JPS646469B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

本発明は文字発生器の分野、さらに具体的には
漢字、ヘブライ文字、アラビア文字等の複雑な文
字の発生器に関する。本発明の原理は同様に任意
の複雑なパターンの絵画的表示を発生するのにも
適用され得る。複雑な文字は２次元のバイト・ラ
ンレングス符号を使用して圧縮され、所与の複雑
な文字の発生の前に伸長されるので最小のメモリ
容量を使用する。従来、或る周知の複雑な文字発
生器は文字の組の各文字の画素が記憶されるメモ
リを使用して文字を発生していた。即ち１個のメ
モリ・セルが所与の文字の各画素に対して割当て
られる。従つて１つの対応するメモリ・セルが文
字組中の各画素に対して割当てられるので、複雑
な文字の発生に際してはメモリの容量は急速に使
い果される。例えば、32×32要素マトリツクス中
には1024個の要素が存在し、従つて、１つの所与
の文字を画定するのに1024ビツト、即ち128バイ
トを使用する事が必要となる。従つて所与の１文
字を発生するのに1000ビツト程度が必要とされ
る。従つて6000個の文字を発生するための情報を
記録するのに6000000個の記録位置が存在する。
従つて、この様な文字発生器の寸法及びコストは
実用的なものではない。 漢字圧縮の如き複雑な文字の圧縮の種々の方法
が報告されている。これ等の方法は２つの一般的
カテゴリに分類される。第１の方法は漢字という
表意文字を一般的な２次元の画として取扱い漢字
自体の知識を知らずにデータ圧縮を遂行する事に
ある。他の方法は漢字の構造上の特性をその圧縮
に利用するものである。後者の方法はより高い圧
縮効率を生ずる事が立証されているので、以下こ
れについて詳細に論ずる。 後者の圧縮の型に属する通常よく知られた方法
は部首による文字の合成である。この方法は次の
如く簡単に説明される。すべての漢字は約750の
部首から構成する事ができる。従つて10000個の
文字を記憶する代りに丁度750個の部首が記憶さ
れて合成アルゴリズムで各文字が発生される。し
かしながら、この方法は文字の外見を若干犠性に
して圧縮を念頭においてフオントが設計される時
にのみ高い圧縮を生ずるので、第１印象程簡単で
はない。この事は所与の部首が異なる位置を占有
し、文字毎に１つの漢字中で異なる比率を占める
ので云える事である。 従つて、もし１つ部首を含むすべての漢字につ
いて１つの型だけの部首のみが使用されると、
10000個の文字の組のための部首の数は実に750に
なるが、この部首より成る異なる漢字の外見は奇
妙な感じを与える事になる。文字の正しい外見を
保持するためには、同一の部首に対して、寸法の
相異及びその画（かく）の相対的位置によつて区
別される10以上のパターンを定める必要がある。
この事は部首のリストが7500以上に増大する事を
意味する。文字を組立る命令のための余分の記憶
空間を考えるならば、この方法は元の10000文字
と比較して記憶空間の大した節約にはならない。 この方法に代つて、部首のリストの項目を750
に保持し、各画（かく）を正しい比率で構成する
パラメータを定める事が可能である。従つて部首
のリストの様目は同じ750であるが、部首を正し
い比率で、且つ１つの漢字を組立てるすべてのパ
ラメータを含むように再構成する命令を増大しな
ければならない。結果的に、全圧縮率は減少する
事になる。 〔背景技法〕 所与の文字の組を発生するのに必要とされるメ
モリ位置の数を減少する多数の周知の文字圧縮兼
発生機構が存在するが、各々長所と欠点が存在す
る。米国特許第3999167号は漢字の如き文字パタ
ーンを発生する方法及び装置を開示している。こ
の特許の方法に従えば、原文字マトリツクス中の
１つおきのドツト要素が記憶されて、文字発生器
に対して必要とされるメモリの割当てが1/2に減
少される。しかしながら、この特許に従つても漢
字の発生のためには依然かなりの量のメモリが使
用される事が明らかである。 米国特許第3936664号は所与の漢字がｘ，ｙ位
置、角度及び長さによつて表わされる複数のベク
トルに分解されて、記憶される漢字を発生するた
めの文字発生器を開示している。しかしながら、
発生される文字は原文字の近似にしかすぎず、メ
モリが減少されるとは云え、必要とされるメモリ
