду, а друге 2-бітове слово кодових слів головного коду, який має точно один символ а, може бути 2-бітовим представленням положення символа а у відповідному кодовому слові головного коду. Однак, альтернативи є реальними. Знову, наперед визначений один з ентропійних кодерів може конфігуруватися під час перетворення символів, надісланих до наперед встановленого ентропійного кодера, на відповідний потік бітів, для перевірки символів, які надсилаються до наперед встановленого ентропійного кодера в триплетах, щодо того (1) чи триплет складається з символів а, у випадку чого наперед визначений ентропійний кодер конфігурується для запису кодового слова (с) у відповідний потік бітів, (2) чи триплет точно містить один символ b, у випадку чого наперед визначений ентропійний кодер конфігурується для запису кодового слова, яке має (d) як префікс, а 2-бітове представлення положення символа b в триплеті як суфікс, у відповідний потік бітів; (3) чи триплет точно містить один символ а, у випадку чого наперед визначений ентропійний кодер конфігурується для запису кодового слова, яке має (d) як префікс і конкатенацію першого 2-бітового слова, яке не є елементом першої множини, і 2-бітового представлення положення символа а в триплеті як суфікс, у відповідний потік бітів; або (4) чи триплет складається з символів b, у випадку чого наперед визначений ентропійний кодер конфігурується для запису кодового слова, яке має (d) як префікс і конкатенацію першого 2 22 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 бітового слова, яке не є елементом першої множини, і першого 2-бітового слова, яке не є елементом другої множини, як суфікс, у відповідний потік бітів. Розглядаючи декодувальну сторону, бачимо, що тільки що описані варіанти виконання розкривають декодер для відновлення послідовності символів 326, який містить множину ентропійних декодерів 322, кожен з яких сконфігурований для перетворення відповідного потоку бітів 324 на символи 321; присвоювач 316, сконфігурований для присвоєння ряду параметрів на кожен символ 326 послідовності символів, які відновлюються, на основі інформації, яка міститься в попередньо відновлених символах послідовності символів; і селектор 318, сконфігурований для одержання кожного символа 325 з послідовності символів, які відновлюються, з вибраного одного з множини ентропійних декодерів, при цьому вибір залежить від ряду параметрів, визначених для відповідного символу. Згідно з тільки що описаними варіантами виконання принаймні перша підмножина ентропійних декодерів 322 є декодерами змінної довжини, сконфігурованими для перетворення кодових слів змінних довжин на послідовності символів змінних довжин, при цьому, відповідно, кожен з ентропійних декодерів 22 першої підмножини використовує правило бієктивного перетворення, згідно з яким кодові слова головного коду без префіксу з (2n-1)3 кодовимисловами перетворюються на кодові слова допоміжного коду без префіксу, який ідентичний головному коду з префіксом, так, що усі, але два кодові слова головного коду без префіксу перетворюються на ідентичні кодові слова допоміжного коду без префіксу, тоді як два кодові слова головного і допоміжного коду без префіксу мають різні довжини і перетворюються один на інший взаємнозамінно, при цьому ентропійні кодери використовують різні n. Перший код без префіксу може формуватися так, що кодовими словами першого коду без префіксу є (a, b)2, (a, a,b)3,…, (a, …,a, b)n, (a, …,a)n, (b, a)2, (b, b,a)3, …. (b, …,b1а)n-1, (b, …,b)n-1 і двома кодовими словами, які перетворюються одне на інше взаємнозамінним чином, можуть бути (а……а) n і (b, …,b)n-1 з bа і а, b  {0,1}. Однак, альтернативи є реальними. Кожен з першої підмножини ентропійних кодерів може конфігуруватися під час перетворення відповідного потоку бітів на символи для перевірки першого біта відповідного потоку бітів для визначення (1), чи перший біт дорівнює 0 {0,1}, у випадку чого відповідний ентропійний кодер конфігурується для перевірки наступних бітів відповідного бітового потоку для визначення, чи (1.1) b з bа і b 0 {0,1} трапляється в наступних n-1 бітах, які слідують після першого біта, у випадку чого відповідний ентропійний декодер конфігурується для відновлення послідовності символів, яка дорівнює першому біту, за яким слідують наступні біти відповідного потоку бітів аж до біта b; або (1.2) чи не трапляється біт b серед наступних n-1 бітів, які