JPH0363770B2

JPH0363770B2 -

Info

Publication number: JPH0363770B2
Application number: JP58172355A
Authority: JP
Inventors: Raito Agunyuu Paamaa; Saruatoa Koiero Jon; Sasukindo Guriin Rinda; Sheira Keraaman An
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1982-11-18
Filing date: 1983-09-20
Publication date: 1991-10-02
Also published as: JPS59100963A; DE3382752T2; EP0109615A3; DE3382752D1; EP0109615A2; US4498147A; EP0109615B1

Description

【発明の詳細な説明】

〔発明の分野〕本発明はバツチ式テキスト処理システムによ
り、このシステムで用いられる第１の形式で作成
された編集可能な書類を、前記第１の形式が互換
性を持たない、対話式またはバツチ式のどちらか
の、別のテキスト処理システシムにおいて用いる
第２の編集可能な形式に変換する方法に関連す
る。更に詳細に説明すれば、本発明は入力項目の
シーケンスを表わす適切に選択された状態変数に
基づく編集可能な目的書類形式を得るため、入力
項目のシーケンスをバツチ式原始形式から明確な
出力項目の組に変換する方法を利用して形式の異
なる編集可能な書類間の所要の変換を達成するこ
とに関連する。〔先行技術の説明〕情報処理システムにおいて編集可能な、または
変更可能な書類を表わすいくつかの異なる形式が
知られており、一般に使用されている。若干の例
として、デイスプレイライタおよび5520システム
によつて用いられるOIIA L3、3790および
DOSF／DPCX／8100によつて用いられ、しばし
ば「２つのベーカー」と呼ばれる形式、およびド
キユメント・コンポジシヨン・フアシリテイ（書
類構成機能）およびプロフエシヨナル・オフイ
ス・システムによつて用いれらるDCF入力形式
がある。デイスプレイライタ又は単独操作可能な
且つそれを主たる目的とするワードプロセツサで
ある。これは対話式システムとして一般に知られ
ているテキストプロセエツサである。5520は共用
論理、マルチステーシヨン・テキスト処理および
オフイス通信システムである。3790は、ミニコン
ピユータとして分類可能なインテリジエント・テ
キスト処理システムである。8100もミニコンピユ
ータとして分類可能で、DOSF、テキスト処理パ
ツケージおよびDPCX、特殊なオペレーテイン
グ・システムをテキスト処理システムとして用い
る。デイスプレイラタ、5520，3790および8100は
いずれもIBMコーポレーシヨンによつて製造、
販売されている。ドキユメント・コンポジシヨ
ン・フアシリテイ（DCF）またはSCRIPT／VS
もIBMコーポレーシヨンによつて販売されてい
るテキスト処理プログラム製品である。プロフエ
ツシヨナル・オフイス・システムすなわち
PROFSは広範囲のオフイス関連作業の処理およ
び管理に特に適合するように設計されたメニユー
駆動プログラム製品（IBMコーポレーシヨン販
売）である。これにはDCF形式の編集可能テキ
スト表現を利用するテキスト処理能力が含まれ
る。このタイプのテキスト処理システムでは、操
作員はテキストの内容−後に１つ以上の書式作成
コマンドとして解釈されるとともにテキストの内
容として編集可能な書類形式で保持される−を書
類に埋込む。この関類形式は、次に解釈される場
合、完全な書類として作成されるか、またはバツ
チ処理される。これらは編集可能な書類の生成、処理および書
式作成に使用可能な、テキスト処理システムであ
る。もちろん、多くの他のすぐれたテキスト処理
システムおよびソフトウエア支援もある。今日入
手しうる圧倒的な数のテキスト処理システムによ
つて、任意の特定の設備において異なるテキスト
プロセツサの種々の組合せを得ることは珍しいこ
とではない。しかしながら、各種のテキスト処理
システムによつて作成された編集可能な書類互間
の非互換性のため、与えられた書類の作成、編集
に協力することを必要とする異なる人々に書類形
式変換能力を与えることは極めて困難な状況であ
る。このような状況によつて、その書類の編集に
かかわる各々の当事者は前記変換を可能にしよう
とする機会を幾度か与えられる。しかしながら、
この要求は通り抜けできないシステム境界を有す
るテキストプロセツサを用いる動作環境において
は効率的または効果的な支援は不可能である。最初のテキスト処理システムによつて既知の形
式で生成された書類を、異なるテキスト処理シス
テムにおいて使用可能で且つ完全に編集可能な別
の形式に変換することによつて得られる明白かつ
重要な利益がある。このような変換がなければ、
任意の既知のシステムの１つにおいて作成された
書類は他のシステムのユーザにとつて無意味であ
り修正できない。しかしながら、変換能力を与え
ることは単純ではなく、平易な努力では実現でき
ない。当業者には理解されているように、第１の
形式の書類が第２の形式の書類−異なるテキスト
処理システムかさもなければ互換性のないテキス
ト処理において編集される−に変換されることを
可能にするのに必要な変換機能はただ単に１対１
の変換または置換の公式以上のものを含む。変換方法に関する１つの既知の先行技術の例は
書類交換機能すなわちDIFによつて与えられてい
る。このIBMコーポレーシヨンのプログラム製
品は独得に定義されたSCRIPTマクロを用いて
「２つのベーカー」形式の編集可能なフアイルを
DCF形式のフアイルに変換することを可能にす
る。これらのマクロは変質的に、出会つた「２の
ベーカー」コマンドごとに情報ブロツクを呼出す
が、置換された成分は同等のDCFコマンドでは
ない。DCFに基づくテキスト処理システムがこ
れらのマクロを含む変換されたフアイルを使用す
ることによつて、原始の「２つのベーカー」書類
の最終的に書式作成されたバージヨンが生成可能
であるのに対し、このDIF変換されたデータ・ス
トリームは、データ・ストリームが型にはまら
ず、通常のDCFフアイルではないので、容易に
編集し、または有効に処理することができない。
この解決方法は第１の編集可能な形式に形成され
た書類を、第２の形式の書類に対して設計された
テキストプロセツサにおいて書式作成することを
可能にするが、その前にどの点においても「変換
された」書類の編集を可能にするものではない。〔本発明の説明〕第１に、本発明によつて、バツチ式テキスト処
理システムによつて編集可能な原始形式−この形
式は前記バツチ式テキスト処理システムにおいて
だけ編集または書類作成に適合する−に形成され
た書類を、他の編集可能な形式すなわち目的形式
−目的テキスト処理システムの対応するタイプで
編集または書式作成するのに完全に適合する−に
変換する方法が与えられる。第２に、本発明によつて、前記変換が前記テキ
スト処理システムのユーザに透明であるととも
に、変換を行なうのにユーザの介入を必要としな
い方法が与えられる。第３に、本発明によつて、システム資源を不必
要に拘束しない迅速かつ効率的な方法でデータ・
ストリームを１つの書類形式から別の書類形式に
変換する方法が与えられる。第４に、本発明によつて前記変換によつて生成
された第２の書類形式は明確かつ明白であり、前
記目的テキスト処理システムのユーザによるその
編集可能性に対して障害を与えない方法が得られ
る。本発明は一定数のキー状態変数が初期段階で定
義される変換方法によつて達成される。これらの
キー状態変数はそのシーケンスで読取られてい
る、原始書類制御に関する情報を保持するのに用
いられる。次の段階は制御の互換性を必要とし、
原始書類制御はそのシーケンスでセツトされてい
る状態変数に記録されている他の原始制御と互換
性を有する。制御互換性が決定された後、起こり
うる入力シーケンスの変数の一部分として目的書
類用に書込まれる必要を生じるこがある出力項目
のすべてを定義することが必要である。このよう
に定義された出力項目に関して、これらの項目
は、変換時に一様に処理されるように、その配列