空間はかなりなものになる。 米国特許第3980809号はパターンのライブラリ
が記憶され、発生されるべきパターンが発見され
る迄基準パターンの表と要素毎に比較される文字
発生器を開示している。 米国特許第4068224号は記憶装置中に記憶され
たデータから記号を発生するための記憶発生装置
を述べている。黒及び白領域によつて表わされる
記号は圧縮形で記憶されるが、記号は列及び行に
分割され、各列に対して白／黒及び黒／白の遷移
に対する各列中の行位置の値が記憶され、この位
置の値がすべての列に共通な１つの座標に参照さ
れる。 米国特許第4125875号はアドレス可能な位置に
記憶された視覚像を表わす符号化像情報セグメン
トを有するリフレツシユ・メモリ記憶装置を利用
したデイスプレイ圧縮像リフレツシユ装置を開示
している。 米国特許第4173753号は漢字を６個の基本画
（かく）即ち水平、垂直、点、ダツシユ、時計方
向及び反時計方向の画に分割し、各種の画には対
応する指示用数字記号を与え、これによつて入力
動作を容易にするために任意の文字の正確な筆順
に従う。各文字に該文字を表わすつづり用の番号
が与えられる事を特徴とする漢字計算機のための
入力システムを開示している。しかしながら、こ
の特許には複数の長さパラメータを有するパター
ンを利用するもしくはシステムの圧縮比を増大す
る重畳技法を利用する方法は開示されていない。 米国特許第3830965号は可視像の帯域圧縮デイ
ジタル信号表示を伝送するための装置及び方法を
開示している。１つの画像表示が水平に走査さ
れ、最初の行はランレングス符号でビツト毎に符
号化され、続く複数の行はビツト毎の冗長性符号
化を使用して、基準行を参照しつつ符号化され
る。要するに、この方法は垂直冗長度を有するビ
ツト毎のランレングス符号化法である。 米国特許第3950609号は前の行を参照する事な
く１次元符号化を利用したフアクシミリ・システ
ムを開示している。この文字間の白情報は圧縮さ
れるが、文字のための情報、即ち黒要素は圧縮さ
れない。 米国特許第4181973号は文字圧縮及び発生方法、
漢字のための装置を開示している。漢字の組中に
しばしば生ずる異なるパターンを表わす記号の組
が定められる。61個のこの様な記号が開示されて
いる。１つの文字を表わし各まばらなマトリツク
スをなす様に記憶される情報は、まばらなマトリ
ツクス中の各記号Ｓ、その位置Ｐ及びもしその記
号が寸法のみの異なるパラメータの族を表わす場
合には、２個の長さパラメータに制限された寸法
パラメータＱより成る。Ｐ，Ｓ及びＱパラメータ
は３つの異なる読取り専用メモリ（ROM）中に
記憶される。文字はＰ，Ｓ及びＱ ROM中に記
憶された情報から直列に再構成される。 米国特許第4286329号は漢字中の画（かく）、ベ
クトル及び共通のパターンが記号によつて定義さ
れた複雑な文字の発生器を述べている。この結果
原漢字の像はまばらなマトリツクス表示で表わさ
れる。圧縮は全文字像を記憶する事によつてでな
く、まばらなマトリツクス中の非０要素について
の情報で達成される。非０要素についての情報は
非０要素の位置Ｐ、非０要素の記号の型Ｓ、寸法
パラメータが３個乃至それ以上の長さパラメータ
を含み得る複数個の長さパラメータより成る場合
にはパターンの寸法パラメータＹを含む。上述の
米国特許第4181973号の複雑な文字発生器は所与
のパターンが解読され、次のパターンの解読プロ
セスが達成される前に書込まれる如く直列に動作
するがこの米国特許第4286329号の複雑な文字発
生器は１つのパターンが書込まれつつある時に、
次のパターンが解読されつつあるといつた具合に
並列モードで動作する。さらに、１，２もしくは
３もしくはそれ以上のパラメータを有する長さパ
ラメータが使用されているので、より大きな圧縮
が達成される。この符号化方法は圧縮がさらに増
大される如く２つのパターンの部分の重量が可能
である。 本発明によつて、２次元バイト・ランレングス
符号を使用するバイト走査高速データ圧縮／伸長
機構を使用した複雑な文字発生器が与えられる。
この機構はデータを整数個のバイトで符号化／解
読する。即ち、データの整数個のバイトが１個の
符号語で符号化される。逆に原データの整数個の
バイトを単一の符号語を解読する事によつて発生
される。データはバイト単位で処理され、他の機
構の如くビツト単位で処理されないので、本発明
