JPS593690A - 入力パタ−ンにインデツクス番号を適応的に割当てる方法 - 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】

本発明はドツト・マトリックスの文字を適応的方法及び
装置によって符号ベクトル形に変化させる方法に関する
。 〔背景技法〕 １９７４年１１月刊２３　　Ｉ　Ｅ　Ｅ　Ｅ　　Ｔｒａ
ｎｓａｃｔｉｏｎｓの第１１７４〜７９頁のＡｓｃｈｅ
ｒ　等著の論文はファクシミリ転送もしくは記憶のため
に光学的に走査文書を圧縮するための機械で具体化可能
な適応性パターン−散性を開示している。この点に関し
て、ＡＳＣｈｅｒは内蔵プログラム制御機械を使用し、
類似のクラスを形成しクラスの原型を誘導し、流れの各
文字を最も近いクラスの原型として符号化する事によっ
て圧縮を達成している。 この方法ではディジタル像はドツト・パターン領域、即
ち黒−白ベルの副配列体に分割される。 パターンはハミング距離の如き類似性の基準に従って順
次に分類されている。クラスの中に入れられる第１のパ
ターンがクラスの原型として登録される。この過程が続
くにつれ、各折しい分類パターンはこの点迄に累積され
た原型と比較される。 もしこのパターンが原型のどれかと一致すれば、全パタ
ーンでなくクラス・インデックスが出力データ流れ中に
記録される。これによって圧縮比が増大される。 一致が発見されない場合には、分割された全パターンが
出力の流れの中に記録され、このパターンは新しいパタ
ーン及び有効な集合の中に加えられる原型を形成するの
に使用される。 １９８０年６月刊のＶｏｌ、２２　　ＩＢＭ　　Ｔｅｃ
ｈ。 Ｄｉｓｃｌｏｓｕｒｅ　　Ｂｕｌｌｅｔｉｎ、第４４２
９頁のＧｏｄｄａｒｄ　　著の論文は計算機を使用して
実行されるトリー認識、これに続くテンプレート比較を
開示している。即ち、入カバターンはう、イブラリ中の
文字をトリー状に探索する事によって同定されている。 探索出力は入力文字の仮の同定である。 次いで原文字は探索によって提示された原型と比較され
る。もし２つの文字が成る安全な距離内で一致すると同
定が確定される。 １９７９年８月刊のＶｏｌ、２２　１１’３ＭＴｅｃｈ
ｎｉｃａｌ　　Ｄｉｓｃｌｏｓｕｒｅ　　Ｂｕｌｌｅｔ
ｉｌ。 第１１８９〜９０頁のＣａ５ｅｙ著の論文はＯＣＲアル
ゴリズムと共に使用される決定トリーを構成するための
計算機で具体化される方法を開示している。この方法は
各文字のための絵素（ベル）統計の評価を含み、ＯＣＲ
決定トリーの変更はこの統計を使用している。ベルは２
つの色値、即ち黒もしくは白のいずれか一方を占めてい
る。 上述の技法の欠点は一致を見出するの多数の原型を使用
して大部分のパターンがベル毎に比較される点にある。 従ってかなりの計算時間が必要とされ、情報源と情報シ
ンク間に速度の一致か必要とされる場合にはかなりのバ
ッファ動作が必要と・される。 〔本発明の説明〕 本発明は走査はれ、閾値によって区別され、分割される
文書から得られる様な光学文字認識（ＯＣＲ’）プロセ
スに適合する。さらに具体的には、本発明は印加される
順に、各区別可能な入力文字ノヘル配列体パターンに一
意的なインデックス番号を適応的に割当てられる、機械
で具体化−される方法に関する。パターン自身でなくイ
ンデックス番号（符号化ベクトル）の系列を使用して転
送もしくは記憶の目的のための情報圧縮が達成される。 本発明は「信頼できるベル」なる用語を使用する。信頼
できるベルとはその近隣のベルのすべてが同一色値を有
するベルである。信頼できるベルは白色もしくは黒色の
いずれかである。 相次ぐ入力文字ベル配列体パターンに対してインデック
ス番号を適応的に割当てるための本発明の機械で具体化
可能な方法では、最初の入カバターンがパターンのライ
ブラリと決定トリーの両方を初期設定するのに使用され
る。決定トリー０葉ノードがパターンに割当てられるイ
ンデックス番号である。 第２及びその後の入力ＰＥＬ配列体パターンに関しては
、本発明はライブラリ・パターンの１つとして入カバタ
ーンを分類し、この分類を検証し、一致した場合にはイ
ンデックス番号を発生し、一致しな吟場合にはこのパタ
ーンをライブラリに加え、インデックス番号を割当て、
更に決定トリーを拡張する段階を使用する。 入カバターンを分類する段階はそのノードがベルの配列
体中での位置を同定する決定トリーを使用する。各ベル
の色値は葉のノードに遭遇する迄、根−葉のノード方向
に後続のノードへの分岐を生ずる。分類の検証は分類ラ
イブラリ及び入カバターン間の重畳比較により、重み付
けられたベル色値の差が予定の相関の範囲内もしくは外
にあるかを決定する事によって行われる。上述の如く、
比較の結果が相関の範囲内にある事がわかると、インデ
ックス番号が発生され、次の入カバターンが処理される
。 比較の結果が相関の範囲外にある事がわかると、新しい
パターンがライブラリに加えられる。同様に信頼できる
ベル配列体が入カバターンから形成される。この時点で
、挿入点が同定され、文字の信頼できるベル配列体から
ノード副ネットワークが形成され、この副ネットワーク
を挿入点でトリーに結合する事によって決定トリーが拡
張される。 挿入点は対応する入カバターンの位置において信頼でき
ないベルを指定する様に分類中に遭遇する最初のノード
として同定でれるものである。 この後に、プロセスは分類段階に戻る。 決定トリー・ネットワークは１つのパターンがライブラ
リに加えられる毎に単一のノードだけて修正される。信
頼できるベルが問題となるのは決定トリーの更新の場合
だけである。これに関連して、入力文字がトリーに沿っ
て処理される時に、根から端末ノードへの経路は入カバ
ターンと信頼できるベル間に色値の一致が存在して葉ノ
ードに関連してクラス即ちパターンが決定され、不一致
の場合には他のクラスの各々が決定されるという動作に
導く。 従来の技術はトリーによって選択されるライブラリと入
カバターン間の不一致に基いてトリーヲ拡張する段階を
開示していない。更にトリー認識は統計的符号の特徴付
は以外の重み付けられた属性に基いている。ｌ・リー認
識はいくつかの利点を有する。先ず極めて複雑な高速符
号化全必要としない。第２にソース記号統計が静的なも
