JP3033844B2 - 印刷制御装置 - Google Patents
印刷制御装置Info
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- JP3033844B2 JP3033844B2 JP2326502A JP32650290A JP3033844B2 JP 3033844 B2 JP3033844 B2 JP 3033844B2 JP 2326502 A JP2326502 A JP 2326502A JP 32650290 A JP32650290 A JP 32650290A JP 3033844 B2 JP3033844 B2 JP 3033844B2
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06T—IMAGE DATA PROCESSING OR GENERATION, IN GENERAL
- G06T1/00—General purpose image data processing
- G06T1/60—Memory management
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06K—GRAPHICAL DATA READING; PRESENTATION OF DATA; RECORD CARRIERS; HANDLING RECORD CARRIERS
- G06K15/00—Arrangements for producing a permanent visual presentation of the output data, e.g. computer output printers
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/0207—Addressing or allocation; Relocation with multidimensional access, e.g. row/column, matrix
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- Dot-Matrix Printers And Others (AREA)
- Record Information Processing For Printing (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、印刷制御装置に関し、特に、印刷制御装置
内に設けられたページイメージのデータを格納するフル
ドットメモリを効率よく用いる印刷制御装置に関するも
のである。
内に設けられたページイメージのデータを格納するフル
ドットメモリを効率よく用いる印刷制御装置に関するも
のである。
レーザプリンタなどのように、印刷データから印刷用
紙に印刷される印刷画像（以下、印刷イメージと称
す。）のイメージデータ（以下、像データと称す。）を
作成し、作成した像データを印刷機構に転送し、印刷結
果を得る印刷装置は、印刷イメージの像データを形成す
るためのページメモリが備えられる。ページメモリは、
印刷単位の１ページ分の像データを作成するためのメモ
リであり、また、１ビットが印刷用紙への１ドットに対
応するメモリでもある。このため、フルドットメモリと
呼ばれ、このフルドットメモリ上に印刷する像データが
展開される。
紙に印刷される印刷画像（以下、印刷イメージと称
す。）のイメージデータ（以下、像データと称す。）を
作成し、作成した像データを印刷機構に転送し、印刷結
果を得る印刷装置は、印刷イメージの像データを形成す
るためのページメモリが備えられる。ページメモリは、
印刷単位の１ページ分の像データを作成するためのメモ
リであり、また、１ビットが印刷用紙への１ドットに対
応するメモリでもある。このため、フルドットメモリと
呼ばれ、このフルドットメモリ上に印刷する像データが
展開される。
フルドットメモリは、印刷イメージと対応させるた
め、通常は、２次元座標のアドレスを持ち、そのアドレ
スはｘレジスタアドレスとｙレジスタアドレスの２つの
レジスタより与えらる。
め、通常は、２次元座標のアドレスを持ち、そのアドレ
スはｘレジスタアドレスとｙレジスタアドレスの２つの
レジスタより与えらる。
ページの印刷形態にはポートレート（縦向き）とラン
ドスケープ（横向き）の２つある。このため、印刷イメ
ージの像データは、それぞれの向きのページデータをフ
ルドットメモリ上に展開する必要がある。
ドスケープ（横向き）の２つある。このため、印刷イメ
ージの像データは、それぞれの向きのページデータをフ
ルドットメモリ上に展開する必要がある。
例えば、400dpi（ドット／インチ）A3サイズ（11.7″
×16.5″）の印刷領域をフルドットメモリに格納する場
合において、ランドスケープ（縦;11.7″，横;16.5″）
の領域を収容するため、横方向に16.5×400のビット数
が必要であり、バイト数にして、825バイトが必要であ
る。１ワード（４バイト）のアドレスレジスタ（Ｘ）を
設けるとすると、Ｘ方向のアドレスは８ビットで各アド
レスレジスタを指定する。また、直接に16.5×400のビ
ットの各ビット位置を指定するには、13ビットのアドレ
スが必要である。一方、縦方向には、ポートレート
（縦;16.5″，横;11.7″）の領域の収容のため、16.5×
400回（＝6,600回）のラスタ数を計数する必要がある。
この計数を行うアドレスレジスタ（Ｙ）は、13ビットの
レジスタとなる。
×16.5″）の印刷領域をフルドットメモリに格納する場
合において、ランドスケープ（縦;11.7″，横;16.5″）
の領域を収容するため、横方向に16.5×400のビット数
が必要であり、バイト数にして、825バイトが必要であ
る。１ワード（４バイト）のアドレスレジスタ（Ｘ）を
設けるとすると、Ｘ方向のアドレスは８ビットで各アド
レスレジスタを指定する。また、直接に16.5×400のビ
ットの各ビット位置を指定するには、13ビットのアドレ
スが必要である。一方、縦方向には、ポートレート
（縦;16.5″，横;11.7″）の領域の収容のため、16.5×
400回（＝6,600回）のラスタ数を計数する必要がある。
この計数を行うアドレスレジスタ（Ｙ）は、13ビットの
レジスタとなる。
このような印刷領域を展開するフルドットメモリは、
Ｘ方向アドレスの13ビットと、Ｙ方向アドレスの13ビッ
トとの２次元メモリとなり、容量は８メガバイト（MB）
となる。一方、A3サイズのポートレート／ランドスケー
プの単独のメモリ容量は約3.86MBであるから、約54％の
メモリが有効利用されない。
Ｘ方向アドレスの13ビットと、Ｙ方向アドレスの13ビッ
トとの２次元メモリとなり、容量は８メガバイト（MB）
となる。一方、A3サイズのポートレート／ランドスケー
プの単独のメモリ容量は約3.86MBであるから、約54％の
メモリが有効利用されない。
なお、この種の２次元メモリによるドットイメージで
