JPS5864869A - デ−タ圧縮再生装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は、７アクシきりなどのデータ伝送方式に適した
データ圧縮再生方式ＫＩ！Ａする。

ファクシミリシステムでは、一般に、伝送帯域の狭い電
話回線による伝送系が使用されるため、データ伝送速２
ｔ−充分に上けることができない。

その為、伝送時間を短縮するためデータ圧縮によるデー
タ伝送方式が主として採用されるようになり、現在でｑ
Ｃ（、ＩＴＴ勧告案による符号化方式が王として使用さ
れるようになってきた。

そこで以下、このようなデータ圧縮再生方式による７ア
クシξリシステムについて説明する。

まず、第１図に一般的なファクタぽリシステムの構成を
示したもので、図において（ａ）は送信時の機能ブロッ
ク、Φ）＃′ｉ受信時の機能ブロックを示した４０で、
１はスキャナ、２はデータ符号化装置、３はモデム、４
Ｆｉデ一タ復号化［２置、５はブロックである。

スキャナ１は読取走査装置とも呼ばれるもので、送信す
べき原稿がセットされると、その送信すべさ部分を走査
して画情報ｔラインごとに読み取り、％１１２％Ｏ１の
データとして出力する０デ一タ符号化装＃ｔ２はスキャ
ナ１からの画情報データをあらかじめ足められ几手順、
例えば上述のＣＣＩＴＴ勧告案による一次元符号化方式
、又は二次元符号化方式などにＬ９ランレングス符号化
し、符号化データを出力する。

モデム３にデータ伝送の友め、データの変調、復調を行
なう働きｔＴるＯ データ復号化装置４はモデム３ｔ−介して受信し危符号
化データをあらかじめ定められ文子順により復号化して
画情報を再生するＯ ブロック５は受信記録装置とも呼ばれるもので、入力さ
れた＠Ｊ情情報記録紙面に画像）くターンとして再生記
録する０ ところで、この工うなファクシミリシステムにおけるデ
ータ符号化装置２及びデータ復号化！ｉ装置４としては
、マイクロコンピュータ（以下、マイコンという）で構
成可能なことが知ら°れている（例えば特開昭５６−１
０７７４号公報などを参照）Ｏそこで、マイコンで構成
したデータ符号化装置とデータ復号化装置の一例を第２
図に示す０この第２図において、１０はマイコンのＣＰ
Ｕ（中央演算処理ユニット）、１１はプログラムを収容
したメモリ（ＲＯＭという）、１２はデータメモリ（Ｒ
ＡＭという）で、ここでは符号化したデータ及び復号化
し几データのノくツファとしても使用される。１３．１
４は入力と出力の２インノ（ツ７ア、１５．１６は直並
列変換（Ｓ／Ｐ）レジスタ、１７．１８は並直列変＃（
Ｐ／Ｓ）レジスタである。

ＣＰＵＩＱ［ＲＯＭ１ｉに収容されているプログラムに
工９所定の手順で制御動作音遂行し、データ符号化装置
として動作しているときには、入力ラインバッファ１３
と８７Ｐレジスタ１５を介して取り入れた画情報を定め
られ文子ｊ１でランレングス符号化してＲＡＭ１２０バ
ツフアに収容し、Ｐ／＆レジスタ１Ｔ￥を介してモデム
に出力する。そして、データ復号化装置として動作して
いるときには、モデムから８／Ｐレジスタ１６を介して
取り入れたランレングス符号化データを定められた手順
で処理し、ＲＡＭ１２０所定のバッファ領域に収容した
後、Ｐ／８レジスタ１８と出力ラインバッファ１４を介
してプルツタに画情報を供給する０次に、この第２図に
示し友マイコンによるデータ符号化及び復号化装置の動
作について説明する。

まず、第３図はＣＣＩＴＴ勧告案による一次元符号化方
式による動作を示す７ｇ−チャー）Ｏ−例で、送信原稿
がスキャナ１（第１図）Ｋセットされ、画情報の読みＩ
Ｉｊ１０走査が開始されるなどの符号化開始条件が満足
し、ＣＰＵ１Ｏ（第２図）がこのフローの実行に入ると
、まず、ステップ３０１（以下、ステップを単にＳと記
す）で原稿の走査が終了しているか否かが判断されるＯ
ここで結果がＹＥＳとなったときにはデータ符号化動作
が不要になったこと金意味するから、直ちに８３０２に
に向ってＲＴＣコード（制御復帰符号）を発生させ、Ｅ
ＮＤに抜けてこのフロニにする処理を終了する。

