JP2744231B2 - 画像処理装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 ＜技術分野＞ 本発明は画像データを処理する画像処理装置に関す
る。 ＜従来技術＞ 従来、高密度カラー画像データを変換処理或は編集処
理する装置としては、サイテツクス社のレスポンス300
シリーズ、クロスフイールド社のSTUDIO−800シリーズ
等の印刷システムが知られている。 しかしながら、これらの装置は大型であり、しかも処
理時間が長いという欠点があった。 ＜目的＞ 本発明は以上の点に鑑みてなされたもので、画像に対
する２次元的な回転処理を簡易な構成で、且つ、高速に
実効可能とすることを目的とし、詳しくは、画像を夫々
ｍ×ｍ画素からなる複数のブロックに分割した各ブロッ
クの画像を表わす圧縮データを格納した圧縮データメモ
リと、前記圧縮データメモリから圧縮データを読出す読
出手段と、前記読出手段により読出された圧縮データを
復号し、ｍライン毎に画像データを出力する復号手段
と、前記復号手段により復号されたｍライン分の画像デ
ータに対し、一次元方向に関する補間処理を行ない、補
間処理した画像データを回転角に応じて一次元方向に移
動する一次元変換処理を行なう処理手段と、前記処理手
段により一次元変換処理されたｍライン分の画像データ
をｍ×ｍ画素からなるブロック毎に圧縮する圧縮手段
と、前記圧縮手段により圧縮された圧縮データを前記圧
縮データメモリに格納する格納手段とを有し、前記読出
手段により前記圧縮データメモリから第１の方向に関し
て圧縮データを読出し、前記復号手段により復号し、復
号された画像データに対して前記処理手段により前記第
１の方向に関する補間処理を行ない、補間処理した画像
データを回転角に応じて前記第１の方向に移動する一次
元変換処理を行ない、一次元変換処理された画像データ
を前記圧縮手段により圧縮し、前記格納手段により前記
圧縮データメモリに格納する第１の画像移動処理、及
び、前記読出手段により前記圧縮データメモリから前記
第１の方向に直交する第２の方向に関して圧縮データを
読出し、前記復号手段により復号し、復号された画像デ
ータに対して前記処理手段により前記第２の方向に関す
る補間処理を行ない、補間処理した画像データを回転角
に応じて前記第２の方向に移動する一次元変換処理を行
ない、一次元変換処理された画像データを前記圧縮手段
により圧縮し、前記格納手段により前記圧縮データメモ
リに格納する第２の画像移動処理とにより、前記圧縮デ
ータメモリに格納されている圧縮データにより表わされ
る画像に対して２次元的な回転処理を行なう画像処理装
置を提供するものである。 ＜実施例＞ （概要） 一般に画像処理装置の機能としては、 以上の２つの編集機能を必要とする。前者は一般にハ
ードウエアによるパイプライン・プロセサーと言われる
もので本装置に於ては画像編集機能のある特定の高速性
を必要とする項目について実行する。後者のCPUによる
処理は人間とインターラクテイブに行う項目について
（ある程度時間はかかってもよい）実行する。 即ち、前者のパイプライン・プロセサーは、例えば画
像のレイアウトを決めるアフイン変換（拡大・縮小・移
動・回転）と空間フイルター処理（画像の強調・平滑化
等）及びlook up table（LUT）による色変換処理等の画
像の逐次処理を主として行う。 後者のCPUによる処理は一般に複雑な処理・ハードウ
エア化出来にくい処理を行う。ここでは画像を任意の形
状に切り出したり、切り出した画像を別の所へコピーす
る処理、画像の一部を修正する等の処理をさす。これら
の処理は一般に操作者の創造によるクリエイテイブな処
理で、ある程度、時間がかかっても許容出来る。しかし
この機能は高機能である必要がある 以上２つの編集処理機能を最大のパフオーマンスで実
施するためには編集装置のシステム・アーキテクチヤー
から考える必要がある。即ち両者の処理が十分高機能に