слідують після першого біта, у випадку чого відповідний ентропійний декодер конфігурують для відновлення послідовності символів, яка дорівнює (b, …,n) n-1 або (2) чи перший біт дорівнює b, у випадку чого відповідний ентропійний декодер конфігурують для перевірки наступних бітів відповідного потоку бітів для визначення того (2.1), чи трапляється символ а серед наступних n2 бітів, які слідують після першого біта, у випадку чого відповідний ентропійний декодер конфігурується для відновлення послідовності символів, яка дорівнює першому біту, за яким слідують наступні біти відповідного бітового потоку аж до символа а; або (2.2) чи не трапляється символ а серед наступних n-2 бітів, які слідують після першого біта, у випадку чого відповідний ентропійний декодер конфігурується для відновлення послідовності символів, яка дорівнює (а, …,а)n. Додатково або альтернативно, принаймні друга підмножина ентропійних декодерів 322 може бути декодером змінної довжини, сконфігурованим для перетворення кодових слів фіксованих довжин на, відповідно, послідовності символів змінних довжин, при цьому кожен з ентропійних декодерів другої підмножини використовує правило бієктивного перетворення, згідно з яким кодові слова допоміжного коду без префіксу перетворюються на кодові слова n головного усіченого унарного коду з 2 +1 кодовими словами типу {(а), (bа), (bba), …,(b…ba), (bb…b)} з bа і а, b  {0,1} так, що кодове слово (с) допоміжного коду без префіксу перетворюється на кодове слово (bb…b) головного усіченого унарного коду і кодові слова, які мають (d) з сd і c, d  {0,1} як префікс і n-бітове слово як суфікс, перетворюються на відповідне одне з інших кодових слів {(a), (ba), (bba), …,(b…ba)} головного усіченого унарного коду, при цьому ентропійні декодери використовують різні n. Кожен з другої підмножини ентропійних декодерів може конфігуруватися так, що n-бітове слово є n-бітовим представленням кількості символів b у відповідному кодовому слові головного усіченого унарного коду. Однак, альтернативи є реальними. Кожен з другої підмножини ентропійних декодерів може бути декодером змінної довжини, сконфігурованим для перетворення кодових слів фіксованих довжин на, відповідно, послідовності символів змінних довжин і сконфігурованим під час перетворення потоку бітів 23 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 відповідного ентропійного декодера на символи для перевірки першого біта відповідного потоку бітів для визначення того, чи (1) він дорівнює с з с  {0,1}, у випадку чого відповідний ентропійний декодер конфігурується для відновлення послідовності символів, яка дорівнює n (bb…b)2 з b  {0,1}; або (2) чи він дорівнює d з сd і c, d  {0,1}, у випадку чого відповідний ентропійний декодер конфігурується для визначення n-бітового слова з n подальших бітів відповідного потоку бітів, які слідують після першого біта, і для відновлення з нього послідовності символів, яка має тип {(а), (bа), (bba), …,(b…ba), (bb…b)} з b а і b  {0,1} з кількістю символів b, яка залежить від n-бітового слова. Додатково або альтернативно, наперед визначений один з ентропійних декодерів 322 може бути декодером змінної довжини, сконфігурованим для перетворення кодових слів змінних довжин на, відповідно, послідовності символів фіксованих довжин, при цьому наперед визначений ентропійний декодер використовує правило бієктивного перетворення, згідно з яким 3 кодові слова допоміжного коду без префіксу перетворюються на 2 кодові слова довжиною 3 головного коду так, що кодове слово (с) з с  {0,1} перетворюється на кодове слово (ааа)3 головного коду з а  {0,1}, при цьому кодові слова, які мають (d) з сd і d  {0,1} як префікс і відповідне перше 2-бітове слово з першої множини трьох 2-бітових слів як суфікс, перетворюються на усі три кодові слова головного коду, який має точно один символ b з bа і b  {0,1}, при цьому кодові слова, які мають (d) як префікс і конкатенацію першого 2-бітового слова, яке не є елементом першої множини, і другого 2-бітового слова з другої множини трьох 2-бітових слів як суфікс, перетворюються на усі три кодові слова головного коду, який має точно один символ а, і кодове слово, яке має (d) як префікс і конкатенацію першого 2-бітового слова, яке не є елементом першої множини, і другого 2-бітового слова, яке не є елементом другої множини, як суфікс перетворюється на кодове слово (bbb) 3. Перше 2-бітове слово кодових слів головного