JPS6043311B2 - 誤印字検出装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明はラインプリンタのように複数桁を印字する印
字装置の脱字、余印字、及び桁間違い印字を検出する誤
印字検出装置に関するものである。

複数印字桁を有するラインプリンタでは、受信した印字
データの文字を正しい印字桁に印字する必要がある。し
カルながら、電気系故障あるいは機械系故障等により、
印字するべき桁に印字しなかつたり（脱字）、印字して
はならない桁に印字したり（余印字）、印字するべき桁
には印字せず間違つた桁に印字したりすることが発生し
うる。 これらの故障を検出するために種々の方法が考
えられている。各印字桁の印字ハンマを駆動するための
印字ハンマコイルに所定時間通電させるスイッチング素
子、通常トランジスタが通電命令が出された時に通電し
ているかの検出（通電していないと脱字となる）、ある
いは通電命令が出されていない時に通電していないかの
検出（通電していると余印字、あるいは二重印字となる
）などを行つている。 しかし、受信した印字データが
印字するべき文字であつたのにバッファメモリに書く時
、あるいはバッファメモリ内部の故障等によりスペース
になつてしまつた場合、当該桁は印字されず、また脱字
であるのに検出されない。

逆に受信した印字データがスペースであつたのにバッフ
ァメモリに書く時、あるいはバッファメモリ内部の故障
等によりある文字になつてしまつた場合、当該桁は印字
され、これが余印字であるのに検出されない。 前記の
脱字、余印字、二重印字を検出する方法としては、印字
データを受信し、バッファメモリに書き込む時に、書き
込んだ印字データが印字するべき文字であるか、スペー
スかを判定する手段を設け、この判定手段の出力により
印字個数をカウントするカウンタをカウントアップし、
印字サイクルに入つた後は印字ハンマ駆動回路のエコー
シグナルを用いカウントダウンし印字サイクル終了時に
前記カウンタのカウント値が’’０’’でなければ脱字
、余印字あるおは二重印字が発生したことを検出する方
法がある。 しかし、この方式では印字するべき桁に印
字せず間違つた桁に印字した場合に検出することができ
ないという欠点があつた。

本発明の目的は、上記した従来方式の脱字、誤印字、二
重印字の検出を可能とするだかりでなく印字するべき桁
に印字せず間違つた桁に印字した場合にも検出できるよ
うにすることである。

本発明は、印字データを受信し、バッファメモリに書き
込む時、書き込んだ印字データが印字すべき文字か否か
を判定し、印字するべき文字である場合、当該印字桁の
桁数すなわちアドレスを順次加算し、印字サイクルに入
つた後は印字ハンマ駆動回路のエコーシグナルが出され
た桁のアドレスを加算結果の値から順次減算し、印字サ
イクル終了時に減算結果が“゜０゛でなければ、脱字、
余印字、二重印字の他に印字桁間違いの印字があつたと
して検出するようにしたものである。ラインプリンタで
は、１行に印字する印字データを１桁づつ受信するので
はなく、一度に全桁分受信する。

この受信後、印字サイクルに入る。印字データ受信期間
中に、データソース１からプリンタへ印字データａが転
送され、印字データ検出器２とバッファメモリ３に入力
される。印字データａはストローブｂでバッファメモリ
３に書き込まれる。印字データ検出器２は、印字データ
ａが印字するべき文字であるか、スペースあるいは無効
コードであるかを検出し、印字するべき文字である時は
出力信号Ｃは論理値１となり、それ以外は論理値０とな
る。アドレスラインｅが１の時、印字データａが文字Ａ
であるとするとストローブｂが論理値１になつた時バッ
ファメモリ３に書き込み、信号ｃが論理値１になつてい
るのでロードクロックｄが論理．値０になり、ストロー
ブｂが論理値０になるとロードクロックｄは論理値１に
なる。この時レジスタ９はクリアされているので出力ｆ
は零である。演算回路７の演算内容はＰＲＩＮＴ信号で
規定され、Ｐｒｉｎｔ信号が論理値０の時は加算、また
論理．値１の時は減算を行う。データ受信期間中はＰＲ
ＩＮＴ信号は論理値０なので、演算回路７の出力ｇは、
ｇ＝ｅ＋ｆとなり、ｇ＝０＋１＝１がロードクロックｄ
が論理値１になる時にレジスタ８に書き込まれ、出力ｈ
は１になる。遅延回路６を・通つたロードクロックｄ″
が論理値１になる時に、レジスタ９に出力ｈが書き込ま
れ、出力ｆは１になる。遅延回路４を通つたストローブ
ｂ″によりアドレスカウンタ５は１カウントアップされ
、アドレスラインｅは２になる。アドレスラインｅが２
の時、印字データａがスペースであるとするとストロー
ブｂによりバッファメモリ３に書き込み、信号ｃが論理
値０であるためロードクロックＤ，ｄ″は論理値０にな
らずレジスタ８、レジスタ９は変わらない。