さて・８３０１での結果がＮＯとなったら、次の５３０
３に進み、同期符号（ＥＯＬ）音発生させる。

これにエリ符号化されたデータの先頭にＨＯＬの付加が
行なわれる。

次に、８３０４で出力アドレスカウンタ上イニシャライ
ズし、続＜　８３０５でラインバッファに画情報が入力
されているか否かを判断する。通常、こ？ の１うなデータ符号化装置においては、複数ライ八 ンバツ７アが用意されており、それらｔ＊次切換えて画
情報の取り込みを行なうようになっている。

そこで、８３０４ではそのとき使用すべきラインバッフ
ァのスタートアドレスをセットし、そのラインバッファ
に画情報が入っているか否かｔ８３０５で調べ、結果が
ＮＯのときには元に戻って画情報が入力されるまで待つ
のである。

５３０５での結果がＹＥＳになつ几らいよいよ符号化に
入り、８３０６と５３０１で出力アドレスカクンタとＲ
Ｌカウンタ（ランレングスカウンタ）をそれぞれインク
リメントし、その後、８３０８で画情報に変化点が現わ
れたか否かを調べ、結果がＮＯのときには次の８３０９
で画情報１ラインの終了を示すアドレスエンドに達した
か否かを調べ、ここでの結果もＮＯになつ几ときには８
３０６に戻る。従って、出力アドレスカウンタとＲＬカ
ウンタとは画情報に変化点が現われるか、アドレスエン
ドに達するかするまで画情報のビットととにインクリメ
ントされることになる。

そして、この間に、画情報の変化点が検出されると、８
３０８での結果がＹＥＳになり、インクリメントは中断
され、８３１Ｇに進み、ＲＬカウンタの内容に基づいて
の符号化が行なわれ、続＜８３１１でその符号化データ
を発生してＲＡＭ１２（第２因）Ｏ中ＱＦＩＦＯバク７
７に書込み、ついで５３１２でＲＬカウンタｔリセット
してから５３０６に戻り、再び出力アドレスカウンタと
ＲＬカウンタをインクリメントするルーチンに入る。こ
の動作は画情報に変化点が机われるごとに繰り返えされ
る。

やがて８３０６での出力アドレスカウンタのインクリメ
ントの結果、アドレスエンドに達すると、５３０９での
結果がＹＥＳになる。そこで、このときには８３０９か
ら８３１３に向い、そのときのＲＬカクンタの内容が符
号化され、続＜８３１４でその符号化データが発生され
てＲＡＭ１２０ＦＩＦＯバラフアに入力される。その後
、８３１５でＲＬカウンタをリセットしてから５３１６
で無効ビット（ＦＩＬＬビット）の付加が必要か否かｔ
−調べ、結果がＮＯとなつ几ら直ちに８３１８に進んで
ラインバッファの切換など管内容とするラインエンド処
理１行なって８３０１に戻り、次のラインの符号化に入
る０一方、５３１６での結果がＹＥＳとなったときには
８３１７に進み、所定の数の無効ピッ）Ｏ付加を行なっ
てから８３１８に向う。

なお、このときの８３１６での判断は、ＩＦインごとに
その符号化データのビット数ｔカウントし、七れが所定
値、つｉす１ラインの最少伝送時間を保障するのに必要
な数に達しているか否かによって行なえば工い０ 従って、ｃｏａＩｓ図の７０−チャートに従った符号化
処理を行なえば、第４図に示すように、各ラインごとの
符号化データ列ＤＡＴＡｌ〜ＤＡＴＡ４０区切９ｓ分と
、一番最初の符号化データ列ＤＡＴ人１ｎＤ１ｍＯｉｉ
Ｌ分とに同期符号ＥＯＬが必ず挿入されることにな？、
、ＣＣＩＴＴ勧普案に合致したものとなる。

ところで、ＣＣＩＴＴ勧告案では二次元符号化方式につ
いても規定している。

そこで、こＯ二次元符号化方式を採用したときのフルー
チャートの一例ｔｓｇｓ図に示す。

この方式では、伝送エラーによる受（ＩＩ−情報の乱れ
の波及管最少＠にとどめるため、二次元符号化データ列
の中に所定の周期で一次元符号化データ列を混在させる
工うに規定されており、そのため、復号化に際して一次
元データと二次元データとの識別音可能にする几めのタ
グビットが同期符号の後に付加されるようになっている
。

従って、この第５図の７０−チャートにおいても符号化
処理に関する部分の、構成について祉第３図の場合と基
本的には同じであるが、それぞれ−次元符号化と二次元
符号化の２系統の処理があり、それに応じていずれの処
理を行なうかを判断するステップが付加され、さらに上
記タグピッ）ｔ−付加するためのステップが挿入されて
いる点で第３図のフローと大きく相違しているだけであ
る。

