JPH0462591B2 - - Google Patents
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- Publication number
- JPH0462591B2 JPH0462591B2 JP59250316A JP25031684A JPH0462591B2 JP H0462591 B2 JPH0462591 B2 JP H0462591B2 JP 59250316 A JP59250316 A JP 59250316A JP 25031684 A JP25031684 A JP 25031684A JP H0462591 B2 JPH0462591 B2 JP H0462591B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- kanji
- characters
- area
- dot
- dot pattern
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Lifetime
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- Digital Computer Display Output (AREA)
- Controls And Circuits For Display Device (AREA)
- Dot-Matrix Printers And Others (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
（産業上の利用分野）
この発明は、キヤラクタジエネレータに関し、
更に詳細には文字、記号及び漢字のドツトパター
ンを格納するキヤラクタジエネレータに関する。
更に詳細には文字、記号及び漢字のドツトパター
ンを格納するキヤラクタジエネレータに関する。
（従来の技術）
従来、多種類の漢字を出力するデイスプレイま
たはドツトプリンタにおいて、ドツトマトリツク
スの大きさは、16×16，24×24，32×32ドツトが
一般的であり、特にそれら装置の性能及び読みや
すさの点から24×24ドツトが多い。漢字ドツトパ
ターンはそれらの装置単独に装備されているか、
またはシステム全体で記憶装置の中に記憶されて
いるがどちらの場合も外部から指定される漢字コ
ード（２バイトのJISコードを使用することが多
い）に対応する記憶領域を読み出し、漢字パター
ンを組立てて出力ユニツトへ送出する、記憶装置
としては読み出し専用のMASKROMがよく使わ
れている。近年、このMASKROMの高集積化と
低コスト化によりワードプロセツサ、パーソナル
コンピユータまたは小型低価格端末装置のような
低価格機であつても、CRTデイスプレイやシリ
アルドツトプリンタ用の各々単独に大量の漢字ド
ツトパターンを内蔵するものが多くなつた。特
に、シリアルドツトプリンタでは見やすさの点か
ら24×24ドツトマトリクスを使用する場合が多
い。そこで、24×24ドツトマトリクスの漢字ドツ
トパターンを例として以下に図面に基づいて従来
例を説明する。
たはドツトプリンタにおいて、ドツトマトリツク
スの大きさは、16×16，24×24，32×32ドツトが
一般的であり、特にそれら装置の性能及び読みや
すさの点から24×24ドツトが多い。漢字ドツトパ
ターンはそれらの装置単独に装備されているか、
またはシステム全体で記憶装置の中に記憶されて
いるがどちらの場合も外部から指定される漢字コ
ード（２バイトのJISコードを使用することが多
い）に対応する記憶領域を読み出し、漢字パター
ンを組立てて出力ユニツトへ送出する、記憶装置
としては読み出し専用のMASKROMがよく使わ
れている。近年、このMASKROMの高集積化と
低コスト化によりワードプロセツサ、パーソナル
コンピユータまたは小型低価格端末装置のような
低価格機であつても、CRTデイスプレイやシリ
アルドツトプリンタ用の各々単独に大量の漢字ド
ツトパターンを内蔵するものが多くなつた。特
に、シリアルドツトプリンタでは見やすさの点か
ら24×24ドツトマトリクスを使用する場合が多
い。そこで、24×24ドツトマトリクスの漢字ドツ
トパターンを例として以下に図面に基づいて従来
例を説明する。
第２図は、従来の24×24ドツトマトリクスの漢
字パターンの構成方法を示す図である。
字パターンの構成方法を示す図である。
第２図ａは256Kビツト（32Kバイト）の
MASKROMを使用した例であり、24×24ドツト
サイズを８×８ドツトの部分マトリツクスに９分