коду, який має точно один символ b, може бути 2-бітовим представленням положення символа b у відповідному кодовому слові головного коду, а друге 2-бітове слово кодових слів головного коду, який має точно один символ а, може бути 2-бітовим представленням положення символа а у відповідному кодовому слові головного коду. Однак, альтернативи є реальними. Наперед визначений один з ентропійних декодерів може бути декодером змінної довжини, сконфігурованим для перетворення кодових слів змінних довжин на послідовності символів, кожна з яких містить три символи, відповідно, і під час перетворення потоку бітів відповідного ентропійного декодера на символи сконфігурований для дослідження першого біта відповідного потоку бітів для визначення того факту (1) чи перший біт відповідного потоку бітів дорівнює с з с  {0,1}, у випадку чого наперед визначений ентропійний декодер конфігурується для відновлення послідовності символів, яка дорівнює (ааа) 3 з а 0 {0,1}, або (2) чи перший біт відповідного потоку бітів дорівнює d з сd і d  {0,1}, у випадку чого наперед визначений ентропійний декодер конфігурується для визначення першого 2-бітового слова з 2 подальшими бітами відповідного потоку бітів, які слідують після першого біта, і перевірки першого 2-бітового слова для визначення того факту (2.1), чи перше 2-бітове слово не є елементом першої множини з трьох 2-бітових слів, у випадку чого наперед визначений ентропійний декодер конфігурується для відновлення послідовності символів, яка має точно один символ b з bа і b 0 {0,1}, при цьому положення символа b у відповідній послідовності символів залежить від першого 2-бітового слова, або (2.2) чи перше 2-бітове слово є елементом першої множини, у випадку чого наперед визначений ентропійний декодер конфігурується для визначення другого 2-бітового слова з 2 подальших бітів відповідного потоку бітів, які слідують після двох бітів, з яких було визначене перше 2-бітове слово, і для перевірки другого 2-бітового слова для визначення того факту (3.1), чи друге 2-бітове слово не є елементом другої множини з трьох 2бітових слів, у випадку чого наперед визначений ентропійний декодер конфігурується для відновлення послідовності символів, яка має точно один символ а, при цьому положення символа а у відповідній послідовності символів залежить від другого 2-бітового слова, або (3.2) чи друге 2-бітове слово є елементом другої множини з трьох 2-бітових слів, у випадку чого наперед визначений ентропійний декодер конфігурується для відновлення послідовності символів, яка дорівнює (bbb)3. Тепер, після опису загальної концепції схеми кодування відеоданих, варіанти виконання представленого винаходу описуються відносно вищезгаданих варіантів виконання. Іншими словами, охарактеризовані нижче варіанти виконання можуть втілюватися шляхом використання вищенаведених схем і, навпаки, вищезгадані схеми кодування можуть втілюватися з використанням охарактеризованих нижче варіантів виконання. У вищенаведених варіантах виконання, описаних відносно Фіг. 7-9, ентропійний кодер і декодери з Фіг. 1-6 втілювалися у відповідності з концепцією PIPE (ентропія поділу інтервалу ймовірності). Один спеціальний варіант виконання використовує арифметичні кодери/декодери 24 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 310 і 322 з єдиним станом ймовірності. Як буде описуватися нижче, у відповідності з альтернативним варіантом виконання, об'єкти 306-310 і відповідні об'єкти 318-322 можуть замінятися спільним ентропійним кодувальним засобом. Наприклад, арифметичний кодувальний засіб може просто керувати одним спільним станом R і L, і кодувати усі символи з одержанням одного спільного потоку бітів, таким чином відмовляючись від вигідних аспектів представленої концепції PIPE, що стосується паралельної обробки, але уникаючи необхідності чергування часткових потоків бітів, як обговорюється нижче. Роблячи це, кількість станів ймовірності, завдяки яким ймовірності контексту оцінюються шляхом оновлення даних (таблиця пошуку), може бути більшою за кількість станів ймовірності, завдяки яким виконується підрозбиття інтервалу ймовірності. Тобто аналогічно до дискретизації величина ширини інтервалу ймовірності перед індексацією в таблиці Rtab, а також індекс стану ймовірності можуть дискретизуватися. Вищенаведений опис можливого втілення для окремих кодерів/декодерів 310 і 322 може, таким чином, поширюватися, наприклад, на втілення ентропійних кодерів/декодерів 318-322/306-310 як адаптивних до контексту двійкових арифметичних кодувальних/декодувальних засобів: Будучи більш точними, у відповідності з варіантом виконання, ентропійний кодер, підключений до виходу присвоювача параметрів (який функціонує тут як контекстний присвоювач), може працювати наступним чином: 0. Присвоювач 304 надсилає значення інформаційної величини разом з параметром ймовірності. Ймовірністю є pState_current[bin]. 