高速に実行出来るようにするためには、構成するシステ
ムの体系、取り扱う画像データの持ち方（フオーマツ
ト）、信号の流れ、機能の解析等が検討される必要があ
る。 種々の検討の結果カラー画像処理装置としてのシステ
ム・アーキテクチヤーとして次の事が結論として得られ
た。 （１）画像編集を行う為には、画像データは圧縮データ
として持つ。 （２）圧縮の方式としてはｍ×ｍのブロツクを一符号と
して持つブロツク符号化又はベクトル量子化がよい。 （３）高精細な画像編集を行う為には、ｍ×ｍの内部の
画像データを書き直す必要がある。 （１）に於て、高解像・高階調の画像処理を行うため
には、画像データ容量としては極めて莫大となる。例え
ばA4 1pageを16pel/mm各8bit/PIXELでカラー読取りした
場合、R,G,B3色で約48Mバイトのデータ容量となる。先
に述べた画像編集をインターラクテイブに、且つ高機能
に行うためにはかかるカラー画像データを圧縮し、編集
しやすい形にする事が重要技術となる。このためには
（２）のブロツク符号化又はベクトル量子化手法が最適
であると結論づけられた。 これは即ち画像のｍ×ｍ画素を１つの固定長のコード
に直す方式で、大きな圧縮率が得られる事と、画像デー
タの位置情報が保持されているため容易に編集出来るた
めである。 かかる圧縮法を用いて画像データを持った場合、我々
は高精細な画像編集を行うためには（３）に示される様
に圧縮の単位のｍ×ｍ内の画素データまで編集結果とし
て書き直す必要がある事に気がついた。即ちベクトル量
子化手法によるｍ×ｍ単位で持ったコードデータの集合
を編集した結果、編集の項目によっては、コードの値を
変化させる必要がある。 以下、本発明の実施例に基づき詳細に説明する。 （実施例の詳細な説明） 第１図はこの発明の一実施例を示す画像処理装置の構
成図である。リーダ１によって読みとられた画像データ
（例えばR,G,B各8bitデジタルデータ）は変換器11によ
り信号変換され、NTSC信号で用いられる輝度（Ｙ）信号
と色差信号（I,Q）に変換される。かかる変換は例えば
R,G,Bのデータを なるマトリツクス計算により得られる。ここで変換マト
リツクスの係数はリーダの色分解特性、γ特性等に合わ
せて適宜修正される。かかるY,I,Q信号は後述の圧縮器
２により圧縮され画像データフアイル用のデイスクメモ
リ３へ記憶される。デイスク内の画像データはImageメ
モリ５と呼ばれるICメモリ上へ読み出され加工・編集さ
れる。ここで高速処理を行うべく基本処理はハードウエ
ア化されたパイプライン・プロセサ４によって行われ
る。 一方イメージメモリ５上の画像データはCPU8により各
種処理が施され加工・修正が行われる。編集の過程はCR
Tコントローラ９によりカラーCRT10上へ表示され、編集
の状況がモニターできる。編集された結果はイメージメ
モリー５から復号器６を通して元の画像データに戻さ
れ、変換器12によりこの画像データがプリンターに対応
した色信号（イエロー，マゼンタ，シアン，ブラツク）
に変換されカラープリンタ７へ出力される。 （圧縮符号化） 次に画像データの圧縮法について述べる。 Y,I,Qのような輝度と色差の３色信号に分けることに
より、輝度データであるＹ信号の空間周波数をよく保存
しておけば、色差信号であるI,Q信号の空間周波数はあ
る程度制限し（高周波成分のカツト）視覚上の画質劣化
が少ないということが知られている。 そこで例えばI,Q信号はｍ×ｍのブロツク（ｍは整
数）の平均値等で色情報を代表させ、カラー画像のデー
タ量を削減するデータ圧縮法が考えられる。I,Q信号の
ブロツクサイズは要求される画質、許容されるメモリ容
量により２×2,4×4,6×６などのブロツクサイズが選ば
れる。例えばブロツクサイズを４×４とすると、前述し
たようにA4 1pageのメモリ容量48MByteは、Ｙ信号16MBy