割し、９個のMASKROMに4K字を収容してい
た。また、第２図ｂ及びｃは1024Kビツト
（128Kバイト）の大容量MASKROMを使用した
例であり、８×24ドツトの部分マトリツクスに３
分割し、３個のMASKROMに4K字を収容して
いた。なお、第２図ｂは行方向（横方向）の読み
出し用でありデイスプレイに用いられる。また第
２図ｃは列方向（縦方向）の読み出し用でありシ
リアルドツトプリンタに用いられる。
MASKROMを使用した例であり、24×24ドツト
サイズを８×８ドツトの部分マトリツクスに９分
割し、９個のMASKROMに4K字を収容してい
た。また、第２図ｂ及びｃは1024Kビツト
（128Kバイト）の大容量MASKROMを使用した
例であり、８×24ドツトの部分マトリツクスに３
分割し、３個のMASKROMに4K字を収容して
いた。なお、第２図ｂは行方向（横方向）の読み
出し用でありデイスプレイに用いられる。また第
２図ｃは列方向（縦方向）の読み出し用でありシ
リアルドツトプリンタに用いられる。
第３図は漢字ドツトパターンメモリとして
1024KビツトMASKROMを使つたシリアルドツ
トプリンタのブロツク図であり、漢字コードから
漢字ドツトパターンを出力する動作の概略を説明
する。制御部１は外部から指定された漢字コード
をアドレスレジスタ２に転送すると同時に５ビツ
トの列カウンタ３をクリアする。次にアドレスレ
ジスタ２及び列カウンタ３で指定されたアドレス
のデータ（24ビツト）は、プリンタユニツトへ送
出され、列カウンタ３の値は＋１される。同様
に、制御部１は２列目のデータ（24ビツト）を送
出し、列カウンタ３をカウントアツプする。これ
を24回繰り返して１文字のデータ（３×24＝72バ
イト）が出力される。新しい漢字コードが指定さ
れると制御部１はそのコードをアドレスレジスタ
２へ転送すると同時に列カウンタ３をクリアす
る。
1024KビツトMASKROMを使つたシリアルドツ
トプリンタのブロツク図であり、漢字コードから
漢字ドツトパターンを出力する動作の概略を説明
する。制御部１は外部から指定された漢字コード
をアドレスレジスタ２に転送すると同時に５ビツ
トの列カウンタ３をクリアする。次にアドレスレ
ジスタ２及び列カウンタ３で指定されたアドレス
のデータ（24ビツト）は、プリンタユニツトへ送
出され、列カウンタ３の値は＋１される。同様
に、制御部１は２列目のデータ（24ビツト）を送
出し、列カウンタ３をカウントアツプする。これ
を24回繰り返して１文字のデータ（３×24＝72バ
イト）が出力される。新しい漢字コードが指定さ
れると制御部１はそのコードをアドレスレジスタ
２へ転送すると同時に列カウンタ３をクリアす
る。
一般に、漢字コードをその漢字パターンが登録
されているMASKROMアドレスへ変換する場合
はその漢字コードをそのままMASKROMアドレ
スにするには、１文字がMASKROM1個に占め
るバイト数は２のＮ乗すなわち４，８，16，32等
になることが必要である。このため16×16ドツト
または32×32ドツト漢字パターンの場合は問題に
ならないが、24×24ドツトの場合１文字が
MASKROM1個に必要な容量が24バイトであつ
ても32バイトの領域を占めていた。すなわち、
1024KビツトMASKROM４上では列カウンタ３
の５ビツト分の領域を１文字が占めていることに
なり、必要なデータは１文字当り３×24＝72バイ
トであるにもかかわらず1024Kビツト
MASKROM４の領域は３×32＝96バイトを占有
するので、その差24バイトを無駄にしていた。一
方、第４図はJIS漢字コード表を示す図である。
ここで、非漢字領域（94点×８区＝752文字分）
の中に規定されている文字種は524文字である。
また、第１水準漢字領域（94点×32区＝3008文字
分）の中に規定されている文字種は2965文字であ
る。よつて、非漢字領域と第１水準漢字領域を合
わせて3489文字になる。また、上記で説明した無
駄になる24バイトを詰めて、すなわち
MASKROM上の文字間スペースを詰めて
MASKすることにより、非漢字領域及び第１水
準漢字領域（752＋3008＝3760文字分）が全て第
３図での1024KビツトMASKROM４に収容でき
れば、第４図に示すように漢字コードの第１バイ
トから区番号(A)及び第２バイトから点番号(B)がわ
かるので、第３図での制御部１ではMASKROM
上の漢字パターンアドレスが計算できる。すなわ
ち、９〜15区は全て空きであり１区は94点である
ことから指定されたコードが非漢字コード（区番
号Ａが１〜８）であれば、94（Ａ−１）＋Ｂ番目
を、また第１水準漢字コード（区番号Ａが16〜
