JPH06266530A

JPH06266530A - パターン圧縮方式

Info

Publication number: JPH06266530A
Application number: JP5053896A
Authority: JP
Inventors: Masaki Nishiyama; 政希西山
Original assignee: Canon Inc
Current assignee: Canon Inc
Priority date: 1993-03-15
Filing date: 1993-03-15
Publication date: 1994-09-22

Abstract

(57)【要約】【目的】フォントパターンをメモリに効率的に記憶し
て、また効率良くメモリからパターンを読み出すことが
できるパターン圧縮方式に関する。【構成】フォントパターンを細分化して、細分化した
パターンの出現率をチェックして繰り返し現われるもの
は、そのパターンを表わす情報をメモリに入れ、その他
はそのまま記憶するようにし、パターンを再現すると
き、情報に変換されたものは別のところのパターンを読
み出し、そのままのものはそれを読み出して、パターン
を再現するようにして目的を実現する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、表示装置や印字装置で
出力する文字フォントパターンの圧縮方式に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来いわゆる辞書（符番化）方式の圧縮
方法では、１文字がＭ行×Ｎ列のビットパターンで構成
される文字群を各文字毎にＭ１行×Ｎ１列のサブマトリ
ックスに分割し、前記サブマトリックス全てに符番（イ
ンデックス付加）を実行（同じドットパターンのサブマ
トリックスには同一の番号を割り振る）して、前記Ｍ１
行×Ｎ１列に分割された文字を、各サブマトリックスに
対応するインデックス番号で表現することにより、サブ
マトリックスのＭ１×Ｎ１ビットをインデックス番号で
用いられるビット数（通常は８の倍数）に圧縮してい
た。

【０００３】但し実際の圧縮データとしては、インデッ
クス番号で表現された圧縮データの他に、インデックス
順に並べられたドットパターンテーブル（辞書）が必要
となる。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】従来技術では、インデ
ックス番号格納領域が固定長であったため漢字フォント
のようにパターンの数が多いものに対しては、インデッ
クス番号で用いられるビット数が大きくなり圧縮効率が
非常に悪かった。

【０００５】一方欧文フォントで用いられるプロポーシ
ョナルフォントなどは文字幅の最も大きいものにフォン
トボックスを合わせているため、従来技術では文字幅の
小さなものに対しては空白を伸長するなどの無駄があっ
た。

【０００６】

【課題を解決するための手段】この問題を解決するため
に、本発明は符番化サブマトリックスを参照する番号の
格納領域を可変長としている。

【０００７】

【作用】上述の構成により、より圧縮効率の高いパター
ン圧縮が可能となる。

【０００８】この問題を解決するために、本発明はプロ
ポーショナルフォントで用いられる文字幅を備え文字幅
分伸長が終了した時点で伸長処理を中断する。

【０００９】上述の構成により、無駄のないパターン伸
長が可能となる。

【００１０】

【実施例】

（実施例１）以下に図面を参照しながら本発明について
詳細に述べる。図１は、第一実施例の構成図である。図
に於て、１は数々の処理を司る中央処理装置（ＣＰＵ）
で、図４に示す制御手順を記憶したＲＯＭから手順を読
み出し実行する。２はランダムアクセスメモリ（ＲＡ
Ｍ）でエリアＦＡＤＤＲ、ＩＮＤＦＬＧ、ＳＣＯＵＮＴ
ＥＲ、ＩＮＯ、ＩＡＤＤＲを含む、３は図４に示す手順
を記憶するリードオンリーメモリ（ＲＯＭ）、４は印刷
装置で、５は印刷装置４の印刷データを保持するための
プリントバッファ、６は本発明の圧縮フォントおよび符
番インジケータを格納しているキャラクタジェネレータ
用リードオンリーメモリ（ＣＧＲＯＭ）、最後に７はＣ
ＰＵと他の周辺装置との間でデータの授受を行うための
共通バス（ＳＢ）である。

