JPS63223784A

JPS63223784A - 文字デ−タ格納方式

Info

Publication number: JPS63223784A
Application number: JP62058618A
Authority: JP
Inventors: 桂祐中村
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1987-03-13
Filing date: 1987-03-13
Publication date: 1988-09-19

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】〔概　要〕文字データの格納方式であって、文字検出手段で、残り
容量検出手段が検出した残り領域に格納可能な最大容量
の文字を検出し、格納手段で該文字の格納を行なうこと
により、１つの文字のドツトデータが２つのバンクにま
たがらないように格納して、文字のデータ処理速度を上
げることができる。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、文字データの格納方式に関し、特に、キャラ
クタジェネレータで使用する文字のドツトデータをメモ
リに格納する文字データの格納方式％式％〔従来の技術〕一般に、コンピュータシステム内では、扱う文字にコー
ド（例えば、アスキーコード）を対応させて処理を行な
っている。メモリに格納されたデータをディスプレイに
表示したり、プリンタに印字を行なったりする場合は、
キャラクタジェネレータ（文字発生器）によって、コー
ドに対応した文字のドツトパターンを作成し、そのドツ
トパターンを表示あるいは印字する。

通常、ドツトデータを格納するためには大きな容量が必
要となり、しかも、その他にプログラム領域やデータ領
域を確保する必要がある。そのため、ドツトデータは、
同一アドレス領域を持った複数のバンク領域に格納する
方法が採られている。

第４図に、従来のドツトデータの格納方式を示す。ドツ
トデータ格納のメモリ領域としては、アドレスを５ｏｏ
ｏｏから＄０ＦＦＦで指定する複数のバンクを考える。

データは、アスキーコード＄２１から順に格納されてい
るものとする。

図において、バンクｒＯＪのアドレス＄００００からは
、各文字のドツトデータが格納されている先頭アドレス
とバイト数とを集めたテーブルを格納する。そして、テ
ーブルの次のアドレスからドツトデータ（最初はアスキ
ーコード＄２１の「！」）を順に格納する。

〔発明が解決しようとする問題点〕

ところで、上述した従来方式にあっては、メモリを有効
に使用するため、バンクを意識せずに全てのデータを順
に格納していた。そのため、１つの文字のドツトデータ
が２つのバンクにまたがって格納されることが生じ、デ
ータ処理時には、常にそれを調べなければならず、処理
速度が遅くなるという問題点があった。

本発明は、このような点にかんがみて創作されたもので
あり、文字のデータ処理速度を上げることができる文字
データの格納方式を提供することを目的としている。

〔問題点を解決するための手段〕

第１図は、本発明の文字データの格納方式の原理ブロッ
ク図である。

図において、残り容量検出手段１１１は、メモリの複数
のバンクに文字のドツトデータを格納する文字データ格
納方式において、格納可能なバンクの残り領域を検出す
る。

文字検出手段１３１は、文字情報が導入され、その中か
ら残り領域に格納できる最大容量の文字を検出する。

格納手段１５１は、文字検出手段１３１で検出した文字
を格納する。

従って、全体として、バンクに大きな容量の文字から順
に格納するように構成されている。

〔作　用〕

残り容量検出手段１１１はバンクの残り領域を検出し、
文字検出手段１３１は、その残り領域に格納可能な最大
容量の文字を検出する。

本発明にあっては、バンクの残り領域を検出して、格納
可能で容量の大きな文字から順に格納し、１つの文字の
ドツトデータが２つのバンクにまたがらないように格納
することにより、文字のデー　　　　゛夕処理速度が上
がる。

〔実施例〕

以下、図面に基づいて本発明の実施例について詳細に説
明する。

第２図は、本発明の一実施例における文字データの格納
方式を適用したシステムの構成を示す。

■、　　　　と　ｌ゛とのパ　− ここで、本発明の実施例と第１図との対応関係を示して
おく。

残り容量検出手段１１１は、主制御部２１１゜フロッピ
ーディスク装置ｂ２５３に相当する。

文字検出手段１３１は、主制御部２１１．フロツピーデ
イスク装置ｂ２５３に相当する。

格納手段１５１は、主制御部２１１．フロツピーデイス
ク装置ａ　２５１．フロッピーディスク装置ｂ２５３に
相当する。

以上のような対応関係があるものとして、以下本発明の
実施例について説明する。

−り一実ｍ月ｌ戊第２図において、システムの全体は、データの入力を行
なうキーボード２６３．データを印刷するプリンタ２６
５．データを表示するディスプレイ２６７、データやプ
ログラムを格納するフロッピーディスク装置ａ２５１．
フロッピーディスク装置ｂ　２５３．周辺機器の制御を
行なう周辺制御部２６１．全体を制御する主制御部２１
１．主制御部２１１が直接処理を行なうデータやプログ
ラムを格納するメモリ２７１で構成されている。