のもしくは動的なものであるかにかかわらず動作可能で
ある。本発明の方法は新しい文字の外見を取入れるため
に単に副トリー（副ネットワーク）を成長させるだけで
ある。 〔好ましい実施例及び工業的応用の説明〕〔設計上の仮
定〕 本発明は幾？かの仮定に基いている。第１に同じ夏のフ
メント中の同一ベル配列体の文字の例は、゛文字の端に
おいてのみ著しい差を示す。これにより同一文字の誤分
類が制限される。第２に、区別可能なパターン間の信頼
できるベルは少なく共１ペル異なっているので、トリー
〇如き決定ネットワークもしくはグーラフはパターンを
一意的に表わしている。 第５に、少なく共６つのベルの平均ストローク幅が得ら
れる場合にはパターンの比較の目的にとって、常に最小
の解像力が得られる。この最小の値が信頼できるベルを
生ずるのに必要である。解像力は常に増大するので、こ
の事は１つ以上のベル変化に遭遇する迄、判別子として
信頼できるベルの使用を可能としている。 〔ベル及び信頼できるベル配列体〕 ここで第１表を参照するに、入カバターン及びその信頼
できるベル配列体のビット表示が示されている。信頼で
きるベルは連続する近隣のすべてが同一の色値を有する
場合に存在する事を想起されたい。左側の１及び口の入
カバターンは文字１工゛′を定義する。信頼できるベル
の決定のためには、入カバターンは白ベルによって全体
が取巻かれていると考えられる。 入カバターン配列体において「１」は黒ベルを表わし「
０」は白ベルを表わす。これに対し、右側の配列体にお
いては、１が信頼できるベルを示し、０はいわゆる灰色
のベル（信頼できないベル）を示してムる。信頼できる
ベルの存在を決定するにあたって、入カバターンにおけ
る行２、列７にある黒ベルが他の黒ベルによって取巻か
れていることに注意されたい。従ってこのベルは右手の
信頼できるベル配列体にある対応する位置の１によって
表わされている。更に入カバターンにおける行９、列６
にある白ベルは白ベルによって取囲まれている事に注意
されたい。このベルは右手の配列体の同−位置中の対応
する１によって表わてれている。灰色のベルの大部分は
画定的な端において現われる。これ等は右手の配列体の
対応する位置における０によって表わされている。 第　　１　　表 ｎ１１１１１１１１１１１１１１　　　　　　ｎ［１ｎ
１１１１１１１１１１１１１１１　０００［”Ｉｎ［１
１１１１１１１１１１１１０００ｎ（１［１ｎ［１１１
１０００００００１１’１ｎｎｎｎｎ１１１０００００
０’ｏ　　　　　　１１１０００００１１１０００００
００１１１０００００ｎ１１００００’０００　１１１
０００００１１１０００００００　１１１００００００
１１０００００００　　　　１１１００００００１１０
００００００１１１００００００１１０００００００　
１１１００００００１１０００００００　　　　１１１
００００００１１０００００００　１１１０００００１
１１０００００００　１１１０００００１１１００００
０００１１１００００００１１０００００００１１１０
０００００１１０００００００１１１００００００１１
１００００００　１１１ｏｏｏｏｏｏ１ｉｏｏｏｏｏｏ
ｏ　　１ｉｉｏｏｏｏ、ｏｏｉｉｏｏｏｏｏｏｏ　　１
ｉ、。 ００１１１１１１１１１１１１００−００１１１１１１
１１１１１１１　１１、　　　　　００１１１１１１１
１１’１１１１１１ｏ　　　　　　ｏｏ。 ｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏｏ。 １１１１１１１１１１１０ ００　１１’−１００１ｊ００００ Ｄｏ（Ｍ　　００００００００ １００１００１１１１１１ １００１００１１１１１１ １　１００００１　１　１　１．１　１１００１００１
１１１１１ １１００００　１１１１１１ １１００００１１１１１１ １１００００１１１１１１ １１００００１１１１１１ １１００００１１１１１１ １００１００１１１１１１ １００１００１１１１１１ １１００００１１１　１１１ １１００００１１１１１１ １１００１００１１１１１ １１００００１１１１１１ ０００００００００００　１ ０００１１０００００００ １１１１１１１１１１１０ ｏ’ｏｏｏ’ｏ、ｏｏｏｏｏｏ。 〔ＡＰＬ言語及び等価言語プロセソプで実行可能な方法
〕 本発明はＡＰＬ言語プロセツプによって定義されるＡＰ
Ｌインタプリタで実行されるＩ　８Ｍ３７ｎ／３　ｎ　
３３計算機で実施される。この新規な機械においては、
光学的に走査され、分割され、閾値によって１．０が分
けられた文書から得られるドツト・マトリックス文字に
よって、一時に１人カバターンが分析され、その後の伝
送もしくは記憶のために符号化されたベクトルに変換さ
れる。 Ｉ　８Ｍ３　ｎ　３５のオペレーティング・システムは
Ｉ　８Ｍ３７　ｎシステムのアーキテクチュアに適合し
ている。この事は米国特許第３２２６６８９号に説明さ
れている。更に詳しくは米国特許第４１８１９５２号を
参照されたい。直接にＡＰＬステートメントヲ実行し得
る他のＣＰＵはＡＰＬインタプリタ盈びファームウニア
ラ含むＩＢＭ５１［１０である。 〔組織化の方法〕 説明は２つの段階で与えられる。第１の段階は入カバタ
ーン、ライブラリに記憶されるパターンを指定する適応
性決定トリーの予備分類、検証及び不一致の時に決定ト
リーの適応を説明する定性的な段階である。この第１の
段階は６個の異なるパターンの入力シリーズに応答する
段階を述へている。第２の段階は任意のＡＰＬ言語プロ
セソブのｐ、ＰＬソース符号語による概略的分析を含ん
でいる。 〔本発明の方法の各段階〕 第１図を参照するに、入力ベル文字配列体を符号化され
たベクトル〔インデックス番号〕出力に変換するための
処理ブイタルを定義する流れ図か示されている。各入力
文書か走査され、閾値によって１．０に分けられ、文字
かベルに分割される。 この方法はノードの決定トリーにおける根ノードに位置
する色値を・使用する事によって開始される。 次にベルの色値かどの枝、後続ノード及び位置をテスト
すべきかを決定する。トリー及びパターンのライブラリ
が初期設定はれたーと仮定すると、比重 較の繰返し、色値のテスト、後続ノードの呼出しは究極
的に１葉ノードで終わる。葉ノードの各々は現在ライブ