47）であれば94（Ａ−16）＋Ｂ番目の文字を読み出
すことになり、ROMの先頭アドレスは前述した
１文字当りが72バイトであるのでそれらの72倍に
なる。
されているMASKROMアドレスへ変換する場合
はその漢字コードをそのままMASKROMアドレ
スにするには、１文字がMASKROM1個に占め
るバイト数は２のＮ乗すなわち４，８，16，32等
になることが必要である。このため16×16ドツト
または32×32ドツト漢字パターンの場合は問題に
ならないが、24×24ドツトの場合１文字が
MASKROM1個に必要な容量が24バイトであつ
ても32バイトの領域を占めていた。すなわち、
1024KビツトMASKROM４上では列カウンタ３
の５ビツト分の領域を１文字が占めていることに
なり、必要なデータは１文字当り３×24＝72バイ
トであるにもかかわらず1024Kビツト
MASKROM４の領域は３×32＝96バイトを占有
するので、その差24バイトを無駄にしていた。一
方、第４図はJIS漢字コード表を示す図である。
ここで、非漢字領域（94点×８区＝752文字分）
の中に規定されている文字種は524文字である。
また、第１水準漢字領域（94点×32区＝3008文字
分）の中に規定されている文字種は2965文字であ
る。よつて、非漢字領域と第１水準漢字領域を合
わせて3489文字になる。また、上記で説明した無
駄になる24バイトを詰めて、すなわち
MASKROM上の文字間スペースを詰めて
MASKすることにより、非漢字領域及び第１水
準漢字領域（752＋3008＝3760文字分）が全て第
３図での1024KビツトMASKROM４に収容でき
れば、第４図に示すように漢字コードの第１バイ
トから区番号(A)及び第２バイトから点番号(B)がわ
かるので、第３図での制御部１ではMASKROM
上の漢字パターンアドレスが計算できる。すなわ
ち、９〜15区は全て空きであり１区は94点である
ことから指定されたコードが非漢字コード（区番
号Ａが１〜８）であれば、94（Ａ−１）＋Ｂ番目
を、また第１水準漢字コード（区番号Ａが16〜
47）であれば94（Ａ−16）＋Ｂ番目の文字を読み出
すことになり、ROMの先頭アドレスは前述した
１文字当りが72バイトであるのでそれらの72倍に
なる。
（発明が解決しようとする問題点）
しかしながら、第３図での制御部１はこのよう
な計算により容易に読み出すことができるが、
1024KビツトMASKROM2個分は容量的に最大
3640文字まで収容可能である。よつて、非漢字領
域及び第１水準漢字領域全てをMASKすること
はできないので、両領域に規定されている文字
（524＋2965＝3489文字）だけにとどめなければな
らない。また、第１水準漢字領域は最後に連続し
て43文字（3008−2965＝43）が空いているだけで
あるから上記と同様にしてコードからパターンの
格納アドレスを計算できるが、非漢字の524文字
は752文字分の領域の中に空領域と混在している
ため必要なパターンの格納アドレスを簡単に計算
することはできなく、第３図での制御部１はドツ
トパターンの読み出しが不可能になる。したがつ
て、従来のような空領域を有したまま
MASKROMにドツトパターンを格納すれば、ド
ツトパターンの読み出しは容易であるが
MASKROMの使用効率が悪くなる。逆に、
MASKROMの使用効率を上げるために
MASKROMの従来例のように存在していた空領
域を詰めてドツトパターンを格納したとしても、
ドツトパターンの読み出し時にその必要なドツト
パターンの格納アドレスの計算が大変である。
な計算により容易に読み出すことができるが、
1024KビツトMASKROM2個分は容量的に最大
3640文字まで収容可能である。よつて、非漢字領
域及び第１水準漢字領域全てをMASKすること
はできないので、両領域に規定されている文字
（524＋2965＝3489文字）だけにとどめなければな
らない。また、第１水準漢字領域は最後に連続し
て43文字（3008−2965＝43）が空いているだけで
あるから上記と同様にしてコードからパターンの
格納アドレスを計算できるが、非漢字の524文字
は752文字分の領域の中に空領域と混在している
ため必要なパターンの格納アドレスを簡単に計算
することはできなく、第３図での制御部１はドツ
トパターンの読み出しが不可能になる。したがつ
て、従来のような空領域を有したまま
MASKROMにドツトパターンを格納すれば、ド
ツトパターンの読み出しは容易であるが
MASKROMの使用効率が悪くなる。逆に、
MASKROMの使用効率を上げるために