の機構はハードウエア実施例もしくはソフトウエ
ア実施例のいずれでも現代のデイジタル・エレク
トロニクスに適している。本発明の方法は機械が
バイトをビツトに変換し、ビツトをバイトに変換
する際に時間を費さない様な場合には簡単な具体
化及び高速パフオーマンスに対して部分的に寄与
する。伸長されたデータはバツフア・メモリのバ
イト境界に適合する様に取りはからう必要はな
い。バイト走査のフオーマツトは２つの形式を取
り得、単一のラスタ走査Ｉ／Ｏもしくは多重ノズ
ル・インク・ジエツト、多重スタイラス線もしく
は電子食刻印刷ヘツドもしくは多重ビーム・デイ
スプレイの如き多重ラスタ走査Ｉ／Ｏのいずれに
も適している。 〔本発明の説明〕 複雑な文字の組中の複雑な文字を圧縮及び発生
するための方法及び装置が説明される。複雑な文
字の組の各文字は各行がＪバイトより成りＩ行及
びＪ列ドツト・マトリツクスによつて画定され
る。所与の文字の各行は走査されている現在のバ
イトが隣接する先行バイト、例えば当該走査シー
ケンス中の直接先行バイト、もしくは当該走査シ
ーケンスに直接先行する行で同一の列中にある直
接上のバイトと同じ数値を有するかどうかを決定
するために相次いで走査される。直接先行バイト
と同一の数値を有する相次いで読出されるバイト
のシーケンスの数は単一の記号Pnとして符号化
される。ｎは各直接先行するバイトに数値が等し
い、シーケンス中で走査される相次ぐバイトの数
を示した整数である。直接上のバイトと同一数値
を有する相次いで読出されるバイトは単一記号
Amで符号化される。ｍは各直接上のバイトの数
値に等しい、シーケンス中で走査される相次ぐバ
イトの数を示した整数である。相次ぐ数のバイト
の走査中にも、もしｎ及びｍが等しければ、この
バイトのシーケンスは記号Pn及びAmの予定の１
つとして符号化される。走査される現バイトの数
値と前のバイトもしくは上のバイトと同一数値で
なければ、このバイトは単一の記号Sxとして符
号化される。ここでｘはその数値を示す整値であ
る。所与の複雑な文字のために相次いで発生され
る記号Pn，Am及びSxはその圧縮された複雑な
文字の表示であり、その後利用装置上に所与の複
雑な文字を発生する様に解読される。実際には、
例えば可変長符号語、例えば、ハフマン符号語が
記号Pn，Am及びSxの各々に割当てられる。 〔本発明を遂行する最良モード〕 本発明に従う複雑な文字発生器は原文字を表わ
す圧縮データから原文字像を再構成する。文字の
圧縮はバイト走査を使用して達成される。ここで
原文字は２次元のバイト・ランレングス符号を使
用して圧縮される。説明される圧縮技法は任意の
寸法の文字ドツト・マトリツクスに適用可能であ
る。圧縮技法は例えば28×22，28×28，32×32，
36×36もしくは任意の寸法マトリツクスで利用さ
れる。例として代表的圧縮技術は32×32フオント
に対して以下さらに説明される。各列は長さが32
画素（PEL）で、１行当り32PELを有する。シ
ステムは各行が４つの１バイト幅のセグメントに
分割された単一の走査装置の場合について説明さ
れる。左から右への多重走査装置例えば、８走査
器の場合には各列は４個の１バイト・セグメント
に分割される。 本発明は第１図及び第Ａ表（末尾参照）を参照
する事によつて容易に理解されよう。第１図は圧
縮／伸長システムのブロツク図である。第Ａ表は
文字マトリツクスが誘導される方法を示す。シス
テムは総括的に２で示され、完全な原文字のフオ
ントは第１のデイスク・フオント記憶装置４に記
憶される。文字は文字毎に１時に１バイトずつ読
出され、各個々の文字を圧縮するための圧縮器６
に送られる。次いで圧縮された文字はデイスク・
フオント記憶装置７に記憶される。選択された圧
縮文字はRAM８の如きランダム・アクセス記憶
装置に読出される。RAM８中に選択的に記憶さ
れた圧縮文字は次に伸長器１０に与えられ、選択
的に読出された圧縮文字が伸長され、印刷器１２
もしくは表示装置１４の如き単一の利用装置上に
その原形が発生される。単一要素走査のための代
表的32×32文字マトリツクスが第Ａ表に示されて
いる。マトリツクスはＩ行、Ｊ列より成り、Ｉは
１から32の値をとり、Ｊは１から４の値をとる。
行の各々は各バイト幅のＪ列へ分割され、所与の
１行中には４バイトが存在する。 圧縮技法は単一ラスタ走査器に関して説明され