主制御部２１１は、メモリ２７１及び周辺制御部２６１
と接続されている。更に、周辺制御部２６１は、キーボ
ード２６３．プリンタ２６５．ディスプレイ２６７、フ
ロッピーディスク装置ａ２５１、フロッピーディスク装
置ｂ２５３と接続されている。

１１、　　　　　（化肱作第３図は、実施例における文字データの格納方式の動作
説明図である。

いま、フロッピーディスク装置ａ２５１にセントされた
フロッピーディスクａ　（図示せず）には、第４図に示
す従来例の文字データが格納されており、それを基にし
て文字のドツトデータを格納し直す場合を考える。本発
明の動作を行なうためのプログラムは、既にメモリ２７
１に格納してあり、主制御部２１１はメモリ２７１のプ
ログラムを実行して、動作を行なうものとする。

また、扱う文字データとして、アスキーコードの＄２１
から＄７Ｆまでを考える。

以下、第２図〜第４図を参照する。

最初に、主制御部２１１は、フロッピーディスク装置ａ
２５１のフロッピーディスクａに格納された文字データ
（テーブル及びドツトデータ）をフロッピーディスク装
置ｂ２５３のフロッピーディスクｂ（図示せず）に複写
する（ステップ３１０）。

次に、主制御部２１１は、初期値の設定を行なう　（ス
テップ３１１）。コードカウンタｎ＝＄　２１、データ
の書き込み開始アドレスＤｓ　＝　（アスキーコード＄
２１の文字のドツトデータの先頭アドレス）、バンクの
残りバイト数Ｂ−（バンクの全バイト数）−（テーブル
のバイト数）、変数Ｗ＝（全てのドツトデータのバイト
数より大きな数。

例えば＄ＦＦＦ）に設定する。尚、以後アスキーコード
ｍの文字のドツトデータの先頭アドレスをＤｍとする。

また、主制御部２１１は、コードカウンタｍ＝＄２１２
文字幅の最大値Ｗｍａｘ　＝　Ｏに設定する（ステップ
３１２）。

次に、フロッピーディスクａからアスキーコードｍのド
ツトデータのバイト数Ｗ蒙　（コードカウンタｍ＝＄２
１なので、アスキーコード＄２１のドツトデータのバイ
ト数）を読み出す（ステップ３１３）。

そして、ドツトデータのバイト数Ｗ１１≧変数Ｗである
か否かの判定を行なう（ステップ３１４）　。

変数Ｗ−＄ＦＦＦなので否定判断して、次に、主制御部
２１１は、ドツトデータのバイト数Ｗ＋ｓ≦バンクの残
りバイト数Ｂであるか否かの判定を行なう（ステップ３
１５）。残りのバンク容量がアスキーコード＄２１のド
ツトデータのバイト数より大きいとき、つまりアスキー
コード＄２１のドツトデータが格納可能であるときは肯
定判断して、次に、ドツトデータのバイト数Ｗｍ≧文字
幅の最大値Ｗｍａｘであるか否かの判定を行なう（ステ
ップ３１６）。

文字幅の最大値Ｗｍａｘは、初期状態では“０”なので
肯定判断して、次に、ドツトデータのバイト数Ｗ＋ｗの
値を文字幅の最大値Ｗｍａｘに、コードカウンタｍの値
をコードカウンタｍｍに代入する（ステップ３１７）。