ラ′りに存在するパターンを決定するインデック−＊番
号を示す。次いでこのパターンか検索ぐれ、入カバター
ンに重畳される。もし文字端における色値の差か予定の
相関関係内にあると、プロセスは終了し、インデックス
番号が発生され、次の入カバターンが処理される。 原型の突き合せの段階は入カバターンにちりばめられた
雑音ベルから生ずる誤分類を減少するために行及び列の
方向の制限されたシフトラ含む。 強い相関か存在するかどうかについての決定は実際に内
部（字の内部）の信頼できるベルの間の色値の対応−か
端ベルよりも一層重く重み付けられる様な重み付は動作
である。もし例えば決定トリーの予備分類か入カバター
ンｒＪＪに応答してライブラリ・パターンｒ　−Ｏｌ　
ｅ選択すると、入カパタＪがライブラリに加えられ、イ
ンデックス番号が割−当てられる如き突き合せは存在し
ない事は直観的に明らかであろう。 重要な事は、不一致が存在すると、先ずトリー中の適切
な挿入点を同定し、ノードの各々が内部の信頼できるベ
ルの配列体位置を決定する様な副ネットワークを形成し
、次いでこの副ネットワークをトリーに加える事によっ
て決定トリーが拡張される点にある。この時点で、トリ
ーの比較がなでれ、一致条件が発見されると、インデッ
クス番号が出力される。次にプロセスは次の入カバター
ンを受取る準備状態である基準状態に戻される。 〔決定トリー〕 上述の如く、本発明の方法は一連のベルが分類器（決定
トリー）によって調べられる予備分類段階を含む。検査
さるべき次のベルの選択は前に検査されたベルの値に依
存する。各ベルは１乃至それ以上のクラスを考察の対象
から除き、唯一つの候補のクラスが残った時に、その同
定子が出力として挿入される。この手順は例えば第３、
第５図及び次の第２表に示されている。ベルの座標はノ
ードに記憶され、各内部ノードからは２本の枝が出てい
る。１つの枝は該ベルが白（Ｗ）即ち０である事、他の
枝は黒（ｂ）即ち１である事に対応する。端末ノードは
決定同定子もしくはクラス同定子を含んでいる。このネ
ットワークは根ノードと呼ばれる単一の出発点を含んで
いる。決定、トリーは前の入力文字ベル配列体パターン
をもとにして予め決定される。上述のトリーはメモリ中
に表として記憶される。この決定トリー及びライブラリ
はこれ等の決定がその後のパターン突き合せ段階によっ
て検証されない限り、ルーチン動作中一定に保持される
。 第２表に示された如きトリーは整数の配列体をなしてい
る。最左列はノード番号を示している。 次の一対の列はその色値がテストされるべき入力パター
ンのベル配列体のアドレスを示している。 最左の一対の列は現在のベルの色値か白もしくは黒のい
ずれであるかに従って決定される次のノードへの枝を示
している。これ等の表と関連して、第６図及び第４図に
拡大して示された入力ベル・パターンの任意の系列が存
在している。入カッ（ターン配列体の各々は行及び列イ
ンデックスを有する事に注意されたい。この入カバター
ンの系列はｌＮＴＲ０ＤＵＣである。 〔初期設定及び動的トリーの成長〕 本発明の方法は動的であるので、決定トリーは７人カバ
ターン文字配列体の流、れにおける非類似性もしくは繰
返し可能性の欠如の関数として急速に成長する。第２図
にはグラフの形で決定トリーが示されており、その表に
した表示は第２表に示されている。最初の入カバターン
はトリー及びパターンのライブラリの両方を初期設定す
る。その後の非対応パターンはトリーを成長せしめ、よ
り複雑なネットワークを生ずる。 次に第４図を参照するに、黒／白文字ベル配列体か示さ
れている。各配列体は順次に番号透付された行及び列座
様を有する。最初のパターンＩ・かシステムの初期設定
に使用されるので、このパターンは決定トリーヲ任意の
行１として表わす表に導入される。行の最左の記入項目
００は葉即ち端末ノードを示している事に注意されたい
。このパターン自体はその元のままのベル配列体形でパ
ターン・ライブラリ中に記憶される。 〔決定トリー並びに第２及びその後の入力処理〕第２図
及び第６図並びに第２表を参照する事によって、第２の
パターンＮは決定トリーによって文字工であると見做さ
れる。この事はトリーが唯一つの記入項目、即ち初期人
力■しか有さないためである。この時点で■配列体がラ
イブラリから引出され、Ｎ配列体と重畳される。今の場
合、実質的な相関関係はないと推定されるので、トリー
ネットワークを修正する必要がある。この修正は根ノー
ドに葉ノードを加える事である。新しい葉ノードは第２
の入カバターンＮに関連付けられる。根ノードは第２の
パターンより内部の任意の黒に信頼できるベル位置であ
り、その色値は最初のパターン中の対応する配列体部分
では信頼できる白ベル位置であったものである。具体的
に説明すると、入力配列体Ｎにおいては、位置７．１４
に黒の信頼できるベルか存在している。■配列体におけ
る対応位置には白い信頼できるベルが存在する。表は配
列体の位置７．１４を定義するノード２のための第２行
の記入項目に工って修正される（○印）。もしこの位置
にある信頼できるベルが白であるならば、検査されるべ
き次のノードは１である。もしこの位置のベルが信頼で
きる黒（１）な　゛らば、検査すべき次のノードは行乙
にある事がわかる。こｔＫよって第２の入力に関連する
端末即ち葉ノードが決定される。ノード６に対する記入
項目は左手の列の対のＯｏ及びインデックス番号２であ
る。３か第２の像に割当てられたものである。 第６の入カバターンは１−Ｔ」のための文字配列体であ
る。この時点における表は唯３つの記入項目を有する。 根ノード２がら出発して、第３図′のＴに関連するベル
・パターンにおける位置７．１４における色値を得る事
が必要である。このベルは白ベルであるから、次のノー
ドは１である。このノードは葉即ち端末ノードであり、
ライブラリ・パターンＩと一致する。■がライブラリか
ら検索され、そのベル配列体か入カバターンＴの配列体
と重畳される。 〔予備分類の検証〕 選択されたライグラ１ルバター汁人カバターンを関連付
ける段階は１つの配列体を他の配列体の土に重畳し、次
いで対応する位置にある配列体の色値を比較する事を含
む。入カバターンは文字の端において特に雑音を有する
ので、いくつかの比較を行う事が必要である。この比較