1. Таким чином, ентропійний кодувальний засіб приймає: 1) valLPS, 2) інформаційну величину і 3) оцінку розподілу ймовірності pState_current[bin]. pState_current[bin] може мати більше станів ніж кількість розрізнюваних індексів стану ймовірності Rtab. Якщо так, то pState_current[bin] може дискретизуватися як, наприклад, шляхом ігнорування m LSBs з m, більшим за або рівним 1 і переважно рівним 2 або 3, для одержання p_state, тобто індексу, який потім використовується для доступу до таблиці Rtab. Однак, дискретизація може не виконуватися, тобто. p_state може дорівнювати pState_current[bin]. 2. Потім виконується дискретизація R (як згадується вище: будь-який один R (і відповідний L з одним спільним потоком бітів) використовується/контролюється для усіх розрізнюваних величин p_state або один R (і відповідний L з відповідним частковим потоком бітів на пару R/L) на розрізнювану величину p_state, яка в останньому випадку повинна відповідати наявності одного двійкового кодера 310 на таку величину) q_index=Qtab[R>>q] (або деяка інша форма дискретизації). 3. Потім виконується визначення RLPS і R: RLPS=Rtab[p_state][q_index]; Rtab зберегла попередньо обраховані величини для p[p_state]Q[q_index] R=R - RLPS [тобто R попередньо оновлюється, якщо б "елемент вибірки" був MPS]. 4. Обрахунок нового часткового інтервалу: if (bin=1 - valMPS) then L ¬ L+R R ¬ RLPS 5. Повторна нормалізація L і R, запис бітів. Аналогічно, ентропійний декодер, підключений до виходу присвоювача параметрів (який функціонує тут як контекстний присвоювач), може працювати наступним чином: 0. Присвоювач 304 надсилає значення інформаційної величини разом з параметром ймовірності. Ймовірність дорівнює pState_current[bin]. 1. Таким чином, ентропійний кодувальний засіб приймає запит на надання інформаційної величини разом з: 1) valLPS, і 2) оцінкою розподілу ймовірності pState_current[bin]. pState_current[bin] може мати більше станів ніж кількість розрізнюваних індексів станів ймовірності таблиці Rtab. Якщо так, то pState_current[bin] може дискретизуватися, наприклад, шляхом ігнорування m LSBs з m, яке більше за або рівне 1 і переважно дорівнює 2 або 3, для одержання p_state, тобто індексу, який потім використовується для доступу до таблиці Rtab. Дискретизація може, однак, не виконуватися, тобто p_state може дорівнювати pState_current[bin]. 2. Потім, виконується дискретизація R (як згадано вище: будь-який один R (і відповідний V з одним спільним потоком бітів) використовується/контролюється для усіх розрізнюваних величин p_state, або один R (і відповідний V з відповідним частковим потоком бітів на пару R/L) на розрізнювану величину p_state, яка в останньому випадку повинна відповідати наявності одного двійкового кодера 310 на таку величину) q_index=Qtab[R>>q] (або деяка інша форма дискретизації). 25 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 3. Потім, виконують визначення RLPS і R: RLPS=Rtab[p_state][q_index]; Rtab зберегла попередньо обраховані величини для p[p_state]Q[q_index] R=R-RLPS [тобто R попередньо оновлюється, якщо "інформаційною величиною" було MPS]. 4. Визначення інформаційної величини, яке залежить від положення часткового інтервалу: 3 if (V R) then bin ¬ 1-valMPS (інформаційна величинадекодується як LPS; двійковий буферний селектор 18 буде одержувати реальне значення інформаційної величини шляхом використання цієї інформації про інформаційну величину і valMPS) V ¬ V-R R ¬ RLPS або bin ¬ valMPS (інформаційна величина декодується як MPS; реальне значення інформаційної величини одержується шляхом використання цієї інформації про інформаційну величину та valMPS). 