te（非圧縮）＋I,Q信号2MByte＝計18MByteとなり約2.7
の圧縮率となる。 一方Ｙ信号に関してはI,Q信号の圧縮とは異なり解像
度データを十分残すような圧縮法が必要となる。 第１の方法としてブロツク符号化手法がある。 この手法はｍ×ｍブロツク内の画素データｘの平均値
、標準偏差σを算出する。次に各画素ごとの濃淡情報
を数bit程度で表わす。例えば（ｘ−）／σの計算値
を再量子化することにより実現できる。この圧縮データ
フオーマツトは第２図（ａ）のようになり、平均値、標
準偏差の次に各画素の濃淡情報を続け、この濃淡情報の
順序をブロツク内の画素位置に１対１に対応させる。 第２の方法は、ｍ×ｍ画素のベクトル量子化手法であ
る。 この手法はｍ×ｍブロツク内の画素データを平均値
、標準偏差σと画像のパターンを表わすコードにより
表現させて、データの圧縮を計るものである。この圧縮
データフオーマツトは、第２図（ｂ）のようになる。 以上はＹ信号のみ解像度データをとり、IQ信号に関し
てはｍ×ｍ内の平均データをとる様にした例であるが、
IQ信号にもＹ信号と同様のフオーマツトで符号しても構
わない。 かかる圧縮形態はＮ×Ｎ画素から成る一枚の画像をｍ
×ｍの小区画で切り、このｍ×ｍを１つのｋビツトの固
定長のコードに変換するため圧縮された画像データとし
ては のアドレス空間で深さ方向にｋビツトから成るメモリ構
成をとる。従って画像のアドレス情報が保持されてお
り、通常のMH,MMH,MR,MMR等の可変符号長の圧縮方式に
較べて任意位置の画像検索、書込み、等のランダム・ア
クセス性能がよく、編集作業等に最適であると言える。 （画像の回転処理） 以上の圧縮データをベースに画像データを変倍，回転
しようとした場合、圧縮データ自体の書き換えが必要と
なる。 第３図はこの説明図で同図イはｍ×ｍ画素の画像デー
タを圧縮した時の圧縮データの区切りを示す。ｍ×ｍの
単位でその内に含まれる画像データを１つのコードに直
す。（今後このｍ×ｍの圧縮された画素のことを「ブロ
ツク画素」と呼ぶことにする。）。 同図ロはこのブロツク画素毎に画像を回転した結果
で、Ｔという文字はこの様にズタズタに切れてしまう。
これを避けるためには、同図ハの様にブロツク画素を復
号して元の画像データに戻し、各画素毎に回転を与え同
図ニの様にして、しかる後再び圧縮してやる必要があ
る。 この時同図ハに示す圧縮するｍ×ｍの画素単位Ａは回
転操作後同図ニのＡ′の様に変型し、新たに圧縮する画
素単位間にまたがる。 即ち高精細に行うためには と変換する必要がある。 今画像の回転操作を施す場合を考えると、復号して元
の画像データに戻し回転する場合、画素データの移動が
起り、元の画像データの状態で記憶するためのメモリ容
量が極めて大きくなる。最悪元の画像データ並みの48Mb
yteのデータ容量の中間バツフアが必要となる。 かかる復号→回転→圧縮符号化の演算を極めて簡素に
実現する実施例を以下に説明する。 まず、回転の方法について述べる。一般に任意の角度
θの回転は次のようなアフイン変換により実現できる。 ここで は回転前の画像の座標、 は回転後の画像の座標、θは回転角である。この２次元
変換をおこなうと、回転前の画像の座標 は画像データのアドレス点（整数で表現できる）にある
が、回転後の画像の座標 は一般には無理数になってしまう。したがって回転を高
精度におこなうには、いくつかの整数でない座標 のデータから回転後の画像データのアドレス点 （整数）のデータを２次元補間して求めなければならな
い。また、第３図のように回転した結果のデータはｍ×
ｍ単位できれいにつまっていかないので、かなりの容量
の中間バツフアがないと再圧縮が困難になる。そこで２
次元アフイン変換の式（１）を次のようにｘ方向、ｙ方
向の２つの１次元変換の積に分解する。 第１のｘ方向の１次元変換T₁では次のようになる。 すなわち、１次元変換T₁ではｙの値が変わらず、ｘ方
向の幅がcosθ倍の縮小される。図解すると第４図