印刷制御を行う装置に関連する公知例としては、例え
ば、特開昭61−75424号公報，特開昭60−209880号公報
などが挙げられる。
印刷制御を行う装置に関連する公知例としては、例え
ば、特開昭61−75424号公報，特開昭60−209880号公報
などが挙げられる。
ところで、上述のように、フルドットメモリを２次元
アドレス（X,Y）で直接に割付けると、アドレス変換の
手間が不要であり、アクセス速度が速いという利点はあ
るが、メモリの有効利用という点では配慮が欠けてい
る。特に、両面印刷を行うプリンタなどでは、多数のペ
ージをフルドットメモリに記憶する場合は、さらに印刷
ドット密度が、600dpi〜1000dpiと高精細になる場合に
は、フルドットメモリの容量が膨大なものとなる。
アドレス（X,Y）で直接に割付けると、アドレス変換の
手間が不要であり、アクセス速度が速いという利点はあ
るが、メモリの有効利用という点では配慮が欠けてい
る。特に、両面印刷を行うプリンタなどでは、多数のペ
ージをフルドットメモリに記憶する場合は、さらに印刷
ドット密度が、600dpi〜1000dpiと高精細になる場合に
は、フルドットメモリの容量が膨大なものとなる。
本発明は、前記従来技術の問題点を解決するためにな
されたものであり、本発明の目的は、印刷制御装置にお
いて、２次元アドレスを有するイメージデータを格納す
るフルドットメモリの利用効率を向上させて、物理的な
メモリ容量を削減することが可能となる技術を提供する
ことにある。
されたものであり、本発明の目的は、印刷制御装置にお
いて、２次元アドレスを有するイメージデータを格納す
るフルドットメモリの利用効率を向上させて、物理的な
メモリ容量を削減することが可能となる技術を提供する
ことにある。
また、本発明の他の目的は、印刷制御装置において、
２次元アドレスから１次元アドレスへのアドレス変換処
理を高速に行うことが可能となる技術を提供することに
ある。
２次元アドレスから１次元アドレスへのアドレス変換処
理を高速に行うことが可能となる技術を提供することに
ある。
本発明の前記目的並びにその他の目的及び新規な特徴
は、本明細書の記載及び添付図面によって明らかにす
る。
は、本明細書の記載及び添付図面によって明らかにす
る。
本願において開示される発明のうち、代表的なものの
概要を簡単に説明すれば、下記のとおりである。
概要を簡単に説明すれば、下記のとおりである。
（１）印刷用紙に印刷される印刷画像の１頁分の面にお
ける各ドットの縦方向座標に対応するｙアドレスと、印
刷用紙に印刷される印刷画像の１頁分の面における各ド
ットの横方向座標に対応するｘアドレスとで与えられる
２次元アドレスを有するイメージデータを生成する生成
手段と、１次元アドレスでアクセスされ、前記生成手段
により生成されたイメージデータの１ビットが印刷用紙
に印刷される印刷画像の１ドットに対応するように、前
記生成手段により生成されたイメージデータを格納する
フルドットメモリとを具備する印刷制御装置であって、
前記ｙアドレスのアドレス値を設定する第１のレジスタ
と、前記ｘアドレスのアドレス値を設定する第２のレジ
スタと、用紙種別情報を設定する第３のレジスタと、前
記第１のレジスタに設定されるｙアドレスのアドレス
値、前記第２のレジスタに設定されるｘアドレスのアド
レス値、および、前記第３のレジスタに設定される用紙
種別情報とが入力され、前記フルドットメモリをアクセ
スするための１次元アドレスを生成するアドレス変換手
段とを具備することを特徴とする。
ける各ドットの縦方向座標に対応するｙアドレスと、印
刷用紙に印刷される印刷画像の１頁分の面における各ド
ットの横方向座標に対応するｘアドレスとで与えられる
２次元アドレスを有するイメージデータを生成する生成
手段と、１次元アドレスでアクセスされ、前記生成手段
により生成されたイメージデータの１ビットが印刷用紙
に印刷される印刷画像の１ドットに対応するように、前
記生成手段により生成されたイメージデータを格納する
フルドットメモリとを具備する印刷制御装置であって、
前記ｙアドレスのアドレス値を設定する第１のレジスタ
と、前記ｘアドレスのアドレス値を設定する第２のレジ
スタと、用紙種別情報を設定する第３のレジスタと、前
記第１のレジスタに設定されるｙアドレスのアドレス
値、前記第２のレジスタに設定されるｘアドレスのアド
レス値、および、前記第３のレジスタに設定される用紙
種別情報とが入力され、前記フルドットメモリをアクセ
スするための１次元アドレスを生成するアドレス変換手
段とを具備することを特徴とする。
（２）前記（１）の手段において、前記第３のレジスタ
に設定される用紙種別情報は、用紙サイズ情報あるいは
印刷方向情報の少なくとも１つであることを特徴とす
る。
に設定される用紙種別情報は、用紙サイズ情報あるいは
印刷方向情報の少なくとも１つであることを特徴とす
る。
（３）前記（１）の手段において、前記アドレス変換手
段は、前記ｙアドレスのアドレス値と各種用紙の用紙横
幅との掛算結果をテーブル形式で記憶する掛算演算メモ
リを備え、前記第２のレジスタに設定されるｙアドレス
のアドレス値と前記第３のレジスタに設定される用紙種
別情報をアドレスとして、前記掛算演算メモリをアクセ
スすることにより、前記フルドットメモリをアクセスす
るための１次元アドレスの基本部を生成することを特徴
とする。
段は、前記ｙアドレスのアドレス値と各種用紙の用紙横
幅との掛算結果をテーブル形式で記憶する掛算演算メモ
リを備え、前記第２のレジスタに設定されるｙアドレス
のアドレス値と前記第３のレジスタに設定される用紙種
別情報をアドレスとして、前記掛算演算メモリをアクセ
スすることにより、前記フルドットメモリをアクセスす
るための１次元アドレスの基本部を生成することを特徴
とする。
（４）前記（３）の手段において、前記アドレス変換手
段は、加算器を備え、前記加算器で、前記第２のレジス
タに設定されるｘアドレスのアドレス値と、前記フルド
ットメモリをアクセスするための１次元アドレスの基本
部とを加算し、前記フルドットメモリをアクセスするた
めの１次元アドレスを生成することを特徴とする。
段は、加算器を備え、前記加算器で、前記第２のレジス
タに設定されるｘアドレスのアドレス値と、前記フルド
ットメモリをアクセスするための１次元アドレスの基本
部とを加算し、前記フルドットメモリをアクセスするた
めの１次元アドレスを生成することを特徴とする。
前記（１）または（２）の手段によれば、印刷用紙に
印刷される印刷画像の各ドットの縦方向座標に対応する
ｙアドレスと、印刷用紙に印刷される印刷画像の各ドッ
トの横方向座標に対応するｘアドレスとで与えられる２
次元アドレスを有するイメージデータを生成する生成手
段と、１次元アドレスでアクセスされ前記生成手段によ
り生成されたイメージデータを格納するフルドットメモ
リとを具備する印刷制御装置において、アドレス変換手
段が、前記ｙアドレスのアドレス値、前記ｘアドレスの
アドレス値、および、用紙サイズ情報あるいは印刷方向