は正確に重畳され、次いで１行だけ土に、１行だけ下に
、１列だけ左に、１列だけ右にシフトされた配列体を比
較する事よシ成る。重み付は動作が使用される。この重
み付けはもし両パターンが一致するならば０の如き値を
用い、１つのパターンのベルが４ｇ　Ｍできないもので
あり且つ対応するベルが信頼できるものであるときには
、第１の値を用い、もしベルの色が異なり且つ両パター
ンにおいて信頼できるものであるならば第２の値が用い
られる。この後者の場合は強い不一致を示している。入
カバターンＴとライブラリ・パター７１間には強い相関
が存在しない事は明らかである。この結果、新しいパタ
ーンＴがライブラリに加えられる。同様に信頼できるベ
ル配列体がこの入カバターンから形成される。 〔決定トリーの修正〕 次に、決定トリーは挿入点を同定し、文字の内部にある
信頼できるベル位置からノードの副ネットワークを形成
し、この副ネットワークを挿入点においてトリーに結合
する事によって拡大されなければならない。挿入点は対
応する入カバターンの位置におけ名信頼できないベルを
指定するノードとして同定される。 挿入点を同定するために、決定トリー中の各ノードを順
次に調べる事が望まれる。ここで、ノードによって指定
される入力配列体の位置にあるベルが検査され、この位
置にあるベルは信頼できるかどうかと、その色が確かめ
られる。もしベルが信頼できないものであれば、入カバ
ターンが信頼できるベルである事を示した最後のノード
の同定のみならず、その後続ノードが示される。これ等
の２つのノードの同定は副ネットワークが挿入さるべき
枝を指定する。さらに、信頼できるベルとは位置Ｘ　ｉ
　ＹＪにあるベルの色値の１つが位置Ｘ１Ｙ　　、ＸＹ
　　、Ｘ　　Ｙ、Ｘ　　ＹにＪ＋１　　　■　Ｊ＋１　
　Ｎ−１Ｊ　　　■＋１　Ｊあるベルの色値と一致する
ベルを云う事を想起されたい。 〔挿入点〕 これ等の原理は第２図、第２表、第６図及び第５図を参
照する事によって適用され得る。根ノード２で開始する
。第６図の入カバターンＴ中の位置７．１４にある色値
は信頼できる白ベルである。 従って、適切なノードの記入項目はしてある。ノード１
もしくは行１は端末ノードを示しているので、これ以上
進む事が出来ず、従ってこの枝は切断されて、ここに副
ネットワークが挿入される。 〔副ネットワーク〕 副ネットワークを設剃する目的は葉ノードに割当てられ
る文字パターン間を区別する如く信頼できるベルを選択
する事にある。このベルは単一の内部トリー位置を参照
する。例えば、第３図のＴのための配列体において、位
置２１．１７のベルは信頼できる黒である。■配列体中
の対応ベルは白である。従って、決定トリー表の第４行
として働く新しいノードはベル位置２１．１７（ｉ７有
する様に導入嘔れる。もしこの位置ニおける入力パター
ン中のベル値か白ならば、決定トリー中で端末ノート１
に向う分岐がなされる。もしこのベル値か黒ならば、端
末ノード５に向う分岐が示される。 ノード１は最初のパターンエと一致するので）−ト５は
入力Ｔと一致する端末ノードでなければならない。 〔挿入及び後処理〕 端末ノード１及び５のための根として、ノード４、Ｊ：
り成る副ネットワークを挿入する際には、プロセスはノ
ード２で開始し、入カバターンＴの位置７．１４におけ
る色値を調べる事によって続けられる。これは白ベルで
あるから、次のノードは４である。位置７．１４にある
ベル値は黒であり、従ってＴを示すネソトワ−りか誘導
される。Ｔはここでライブラリ中にあるので、これが引
出され、入カバターンのＴ上に重畳てれる。この事は一
致と発生された最後のライブラリの導入文字に対するイ
ンデックス番号よりもまたけ多い関連するインデックス
番号を示す。この時点で処理は次の入力文字Ｒの処理に
進む。 〔内部の臼ベルによる対象物の処理〕 初期分類のための処理はＲ（７，１４）で開始する。第
６図及びＲに関連するベル配列体を参照するに、黒ベル
に遭遇する。ノード２に対する表に従えば、黒ベルは考
慮すべき次のノードか６である事を示している。このノ
ートは□ライブラリ・パターンＮに一致する端末ノード
である。Ｒ及びＮのための配列体を視察するに、これ等
は相関関係がない事が明らかである。この時点で新しい
パターンＲ’ｆｃ収容する様にトリーヲ修正するため、
副ネットワークを挿入する点を同定するために決定トリ
ーが使用される。位置Ｒ（７，１４）にざるベルを注目
するに、このベルは信頼できないベルである事は明らか
である。これは既に、位置７．１３にある白ベルにつな
がる端ベルである。換言するに、ノード２は信頼できな
いベルで終っている。この結果、入カバターンＲのため
のベル値が信頼できる内部ベルとなる様な位置に追加の
ノードを必要とする。第６図を参照するに、位置１５．
１５で瞬間及び前のパターンの間のベル＠　比’ｆ９　
ｔ’ると、Ｒでの色は信頼できる黒ベルであり、他方・
′！１ ３つの先行する入カバターンの各々での色は信頼できる
白ベルである事は明らかである。従って、ノード６か新
しい根ノ〜ドとして導入され、位置１５．１５における
ベルが決定される。ノード６か白ペルならば後続ノード
２に続き、他方点ベルは端末ノー・１ドアに続く。ノー
ド７は入カバターンＲと一致する。このパターンはライ
ブラリＲに加えられ、新しいインデックス番号がとバに
関連づけられる。プロセスはＲ’に選択する決定トリー
を通して戻され、検証と一致が認められる。 次の入カバターンは０である。第４図に示された入カバ
ターンを参照されたい。決定トリーは根ノード６で出発
して、イー正される。０（１５，１５）におけるベルは
白である。同じ事は位置Ｏ（７，１４）及び０（２１，
１７）にも云える。従ってトリーは最も近いライブラリ
・パターンが１であることを同定する。その後の重畳、
比較は一致を示さない。従ってトリーが修正きれ、挿入
点が発見されなければならない。先ず、０（１５，１５
）で開始する挿入点は信頼できない白ベルを決定する。 これは０（１５，１６）に黒ベルが存在するからである
。ノート６は信頼できないベルで終るので、新しいノー
ド８が加えられる。信頼できる黒ベルはＱ（’Ｉｎ、２
’）にある事が発見嘔れる。対応する信頼できる白ベル