5. Повторна нормалізація R, зчитування одного біта і оновлення V. Як описано вище, присвоювач 4 присвоює pState_current[bin] кожній інформаційній величині. Зв'язування може виконуватися на основі вибору контексту. Тобто присвоювач 4 може вибирати контекст, використовуючи індекс контексту ctxldx, який, у свою чергу, має відповідну зв'язану з ним ймовірність pState_current. Оновлення ймовірності може виконуватися кожен раз, коли ймовірність pState_current[bin] використана для поточної інформаційної величини. Оновлення стану ймовірності pState_current[bin] виконується в залежності від значення кодованого біта: if (bit=1 - valMPS) then pState_current  Next_State_LPS [pState_current] if (pState_current=0) then valMPS1-valMPS else pState_current  Next_State_MPS [pState_current]. Якщо надається більше ніж один контекст, то адаптація виконується контекстно, тобто pState_current[ctxldx] використовується для кодування і потім для оновлення з використанням поточного значення інформаційної величини (кодованої або, відповідно, декодованої). Як буде описано детальніше нижче, у відповідності з описаними тепер варіантами виконання кодер і декодер можуть необов'язково втілюватися для роботи в різних режимах, а саме: в режимі низької складності (LC) і високоефективному режимі (НЕ). Це головним чином ілюструється далі по відношенню до PIPE кодування (потім згадуючи режими LC і НЕ PIPE), але опис деталей складності масштабування легко переноситься на інші втілення засобів ентропійного кодування/декодування, таких як варіант виконання з використанням одного спільного адаптивного до контексту арифметичного кодера/декодера. У відповідності з описаними нижче варіантами виконання обидва режими ентропійного кодування можуть використовувати однаковий синтаксис і семантику (для послідовності синтаксичних елементів 301 і, відповідно, 327); однакові схеми бінаризації для усіх синтаксичних елементів (як на даний момент специфікується для САВАС) (тобто бінаризатори можуть працювати незалежно від активованого режиму); використання одних і тих же PIPE кодів (тобто двійкові кодери/декодери можуть працювати незалежно від активованого режиму); використання 8-бітових ініціалізуючих величин моделі ймовірності (замість 16-бітових ініціалізуючих величин, як на даний момент специфіковано для САВАС). Загалом кажучи, LC-PIPE відрізняється від НЕ-РІРЕ складністю обробки, як, наприклад, складність вибору PIPE доріжки 312 для кожної інформаційної величини. Наприклад, режим низької складності (LC) може функціонувати за наступних обмежень: для кожної інформаційної величини (binldx) може існувати точно одна модель ймовірності, тобто одне значення ctxldx. Тобто може не передбачатися вибір/адаптація контексту в LC PIPE. Спеціальні синтаксичні елементи, такі як ті, що використовуються для залишкового кодування, можуть, однак, кодуватися з використанням контекстів, як далі описано нижче. Більше того, усі моделі ймовірності можуть бути неадаптивними, тобто усі моделі можуть ініціалізуватися на початку кожної частини інформації відповідними модельованими ймовірностями (в залежності від вибору типу частини інформації і QP частини інформації) і можуть зберігатися фіксованими протягом усього процесу обробки частини інформації. Наприклад, можуть підтримуватися тільки 8 різних модельованих ймовірностей, які відповідають 8 різним PIPE кодам 310/322, для 26 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 моделювання контексту і кодування. Спеціальні синтаксичні елементи для залишкового кодування, тобто significance_coeff_flag і coeff_abs_level_greaterX (з Х=1,2), семантика яких описана детальніше нижче, можуть присвоюватися моделям ймовірності так, що (принаймні) групи, наприклад, з 4 синтаксичних елементів кодуються/декодуються однією і тією ж модельованою ймовірністю. Порівняно з CAVLC режим LC-PIPE досягає приблизно тих же характеристик R-D і тієї ж продуктивності. НЕ-РІРЕ може конфігуруватися концептуально подібно до САВАС стандарту Н.264 з наступними відмінностями: двійкове арифметичне кодування (ВАС) замінюється PIPE кодуванням (теж саме що й у випадку LC-PIPE). Кожна модель ймовірності, тобто кожен ctxldx, може представлятися pipeldx і refineldx, де pipeldx із значеннями в інтервалі 0…7 представляє модельовану ймовірність 8 різних PIPE кодів. Ця зміна впливає тільки на внутрішнє представлення станів, а не на поведінку самої машину стану (тобто оцінку ймовірності). Як буде детальніше описано нижче, ініціалізація моделей ймовірності може використовувати 8-бітові ініціалізуючі величини, як вказано вище. Зворотне сканування синтаксичних елементів coeff_abs_level_greaterX (з Х=1,2), coeff_abs_level_minus3 і coeff_sign_flag (семантика