【００１１】次にＣＧＲＯＭ６内の構成について図２を
参照しながら説明する。ＣＧＲＯＭ内には、文字に対し
て固定長（本実施例では３バイト）のアドレスを格納す
るポインタ部、ポインタにより参照される符番（インデ
ックス番号）を含むフォントテーブル部、最後にインデ
ックス番号によって参照される符番サブマトリックスが
存在する。

【００１２】またフォントは図３の如く、４８×４８の
ドットパターンよりなり印刷されるべきドットに論理
‘１’、空白ドットに論理‘０’を割り当てている。更
に本実施例では、原図を縦４８ドット×横１ドットのサ
ブマトリックス（以降スライスと呼ぶ）に分割して圧縮
しているが本実施例の適用範囲はこの限りではなく、任
意の大きさのフォントパターンに対して、また任意の大
きさのサブマトリックスに対しても同様に処理できるこ
とは同業者であれば容易に理解できるであろう。

【００１３】以下の説明で数字の最後に‘ｈ’が付加さ
れたものは１６進数を表し、‘ｂ’が付加されているも
のは２進数を表す。１０進数については特に断りがない
限りなにも付加しない。

【００１４】実施例では、明朝体８１２０文字の異なる
約１６万パターンの内、出現頻度の高いものから１バイ
ト、２バイト、３バイトのインデックス番号を割り振
る。具体的には、最も出現頻度の高いパターン１２８個
に１バイトの番号００ｈ−７ｆｈを、次に出現頻度の高
いパターン２８６７２個に２バイトの番号８０００ｈ−
ｅｆｆｆｈを、残りのパターンに対して３バイトの番号
ｆ０００００−ｆ１ｆｆｆｆｈを割り振っているが、本
発明の適応範囲はこれに限らず、ほかの割り振りも可能
であることは言うまでもない。

【００１５】本実施例では、出現頻度に応じてインデッ
クス番号を可変長としている。

【００１６】以上のような構成で、最初にＲＯＭ３に含
まれる図４で示されるＣＰＵ１の全体の制御を説明す
る。

【００１７】まずＳ１００でＣＰＵ１は、出力すべきフ
ォントの文字コード×３＋ポインタ先頭アドレスを計算
し、そのアドレスに格納されている３バイトの実フォン
トデータのアドレスをＦＡＤＤＲに格納する。（フロー
チャート中の括弧で囲まれたものは格納内容を示す。）
次にＳ１０１では４８スライス分処理すべくＳＣＯＵＮ
ＴＥＲの初期値として４８を代入する。更にＳ１０２で
ＩＮＯ１、ＩＮＯ２に０を代入する。次にＳ１０３でＦ
ＡＤＤＲで示されるアドレスの内容を１バイト分ＩＮＯ
にコピーする。次にＳ１０４ではＩＮＯが８０ｈより大
きいか否か判断する。判断が「真」の場合にはＳ１１１
に進み、「偽」の場合にはＳ１０５でＦＡＤＤＲの値を
１だけ増す。次にＳ１０６でＩＮＯの値をＩＮＯ１にコ
ピーし更にＦＡＤＤＲで示されるアドレスの内容をＩＮ
Ｏに１バイト分コピーする。Ｓ１０４ではＩＮＯがｆ０
ｈより大きいか否か判断する。判断が「真」の場合には
Ｓ１１１に進み、「偽」の場合にはＳ１０８でＦＡＤＤ
Ｒの値を１つだけ増す。次にＳ１０９でＩＮＯ１の値を
ＩＮＯ２に、ＩＮＯの値をＩＮＯ１にコピーし更にＦＡ
ＤＤＲで示されるアドレスの内容をＩＮＯに１バイト分
コピーする。

【００１８】次にＳ１１１では、ＩＮＯ２、ＩＮＯ１、
ＩＮＯをこの順番に３バイトのインデックス番号とし
て、あらかじめこの番号で登録してあるスライスデータ
を印字データとしてプリントバッファ５に展開する。次
にＳ１１１でＦＡＤＤＲの値を１だけ増す。次にＳ１１
２でＳＣＯＵＮＴの値を１だけ減じる。最後にＳ１１３
でＳＣＯＵＮＴが‘０’になったか否か判断して判断が
偽の場合にはＳ１０３に戻り、真の場合処理を終了す
る。