が確立される。次に、各々の起こりうる出力項目
について、原始書類から読取られている入力項目
の特定のシーケンスに応答してキー変数の値に基
づいて、目的書類に出力項目にいつ書込まれる
か、且つそれが書込まれるかどうかを制御する１
組の規則が決定される。１つ以上の規則が満たさ
れる場合、出力項目が書込まれる。テキストは、
それに出会つたとき、常にシーケンスを終了する
ように定義され、それによつて、適切ならば、目
的書類への書込みを開始する。〔詳細な説明〕本明詳書において使用する用語「変換機構」は
ソフトウエア及びハードウエアより成る１つの集
合体を全体的に指すものであり、原始書類形式か
らその入力を取り、その入力をあらかじめ定義さ
れた状態遷移に関する図および表に従つて、明確
な目的書類形式に変換する状態計算機を表わす。
原始書類形式および目的書類形式はどちらも完全
に編集可能であるが互換性がないので、変換が必
要である。更に、「DCF書類形式」および「L3書
類形式」の語句は、本明細書では、それがユーザ
のデイスクにまたは２つのテキスト処理システム
の間の転送中に存在しているとき、特定の書類の
編集可能バージヨンを表わす２つのデータ・スト
リームの記述子として使用される。原始書類にお
ける入力項目はテキスト・キヤラクタまたは制御
項目のどちらかを表わす。前述のように、編集可能な書類を表わすのに用
いうる、いくつかの異なる且つ互換性のない形式
がある。しかしながら、形式間の固有の差異によ
つて、それによつて得られる利益は重要ではある
けれども、編集のために１つのテキスト・プロセ
ツサからもう１つのテキスト・プロセツサに編集
可能な書類データ・ストリームを容易に転送する
ことは不可能である。互換性のないテキスト処理
システシムの代表的な組合せは、それらが控え目
な設備および投資であつても、このような能力が
重成なものになる。それぞれの書類形式の非互換
性を心配せずに、書類を第１のテキスト処理シス
テムから第２のテキスト処理システムへ、そして
再びその逆方向へ、または更に第３または第４の
タイプのテキスト・プロセツサへ、必要な回数だ
け転送し、書類の生成および完全な編集を行なえ
ることは特に有利である。多くのタスク、特にワード処理のため、IBM
コーポレーシヨンの3270フアミリのような、デー
タ処理ターミナルを用いる組織の担当者の数は多
く且つ増加しつつある。また、その組織に配置さ
れた秘書はデイスプレイライタ（DW）をワード
処理に使用する。DWをホスト・データ処理シス
テムに接続することによつて、例えば前記組織の
担当者（専門職）と書記はテキスト書類の作成、
編集おにび配布に協力することができる。このよ
うな接続はデータ処理システムが表わす書類の形
式とDWが表わす書類の形式の間の変換を行なう
能力を含まなければならない。この変換は、１回
に１項目を実行できないから、後で説明するよう
に、実行するのが極めて困難である。 QIIA L3（オフイス情報交換アーキテクチヤ・
レベル３、IBMコーポレーシヨンによる名称）−
前に記述した書類データ・ストリームーは、
IBMコーポレーシヨンのデイスプレイライタ
（DW）で用いられる形式である。以下、これを
L3と呼ぶ。DCF（書類構成機能、これもIBMコー
ポレーシヨンによる名称）も、前に記述した第２
の書類データ・ストリーム形式である。これは、
例えば、IBMシステム／370データ・プロセツサ
のVM環境において、SCRIPT／VSを用いて編
集可能書類を表わすのに用いられる形式である。ホスト・プロセツサ、VM環境で動作するシス
テム／370と独立型のデイスプレイライタ（DW）
を接続するのに用いることがある１つの可能な相
互接続構成が第１図に示されている。一般に、前
記担当者は、ホスト・プロセツサに接続されてい
るターミナル・デイスプレイ（デイスプレイ２
０）およびターミナル・キーボード（キーボード
２２）を与えられている。この環境例では、担当
者にはまた、ユーザのデイスク２４、エデイタ２
６および、この場合、DCF（SCRIPT／VS）に基
づくフオーマツタ２８のような他のシステム能力
が与えられている。ハードコピーはフアイルをシ
ステム・プリンタ（プリンタ３０）にスプールす
ることによつて作成されることがある。更に、必
要が生じた場合、担当者はシステム・ライブラリ
（ライブラリ３２）をアクセスし、そこから適切
なフアイルをユーザのデイスク２４にダウンロー
ドする。担当者はまたアーカイブ（保存）記憶の
ためライブラリ３２を使用できる。担当者は、必
要に応じて追加の可能を用いて、デイスプレイ２
０およびキーボード２２と対話することにより書
類を作成または編集する。他方、秘書はデイスプレイライタ（DW）を用
いてテキスト内容すなわち、書類を作成または編
集する。DWはそれ自身のデイスプレイ３４、キ
ーボード３６およびエデイタフオーマツト３８を
備えている。それによつて、DWプリンタ４０に
よつて印刷されるものがデイスプレイ３４のスク
リーンに示されるから操作が容易である。DCF
からL3への変換能力によつて、秘書と専門職は
互いに完全な協力態勢でそれぞれのテキスト処理
および編集能力を利用でき、また秘書は専門職が
入力した書類または編集した書類に目を通して編
集することができる。関連するL3からDCFへの
変換４８−これは極めて異なる方法を用いる−お
よび、DWデイスケツト・フアイル４２のホスト
制御の機能によつて、専門職は秘書が入力または
編集した書類に目を通して編集することができ
る。書類の転送および書類フアイルの変換に関し
て、「UP」は本明細書ではL3からCDFへの変換
４８を指示するのに用いられ、「DOWN」は
DCFからL3への変換４８を指示するのに用いら
れる。用語「アツプロード」は情報転送４６，５
０，４４の方向がDWからホストに向かうことを
知らせるのに用いられ、用語「ダウンロード」は
情報転送４４，５０，４６の方向がホストから
DWに向かうことを知らせるのに用いられる。L3
からDCFへの変換およびDWデイスケツト制御４
２の機能の詳細は同時係属出願の米国特許出願第
442827号（特開昭59−100946号公報）および米国
特許出願第442817号にそれぞれ示されている。 L3およびDCFはどちらも編集可能な書類形式
を表わす。しかしながら、両者の類似点はだいた
いその点までである。どちらも、行の終了、パラ
グラフの終了、インデントの量、インデントの終
了、ページの終了、ダブル・スペースの開始また
は終了、または書式作成の開始または終了のよう
な同じ重要なテキストに関する着想を表わすこと
がある。しかしながら、DCF形式でこれらの着
想の一つ以上の特定の組を表わす制御が、L3形
式で同じ着想の組を表わす制御に一致するケース
はない。例えば、DCFの「区切り」制御−「．BR」と
書かれる−はパラグラフを終了する。すなわち、
それによつて、DCFフオーマツタが「次のテキ
スト」を「前のテキスト」に連結して行を満たす
のが阻止される。L3データ・ストリームに印刷
不可能な16進値「06」として現われる「リクワイ
ヤード・キヤリヤ復帰」すなわちL3のRCR制御
はまた、連結を中断してパラグラフを終了する。
しかしながら、RCRはまた他の事もする。更に、
RCRはインデントを終了し、一時左マージンを
逆に固定左マージンにリセツトする。そして
RCRは現在位置を次の行のその固定位置に移す。
例えば、２つのテキスト・ストリングの間の４つ
のRCRはテキスト行の間の３つの空白行を残す
が、２つのテキスト・ストリングの間の４つの
「．BR」は空白行を少しも残さない。別の例として、「．TB ａｂｃ ……」と
書かれたDCFの「タブ」制御は、指定されたキ
ヤラクタ位置ａ，ｂ，ｃ等でタブ・ストツプをセ
ツトする。L3においてタブをセツトする通常の
方法は４つの「多重バイト」制御、すなわち「行
フオーマツト変更を表始する」、「行パラメータを
セツトする」、「タブをセツトする」および「行フ
オーマツト変更を終了する」制御を使用する。
各々の制御はそれ自身の印刷不可能な16進表現を
L3データ・ストリーム中に有する。どの制御も
他の３つの制御を伴なわずにデータ・ストリーム
中に存在することはない。「行パラメータをセツ
トする」シーケンス中の４つの多重バイト制御は
合計すると、30バイトを越え、フオント幅、左右
のマージン、行間隔、状態の調接および調整のよ
うな他の情報を含まなければならない。デフオル