яких стане яснішою з нижченаведеного обговорення) може виконуватися вздовж тієї ж доріжки сканування, що й пряме сканування (використовуване, наприклад, в кодування карти значущості). Може також спрощуватися одержання контексту для кодування coeff_abs_level_greaterX (with Х=1,2). Порівняно з САВАС запропонований НЕ-РІРЕ приблизно досягає тих же характеристик R-D з кращою продуктивністю. Легко побачити, що тільки що згадані режими легко генеруються шляхом виконання, наприклад, вищезгаданого адаптивного до контексту двійкового арифметичного кодувального/декодувального засобу так, що він працює в різних режимах. Таким чином, у відповідності з варіантом виконання у відповідності з першим аспектом представленого винаходу декодер для декодування потоку даних може формуватися, як зображено на Фіг. 11. Декодер передбачений для декодування потоку даних 401, такого як поперемінний потік бітів 340, в який кодуються мультимедійні дані, такі як відеодані. Декодер містить перемикач режимів 400, сконфігурований для активування режиму низької складності або високоефективного режиму в залежності від потоку даних 401. Для цього, потік даних 401 може містити синтаксичний елемент, такий як двійковий синтаксичний елемент, який має двійкову величину 1 у випадку режиму низької складності, який активується, і має двійкову величину 0 у випадку високоефективного режиму, який активується. Очевидно, зв'язок між інформаційною величиною і режимом кодування може перемикатися, а недвійковий синтаксичний елемент, який має більше ніж два можливі значення, міг би також використовуватися. Оскільки реальний вибір між обома режимами все ще нечіткий до прийому відповідного синтаксичного елемента, то цей синтаксичний елемент може міститися в деякому ведучому заголовку кодованого потоку даних 401, наприклад, з фіксованою оцінкою ймовірності або моделлю ймовірності, або записуватися в потік даних 401, тобто коли використовується байпасний режим. Окрім того, декодер з Фіг. 11 містить множину ентропійних декодерів 322, кожен з яких сконфігурований для перетворення кодових слів в потоці даних 401 на часткові послідовності 321 символів. Як описано вище, обернений перемежовувач 404 може підключатися між входами ентропійних декодерів 322, з одного боку, і входом декодера з Фіг. 11, де використовується потік даних 401, з іншого боку. Окрім того, як вже описувалося вище, кожен з ентропійних декодерів 322 може зв'язуватися з відповідним інтервалом ймовірності, при цьому інтервали ймовірності різних ентропійних декодерів разом охоплюють увесь інтервал ймовірності від 0 до 1 або від 0 до 0,5 у випадку ентропійних декодерів 322, які мають справу з MPS і LPS скоріше, ніж з абсолютними символьними величинами. Деталі, які стосуються цього питання, були описані вище. Пізніше припускається, що кількість декодерів 322 становить 8 з PIPE індексом, який присвоюється кожному декодеру, але будь-яка інша кількість також можлива. Окрім того, один з цих кодерів (далі це ілюстративно той кодер, який має pipe_id 0) оптимізується для інформаційних величин, які мають рівноцінну статистику, тобто їх двійкова величина рівноцінно припускає 1 і 0. Цей декодер може просто проходитися по інформаційних величинах. Відповідний кодер 310 працює так само. Навіть будь-яка маніпуляція з інформаційною величиною, яка залежить від значення найбільш ймовірної інформаційної величини, valMPS, за допомогою селекторів 402 і, відповідно, 502 може усуватися. Іншими словами, ентропія відповідного часткового потоку є вже оптимальною. Окрім того, декодер з Фіг. 11 містить селектор 402, сконфігурований для одержання кожного символу послідовності 326 символів з вибраного одного з множини ентропійних декодерів 322. Як згадано вище, селектор 402 може ділитися на присвоювач параметрів 316 і селектор 318. 