は■（１０，２）、Ｎ（１０，２）、Ｔ（１０，２）及
びＲ（１０，２）で示される。トリーは１０．２にある
ベル位置を発見し、もしこのベルか白ならばノート６に
分岐し、黒ならば端末ノード９に向う他の分岐か選択さ
れる様に行８が挿入される事によって修正される。ノー
ド９は入力０と一致する。０はパターン・ライブラリに
加えられ、連続するインデックス番号が割当てられる。 サイクル動作は上述の如く続けられる。 〔副ネットワークの複雑さ〕 第４図に見出される次の入力パターンはＤである。根ノ
ード８で開始するノード決定トリーを使用してこのパタ
ーンを調べると、Ｄ（１ｏ、２）、１）　（１５，１５
）、Ｄ（７，１４）は連続する白ベルで、他方端末ベル
Ｄ（２１，１７）はライブラリ・パターンＴ’５指定す
る黒ベルである事がわかる。非相関性を検証する際には
問題が存在しなかったと仮定すると、ネットワークの修
正点はＤ（７，１４）及びＤ（１５，１５）間にある事
が明らかである。Ｄ（７，１５）は反対の色値のもので
あるので、ノード２は信頼できるベルを同定する。 Ｄを他のパターンから区別するためにはＩ）（５，１７
）及びＤ（１７，９）にある２つの内部ベルが必要とさ
れる事が明らかである。即ち、Ｄ（５，１７）はＮ（５
，１７）及びＲ（５、）７）の場合と同様内部の黒ベル
である。Ｉ（５，１７）、Ｔ（５，１７）及びＯ（５，
１７）は白ベルである。 白い信頼できる内部ベルはＤ（１７，９）に存在する。 同様に、白い信頼できる内部ベルは閉じた穴を有する残
りの入カバターン即ち０及びＲ中に存在する。黒い内部
ベルかＴ（１７，９）、Ｎ（１７，９）に発見され、他
方灰色ベルはＩ（１７、？）に存在する。決定トリー表
はベル位＃１７．９をもしベルの色値が白ならばノード
１２に、もし黒ならば２に分岐する様に行１１を挿入す
る事によって修正される。葉を表わす１２番目のノード
はパターンＤ　Ｉ７）　７ｊめの一致を与える。入カバ
ターンＵ及びＣに応答するトリー修正も上述の原理を使
用する。 〔トリーを修正する事による枝の再ラベル付け〕第５図
を参！０！干るに、第２図及び第２表の決定トリー拡張
及び挿入機構が示されている。副ネットワークの挿入は
通常２乃至それ以上の枝の再ラベル付けを含んでいる。 折られるべきノードＮ１Ｎ′間の枝が与えられているも
のとすると、′先行ノードと新ノード、新ノードと後続
ノード間に適切なラベルが与えられなければならない。 この様な変更の表示は図の左方に示されている。ノード
Ｎ′に関連する入カバターンの位置のベルが白ならば、
分岐はノードＬ＋１になされる。同様にしてノードＬ　
＋１で表わされた位置にある色値が白であると、次のノ
ードはＮである。 〔副ネットワークの形成〕 これ迄に完全に答えられなかつ之問題の１つは決定トリ
ーヲ修正する時に副ネットワークを形成するための内部
の信頼できるベルの選択方法に関る。ここで決定トリー
の適応の流れ図を示す第６図を参照されたい。この図は
重み付は機構によってノードとして働く、内部黒ベル位
置を選択する事に向けられている。 第６図においてノートＮとして参照されるノードは他の
パターンから新しいライブラリ・パターンＸを区別する
ためにネットワークが修正されるべきノードである。候
補ノードと呼ばれる新しいノードが決定ネットワークに
加えられる。現ネットワーク中のノードＮへの任意の枝
は候補ノードへの枝によって置換される。後続ノードと
呼ばれる第２の新しいノードは同様にこの点で決定され
る。第６図で機能的に重要な意味をもつ次の段階は決定
プロセス中にノード端にどのクラスが到達し得るかを決
定する事より成る。入カバターンＸのベルは任意のシー
ケンスとして番号が付されている。これ等のクラスを表
わすライブラリ・パターンからＸを区別する信頼できる
ベルを同定する様にマトリックスＱが形成される。従っ
て、もしＸ及びに番目のライブラリ・パターン中のＭ番
目のベルが信頼できるベルで、色値が異なるならば、Ｑ
の行に１列Ｎへの記入項目は１となる。他の場合の記入
項目は口である。即ち、もしベルかＸ及び問題としてい
るライブラリ・パターンの両者において同一色であるか
、２つのうち少なく共一方が信頼できない場合には０と
でる。” 次に、修正プロセスはＸを他のライブラリ・パターンか
ら区別するために相次いでベルを選択する相互作用段階
に導入する。 Ｑ中の各ベルばＸと色値が異なるライブラリパターンの
数に等しいスコアが割当てられる。最大のスコアを有す
るベルがネットワークの修正に選択される。このベルの
座標が候補ノートに対して挿入される。Ｘ中の選択ベル
の色に対応する候補ノードからの枝は後続ノードに向け
られる。他の枝はノードＮに向う。次に配列体Ｑは選択
でれたベルがＸと信頼性において区別されるライブラリ
・パターンに対応する行を除去する事によって縮少され
る。もしすべてのライブラリ・パターンがこの動作によ
って除去されるならば次いで現在の後続ノードは端末ノ
ードにされ、Ｘに対するクラス番号ＩＤ（Ｘ）か割当て
られ、適応性ルーチンＴＲＥＥＣＯＲが終る。そうでな
い場合は後続ノードは新しい候補ノードとなり、新しい
後続ノードが形成され、流れはベルのスコア付は及び選
択段階に戻される。 〔本発明を実施するためのＡＰＬ実行可能シーケンス〕 次に第６表乃至第７表を参照して従来の如く常駐のＡＰ
Ｌ言語システムを有する適切に装備されたプロセツブに
よって本発明に従う方法の段階を実行するためのＡＰＬ
ソース・コード・シーケンスを説明す巻。 ＡＰＬコードは極端に緻密であり、実際に実施されてい
るので、記号毎の解釈は与えられない。 さらに、説明は定性的段階とその相互関係を同定してい
るだけである。コードを適切な機械内で複製し、正規の
動作モードで実行させる事は当業者にとって明らかであ
ろう。 第３表を参照するに、分類を定義する完全サイクル及び
容性しい入カバターンに応答する任意のトリー拡張の主
な繰返しシーケンスか示されている。左側は連続的に（
大かっこ内の）番号か付されたステートメントである。 各セグーメントは■によって開始され、終っている。一
番上の行はプログラム名、パラメータ及びルーチンに汎
用でれる変数を定義している。 王シーケンスＣＬＡＳＳ 〔１〕はルーチンの一部を実行するためのＣＰＵの時間