ト（省略）は不可能であり、この情報のいずれの
場合も「現在の値を変えずにおく」という方法は
ない。３番目の例として、DCF制御「．IN ｈ」は任
意の水平キヤラクタ位置「ｈ」−これは前のイン
デント位置の左または右である−にインデントを
指定できる。L3では、これに対して、すべての
インデントはタブ・ストツプにセツトされた位置
に指定される。更に、インデントを増す唯一の方
法はインデント・タプ（IT）制御を用いて一時
左マージンを移動して更に１タブ右にセツトする
ことである。インデントを減少する唯一の方法
は、一時左マージンを固定左マージンまで左一杯
にリセツトするリクワイヤード・キヤリア復帰の
ような、いくつかの使用可能な制御の１つを最初
に用いることである。従つて、DCFをL3に変換
することは、２つの形式が同じ情報をこのように
それぞれの方法で表わすので、かなり難しい。こ
の変換の困難は、より基本的な理由で倍加され
る。重要ではないいくつかの特殊なケースを除き、
DCF項目は、外界とは無縁に、すなわちそれ自
身によつて、その回りの他のDCF項目を考慮せ
ずに、１つ以上のL3項目に変換されることはな
い。例えば、２つのテキスト・レコードの間のレ
コード終了（EOR）はキヤリア復帰（CRE）に
変換させなければならない。しかしながら、
EORと「．IN ０」制御から成る対−これはイン
デントをリセツトする−は、リクワイヤード・キ
ヤリヤ復帰（RCR）に変換されなければならな
い。EORをCREに変換してから「．IN ０」を
RCRに変換することは、誤つた空白行をテキス
トに残すから間誤つている。更に、EOR、「．IN
０」制御および「．PA」制御から成る３つ組−
これはページを終了する−はPE制御に変換され
るとともに０またはそれよりも多いインデント・
タブ（IT）制御にも変換されて、前のインデン
ト・レベルを再確立しなければならない。しかし
ながら、DCF制御「．PA」および「．IN ０」
の対は、どちらの順序でもページを終了しインデ
ント・レベルをリセツトする。従つて、これらは
どちらも単一のL3項目RPEに変換されることが
ある。「．PA」をRPEといくつかのITに変換し
た後、「．IN ０」を、インデント・レベルをリ
セツトする何かに変換しようとすることは誤りで
ある。誤つた空白行を残さずにインデント・レベ
ルをリセツトできるものはL3にはない。他のケースにおいて、DCF項目をその項目の
環境を考慮せずに変換することは間誤いではない
が、非常に扱いにくい。L3における多重バイト
制御の行フオーマツト変更（LFC）シーケンス
は下記のような少なくとも４つのDCF制御の機
能を実行できる：「．FO OFF」：書式作成をオフにする。「．IN ０」：インデントを解除する。「．TB ５，10，15，20，25」：タブ・ラツク
をセツトする。「．DS」：ダブル・スペースをセツトする。このような４つのDCF制御のシーケンスを４
つの個々のLFCシーケンスに変換することは可
能である。４つのDCF制御を１つのグループに
集めてそのグループ全体を単一のLFCシーケン
スに変換することはずつと望ましい。従つて、DCF書類を同等のL3書類に変換する
ことはDCF書類にあるパターンの認識を必要と
する。起こりうるパターンの数は天文学的な数字
である。17の最も般的なDCF制御の各々を含む
シーケンス数、すなわち１回にＸ個を取出される
Ｘ事象の順列の数は、約5000を係数とする宇宙の
年令の秒数を越える。すべてのシーケンスが17の
長さを持つとは限らないし、特定のDCF制御が
シーケンスで１回だけ生じることがあることは言
までもない。従つて、起こりうるシーケンスの数
の合計は包含された最小限の数よりも更に大き
い。各々の起こりうるシーケンスを見分けだけで
も非理性的な力では解決できない困難な作業であ
る。シーケンスごとにL3への適切な変換を定義
することは更に緻密な区分を必要とする。本発明によつて開示された変換方法は３つの主
要部分を有する。第１の部分では、可能性のある全てのキー状態
変数のうち、原始書類から読み取られる原始書類
の制御に関する情報を集合的に保持する、１組の
キー状態変数を決定す。すなわち、第１表に示すような一組のキー状態
変数を決定する。これらのキー状態変数は、原始
書類入力のシーケンスを読取る過程でセツトされ
る。これらのキー状態数は、DCF制御との間に
第２表に示すような関係を有し、原始書類入力と
共にDCF制御のシーケンスを読み取る際に、第
２表右欄に示すように変数がセツト、リセツトさ
れる。本発明による方法の第２の部分では、前記キー状態変数に保持され、前記原始書類の
制御情報と共に読み取るべき前記入力項目につい
て、互換性の基準を決定し、（第３表）、所与の原始書類入力を変換して得られる各出力
項目がいずれも確立された順序で前目的書類に書
込まれるように、全ての起こりうる出力項目に対
して固定の順序を確立する（第３表及び第４〜第６表）。この第２の部分には、第３表に示すような、
DCF形式からL3形式への変換のキが存在する。
このキーは、起こりうるL3項目の組について定
義可能である。DCF制御がどんな順序で現われ
ても、DCF制御のシーケンスの変換の一部分と
してL3項目を書出す場合には、第４表〜第６表
の規則１〜24及び第７表の規則１，２で定められ
た条件で、特定の場所にそのL3項目が書出され
る。例えば、第３表のZICRは、第４表の項目１（規
則１）から、出力CREとLFCの制約を受けるこ
とが明らかであり、その詳細は規則１に示されて
いる。本発明による方法の第３の部分では、前記出力項目の各々を前記キー状態変数の関数
として前記目的書類に書出すべきかどうかを決定
するための規則を、前記各出力項目ごとに定義し（第８表〜第30表）、前記互換性の基準に従つて、前記原始書類の制
御情報から前記入力項目を読み取り、前記規則に沿つて適切な出力項目の全てを、前
記原始書類入力の変換として、前記固定の順序で
前記目的書類に書出しする。この第３の部分には、読み取つた入力原始書類
を表わす状態ビツトおよび値を使用すること、お
よびその入力原始書類の変換である適切なL3項
目を書出すことが含まれる。各々の起こりうる項
目を書出すかどうかについての決定は、変換方法
の第２の部分によつて決定された順序で行なわれ
る。従つて、変換方法の第３の部分は、注意深く
選択された、しかも一定の順序の決定表の大きな
組（第８表〜第30表）及び明細書47頁〜48頁の階
層構造を用いることから成る。第８表〜第30表の
各決定表は特定のL3項目を書出すべきかどうか
を決定する。すなわち、この発明の第１の部分において決定
された第１表、第２表に示すキー状態変数が
DCF制御の読み取りによつてセツトされている
場合に、対応する（変換された）L3項目の出力
形態が第８表以下に示されている。例えば、第８
表の規則１は、キー状態変数GOTER、
GOTPAN、CNTINCで示された終了状態に対
応する出力CREの決定条件をＹ，Ｎの記号で示
している。また、入力原始書類のシーケンスに含
まれている多数のDCF入力項目に対しては、明
細書47頁〜48頁に示す階層構造によつて、DRE
への変換条件が与えられる。本発明の良好な実施例に関する後の説明は、本
明細書で開示された変換方法の３つの主要な部分
の詳細を示す。この説明の第１の部分は特定のシ
ーケンスを構成するDCF制御を読取る間に行な
われる処理の詳細を示す。これには適切な状態ビ
ツトおよび変数をセツトすることが含まれる。こ
の説明の第２の部分は、DCF制御のシーケンス
の変換として書出されることがあるL3項目の配
列を示す。この配列はどの制御がそのシーケンス
にあつたかには無関係である。この説明の最後の
第３の部分は、特定のシーケンスの末尾に達した
後に行なわれる処理の種類を詳細に述べる。これ
には、そのシーケンスを読取る間にセツトされた
状態ビツトおよび変数に基づいて、その特定のシ
ーケンスの変換として起こりうるL3項目の各々
を、書出すべきかどうかを決定することが含まれ
る。 DCF制御のシーケンスを読取る間にセツトさ
れるビツトおよび値は第１表に示されている。
「VALTP」のような、これらの状態変数のいく
つかは、「CURTP」のような対応する持続性状
態変数を有する。DCF制御のシーケンスを読取
る間に行なわれる処理は、第２表に示されている
前記状態ビツトおよび変数をセツト、ときはリセ
ツトすることからなる。