（ａ）の矩形がｘ方向の１次元変換T₁で（ｂ）のように
変形される。次に第２のｙ方向の１次元変換T₂では次の
ようになる。 すなわちｙ方向の１次元変換T₂では、第４図の（ｂ）
から（ｃ）のように、ｘの値が変わらずｙ方向の幅は1/
cosθ倍に拡大され、角度θの回転をした画像（ｃ）が
得られる。 以上のようにｘ方向の１次元変換T₁では、ｘ方向の１
ラインのデータを読出せば、変換後のデータの座標はそ
のライン上にあり、変換後の画像のアドレス点のデータ
は１次元補間で求めることができる。すなわちｘ方向の
１ライン単位の処理が可能である。したがって１次元変
換T₁の処理結果をｍライン集めれば、ｍ×ｍ単位の再圧
縮が容易に可能となる。同様にｙ方向の１次元変換T₂に
ついても、ｙ方向の１ラインのデータを読出して、１ラ
イン単位の処理が可能である。ただし圧縮データを格納
するメモリ（第１図の５）はｘ方向とｙ方向の２方向に
アクセスが可能な構成にする必要がある。 次に、圧縮データ→復号→回転→圧縮符号化の変換の
詳細を第５図〜第８図に示される実施例に基づいて説明
する。 第５図は、圧縮データ→復号→回転→圧縮符号化を行
なう回路構成全体のブロツク図である。圧縮データは、
入力データとなるデータの領域と、処理後のデータが格
納される領域として２つの領域511,512に区別されてい
る。CPU8は、処理を実行する前に入力データとなるデー
タ領域を選択器521に指示することにより選択する。選
択器521は、CPU8よりの信号502により、圧縮データメモ
リ１及び２（511及び512）の一方を、アドレスラインは
入力データ側メモリアドレス591に、そしてデータライ
ンは入力側圧縮データライン503につなぎ、もう一方の
アドレスラインを出力データ側メモリアドレス592に、
そしてデータラインを出力側圧縮データライン501につ
なぐ場合と、511及び512の両方のアドレスバス及びデー
タバスを全て切り離す（ハイインピーダンス状態にす
る）場合の３つ異なる状態をとる。 以降、521は、圧縮データメモリ１を入力データメモ
リとし、圧縮データメモリ２を出力データメモリとして
つないでいる場合として説明を進める。アドレス演算回
路57は、主走査同期クロツク及び副走査同期クロツクを
受けて、入力圧縮データメモリの入力データアドレス59
1と、処理後のデータが出力されるべき出力圧縮データ
メモリへの出力データアドレス592及び、処理の途中で
必要となる中間バツフア内アドレス593,594を出力す
る。圧縮メモリ511は、入力データアドレス591に応ずる
データを入力側圧縮データライン503に出力し、復号器5
3はこれを復号して選択器522を通して中間メモリ１又は
２（541又は542）に出力する。選択器522は、593の値が
ｍ倍数となるたびに中間メモリ１及び２をトグルでつな
ぎかえる。選択器523は、522同様に動作するが、522が
中間メモリ１をつないだ時には中間メモリ２をつなぎ、
522が中間メモリ２をつないだ時には中間メモリ１をつ
なぐというように、522と523はデータバスを541と542に
交互につなぎかえるものである。また、ここではｍ＝４
の場合を例にとって以下話を進める。591は、アドレス
バスであったが、主走査アドレス及び副走査アドレスの
いずれのアドレスも下位ビツトから数えて３ビツト目
（すなわち22の位のビツト）以上のビツトのみでなるも
のである。また、入力側中間バツフアアドレス593は、
副走査アドレスは、下位ビツトから数えて３ビツト目１
ビツトのみが選択器522及び523に入力されており、中間
メモリ１及び２（541及び542）には主走査アドレスのみ
が入力されている。中間メモリ１及び２は、それぞれ４
ラスタ分のラインバツフアよりなり、復号器53からのラ
スタ出力を選択器522を通して中間メモリの一方に出力
される。中間メモリの相方に、同一の入力側中間バツフ