さて、Ｗｈｓ図において、このフローに入ってから５５
０１に達するまで＃′ｉ第３図の５３０５　ｔでの７Ｃ
Ｉ−と同じであり、それから８５０１に入ると一次元ラ
インか否かの判断が行なわれる。この８５０１での判断
は符号化すべき画情報が一番最初の走査ラインからのも
のであったときと、それから所定のラインごとのもので
あったときだけ結果がＹＥＳになるようにしである０な
お、この−次元ラインとすべき条件についてはＣＣＩＴ
Ｔ勧告案に定めであるものである。

そこで・いま、８５０１での判断結果がＹＥＳとすれば
８５０２に進み、符号化データ列が一次元データである
ことを示すタグピット′ｌ′奮発生させてから一次元モ
ードでの符号化を行なう。

このときの８５０２以下の７０−はｔＸ３図の５３０５
以下の７０−と同じであるから、説明は１啼する。

一方、８５０１での判断結果がＮＯ１即ち二次元符号化
を行なうべきラインの画情報となったときには５５０３
に進み、二次元モードの符号であることｔ表わすタグピ
ッ）％０＃が発生され、その後で二次元符号化が行なわ
れる。この二次元符号化のルーチンも一次元符号化のル
ーチンとほとんど同じであるか、第３図の８３０８の代
りに８５０４が挿入され、画情報の変化点を検出して符
号化を行なうＯてはなくて、二次元モードが検出された
か否かの判断により符号化に入るようになっている点が
異なっているだけである。なお、この二次元モードの検
出は上記ＣＣＩＴＴ勧告案に足められたとお９で、Ｐモ
ード、Ｈモード、ＶＲモード、■ＬモードがＴｏＯ１Ｈ
モードのときにはＲＬカウンタの値ＫＩＤ符号化が行な
われ、それ以下の七′−ドのときにはあらかじめ定めら
れた符号に変換される０従って、この第５図のフローチ
ャートにエリ符号化し友ときの符号化データ列のフォー
マットは第６図に示すようになり、纂４図の場合と同じ
く各符号化データ列の区切０部分には必ず同記符号ＥＯ
Ｌが付加されていることになる。

次に、第２図に示した装置により第４図のデータを復号
化する場合のフローチャー）を第７図に、そして第６図
のデータを復号化する場合の７Ｇｌ　−チャートを第８
図に示す。

１ず、第４図の一次元符号化データ列に対する場合の動
作について説明する。

第７図において、このフローに従った処理に入ると、ま
ず、５７０１で同期符号が検出するまで復号化処理に進
むの會待つ。これは第４図から明らかなように、符号化
データ列の最初には必ず同期符号ＨＯＬが付加されてい
るからである。

５７０１での結果がＹＥＳ、つまり一番最初のＥＯＬが
検出されたら次の８７０２　Ｋ進み、出力ラインバッフ
ァ１４（第２図）の入力アドレスカウンタをイニシャラ
イズし、続＜　８７０３でそのラインバッファに画情報
を入力可能か否かを判断し、結果がＹＥＳになる葦で待
つ。

なお、このようなデータ復号装置において扛、データ符
号化時における入力ラインバッファ１３（＠２ｅ！！Ｉ
Ｉ）と同じく、出方ラインバッファ１４も複数個備えて
あり、これらが所定の順序で順次切換えられて使用され
るよう罠なっているのが通例である。

８１０３での結果がＹＥＳ、つまりそのとき使用丁へｌ
！ラインバックアに画情報の書き込みが可能になったら
、いよいよ復号化に入り、まず、８７０４で符号化デー
タ列からコードを検出し、次の５ｒｏｓで無効ピッ）　
（ＰＩＬＬビット）の除去を行ない、続＜８７０６では
同期符号が検出されたか否がｔ調べ、結果がＮＯとなっ
ているときだけ８７０７に進み、８７０４で検出したコ
ードに対応するランレングスＲＬｔ−発生して一情報を
出力ラインバック７１４に入力してゆく。

そして、１ライン分の符号化データ列が終了すると、そ
こには同期符号ＥＯＬが付加されているから（ＦＩＬＬ
ビットが付加されていたときに社、さらにそれが終了し
友ところに付加されている）、このときに扛８７０６で
の結果がＹＥＳになり、ここで８１０８に進んでＲＴＣ
コードが検出されたか否かｔＸべる。ここでの結果がＮ
Ｏのときに蝶、まだ次のラインの符号化データ列が続い
ていることを意味するから、続＜　５ｙｏｓに進み、出
方ライン／（ッファ１４の切換などの、ラインエンド処
理を行なった後、８７０；に戻って次のラインの符号化
データ列の復号化に入る。

やがて全てのラインの符号化データ列についての復号化
が終了すると、そこにはＥＯＬ　：Ｉ−ドの繰り返しか
らなるｋＬｒｃコードが付加されているカラ、８７０６
−ＣＦ）ｌｌｉｌｋカＹＨ８Ｋナッｔｌト８７０８での
結果４　ＹＥＳになってこのフローによる処理管終了す
る。