情報の少なくとも１つの用紙種別情報に基づき、前記フ
ルドットメモリをアクセスするための１次元アドレスを
生成する。
印刷される印刷画像の各ドットの縦方向座標に対応する
ｙアドレスと、印刷用紙に印刷される印刷画像の各ドッ
トの横方向座標に対応するｘアドレスとで与えられる２
次元アドレスを有するイメージデータを生成する生成手
段と、１次元アドレスでアクセスされ前記生成手段によ
り生成されたイメージデータを格納するフルドットメモ
リとを具備する印刷制御装置において、アドレス変換手
段が、前記ｙアドレスのアドレス値、前記ｘアドレスの
アドレス値、および、用紙サイズ情報あるいは印刷方向
情報の少なくとも１つの用紙種別情報に基づき、前記フ
ルドットメモリをアクセスするための１次元アドレスを
生成する。
このアドレス変換手段は、印刷用紙のサイズを矩形領
域と見なして、左上を原点（x0,y0）とし、横サイズをl
h（単位はドット数）とし、また、縦サイズをlv（単位
はドット数）とし、この矩形領域内の任意の点を２次元
アドレス（x,y）としているので、１次元アドレスｗは
簡単な代数式により求めることができる。
域と見なして、左上を原点（x0,y0）とし、横サイズをl
h（単位はドット数）とし、また、縦サイズをlv（単位
はドット数）とし、この矩形領域内の任意の点を２次元
アドレス（x,y）としているので、１次元アドレスｗは
簡単な代数式により求めることができる。
このため、フルドットメモリは、１次元アドレスでア
クセスされることになり、印刷サイズの領域の設定の相
違により無駄な空領域がなくなり、メモリの利用効率を
向上させることができるので、物理的に設けるメモリ容
量を少なくすることが可能となる。
クセスされることになり、印刷サイズの領域の設定の相
違により無駄な空領域がなくなり、メモリの利用効率を
向上させることができるので、物理的に設けるメモリ容
量を少なくすることが可能となる。
また、フルドットメモリに印刷用紙のページに対する
領域が複数個設けられ、複数ページの領域が設けられる
場合にも、フルドットメモリは１次元アドレスでアクセ
スされるので、各ページの領域を順次に連続して設定す
ることが可能となる。
領域が複数個設けられ、複数ページの領域が設けられる
場合にも、フルドットメモリは１次元アドレスでアクセ
スされるので、各ページの領域を順次に連続して設定す
ることが可能となる。
このため、フルドットメモリは、印刷イメージの各ペ
ージの領域の縦方向の第ｋラスタの最終印刷データの格
納番地をｎ番地とした時、第ｋ＋１ラスタの先頭印刷デ
ータの格納番地がｎ＋１番地となるようアドレッシング
されて、連続して複数ページの領域が設定される。
ージの領域の縦方向の第ｋラスタの最終印刷データの格
納番地をｎ番地とした時、第ｋ＋１ラスタの先頭印刷デ
ータの格納番地がｎ＋１番地となるようアドレッシング
されて、連続して複数ページの領域が設定される。
これにより、複数のページがフルドットメモリに設定
される場合においても、印刷サイズの領域の設定の相違
により無駄な空領域がなくなり、メモリの利用効率を向
上させることができるので、物理的に設けるメモリ容量
を少なくすることが可能となる。
される場合においても、印刷サイズの領域の設定の相違
により無駄な空領域がなくなり、メモリの利用効率を向
上させることができるので、物理的に設けるメモリ容量
を少なくすることが可能となる。
前記（３）の手段によれば、アドレス変換手段は、前
記ｙアドレスのアドレス値と各種用紙の用紙横幅との掛
算結果をテーブル形式で記憶する掛算演算メモリを備
え、前記ｙアドレスのアドレス値と前記用紙種別情報を
アドレスとし、前記掛算演算メモリをアクセスすること
により、前記フルドットメモリをアクセスするための１
次元アドレスの基本部を生成する。
記ｙアドレスのアドレス値と各種用紙の用紙横幅との掛
算結果をテーブル形式で記憶する掛算演算メモリを備
え、前記ｙアドレスのアドレス値と前記用紙種別情報を
アドレスとし、前記掛算演算メモリをアクセスすること
により、前記フルドットメモリをアクセスするための１
次元アドレスの基本部を生成する。
前記（４）の手段によれば、アドレス変換手段は、さ
らに加算器を備え、前記ｘアドレスのアドレス値と、前
記フルドットメモリをアクセスするための１次元アドレ
スとを、前記加算器で加算し、前記フルドットメモリを
アクセスするための１次元アドレスを生成する。
らに加算器を備え、前記ｘアドレスのアドレス値と、前
記フルドットメモリをアクセスするための１次元アドレ
スとを、前記加算器で加算し、前記フルドットメモリを
アクセスするための１次元アドレスを生成する。
これにより、２次元アドレスから１次元アドレスへの
アドレス変換処理を高速に行うことが可能となる。
アドレス変換処理を高速に行うことが可能となる。
以下、本発明の一実施例を図面を用いて具体的に説明
する。
する。
第１図は、本発明の一実施例にかかる印刷制御装置の
要部の構成を示すブロック図である。第１図において、
１は印刷制御装置、２は印刷機構を有するプリンタ、11
はフルドットメモリ、12はメモリ制御部、13は描画プロ
セッサ、14はプリンタインフェースアダプタ、15はメモ
リアクセス制御部、16はアドレス変換処理部である。第
１図のブロック図は、印刷制御装置１におけるフルドッ
トメモリ11を中心とする周囲の構成の各ブロックを示し
ており、アドレス変換処理部16が、本発明のアドレス変
換手段を構成する。フルドットメモリ11はページに対応
する記憶領域の面が４面設けられており、１面は4MBと
なっている。フルドットメモリ11とメモリ制御部を結ぶ
インタフェース17では、１次元アドレスｗで印刷イメー
ジの像データの送受が行なわれる。メモリ制御部12は、
メモリアクセス制御部15およびアドレス変換処理部16を
備えており、フルドットメモリ11に対する書込み／読み
出し制御に加えて、２次元アドレス（x,y）から１次元
アドレスｗへの変換を行う。アドレス変換処理部16がメ
モリ制御部12に設けられるのは、アドレス変換処理部を
各リクエストソース元に配置してしまうことによるハー
ドウェア増大を抑えるためである。
要部の構成を示すブロック図である。第１図において、
１は印刷制御装置、２は印刷機構を有するプリンタ、11
はフルドットメモリ、12はメモリ制御部、13は描画プロ
セッサ、14はプリンタインフェースアダプタ、15はメモ
リアクセス制御部、16はアドレス変換処理部である。第
１図のブロック図は、印刷制御装置１におけるフルドッ
トメモリ11を中心とする周囲の構成の各ブロックを示し
ており、アドレス変換処理部16が、本発明のアドレス変
換手段を構成する。フルドットメモリ11はページに対応
する記憶領域の面が４面設けられており、１面は4MBと
なっている。フルドットメモリ11とメモリ制御部を結ぶ
インタフェース17では、１次元アドレスｗで印刷イメー
ジの像データの送受が行なわれる。メモリ制御部12は、
メモリアクセス制御部15およびアドレス変換処理部16を