27 UA 114674 C2 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 Десимволізатор 314 конфігурується для десимволізації послідовності 326 символів для одержання послідовності 327 синтаксичних елементів. Реконструктор 404 конфігурується для відновлення мультимедійних даних 405 на основі послідовності синтаксичних елементів 327. Селектор 402 конфігурується для виконання вибору, який залежить від одного активованого режиму, вибраного серед режиму низької складності і високоефективного режиму, як вказано стрілкою 406. Як вже відзначено вище, реконструктор 404 може бути частиною блочного прогнозувального відеодекодера, який працює на фіксованому синтаксисі і семантиці синтаксичних елементів, тобто фіксований відносно вибору режиму за допомогою перемикача режимів 400. Тобто структура реконструктора 404 не страждає від зданості перемикати режими. Точніше, реконструктор 404 не збільшує надмірне втілення завдяки здатності перемикання режимів, яке забезпечується перемикачем режимів 400 і принаймні функціональністю стосовно залишкових даних, і дані прогнозування залишаються однаковими незалежно від режиму, вибраного перемикачем 400. Те ж саме застосовується, однак, стосовно ентропійних декодерів 322. Усі ці декодери 322 повторно використовуються в обох режимах і, відповідно, відсутні додаткові втілення, хоча декодер з Фіг. 11 сумісний з обома режимами: режимом низької складності і високоефективним режимом. Як побічний аспект слід відзначити, що декодер з Фіг. 11 не тільки здатен працювати на незалежних потоках даних або в одному режимі, або в іншому режимі. Скоріше, декодер з Фіг. 11, а також потік даних 401 можуть конфігуруватися так, що перемикання між обома режимами повинно бути навіть можливим під час обробки однієї частини мультимедійних даних, як, наприклад під час обробки відеоданих або деякої частини аудіоінформації, для, наприклад, керування складністю кодування на кодувальній стороні в залежності від зовнішніх або навколишніх умов, таких як стан акумулятора або подібне, з використанням каналу зворотного зв'язку від декодера до кодера, відповідно, для керування в замкненому контурі вибором режиму. Таким чином, декодер з Фіг. 11 працює подібно в обох випадках: у випадку режиму низької складності (LC), який вибирається, або високефективного режиму (НЕ), який вибирається. Реконструктор 404 виконує відновлення з використанням синтаксичних елементів і запрошує поточний синтаксичний елемент наперед визначеного типу шляхом обробки або задоволення деякої рекомендації щодо синтаксичної структури. Десимволізатор 314 запрошує ряд інформаційних величин для виконання дійсної бінаризації для синтаксичного елемента, запрошеного реконструктором 404. Очевидно, що у випадку двійкового алфавіту, бінаризація, виконувана десимволізатором 314, зводиться просто до подачі відповідної інформаційної величини/символа 326 до реконструктора 404 як на даний момент запрошений двійковий синтаксичний елемент. Однак, селектор 402 функціонує незалежно в режимі, вибраному перемикачем режимів 400. Режим роботи селектора 402 має тенденцію бути складнішим у випадку високоефективного режиму і менш складним у випадку режиму низької складності. Більше того, наступне обговорення покаже, що режим роботи селектора 402 в режимі нижчої складності також має тенденцію знижувати швидкість, з якою селектор 402 змінює вибір серед ентропійних декодерів 322 при одержанні послідовних символів з ентропійних декодерів 322. Іншими словами, в режимі низької складності існує вища ймовірність, що безпосередньо розташовані один за одним послідовні символи одержуються з одного і того ж ентропійного декодера серед множини ентропійних декодерів 322. Це, у свою чергу, дозволяє швидше одержання символів з ентропійних декодерів 322. У високоефективному режимі, у свою чергу, режим роботи селектора 402 має тенденцію до досягання вибору серед ентропійних декодерів 322, де інтервал ймовірності, зв'язаний з відповідним вибраним ентропійним декодером 322, більш близько відповідає реальній символьній статистиці символу, на даний момент одержаного селектором 402, таким чином досягаючи кращого коефіцієнта стискання на кодувальній стороні при генеруванні відповідного потоку даних у відповідності з високоефективним режимом. Наприклад, різна поведінка селектора 402 в обох режимах може реалізовуватися наступним чином. Наприклад, селектор 402 може конфігуруватися для виконання для наперед визначеного символу вибору серед множини ентропійних декодерів 322, який залежить від попередньо одержаних символів послідовності 326 символів у випадку високоефективного режиму роботи, який активується, і незалежно від будь-яких попередньо одержаних символів послідовності символів у випадку режиму низької складності, який активується. Залежність від попередньо одержаних символів послідовності 326 символів може випливати з адаптивності до контексту і/або адаптивності до ймовірності. Обидві адаптивності можуть деактивуватися в селекторі 402 під час режиму низької складності. 28