次に１第６図の二次元符号化データ列に対する場合の動
作を第８図により説明すると、まず復号化を開始してか
ら８８０１で同期符号の検出待ちをする点は第７図の場
合と同じであるが、′そのあと５８０２でタグピットの
取り入れを行ない、それが、％ＩＩになっているか否か
１次の８８０３で調べる〇そして５８０３での結果がＮ
ｏ、つま０ＥＯＬコードに続く１ビツトが１０′になっ
ている間、即ち一次元モードの符号化データ列が現われ
る壕では復号化に入らないよう罠なっている。

これは、第６ＷＪからも明らかなように、二次元毫−ド
Ｏ符号化において社、符号化データ列の最初が必ず一次
元毫−ドのデータ列になっていなければならないからで
ある。

こうして、復号化開始からＥＯＬコードに続いて１１′
のタグビットが検出され、そのあとに−次元モードの符
号化データ列が現われる状ｍになると始めて８８０３で
の結果がＹＢ２にな９、−次元の復号化フローに進むよ
うになる。

ｃの一次元モードＯ復号化７ｏ−に入つ几あとの５８０
４〜５８０９は＄ｌＮ７図の８ＴＯ２〜８７ＯＴと同じ
であり、同じように符号化データの復号化が行なわれる
０やがてｌラインの復号化を終了すると次０１８ＯＬコ
ードが現われたときに８８０８での結果がＹＢ８になる
。そこで、このときに祉８８１０に進み、再びタグピッ
トの取り込みを行ない、続＜８８１１でそれが１１１か
否かｔ−ａべる。

第６図の符号化データ列の場合には、−次元モードのＤ
ＡＴＡ１０次は二次元モードのＤＡＴＡ２となっている
。

そこで、このときには５８１１での結果はＮＯとなり、
８８１３でラインエンド処理、つまり出力ラインバッフ
ァ１４の切換などの処ｌ！を行なってから今度ｔ！８８
１４〜５８１９からなる二次元モードの復号化フローに
入る。この８８１４〜８８１９も１１７図の５７０２〜
８７０７と同じであり、二次元モードに対するものでは
あるが同じように復号化が行なわれる。そして１ライン
の復号化を終了して次の１１３ＯＬコードが現われて８
８１８での、結果がＹＢ２になると、−次元モードのフ
ローで８８０８での結果がＹＢ８になったときと同じく
このときにも８８１０から８８１１に進み、ｇＯＬコー
ドに絖（タグピットを取り入れてそれが％ＩＩになって
いるか否かを―べろ。第６図の符号化データ列ではＤＡ
ＴＡ２の後のＩＢＯＬコードの次のタグピットは％ｌＩ
になっているから、このときには５８１１での結果がＹ
Ｂ２となり、今［は８８１１から８８１２に進む。

８８１２でｔｌＲＴｃ：ｘ−ドか否かが調べられるので
あるから、仁のときＫは８８１２７の結果はＮＯとなり
、８８２Ｇでラインエンド地理したのち一次元の復号化
７−−に入ってＤＡＴＡ３の復号化が行なわれる。

仁うしてＢＯＬコードに続く１ビツトのタグピットが％
１′であるか％Ｏｒであるか罠よりそれぞれ一次元モー
ドと二次元モードの符号化データ列に対する正しい復号
化拓理が順次行なわれ、やがて全てのラインの符号化デ
ータ列についての復号化が終了すると、そこにはＲＴＣ
：Ｆ−ドが付加しであるが、この二次元モードによるデ
ータ符号化の場合には凡ＴＣコードが次の１５になって
いる。

ＲＴＣコード：（ｇＯＬ＋１）の６回送出そこで、この
ときＫは、８８１１での結果がＹｈ８になったあとで８
８１２での結果がＹＢ８になり、復号化ＩＩ＆理が終了
されることになる。

以上のように、第２図に示すようなマイコン化された装
置に１れば、＠４図又扛第６図に示すようなＣＣＩＴＴ
勧告案に準拠した符号化データ列罠よるファクシミリ信
号の伝送を行なうことができる０ ところで、このよう表データ圧縮再生方式によるファク
シミリ伝送装置においては、１ライン幽りの符号化デー
タ列の伝送時間が成る限度以下にならないようにする、
いわゆる最少伝送時間の保障が必要で、そのため第４図
又は第６ｔｌ！３のデータフォーマットから明らかなよ
うに、各ラインごとのデータ列ＤＡＴＡのうちでそのビ
ット数が成る限度Ｋまで達していないデータ列について
は無効ピッ）　ＦＩＬＬを挿入して最少伝送時間を保障
するようにしである。