るが、この装置では所与の文字を１時に１行読出
す事によつて達成される。第１の行が相次いでバ
イト１から４迄読出される如くして、マトリツク
ス中の第32行中の128番目のバイトに迄及ぶ。一
般に圧縮技法は次の如く行われる。現在Ｃのバイ
トは例えば走査シーケンス中の直接前のバイトＰ
即ち先行バイト及び走査シーケンス中の直接先行
行の同一列の直接上のバイトＡの如き隣接先行バ
イトと比較され、現在のバイトがＰもしくはＡと
同一の数値を有するかどうかが決定される。もし
現在のバイトが前のバイトと同一値を有するなら
ば、そのバイトが系列の計数に加えられ、この様
な同一のバイトの系列は記号Pnで符号化される。
ｎは前のバイトと同一値を有するバイト系列の数
を示す整数である。もし現在のバイトが直上のバ
イトと同一値を有するならば、これが計数され、
この同一バイトの系列は記号Amで符号化され
る。ｍは直上のバイトと同一値を有する相次ぐバ
イトの数を示す整数である。もし読出されつつあ
る現在のバイトが先行もしくは直上のバイトと同
一数値でなければ、これは記号Sxで符号化され
る。ｘは現在のバイトの数値を示す。第Ａ表の例
では現在のバイトＣ１はその直前のバイトＰ１及
び直上のバイトＡ１と比較され、その後の走査シ
ーケンスでは他の現在のバイトＣ２はその前のバ
イトＰ２及び上のバイトＡ２と比較される。 多重要素走査器のための代表的32×32文字マト
リツクスが第Ｂ表に示されている。マトリツクス
はＩ行及びＪ列を有し、Ｉは１から４、Ｊは１か
ら32の値を有する。各列は４個の１バイト幅のセ
グメントに分割されている。即ち、或る行中の各
列位置は第３行中の第32列位置を示す13で示され
た如く長さが８ビツトである。 次に多重要素走査器、この場合は１バイト中の
各ビツト当り一要素が与えられている８要素走査
器について本発明の圧縮技法が説明される。圧縮
はマトリツクス中の第１の行の相次ぐバイト１乃
至32を読出すといつた様にして第４行中の128番
目のバイトに達する如く第１行から第Ｉ行迄１時
に各行、各列位置を走査する事によつて所与の文
字を読出す事によつて達成される。８要素走査器
は第１乃至第８走査素子を有し、行中の各列位置
を求めて並列に第１乃至第８ビツトを走査する。
一般に、圧縮技法は次の如きものである。走査中
の列位置中の現在Ｃのバイトが隣接列位置中のバ
イトと比較される。例えば走査シーケンス中の直
接前のＰ即ち先行列位置中のバイト及び走査シー
ケンス中の直接先行する行中の同一列中の直接上
Ａの列位置中のバイトが現在のバイトと比較さ
れ、現在列位置がＰもしくはＡと同一の数値を有
するかどうかが決定される。もし現在列位置にお
けるバイトが前の列位置中のバイトと同一数値を
有するならば、これが計数され、この様な同一バ
イトの系列の数が記号Pnと符号化される。ここ
でｎは前の列位置中のバイトと同一値を有するバ
イトの系列の数を示す。もし現在のバイトが上の
位置中のバイトと同一値を有するならば、これが
計数され、この様な同一のバイトの系列の数は記
号Amで符号化される。ここでｍは走査シーケン
ス中の上の列位置中のバイトと同一値を有する相
次ぐバイトの系列の数を示した整数である。もし
現在の列位置において読出されるバイトが先行も
しくは上列位置中のバイトと同一数値を有さなけ
れば、これは記号Sxで符号化される。ここでｘ
は走査されつつある現在列位置の数値を示す。例
えば（第Ｂ表）、現在列位置中のバイトＣ１は先
行列位置中のバイトＰ１と上の列位置中のバイト
Ａ１と比較され、その後の走査シーケンス中では
現在列位置中のバイトＣ２が先行列位置中のバイ
トＰ２及び上の列位置バイトＡ２と比較される。 第Ｃ表は所与の複雑な文字を符号化する記号
Pn，Am及びSxを示す記号表である。Pn表16は
４つの前のバイト記号Ｐ１−Ｐ４より成り、これ
等の記号は以下説明される読出表中の夫々の数値
301−304によつて表わされている。４つのこの様
な記号は唯例として示されたものであり、設計の
選択の問題として、より少ないもしくは大きな数
のPn記号が使用される事を理解されたい。Am表
18は８個の直上バイトの記号Ａ１−Ａ８より成
り、これ等の記号はまもなく説明される他の読出
表中の数値401−408によつて表示される。Sx表
20は256個の可能な記号より成り、現在のバイト
