JPH0666866B2

JPH0666866B2 - 画像送信装置

Info

Publication number: JPH0666866B2
Application number: JP60041408A
Authority: JP
Inventors: 定助倉林; 経寛渡辺; 理博坂本; 康秀上野; 健小野; 滋夫三浦; 庸生大戸; 政共高橋
Original assignee: Canon Inc
Current assignee: Canon Inc
Priority date: 1985-03-01
Filing date: 1985-03-01
Publication date: 1994-08-24
Anticipated expiration: 2009-08-24
Also published as: JPS61200766A

Description

【発明の詳細な説明】〈技術分野〉本発明は、原稿画像を読み取って画像信号を得て、得ら
れた画像信号を圧縮符号化して電送する画像送信装置に
関する。

〈発明の背景〉フアクシミリ装置においては、送信側と受信側との間で
最小電送時間が定められている。最小電送時間は送信側
では原稿の一ライン分の読み取り及び符号化に要する時
間、受信側では一ラインの記録に要する時間として定め
られている。この最小電送時間よりも短い時間で一ライ
ンの画像信号を送出すると受信側では記録が間に合わな
くなってしまう。

従って第１図に示す様にCCITT,T30勧告に従うG3モード
のフアクシミリ装置においては、１ラインの符号化情報
の送出時間が最小電送時間以下の時には全てダミー信号
であるフイルビツトを付加して送出していた。

一方これに対して、本出願人は、第１図にフイルビツト
レス電送モードとして示す電送方法を特願昭58−209826
号にて提案した。これは複数ランインの合計電送時間が
そのライン数の最小電送時間以上であればフイルビツト
を送出しない様に設定したものである。この様に設定す
ることによりフイルビツトの量は図中にＡで示す部分だ
け少なくすることが可能となり、電送時間の短縮が可能
となった。

一方、このフイルビツトレス電送モードでのフイルビツ
トの量の計算は以下の様に行っていた。

まず受信側の受信信号を一時貯える受信バツフアの全容
量を検出しておき、一ライン分の画像データを送出する
毎にデータ量を加算し、加算データ量が前記受信バツフ
アの容量を越えると、加算データ量がそのライン数分の
最小電送時間に対応するビツト数よりも大きい時にはフ
イルビツトを送出しない。そして加算データ量が前記ビ
ツト数よりも小さい時にはその差分のビツト数をフイル
ビツトとして一ライン前の画像データに付加して送出し
ていた。

この様に加算データ量と受信バツフアの全容量を比較し
ている。しかしながら、データの送出中には受信バツフ
ア内のデータは読み出されて記録されているので、加算
データ量が受信バツフアの全容量を越えた場合にも実際
には受信バツフアには空きエリアが生じているはずであ
る。つまり、受信バツフアを有効に使用していないこと
になる。

バツフアメモリの容量は装置コストに大きく関っている
ので、できるだけ小容量のバツフアメモリを有効に使用
することが望まれる。

又、上述の様に送信側が一ラインの電送時間が最小電送
時間に満たない場合もフィルビットを挿入しないで露光
する場合、一般的には受信機側の受信バッファメモリに
未処理のデータが格納されることになる。そして、受信
バッファメモリ内の未処理のデータ量が多くなっている
状態で、送信側が１頁の画像データの送信が終了し、頁
の終りを示すRTC信号（EOLの６連送でファクシミリ手順
信号の通信に移行することを示す）を送出した場合、こ
のRTC信号は受信バッファ内の未処理のデータが全て処
理されるまで受信側で検出されないことになる。

この為に受信側において、高速の画像信号の受信から低
速のファクシミリ手順信号の受信へ切り換えるタイミン
グが遅れ、送信側からのファクシミリ手順信号を受信側
で受信できなくなる場合がある。

〈目的〉本発明は、上述の点に鑑み、受信側のバッファメモリを
有効に使用することが可能で、かつ画像信号の通信から
手順信号の通信にスムーズに移行できる画像送信装置の
提供を目的としている。

（実施例）以下本発明を実現するフアクシミリ装置の一実施例を詳
細に説明する。

（機構系）第２図（Ａ）にフアクシミリ装置の断面図を示す。図に
おいて41はCCD固体ラインイメージセンサ、42は結像レ
ンズ、43はミラー、44は原稿照明用ランプ、45は原稿給
紙ローラ、46は原稿排紙ローラ、47は原稿給紙トレー、
31は給紙トレー上の原稿の有無を検出する原稿検出セン
サである。