アアドレスが入力されており、一方の中間メモリの該ア
ドレスに復号されたデータが書き込まれる。他方、もう
一方の中間メモリの同一主走査アドレスから４本のライ
ンバツフアの各々から１ブロツク行前の復号済データが
選択器523を通して補間処理回路55に出力される。補間
処理回路55は、594の出力側中間バツフア主走査アドレ
ス（整数部および小数部より成る）の小数部を入力し、
４本のラインバツフアの出力の各々に対して、相続く２
つのデータから補間したデータを作成して、594の整数
部で与えられるアドレスに対応する中間メモリ３もしく
は４に選択器524を通して出力してゆく。選択器524,525
は、前述の選択器522,523と同様に、中間メモリ３及び
４をトグルで選択する選択器対である。このとき、524
及び525は、出力側中間バツフアアドレス594の副走査ア
ドレスの下位ビツトより数えて３ビツト目のビツト１ビ
ツトを選択信号として入力している。中間メモリ３及び
４には、同一の出力側中間バツフアアドレスの主走査ア
ドレスが入力されており、一方のメモリには、補間処理
回路からのデータが入力されており、もう一方のメモリ
からは、１ブロック行前の補間処理済データが選択器52
5を通して４ラスタ分パラレルに圧縮器56に出力されて
いる。圧縮器56は、該データを入力し、４ラスタの各々
から４画素分のデータを入力した時点で圧縮データを出
力圧縮データバス501を介して選択器521へ出力する。選
択器521は、データバス501上のデータを圧縮データメモ
リ２（512）の出力側圧縮データアドレス592で指定され
るアドレスに出力する。 次に、アドレス演算回路57に関して説明する。第６図
に示すように、57はクロツク切換部61、アドレス計算部
62、出力切換部63,66及びカウンタ64,65よりなる。前述
のように回転は、入力側のアドレスを（x,y）、出力側
のアドレスを（X,Y）とすると、（１）式の関係が成立
する。この時、（２）式のように回転の演算を２項に分
けて考え、途中でのアドレスを（Ｘ′,Y′）とし、
（３）式及び（５）式のように分解すると、それぞれ
（４）式及び（６）式のように書ける。また、副走査ク
ロツクがｙ個目のラスターの主走査クロツクがｘ番目の
画素を（x,y）の画素として扱うとき、 Ｙ′＝Ｙ′（ｙ）＝ｙ ……（４）− Ｘ′＝Ｘ′（x,y）＝xcos θ−ysin θ Ｘ′（0,0）＝０ ……（４）− Ｘ′（0,j＋１）＝（ｊ＋１）・（−sin θ） ＝ｊ・（−sin θ）＋１・（−sin θ） ＝Ｘ′（0,j）＋１・（−sin θ） ……（４）− Ｘ′（ｉ＋1,j＋１）＝Ｘ′（0,j＋１）＋（ｉ＋１）co
s θ ＝Ｘ′（0,j＋１）＋ｉ・cos θ＋cosθ ＝Ｘ′（i,j＋１）＋cos θ ……（４）− である。 よって、（３）式の演算、Ｙ′は副走査同期クロツク
をカウントするのみで算出でき、副走査同期クロツク間
に何個主走査同期クロツクが入っても不変である。よっ
て、アドレス計算部62は、第７図（Ａ）に示すように、
副走査同期クロツクをカウンタ76でカウントアツプして
Ｙ′としている。また、711にはあらかじめCPUにより−
sinθの値がセツトされてあり、731には初期値として０
がリセツトされている。加算器721は、副走査クロツク
が入るたびに731の保持する値と711の保持する値を加算
し、その和を出力する。731はその出力値をラツチし、
新たな値として保持し、（４）−式の計算を実行す
る。次に732は、初期値として０がCPUによりセツトされ
ており、加算器722は、732の保持する値と712の保持す
る値を主走査クロツクが入るたびに加算し（４）−の
計算を実行する。選択器74は副走査クロツクが入ったと
きのみ731の出力を選択出力し、他は722の出力を選択出
力する。また、732は、主走査クロツクもしくは副走査
クロツクの少なくとも一方が入力されると選択器74の出
力をラツチし、（４）−又は（４）−の計算結果を