【表】

【表】一定のDCF制御シーケンスの変換の一部分と
して書出されなければならなかつた、または書出
される必要がなかつたりすることがあるL3項目
の配列は次の通りである。すなわち、前記変換方
法の第２の部分は第３表に示す固定順序でこれら
の項目の各々を書込むか、または書込まないこと
から成る。（第３表は一定のL3制御の略語とその
意味を本発明の固定順序に従つて配列したもので
ある。）

【表】

【表】前記配列順序は任意の配列とはかけはなれてお
り、この配列順序、変換方法へのキである。これ
は第４表乃至第６表に示された情報およびその説
明に基づいて選択されたものである。（第４表は
第３表の配列を決定する規則１〜８を示す決定表
を示し、前記規則はこの決定表の列に示されてい
る。第５表および第６表は第３表の配列を決定す
る規則の残りの部分９〜24を示し、前記規則は第
４表の場合と同様にそれぞれの表の列に示されて
いる。）どの規則、すなわち表のどの列において
も、「１」と記入された項目は「２」と記入され
たどの項目にも先行しなければならない。項目は
どの規則においても下方に行くに従つて数が増す
ように配列されている。

【表】

【表】次に第４表乃至第６表に示されている項目配列
決定表について「規則」番号（各表の１〜24）順
に説明する。まず、第４表において；規則１：出力ZICR（０指標キヤリア復帰）は
CRE（キヤリア復帰）とともに用いられてパラグ
ラフを終了する、すなわち行調整を中断して前の
行位置調整を禁止するか、またはLFCとともに
用いられて次の行でというよりも、ただちに変更
を行なうように強制する。よつて、CREおよび
ZICRまたはLFCおよびZICRがどちらも存在する
場合、それらはその順序である。ZICRは、LFC
がパラグラフを終了するから、両方の目的に必要
になることは決してない。規則２：ページ終了を含むDCF制御のシーケ
ンスの変換の部分として生成された空白行（出力
CREs，RSPCREs，CRERRSPs）は、常に前の
ページに行く。空白行の１つのカウントはシーケ
ンス全体の意味を知らせないから、次のページの
どの空白行も制御のシーケンスを終了しなければ
ならない。規則３：特定のシーケンスがDCF制御の「．
PA」制御およびPEバイトから、RPE（リクワイ
ヤードページ終了）およびPE（ページ終了）の両
者をそれぞれ、しかもその順序でだけ生成するこ
とがある。他の順序は空白ページを示唆し、「．
PA」制御前にDCF制御のシーケンスを終了す
る。規則４：L3の講文規則はTUPがPEに続くこと
を必要とする。規則５：L3の講文規則はTUFCがTUPに続く
ことを必要とする。規則６：L3の講文規則はMPがTUFCに続くこ
とを必要とする。規則７：L3の講文規則はMTがMPに続くこと
を必要とする。最上部および最下部のマージン・
テキストのどちらか、または両方が一定の制御シ
ーケンスに現われることがある点に注目された
い。両方が現われる場合、最上部（見出し）マー
ジン・テキストのMPおよびMTは最下部（フツ
テイング）マージン・テキストのMPおよびMT
の前に来なければならない。規則８：L3の講文規則はBTがRUPに続くこ
とを必要とする。しかしながら、TUPはその次
のBTを示唆するから、個々のアルゴリズムが
BTを書出すかどうかを決定する必要はない。以下第５表において；規則９：下線終了（EUS）は、もしあれば、
テキスト・フイールド調整（ATF）の位置を決
めるスペースに先行して、これらのスペースに下
線を付することを避けなければならない。規則10：下線終了はどれも、インデント・タブ
によつて生成されたデータ・ストリームに存在す
るスペースに先行して、これらのスペースに下線
を付することを避けなければならない。規則11：下線開始（BUS）はどれも、テキス
ト・フイールド調整（ATF）の位置を決める33
スペースに続くとともに、簡略化のため、ATF
自身に続いてこれしなければならない。規則12：下線開始はどれも、インデント・タブ
によつて生成されたデータ・ストリームに存在す
るスペースに続いて、これらのスペースに下線を
付することを避けなければならない。規則13：一時左マージンを右に移動してインデ
ントを増すのに用いられるインデント・タブはど
れも、一時左マージンを固定左マージンにリセツ
トするL3制御のどれかにに続かなければならな
い。規則14：「．CE」制御を含むDCF制御のシーケ
ンスの一部分として処理された最後のレコードに
あるインデント・タブはどれも、中心に置かれる
テキストの最初の部分としてAFTに続かなけれ
ばならない。規則15：DCF書類にあるフアイル終了に応答
して、現在のBTをPEによつて終了するととも
に、終了ユニツト、すなわち終了ユニツト接頭部
およびページ終了だけを含む新しい本体テキスト
を書出すことが必要である。規則16：この規則は偶然に空白のままである。以下第６表において；規17：RCRがCREを無効にしたとき、その
RCRは１つ以上のリクワイヤード空白行を現わ
す１対以上のRSP−CREのシーケンスにある最
初の最初のRSPに先行しなければならない。さ
もなければ、その最初のRSPはそれ自身のリク
ワイヤード空白行の開始点ではなくテキスト行の
終了点に行つてしまうことになる。規則18：RCRがCREを無効にしたとき、その
RCRはLFCに、もしあれば、先行しなければな
らない。それによつてLFCは有効な単一バイト
行終了制御に続く。「項目Ａが書出されるたびに、項目Ｂがある点
で書出されなければならない」という形式をとる
項目間の関係によつてある配列が影響を受ける。
第７表に示すテーブはこのような各々の関係を、
例えばＡが「Ｙ」（「イエス」を意味する）を有
し、Ｂが「−Ｙ」（「示唆されたイエス」を意味す
る）を有する列として表わす。第７表は第４表乃
至第６表において考慮されたDCF制御の間のイ
ンプリケーシヨン−入力項目間のインプリケーシ
ヨン−の決定表である。次に第７表の決定表につ
いて「規則」番号順に説明する。規則１：テキスト・ユニツト・フオーマツト変
更（TUFC）は新しい論理ページの開始点にだけ
現われることができる。従つてTUFCはページ終
了、テキスト・ユニツト接頭部、および本体テキ
ストを示唆する。規則２：マージン・テキストはTUFCがある新
しい論理ページの開始点において変更できる。従
つて、マージン・テキスト・パラメータ（MP）
はページ終了、テキスト・ユニツト接頭部、マー
ジン・テキスト−これは同様にマージン・テキス
ト・パラメータおよびその残りの部分を示唆する
と言われることがある−、TUFCおよびBTを示
唆する。最上部および最下部のマージン・テキス
トの存在は決定に無関係である。

【表】

【表】第７表の配列において、PEはTUFCおよび
MPに先行するが、TUFCまたはMPのどちらか
はPEの必要を示唆する。更に、TUFCはMPに
先行するが、MPはTUFCの必要を示唆する。第８表乃至第30表に示す決定表および関連する
説明（後述）は、DCF制御のシーケンスを読取
る間にセツトされた各々の変数の起こりうる状態
に対して、起こりうるL3項目を書出すべきかど
うかを知らせる。また、各々の表は対応する項目
を書込むべきかどうかを決定する。表の各々の列
は「規則」、すなわち関連する項目を書すべき条
件である。一般に、DCF制御の特定のシーケン
スの読取終了時において真である規則の数が０ま
たは１であつたり、複数であつたり、更に全数で
あつたりすることがある。項目は、その決定表の
いずれか１つ以上の規則が「満たされた」場合、
書出されることになつている。規則が満たされる
のは、その列において「Ｙ」の記号を付された変
数の各々が非０であり、且つその列において
「Ｎ」の記号を付された各々の変数が０である場
合である。 DCF制御のシーケンスの終了点において、ビ
ツトおよび値は何がシーケンスの中にあつたかを
知らせるようにセツトされている。変換方法の残
りの部分は一定のシーケンスの決定表を当てはめ
て、起こりうるL3項目の各々を書出すべかどう
かを決定することから成る。各々の決定表は１つ
のL3項目に使用する。そのL3項目は、その決定
表のいずれかの規則（列）が満たされる場合に書
出されることになつており、その変数の現在の値
と一致する複数の「Ｙ」および「Ｎ」を有する。 L3制御のCREの決定表は第８表に示されてい
る。