次に、主制御部２１１は、コードカウンタｍに１を加算
する（ステップ３１８）。そして、コードカウンタｍ−
＄８０であるか否かを判定する（ステップ３１９）。

最初はコードカウンタｍ−＄２１であるので、否定判断
してステップ３１３からの処理を繰り返す。

次は、コードカウンタｍ＝＄２２なので、アスキーコー
ド＄２２のドツトデータのバイト数Ｗｍをフロッピーデ
ィスクａから読み出す（ステップ３１３）。そして、そ
のドツトデータのバイト数が変数Ｗ以上か（ステップ３
１４）、バンクの残りバイト数Ｂに納まるか（ステップ
３１５）、今までのドツトデータ（アスキーコード＄２
１のドツトデータ）より大きなバイト数か（ステップ３
１６）を判定する。ステップ３１４で否定判断、ステッ
プ３１５．ステップ３１６で肯定判断すると、文字幅の
最大値Ｗｍａｘ及びコードカウンタｍｍを書き替え（ス
テップ３１７）、ステップ３１８でコードカウンタｍに
１を加算して、コードカウンタｍ＝５ｓｏであるか否か
の判定を行なう（ステップ３１９）。コードカウンタｍ
が＄８０に達しないときは否定判断して、ステップ３１
４からの処理を繰り返す。

アスキーコードｍのドツトデータが、バンクの残りバイ
１−数Ｂより大きなとき、つまり、そのバンクに格納で
きないときは、ステップ３１５で否定判断して、ステッ
プ３１８でコードカウンタｍに１を加算する。同様に、
アスキーコードｍのドツトデータがそれまでのドツトデ
ータより小さいときは、ステップ３１５で否定判断して
、ステップ３１８でコードカウンタｍに１を加算する。

コードカウンタｍが＄７Ｆになると、ステップ３１８で
１加算されて＄８０になる。

以上の処理で、アスキーコードが＄２１〜＄７Ｆのドツ
トデータの中から、バンクに格納可能な最大のものを検
出し、コードをコードカウンタｍｍに、そのバイト数を
文字幅の最大値ＷｎｔａＸに代入したことになる。

主制御部２１１は、次に、ステップ３１９のコードカウ
ンタｆｆ１＝＄８０であるか否かの判定で肯定判断して
、次に、文字幅の最大値Ｗｍａｘ　＝　Ｏであるか否か
の判定を行なう（ステップ３２０）。

バンクに格納可能な文字を検出したときは、文字幅の最
大値Ｗｎｉａｘを更新するので否定判断して、次に、主
制御部２１１は、テーブルを書き替える。

フロッピーディスクｂに格納されたアスキーコードｍｍ
の先頭アドレスを書き込み開始アドレスＤＳに書き替え
る（ステップ３２１）。

次に、主制御部２１１は各種の変数の値を変更する（ス
テップ３２２）。書き込み開始アドレスＤｓ　＝書き込
み開始アドレスＤｓ　＋ドツトデータのバイト数Ｗｎ＋
、バンクの残りバイト数Ｂ＝バンクの残りバイト数日−
ドツトデータのバイト数Ｗｍ、変数Ｗ＝ドツトデータの
バイト数Ｗ１１に変更する。

バンクの残り領域に格納可能な文字がないときは、ステ
ップ３２０での文字幅の最大値Ｗｍａｘ　＝０であるか
否かの判定で肯定判断して、格納バンクを切り替える（
ステップ３２４）。バンクの残りバイト数Ｂ＝バンク幅
、書き込み開始アドレスＤｓ＝Ｏにする。

次に、主制御部２１１は、コードカウンタｎに１を加算
して（ステップ３２３）、コードカウンタｎ＝ｓ　ｓ　
ｏであるか否かの判定を行なう（ステップ３２５）。

最初は、コードカウンタｎ＝＄　２２であるので否定判
断して、ステップ３１２からの処理を繰り返す。

ステップ３１４０ドツトデータのバイト数Ｗｍ≧変数Ｗ
であるか否かの判定では、テーブルを更新した文字より
大きなバイト数の文字のときに肯定判断して、ステップ
３１８の処理に移る。したがって、テーブルを更新した
文字を除いた文字の中から、最大バイト数の文字を検出
することができる。

コードカウンタｎが＄８０に達するとステップ３２５で
肯定阜１断じて、次に、ドツトデータを並べ替える。

最初に、主制御部２１１は、コードカウンタｎに＄２１
を代入する（ステップ３２６）。

次に、主制御部２１１は、フロッピーディスクｂから、
コードカウンタｎをアスキーコードとする文字のバイト
数Ｗｎを読み出す（ステップ３２７）。フロッピーディ
スクａから該文字のドットデータを読み出し、ステップ
３２１でフロッピーディスクｂに書き込んだ該文字の先
頭アドレス（書き込み開始アドレＸ）Ｄｎにドツトデー
タを書き込む（ステップ３２８）。