の数値が表わされる。これ等の記号はS1乃至
S256であり、S1乃至S255が夫々数値１乃至255を
表わし、読出される表の理解を容易にするために
S256は２進値０を表わしている。 第２図及び第Ｄ表、第Ｅ表は所与の複雑な文字
が本発明に従つて圧縮される例を示す。第２図で
は漢字が代表的な複雑な文字として選択されてい
る。第Ｄ表は第２図の漢字の他の表示であり、文
字ドツト・マトリツクスの128バイトの各々には
所与のバイト中のPELの数に関する０乃至255の
数値が割当てられている。第１行にはPELは存
在せず、この行のバイトの各々は０の数値を有す
る事が明らかである。第２の行中では、最初の３
つのバイトが同様に０の数値を有する。この行中
の第４のバイトは第５のビツト位置に１個の
PELを有する。このバイトには16の数値が割当
てられる。第Ｄ表の数値を確かめるためには第２
図の文字マトリツクスを行毎に走査されたい。 上述の如く、原文字マトリツクスは行毎に第１
のバイトから第４のバイトに至る等々にして第32
行に至り、最後の128番号のバイトに至る様に走
査され、原文字が圧縮される。第１行を走査する
のには走査されつつある現在のバイトを基準の前
の及び上のバイトと比較するために、４バイト幅
である基準値が必要とされる。説明の目的には、
基準行は４つのバイト位置の各々において０数値
を有する様に選択される。従つて第１の行が第１
のバイト位置から第４のバイト位置に走査される
時は、現在のバイトは第１の行中の各位置及び第
２の行の３つのバイト位置に対して同一数値を有
する。従つて第１の行のバイトの系列はＰ４もし
くはＡ４として符号化され得る。PnとAmの値が
等しい時、これはAm値として符号化される。従
つてAm比較が３バイト間連続する。従つて、最
初の７個のバイトは第Ｅ表の圧縮された複雑な文
字表中の位置１に示された如くＡ７として符号化
される。行２中のバイト４における、バイトの数
値は16であり、この値は前のバイトもしくは上の
バイトと一致せず、従つてこの現在のバイトは第
Ｅ表の位置２において示された如く記号Ｓ１６と
して符号化される。走査シーケンスは次いで行３
に進み、最初の３バイトは上のバイトと同一数値
を有し、従つて次の記号は第Ｅ表の位置３に示さ
れた如くＡ３として符号化される。行３中の第４
バイトは56の数値を有するが、この値は前のバイ
トもしくは上のバイトと一致せず、第Ｅ表の位置
４に数値Ｓ５６として符号化されている。この様
な走査シーケンスは第32行迄継続され、ここで最
後の記号は第Ｅ表中の位置49に示されたＡ３とし
て符号化される。バイト走査技法を使用すると第
２図の文字マトリツクスの1028個の可能なビツト
はハフマン型符号語を使用して306ビツトの圧縮
文字に縮小される事は明らかである。 第Ｆ表は夫々の記号Pn，Am及びSxに割当て
られるハフマン符号語を与える符号化表である。
ハフマン符号は発生の確率が最も高い記号には最
小のビツト数の符号語が割当てられ、或る符号語
は次の符号語のための前置部分とはならないもの
である。発生頻度が最も高い記号はアドレスＡ１
の３ビツト幅の符号が割当てられた記号Ａ１であ
り、符号は011であり、Ａ１の次に発生の確率の
高い符号語はＳ０，Ａ２，Ｓ２５，５，Ｓ２，
４，Ｐ１等々である。 上述の如く各バイトには256個の符号語が割当
てられる可能性があり、代表的複雑な文字マトリ
ツクス中には128のバイトが存在する。次の定義
は単一走査器のため圧縮シーケンスを説明するた
めのものである。 (1) Ｃ＝現在のバイト＝Ｓ(K)、Ｋ＝１乃至128 (2) Ａ＝上のバイト＝Ｓ（Ｋ−Ｎ）、Ｎ＝４ (3) Ｐ＝前のバイト＝Ｓ（Ｋ−１） Ｉ行及びＪ列の文字マトリツクスＭは次の如く
定義される。 (4) Ｍ（Ｉ，Ｊ）、Ｉ＝１乃至32、Ｊ＝１乃至４ 所与のバイトＳ，Ｋは次の如く定義される。 (5) Ｓ(K)，Ｋ＝Ｊ＋（Ｉ−１）・４ 第３行の最初のバイトの場合は (6) Ｓ(K)、Ｋ＝１＋（３−１）・４＝９ Ｓ(K)＝S9、即ち９番目のバイトである。 第３図に示された如き多重要素走査器の場合に
は圧縮シーケンスは次の通りに行われる。 (1) Ｃ＝現在のバイト＝Ｓ(K)＝１乃至128 (2) Ａ＝上のバイト＝Ｓ（Ｋ−Ｎ）、Ｎ＝32 (3) Ｐ＝前のバイト＝Ｓ（Ｋ−１） Ｉ行、Ｊ列の文字マトリツクスは次の如く定義