又、34はロール紙収納カバー、35はロール紙、36は原稿
及び記録紙の排紙トレー、37はカツター、38はロール紙
排出ローラ、39はロール紙搬送ローラ、40は記録ヘツ
ド、33はカバー34の開閉を検出するロール紙カバーセン
サである。

図において原稿読取時には、原稿給紙トレー47上の原稿
がローラ45,46で搬送される。読取位置Ｐでランプ44に
より原稿が照射され、その反射光がミラー43、レズ42を
介してイメージセンサ41上に結像され、イメージセンサ
41は画像を電気信号に変換する。

一方記録時にはロール紙35がローラ39とヘツド40に挟持
されて搬送されると同時に感熱ロール紙35上にヘツド40
により画像が形成される。そして一頁分の記録が終了す
るとカツタ37によりロール紙35はカツトされ、排紙トレ
ー36上にローラ38により排出される。

（基本ブロツク）第２図（Ｂ）は本実施例のフアクシミリ装置の基本制御
ブロツク図である。図において１は原稿画像を読取り電
気的画像信号に変換する読取部、3,5,7はその一つの態
様として前記画像信号を一時著えるバツフアとして機能
するランダムアクセスメモリ（以下RAM）、９は符号化
画像信号を貯えるフアーストインフアーストアウトRAM
（以下FIFORAM）、11はMPU23の動作プログラムを格納し
たリードオンリーメモリ（以下ROM）、13はMPUの動作に
必要なフラグ、データ等を格納するRAM、15は入力キ
ー、表示器等を有する操作部、17は感熱紙上にコピー画
像、受信画像、管理データを記録する記録部、19は送信
データを変調し、受信データを復調するモデム、20は電
話器、21は通信回線22をモデム19或いは電話器20に接続
制御する網制御ユニツト（以下NCU）、23はシステム全
体をコントロールするMPUである。MPU23として本実施例
では16bitのデータバス24と、最大４メガバイトまでの
メモリ空間を直接アクセスすることが可能なインテル社
製8086を用いている。

MPU23の基本機能には第２図（Ｃ）に示すような６種が
ある。各機能については画像データの流れの中で説明す
る。

（送信動作）第３図を用いて送信動作時の画像データの流れを説明す
る。本例ではMHコードでの送信列を示している。

読取部１はMPU23からの読取命令により、１ライン分の
画像データをランレングスコードRLに変換してRAM3へ書
込む。そしてMPU23はRAM3のデータをそのまま２本のラ
インバツフアRAM5,RAM7へ１ラインづつ交互に転送し
て、その２本のラインバツフアから読出したランレング
スコードRLをMHコードにエンコードしてFIFORAM9へ書込
む。そしてMPU23はモデム19からのデータ要求インタラ
プトに対し、FIFORAM9からMHコードを１バイトづつモデ
ムへ転送する。又この時、必要ならばフイルビツトの挿
入を行う。フイルビツトの挿入については後で最に説明
する。FIFORAM9からモデム19に転送された１バイトのデ
ータはNCU21を介して電話回線を介して受信側へ伝送さ
れる。

ここで、図中の読取部１→RAM3とモデム19→NCU21の場
合を除いて他の全てのデータ転送はMPU23のバス24を介
して行われている。

モデム19からのデータ要求インタラプトは、伝送レート
により、インタラプト間隔が変わる。データ転送はバイ
ト単位で行われているので、9600bpsの場合は８／9600
＝0.83×10^-3sec毎にインタラプトが発生している。

又、RAM3からRAM5,RAM7へのデータ電送が終了した時点
でMPU23は、読取部に対し読取命令を出力する。MPU23が
エンコード処理ENC、及びインタラプト処理をしている
間に読取部１で原稿の読取及び生データ→ランレングス
データ変換が行われる。

（受信動作）第４図を用いてMHコード信号の受信動作を説明する。MP
U23はMHコードを、回線よりNCU21、モデム19を介して受
取ると、まずフイルビツトの削除を行い、RAM9へ、MHコ
ードのまま転送する。そしてRAM9より順次MHコードをむ
き出し、ラインレングスコードRLへ変換し、記録部17へ
転送して記録する。

（FIFORAM9の管理について）次にFIFORAM9の送信時の管理方法について説明する。FI
FORAM9の管理の為に本実施例では３種類のアドレスポイ
ンタを用いている。