【００１９】次に実例を挙げて説明する。

【００２０】文字「亜」に対する内部文字コードは１４
１０でありポインタ及びフォントテーブルは図５のよう
になっている。まずＳ１００で１４１０×３を計算しポ
インタの内容は「亜」の最初のデータを示す。便宜上ポ
インタの内容は１００００ｈであるとする。（ＦＡＤＤ
Ｒ＝１００００ｈとなる。）次にｓ１０１でＳＣＯＵＮ
ＴＥＲに４８をで代入する。次にワークエリアＩＮＯ
１、ＩＮＯ２をＳ１０２でクリアする。次にｓ１０３で
ＦＡＤＤＲで示されるアドレスから１バイトデータを取
り込みインデックス番号としてＩＮＯに代入する（ＩＮ
Ｏ＝０となる）。次にＩＮＯが８０ｈより大きいか否か
判断するが、今の場合ＩＮＯ＝０でＩＮＯ＜８０ｈとな
るので判断は「真」となるので、ｓ１１１で、ＩＮＯ
２，ＩＮＯ１，ＩＮＯ（００ｈ，００ｈ，００ｈ）をイ
ンデックス番号として符番サブマトリックスを参照し
て、００ｈ，００ｈ，００ｈ，００ｈ，００ｈ，０ｃｈ
をプリントバッファ５に書き込む。

【００２１】次にｓ１１１でＦＡＤＤＲが１だけ増され
て１００１ｈとなる。ｓ１１２でｓｃｏｕｎｔは４７と
なるが、０でないのでｓ１１３の判断は「偽」となりｓ
１０３へ戻る。

【００２２】同様にして２、３、４スライスに対してイ
ンデックス番号が０００１ｈなので符番サブマトリック
スのアドレス６番地から１８ｈ，００ｈ，００ｈ，００
ｈ，００ｈ，０ｃｈが伸長される。このようにして
「亜」の原図がｓｃｏｕｎｔ＝＝４となるまで再生され
る。

【００２３】ｓｃｏｕｎｔ＝＝４になるとこのスライス
に対するインデックス番号の１バイト目が‘ｆ０ｈ’と
なるのでｓ１０４の判断が「偽」となりｓ１０５でＦＡ
ＤＤＲの値が１だけ増される。次にｓ１０６ＩＮＯ１に
ＩＮＯの値（ｆ０ｈ）をコピーし更にＩＮＯにはＦＡＤ
ＤＲで示されるアドレスから１バイトのデータ（００
ｈ）が読み込まれる。今、ＩＮＯ１はｆ０ｈであるから
Ｓ１０７の判断は「偽」となりＳ１０８でＦＡＤＤＲが
１だけ増される。Ｓ１０９でＩＮＯ１（ｆ０ｈ）がＩＮ
Ｏ２に、またＩＮＯ（００ｈ）がＩＮＯ２にコピーされ
更にＦＡＤＤＲのアドレスの内容１バイト分（００ｈ）
がＩＮＯに読み込まれる。従って今の場合のインデック
ス番号はｆ０００００ｈとなり符番サブマトリックスよ
り７８ｈ，０１ｈ，８０ｈ，００ｈ，００ｈ，７ｃｈと
いうデータが印字データとして伸長される。

【００２４】同様にして（３８ｈ，００ｈ，００ｈ，０
０ｈ，００ｈ，３ｃｈ）、（１８ｈ，００ｈ，００ｈ，
００ｈ，００ｈ，１ｃｈ）、（００ｈ，００ｈ，００
ｈ，００ｈ，００ｈ，０ｃｈ）伸長され、「亜」が最後
まで再生される。

【００２５】このように本実施例によれば、全フォント
出現頻度の最も多いスライス１２８個に対するインデッ
クス番号を１バイト、次に多いスライス２８６７２個に
対しては２バイトすることができ、フォントテーブルを
より少ないバイト数で構成可能となる。