備えており、フルドットメモリ11に対する書込み／読み
出し制御に加えて、２次元アドレス（x,y）から１次元
アドレスｗへの変換を行う。アドレス変換処理部16がメ
モリ制御部12に設けられるのは、アドレス変換処理部を
各リクエストソース元に配置してしまうことによるハー
ドウェア増大を抑えるためである。
メモリ制御部12と描画プロセッサ13との間のインタフ
ェース18,およびメモリ制御部12とプリンタインタフェ
ースアダプタ14との間のインタフェース19はそれぞれ共
に２次元アドレス（x,y）を基本とするメモリインタフ
ェースである。描画プロセッサ13はフルドットメモリ11
へ印刷イメージの各ビットデータの書込みをメモリ制御
部12を介して行い、ドット展開によって各ページの印刷
イメージの像データを作成する。また、プリンタインタ
フェースアダプタ14はフルドットメモリ11から展開され
た各々のページの像データを、印刷機構のラスタ動作に
対応してメモリ制御部12を介して読み出し、プリンタ２
に送出する。
ェース18,およびメモリ制御部12とプリンタインタフェ
ースアダプタ14との間のインタフェース19はそれぞれ共
に２次元アドレス（x,y）を基本とするメモリインタフ
ェースである。描画プロセッサ13はフルドットメモリ11
へ印刷イメージの各ビットデータの書込みをメモリ制御
部12を介して行い、ドット展開によって各ページの印刷
イメージの像データを作成する。また、プリンタインタ
フェースアダプタ14はフルドットメモリ11から展開され
た各々のページの像データを、印刷機構のラスタ動作に
対応してメモリ制御部12を介して読み出し、プリンタ２
に送出する。
メモリ制御部12において、メモリアクセス制御部15
が、フルドットメモリ11の各面に対応してメモリアクセ
ス制御を行い、フルドットメモリ11に対するドットイメ
ージデータのビット書込み／読み出しを制御する。ま
た、アドレス変換処理部16は、２次元アドレス（x,y）
ら１次元アドレスｗへの変換処理を行う。このアドレス
変換処理は、後述するように単純な代数式となるので、
メモリ制御部12に含まれる処理部で行う構成としてもよ
いが、高速性を要求される場合には専用のハードウェア
回路を設ける。
が、フルドットメモリ11の各面に対応してメモリアクセ
ス制御を行い、フルドットメモリ11に対するドットイメ
ージデータのビット書込み／読み出しを制御する。ま
た、アドレス変換処理部16は、２次元アドレス（x,y）
ら１次元アドレスｗへの変換処理を行う。このアドレス
変換処理は、後述するように単純な代数式となるので、
メモリ制御部12に含まれる処理部で行う構成としてもよ
いが、高速性を要求される場合には専用のハードウェア
回路を設ける。
次に具体的に、印刷データの用紙内印刷位置を指示す
る２次元アドレス情報からアドレス変換処理を行い、１
次元アドレスに変換してフルドットメモリにアクセスす
るアクセス処理について説明する。
る２次元アドレス情報からアドレス変換処理を行い、１
次元アドレスに変換してフルドットメモリにアクセスす
るアクセス処理について説明する。
印刷密度を400dpiとした場合を例として説明する。２
次元アドレス（x,y）による形状は、用紙サイズによっ
て決められる。用紙には、通像、次のような５種類のサ
イズがある。
次元アドレス（x,y）による形状は、用紙サイズによっ
て決められる。用紙には、通像、次のような５種類のサ
イズがある。
用紙サイズ 容量（MB） A5… 5.82″× 8.26″ 0.96 A4… 8.26″×11.7 ″ 1.93 A3…11.7 ″×16.5 ″ 3.86 B5… 7.2 ″×10.1 ″ 1.45 B4…10.1 ″×14.3 ″ 2.88 この中で、A3サイズの用紙サイズが一番形状が大き
い。用紙サイズは短手が上にくるのをポートレート（縦
向き）と称し、長手が上にくるのをランドスケープ（横
向き）と称し、（x,y）の座標の最大値が異なる。これ
により、フルドットメモリの領域の容量は最大で4MBあ
れば、５種類のサイズの用紙がどの向きでも収容できる
ことになる。したがって、ここでのフルドットメモリ11
における各ページに対応する記憶領域の面は、１面が4M
Bとなっており、４面分の16MBが設けられている。
い。用紙サイズは短手が上にくるのをポートレート（縦
向き）と称し、長手が上にくるのをランドスケープ（横
向き）と称し、（x,y）の座標の最大値が異なる。これ
により、フルドットメモリの領域の容量は最大で4MBあ
れば、５種類のサイズの用紙がどの向きでも収容できる
ことになる。したがって、ここでのフルドットメモリ11
における各ページに対応する記憶領域の面は、１面が4M
Bとなっており、４面分の16MBが設けられている。
第２図は、フルドットメモリの１面の構成を示すメモ
リマップを例示する図である。ここでは理解を容易とす
るため、まず、２次元アドレスにより１ページの領域が
設定される場合を説明する。１面のフルドットメモリの
領域20には、印刷イメージの像データを格納する１ペー
ジの領域が設定される。例えば、第２図に示すように、
フルドットメモリの１面の領域20に、２次元アドレスに
よるランドスケープ21を収容する領域を設定し、または
ポートレート22を収容する領域を設定する。ここでは、
A3のランドスケープ21を２次元アドレス（x,y）で収容
した領域の例と、A3のポートレート22を２次元アドレス
（x,y）で収容した領域の例を示している。
リマップを例示する図である。ここでは理解を容易とす
るため、まず、２次元アドレスにより１ページの領域が
設定される場合を説明する。１面のフルドットメモリの
領域20には、印刷イメージの像データを格納する１ペー
ジの領域が設定される。例えば、第２図に示すように、
フルドットメモリの１面の領域20に、２次元アドレスに
よるランドスケープ21を収容する領域を設定し、または
ポートレート22を収容する領域を設定する。ここでは、
A3のランドスケープ21を２次元アドレス（x,y）で収容
した領域の例と、A3のポートレート22を２次元アドレス
（x,y）で収容した領域の例を示している。
このようなフルドットメモリの１面の領域20は4MBで
構成されるが、２次元アドレスで領域を設定する場合
は、横方向および縦方向は共に8,192ドットまで、すな
わち各方向は共に20.48″までの長さを収容できる構成
となることが必要である。フルドットメモリの１面の領
域20が、このように横方向および縦方向がともに8,192
ビットとなる２次元アドレスでのメモリ構成とすると、
アドレッシングはｘアドレスおよびｙアドレスとも13ビ
ットのアドレスとなる。従って、１ドットをメモリの１
ビットに対応させ、A3サイズの用紙をランドスケープお
よびポートレートの双方に対応させようとすると、２次
元アドレス（x,y）ではフルドットメモリの１面の容量
は8MBが必要になる。
構成されるが、２次元アドレスで領域を設定する場合
は、横方向および縦方向は共に8,192ドットまで、すな
わち各方向は共に20.48″までの長さを収容できる構成