しかして、近年におけるファクシミリ装置の進歩改ＩＩ
扛目ざましいものがあり一上記した最少伝送時間も著し
く短縮されるようになってきており、そのため、各ライ
ンごとの符号化データ列に無効ビットが挿入される確率
社漸次低下の一途ｔ−皮どっている。

しかして、上記した従来例においては、各ラインの符号
化データ列ＤＡＴＡの区切りｓ分に四則符号ｎＯＬが必
ず挿入されるため、その分だけ伝送時間が余分に必要に
なるだけでなく、画情＠ｔＣＸつてはデータのビット数
に対してＷＯＬ：２−）”Ｃ）ビット数が無視できなく
なり、伝送データの大部分がＥＯＬコードて占められた
状態になって本来の符号化による伝送時間Ｏ短縮が充分
に機能しなくなってしまうという問題点があつ７ｊ＋）
即ち、上記した符号化方式において灯、送信すべき原稿
のブランク部分又は全黒部分などを走査しているときの
各ラインごとの一情報を符号化したときのビータが僅か
１ビツトとなる一合もめる）が、このときでも上記し次
ように最少伝送時間が充分に短かくなっているシステム
においては、無効ビットＦＩＬＬが付加されないから、
実質的に伝送すべきデータは上記の工つな僅かなビット
数の符号化デ１へ 一タと１２〜１３ビツトにも達するＢＯＬコードだけか
らだけのものにもなり得ることになり、デーなってしま
う。

従って、上記した従来例においては、最少伝送時間が充
分に短かいファクシミリシステムにおいても、それに応
じてデータ伝送の効率を改善することができず、伝送時
間を充分に短縮することができないとｈう欠点があった
。

本発明の目的は、上記した従来技術の欠点管除き、符号
化データ列に付加挿入すべき同期符号の−ｍの付加挿入
を省略してデータ伝送効率を改善し、伝送時間を大幅に
短縮し得るようにしたデータ圧縮再生方式を提供するに
ある。

この目的を達成するため、本発明は、復号化し定データ
のビット数をカウントすることによ０１ラインごとの符
号化データの区切り部分の検出を行なう工うにした点を
特徴とする。

以下、本発明によるデータ圧縮再生方式の実施例を図面
について説明する。なお、以下の本発明の実施例もマイ
コンによるデータ符号化と復号化ヲ行なうシステムにつ
いてのものであり、従って、そＯハード的な構成は第２
図に示した従来例と同じでよく、ただプログラムメモリ
１１に収容しである記憶内容が異なるだけであり、さら
にファクシ々リシステムとしての全体的な構成について
も５１１図に示した従来例と同じであるから、これらに
ついての１Ｉ２ｔｌｉｉは繰９返さない。

さて、＃Ｉ９図は本発明にぶるデータ符号化動作の一実
施例を示す７四−チャードで、−次元符号化方式による
符号化動作上行なうものである０従って、こ０１ｌｌｉ
　９　ＳＯ実施例は第３図の従来例に対応したものとな
っている。即ち、第３図における８３０１から８３１８
に到るフローとこの第９図の実施例における８９０１か
ら８９１８に到る部分のフルーとはほとんど同じで、こ
の部分での両者の違いは＠３図では８３０１と８３０４
の間に同期符号発止のステップ８３０３が挿入されてい
るのに対して、第９図の実施例では同じ同期符号発生の
ステップ８９０３が５ｓｏｉｏ前に挿入されている点だ
けである０ 従って、両者の王な相違点は、第３図の従来例では８３
１６での結果のいかんを問わず、いずれの場合でも５３
１８のあとで８３０１の前、つ筐９同期符号発生ステッ
グ８３０３の前に戻っているＯＫ対して、第９図の実施
例では、８９１６での結果がＮＯ１即ち、その１ライン
分の画情報を符号化したデータが最少伝送時間に対応し
次ビット数以上のビット数のものとなったときには８９
１９でラインエンド処理した後、直ちに５９０３の一′
で８９０１の前に戻って同期符号の発生は省略して次の
ラインの符号化に入り、そして、８９１６での結果がＹ
ＥＳ。

即ち、無効ビットの付加が８８１１で行なわれたときだ
け８１１１８１−通って８！１０３の前に戻り、同期符
号ｔ−□発生させてから次の２インの符号化に入るよう
になっている点にある。

この結果、第９図の実施例によって符号化されたデータ
のフォーマットは第ｉθ図に示すようになり、それぞれ
のラインごとの符号化データ列１）ＡＴＡの区切０部分
には全てＥＯＬコードが付加されるのでは４＜て、ＦＩ
ＬＬビシトが挿入された符号化デー”夕刊のあとにだけ
ｎＯＬコードが挿入されるようになる。なお、符号化デ
ータの一番最初の部分にＦｉＯＬコードが挿入される点
は第３図の場合と同じであり、これはこのような符号化
データ列の性質上−轟然の−こ−とに−すき′たい−ｇ
−次に、このような符号化データ列の復号化についての
フローチャートを第１１図に示す。