そして、先頭アドレスＤｎに１を加算し、パイ数Ｗｎか
ら１を減算する（ステップ３２９）。

次に、バイト数ＷｎがＯであるか否かの判定を行ない（
ステップ３３０）、０でないとき、つまり書き込みデー
タが残っているときは否定判断して、ステップ３２８の
データ書き込み処理以降を繰り返す。

該文字のデータ書込みが終わるとバイト数ＷｎがＯにな
るので、ステップ３３０で肯定判断して、次に、コード
カウンタｎに１を加算する（ステップ３３１）。

そして、コードカウンタｎが＄８０であるか否かの判定
を行ない（ステップ３３２）、＄８０に達しないときは
否定判断して、ステップ３２７以降の処理を繰り返す。

全ての文字についてのドツトデータ書き込みが終わると
、コードカウンタｎ＝＄７Ｆになり、ステップ３３１で
１を加算して、コードカウンタｎ−＄８０になるのでス
テップ３３２で肯定判断して、処理を終了する。

尚、フロッピーディスクｂに格納したデータは、ＲＯＭ
ライタを用いてプログラマブルＲＯＭ　（図示せず）に
書き込んだり、使用時にＲＡＭ　（図示せず）に転送し
たりして使用する。

■、　　　　の　とめこのように、主制御部２１１は、バンクの残り領域に格
納可能を文字の中で最も大きなバイト数の文字から、順
に格納していく。全ての文字が格納不可能になったとき
に、次のバンクに移って、同様の格納を行なう。

従って、無駄な領域を最小限にしながら、しかも、１つ
の文字のドツトデータが２つのバンクにまたがらないよ
うに格納して、文字のデータ処理速度を上げることがで
きる。

■、の゛ノ１なお、上述した本発明の実施例にあっては、文字データ
の領域をフロッピーディスク上で考えたが、バンク切り
替え機構を有したメモリシステム上で考えることもでき
る。

また、「■、実施例と第１図との対応関係」において、
第１図と本発明との対応関係を説明しておいたが、これ
に限られることはなく、各種の変形態様があることは当
業者であれば容易に推考できるであろう。

〔発明の効果〕

上述したように、本発明によれば、文字検出手段で、残
り容量検出手段が検出した残り領域に格納可能な最大容
量の文字を検出し、格納手段で該文字の格納を行なうこ
とにより、１つの文字のドツトデータが２つのバンクに
またがらないように格納でき、その格納文字をキャラク
タジェネレータに使えば処理速度が速くなるので、実用
的には極めて有用である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の文字データの格納方式の原理ブロック
図、第２図は本発明の一実施例による文字データの格納方式
の構成ブロック図、第３図は実施例の文字データの格納方式の動作説明図、第４図は従来の文字データの格納方式の説明図である。図において、１１１は残り容量検出手段、１３１は文字検出手段、１５１は格納手段、２１１は主制御部、２５１はフロッピーディスク装置ａ１２５３はフロッピーディスク装［ｂ。２６１は周辺制御部、２６３はキーボード、２６５はプリンタ、２６７はディスプレイ、２７１はメモリである。不光明の厘裡フ゛山５．り閃第１図２史Ｊ先１ネンリ　Ｃ）構おくと凶第２図交＋倖１Ｇ文卑き夕記哨口第４図

Claims

【特許請求の範囲】

（１）メモリの複数のバンクに文字のドットデータを格
納する文字データ格納方式において、格納可能な前記バンクの残り領域を検出する残り容量検
出手段（１１１）と、文字情報が導入され、その中から前記残り領域に格納で
きる最大容量の文字を検出する文字検出手段（１３１）
と、文字検出手段（１３１）で検出した文字を格納する格納
手段（１５１）と、を備え、前記バンクに大きな容量の文字から順に格納す
るように構成したことを特徴とする文字データの格納方
式。
（２）前記バンクは、同一アドレスで指定を行なう複数
のメモリ領域であることを特徴とする特許請求の範囲第
１項記載の文字データの格納方式。
（３）前記文字情報は、未格納文字のドットデータのバ
イト数であることを特徴とする特許請求の範囲第１項記
載の文字データの格納方式。