第１のポインタを符号化ポインタEPと呼ぶ。EPは符号化
処理が終了した符号化データの最終記憶アドレスを示し
ている。EPは１バイトづつ歩進される。この歩進は１バ
イト符号化される毎に行なわれる後述のメインルーチン
で管理されている。

第２のポインタをモデムポインタMPと呼ぶ。MPはモデム
インタラプトによりモデム19に送出済みの符号化データ
の最終記憶アドレスを示している。MPは後述のモデムイ
ンタラプトルーチンで管理されており、１回のインタラ
プトで１バイトのデータが送出されるので１バイトづつ
歩進される。

第３のポインタをシミユレーシヨンポインタSPと呼ぶ。
SPは受信側で既に記録が終了している符号化データの最
終記憶アドレスを示している。SPは一ライン分のデータ
づつ歩進される。この歩進は受信機の最小電送時間毎に
実行され、次のEOL信号の記憶アドレスまで歩進され
る。そしてSPは後述のタイマインタラプトルーチンで管
理されている。

尚、受信機の最小電送時間は画像データの送信前に交換
される手順信号により送信側に通知されている。

このポインタEP,MP,SPの関係を第５図（Ａ），（Ｂ）に
示している。第５図（Ａ）において下側がアドレス（00
0）、上側がアドレス（FFF）である。ポインタEP,MP,SP
は夫々下から上に進み、上まで達すると再び下に戻る。
ここでエリア101は符号化、及び伝送が終了し、且つ受
信側で記録処理が終了しているデータを格納しているエ
リアである。従ってエリア101のデータは既に不要のデ
ータである。

又、エリア102のデータは符号化及びモデム19への送出
が終了しているデータであるが受信側ではまだ処理され
ていないデータで、伝送中若しくは受信側のバツフアに
貯えられているデータである。従ってエリア102のデー
タも既に不要のデータである。

更にエリア103内のデータは符号化だけが終了している
データであり、現在はまだモデム19への転送が済んでい
ないデータである。

最後にエリア104は今だに何の符号化データも入ってい
ないエリアである。

EPとMPとSPは次の条件C1−C3を満たさなければならな
い。

C1……MPはEPを追い越せない。MPがEPに追いついた時点
でフイルビツトを送出して符号化のみを実行し、画像デ
ータの送出を止める。

C2……SPはMPを追い越せない。受信側は電送していない
データを記録することはあり得ないのでSPはMPに追いつ
いた時点で止めておく。

C3……EPはSPを追い越せない。EPが上端のアドレス（FF
F）に達して再び下端から符号化データを蓄積している
時、SPを追い越すと、エリア102内のデータが書き換え
られてしまい、SPの歩進先が不明となる為である。従っ
てEPがSPに追いついた時点で、符号化処理を一時中断す
る。

以上の３つの条件を満たす様にバツフア９は管理されて
いる。

ここでポインタEP,MP,SPの３つが重なる例を考えて見
る。第６図（Ａ），（Ｂ），（Ｃ）にその例を示す。

第６図（Ａ）の如き事態が発生するのは原稿のパターン
が複雑で符号化に多大の時間を要する場合である。この
場合はモデム19はフイルビツトを送出しながら符号化デ
ータが揃うのを待つ。この時は受信側も次のラインのデ
ータを待っている。

第６図（Ｂ）は符号化及び受信側の処理が早く進み、電
送が追いつかない場合である。この場合送信機は読取り
及び符号化を中断し送信処理を待っている。一方受信側
も次のラインのデータを待っている。

第６図（Ｃ）は符号化及び送信が早く進み、受信側の処
理が追いつかない場合である。この時送信側は受信側の
処理が進むまで、符号化及び送信を中断している。実際
はEPがSPを追い越してもよいが条件C3で説明した理由に
より符号化を中断する。

以上、説明したバツフア９の管理方法を実現するMPU23
を制御動作を以下に説明する。

（メインルーチン）第７図にメインルーチンの制御フローチヤートを示す。

まずステツプST1で初期設定を行う。ここでELは第５図
（Ａ）のエリア103内のEOL信号を数即ち、未送信符号化
ライン数を示している。又、MLはエリア102内のEOL信号
の数即ち、受信側の未処理ライン数を示している。