となることが必要である。フルドットメモリの１面の領
域20が、このように横方向および縦方向がともに8,192
ビットとなる２次元アドレスでのメモリ構成とすると、
アドレッシングはｘアドレスおよびｙアドレスとも13ビ
ットのアドレスとなる。従って、１ドットをメモリの１
ビットに対応させ、A3サイズの用紙をランドスケープお
よびポートレートの双方に対応させようとすると、２次
元アドレス（x,y）ではフルドットメモリの１面の容量
は8MBが必要になる。
しかし、各々のページの印刷データをデザインすると
きの（x,y）座標はこのような２次元アドレスであって
も、２次元アドレス（x,y）を１次元アドレスｗに変換
して、メモリアクセスを行うことにより、用紙の向きは
領域の設定に関係がなくなり、かつ用紙サイズに応じた
最小限の容量のメモリ領域で十分となる。このため、A3
サイズの用紙の実質的な面積の１ドットを１ビットに対
応させた領域分の3.86MBの容量で十分となる。これによ
り、フルドットメモリ11の１面の領域は4BMで構成する
ことができる。
きの（x,y）座標はこのような２次元アドレスであって
も、２次元アドレス（x,y）を１次元アドレスｗに変換
して、メモリアクセスを行うことにより、用紙の向きは
領域の設定に関係がなくなり、かつ用紙サイズに応じた
最小限の容量のメモリ領域で十分となる。このため、A3
サイズの用紙の実質的な面積の１ドットを１ビットに対
応させた領域分の3.86MBの容量で十分となる。これによ
り、フルドットメモリ11の１面の領域は4BMで構成する
ことができる。
用紙形状を横（lh）と縦（lv）の矩形領域とし、領域
内の任意の点の（x,y）座標が２次元アドレス（x,y）で
与えられた場合、これを１次元アドレスｗに変換するア
ドレス変換処理を行い、変換した１次元アドレスｗでア
クセスを行う。ｗは、次の式により計算する。
内の任意の点の（x,y）座標が２次元アドレス（x,y）で
与えられた場合、これを１次元アドレスｗに変換するア
ドレス変換処理を行い、変換した１次元アドレスｗでア
クセスを行う。ｗは、次の式により計算する。
ここで、［ ］は小数点以下を無視し、整数部のみを
表わす記号である。
表わす記号である。
第５図は、本実施例において、フルドットメモリをア
クセスするために、２次元アドレス（x,y）から１次元
アドレスｗへの変換処理の一例を示すブロック図であ
る。
クセスするために、２次元アドレス（x,y）から１次元
アドレスｗへの変換処理の一例を示すブロック図であ
る。
第５図において、51はｘアドレス値が入力されるｘア
ドレスレジスタ、52はｙアドレス値が入力されるｙアド
レスレジスタであり、この各アドレスレジスタ（51,5
2）からのｘおよびｙアドレスは、アドレス変換処理部5
3で、前記計算式に基づき、１次元アドレスｗ（メモリ
アドレス）に変換され、レジスタ54に格納される。
ドレスレジスタ、52はｙアドレス値が入力されるｙアド
レスレジスタであり、この各アドレスレジスタ（51,5
2）からのｘおよびｙアドレスは、アドレス変換処理部5
3で、前記計算式に基づき、１次元アドレスｗ（メモリ
アドレス）に変換され、レジスタ54に格納される。
第５図に示すように、１次元アドレスｗでアドレスさ
れるフルドットメモリ55は、１ワード（32ビット）単位
でアドレスが付与されており、したがって、この１次元
アドレスｗはワードアドレスを構成する。
れるフルドットメモリ55は、１ワード（32ビット）単位
でアドレスが付与されており、したがって、この１次元
アドレスｗはワードアドレスを構成する。
即ち、フルドットメモリ55は、１次元アドレスｗによ
り、１ワード単位毎に縦方向に沿ってアドレスされるメ
モリ構成となっている。
り、１ワード単位毎に縦方向に沿ってアドレスされるメ
モリ構成となっている。
１次元アドレスｗでアドレスされるフルドットメモリ
55は、２次元アドレス（x,y）でアドレスされるフルド
ットメモリのように、用紙のサイズあるいは用紙の方向
を考慮することなく、最小限のメモリサイズで構成する
ことができる。
55は、２次元アドレス（x,y）でアドレスされるフルド
ットメモリのように、用紙のサイズあるいは用紙の方向
を考慮することなく、最小限のメモリサイズで構成する
ことができる。
前記計算式において、ｘアドレス値からの計算部分の
［x/32］は、ｘアドレス（13ビット）の５ビットシフト
で求められる。これは１ワード（32ビット;4バイト）で
メモリアドレスを付与しているためであり、この［x/3
2］の計算により、ｗの１次元アドレスをワードアドレ
スとする。ｙアドレス値からの計算部分の〔｛（lh−
１）/32｝＋１〕は１ラスタのワード数となっている。
ただし、lhは０でない値とする。このｙアドレス値から
の計算部分値は用紙サイズとその向きが決まると、その
ページの書込み／読出し中は変化しない固定値である。
A3サイズのポートレートならば、横サイズは、11.7″で
あるから、lh＝4,680であり、このときの〔｛（lh−
１）/32｝＋１〕の値は147となる。この値（147）とｙ
アドレス値との掛算の項の計算は、例えば、加算器によ
るｎ回の加算あるいは乗算器で求められる。あるいはま
た、メモリテーブルの読み出しにより演算することなく
求めるようにしてもよい。どの方法による演算とするか
は、プリンタの印刷機構の速度を参考にして決められ
る。プリンタの印刷機構が低速の場合、高速に演算する
必要はないので、メモリ制御部におけるプログラム処理
で上述の式の計算を行う。
［x/32］は、ｘアドレス（13ビット）の５ビットシフト
で求められる。これは１ワード（32ビット;4バイト）で
メモリアドレスを付与しているためであり、この［x/3
2］の計算により、ｗの１次元アドレスをワードアドレ
スとする。ｙアドレス値からの計算部分の〔｛（lh−
１）/32｝＋１〕は１ラスタのワード数となっている。
ただし、lhは０でない値とする。このｙアドレス値から
の計算部分値は用紙サイズとその向きが決まると、その
ページの書込み／読出し中は変化しない固定値である。
A3サイズのポートレートならば、横サイズは、11.7″で
あるから、lh＝4,680であり、このときの〔｛（lh−
１）/32｝＋１〕の値は147となる。この値（147）とｙ
アドレス値との掛算の項の計算は、例えば、加算器によ
るｎ回の加算あるいは乗算器で求められる。あるいはま
た、メモリテーブルの読み出しにより演算することなく
求めるようにしてもよい。どの方法による演算とするか
は、プリンタの印刷機構の速度を参考にして決められ
る。プリンタの印刷機構が低速の場合、高速に演算する
必要はないので、メモリ制御部におけるプログラム処理
で上述の式の計算を行う。
この実施例では、メモリテーブルに予じめｙの値に応
じて掛算した値を登録しておく演算方法を用いる場合の
一例を説明する。
じて掛算した値を登録しておく演算方法を用いる場合の
一例を説明する。
フルドットメモリ11は、１次元アドレスでアクセスさ