適宜とり込みＸ′とする。 次に（６）式においても、全く同様に、 Ｘ＝Ｘ（Ｘ′）＝Ｘ′ ……（６）− Ｙ＝Ｙ（Ｘ′,Y′）＝Ｘ′tanθ＋Ｙ′/cosθ Ｙ（0,0）＝０ ……（６）− Ｙ（ｉ＋1,0）＝（ｉ＋１）tanθ ＝ｉ・tanθ＋tanθ ＝Ｙ（i,0）＋tanθ ……（６）−となる。 この場合、（５）式の演算は、（３）式の場合の主走
査同期クロツクと副走査同期クロツクを互いに入れ換え
て考えた議論が全く同様に成立する。そこで、この場合
は、CPU8があらかじめ61,63,66を切り換えておき、ま
た、711,712にセツトしておく値もそれぞれ、tanθ及び
1/cos θとする。第７図（Ｂ）にこれを示しておいた。 また、入力側及び入力側の相方に、圧縮データアドレ
スと中間バツフアアドレスが用意されているのは、中間
バツフアは（３）式の場合には圧縮データメモリの主走
査側アドレス及び副走査側アドレスをそれぞれ主走査側
及び副走査側のそのままのアドレスとして対応づけ、
（５）式の実行の場合には、圧縮データメモリの主走査
アドレス方向を中間バツフアの副走査方向アドレスに、
圧縮データメモリの副走査側アドレス方向を中間バツフ
アの主走査方向アドレスに対応させて用いるためであ
る。これにより中間バツフアはラスターバツフアであっ
ても、（３）式及び（５）式の場合にいずれに対しても
対応可となる。 次に、補間処理回路55に関して説明する。補間処理回
路55には、復号済データと、出力側中間バツフアアドレ
ス594の小数部（2^-1の位、2^-2の位、及び2^-3の位の各ビ
ツト）と整数部のうちの2⁰の位のビツトの全部で４ビツ
トが入力されている。補間処理回路55は、第８図のよう
に構成された回路の801の部分４組及びその他の部分１
組より成り、その801の部分の各々が４つのラスタの各
ラスタに１つづつ対応し、パラレルに動作する。第８図
の回路は、復号済データの相続く２つのデータを保持す
るためのラツチ811,812と、出力側中間バツフアアドレ
スの整数部が変化したかどうかを検知する802の部分
と、出力側中間バツフアアドレスの小数部から補間係数
を出力する803より成る。802は、出力側中間バツフアア
ドレスの整数部が変化したかどうかを整数部の最下位ビ
ツト（2⁰の位のビツト）が、直前のタイミングと比して
変化したかどうかを検知することで出力している。803
は、相続く２クロツクの出力側中間バツフアアドレスの
小数部から、 （１−α′）Ｖ（ｎ）＋α′Ｖ（ｎ−１） ……（７） ここで、Ｖ（ｉ）は第ｉクロツク目の復号済データで
表わされる内挿補間を行なうための補間係数α′及び１
−α′を出力している。821は、相続く２クロツクの出
力側中間バツフアアドレスの小数部を入力して、α′及
び１−α′を出力するルツクアツプテーブルである。 （７）式の（１−α′）Ｖ（ｎ）を822のルツクアツ
プテーブルで、α′Ｖ（ｎ−１）を823のルツクアツプ
テーブルでそれぞれ出力し、83の加算器により（７）式
の結果を得るものである。得られた結果は、802の出力8
4に同期して、選択器524を通して中間メモリ３もしくは
４に出力されるものである。 以上一連の動作を説明したが、中間メモリ1,2及び中
間メモリ3,4は、全て４ラスタのラスタバツフアよりな
るラインメモリであったが、選択器522,523及び524,525
を各々主走査クロツクの４クロツク毎に切り換えるよう
に構成すれば、４画素分のメモリを４本のバツフアとし
て扱えることはもちろんである。 また、圧縮データメモリ及び２は、物理的には同一の
ものであり、時分割で、読込み時には、入力圧縮データ
メモリとして用い、書き込み時には、出力圧縮データメ
モリとして用いることが可能である。入力圧縮データは
読込み時に中間メモリに読み込んでおく。書き込み時に
は、先に読み込んだデータ領域以外の入力データ領域に
出力されないことが、（３）式及び（５）式より明らか