【００２６】実際、本実施例の明朝体８１２０文字分の
データを実際に圧縮した場合について説明すると、全文
字のスライスは８１２０×４８＝約３９万である（この
内約１６万スライスが１バイトで、約２．５万スライス
が２バイトで参照可能となる。）。

【００２７】これを従来のように単純にインデックス化
するとフォントテーブルの大きさはインデックスとして
３バイト必要なので、３×３９万＝１１７万バイト格納
領域が必要となる。

【００２８】一方本発明によればインデックスとして必
要な数は、１６×１＋２．５×２＋（３９−１６−２．
５）×３＝約８２．５万バイトの格納領域でよい。

【００２９】従って本発明によれば上記１１７万と８
２．５万の差（３４．５万）だけバイトが少ない容量で
フォントの伸長が実現可能という優れた効果が期待でき
る。

【００３０】（実施例２）実施例２では、伸長処理を高
速化するために６バイトのスライスデータの先頭５バイ
トが００ｈで最後のバイトが８０ｈ未満のパターンに１
バイトのインデックス番号を、先頭４バイトが００ｈで
５バイト目が８０ｈからｅｆｈまでのスライスに２バイ
トのインデックス番号を割り振り、これらのスライスに
対しては印字データ＝インデックス番号となるよう構成
する。上記以外のスライスに対しては３バイトのインデ
ックス番号を割り振る。

【００３１】このように構成することにより上記１バイ
トおよび２バイトインデックスに対しては符番サブマト
リックスを参照することなく印字データの伸長が可能と
なりこれらのスライスに対する伸長処理が高速化でき
る。

【００３２】詳細は実施例１と同様なので省略するが同
業者であれば容易に理解できるであろう。

【００３３】（実施例３）実施例３では、圧縮率を更に
高めるため原図に予め排他的論理和（ＸＯＲ）処理を施
す。

【００３４】図６は排他的論理和処理を示す図で、第２
スライスは第１スライスと排他的論理和をとる。以下同
様に第Ｎスライスは第Ｎ−１スライスと排他的論理和を
とる（Ｎ＞＝２）。このように差分化された輪郭図形を
新たに原図とみなして実施例１と同様の処理をする。

【００３５】この処理により全文字スライス中の異なる
パターンの総数が減るので、逆に同一パターンの出現頻
度が増し本発明の効果がより一層大となることは容易に
理解できる。

【００３６】原図を再生するためのＸＯＲは、一旦図６
の輪郭フォントを伸長後各スライスでＸＯＲをとり原図
を再生しても良いし、各スライス毎に直前の再生された
スライスとのＸＯＲをとりながら伸長しても良い。

【００３７】ＸＯＲ処理は従来技術なので詳細は省略す
る。

【００３８】（実施例４）図４は、実施例１の印字装置
の代わりにドットリフレッシュ型表示装置を採用した実
施例１の構成図である。フォントの出力先がプリントバ
ッファからＶＲＡＭになっているが実施例１と同様なの
で詳細は省略する。

【００３９】（実施例５）以下に図面を参照しながら本
発明について詳細に述べる。便宜上フォントパターンを
Ｍ１行×Ｎ１列のサブマトリックスに分割してインデッ
クスを参照するいわゆる辞書方式の圧縮方式を用いて説
明すらが、他の圧縮方式にも本発明は適応可能であるこ
とは言うまでもない。

【００４０】図１を参照して実施例５の説明をする。図
において、１は数々の処理を司る中央処理装置（ＣＰ
Ｕ）で、図１０、１４に示す手順を実行する。２はラン
ダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）でエリア、ＳＣＯＵＮＴ
ＥＲ、ＩＮＯ、ＦＡＤＤＲ、ＰＡＤＤＲを含む、３は図
１０、１４に示す手順を記憶しているリードオンリーメ
モリ（ＲＯＭ）、４は印刷装置で、５は印刷装置４の印
刷データを保持するためのプリントバッファ、６は圧縮
フォントを格納しているキャラクタジェネレータ用リー
ドオンリーメモリ（ＣＧＲＯＭ）、最後に７はＣＰＵと
他の周辺装置との間でデータの授受を行うための共通バ
ス（ＳＢ）である。