せることになり、印刷サイズの領域の設定の相違による
無駄な空領域がなくなる。このため、フルドットメモリ
11に印刷用紙の各ページに対する領域（ページ面）が複
数個設けられる場合、フルドットメモリは、１次元アド
レスでアクセスされるので、各ページの領域が順次につ
められ連続して設定される。したがって、フルドットメ
モリは、印刷イメージの各ページの領域の縦方向の第ｋ
ラスタの最終印刷データの格納番地をｎ番地とした時、
第ｋ＋１ラスタの先頭印刷データの格納番地がｎ＋１番
地となるようアドレッシングされることになる。
せることになり、印刷サイズの領域の設定の相違による
無駄な空領域がなくなる。このため、フルドットメモリ
11に印刷用紙の各ページに対する領域（ページ面）が複
数個設けられる場合、フルドットメモリは、１次元アド
レスでアクセスされるので、各ページの領域が順次につ
められ連続して設定される。したがって、フルドットメ
モリは、印刷イメージの各ページの領域の縦方向の第ｋ
ラスタの最終印刷データの格納番地をｎ番地とした時、
第ｋ＋１ラスタの先頭印刷データの格納番地がｎ＋１番
地となるようアドレッシングされることになる。
これにより、複数のページがフルドットメモリに設定
される場合においても、各ページの間の印刷サイズの領
域の設定の相違により無駄な空領域がなくなり、メモリ
の利用効率が向上する。
される場合においても、各ページの間の印刷サイズの領
域の設定の相違により無駄な空領域がなくなり、メモリ
の利用効率が向上する。
第3a図，第3b図，第3c図，および第3d図は、それぞれ
２次元アドレスとして与えられる印刷制御データの各々
のレジスタの構成を示す図である。
２次元アドレスとして与えられる印刷制御データの各々
のレジスタの構成を示す図である。
Ｘアドレスは、第3a図に示すように、13ビットのＸア
ドレスレジスタ30で与えられる。下位５ビット32は、１
ワードを32ビットとするため、描画プロセッサ内で印刷
データのビット位置制御に使用され、フルドットメモリ
へは、上位８ビット31が送られる。また、第3b図に示す
ように、Ｙアドレスも同様に13ビットのＹアドレスレジ
スタ33で与えられる。Ｙアドレスは、そのまま13ビット
がメモリアドレスとして使用されるため、フルドットメ
モリに送られる。この他に、第3c図に示すように、フル
ドットメモリのどの面を使用するかの面番Pnを指示する
２ビットの面番号レジスタ34が設けられている。また、
第3d図に示すように、用紙サイズＳを指定するため、４
ビットの用紙サイズレジスタ35が設けられている。用紙
サイズレジスタ35の各ビットにより、用紙の大きさと共
に用紙の向きが指定され、メモリアクセス時に使用され
る。用紙サイズレジスタ35の各々のビットの意味は、左
端のビット０は“0"ならばランドスケープを表わし、
“1"ならばポートレートを表わす。ビット1,ビット2,ビ
ット３の３ビットで次のように各々の用紙サイズを表わ
す。
ドレスレジスタ30で与えられる。下位５ビット32は、１
ワードを32ビットとするため、描画プロセッサ内で印刷
データのビット位置制御に使用され、フルドットメモリ
へは、上位８ビット31が送られる。また、第3b図に示す
ように、Ｙアドレスも同様に13ビットのＹアドレスレジ
スタ33で与えられる。Ｙアドレスは、そのまま13ビット
がメモリアドレスとして使用されるため、フルドットメ
モリに送られる。この他に、第3c図に示すように、フル
ドットメモリのどの面を使用するかの面番Pnを指示する
２ビットの面番号レジスタ34が設けられている。また、
第3d図に示すように、用紙サイズＳを指定するため、４
ビットの用紙サイズレジスタ35が設けられている。用紙
サイズレジスタ35の各ビットにより、用紙の大きさと共
に用紙の向きが指定され、メモリアクセス時に使用され
る。用紙サイズレジスタ35の各々のビットの意味は、左
端のビット０は“0"ならばランドスケープを表わし、
“1"ならばポートレートを表わす。ビット1,ビット2,ビ
ット３の３ビットで次のように各々の用紙サイズを表わ
す。
000 … A5 001 … A4 010 … A3 011 … B5 100 … B4 このような各印刷制御データの各レジスタは、描画プ
ロセッサ13の内部に装備され、また、フルドットメモリ
11からデータを読み出してプリンタ２に送出するプリン
タインタフェースアダプタ14の内部に装備され、２次元
アドレスでの印刷データが取扱われる。すなわち、描画
プロセッサ13およびプリンタインタフェースアダプタ14
からフルドットメモリ11に対する書込み制御の指示や、
読み出し制御の指示は２次元アドレスで扱われる。メモ
リ制御部12では、フルドットメモリ11にアクセスする時
に、２次元アドレスから１次元アドレスに変換するアド
レス変換処理を行い、フルドットメモリ11に対しては１
次元アドレスによりメモリアクセスを行う。
ロセッサ13の内部に装備され、また、フルドットメモリ
11からデータを読み出してプリンタ２に送出するプリン
タインタフェースアダプタ14の内部に装備され、２次元
アドレスでの印刷データが取扱われる。すなわち、描画
プロセッサ13およびプリンタインタフェースアダプタ14
からフルドットメモリ11に対する書込み制御の指示や、
読み出し制御の指示は２次元アドレスで扱われる。メモ
リ制御部12では、フルドットメモリ11にアクセスする時
に、２次元アドレスから１次元アドレスに変換するアド
レス変換処理を行い、フルドットメモリ11に対しては１
次元アドレスによりメモリアクセスを行う。
第４図は、アドレス変換処理部となるハードウェア回
路構成の一例を示すブロック図である。
路構成の一例を示すブロック図である。
アドレス変換処理では、上述のように、ｙアドレス値
との掛算の項の計算が147×ｙの演算となる。このた
め、147とｙとの掛算の結果をテーブル形式で格納した
マルチプライメモリ43を設けて、ここでの掛算の演算を
行う。
との掛算の項の計算が147×ｙの演算となる。このた
め、147とｙとの掛算の結果をテーブル形式で格納した
マルチプライメモリ43を設けて、ここでの掛算の演算を
行う。
第４図において、40は用紙サイズＳが入力される用紙
サイズレジスタ、41はｙアドレス値が入力されるＹアド
レスレジスタ、42は17ビットアドレスをデコードするデ
コーダ、43はマルチプライメモリ、44はメモリ出力レジ
スタ、45はｘアドレス値の上位８ビットが入力されるＸ
アドレスレジスタ、46は加算器、47は演算結果レジス
タ、48は面番号レジスタである。
サイズレジスタ、41はｙアドレス値が入力されるＹアド
レスレジスタ、42は17ビットアドレスをデコードするデ
コーダ、43はマルチプライメモリ、44はメモリ出力レジ
スタ、45はｘアドレス値の上位８ビットが入力されるＸ
アドレスレジスタ、46は加算器、47は演算結果レジス
タ、48は面番号レジスタである。
ｙアドレスは13ビットであるから、8000通りの掛算が
あるが、これと用紙サイズ情報の組合せで8000×16通り
