JPH0462676B2

JPH0462676B2 -

Info

Publication number: JPH0462676B2
Application number: JP61127033A
Authority: JP
Inventors: Fumio Kamei
Original assignee: Sharp Corp
Current assignee: Sharp Corp
Priority date: 1986-05-30
Filing date: 1986-05-30
Publication date: 1992-10-07
Also published as: JPS62283392A

Description

【発明の詳細な説明】＜産業上の利用分野＞この発明は、アドレス変換テーブルを備えた漢
字処理装置に関する。

＜従来の技術＞従来、漢字処理装置に使用する８ビツトCPU
（中央処理装置）において、通常、使用可能なメ
モリ容量は64KBであり、漢字パターンのように
必要メモリ容量が64KBを越えるものについて
は、第７図に示すように、漢字パターン格納領域
をバンク構成とし、バンク切り換えにより、所望
漢字パターンの格納アドレスを得るようにしてい
る。第７図においては、漢字パターンのメモリ容
量を12KBとし、これを16KBごとにバンク構成
としたものである。第７図のａおよびひa′は漢字
処理するためのシステムプログラムや漢字パター
ンをアクセスするためのプログラム、処理データ
等が格納されている領域である。領域b₀〜b₇は漢
字パターンの格納されている領域であり、各々
16KBの領域が割り当てられており、バンク切り
換えにより計８領域がアクセスできるように構成
されている。b₀〜b₇に割り当てられる漢字パター
ンが可変長圧縮されて格納される場合、各漢字パ
ターンの格納されている先頭アドレスを求めるた
めには、アドレス変換用のテーブルが必要とな
り、通常は、第７図におけるb₀の領域に変換テー
ブルを格納する構成としている。

第８図がこの変換テーブルを追加した場合の構
成である。ａ，a′は第７図と同じものである。b₀
〜b₇には可変長圧縮された漢字パターンが格納さ
れている。ｃはアドレス変換テーブルである。第
９図に従来のアドレス変換テーブルの構成を示
す。第９図において、gm（ｌ≦ｍ≦ｎ）はｍ番目
の漢字パターンの格納アドレスを格納している領
域であり、各々３バイト必要とする。dm、em、
fm（１≦ｍ≦ｎ）はgmを構成する要素であり、
dmはバンク番号を１バイトで格納している。em
はアドレスの上位バイトを、fmは下位バイトを
各々１バイトで格納している。

この第９図の構成では、このアドレス変換テー
ブルとして３バイト×ｎ必要であり、例えば
JISC6226で規定される非漢字（１区１点〜８区
94点）および第１水準漢字（16区１点〜47区94
点）の計3760文字分では11280バイト必要である。
すなわち、アドレス変換テーブルの所要空間が大
きくなる。このアドレス変換テーブルを用いた漢
字処理装置は、第１０図に示すような構成をして
いる。第１０図において、１は表示する漢字コー
ドを記憶する漢字コードバツフアであり、記憶さ
れる漢字コードは上位でブロツクを、下位でブロ
ツク内の順番を示す構成となつている。２は検索
制御回路で同じ漢字コードをもつテーブルデータ
をアドレス変換テーブル３から選択して出力させ
る。上記アドレス変換テーブル３は、１コード単
位にアドレス情報、バンク情報を持つている。４
はアクセス制御部であり、与えられたバンク情
報、アドレス情報によりパターンメモリ５をアク
セスして所望の漢字パターンデータを選択する。
６はパターンデータ処理部で、パターンデータを
表示データに変換し出力する。７は表示メモリで
ある。

しかして、検索制御部２により、アドレス変換
テーブル３を漢字コードに基づいて検索して、バ
ンク情報、アドレス情報をアクセス制御部４に送
る。アクセス制御部４は、与えられた情報に従つ
てバンクを切り換え、所望の漢字パターンデータ
をパターンメモリ２より送り出す。送り出された
漢字パターンデータは、パターンデータ処理部６
で展開して表示メモリ７へ送られ、表示される。

この構成では、前述のように、アドレス変換テ
ーブル３は各漢字コード毎にアドレス情報、バン
ク情報を備えていることから、変換テーブルの領
域が広くなるという問題がある。

＜発明の目的＞そこで、この発明の目的は、漢字処理装置にお
いて、アドレス変換テーブルのメモリ容量を圧縮
することにある。

＜発明の構成＞上記目的を達成するため、この発明の漢字処理
装置は、小ブロツクの集まりからなる大ブロツク
を有し、上記小ブロツクの先頭に漢字群の先頭に
配置される漢字のアドレスを格納し、残りの各漢
字のそのアドレスと１つ前の漢字のアドレスとの
差分を格納した構成のアドレス変換テーブルと、
上記アドレス変換テーブルからの情報と、その情
報の記憶位置に基づいて、漢字パターンデータの
格納アドレスを計算するアドレス計算部を備えた
ことを特徴としている。