【００４１】次にＣＧＲＯＭ６内の構成について図８を
参照しながら説明する。

【００４２】文字を構成するパターンに対応するサブマ
トリックスを参照するためのインデックス番号を持つ固
定長のフォントテーブル、インデックス番号によって参
照される符番サブマトリックスおよびフォントの文字幅
を格納するピッチテーブルがＣＧＲＯＭ内には存在す
る。

【００４３】またフォントは図９の如く、縦４８×横４
２のドットパターンよりなり印刷されるべきドットに論
理‘１’、空白ドットに論理‘０’を割り当てている。
更に本実施例では、原図を縦４８ドット×横１ドットの
サブマトリックス（以降スライスと呼ぶ）に分割して圧
縮しているが本実施例の適用範囲はこの限りではなく、
任意の大きさのフォントパターンに対して、また任意の
大きさのサブマトリックスに対しても同様に処理できる
ことは同業者であれば容易に理解できるであろう。

【００４４】インデックスは３バイトで構成され、イン
デックス番号０番が符番サブマトリックスの先頭６バイ
トのデータを、インデックス番号１番が符番サブマトリ
ックスのオフセット６から始まる６バイトのデータを参
照するよう構成されている。フォントテーブルは各文字
毎に３バイト×４２で構成され、全体の大きさは３×４
２×文字数である。最後にピッチテーブルは図１０の
如く構成され、文字コード毎に１バイトで文字幅を格納
する。

【００４５】以下の説明で数字の最後に‘ｈ’が付加さ
れたものは１６進数を表し、‘ｂ’が付加されているも
のは２進数を表す。１０進数については特に断りがない
限りなにも付加しない。

【００４６】以上のような構成で、最初にＲＯＭ３に含
まれる図１０で示されるＣＰＵ１の全体の制御を説明す
る。

【００４７】まずＳ１００でＣＰＵ１は、出力すべきフ
ォントの文字コード×３×４２＋フォントテーブル先頭
アドレスを計算しＦＡＤＤＲに格納する。次にＳ１０１
で、ピッチテーブルの先頭アドレス＋文字コードを計算
しＰＡＤＤＲに格納する。次にＳ１０２では文字幅スラ
イス分処理すべくＰＡＤＤＲで示されるアドレスの内容
を１バイト分ＳＣＯＵＮＴＥＲに代入する。（フローチ
ャート中の括弧で囲まれたものは格納内容を示す。）次
にＳ１０３でＦＡＤＤＲで示されるアドレスの内容を３
バイト分ＩＮＯにコピーする。次にＳ１０４ではＩＮＯ
×６＋符番サブマトリックス先頭アドレスを計算してＩ
ＡＤＤＲに格納する。次にＳ１０５でＩＡＤＤＲで示さ
れるアドレスから６バイトのデータを印字データとして
プリントバッファ５に展開する。次にＳ１０６でＦＡＤ
ＤＲを３だけ増す。次にＳ１０７でＳＣＯＵＮＴの値を
１だけ減ずる。最後にＳ１０８でＳＣＯＵＮＴが‘０’
か否か判断して判断が偽の場合にはＳ１０３に戻り、真
の場合処理を終了する。