【表】

【表】キヤリア復帰すなわちCREは次のキヤラクタ
の現在位置を移動して次の行の一時左マージンに
印刷されるようにする。DOWNがDCF制御の終
了したシーケンスの変換を開始しているとき、
DOWNがCREをL3データ・ストリームに書込む
こと必要とするDCF制御のシーケンスの中に存
在しうる多くの入力項目がある。このような
DCF項目の階層構造（hieravchy）は次の通りで
ある： (a) １つのDCF入力項目はRCRまたはRPEによ
つて無効にされない限りＣ −EOR (b) １つのDCF入力項目はCREによつて開始す
る組合せCRE、ZICRに、その組合せがRCRま
たはRPEによつて無効にされない限り直接変
換する： −中断を生じる制御（・BR） (c) いくつかのDCF入力項目はライン・エンダ
に続かなければならないL3出力項目に変換す
るから、CREに、そのCREがRCRまたはRPE
によつて無効されない限り続かなければならな
い： −他の何かがTUFCを必要としない限り
LFCに変換する「．FO」、「．JU」、「．TB」、
「．SS」または「．DS」 (d) いくつかのDCF入力項目はPEに続き、この
PEはライン・エンダに続かなければならない
L3出力項目に変換するから、CREに、その
CREやRCRまたPEによつて無効にされない限
り続かなければならない： −TUFCに変換する「．RH」 −TUFCに変換する「．RF」 −TUFCOに変換する「．CM DRAWER」 −EUに変換する「．EOR」言い換えれば、次のDCF入力項目はCREによ
つて開始するL3入力項目に、「ｈ LT
CURINC」（CURINCよりも少ないｈ）を有する
「．IN ｈ」からのRCRまたは「．PA」からの
RPEがそのCREを無効にしない限り、変換する。
規則１の場合、EORはCREに変換する。規則２
を用いる場合、中断を生じ制御は、もし他に中断
するものがなければ、CREZICRに変換する。規
則３によつて、PEバイトはCRE PEに変換する。
規則４，５および６においては、入力項目「．
FO」、「．JU」、「．TB」、「．SS」および「．
DS」はCRE LFCに変換するか、さもなければ
「CRE PE TUP TUFC」、多分「MP MT」、お
よびBTに変換する。規則７，８および９はDCF
入力項目「．RH」、「．RF」および「CM
DRAWER」を、それらを「CRE PE
TUPTUFC」、多分「MP MT」およびBTに変
換することにより、処理する。最後に、規則10に
おいては、EOFは「CRE PE EU」、すなわち
「CRE PE EUP CRE」およびPEに変換する。以上が第８表の決定表に示された10の規則であ
る。なお、CREによつてセツトツプされる必要
があるいくつかの制御、すなわち「．SK」、「．
SP」および「．CE」が落ちているように見える
が、事実、これらはすべて、その各々が中断を生
じてGOTBRをセツトするから、規則２に含まれ
ている。CREを書出す規則は決して相互に排他
的ではない点に注目されたい。CREを必要とす
る解体（disjoint）の数は少なくとも２の11乗で
ある。少なくとも11の異なるDCF制御が、その
L3への変換の開始点でCREを必要とする一定の
シーケンスで生じるこもあり、生じないこともあ
る。第９表はL3制御のRCRの決定表を示す。リクワイヤード・キヤリア復帰すなわちRCR
は２つのケースで、インデント解除、すなわち一
時左マージンを固定左マージンに移動するのに用
いられる。第１のケースは、シーケンスにある最
後の「．IN ｈ」制御が０に等しいｈを有し、イ
ンデント解除を指定する場合、すなわち
CNTINCが０の場合に生じる。第２のケースは、
シーケンスにある最後の「．IN ｈ」制御が現在
の一時左マージンよりも少ないｈを有する場合、
すなわちCNTINCがCURINC「よりも少ない」
（略して「LT」と書く）場合に生じる。後者のケースは、一時左マージンを左に移動す
るが、一時左マージンを固定左マージン一杯に移
動しないDCF制御を変換する際に必要な予備ス
テツプである。予備のRCRは一時左マージンを
一杯左に移動した後、所要の位置に１以上インデ
ント・タブ移動する。別な表現をすれば、L3は
インデント解除タブ制御を持つていない。従つ
て、シーケンス「RCR ITs」が代りに用いられ
る。第１のケースは第２のケスの下位セツトであ
る点に注目されたい。従つて、条件「CNTINC
LT CURINC」は、どちらのケースの場合にも
インデント解除する必要を示唆する。しかしながら、L3において、RCRはインデン
ト解除を行なう唯一の制御項目ではない。他の項
目として、RCRに等しく、DOWNが決して書込
まないIRT、DOWNが「．PA」制御に応答して
書込むRPE、DOWNが時々「．FO」、「．JU」、
「．SS」、「．DS」または「．TB」に応答して書
込むLFC、複雑なパターン認識を必要とするの
でDOWNが決して書込まないRMLF、APM、
AAMおよびRTMF、ならびにDOWNが「．
FO」、「．JU」、「．SS」、「．DS」または「．
TB」を処理するのに応答して書込むTUFCがあ
る。 DCF制御のシーケンスがインデント解除を行
なう出力項目に転送する制御を含む場合、
DOWNはRCRを書込むのを中止する。これは、
シーケンスが「．IN ０」および「．PA」を有
する場合に特に必要である。DOWNがRCRおよ
びRPEをどちらも書込んだ場合、それは余分の
空白行を誤つて残すことになる。どちらのDCF
制御も決して空白行を生成しない。対応するL3
制御のいずれかが、行終了制御の後に生じる場合
に空白行を作成する。従つて、L3制御の１つで
さえも最初のCREを無効にしなければならない。
CRE、RCRおよびRPEの３つすべてを書込むこ
とは２つの誤つた空白行を残すことになる。同様に、DOWNは、LFCまたはTUFCのどち
らかの生成を必要とするDCF制御のシーケンス
を変換しているときRCRを書込まなない。これ
らのケースでは、開始時に単一のCREの代りに、
RCRを書込むことは、単に冗長であるだけで、
誤りではない。第９表に示すL3制御のRCRの決
定表における１つの実行可能な規則では、DCF
制御のシーケンスが一時左マージンを左に移動す
ることを示し、インデント解除を生じる他のどれ
かを行なうことを示さない場合には、DOWNは
RCRを書込む。

【表】

【表】 CREはDCFにある「．SK ｖ」制御をL3の空
白行に変換するのに用いられる１つ以上のキヤリ
ア復帰単一バイト制御を意味する。第10表は、こ
のDCFに入力項目に対する、いくつかのCREか
ら成るL3制御出力の組への変換の決定表を示す。

【表】

【表】 CREの数はCNTBL、すなわち終了したばかり
のシーケンスにある「．SK ｖ」制御のすべての
パラメータｖの総計である。CNTBLが０の場
合、書出されるCRE制御の数は０であつて、前
記決定表は満足されない。それが状態変数名を含
む行にある「Ｙ」の意味である。単なる「．SK
０」制御は空白行を残さないが、中断を生じる。
更に、それが「．PA NOSTART」制御に続く
場合、「．SK ０」制御は新しいページを開始す
る。これは、他のビツトがシーケンス中に他のビ
ツトに出会つた場合にセツトされるからである。
CNTBL変数は制御のシーケンスの処理の終了に
よつて０にリセツトされなければならない。シーケンス中に「．PE」を得るには単一の
CREを書出すことを無効にするRPEを必要とす
る。例えば、DCFのシーケンス「TEXT １ EOR」「．SK ３ EOR」「．PA EOR」「TEXT ２」は３つのCREの全部が「．SK ３」から来る「TEXT １ CRE CRE CRE RPE TEXT
２」としてL3に変換する。最初のCREは単に
「TEXT １」から成る行を終了する。次の２つ
のCREは空白行を残す。RPEは３番目の空白行
を残す。DOWNはナルDCFレコード、すなわち
連続するEORを無視する。DOWNはナル・レコ
ードを検出せず、かつ空白行のカウントを増加し
ない。（RSP CRE）ｓの決定表は、２行脚韻句
（RSP CRE）いくつかの反復から成るL3制御へ
の変換を示す第11表に示されている。（RSP
CRE）ｓは、ページの最上部または最下部で削
除できないリクワイヤード・空白行に「．SP
ｖ」制御を変換するのに用いられる１つ以上の対
のリクワイヤード・スペースおよびキヤリア復帰
を意味する。

【表】

【表】これと対照的なのが「．SK ｖ」制御によつて
指定された「条件付」空白行である。（RSP、
CSP）の対の数はCNTRBL、すなわち終了した
ばかりのシーケンス中の「．SP ｖ」制御の全部
のパラメータ（ｖ）の総計である。これが０であ
る場合、対は１つも書込まれないが、「．SP ０」
の他の機能がCREの場合に説明したように実行
される。CNTRBLの一時的な状態変数はDCF制
御のシーケンスのL3への処理の終了によつて０
にリセツトされなければならない。（CRE RSP）ｓは前の出力と同種の制御対を
意味するが、順序は反対である。これらのDCF
入力項目の決定表は、２行脚韻句（CRE RSP）
のいくつかの反復から成るL3制御への変換を示
す第12表に示されている。

【表】

【表】 DCFシーケンスにある「．PA」はRPEをL3デ
ータ・ストリームに書込む必要があるから、最初
の単一CREは書込まれないという状況があるこ
とは既に分つている。このような状況では、
RSPとCREの対、CNTRBLを書込むことは誤り
である。最初のRSPは空白行の開始点ではなく
テキスト行の終了点に行く。例えば、DCFシー
ケンス「TEXT １ EOR」「．SP ３ EOR」「TEXT ２」は「TEXT １ RSP CRE RSPCRE RSP
CRE RPE TEXT ２」としてL3に変換し、空白行を失うととともにテ
キスト行を延長する。また、RPEをRSPの前に置くことも、空白行
を次のページに入れるので、誤りである。従つ
て、GOTPAまたはGOTPANのどちらか（また
は両者）が１にセツトされているかどうかを検査
し、セツトされている場合には、最初のCREを
最初のRSPの前に書込む必要がある。すなわち、
この場合には、DOWNはRSP、CREの対の代り
にCRE、RSPの対を書込む。対の数は前の出力
の場合と同様にCNTRBLであつて、順序だけが
異なる。RSPの後のCREは最後のリクワイヤー
ドを残す。 DOWNは、「．US OFF」制御を含むDCFシ
ーケンスの変換の一部分とし下線終了多重バイト
制御をL3データ・ストリームに書込む。この特
定のL3出力項目の決定表は、L3制御EUSへの変
換を示す第13表に示されている。

【表】

【表】 DOWNは、「．PA」制御を含むDCFシーケン
スのL3への変換の一部としてリクワイヤード・
ページ終了すなわちRPEの単一バイト制御を書
込む。RPEの決定表はL3制御RPEへの変換を示
す第14表に示されている。