を測定するためのクロックを開始する。この様なステー
トメントは実行する者が便利な様に与えられたものであ
り、本発明の実施のためには必ずしも必要ときれるもの
ではない。一番上のステートメントにおいて、出力はＣ
ｊＡＳＳとラベルが付され、入カバターンを現存のパタ
ーンに割当てるものである。 〔２〕は配列体の寸法を与えるものである。必要な処理
は〔５〕と〔４２〕との間で生ずる。１つの繰返しは各
文字を分類するものである。、〔７〕、〔１１〕は単な
るコメント・フィールドであり、実行に影響を与えるも
のではない。 主なシーケンスは次の如く分割し得る。〔１１〕乃至〔
１９〕は最初の入カバターンのみを使用する決定トリー
及びライブラ’Ｊ　ｋ初期設定する。第□２及びその後
のパターンは〔ろ〕と〔１０〕との間で読取られ、処理
される。次にルーチンＴＲＥＥＣＯＲＲ３を呼出す〔２
０〕乃至〔２２〕にスキップかなされる。このルーチン
は決定回路網に入カバターンＸを通過させて予備分類を
遂行し、この予備分類されたライブラリ・パターンと入
カバターンを突き合せる事によって検証を行う。〔２４
〕はＴＲ’ＥＥＣＯＲＲ３の出力をテストして一一致も
しくは不一致条件を確かめる。もし不一致があれば〔２
６〕のＮＯＣにスキップかなされる。 もし〔２４〕で一致が発見嘔れると、［４ｔ”１〕にス
キップがなされる。〔４０〕の実行後、制御は〔６〕に
戻され、次のパターンが処理される。 第６表に示されている残りの部分（について概略的に説
明すると、〔１１〕乃至〔１９〕では、初期設定が行わ
れる。〔６〕乃至〔１０〕及び〔２０〕乃至〔４０〕に
よって決定されるループは第２及びその後の入カバター
ンのための単一の処理サイクルを構成する。Ｃ４，ｎｌ
：ｌは≧９らに他の処理ブイクルを初期設定するための
〔３〕のラベルＢＲに戻る分岐を含んでいる。 〔５〕において、各入カバターンを処理するための基本
線が定められている。〔４〕はＩ　ＢＭ３２７０システ
ムのビデオ・モニタのスクリーンをクリアする命令であ
る。 実質上の処理は〔５〕で始まる。この機能を右から左へ
と読むと、配列体ＣＨＡＲ８が処理でるべき入カバター
ンのシーケンスのためのメモリとして定義されている。 次いで、メモリ中に限られた長方形領域が創生され、こ
の中に入カバターンＸが読込まれ、回転される。〔６〕
から〔８〕迄は入カバターンを明瞭にする。

〔９〕は通
常のタイミング機能である。 ＰＲＯＴＯは複　数の配列体の中の１つの配列体を示す
。各入カバターン自体が１つの配列体であるから、この
事は複数のパターンの、ライブラリが配列体型のデータ
構造である事を示す。この点について、〔７〕はライブ
ラリ中に任意の入カバターン（同様にプログラム型とも
呼ばれる）か存在するかどうかについて質問する事によ
って初期設定過程をテストする。もし入カバターンか存
在しなければ〔８〕か実行される。もし初期設定か完了
すると、ステートメン）［２ｎｌへの分岐がなはれる。 〔１１〕乃至〔１３〕は自明のオーバヘッドを実行する
ので、初期設定段階は〔１４〕乃至Ｃ１８１−含む。こ
のフェイズは初期設定であるから、〔１４〕は第４表に
述べられたルーチンＴＲＥＥＧＲＯ’に呼出す。作動的
段階はＴＲＥＥＧＲＯＣ６］であり、これは後に第６表
に示されたＴＲＥＥＰＬＵＧを呼出す。初期設定の場合
に、このルーチンは単に決定トリ＝（配列体Ｎ。 ＤＥＳによって示される）中に端末葉を割当てるだけで
ある。これはＴＲＥＥＰＬＵＧ［３）及び〔４〕によっ
て実行される。次に制御はＴ’ＲＥＥＧＲＯに戻され、
実際の挿入はＴＲＥＥｐｇＯ，Ｃ１０〕によってなされ
る。この後、処理はＣＬＡＳＳ［１５）へと続く。ここ
でＳは入カバターンの信頼できるベルの配列体である。 ＣＬＡＳＳ［’１５〕によって入カバターンＸがパター
ン・ライブラリＰＲＯＴＯに連結される。ＣＬＡＳＳ　
［１６〕乃至〔１８〕はハウスキーピング機能を示して
いる。ＣＬＡＳＳ（１９：］は〔４０〕への分岐を示す
。ＣＬＡＳＳ〔４ｎ］はパターンがテキスト行の入力内
にあるがどうかを定義するインデックスに基づいて条件
付けられた〔６〕への分岐である。これは決定トリー配
列体Ｎ０ＤＥＳ及びライブラリＰＲＯＴ’Ｏｆ初期設定
する事を含む。 第２の及びその後の入カバターンを処理する際には、文
字はＣＬＡＳＩＩ：５］によって読込壕れ、〔７〕によ
ってテストされ、ライプラＩＪ　Ｐ　ＲＯＴＯ中にパタ
ーンが存在する事によって条件付けられて〔２０〕へ分
岐する。、ＣＬＡＳＳＣ２ｎ］乃至〔２５〕はＰＲＯＴ
Ｏ中に現存するライブラリ・パターンの１つに従って入
カバターンを予備分類し、一致するかどうかを検証し、
不一致の場合には、〔２６〕へ分岐し、他方パターンが
一致する場合には〔４ｎ〕へ分岐する。 ＣＬＡＳＳ〔２０〕乃至〔２５〕はＴＲＥＥＣＯＲＲ３
を呼出す。セグメントＴＲＥＥＣＯＲＲ５は第４表に示
されている。 ＴＲＥＥＣＯＲＲ〔６）は第７表中のＴ　ＲＥＥＦＯＬ
２を呼出し、入カバターンＸを決定トリーＮ０Ｉ）ＥＳ
に対して処理し、初期パターンＵに到達する。制御は比
の測定基準ＭＰＴＳによって一致を検証するために、ラ
イブラリ・パターンを入カバターンＸ上に重畳場せるＴ
ＲＥＥＣＯＲＲ［９’：１に戻される。これによって不
一致度Ｍが発生される。もし商Ｍが予定の閾値以下なら
ばＴＲＥＥＣＯＲＲ［１１１は突き合せを終了し、そう
でない場合は〔６〕への条件付き分岐を実行させるＴＲ
ＥＥＣＱ＞ＲＲ［１２］へ進む。このループはパターン
間で同一位置（ＸＩＹＩ）に対する色が異なるならば、
周囲のベルを注目するといった重み付けを行う。 次に、一致か存在しない事によって［２６”：］に条件
付き分岐全実行するｃｔ、Ａｓｓ［：２４］に制御が戻
される。もし一致が存在すれば、〔２５〕は〔４０〕へ
の分岐を実行する。 ＣＬＡＳＳ［２７〕において、入カバターンをクラス即
ちインデックス番号に割当てる配列体ＣＬＡＳＳが更新
される。新しいライブラリのパターンは最後のインデッ
クス番号よりも１だけ多いインデックス番号を有する。 〔６０〕及び〔１５〕は共に入力バタ〜ンに適した寸法
を有し、これを連結する配列体ＨＩＧＨＹを創生する。 この点において、Ｌ及びＷはオフライン・ルーチンで計