＜実施例＞以下、この発明を図示の実施例により詳細に説
明する。

第１図はこの発明のアドレス変換テーブルの構
成を示す概念図である。hm（１≦ｍ≦ｎ）は漢字
16文字を小ブロツクとしたときのｍ番目のブロツ
クに含まれる漢字群の格納アドレス情報を格納し
ている領域であり、各々19バイトで構成されてい
る。im、jm、km、lm₁〜lm₁₆（１≦ｍ≦ｎ）は
hmを構成する要素であり、im、jm、kmは小ブ
ロツク内で先頭に配置される漢字のバンク番号、
アドレスの上位バイト。下位バイトを格納し、
各々１バイトで構成する。lm₁〜lm₁₆は小ブロツ
ク内の16漢字の各漢字の後述する圧縮情報（第３
図参照）を各々１バイトの計16バイトで格納して
いる。この方式によるとJISC6226の１区〜８区、
16区〜47区の計40区分について、各区を６つの小
ブロツクに分けた場合、全体の小ブロツク数は６
小ブロツク×40により、240小ブロツクとなり、
１小ブロツクあたり19バイト必要なため、19バイ
ト×240で4560バイトとなり、第９図の構成に比
べ約40％に圧縮される。

第２図ａ，ｂ，ｃにアドレス変換テーブルにお
ける大ブロツク、小ブロツクおよび小ブロツクの
構造を示す。第２図ａは大ブロツクであり、
JISC6226で規定される非漢字（１区１点〜８区
94点）および第１水準漢字（16区１点〜47区94
点）を各区ごとに大ブロツク化していることを示
す。

第２図ｂは各区（各大ブロツク）を６つの小ブ
ロツクに分割している状態を示すものであり、各
区の１点〜94点を６つの小ブロツクに分割する
際、仮想的に０点と95点を設け、０点〜15点を第
１小ブロツクとし、16点〜31点、32点〜47点、48
点〜63点、64点〜79点、80点〜95点を各々、第
２、第３、第４、第５、第６小ブロツクとしてい
る。

第２図ｃは各小ブロツクの構造を示すものであ
り、第１図のhm部を詳しく記述したものである。
ｒ、ｓ、ｔは小ブロツク内の16文字分の漢字の
内、１番めに配置される漢字パターンの格納され
ているアドレスのバンク番号、アドレス上位バイ
ト、下位バイトを各々１バイトで示すものであ
る。今回のシステムでは、１バンクあたり16KB
としているため、漢字パターンメモリ容量として
128KB使用する場合、８バンク必要なため、ｒ
には０〜７の値が格納される。ｓ、ｔには16KB
のアドレス空間として0000H〜3FFFHの値が入
つている。

なお、バンク間に小ブロツクが次の小ブロツク
とまたがつて格納されていることのないように、
各バンクはセクタバンダリー構成としている。

u₁〜u₁₆には小ブロツクを構成する16文字分の
漢字の圧縮情報（第３図参照のこと）が各１バイ
トの計16バイトで格納されている。16文字のうち
の１番めに配置される漢字パターンは、ｓ、ｔの
アドレスに格納されている。２番目の漢字パター
ンのアドレスは、ｓ、ｔのアドレスに１番目の漢
字の圧縮情報内の圧縮データ長を加算したもので
ある。以下、ｎ（２≦ｎ≦16）番目の漢字は、１
〜（ｎ−１）番目までの圧縮データ長を加算した
ものにｓ、ｔを加算することにより、格納されて
いる漢字パターンのアドレスが求まる。

第３図は各漢字の圧縮情報の構成を示す図であ
る。Ｖは半角フラグであり、16×16ドツトで構成
される漢字パターンにおいて、実際にパターンを
構成するドツトの要素がパターンの左半分のみに
集約されているパターン、つまり、16×８ドツト
で構成される半角パターン（第４図参照）である
ことを示すフラグであり、半角パターンの場合は
１、16×16ドツトの全角パターンの場合は０が割
り当てられ、１ビツトで構成される。なお、この
実施例では、半角パターンについては圧縮せず、
原形パターンのままで格納されている。

Ｗは圧縮フラグで、パターンが圧縮して格納さ
れている場合は１、圧縮されず原形パターンのま
ま格納されている場合は０が割り当てられ、１ビ
ツトで構成される。なお、この実施例で、圧縮せ
ず、原形のまま格納する文字種は次のとおりであ
る。まず、英数字、ひらがな、カタカナなどのよ
うに使用頻度の高いものであり、これは復元する
時間をなるべく少なくするためである。次に、あ
る一定の方法により圧縮した場合、文字によつて
は圧縮した後のメモリ容量が原形のまま格納した
場合のメモリ容量を超えるものがあるため、この
ような文字については原形のまま格納されてい
る。