MASKROMの従来例のように存在していた空領
域を詰めてドツトパターンを格納したとしても、
ドツトパターンの読み出し時にその必要なドツト
パターンの格納アドレスの計算が大変である。
この発明は、これらの問題点を解決するための
もので、実装スペース及びコストの低減を計ると
共に漢字コードとMASKROMのアドレスの対応
を容易にし、かつ使用効率を高めたキヤラクタジ
エネレータを提供することを目的とする。
もので、実装スペース及びコストの低減を計ると
共に漢字コードとMASKROMのアドレスの対応
を容易にし、かつ使用効率を高めたキヤラクタジ
エネレータを提供することを目的とする。
（問題点を解決するための手段）
この発明は前記問題点を解決するためにドツト
を単位として文字、記号及び漢字のパターンを格
納するキヤラクタジエネレータにおいて、このキ
ヤラクタジエネレータの格納領域を次のように分
割する。その１つは、非漢字である文字及び記号
のドツトパターンを詰めて順次格納する非漢字ド
ツトパターン領域である。２番目は、漢字のドツ
トパターンを詰めて順次格納する漢字ドツトパタ
ーン領域である。更に、ドツトパターンは格納し
ないが、上記非漢字ドツトパターンデータ領域で
の読み出すべき非漢字のドツトパターンの格納位
置を指示するデータを格納する非漢字アドレス変
換データ領域である。
を単位として文字、記号及び漢字のパターンを格
納するキヤラクタジエネレータにおいて、このキ
ヤラクタジエネレータの格納領域を次のように分
割する。その１つは、非漢字である文字及び記号
のドツトパターンを詰めて順次格納する非漢字ド
ツトパターン領域である。２番目は、漢字のドツ
トパターンを詰めて順次格納する漢字ドツトパタ
ーン領域である。更に、ドツトパターンは格納し
ないが、上記非漢字ドツトパターンデータ領域で
の読み出すべき非漢字のドツトパターンの格納位
置を指示するデータを格納する非漢字アドレス変
換データ領域である。
（作用）
この発明によれば、以上のようにキヤラクタジ
エネレータ内の記憶装置に各々の領域を設けたの
で、外部から読み出すべきものが非漢字であれ
ば、非漢字アドレス変換データ領域からその非漢
字に対応する非漢字ドツトパターンデータ領域で
の先頭アドレスを読み出し、その先頭アドレスに
よりその非漢字のドツトパターンを読み出す。ま
た、外部から読み出すべきものが漢字であれば、
その漢字に対応する漢字ドツトパターンデータ領
域での先頭アドレスは予め設定されているので、
直接その先頭アドレスで読み出すのである。
エネレータ内の記憶装置に各々の領域を設けたの
で、外部から読み出すべきものが非漢字であれ
ば、非漢字アドレス変換データ領域からその非漢
字に対応する非漢字ドツトパターンデータ領域で
の先頭アドレスを読み出し、その先頭アドレスに
よりその非漢字のドツトパターンを読み出す。ま
た、外部から読み出すべきものが漢字であれば、
その漢字に対応する漢字ドツトパターンデータ領
域での先頭アドレスは予め設定されているので、
直接その先頭アドレスで読み出すのである。
したがつて、この発明は前記問題点を解決し、
実装スペース及びコストの低減を計ると共に漢字
コードとMASKROMのアドレスの対応を容易に
し、かつ使用効率を高めたキヤラクタジエネレー
タを提供できる。
実装スペース及びコストの低減を計ると共に漢字
コードとMASKROMのアドレスの対応を容易に
し、かつ使用効率を高めたキヤラクタジエネレー
タを提供できる。
（実施例）
第１図ａ及びｂは、この発明の一実施例を示す
構成図である。同図は、非漢字及び第１水準漢字
合せて3489文字のドツトパターンと非漢字524文
字を読み出すために非漢字領域752文字のそれぞ
れに対して２バイトずつアドレス変換データを
MASKしたものである。第１図ａに示すNo.１の
ROMの先頭には、非漢字領域のアドレス変換デ
ータ752×２＝1504バイトの非漢字アドレス変換
データが収容されている。この非漢字アドレス変
換データは第４図での非漢字領域の中で空きコー
ドの文字をとばして順次規定されている文字（後
述する非漢字パターンデータ）の何番目であるか
を示すものである。よつて、第３図での制御部１
は指定されたコードからアドレス変換データを読
み出し、必要なパターンデータの先頭アドレスを
計算する。すなわち、外部から指定された漢字コ
ードが区番号によつて非漢字コードか、または第
１水準漢字コードかを判定し、非漢字領域のもの
であればコードの区点番号（Ａ区、Ｂ点）から非
漢字アドレス変換データに格納されているROM
アドレスを計算（２×｛94（Ａ−１）＋Ｂ−１｝）
し、その連続する２バイトのデータから非漢字パ