ストローブｂ″によりアドレスカウンタ５は１カウント
アップされ、アドレスラインｅは３になる。アドレスラ
インｅが３の時、印字データａが文″字Ｂであるとする
とストローブｂによりバッファメモリ３に書き込み、信
号ｃが論理値１であるのでロードクロックＤ，ｄ″は論
理値０となり論理値１に戻る。演算回路７の出力ｇは、
アドレスラインｅが３、レジスタ９の出力ｆが１である
ことによりｇ＝３＋１＝４になつており、レジスタ８に
４が書き込まれ、遅れてレジスタ９に４が書き込まれる
。ストローブｂ″によりアドレスカウンタ５は１カウン
トアップされ、アドレスラインｅは４になる。アドレス
ラインｅが４から１３１までは全てスペースであるとす
れば、レジスタ８、レジスタ９は変化せす出力ｈ、出力
ｆは４のままである。アドレスラインｅが１３２の時、
印字データａが文字ｚであるとストローブｂによりバッ
ファメモリ３に書き込み、信号ｃが論理値１であるので
ロードクロックＤ，ｄ″は論理値０となり論理値１に戻
る。

演算回路７の出力ｇはアドレスラインｅが１３２、レジ
スタ９の出力ｆが４であることによりｇ＝１３２＋４＝
１３６になつているので、レジスタ８に１３６が書き込
まれ遅れてレジスタ９に１３６が書き込まれ、印字デー
タ受信を終了する。この印字データ受信の様子を第４図
に示した。

印字サイクルに入るとＰＲＩＮＴ信号が論理値１になり
、演算回路７は減算回路として動作する。バッファメモ
リ３のスキャンを開始させるＳＣＡＮＳＴＡＲＴ信号が
論理値１になるとプリント制御クロックが動作開始しＣ
ＬＫｌ，ＣＬＫ２，ＣＬＫ３が順に論理値１になる。Ｓ
ＣＡＮＳＴＡＲＴ信号が論理値１になるとアドレスカウ
ンタ５は１にセットされ、アドレスラインｅは１とつて
おり、バッファメモリ３からの印字コードは文字Ａを出
力する。コンパレータ１７で印字コードとコードジェネ
レータ１６の活字コードを比較し、一致すると出力１を
論理値１にする。文字Ａが出力された時、活字コードも
Ａであつたとするとコンパレータ出力１は論理値１にな
り、ＣＬＫ２が論理値１になるとＨＡＭＳＥＴ信号が論
理値１になる。アドレスデコーダ１８により１桁目のハ
ンマドライバ１９を選択する信号ｊ−１が論諭値１にな
つているので１桁目のハンマドライバ１９のアンドゲー
ト２２の出力が論論値１になりモノステーブルマルチバ
イブレータ２３を動作させ、トランジスタ２４を駆動さ
せ、印字ハンマコイル２８に通電し図示しない印字ハン
マを駆動し印字が行われる。トランジスタ２４の駆動期
間はＳＣＡＮＳＴＡＲＴ信号間隔の約１市倍に設定され
ている。またトランジスタ２４が駆動期間中抵抗２６，
２７によつて分圧された信号レベルは論理値０になつて
いるのでアンドゲート２９の入力は論理値１である。Ｃ
ＬＫ３でアドレスカウンタ５は１カウントアップされ、
アドレスラインｅは２になり、印字データはスペースを
出力する。

またアドレスデコーダ１８により２桁目のハンマドライ
バ１９を選択する信号ｊ−２が論理値１になるがＨＡＭ
ＳＥＴ信号は論理値１にならない。このようにして順に
１３２桁までスキャンをしてゆく。