以上Ｏ説明から明らかな工うに１この第１１図の実施例
扛第７図の従来例に対応したもので、従って、第７図に
おける８７０１〜８７０９が第１１図の８１０１〜８１
０９となっており、これらの部分での復号化動作につい
ては両者とも全く同じであるから、ｃｏｉｉ分ｏａ明に
ついて祉省略する。

サテ、ＣＯ＠　１１図の実施例では８１０３と８１０４
の間に８１１０が挿入され、ここでの結果がＮＯとなっ
ている間ＵｌｌＩＴ図の従来例と同じで、各ラインごと
の符号化データ列の復号化が行なわれて出力ラインバッ
ファ１４（第２図）に画情報が出力され、それが５１０
６でＥＯＬコードが検出されるごとに繰り返されている
。

一方、５１１０は復号化された画情報のビット数を主走
査１ラインごとに脚ぺ、それが主走査１ライン分、例え
ば１７２８ビツト、或いは２０４８ビツトに達したか否
か會判断するステップで、そのためには、例えば５１０
２でイニシャライズされる入力アドレスカウンタの数値
を調べるようになっているもので、これに１０８１０４
から８１０７にょる復号化が遂行されている閏、出方ラ
インバッフ７１４に書き込まれている画情報のビット数
を監視し、それが１７２８ビツトに達したとき、このス
テップでの結果がＹＥＳになって８１１１に進み、無効
ビットが符号化データ列に付加されていたときにはそれ
らｔ除き、ついで８１１２で同期符号が付加されていた
ときにはそれも除いてから８１０８に進む。

さて、この実施例では、処理すべき符号化データ列のフ
ォーマットが第１０図のようになっている。

そして、これはこのようなランレングス符号化方式では
いずれも同じことであるが、各ラインご゛との符号化デ
ータ列、例えばＤＡＴＡｌ〜ＤＡＴＡ５のすべては復号
化すれば必ず規定のビット数の画情報となっている（７
ｔだし、エラーが無いものとする）。

従って、この＠１１図においては、＠１ｏ図ノＤＡＴＡ
ｌ、ＤＡＴＡ２．ＤＡＴＡ４で示す符号化データ列の終
りの部分で必ず８１１０での判断結果がＹＢ２になり、
８１１１．８１１２をそのまま通ってがら５１Ｇ８に進
み、８１０＆での結果がＹＥＳになっ几ときと同じにな
って凡ＴＣコードが検出されない限り、つまり原稿が終
了しない限りは８１０９がら再び８１０２に進んで次の
ラインの復号化に入り、同期符号ＥＯＬが付加されてな
くても完全な復号化を行なうことができ、伝送時間を充
分に短縮するＣとができる。

しかして、第１０図のＤＡＴＡ３、又はＤＡＴＡ５のよ
うに符号化したデータのビット数が最少伝送時間音保障
する数値に違してなくて無効ピッ）　ＦＩＬＬが付加さ
れていた場合には、５１１０でＹＥＳになつ几ときの時
点ｍ（第１０図）が判るだけで次のデータ列の開始点す
はそのままでは検出できないが、しかし、このときＫは
同期符号ｋＯＬが付加されているから、８１１１と８１
１２での処理により６ 次のデータ列ＤＡＴＡ４、又はＤＡＴＡ５の開始点すに
達してから８１０８．８１０９に進む友め、無効ピッ）
ＦＩＬＬが付加されていても誤動作する虞れはない。

なお、この第１１図の実施例において、８１１１での結
果がＮｏになった後のフローに同期符号の存在ｔｐＩべ
るためのステップ８１０６が設けであるのは、伝送エラ
ーなどによるｖ４動作を防止するためである。

′１次、この実施例では８１１１と８１１２が設けであ
る定め、第４図に示した従来のフォーオツ）Ｋよる符号
化データ列が供給され友ときでもそのまま復号化が可能
になっており、いわゆるコンパチビリティを保つことが
できる。

次に、第１２図は本発明におけるデータ符号化動作を二
次元符号化方式で行なうようにした一実施例のフルーチ
ャートで、第５図の従来例に対応し友ものである。

そして、この第り図の実施例が第５図の実施例と異なる
点は、同期符号を発生して付加するステツブ８２０１が
一番最初に移っており、これに応じて一次元及び二次元
の符号化７党−のあとで無効ピッ）を付加するか否かを
判断するステップ５２０２てＯ結果がＹＢ８になったと
きだけこの８２０．１１１通って次のツインの符号化に
入り、８２０２での結果がＮＯＫなったときにａ８２０
１ｔ−通らないで次のラインの符号化に入るようになっ
ている点だけである。