される。 (4) Ｍ（Ｉ，Ｊ）、Ｉ＝１乃至４、Ｊ＝１乃至32 第３図を参照するに、所与の複雑な文字のため
の圧縮シーケンスを示す流れ図が示されている。
上述の如く、圧縮されるべき最初の行は４バイト
位置Ｋ＝１乃至４がすべて０より成る基準行と比
較される。従つてシステムはＫ＝５に初期設定さ
れる。ＡカウンタAC、ＰカウンタPC、Ａストツ
プ及びＰストツプはすべて０にセツトされる。Ａ
カウンタ及びＰカウンタは夫々動作シーケンスに
おける上及び前のバイトと同一の数値を有するバ
イトの数を計数する。Ａストツプ及びＰストツプ
は夫々上のバイトもしくは前バイトに等しくない
走査されつつある現在のバイトを示す。この事は
第４図のブロツク図に関連してより明らかにされ
よう。 上述の如く、システムの流れ図は22で示された
如くＫ＝５で初期設定される。次いで論理プロセ
スは論理ブロツク２４に進み、Ｐストツプ＝１で
あるかどうかが決定される。システムは丁度初期
設定されたばかりであるので、Ｐストツプは０に
等しく、従つて論理プロセスは論理ブロツク２６
に進み、Ａストツプが１に等しいかどうかが決定
される。再びシステムはＡストツプ＝０に初期設
定されているので、判断は論理ブロツク２８に進
み現在バイトＳ，Ｋが直接上のバイトＳ（Ｋ−Ｎ）
に等しいかどうかが決定される。もし現在のバイ
トが上のバイトに等しくなければ、論理プロセス
は論理ブロツク３０に進み、ここでＡストツプは
１に等しくセツトされる。次いで論理ブロツク３
２に進み、ここで現在のバイトが前のバイトＳ
（Ｋ−１）と同一の数値であるかどうかが検査さ
れる。もし現在のバイトが前のバイトと同一の数
値でなければ、論理プロセスは論理ブロツク３４
に進み、ここでＰストツプが１に等しくセツトさ
れる。もし、他方、現在のバイトが前のバイトと
同一の数値ならば、PCカウンタは３６に示され
た如く１だけインクレメントされる。 論理ブロツク２８で走査されつつある現在のバ
イトが上のバイトと同一値である事がわかれば次
いで論理プロセスは論理ブロツク３８に進み、カ
ウタACが１だけインクレメントされ、次いで、
論理ブロツク４０に進み、現在のバイトの前のバ
イトに等しいかどうかが決定される。もし現在の
バイトが前のバイトに等しくなければ、Ｐストツ
プが４２に示された如く１にセツトされる。しか
しながら、現在バイトと同一であれば、Ｐカウン
タが１だけインクレメントされる論理ブロツク４
４に進む。 論理ブロツク３６，４２及び４４で示された如
く、PCカウンタがインクレメントされるか、Ｐ
ストツプが１に等しくカツトされる時は、論理プ
ロセスは論理ブロツク４６に進み、システムは次
のバイトにインクレメントする。次に論理ブロツ
ク４８において、現在のバイトが、マトリツクス
中の最後のバイト、この例では128に等しいマト
リツクスの中の最後のバイトよりも小さいか等し
いかどうかが決定される。この例ではＫは128以
下であり、論理プロセスは論理ブロツク２４に戻
りＰストツプが１に等しいかどうかが決定され
る。Ｐストツプが１に等しくないと仮定すると、
論理プロセスは再び論理ブロツク２６に進み、Ａ
ストツプが１に等しいかどうかが決定される。Ａ
ストツプが１に等しいと仮定すると、論理ブロセ
スは論理ブロツク５０に進み、前のバイトと現在
バイトが同一数値を有するかどうかが決定され
る。数値が同一でなければ、Ｐストツプは論理ブ
ロツク５２に示され如く１にセツトされる。他
方、もし現在のバイトが前のバイトの値と同一値
を有するならば、ブロツク５４で示された如く
PCカウンタが１だけインクレメントされる。論
理プロセスは次いで論理ブロツク４６に進み、ブ
ロツク４８を経て論理ブロツク２４に戻る。 この例でＰストツプが前もつて１にセツトされ
ていると仮定すると、論理プロセスは論理ブロツ
ク２４から論理ブロツク５６に進み、走査中の現
在のバイトが上のバイトに等しいかどうかが決定
される。走査されている現在のバイトが上のバイ
トに等しくなければＡストツプが論理ブロツク５
８に示されている如く１にセツトされる。他方も
し現在バイトが上のバイトと同一数値を有するな
らば、論理プロセスは論理ブロツク６０に進み、
ACカウンタが１だけインクレメントされ、次い
で論理ブロツク４６及び４８に進む。 上もしくは前のバイトと同一の数値を有しつつ
走査された現在のバイトのシーケンスがとだえた