次のＳＣＡＮＳＴＡＲＴ信号が１になるとアドレスカウ
ンタ５は１から再びスキャンを開始する。アドレスライ
ンｅが１の時アドレスデコーダ１８により１桁目のハン
マドライバ１９の選択信号ｊ一１信号が論理値１になる
とアンドゲート２９の出力が選択される。このときトラ
ンジスタ２４が駆動していればＣＨＫＬＥＶＥＬ信号は
論理値１になりオアゲート２０の出力エコーシグナルも
論理値１になる。ＣＬＫｌが論理値１の時ロードクロッ
クｄは論理値０になり、ＣＬＫｌが論理値０になるとロ
ードクロックｄは論理値１になる。この時、レジスタ９
の出力ｆは１３６となつてお一リ、アドレスラインｅは
１になつているので、演算回路７の出力ｇはｇ＝ｆ−ｅ
となり、ｇ＝１３６一１＝１３２となつている。

従つてレジスタ８にロードクロックｄにより１３５が書
き込まれ、ロードクロックｄ″でレジスタ９に１３５が
書き込まれ−る。以下同様にして印字するべき文字があ
るアドレスラインｅの値を減算してゆくと、印字サイク
ルが終了した時レジスタ８、レジスタ９の出力は零に戻
る。

ところが、例えば３桁目のハンマドライバ１９が駆動さ
れないまま印字サイクルを終了すると、レジスタ８、レ
ジスタ９の出力Ｈ，ｇは３が残つているため、ゼロデコ
ーダ３１の出力圧ＲＯ信号は論理値０にならずＣＨＥＣ
Ｋ信号が論理値１になつた時、フリップフロップ３３は
セットされＦＡＵＬＴ信号は論理値０になる。

また、２桁目のハンマドライバ１９が間違つて）駆動さ
れた時は、レジスタ８、レジスタ９の出力Ｈ．．ｇは−
２となつているため、ゼロデコーダ３１の出力ＺＥＲＯ
信号は論理値０にならすＦＡＵＬＴ信号は論理値０にな
る。

あるいは、３桁目のハンマドライバ１９が駆動されず、
間違つて２桁目のハンマドライバ１９が駆動された時は
、レジスタ８、レジスタ９の出力Ｈ，ｇは１となつてい
るため、ＦＡＵＬＴ信号は論理値０になる。

この様子を第５図、第６図、第７図に示した。

以上の実施例の説明では、印字ハンマドライブパルス幅
をＳＣＡＮＳＴＡＲＴ信号間隔の１．２倍としたが、２
，３倍等としてもよく、この場合はアンドゲート１０の
ＣＬＫｌに条件を加え、ドライブパルス幅中で１回出る
ようにすればよい。あるいは、印字データ受信中の加算
値を２，３倍にしておき、同一値を２，３回減算しても
よい。本発明によれば、これまで印字するべき桁数と実
際に印字された桁数の比較だけを行つていたものを、印
字するべき桁のアドレスと印字された桁のアドレスを比
較するようにしたため、これまで検出できなかつた桁間
違いの印字も検出することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図、第２図は本発明誤印字検出装置の一実施例を示
すブロック図、第３図はハンマドライバの一例を示す回
路図、第４図は印字データ受信期間中の動作を説明する
タイミング図、第５図は印字サイクル中の動作の概要を
説明するタイミング図、第６図は印字サイクル中の発明
の詳細な説明するタイミング図、第７図は印字サイクル
終了時の説明をするタイミング図である。 図において、１はデータソース、２は印字データ検出器
、３はバッファメモリ、４，６は遅延回路、５はアドレ
スカウンタ、７は演算回路、８，９はレジスタ、１０，
１１，２１，２２，２９はアンドゲート、１２，１４は
ノアゲート、１３，２０はオアゲート、１５，３０はイ
ンバータ、１６はコードジェネレータ、１７はコンパレ
ータ、１８はアドレスデコーダ、１９はハンマドライバ
、２３はモノステーブルマルチバイブレータ、２４はト
ランジスタ、２５はダイオード、２６，２７は抵抗、２
８はコイル、３１はゼロレコーダ、３３はフリップフロ
ップである。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １ データソースから転送される印字データを入力とし
   、該印字データが印字ハンマを駆動して印字を行う印字
   コードか印字ハンマを駆動しないペースあるいは無効コ
   ードであるかを検出し、印字コードである時出力を発生
   する印字コード検出手段と、該印字コード検出手段に接
   続され印字が行われる桁数を順次加算する手段と、加算
   結果を記憶する手段と、駆動されている印字ハンマの桁
   数を前記加算値記憶手段から順次減算する手段と、減算
   結果を記憶する手段と、前記減算記憶手段が零となつて
   いることを検出する手段とを備えたことを特徴とする誤
   印字検出装置。