【００４８】次に実例を挙げて図１１、１２を参照しな
がら説明する。

【００４９】文字「Ｉ」に対する内部文字コード（ＡＳ
ＣＩＩコード）は４９ｈであるので、Ｓ１００で４９ｈ
×３を計算してフォントテーブル先頭アドレス（便宜上
テーブル先頭アドレスは１００００ｈであるとする。）
と加算しＦＡＤＤＲに格納する（ＦＡＤＤＲ＝１００Ｄ
Ｂｈとなる。）。次にｓ１０１ピッチテーブル先頭アド
レス（ＦＡＤＤＲ同様便宜上２００００ｈとする）と文
字コード４９ｈを加算し結果をＰＡＤＤＲに格納する
（ＰＡＤＤＲ＝２００４９ｈ）。次にｓ１０２で２００
４９ｈの格納内容をＳＣＯＵＮＴＥＲに代入する（図６
よりＳＣＯＵＮＴＥＲに２４が格納される。）。次にｓ
１０３でＦＡＤＤＲで示されるアドレスから３バイトデ
ータを取り込みインデックス番号としてＩＮＯに代入す
る（図５よりＩＮＯ＝００００００ｈとなる。）。継ぎ
にｓ１０４でＩＮＯ×６＝０なのでＩＡＤＤＲは符番サ
ブマトリックスの先頭アドレスとなる。次にｓ１０５で
ＩＡＤＤＲから、００ｈ，００ｈ，００ｈ，００ｈ，０
０ｈ，００ｈをプリントバッファ５に書き込む。次にｓ
１０６でＦＡＤＤＲが３だけ増されて１００ＤＥｈとな
る。最後にｓ１０７でｓｃｏｕｎｔは２３となるが、’
０‘でないのでｓ１０８の判断は「偽」となりｓ１０３
へ戻る。

【００５０】同様にして第２スライスに対して、（００
ｈ，００ｈ，００ｈ，００ｈ，００ｈ，００ｈ）が展開
される。また第３、４、５、６、７、８、９スライスに
対してインデックス番号が０００００１ｈなので（図５
においては最初の１バイトがＬＳＢとなっている）符番
サブマトリックスのアドレス６番地から（０ｃｈ，００
ｈ，００ｈ，００ｈ，３０ｈ，００ｈ）が伸長される。
このようにして「Ｉ」の原図がｓｃｏｕｎｔ＝０となる
まで再生される。つまり「Ｉ」が２４スライス目まで再
生される。

【００５１】ここで２５スライス目以降のデータは伸長
されない事に注意されたい。

【００５２】このように本実施例によれば、文字幅以降
のブランクデータを伸長することなく印字データをプリ
ントバッファに伸長できるという効果が期待できる。

【００５３】（実施例６）実施例６では、実施例５で更
に伸長のみならず圧縮時に余分な空白スライスを削除す
るためフォントテーブルを可変長としている。

【００５４】図１３は、実施例６のＣＧＲＯＭの構成を
示す。図においてポインタ部は、文字コード毎に３バイ
トで構成されており、フォントテーブル内の該当文字に
対する先頭アドレスを格納する。またフォントテーブル
内には、文字幅分のスライスデータのインデックス番号
のみを格納している。

【００５５】実施例６の為の制御を図１４に示す。図に
おいて実施例１との差異はＳ２００でのＦＡＤＤＲの計
算式で、この場合には文字コード×３＋ポインタテーブ
ル先頭アドレスを計算して、このアドレスの内容をＦＡ
ＤＤＲに格納すれば良い。

【００５６】詳細は実施例１と同様なので省略するが同
業者であれば容易に理解できるであろう。

【００５７】本実施例の場合には、フォントテーブルは
文字幅以降の余分な空白スライスを含まず圧縮率も高め
る事が可能となる。

【００５８】（実施例７）図１５は、実施例７の構成図
て実施例５の文字幅をフォントテーブル中に格納した例
である。この場合には、ｓ１００の計算式がテーブル先
頭アドレス＋文字コード×３×４２＋１となり、ｓ１０
１が不要となる。またｓ１０２のＳＣＯＵＮＴＥＲには
ＦＡＤＤＲの格納内容を代入すれば良いことは容易に理
解できる。

【００５９】詳細は実施例５と同様なので省略する。

【００６０】（実施例８）図１６は、実施例５の印字装
置の代わりにドットリフレッシュ型表示装置を採用した
実施例５の構成図である。フォントの出力先がプリント
バッファからＶＲＡＭになっているが実施例５と同様な
ので詳細は省略する。

【００６１】

【発明の効果】以上述べてきたように本発明の効果は多
大で、本発明によればインデックス番号を可変長とする
ことができ、自由度および圧縮率の高いフォント圧縮が
可能となる。