従って、この実施例により符号化されたデータ列０７オ
ーマツト祉第１３図に示す工うになり、第９図の実施例
の場合と同じく、符号化データ列の一番最初と無効ピッ
）　ＦＩＬＬが付加されたデータ列Ｏ後にだけ同期符号
ＥＯＬが付加された二次元符号化データ列が得られるこ
とになる０次に縞１４図は本発明におけるデータ復号化
動作を第１３図に示した符号化データ列管対象として行
なうようにした一実施例のフローチャートで、第８ｒｇ
の従来例に対応し友ものである。

そして、仁の実施例においては、−次元符号の復号化フ
ロー仁二次元符号の復号化フローのそれぞれに第１１図
の実施例におけるステップ８１１０〜５１１２に相当す
るステップ５４０１ないし８４０３、及び５４０４ない
し５４０６が設けられている点で第８図の従来例と異な
っているだけであり、従って、その動作及び効果など扛
第８図及び第１１図の説明から容易に理解されるところ
なので、その詳しい説明については省略する。

さらに、第１５図扛本発明におけるデータ符号化動作の
他の一実施例を示すフローチャートで、この実施例にお
いては第１２図の実施例と同じく無効ピッ）ＦＩＬＬが
付加されたデータ列の後に同期符号ＥＯＬが挿入される
だけでなく、−次元符号化データ列の前にも必ず同期符
号ＥＯＬが付加されるようにしたものである。そして、
そのため、ＥＯＬフラグをリセットするステップ５５０
１・８５０３゜５５０４と、ＥＯＬフラグが１１′か否
か全判断するステップ５５０２と、同期符号ＢＯＬ　ｔ
−発生してデータに付加するステップ８５０５　、８５
０６と、ＥＯＬフ２グｔセットするステップ８５０７　
ｔ−設は友もので、その他は第５図の従来例と同じであ
る。

そこで、まず、符号化が開始されたときＫｌｌ−１８５
０１でＦＩＯＬ　７ラグがリセットされるため、−次元
符号化の７ｐ−に入ったとき８５０２での結果がＮＯＫ
なｏｓｓｏｓで同期符号ＲＯＬの付加が行なわれる。

オた、無効ビット’ＦＩＬＬが付加されたときにも５ｓ
ｏｓｔ通るので、や扛９同期符号ＥＯＬが付加される。

さらに、無効ビットＦＩＬＬが付加され次ときには５ｓ
ｏｒで８０Ｌ７ラグがセットされるため、その筐ま一次
元符号化フローに入ったときには５５０２の結果がＹ１
８になって８５０５扛通らずＫ　８５０３を通ってＩＡ
ＯＬｙラグのリセットが行なわれるため、無効ピッ）Ｆ
ＩＬＬが付加されたあと一次元符号化７０−を過ったと
きでも同期符号ＭＯＬが続けて２−付加される眞れがな
い。

従って、この実施例により得られる符号化データ列のフ
ォーマットは第１６図のようになり、符号化データ列の
一書初めの部分と、無効ピッ）ＦＩＬＬが付加されたデ
ータ列の後の部分、それに−次元符号化データ列の前だ
けに必ず同期符号ＨＯＬが付加された符号化データ列が
得られることになる。

この実施例によれば、−次元符号化データ列の前に付加
すべき同期符号ＥＯＬが省略されないので、伝送エラー
があっても一次元符号化データ列の復号化にエラーを生
じることが少なくなり、エラーの波及の局限化が可能に
なる。

ところで、以上説明した本発明の実施例によれば、伝送
エラーを生じると次のラインのデータにも影響を与える
ことが多くなるが、このようなファクシミリシステムに
おいて社、伝送中にエラーが生じ次場合でも送信ａがら
のデータを確実に受信側に転送するため、例えば、送信
側では一定ビット数の画情報（例えば１ラインの画情報
）に誤り検出のためのＣＲＣチェックピットなどを付加
して１フレームの符号化データとして送出し、受信側で
は受信したデータの誤り検出を上記フレームごとに行な
い、誤りが検出された場合にはそのｗ４りを生じ次デー
タフレームの再送を行なわせる、いわゆるＡＲＱ方式が
知られている◎ この方式上第１図に示したファクシミリシステムに適用
し次場合金第１７図に示す。

第１７図（ａ）Ｆｉ、送信時の構成を示し、同図（ｂ）
は受信時の構成を示したもので、６はハイブリッド・ト
ランス（Ｈ，Ｙ）、７，８はＡＲＱ装置であり、その他
は第１図と同じである。