である。 以上の様に、圧縮画像データの回転処理を極めて簡単
に行える。 尚、本実施例においては回転処理について説明した
が、変倍処理等他の処理にも本発明を適用できる。 ＜効果＞ 以上説明した様に、本発明によると、画像に対する２
次元的な回転処理を、画像データに対して第１の方向に
関する補間処理を行ない、補間処理した画像データを回
転角に応じて第１の方向に移動する第１の画像移動処理
と、画像データに対して第２の方向に関する補間処理を
行ない、補間処理した画像データを回転角に応じて第２
の方向に移動する第２の画像移動処理とに分けて実行す
るので、夫々の画像の移動処理のためには、圧縮データ
メモリに格納されている圧縮データを夫々の移動方向に
合わせてｍラインずつ順次復号すればよく、２次元的な
回転処理の対象となる全圧縮データを全て一度に復号す
る必要がなく、従って、復号した全画像データを保持す
る様な大容量のメモリを設ける必要もなく、よって、画
像の２次元的な回転処理を簡易な構成で、且つ、高速に
実行可能となる。

【図面の簡単な説明】 第１図は本実施例の画像処理装置の構成図、第２図はブ
ロツク符号化、及びベクトル量子化のデータフオーマツ
トを示す図、第３図は本実施例の画像の回転方法の説明
図、第４図は画像の回転を一次元変換により行う方法の
説明図、第５図は画像処理ブロツク図、第６図はアドレ
ス演算回路図、第７図（Ａ），（Ｂ）はアドレス計算部
の回路図、第８図は補間処理回路図、である。

フロントページの続き (72)発明者 河村 尚登 東京都大田区下丸子３丁目30番２号 キ ヤノン株式会社内 (56)参考文献 特開 昭60−97474（ＪＰ，Ａ) 特開 昭59−81962（ＪＰ，Ａ)

Claims (1)

1. (57)【特許請求の範囲】 １．画像を夫々ｍ×ｍ画素からなる複数のブロックに分
   割した各ブロックの画像を表わす圧縮データを格納した
   圧縮データメモリと、 前記圧縮データメモリから圧縮データを読出す読出手段
   と、 前記読出手段により読出された圧縮データを復号し、ｍ
   ライン毎に画像データを出力する復号手段と、 前記復号手段により復号されたｍライン分の画像データ
   に対し、一次元方向に関する補間処理を行ない、補間処
   理した画像データを回転角に応じて一次元方向に移動す
   る一次元変換処理を行なう処理手段と、 前記処理手段により一次元変換処理されたｍライン分の
   画像データをｍ×ｍ画素からなるブロック毎に圧縮する
   圧縮手段と、 前記圧縮手段により圧縮された圧縮データを前記圧縮デ
   ータメモリに格納する格納手段とを有し、 前記読出手段により前記圧縮データメモリから第１の方
   向に関して圧縮データを読出し、前記復号手段により復
   号し、復号された画像データに対して前記処理手段によ
   り前記第１の方向に関する補間処理を行ない、補間処理
   した画像データを回転角に応じて前記第１の方向に移動
   する一次元変換処理を行ない、一次元変換処理された画
   像データを前記圧縮手段により圧縮し、前記格納手段に
   より前記圧縮データメモリに格納する第１の画像移動処
   理、及び、前記読出手段により前記圧縮データメモリか
   ら前記第１の方向に直交する第２の方向に関して圧縮デ
   ータを読出し、前記復号手段により復号し、復号された
   画像データに対して前記処理手段により前記第２の方向
   に関する補間処理を行ない、補間処理した画像データを
   回転角に応じて前記第２の方向に移動する一次元変換処
   理を行ない、一次元変換処理された画像データを前記圧
   縮手段により圧縮し、前記格納手段により前記圧縮デー
   タメモリに格納する第２の画像移動処理とにより、前記
   圧縮データメモリに格納されている圧縮データにより表
   わされる画像に対して２次元的な回転処理を行なうこと
   を特徴とする画像処理装置。