の掛算の結果が、マルチプライメモリ43に用意される。
用紙サイズレジスタ40とＹアドレスレジスタ41の各ビッ
トを合せた17ビットのアドレスを、デコーダ42によりデ
コードし、マルチプライメモリ43から掛算の値を読み出
し、フルドットメモリ11をアクセスするための１次元ア
ドレスの基本部を生成する。この基本部はメモリ出力レ
ジスタ44に出力され、これとＸアドレスレジスタ45から
の値とが加算器46で加算され、この加算結果は、演算結
果レジスタ47に得られる。
あるが、これと用紙サイズ情報の組合せで8000×16通り
の掛算の結果が、マルチプライメモリ43に用意される。
用紙サイズレジスタ40とＹアドレスレジスタ41の各ビッ
トを合せた17ビットのアドレスを、デコーダ42によりデ
コードし、マルチプライメモリ43から掛算の値を読み出
し、フルドットメモリ11をアクセスするための１次元ア
ドレスの基本部を生成する。この基本部はメモリ出力レ
ジスタ44に出力され、これとＸアドレスレジスタ45から
の値とが加算器46で加算され、この加算結果は、演算結
果レジスタ47に得られる。
この演算結果レジスタ47に得られた値が１次元アドレ
スｗとなり、この１次元アドレスｗと、面番号レジスタ
48の値とをあわせて、フルドットメモリ11に対するメモ
リアドレス49とする。
スｗとなり、この１次元アドレスｗと、面番号レジスタ
48の値とをあわせて、フルドットメモリ11に対するメモ
リアドレス49とする。
このようなアドレス変換処理は、マルチプライメモリ
43として用いるメモリのアクセスタイム特性にもよる
が、２〜３マシンサイクルで行うことができ、特に、掛
算演算による性能低下を最小限に抑えることができる。
43として用いるメモリのアクセスタイム特性にもよる
が、２〜３マシンサイクルで行うことができ、特に、掛
算演算による性能低下を最小限に抑えることができる。
以上、本発明を実施例にもとづき具体的に説明した
が、本発明は、前記実施例に限定されるものではなく、
その要旨を逸脱しない範囲において種々変更可能である
ことは言うまでもない。
が、本発明は、前記実施例に限定されるものではなく、
その要旨を逸脱しない範囲において種々変更可能である
ことは言うまでもない。
以上、説明したように、本発明の印刷制御装置によれ
ば、400dpiの印刷機構でフルドットメモリ４面を必要と
するプリンタの場合、各面をA3サイズの領域として試算
すれば、２次元アドレスによる構成では32MBのメモリ容
量を必要とするところを、１次元アドレスによる構成で
は16MBでよく、利用効率も２次元アドレスによる構成で
は46％であったところ、本発明による１次元アドレスの
構成では92％となる。
ば、400dpiの印刷機構でフルドットメモリ４面を必要と
するプリンタの場合、各面をA3サイズの領域として試算
すれば、２次元アドレスによる構成では32MBのメモリ容
量を必要とするところを、１次元アドレスによる構成で
は16MBでよく、利用効率も２次元アドレスによる構成で
は46％であったところ、本発明による１次元アドレスの
構成では92％となる。
また、２次元アドレスから１次元アドレスへのアドレ
ス変換処理は、マルチプライメモリを用いる変換処理を
行うことにより高速に行えるので、アドレス変換処理の
付加のために、印刷制御の処理が遅くなることはない。
ス変換処理は、マルチプライメモリを用いる変換処理を
行うことにより高速に行えるので、アドレス変換処理の
付加のために、印刷制御の処理が遅くなることはない。
第１図は、本発明の一実施例にかかる印刷制御装置の要
部の構成を示すブロック図、 第２図は、フルドットメモリの１面の構成を示すメモリ
マップを例示する図、 第3a図，第3b図，第3c図，および第3d図は、それぞれ２
次元アドレスとして与えられる印刷制御データの各々の
レジスタの構成を示す図、 第４図は、アドレス変換処理部となるハードウェア回路
構成の一例を示すブロック図、 第５図は、本実施例において、フルドットメモリをアク
セスするために、２次元アドレス（x,y）から１次元ア
ドレスｗへの変換処理の一例を示すブロック図である。 図中、１……印刷制御装置、２……プリンタ、11……フ
ルドットメモリ、12……メモリ制御部、13……描画プロ
セッサ、14……プリンタインフェースアダプタ、15……
メモリアクセス制御部、16……アドレス変換処理部。
部の構成を示すブロック図、 第２図は、フルドットメモリの１面の構成を示すメモリ
マップを例示する図、 第3a図，第3b図，第3c図，および第3d図は、それぞれ２
次元アドレスとして与えられる印刷制御データの各々の
レジスタの構成を示す図、 第４図は、アドレス変換処理部となるハードウェア回路
構成の一例を示すブロック図、 第５図は、本実施例において、フルドットメモリをアク
セスするために、２次元アドレス（x,y）から１次元ア
ドレスｗへの変換処理の一例を示すブロック図である。 図中、１……印刷制御装置、２……プリンタ、11……フ
ルドットメモリ、12……メモリ制御部、13……描画プロ
セッサ、14……プリンタインフェースアダプタ、15……
メモリアクセス制御部、16……アドレス変換処理部。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 藤崎 博夫 神奈川県秦野市堀山下１番地 株式会社 日立製作所神奈川工場内 (72)発明者 神田 昌幸 神奈川県秦野市堀山下１番地 日立コン ピュータエンジニアリング株式会社内 (56)参考文献 特開 昭58−169665（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−47148（ＪＰ，Ａ) 特開 昭61−43873（ＪＰ，Ａ) 特開 昭64−34745（ＪＰ，Ａ) 特開 昭64−44761（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) B41J 29/38 B41J 5/30 G06F 3/12
Claims (4)
- 【請求項１】印刷用紙に印刷される印刷画像の１頁分の
面における各ドットの縦方向座標に対応するｙアドレス
と、印刷用紙に印刷される印刷画像の１頁分の面におけ
る各ドットの横方向座標に対応するｘアドレスとで与え
られる２次元アドレスを有するイメージデータを生成す
る生成手段と、 １次元アドレスでアクセスされ、前記生成手段により生
成されたイメージデータの１ビットが印刷用紙に印刷さ
れる印刷画像の１ドットに対応するように、前記生成手
段により生成されたイメージデータを格納するフルドッ
トメモリとを具備する印刷制御装置であって、 前記ｙアドレスのアドレス値を設定する第１のレジスタ
と、 前記ｘアドレスのアドレス値を設定する第２のレジスタ
と、 用紙種別情報を設定する第３のレジスタと、 前記第１のレジスタに設定されるｙアドレスのアドレス
値、前記第２のレジスタに設定されるｘアドレスのアド
レス値、および、前記第３のレジスタに設定される用紙
種別情報とが入力され、前記フルドットメモリをアクセ