送信側の人ＲＱ装置７扛、データ符号化装ａ１２からの
符号化データ列を決められたビット数ごとに７レーム化
（例えばＨＤＬＣ７オーマツト）し、チェックビットな
どを付加してからモデム３とＨ１ｙｓｔ介して伝送する
。そして、受信側からのＡＣＫ信号をＨ，Ｙ１５１に介
して受信し友ときに次のフレームの符号化データ列を送
出し、所定のタイミングでＡＣＫ＠号が受信されなかつ
几と！には、同じフレームの符号化データを再送する０
また、受信側のＡ几Ｑ装ｆｆ１１Ｂに、モデム３からフ
レーム化された符号化データ列を入力し、そのエラーの
有無をチェックして誤りが検出されなかつ友ときにはそ
の符号化データ列をデータ復号化装＠４に送出すると共
に、ＡＣＫ侶号をＨ，Ｙ５を介して回線に送出する〇一
方、受信し几データフレームに誤９が検出され几ときに
はデータ復号化装置４に対する符号化データ列の送出と
、送信側に対するＡＣＫｇＩ号の送出とｔ共に行なわず
、再び同じデータフレームが誤りなく受信されるのを待
つ。

従って、このＡＢＱ方式を適用すれば、受信側のデータ
復号化装置に入力される符号化データ列には全くエラー
を含まないものとすることができるから１上記本発明の
実施例Ｋｆる動作を常に確実に保障することができ、同
期符号の省略による効果を充分に発揮させることができ
る。

以上説明したように、本発明に工れば、符号化データ列
の区切り部分に付加挿入すべき同期符号の一部の付加を
省略しても完全なデータ復号化動作が行なえるから、従
来技術の欠点を除き、データ伝送効率を充分に改善する
ことができ、最少伝送時間が充分に短かいファクシミリ
システムに適用して伝送時間を大幅に短縮することので
きるデータ圧縮再生装置を提供することができる０

【図面の簡単な説明】

第１図（１）　、　（ｂ）は一般的なファクシミリシス
テムの一例を示すブロック図、第２図はｉイクロコンピ
ュータＫＬるデータ符号化及び復号化装置の一例を示す
ブロック図、第３図は一次元符号化方式によるデータ符
号化動作の一例を示すフローチャート、第４図は一次元
符号化方式によるデータフォーマットの一例含水す説明
図、第５図は二次元符号化方式によるデータ符号化動作
の一例を示すフローチャート、第６図は二次元符号化方
式によるデータフォーマットの一例を示す説明図、＠７
図は一次元符号化データ列に対するデータ復号化動作の
一例會示すフローチャート、ＷＪ８図は二次元符号化デ
ータ列に対するデータ復号化動作の一例を示すフローチ
ャート、第９図は本発明による一次元符号化方式のデー
タ符号化動作の一実施例を示すフローチャート、第１０
図は第９図の実施例によるデータフォーマットの説明図
、第１１図は第１０図のデータを対象とし九本発明に↓
るデータ復号化動作の一実施例管示すフローチャート、
第１２図は本発明による二次元符号化方式のデータ符号
化動作の一実施例を示すフローチャー）　、Ｋ　１３図
は同じく第１２図によるデータフォーマットの説明図、
第１４図は第１３図のデータ管対象とした本発明による
データ復号化動作の一実施例含水すフローチャート、第
１５図は本発明による二次元符号化方式のデータ符号化
動作の他の実施例を示す７０−し友ファクシ建すシステ
ムの一例を示すブロック図である０ 才１７ オ３図 手続補正書（方式） 昭和！ｉ７年２月２ｓ日 特許庁長盲島田春樹　殿 １、事件の表示 昭和５６年特　許　　該第１６２８！４号２、発明の名
称　　データ圧細再龜装置３　補正をする者 事件との関係　　　　特許出願人 する・

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）　　一連のビット情報ｔあらかじめ足めら′ｔし
   た手順によって所定のビット数ごとのブロックとして符
   号化した符号化データ列に変換する方式のデータ圧縮再
   生方式において、上記符号化データ列から復号化し艮ビ
   ット情報のビット数のカウントにより該符号化データ列
   のブロックの区切りを検出する手段を設け、上記符号化
   データ列の最初の部分以外の他の部分に対する同期符号
   の付加を省略し得る１５に構成したことｔ特徴とするデ
   ータ圧縮再生方式０
2. （２）　　特許請求の範囲第１項において、上記符号化
   データ列の各ブロックごとの符号化条件を検出する手Ｓ
   ｔ設け、無効ビットが挿入されたブロックに対する同期
   符号の付加は省略しないように構成したことｔ−特徴と
   するデータ圧縮再生方式０（３）　　％許請求の範囲第
   １項において、上記符号化データ列のブロックモードを
   検出する手段を設け、上記符号化データ列のうちの特定
   のモードのブロックに対する同期符号の付加社省略しな
   いように構成したことを特徴とするデータ圧縮再生方式
   。