【００６２】以上述べてきたように本発明の効果は多大
で、本発明によれば文字幅より大きな部分の無駄なサプ
マトリックスを排除でき、圧縮率の高いフォント圧縮が
可能となる他、伸長も高速になるという優れた効果が期
待できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施例１の構成図。

【図２】実施例１のＣＧＲＯＭの構成図。

【図３】文字「亜」のビット構成と符番インジケータを
示す図。

【図４】実施例１の制御のフローチャート。

【図５】文字「亜」のＣＧＲＯＭ内でのデータ構造を示
す図。

【図６】実施例３のＸＯＲ処理を示す図。

【図７】実施例４の構成図。

【図８】実施例５のＣＧＲＯＭの構成図。

【図９】文字「Ｉ」のビット構成を示す図。

【図１０】実施例５の制御のフローチャート。

【図１１】文字「Ｉ」のＣＧＲＯＭ内でのデータ構造を
示す図。

【図１２】実施例５のピッチテーブルを示す図。

【図１３】実施例６のＣＧＲＯＭの構成図。

【図１４】実施例７の制御のフローチャート。

【図１５】実施例８のＣＧＲＯＭの構成図。

【図１６】実施例９の構成図。

【符号の説明】

１，１１ＣＰＵ２，１２ＲＡＭ３，１３ＲＯＭ４印字装置５印字バッファ６，１６ＣＧＲＯＭ７システムバス

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】１文字がＭ行×Ｎ列のビットパターンで
構成される文字群を各文字毎にＭ１行×Ｎ１列に分割し
たサブマトリックスと、前記サブマトリックスの異なる
パターンに符番し並べた符番化サブマトリックス群と、
各文字毎に前記符番サブマトリックスを参照するための
番号を格納する符番番号格納領域とを備え、前記符番番
号格納領域を可変長にしたことを特徴とするパターン圧
縮方式。
【請求項２】前記サブマトリックスの出現頻度に応じ
て前記番号格納領域を可変長としたことを特徴とした請
求項１のパターン圧縮方式。
【請求項３】前記サブマトリックスの最下位バイト及
び最下位ワード以外すべて印刷データを含まず、かつ前
記最下位バイト及び最下位ワードを該サブマトリックス
の符番番号したことを特徴とする請求項１のパターン圧
縮方式。
【請求項４】前記サブマトリックス化に先立ち、前記
Ｍ１行×Ｎ１列のサブマトリックスは隣のサブマトリッ
クスと排他的論理和を実行し差分化したことを特徴とす
る請求項１のパターン圧縮方式。
【請求項５】前記パターン圧縮方式にて圧縮・伸長さ
れたフォントパターンを印刷するための印刷装置を具備
することを特徴とした請求項１のパターン圧縮方式。
【請求項６】前記パターン圧縮方式にて圧縮・伸長さ
れたフォントパターンを印刷するための表示装置を具備
することを特徴とした請求項１のパターン圧縮方式。
【請求項７】１文字がＭ行×Ｎ列のビットパターンで
構成される文字群を圧縮した圧縮データを各文字毎にＭ
１行×Ｎ１列に分割したサブマトリックスと、前記サブ
マトリックスの異なるパターンに符番し並べた符番化サ
ブマトリックス群と、各文字毎に前記符番サブマトリッ
クスの番号を格納する番号格納領域と前記圧縮データを
伸長する伸長装置と、文字毎の文字幅を出力する文字幅
出力装置とを具備し、前記文字幅出力装置の出力に応答
して前記伸長装置の動作を中断させることを特徴とする
パターン出力装置。
【請求項８】前記文字幅出力装置は文字幅を格納した
格納領域を含むことを特徴とした請求項１のパターン圧
縮方式。
【請求項９】前記パターン圧縮方式にて圧縮・伸長さ
れたフォントパターンを印刷するための印刷装置を具備
することを特徴とした請求項７のパターン圧縮方式。
【請求項１０】前記パターン圧縮方式にて圧縮・伸長
されたフォントパターンを印刷するための表示装置を具
備することを特徴とした請求項７のパターン圧縮方式。