スするための１次元アドレスを生成するアドレス変換手
段とを具備することを特徴とする印刷制御装置。 - 【請求項２】前記第３のレジスタに設定される用紙種別
情報は、用紙サイズ情報あるいは印刷方向情報の少なく
とも１つであることを特徴とする請求項１に記載された
印刷制御装置。 - 【請求項３】前記アドレス変換手段は、前記ｙアドレス
のアドレス値と各種用紙の用紙横幅との掛算結果をテー
ブル形式で記憶する掛算演算メモリを備え、前記第２の
レジスタに設定されるｙアドレスのアドレス値と前記第
３のレジスタに設定される用紙種別情報をアドレスとし
て、前記掛算演算メモリをアクセスすることにより、前
記フルドットメモリをアクセスするための１次元アドレ
スの基本部を生成することを特徴とする請求項１に記載
された印刷制御装置。 - 【請求項４】前記アドレス変換手段は、加算器を備え、
前記加算器で、前記第２のレジスタに設定されるｘアド
レスのアドレス値と、前記フルドットメモリをアクセス
するための１次元アドレスの基本部とを加算し、前記フ
ルドットメモリをアクセスするための１次元アドレスを
生成することを特徴とする請求項３に記載された印刷制
御装置。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2326502A JP3033844B2 (ja) | 1990-11-28 | 1990-11-28 | 印刷制御装置 |
| US07/799,147 US5210822A (en) | 1990-11-28 | 1991-11-27 | Storage control system for print image data |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2326502A JP3033844B2 (ja) | 1990-11-28 | 1990-11-28 | 印刷制御装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04193560A JPH04193560A (ja) | 1992-07-13 |
| JP3033844B2 true JP3033844B2 (ja) | 2000-04-17 |
Family
ID=18188548
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2326502A Expired - Lifetime JP3033844B2 (ja) | 1990-11-28 | 1990-11-28 | 印刷制御装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5210822A (ja) |
| JP (1) | JP3033844B2 (ja) |
Families Citing this family (9)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5651103A (en) * | 1995-11-06 | 1997-07-22 | Pitney Bowes Inc. | Mail handling apparatus and process for printing an image column-by-column in real time |
| US5806997A (en) * | 1996-02-20 | 1998-09-15 | Canon Business Machines, Inc. | Dot matrix printer |
| JPH10240613A (ja) * | 1997-03-03 | 1998-09-11 | Hitachi Ltd | メモリアクセス制御方法および装置 |
| JP4069486B2 (ja) * | 1998-03-17 | 2008-04-02 | ソニー株式会社 | 記憶回路制御装置およびグラフィック演算装置 |
| US6563507B1 (en) * | 1999-09-22 | 2003-05-13 | Sony Corporation | Storage circuit control device and graphic computation device |
| US20030067587A1 (en) * | 2000-06-09 | 2003-04-10 | Masami Yamasaki | Multi-projection image display device |
| US20040021649A1 (en) * | 2002-08-02 | 2004-02-05 | Keith Kejser | Method and apparatus for translating X, Y coordinates for a linear memory system |
| US6712439B1 (en) | 2002-12-17 | 2004-03-30 | Lexmark International, Inc. | Integrated circuit and drive scheme for an inkjet printhead |
| WO2008114322A1 (ja) * | 2007-03-20 | 2008-09-25 | Fujitsu Limited | 半導体集積回路および半導体メモリのアクセス制御方法 |
Family Cites Families (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS59196292A (ja) * | 1983-04-21 | 1984-11-07 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 転写記録用像受容体 |
| JPS60209880A (ja) * | 1984-02-28 | 1985-10-22 | Fujitsu Ltd | イメ−ジメモリの書込み制御装置 |
| US5003496A (en) * | 1988-08-26 | 1991-03-26 | Eastman Kodak Company | Page memory control in a raster image processor |
-
1990
- 1990-11-28 JP JP2326502A patent/JP3033844B2/ja not_active Expired - Lifetime
-
1991
- 1991-11-27 US US07/799,147 patent/US5210822A/en not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH04193560A (ja) | 1992-07-13 |
| US5210822A (en) | 1993-05-11 |
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