Ｘは字形フラグであり、１ビツトで構成され
る。

16×16ドツトの全角パターンにおいて、16×16
ドツトの領域を使用したパターンについては１、
16×15ドツトの領域を使用したパターンについて
は０を割り当てている（第５図参照）。

Ｙは圧縮データ長であり、ビツトで構成され、
０〜31の値が格納されている。Ｙが０のときは該
当コードに対する字形の割り当てのないもの、つ
まり、JISC6226において漢字パターン未定義の
ものである。１〜31のときは、そのパターンのメ
モリ容量が２〜32バイトであることを示す。

第６図は漢字処理装置のブロツク図であり、１
は表示する漢字の漢字コードを記憶する漢字コー
ドバツフア、８は検索制御回路、９は漢字パター
ンデータを記憶しているパターンメモリのメモリ
アドレス情報を漢字コードに対応させて記憶して
いるアドレス変換テーブルである。上記アドレス
変換テーブル９は、前述の第１図、第２図ａ，
ｂ，ｃに示したような構造をしており、小ブロツ
クの集まりである大ブロツクからなり、上記小ブ
ロツクの先頭には漢字群の先頭に配置される漢字
のバンク番号およびアドレスが格納され、その
後、１番目の漢字の圧縮データ長、２番目の漢字
の圧縮データ長、15番目の漢字の圧縮データ長が
格納されている。アドレス計算部１０は、小ブロ
ツクのｎ番目に格納されている漢字のパターンデ
ータのアドレスを上記小ブロツクの先頭のアドレ
スに１から（ｎ−１）番目の圧縮データ長を加算
して求める。そして、アクセス制御部４は上記ア
ドレスおよびアドレス変換テーブル９よりの大、
小ブロツクを特定する信号により、パターンメモ
リ５にアクセスして、パターンデータ処理部６に
漢字のパターンデータを送る。そして、パターン
データ処理部６は、パターンデータを表示パター
ンに展開して、表示メモリ７に送り、図示しない
表示装置に漢字を表示する。

このようにして、このアドレス変換テーブル９
は、各漢字コード毎にバンク情報、アクセス情報
を設けていないので、メモリ領域を大幅に節約で
きる。また、漢字パターンデータ長を各漢字パタ
ーンデータ毎に付けることができるので、可変長
の漢字パターンデータを無駄なく、パターンメモ
リに記憶させることができる。

＜発明の効果＞以上より明らかなように、この漢字処理装置
は、アドレス変換テーブルを、小ブロツクの先頭
に漢字群の先頭に配置される漢字のアドレスを格
納し、残りに各漢字のそのアドレスと１つ前の漢
字のアドレスとの差分を格納した構成としている
ので、メモリ領域を大幅に節約できる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明のアドレス変換テーブルの概
念を示す説明図、第２図ａ，ｂ，ｃは各々、大ブ
ロツク、小ブロツクおよび小ブロツクの構造を示
す説明図、第３図は圧縮情報の説明図、第４図は
半角パターンの説明図、第５図は16×15ドツトの
領域を使用したパターンを示す図、第６図はこの
発明の一実施例のブロツク図、第７図、第８図は
夫々漢字パターン格納領域の説明図、第９図は従
来のアドレス変換テーブルの概念を示す説明図、
第１０図は従来の漢字処理装置のブロツク図であ
る。１……漢字コードバツフア、４……アクセス制
御部、５……パターンメモリ、７……表示メモ
リ、８……検索制御部、９……アドレス変換テー
ブル、１０……アドレス計算部。

Claims

【特許請求の範囲】１可変長に圧縮された漢字パターンのデータの
格納されるパターンメモリのアドレスを漢字コー
ドに基づいてアドレス変換テーブルで求めて、上
記パターンメモリより漢字パターンのデータを読
み出し、パターンデータ処理部で表示データに変
換して漢字を表示する漢字処理装置において、上記アドレス変換テーブルは、小ブロツクの集
まりからなる大ブロツクを有し、上記小ブロツク
の先頭に漢字群の先頭に配置される漢字のアドレ
スを格納し、残りの各漢字のそのアドレスと１つ
前の漢字のアドレスとの差分を格納した構成とな
し、上記アドレス変換テーブルからの情報と、その
情報の記憶位置に基づいて、漢字パターンデータ
の格納アドレスを計算するアドレス計算部を備え
たことを特徴とする漢字処理装置。