算はれた高さ及び幅である事に注意されたい。 パターンの突き合せによって分類を検証するために、一
致度は２つのパターンを重畳させ、比較する事によって
テストされる。もし一致しなければ、パターンは相対的
にプラスもしくはマイナス１行及び／もしくはプラスも
しくはマイナス１列だけシフトされ、一致かテストされ
る。配列体Ｙと共にすべての先行するライブラリ・パタ
ーンについて相対的シフトを行い、信頼できるベルの配
列体の比較はトリー中の挿入点を同定し、副ネッ１トワ
ークを形成し、この副ネットワークをトリー中に位置付
けるために行われる。即ちＴＲＥＥＧＲＯはＹの信頼で
きるベルｋｓのすべての前のパターンと比較する事によ
ってトリーの更新を実行する。 ここで第４表を参照するに、ＴＲＥＥＧＲＯ中には重要
な３つの処理段階がある。これ等は〔４〕、〔６〕及び
〔１０〕である。〔４〕はＴＲＥＥＧＲＡＹを呼出す。 ＴＲＥＥＧＲＡＹ（第５表）はトリー配列体Ｎ０ＤＥＳ
中に定義された各ノード位置を順番に調べる。次いでこ
れはノ、−ドによって指定された座標にあるベルの色値
全比較し、ベルが信頼できるかどうかを確かめる。もし
ベルか信頼できないものであれば、ＴＲＥＥＧＲＡＹは
その入カバターンの位置が信頼できるベルを示した最後
のノードを同定する。２つのノードか副坏ットワークを
挿入すべき区域即ち切断点を指定する。ＴＲＥＥＧＲＯ
Ｗ［６）に戻るに、トリー内に含まれる時にＸ（、Ｓか
ら区別する副ネットワークを設計するための第６表のＴ
ＲＥＥＰＬＵＧか呼出される。ＴＲＥＥＰＬＵＧ中の作
動的ステートメントは〔１０〕乃至［１３）’に含む。 これ等は新しいライブラリ・パターンＸ中の各信頼でき
るベルに対応するＪつの列を含むマトリックスＦＳを形
成する。信頼できるベル配列体Ｙ（ｄＴ　ＲＥＥＰＬＵ
Ｇへの入力への１つである。ＦＳの各行は信頼できるベ
ル配列体ＰＥＬＳ中に表わされた現存のライブラリ・パ
ターンの１つに対応する。 パターンの第５番目のベルと、これに対して比較される
Ｘの第５番目のベルが共に信頼できるものであり、色−
値が異なるならば、ｓｓＯ行■、列Ｊの記入項目は１と
なる。そうでない時は記入項目はＯとなる。従ってＳＳ
の１は他のパターンと区別する際に有用なＸの信頼でき
るベルを同定する。ＳＳ中に表示されたベルの行、列の
位置は２列配列体ＡＭＡＰ中に記憶される。 ＳＳ及びＡＭＡＰを形成する予備的段階の後に、判別用
副ネットワークＺが繰返しシーケンスＴＲＥＥＰＬＵＧ
［１４］乃至〔２８〕中で計算される。ＴＲＥＥＰＬＵ
ＩＩ：　１４　］はｓ８が少〈共１を含むかどうかをテ
ストする。もし含まなければ、区別は信頼できるベルに
基づいては可能ではなく、ルーチンはＴＲＥＥＰＬＵＧ
［３２］乃至〔４０〕に分岐する。例外的な場合にはＴ
ＲＥＥＧＲＡＹか呼出され、信頼できないベルに基づい
て区別が行われる。もしパターンか十分な解像力を有す
るならばこの様な逃は路は禁止てれなければならない。 この様な事は極めて多くの場合に生ずる。 もしＴＲＥＥＰＬＵＧ［：　１４　］中でＦＳに１を含
む事が発見されると、〔１６〕は最大数の１を含むＦＳ
の１列を選択する。これは機能５ＥＬＥＣＴ　　’Ｖ　
　ｐＥＬｔ呼出す事によって行われる。 選択されたベルの座標はＡＭＡＰを参照する事によって
決定され、副ネットワークＺ中に挿入はれる。行ＴＲＥ
ＥＰＬＵＧ［１９］乃至〔２２〕を実行する事によって
、ＦＳから選択された列中に１を含む任意の行か除去さ
れ、同様にその列自体も除去される。ここで縮減された
配列体ＦＳは副ネットワークによってはＸから未だ区別
はれていないパターンから区別されるベルを表わす。 ＴＲＥＥＰＬＵＧ［２３］はＸ中の選択されたベルを調
べ、その色値を決定する。副ネットワーり中の他の色に
対する分岐アドレスは〔２５〕もしくは〔２７〕中にお
いて口にセットされる。ついでながら、両方の色値に対
応する分岐は一段階〔１８〕中で後続のノード・アドレ
スにセットされる。その後の処理段階で、これ等の０は
副ルーチンが主決定ネットウータ中に組込まれるノード
のアドレスによって置換される。最後に、分岐アドレス
をセットした後に、制御は〔２８〕に移され、ここでも
しＦＳかＮＵＬＬ（空）マトリックスに縮減されている
ならば、その機能が呼出され、そうでなければ繰返しシ
ーケンスの出発点であるＴＲＥＦＪＰＬＵＧ〔１４）に
戻てれる。 ＴＲＥＥＧＲＯ中の最後のステートメント〔１０〕は第
７表中に示されたルーチンＡＤＪＮＯＤＥ’Ｓを呼出す
。ＡＤＪＮＯＤＥＳは副ネットワーク配列体を前に存在
したネットワークを表わす配列体の下部に付加する。同
様にこれは副ネットワークの７ドレスを修正して全配列
体中のその位置に適合する様にする。副ネットワークの
挿入の完了によって、制御はＣＬＡＳＳに戻され、ここ
で配列体のクラスの適切な連結か〔３８〕及び〔５９〕
で行われる。 〔一般的な再説明〕 入カバターンは文書上の発生順の文字を走査した２値的
、２次元配列体の系列である。文字は任意のフォントの
型で印刷されている。その形状もしくは外見についての
制限はほとんどなく、所与のパターンのクラス内のサン
プル毎の変動についていくつかの仮定がなされているた
けである。最も強い仮定はこの様な変動は主にパターン
の端で生ずるというものである。従って、決定トリー（
ネットワーク）は内部の白もしくは黒ベールにのみ基づ
いて区別を行える様に設計されている。本発明の方法の
適応性分類は前のパターンの系列によって決定される内
部の黒及び白のベルに基づいて予測される。従って、端
ベルのみでう、イブラリ・パターン（前のパターン）と
異なっている入カバターンはこのライフ；ラリ・パター
ンで同定されるクラスに割当てられる。適応性であるの
は新しいネットワークがライブラリ・パターンと同じ性
質を有し、σらに追加のメンバを有する如く、成長する
ネットワークが修正される点にある。修正手順に課せら
れる第２の制約は修正がノードを現存のネットワークに
加える事によってたけヤ遂行されなければならない点に
ある。既存のノードから出る枝は新しいノードを挿入す
るために向きが変えられる事はあり７ても、ノードが変
更されたり、削除されたりする事はない。決定トリーが
Ｇ１、Ｇ２、・・　・・ＧＫと記されるに個のパターン