事を示して、ＰストツプもしくはＡストツプが１
にセツトされた場合には、論理プロセスは論理ブ
ロツク６２に進み、ACがPCより大きいか、PC
に等しいかどうかが決定される。PCがACより大
きいと、論理プロセスは論理ブロツク６４に進
み、ここで記号はPCとして符号化され、出力符
号器に至る線６６上に与えられる。他方、もし
ACがPCより大きいか等しいと、論理プロセスは
論理ブロツク６８に進み、AC＝０であるかどう
かが決定される。もしAC＝０でなければ、論理
プロセスは論理ブロツク７０に進み、ここで記号
はACとして符号化され、次いで出力符号器に至
る出力線６６上に出力される。他方もしAC＝０
で、即ちPC＝０であつて、現在のバイトが前の
もしくは上バイトに等しくない事が示されると、
論理プロセスは次いで論理ブロツク７２に進み、
記号はＳ，Ｋとして符号化される。この値は現在
のバイトの数値を示し、線６６を介して出力符号
器へ出力される。 論理ブロツク６４，７０もしくは７２の１つの
いずれかの記号の発生に続く各場合に、論理プロ
セスは論理ブロツク７４に進み、現在バイトの番
号がマトリツクスの最後のバイトの番号よりも小
さいかどうかが決定される。そし最終バイトに到
着していると、論理プロセスは次いで線７６を介
して開始点２２に戻り、走査シーケンスが継続さ
れる。他方、もしそのバイトが第128番目のバイ
トであるならば、この事は７８に示された如く文
字発生の終りを示す。 第４図は第４，１図、第４，２図及び第４，３
図より成り、本発明の圧縮器のブロツク図を示す
ものである。所望の複雑な文字を形成する128バ
イトは線形メモリ８０の如き記憶装置中に記憶さ
れ、複雑な文字マトリツクスの第１行から第32行
へ一時に１バイトずつ走査即ち読出される。多数
の異なる読出し技法即ち記憶装置から電子的に読
出す記憶装置から光学的に読出すといつた技法が
文字を走査するのに使用される。 各バイトは記憶装置８０から相次いで読出さ
れ、１バイト幅入力シフト・レジスタ８２へ相次
いで読出される。シフト・レジスタ・バツフア８
３は４つの１バイト幅シフト・レジスタ段８４，
８６，８８及び９０より成る。即ちシフト・レジ
スタ・バツフア８３の段の数は複雑な文字マトリ
ツクスの所与の行中のバイトの数に等しい。開始
時に、シフト・レジスタ・バツフア８３はそのす
べての段が０の数値にセツトされており、この様
な各バイトは文字マトリツクスの第１の行は基準
値と比較され、第１行中の走査されつつある現在
のバイトが上のバイトもしくは前のバイトと同一
の数値を有するかどうかが決定される。第１のバ
イトが入力シフト・レジスタ８２中に記憶され、
シフト・レジスタ８２中のバイトの数値は比較器
９６及び９８の第１の入力９２及び９４に与えら
れ又ラツチ１５２へ与えられる。比較器９６は走
査されている現在のバイト、即ちシフト・レジス
タ８２中に記憶されたバイトと走査シーケンス中
の上のバイト、即ちシフト・レジスタの段９０中
に記憶されたバイトを比較する。比較器９８は走
査中の現在のバイトの値、シフト・レジスタ８２
中に記憶された走査シーケンス中の直接先行する
即ち前のバイトと比較するのに使用される。ラツ
チ１５２の機能についてはまもなく説明する。 第２図及び第Ｄ表に示された複雑な文字マトリ
ツクスの圧縮方法を参照するに、比較器９６及び
９８は走査される情報の最初の７バイトが前のバ
イト及び上のバイトと同一値を有する事を決定
し、記号Ａ７が符号化される。比較器９６及び９
８が等しい事を決定するたびにANDゲート１０
０及び１０２は夫々クロツク時間に付勢され、
夫々ACカウンタ１０４及びPCカウンタ１０６に
インクレメント計数パルスが与えられる。AND
ゲート１００及び１０２のアクテイブ状態は同様
にORゲート１０８に与えられ、開始時に128の
計数にセツトされた減数カウンタ１１０をデクレ
メントする。ORゲート１０８の出力は同様に線
１１２を介して入力シフト・レジスタ８２及びシ
フト・レジスタ・バツフア８３に与えられ、その
中の情報のバイトを次の段にシフトする。走査シ
ーケンスのバイト８において、バイトの数値は前
もしくは上のバイトに等しくない16の値を有し、
比較器９２及び９８はこの条件を示す信号を夫々
ORゲート１１４及び１１６に与え、これはアク
テイブ状態をORゲート１１８及び１２０に与
え、クロツク時間にACカウンタ１０４及びPCカ