ターンデータのバイトエリアの先頭から何バイト
目に与えられた漢字コードのパターンが格納され
ているかを計算する。ここで、与えられた漢字コ
ードの非漢字アドレス変換データをα、非漢字パ
ターンが格納されている先頭アドレスをβとすれ
ば、第３図での制御部１ではα，βに基づいて与
えられた漢字コードのパターン格納先頭アドレス
を72（α−１）＋βと計算する。ここで、βは非漢
字アドレス変換データ（752×２バイト）と第１
水準漢字パターンデータ（2965×72バイト）とを
加えた値であるので予め決められる。また、外部
から指定された漢字コードが区番号によつて第１
水準漢字領域のものであれば、その空き領域は最
後の43文字であるのでその漢字が何番目の文字に
当るか計算できる。すなわち、その漢字コードの
区点番号（Ａ区、Ｂ点）から第１水準漢字パター
ンデータに格納されているROMアドレスを計算
（94（Ａ−１）＋Ｂ）し、その漢字パターンが格納
されている先頭アドレスは72｛94（Ａ−１）＋Ｂ−
１｝となることを第３図での制御部１で計算し、
その漢字パターンは読み出される。
構成図である。同図は、非漢字及び第１水準漢字
合せて3489文字のドツトパターンと非漢字524文
字を読み出すために非漢字領域752文字のそれぞ
れに対して２バイトずつアドレス変換データを
MASKしたものである。第１図ａに示すNo.１の
ROMの先頭には、非漢字領域のアドレス変換デ
ータ752×２＝1504バイトの非漢字アドレス変換
データが収容されている。この非漢字アドレス変
換データは第４図での非漢字領域の中で空きコー
ドの文字をとばして順次規定されている文字（後
述する非漢字パターンデータ）の何番目であるか
を示すものである。よつて、第３図での制御部１
は指定されたコードからアドレス変換データを読
み出し、必要なパターンデータの先頭アドレスを
計算する。すなわち、外部から指定された漢字コ
ードが区番号によつて非漢字コードか、または第
１水準漢字コードかを判定し、非漢字領域のもの
であればコードの区点番号（Ａ区、Ｂ点）から非
漢字アドレス変換データに格納されているROM
アドレスを計算（２×｛94（Ａ−１）＋Ｂ−１｝）
し、その連続する２バイトのデータから非漢字パ
ターンデータのバイトエリアの先頭から何バイト
目に与えられた漢字コードのパターンが格納され
ているかを計算する。ここで、与えられた漢字コ
ードの非漢字アドレス変換データをα、非漢字パ
ターンが格納されている先頭アドレスをβとすれ
ば、第３図での制御部１ではα，βに基づいて与
えられた漢字コードのパターン格納先頭アドレス
を72（α−１）＋βと計算する。ここで、βは非漢
字アドレス変換データ（752×２バイト）と第１
水準漢字パターンデータ（2965×72バイト）とを
加えた値であるので予め決められる。また、外部
から指定された漢字コードが区番号によつて第１
水準漢字領域のものであれば、その空き領域は最
後の43文字であるのでその漢字が何番目の文字に
当るか計算できる。すなわち、その漢字コードの
区点番号（Ａ区、Ｂ点）から第１水準漢字パター
ンデータに格納されているROMアドレスを計算
（94（Ａ−１）＋Ｂ）し、その漢字パターンが格納
されている先頭アドレスは72｛94（Ａ−１）＋Ｂ−
１｝となることを第３図での制御部１で計算し、
その漢字パターンは読み出される。
また、第２水準漢字のMASKROMは連続に文
字が詰まつているので第１水準漢字と同様に変換
データなしで容易に読み出すことができる。な
お、第２水準漢字（3388文字）も1024Kビツト
MASKROM2個に収容できる。
字が詰まつているので第１水準漢字と同様に変換
データなしで容易に読み出すことができる。な
お、第２水準漢字（3388文字）も1024Kビツト
MASKROM2個に収容できる。
（発明の効果）
以上説明したように、この発明によれば、キヤ
ラクタジエネレータ内において非漢字及び漢字の
ドツトパターンを詰めて順次格納するとともに、
各文字に対する格納アドレスを指示するアドレス
変換データを格納することにより、キヤラクタジ
エネレータつまりMASKROMの使用効率を上げ
ることができかつドツトパターンの読み出しを容
易に行なうことができるキヤラクタジエネレータ
を提供できる。また、これに伴つて装置全体の小
型、軽量及び低価格が可能となる。
ラクタジエネレータ内において非漢字及び漢字の
ドツトパターンを詰めて順次格納するとともに、
各文字に対する格納アドレスを指示するアドレス
変換データを格納することにより、キヤラクタジ
エネレータつまりMASKROMの使用効率を上げ
ることができかつドツトパターンの読み出しを容