【表】

【表】この制御がNOBREAKパラメータを含むか含
まないかによつて、その存在はGOTPAまたは
GOTPANのどちらかによつて知らされる。DCF
制御のシーケンスをL3に転送する際、１よりも
多くのRPE単一バイト制御を書込む必要は決し
てない。２番目の「．PA」制御は常に新しいシ
ーケンスを開始する。多重バイト制御の行フオーマツト変更シーケン
ス、すなわち多重バイト制御BLFC、SLP、
STABおよびELFCは、LFCまたはTUFCのいず
れかに変換できる制御、すなわち「．FO」「．JU」「．TB」「．SS」「．DS」のどれかを含むが、TUFCにだけ変換できる制
御、すなわち「．RH」「．RF」「．CM DRAWER」のどれかを含まないDCF制御のシーケンスの変
換の一部分としてL3データ．ストリームに書込
まれる。これはTUFCがLFCが含みうるどんな
情報も保有でき、従つてLFCおよびTUFCの両
者を書込む必要が決してないからである。LFC
の決定表は、L3制御LFCへの変換を示す第15表
に示されている。

【表】

【表】出力L3項目の大部分は、いつたん決定表がそ
れらを書込むべきかどうかをDOWNに知らせた
後は、DOWNにとつてはそれらを書込むのは極
めて容易である。それに対し、LFCはそう容易
ではない。それは、終了したばかりの、すなわち
前の状態から持越した不変の情報のシーケンス中
のDCF制御から収集された情報に依存するパラ
メータを有し、特にVALADJ、VALAL、
VALTPまたはVALSSDSにあるいは情報を用い
なければならない。更に、DOWNは新しい値を
対応する持続性状態変数CURADJ、CURAL、
CURTPおよびCURSSDSにセツトしなければな
らない。 DOWNは２つの目的で０指標キヤリア復帰単
一バイト制御を書込む。第１は、規則１におい
て、CREの後、ZICRはインデントを解除せずに
パラグラフを終了する。この対はDCFのBREAK
の変換である。第２は、規則２，３および４にお
いて、LFCの後、LFCによつて指定された変更
が直ちに実施されることをZICRが保証する。目
的ごとにZICRは行終了制御後に書込まれる。従
つて、ZICRは現在の位置を少しも移動しない。
その機能は本発明の１つであつて、それがライ
ン・エンダに続く場合の動作の１つではない。
ZICRの決定表は、L3制御ZICRへの変換を示す
第16表に示されている。

【表】

【表】 ZICRがDOWNによつて書込まれる第１の目的
は、BREAK、すなわち行の連結BREAKを生じ
る他の51の制御のどれかの「．BR」制御を含む
すべてのシーケンスには当てはまらない。L3の
「パラグラフの終了」の着想はDCFのBREAKの
着想に対応する。DCF制御のシーケンスはパラ
グラフを終了するL3項目に変換する他の制御を
含むことがある。パラグラフを終了するL3項目、
およびDOWNがこれらのL3項目に変換するDFC
制御は、第17表に示されている。

【表】 DOWNが第17表の右側のどれかの制御を含む
DCF制御のシーケンスを転送しているとき、
DOWNはパラグラフを終了するZICRを書込まな
くてもよい。その理由は対応するL3自身がその
パラグラフを終了するからである。支援された
各々のDCF制御−中断を生じる−は、「．BR」
自身の場合を除き前記表にある。それ故、ZICR
の第１の目的は、中断を生じる「．BR」及び支
援されない制御に対してだけ当てはまる。 L3にある約８の単一バイト制御はどれも、そ
れがCREまたはPEに続く場合に、且つその場合
にだけパラグラフを終了する点に注目されたい。
DOWNはDCF制御のシーケンスの先を考えて、
次の行がSP、RSP、BSまたは更にITような単一
バイト制御の１つによつて開始するかどうかを調
べようとはしない。その結果、DOWNは時たま、
厳密には必要ではなZICRを書込むが、余分な
ZICRは無害であるとともに、たとえ次の編集が、
ZICRを不要にした次の単一バイト制御を取除く
場合でも、中断は有効のままである。 CEEおよびZICRは相互に且つ他の入力項目−
DOWNがL3データ・ストリームに書込まなけれ
ばならないことがある項目−と、かなり複雑な方
法で、ラグラフ終了関して対話する。CRE関し
ては規則２、ZICRに関しては規則１を参照され
たい。CREに対する規則２は「．PA」制御がそ
のシーケンスに存在し、RPEに変換することを
知らせるGOTPA、またはRCRが一時左マージ
ンに移動する必要があることを知らせる
「CNTINC LT CURINC」のどちらかが、たと
えパラグラフ終了が要求されていても、CREの
書出しを無効にすることを意味する。ZICRに対
する規則１は、これらの２つと更に多くの事が
ZICRの書出しを禁止することを意味する。 DOWNはページ終了単一バイト制御を書込む
３つの目的を有することがある。PEの決定表は、
L3制御PEへの変換を示す第18表に示されてい
る。第１は、規則１において、DCF制御のシー
ケンスは、L3書類がDCFに変換されたととき、
ページ付けを保存するようにUPによつてそこに
置かれたPEバイトを含むことがある。第２は、
規則２，３および４において、シーケンスは、
PEおよびTUPに続かなければならないTUFCに
変換するDCF制御の１つを含むことがある。第
３は、規則５において、シーケンスは、PEに続
かなければならない終了ユニツトに変換する
EOFを含むことがある。これらの５つの規則は相互に排他的ではない点
に注目する必要がある。実際に、PEバイトおよ
びEOFを含む５つの制御は、どの組合せでも生
じることがある。解体規則だけを含む決定表は31
のテーブルを必要とする。

【表】予定のシーケンスはマージン・テキスト定義お
よびEOFの両者を含む。DCF書類の初期の草案
は後に付加されることになつているテキストに加
えるように意図されたマージン・テキストによつ
て終了することがある。このようなテキストは
DCF書類がDOWNによつてL3に変換された後に
付加されることがある。テキスト・ユニツト接頭部（TUP）の最初の
レベル・ベクトルは、DCF制御のシーケンスが
前のテキスト・ユニツトの終了を要求するととも
に、もう１つのテキスト・ユニツトの開始も要求
する場合に必要である。TUPの決定表は、L3制
御のTUPへの変換を示す第19表に示されている。
規則１はシーケンス内のPEの存在を、DOWNに
前のテキスト・ユニツトの終了を要求するものと
みなす。しかしながら、そのシーケンスがフアイ
ル終了を含んでいなかつた場合にだけ、新しいテ
キスト・ユニツトの開始がDOWNに要求される。
規則２，３および４は次のように働らく。TUFC
を必要とするDCF制御の、DCFシーケンスにお
ける存在は、DOWNが前のテキスト・ユニツト
を終了することを要求し、また新しいテキスト・
ユニツトを開始することも要求する。これは、シ
ーケンスがEOFを含んでいたかどうかに無関係
である。EOFは、これ以上実際に本体テキスト
はないが、もう１つのテキスト・ユニツトが
TUFCと多分MPおよびMTを含む必要があるこ
とを意味する。シーケンスがEOFを含んでいた
かどうかに拘らず、TUFC、従つて次のテキス
ト・ユニツトを必要とするDCF制御は、それ自
身はTUFCに変換する「．CM DRAWER」、お
よびMPおよびMTに変換し、次いでTUFCに続
かなければならない「．RH」および「．RF」
のいずれかである。