初期設定が終了するとST2で符号化を開始する。そしてS
T3で１バイト分のデータが揃うと、EPとSPが等しいか否
かをST4で判断する。EPとSPが等しい場合には条件C3で
説明した如くEPはSPを追い越せないので符号化および符
号化データの格納を中断する。EPとSPが等しくない場合
にはステツプST5で符号化データを１バイト分RAM9のア
ドレスEPへ格納する。そしてEPをインクリメントする
（ST6）。一ラインの符号化が終了するまでステツプST2
〜ST6を繰り返す。ST7でラインエンドが検出されるとEO
L信号をRAM9内に記憶する。

ここでRAM9内の格納されるEOLの形態について説明す
る。

送信されるEOLは連続する11ケの“0"と１つの“1"で構
成されている。

MPU23は１ラインのエンド検出毎に、画像データにこのE
OLを付加して送出を行うが、このEOLを付加する際に、
送信ラインの電送時間の計算を行い、それが最小電送時
間未満であった場合には、フイルビツトを挿入した値EO
Lを付加している。RAM9から読出しを行う時のライン終
了信号であるEOLの検出が重要な問題となってくる。そ
こで本装置ではRAM9からの読出し時のEOL検出の簡単化
及びEOL送出の簡単化のために以下の様な方法を用いて
いる。

まずEOL取扱いの基本思想として（１）EOLの付加はRAM9への書込時に行う。

（２）RAM9からの読出し時のEOL検出は２バイト連続０
で行う。

（３）RAM9からのデータの送出時には２バイト連続の０
のうち、２バイト目の０は送出しない。

の３点がある。以下２つのケースに場合分けで説明をし
てみる。

ラインの最終データ中の“1"が最終バイト中に存在する
場合のRAM9内のデータ及びEOLの記憶形態を第８図に示
す。図において最終バイトＡ目のDTは画像データであ
る。バイトＡにはデータDTの後０をつめ、バイトB,Cは
すべて０とし、Ｄバイト目に１を挿入する。ただし、バ
イトＡに挿入した０の数により、Ｄバイト目の１の前の
０の数を下表の如く変更する。

この様にメモリ中のEOLの０を１バイト分除いても送出
しても11個の０を確保できる。

次に最終バイト中にラインの最終データ中の“1"が存在
しない場合のRAM9内のデータ及びEOLの記憶形態を第９
図に示す。図に示す様に最終バイトＡに含まれるデータ
DTが全て０の時はバイトＡの残りにすべて０挿入し、次
のバイトＢにも０を挿入する。そしてバイトＣにはバイ
トに挿入した０の数ｎを１から引いた数の０を挿入した
後１を入れる。

MHコードには最後に連続する０が４以上のものは存在し
ないので、Ａバイト目に挿入される０の数で４以下は考
慮していない。

また、白ラインスキツプ伝送を考えて、全白の判断基準
として、１ライン全て白データであったＳ場合には２バ
イト目の０を“01"（ヘキサ表示）として区別してい
る。

以上の様なフオーマツトでFIFORAM9に書込むことによ
り、RAM9からの読出し時（モデムインタラプト処理時）
のEOL検出は２バイト連続の０又は１バイト０と“01"
（ヘキサ）で容易に行なえる。さらに読出したデータの
送出を行う際に、２バイト目の０（又は“01"）を削除
することにより簡単にEOLの送出を行うこともできる。
２バイト目の０の削除は行わなくてもEOLの送出は可能
であるが、削除することにより不必要なデータの送出を
行うことを防止して、伝送時間を短くできる。再びメイ
ンルーチンに戻り説明する。

ステツプST8でEOLをセツトすると同時にEPをEOLのバイ
ト数分だけインクリメイトしている。そして１ラインの
符号化データが格納されたのでST9でELをインクリメイ
トしている。以上のST2〜ST9の動作を一頁分の画像デー
タの送出が終了するまで繰返す。そして一頁分の画像デ
ータの格納が終了がステツプST10で検出されると、ST11
に進み、RTCデータをRAM9内にセツトし、更にRTCの送出
が可能なことを示すRTCフラグRAM13にセツトする。そし
てその後、ST12でEL＝０か、即ち一頁のデータが全て送
出されたのを判断して動作を終了する。

（モデムインラプラントルーチン）第10図によりモデムインタラプトルーチンについて説明
する。モデム19は１バイトのデータ送出のたびに割込信
号を発生する。割込が発生するメインルーチンの処理の
一時中断し、モデムインタラプトルーチンに入る。