易に行なうことができるキヤラクタジエネレータ
を提供できる。また、これに伴つて装置全体の小
型、軽量及び低価格が可能となる。
第１図ａ及びｂは、この発明の一実施例を示す
構成図、第２図ａ〜ｃは従来の24×24ドツトマト
リクスの漢字パターンの構成方法を示す図、第３
図は1024KビツトMASKROMを使つたシリアル
ドツトプリンタのブロツク図、第４図はJIS漢字
コードを示す図である。 １…制御部、２…アドレスレジスタ、３…列カ
ウンタ、４…1024KビツトMASKROM。
構成図、第２図ａ〜ｃは従来の24×24ドツトマト
リクスの漢字パターンの構成方法を示す図、第３
図は1024KビツトMASKROMを使つたシリアル
ドツトプリンタのブロツク図、第４図はJIS漢字
コードを示す図である。 １…制御部、２…アドレスレジスタ、３…列カ
ウンタ、４…1024KビツトMASKROM。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ ドツトを単位として文字、記号及び漢字のパ
ターンを格納するキヤラクタジエネレータにおい
て、該キヤラクタジエネレータの格納領域を、非
漢字である文字及び記号のドツトパターンを詰め
て順次格納する非漢字ドツトパターンデータ領域
と、漢字のドツトパターンを詰めて順次格納する
漢字ドツトパターン領域と、前記非漢字ドツトパ
ターンデータ領域での読出すべき非漢字のドツト
パターンの格納位置を指示するアドレスを格納す
る非漢字アドレス変換データ領域とに分割したこ
とを特徴とするキヤラクタジエネレータ。 ２ 前記非漢字アドレス変換データ領域、前記漢
字ドツトパターンデータ領域及び前記非漢字ドツ
トパターンデータ領域の順に格納することを特徴
とする特許請求の範囲第１項に記載のキヤラクタ
ジエネレータ。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59250316A JPS61128282A (ja) | 1984-11-27 | 1984-11-27 | キャラクタジェネレ−タ |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59250316A JPS61128282A (ja) | 1984-11-27 | 1984-11-27 | キャラクタジェネレ−タ |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61128282A JPS61128282A (ja) | 1986-06-16 |
| JPH0462591B2 true JPH0462591B2 (ja) | 1992-10-06 |
Family
ID=17206094
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP59250316A Granted JPS61128282A (ja) | 1984-11-27 | 1984-11-27 | キャラクタジェネレ−タ |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS61128282A (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH05201064A (ja) * | 1992-01-29 | 1993-08-10 | Nec Corp | プリンタ装置 |
Family Cites Families (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS551613A (en) * | 1978-06-19 | 1980-01-08 | Hitachi Ltd | Light pickup |
| JPS56161587A (en) * | 1980-05-19 | 1981-12-11 | Hitachi Ltd | Character code converting system |
-
1984
- 1984-11-27 JP JP59250316A patent/JPS61128282A/ja active Granted
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS61128282A (ja) | 1986-06-16 |
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| EXPY | Cancellation because of completion of term |