【表】規則５，６および７は、書類の最後のシーケン
ス、すなわち書類のフアイル終了を含むシーケン
スで生じることがある特異な状況をカバーする。
この特異な状況は、いくつかのDCF制御が、PE
が書込まれる前に書込まれるL3制御に変換し、
その間に他のDCF制御が、PEが書込まれた後に
書込まれるL3制御に変換するという事実を含む。
EOFおよび後者のタイプの制御のどれかが、ど
ちらも同じ制御シーケンスに現われると、PEが
書込まれ、次いで最後のPEに続かなければなら
ない他のL3制御が書込まれる。それ故、この特
異な状況では、後にもう１つのPEを書込む準備
がなされなければならない。この特異な状況を生
じさせることがあるDCF制御は「．LN」、「．
US ON」および「．CE」である。「．HW」制
御も、テキストが書込まれる前にL3データ・ス
トリームに何かが書込まれる原因となつたが、書
込まない場合に、このグループに含まれる。シー
ケンス中のEOFがPEの書込みを要求とするので、
問題が生じる。しかしながら、PEの書込みは現
在の本体テキスト・ベクトルおよびテキスト・ユ
ニツトを終了する。これはDOWNが「．IN」、
「．US ON」および「．CE」の変換を入れる本
体テキスト・ベクトルを残さない。これらの変換
はそれぞれ、ITs、BUSおよびSPs ATFである。
これらの制御を出力の配列でPEの先に移すこと
は、ちようどそれらを必要とするDCF制御が最
後のシーケンスに現われる特異な状況では極めて
困難である。従つて、特異な状況は新しいテキス
ト・ユニツトをTUPによつて開始することによ
つて処理され、必要なITs、BUS、または「SPs
ATF」を保持する。この特異な状況の処理は最後のシーケンスの
「．RH」、「．RF」または「．CM DRAWER」
の処理に相当する。いずれも新しいテキスト・ユ
ニツトを開始し、実際にテキストを含む最後のテ
キスト・ユニツトに入らない少数の制御の変換を
保留する。この処理を完全に利用する書類が有す
る最後のシーケンスは次の通りである。 TEXT ．CM DRAWER ′′′ ．RH ON ′′′．RH OFF ．RF ON ′′′．RH OFF ．IN ５．CE EOF このような書類は少し不規則なものとして見ら
れるに違いないが、不可能でJFないことは確か
である。DCF書類の終了点におけるこのような
制御−次いで、DOWNによつてL3に変換される
−は、デイスプレイライタを用いてより多くのテ
キストを付加する意図を示唆する。DOWNはL3
項目および将来付加されるテキストを保持する新
しいテキスト・ユニツトを開始する。書類の終了点に偶然存在し、且つ最後の制御シ
ーケンスにおいて何物かによつて固定左マージン
に偶然リセツトされたインデント・レベルを再確
立するいくつかのIT制御を保持するためにだけ
新しいテキスト・ユニツトを開始することは望ま
しくない。規則６はこのケースを除外するように
書込まれている。規則６を満足するには、ITsは
最後のシーケンスにある明確な「．IN ｈ」制御
によつて必要とされるに違いない、従つて、
GOTINは真でなければならず、その制御にある
「ｈ」の値は非０でなければならず、従つて、
「CNTINC GT ZERO」は真でなければならな
い。この処理は同じシーケンスでEOFとして生じ
る６つの制御をDOWNが変換することを特に可
能にするテキスト・ユニツトを開始する点に注目
されたい。後に、DOWNがこれらの制御の１つ
以上に対応するL3項目を書込んでから、DOWN
はそのテキスト・ユニツトを終了する特別のPE
を書込む必要がある。これが「特別PE」決定表
の説明であつて、こに示されたのは、やや入り組
んだ前後関係が２回確立されなくてもよいように
するためである。 DCFシーケンス中の「．RH」、「．RF」また
は「．CM DRAWER」制御の１つ以上に応答し
て、DOWNはテキスト・ユニツト・フオーマツ
ト変更（TUFC）を書込む。後者は実際に、プリ
ンタのソース・ドロワ（source drawer）を指定
するTUFCのパラメータに新しい情報を入れる。
「．RH」および「．RF」制御はTUFC後にだけ
L3に変換できるマージン・テキストを定義する。
幸運なことに、TUFCの他のパラメータは他の
DCF制御によつて指定された新しい情報を、同
じシーケンスに少しでもある場合に、含むことが
できる。 LFCと同様、TUFCの書込みは、L3制御
TUFCの変換を示す第20表の決定表がそれを書込
むべきかどうかをDOWNに知らせた後でさえも
重要である。終了したばかりのシーケンス、すな
わち前の状態から特越された情報を変更しないシ
ーケンスにあるDCF制御から収集された情報に
よるパラメータをTUFCは有する。特に、TUFC
はVALADJ、VALAL、VALTP、VASSDSお
よびVALCMDRの情報を用いなければならな
い。その上、DOWNは対応し持続する状態変数
CURADJ、CURAL、CURTP、CURSSDSおよ
びCURCMDRに新しい値をセツトしなければな
らない。他のもの間で多分、下記の．RH ON テキストおよび殆どの制御．RH OFF を含むDCFシーケンスの変換の一部分としてマ
ージン・テキスト・パラメータおよびマージン・
テキストの第１のレベルの構造をDOWNは書込
む。MPおよびMTのベクトルは「．RH ON」
等に応答して準備されたが、DCFシーケンスは
読取中であつたから、DCF制御のシーケンスの
終了点の最上部のマージン・テキストの処理は簡
単である。それらは最上部マージン・テキスト
（TMT）と呼ばれるバツフア内にある。この点
でL3データ・ストリームに書出される必要があ
るTMTに何かがある場合、そしてその場合にだ
け、GOTRHONの状態ビツトは１である。MP
およびMTのデシジヨン・テーブルは最上部MP
および最上部MTのL3制御への変換を示す第21表
に示されている。

【表】

【表】最下部マージン・パラメータおよび最下部マー
ジン・テキストは最上部MPおよび最上部MTの
定義と同様である。最下部のMPおよびMTの決
定表は最下部MPおよび最下部MTのL3制御への
変換を示す第22表に示されている。DOWNは下
記のDCF入力．RF ON テキストおよび殆どの制御．RF OFF に応答して、DOWNの制御シーケンス読取中に、
バツフアBMTに定義を書込む。DOWN、終了し
たDCF制御シーケンスをL3に変換中に、L3デー
タ・ストリームをバツフアに書込む。

【表】 DCF制御のシーケンスのL3への変換中のこの
点で、DOWNが前にテキスト・ユニツト接頭部
を書込んだ場合、そしてその場合にだけ、
DOWNは新しい本体テキスト（BT）のベクトル
の見出しを書込む。各々のテキスト・ユニツトは
TUPによつて開始し、BTによつて終了する。従
つて、これらの２つのL3項目の決定表が識別さ
れる。その詳細はL3制御BTへの変換を示す第23
表に示されている。BCベクトルは開始されるが、
こでは終了されない点に注目されたい。一般に、
DOWNは多くのDCF制御シーケンスをところど
ころに入れたテキストをL3に変換し、L3をこの
本体テキスト・ベクトルに書込む。何かがページ
終了単一バイト制御に変換するときDOWNはBT
ベクトルを終了するだけである。 33のスペース・キヤラクタおよび１つのテキス
ト・フイールド調整多重バイト制御はDCFから
L3への「．CE」制御の変換である。SPsは常に
パラグラフ・エンダに続く。これは「．CE」制
御がBREAKを生じるからであり、従つて、
「CE」制御を含むDCF制御のシーケンスはどれ
も、少なくとも「CRE ZICR」と、RCRまたは
RPEのような、多分更に強い何物かを含むL3に
変換する。この変換は、いくつかのSPsおよび
ATFのL3制御への変換を示す第24表に示されて
いる。

【表】

【表】 DOWNはインデント・タブ制御（ITs）を書
込んで、将来の行に要求される一時左マージンを
確立または再確立するとともに、現在の行で水平
タブ・キヤラクタを有効にする。現在の行がまだ
開始していない場合には、これらの有効なHTキ
ヤラクタは、現在の行に将来の行と同じ有効な一
時左マージンを与え、さもなければインデントを
未定にしておく。 DCF制御のシーケンスにおける２つの項目の
発生は、DOWNがITsをそのDCF制御シーケン
スの変換であるL3に書込むことを必要とする。
第１に、インデント制御「．IN ｈ」は新しい一
時左マージンを指定できる。第２に、DCFシー
ケンスの或る他の制御はDOWNが前に存在して
いる一時左マージンを復元することを必要とす
る。最初のIT使用は一時左マージンを、その古い
位置からその新たに指定された位置へ、または固
定左マージンから指定された新しい位置へ移動す
る。このように、この最初のITsの使用は２つの
サブケースを有する。第１のサブケースでは、新
しい一時左マージンは固定左マージンの右にあ
り、同じシーケンスにある他の制御はどれも、一
時左マージンを固定左マージンにリセツトする
L3項目に変換しない。このサブケースでは、
DOWNは一時左マージンをその古い位置からそ
の新しい位置に移動するのに十分なITsだけを書
込む。第２のサブケースでは、新しい一時左マージン
は古い一時左マージン−−一時左マージンを固定
左マージンにリセツトするとともに、そこから右
に移動するようにITsを用いることによつてだけ
L3に変換されることがある−−の左にあるか、
さもなければ、そのシーケンスのどれか他の
DCF制御は、一時左マージンを固定左マージン
に偶然リセツトするL3項目に変換するが、この
場合も、固定左マージンから指定された新しい一
時左マージンに移動するのに十分なITsを必要と
する。ITsの２番目の重要な用途は、現在のDCF
制御シーケンスの開始前に存在し且つ現在の制御
シーケンスにある何物かによつて変更されていな
い一時左マージンを再確立することである。例え
ば制御「．FO OFF」だけを有するシーケンス
は一時左マージンを変更しない。しかしながら、
「．FO OFF」制御はL3にある多重バイト制御の
行フオーマツト変更（LFC）シーケンスに変換
しなければならない。LFCは一時左マージンを
固定左マージンにリセツトする。このように、「．
FO OFF」だけから成るシーケンスは０または
それよりも多くのITsが後に続くLFCに変換し、
有効な一時左マージンはどれでも再確立する。このITsの２番目の重要な用途は、DCF制御の
シーケンスがタブのセツテイングを変更する「．
TB」制御を含むときは更に興味がある。「．TB」制御はLFCまたはTUFCにどちらか
に変換する。LFCまたはTUFCのどちらかが一
時左マージンをリセツトする。従つて、それは
DOWNが最初の使用で一時左マージンを再確立
するか、または指定された新しい一時左マージン
を確立することを必要とする。しかしながら、一
時左マージンを再確立、または確立するのに必要
なITsの数は新しいタブ・ラツクにあるセツテイ
ングによつて決まる。タブ・ラツク変更前にITs
がいくつ有効であつたかを知る必要はない。要求
された一時左マージンのキヤラクタ位置を、それ
が変更したかどうかにかかわらず、知れば十分で
ある。 DOWNがITsを書込まなければならないかど
うか、およびそれが書込まなければならないITs
の数は下記の情報によつて決まる： (a) 現在のシーケンスの変換完了後に実施される
タブ・セツテイング（VALTP）。 (b) 現在のシーケンスの変換完了後に、現在のシ
ーケンスがその値を変更するかどうかにかかわ
らず、要求された一時左マージンのキヤラクタ
位置（CNTINC）。 (c) 現在のDCF制御シーケンス開始前の一時左
マージンのキヤラクタ位置（CURINC）。 (d) このDCF制御シーケンスの変換の一部分と
して書出されたL3項目のどれかが、一時左マ
ージンを固定左マージンにリセツトするかどう
かの情報。一時左マージンをリセツトするL3項目、およ
びこれらのL3項目に変換するDCF制御は、L3書
類へのITs挿入を必要とする、一定シーケンスの
DCF制御を示す第26表に対比して示されている。
この表の最初の項目は注釈を必要とする。「．IN
ｈ」制御はどれもCURINCよりも少ないｈを有
するかどうかは重要ではない。重要なことは、そ
のシーケンスの最後の「．IN ｈ」制御が
CURINCよりも少ないｈを持つていたかどうか
である。従つて、DOWNが検査する条件は
「CNTINC LT CURINC」である。