ウンタ１０６の夫々を停止させる。比較器１２２
は各バイト走査シーケンス中におけるAC及びPC
を比較し、比較の結果はラツチ回路網１２４に与
えられる。走査中の現在のバイトがORゲート１
１４及び１１６の付勢状態によつて示される如く
前もしくは上のバイトに等しくない時は、AND
ゲート１２７が付勢され、ANDゲート１２７は
ラツチ１２４の内容を読出すためにクロツク時に
ANDゲート１２９を付勢する。同様にゲート１
２８の付勢状態はACカウンタ１０４をリセツト
し、PCカウンタ１０６をリセツトする。 PCがACより大きい時は、線１２６が付勢さ
れ、もしACがPCより大きければ、線１２８が付
勢され、ACがPCに等しければ、線１３０が付勢
される。線１２９及び１３０上り付勢状態が発生
すれば、ANDゲート１３２が付勢され、線１３
４上にACがPCより大きいか等しい事を示す付勢
状態が与えられる。もし線１３０が付勢される
と、AC及びPCが共に０に等しく、これが線１３
６の付勢状態によつて示されると、ANDゲート
１３８が付勢状態となり、これは線１４０を付勢
する。線１２６，１３４及び１４０は分類符号器
１４０に接続され、これはこの３入力線の状態を
眺めて、２つの出力線１４４及び１４６上に選択
器回路網１４８及びプログラムされた論理配列体
（PLA150）に与えられる２進符号状態を与える。
入力線１２６，１３４及び１４０は夫々ｂ３，ｂ
２及びｂ１と表わされ、出力線１４４及び１４６
はａ２及びａ１で夫々指示される。以下の論理表
１は線ｂ１，ｂ２及びｂ３のどの様な２進条件が
出力線ａ１及びａ２に対してどの様な２進条件を
与えるかを示している。

〔工業上の応用〕

本発明の目的は複雑な文字のための改良された
圧縮／伸縮技法を与える事にある。 本発明の他の目的は改良された複雑な文字発生
器を与える事にある。 本発明のさらに他の目的はバイト走査を使用し
た改良された複雑な文字発生器を与える事にあ
る。 本発明に従い、２次元バイトのランレングス符
号を利用した改良された複雑な文字発生器が与え
られる。 本発明に従い、複雑な文字を記述するデータの
整数の倍数のバイトが１つの符号語で符号化さ
れ、逆に原データの整数の倍数のバイトが１個の
符号語を解読する事によつて再構成される。 本発明に従い、複雑な文字は各列はＪバイトよ
り成り、Ｉ行及びＪ列ドツト・マトリツクスによ
つて定義される。この複雑な文字を一時に１バイ
ト走査し、走査シーケンス中の隣接する先行バイ
トと比較して、現在走査中のバイトが隣接するバ
イトと同一数値を有する。同一隣接バイトより成
る相次いで読出されるシーケンスの数が単一の第
１の記号として符号化される。もしバイトに同一
性がない場合には、走査されつつあるバイトはそ
の数値を示す第２の記号が割当てられる。 本発明に従い、複雑な文字が各行がＪ個のバイ
トより成り、Ｉ行及びＪ列ドツト・マトリツクス
によつて定義され、複雑な文字は一時に１バイト
走査され、直接先行し、もしくは直接上にあるバ
イトと比較され、現在走査されつつあるバイトが
いずれか一方のバイトと同一数値を有するかどう
かが決定される。同一の直接先行するもしくは直
接上のバイトの相次いで読出されるシーケンスの
数が夫々単一の記号PnもしくはAmとして符号化
される。もしバイト中に一致がなければ、走査さ
れるバイトには記号Sxが割当てられる。ここで
ｘはその数値を示す整数である。これ等の記号は
複雑な文字が発生される様に解読される。

【表】 ・５ ５ ５ ５ ５
・

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ Ｉ行、Ｊ×８列（Ｉ及びＪは自然数とする）
   のマトリツクスにより画定され、各行がＪ固のバ
   イトより成る複雑な文字を圧縮する方法であつ
   て、 各行を一時に１バイトずつ走査し、所与のバイ
   トが走査の系列において隣接する先行バイトと同
   一の値を有するかどうかを決定する段階、 隣接する先行バイトと同一値を有するバイトが
   連続して出現する回数を調べる段階、 隣接する先行バイトと同一値を有さないバイト
   の値を調べる段階、及び 圧縮対象となるすべての文字について上記回数
   及び値の出現頻度を調べ、この出現頻度に基づき
   回数及び値を符号化する段階 より成る複雑な文字を圧縮する方法。