の各々に対して構成されたものと仮定する。ここでもし
新しい入カバターンＧＫ＋１が提示されたとすると、ネ
ットワークは拡張されなければならない。 クラスに＋１に割当てられるべきパターンの集合は幅広
い内部ペルに値０を、黒の内部ベルに１をそして、その
端のベルに任意に０もしくは１を割当てる事によってパ
ターンＧＫ＋１から得られるすべての２進配列体より成
る。もしＧＫ＋１がＥ個の端ベルを含むならば、クラス
に−４−１の２Ｅ個のメンバがこの様にして決定される
。このパターンの集合はＲＫ＋１によって示される。分
類過程はＮＫ中のメンバＲＫ＋１について考えられる。 ここでＮＫはＧＫ＋１に対して適応される前の決定トリ
ーである。もし根のペルＸ１がＧＫ＋１の内部ベルなら
ば、次にＲＫ＋１のすべてのメンバはこのペル位置で同
一値を有する。テストさるべき次のペルＸ２はＲＫ＋１
のすべてのメンバについて同一値を有する。もしＸ２は
ＧＫ＋１の内部ならば、第６のペルＸ３もＲＫ＋１中の
各パターンに対して同一値を有する。検査されるベルの
シーケンスはネットワーク中を通過する１つの経路を構
成する。この経路はＧＫ＋１の端ベルを同定するノード
に遭遇する迄ＲＫ＋１の各メンバに対して同じである。 ＲＫ＋１のメンバの成るものはこのノードが白であるた
めの分岐（自分岐）に従い、残りのものは黒分岐に従う
。このノートはＲＫ＋１を部分集合に分割する。これ解
の部分集合の各々はネットワーク中で異なる経路に従う
。もしこの部分集合のどれかが、その経路に沿ってさら
に他の端ベルに遭遇すると、さらに分割が生じなければ
ならない。究極的にＲＫ−Ｍの部分集合は端末ネットワ
ークの種々の端末ノードに到達する。もしこのネットワ
ークが未修正であると、これ等の端末メートに関連する
分類は誤ってクラスに＋１のメンバに割当てられる事に
なる。決定トリーを修正する際には、パターンＧＫ＋１
は出発銀ノードＮＫに対する入力と見なされる。この経
路はパターンの端ベル（信頼性のないベル）を指示する
ノードＮに到達する迄ネットワークを通して追跡される
。この時点でライブラリ・パターンＧ１、Ｇ２、・・・
・・・ＧＫのどれが（１個もしくはそれ以上）ノードＮ
に到達し得るかどうかが決定される。このパターンは部
分集合Ｈと呼ばれる。 ノードＮへの分岐はＧＫ＋１の内部にあり、ＧＫ＋１を
Ｈのメンバから区別する一連の信頼あるベルより成る副
ネットワークに再結合される。この副ネットワークの性
質は全ライブラリの集合でなくＨのメンバがパターンＧ
Ｋ＋１から区別される必要がある事を要求する。クラス
に−１−１のための端末メートに導く新しい経路が与え
られ、他の分岐がノードＮに接続される。 容易に明らかな如く、決定トリーの経路に沿うノードに
よって定められる位置における色値を調べる事によって
、入力文字を処理する際には、根から端末ノート入の径
路は入力文字、とそのクラス即ち原型を定義する信頼あ
るペル間のペル値に一致が存在する事を意味している。 本発明の方法及び手段全特徴付けるのはこの様な知見に
基づいている。上述の本発明はその基本的精神を離れる
事なく変更され得る事は明らかであろう。例えば、入カ
バターンの集合は例えば日本語の如き表意文字言語中の
文字の如くラテン系のアルファベット型フォント以外の
対象を認識する事が出来る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明に従うドツト・マトリックスから符号化
ベクトルへ変換する方法の流れ図である６第２図は相次
ぐ入カバターンに応答してグラフ状に決定トリーか拡張
される様子を示した図である。 第６図及び第４図は第２図の決定トリーを拡大するため
に使用されるビット配列体レベルの端が雑音でおおわれ
た入カバターンを示した図である。 第５図は第２図の決定トリー拡張／挿入機構を示した図
である。第６図は決定トリー適応過程の流れ図を示した
図である。 出願人インターｆ７ｔｆ）し・戦々ス・マシーンズ・コ
〒ポレーション代理人　弁理士　　山　　　本　　　仁
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１１１Ｂ、田３．．旺■ロ刀２、、、−　ロー、　王、
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、、、、、　　　１）。 １２１４５６７８９０１２］４５６７８９０１２　　　
　　　　　　１１１１１１＋１１１２２２１２］４５６
７１１９０１２］４５６７８９０１２２４、、、、、、
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囲Ｅ■造、、、、、、、、、。 ８［ｉＥ［ＥＢ、、、、、、、、、、ＥＥ［ｉｌ、、、
、、　　　ａ、、、ＥＥＢｌ、、、、、、、、［ｔＩＩ
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１８１．正田、。 ６、田ｍ、、、、、、、、！１ＥＥｆｉ１．、、、、　
　６．、．２Ｍ旧、、、、、、、ｍ旧６９．。 ５　旺Ｉ旧９１．　　旺　　、　　５　　ａ王Ｅ１．、
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Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 入力ペル配列体パターンの集合の各人カッくターンを受
   取り、パターン・ライブラリ中の・くターンの１つに従
   い、決定トリー・ノードによって指定される各位置にあ
   るパターンの色値を使用し１、根ノードから葉ノード方
   向に向って、ノくターン・ライブラリ中にあるライブラ
   リ・ノくターンを指定するインデックス番号に終る迄後
   続ノードを決定する様に入カバターンを予備分類し、入
   カッ；ターンと指定されたライブラリ・ノくターンと比
   較し、一致すれば、インデックス番号を発生して、次の
   入カバターンを処理し、一致しなければ、新しいインデ
   ックス番号を発生し、該入カッくターンをライブラリに
   付加し、決定トリーを拡張して次の入カバターンを処理
   する段階よシ成る入カッくターンにインデックス番号を
   適応的に割当てる方法。