【表】

【表】いくつかのITsのL3制御への変換を示す第25表
の決定表の規則１によつて、終了したばかりのシ
ーケンスがこれらの制御およびEOFを含まない
場合に、DOWNはCNTINCがCURINCよりも大
きい場合、そしてその場合にだけ１つ以上のITs
を書込む。それが書込むITsの数はタブ・セツテ
イング数−そのキヤラクタの桁は確実に、
CURINCよりも大きくCNTINCよりも少ない−
よりも１だけ多い。規則２乃至規則９によつて、終了したばかりの
シーケンスがこれらの制御をどれか１つまたはそ
れ以上を含み、EOFを含まない場合には、
DOWNは、CNTINCが０よりも大きい場合、そ
してその場合にだけ１つ以上のITsを書込む。そ
れが書込むITsの数はタブ・セツテイング数−そ
のキヤラクタ数は確実にCNTINCよりも小さい
−よりも１だけ大きい。規則１乃至規則９によつて、シーケンスが
EOFを含まない場合にはITsは書込まれない。
DOWNが最後のDCF制御シーケンス、すなわち
EOFを含むシーケンスの変換でITsを書込むケー
スが１つある。TUPの決定表（第19表）の規則
６を参照されたい。左マージン一時リセツトの規
則10はこの条件から得られる、これは、処理中の
書類を終了することがあり且つ後に付加されるテ
キストに加えられるITsおよび／またはいくつか
の他のL3項目を保持する新しいテキスト・ユニ
ツトをDOWNが開始したケースである。これは
最後のシーケンスに０よりも大きいｈを有する実
際の「．IN ｈ」制御があつたケースである。 ITs書出しの終了点で、DOWNは新しい一時
左マージンのキヤラクタ位置をCNTINCおよび
CURINCの両者にセツトする。この状態は次の
DCF制御シーケンスの正しい処理のために絶対
必要である。特に、これはCNTINCの値の増加
を含むことがある点に注目されたい。CNTINC
の値は終了したばかりのDCF制御シーケンスに
現われた最後の「．IN ｈ」制御にあるｈの値で
あつた。この値が現在のタブ・ラツク上のどのタ
ブ・セツテイングにも一致しない場合、
CNTINCおよびCURINCの両者の最終値は、次
に高いタブ・セツテイングのキヤラクタ位置、す
なわち正いて一時左マージンによつて生じた値で
ある。 DCF制御シーケンスの変換の一部分として下
線開始（BUS）多重バイト制御が、その制御シ
ーケンスが「．US ON」を含んでいた場合、そ
してその場合にだけDOWNによつて書込まれる。
その決定表はBUSのL3制御への変換を示す第27
表に示されている。

【表】 DCF制御シーケンスの終了処理の一部分とし
て、持続性のある状態ビツトCURHWが、その
シーケンスが「．HW」制御を含んでいた場合、
そしてその場合にだけ、DOWNによつてセツト
される。CURHWをセツトすることは次のワー
ドにあるハイフン・キヤラクタをL3単一バイト
制御の音節ハイフンに取替えることをプログラム
に知らせる。「．HW」制御はこれ以上直接にL3
データ・ストリームに作用しない。CURHWの
決定表は、キー変数制御CURHWをセツトする
変換を示す第28表に示されている。

【表】

【表】制御PEはテキスト・ユニツトおよびその本体
テキスト・ベクトルを、それに本当のテキストを
少しも書込まずに終了する。書類の最後のシーケ
ンスが後に加えられるテキストに使用する予定の
制御を含んでいるとき、TUP決定表（第19表）
の記述の一部分として詳述されている特異な状況
をDOWNは有する。特別PEの決定表は、L3制御
の特別PEへの変換を示す第29表に示されている。

【表】

【表】シーケンスがEOFを含むかどうかにかかわら
ず、TUPの規則２，３および４が満たされるこ
がある。シーケンスがEOFを含み、且つこれら
の規則の１つが満たされている場合、DOWNは
テキスト・ユニツトを開始し、その後、本体テキ
スト・ベクトル−たとえテキストがそれらのいず
れにも全く書込まれていなくても、適切な終了を
もたらすに違いない−を開始する。同じ番号の規
則がここでもシーケンスがEOFを含む場合に当
てはまる。その理由は、このケースにおいてだ
け、DOWNはこれらの規則を開始したテキス
ト・ユニツトおよび本体テキスト・ベクトルを終
了する特別な動作を必要とするからである。 TUPの規則５，６および７（第19表）は変換中
のシーケンスが書類にある最後のシーケンスであ
るときにだけ当てはまる。従つて、第29表におい
て番号が同じ同一の規則は、それらの規則によつ
て開始されたテキスト・ユニツトおよび本体テキ
スト・ベクトルをいつ終了するかをDOWNに知
らせる。第29表の規則１はTUPおよびBTの出力
の決定表（第19表）および（第23表）における適
切な規則に対するように空白のままである。 DOWNは、DCF書類にある最後のシーケンス
をL3に変換する最後の部分として、終了ユニツ
ト（EU）、すなわち終了ユニツト接頭部、本体テ
キスト・ベクトル、およびそのBTベクトル内の
ページ終了を書込む。フアイル終了がDCF制御
シーケンスの一部分であつたことを意味する
GOTEOFによつて、最後のシーケンスが知られ
る。EU決定表は制御EUへの変換を示す第30表に
示されている。

【表】

【表】【図面の簡単な説明】

第１図は本発明に従つて１つのテキスト処理シ
ステムから他のテキスト処理システムへ編集可能
な書類を変換してから転送する２つのテキスト処
理システムが一体化され、しかも分離可能な簡略
化された構成を示す図である。

Claims

【特許請求の範囲】１複数の入力項目を含む第１の編集可能な形式
で生成された原始書類を、該入力項目に対応する
出力項目を含む第２の編集可能な形式の目的書類
に変換する方法であつて、可能性のある全てのキー状態変数のうち、前記
原始書類から読み取られる原始書類の制御に関す
る情報を集合的に保持する、１組のキー状態変数
を決定し、前記キー状態変数に保持され、前記原始書類の
制御情報と共に読み取るべき前記入力項目につい
て、互換性の基準を決定し、所与の原始書類入力を変換して得られる各出力
項目が、いずれも確立された順序で前記目的書類
に書込まれるように、全ての起こりうる出力項目
に対して固定の順序を確立し、前記出力項目の各々を前記キー状態変数の関数
として前記目的書類に書出すべきかどうかを決定
するため規則を、前記各出力項目ごとに定義し、前記互換性の基準に従つて、前記原始書類の制
御情報から前記入力項目を読み取り、前記規則に沿つて適切な出力項目の全てを、前
記原始書類入力の変換として、前記固定の順序で
前記目的書類に書出す、ことを特徴とする編集可能な形式で生成された書
類の変換方式。