ST21でEL＝０か、即ち、未送信符号化データがないか否
かが判断される。未送信符号化データが存在する場合に
はST22でアドレスMPの１バイトのデータをRAM9から読み
出す。そしてST23でそのデータが２バイト連続した２バ
イト目の“0000 0000"かを判断する。２バイト目の
“ 0000 0000"の場合は明らかにラインエンドである
のでステツプST2に進む。ラインエンドでない場合にはS
T24でそのデータをNCUを介して受信側に送出し、MPをイ
ンクリメントして、メインルーチンに戻る。

一方、ST23が２バイト目の“0000 0000"が検出される
とST26で未送信符号化ライン数ELが１か否かが判断され
る。２以上の場合にはST27でMPをインクリメントし、２
バイト目の“0000 0000"は送出せずに、ST28で次の１
バイトのデータを読み出し、ST29でそのデータを送出す
る。そして再びST30でMPをインクリメントする。そして
一ラインの送出が終了したのでST31でELをデイクリメン
トし、ST32でMLをインクリメントし、メインルーチンに
戻る。一方、ST26でEL＝１の場合は、MPがEPに追いつい
た時であり、これは符号化が電送よりも送れた場合か、
全てのラインの符号化が終了し、最後のラインの電送を
している場合である。ST33で受信側の未処理ライン数ML
が０かどうか判断し、未処理データがある間はフイルビ
ツトを送出する。又、MLが０でRTCフラグが立っていな
い場合にも最後のラインではないのでST37でフイルビツ
トを送出する。ML＝０でRTCフラグも立っている場合は
受信側が全ラインの記録を終了したのでELを０とし、受
信側に一頁のデータ送信が終了したことを示すRTC信号
の最初のデータを送出し、メインルーチンへ戻る。

一方、ST21でEL＝０の場合、RTCフラグをチエツクし、R
TCフラグが立っていれば残りのRTCデータを送出しメイ
ンルーチンへ戻る。一方RTCフラグが立っていない場合
には、全データの送出の終了前なのでフイルビツトを送
出してメインルーチンへ戻る。

（タイマインタラプトルーチン）次に第11図を用いてタイマインタラプトルーチンによる
シミユレーシヨンポインタSPの管理について述べる。受
信側の最小電送時間の間隔で発生するタイマ信号でタイ
マインタラプトルーチンに移る。まず、ST41で受信側の
未処理ライン数MLが０かどうか調べる。MLが０の場合に
は受信側は送信側からのデータを待っている状態なので
そのままメインルーチンへ戻る。MLが０でない場合に
は、その時点で一ラインの記録が終了したと判断し、ポ
インタSPの現在のEOLの記憶アドレスの次のEOLの記憶ア
ドレスをサーチする（ST42）。そしてST43で次のEOLの
記憶アドレスをSPとする。更にST44でMLを１つデイクリ
メントしてメインルーチンに戻る。

尚、シミユレーシヨンポインタSPはあくまでも送信側で
推定して行っているので量子化誤差が発生する。例えば
１ライン分の画像データの電送時間が受信機の最小電送
時間よりも長いラインが続くと第12図の如きポインタ配
列となる。第12図はSPがラインＮ−１の終端に有り、MP
がラインＮの途中に有る状態である。この時、タイマイ
ンタラプトがかかってもML＝０であるから、SPは歩進さ
れない。一方、このタイマインタラプトから1msでMPが
ラインＮの電送を終了したとしても、SPは次のインタラ
プト（例えば5msec間隔）まで歩進されないので、５−
１＝4msec分SPは実際の受信側の処理よりも遅れる事に
なる。しかしながらこの量子化誤差は遅れる事はあって
も進むことはないのでデータの欠如等は発生しない。

（送信側と受信側でバツフアサイズが異なる場合）以上のバツフア管理は受信側のバツフアサイズ容量が、
送信側と同じ場合について説明してきた。受信側のブツ
フアサイズが送信側より大きい場合にも以上の説明と同
じ方法で行えば良い。何故なら、受信側の未処理データ
の量が送信バツフアの容量を越えることは、以上のバツ
フア管理ではあり得ないからである。

しかし、受信側のバツフアサイズが送信側よりも小さい
場合には、受信側の未処理データの量、即ちポインタMP
とSPの間のデータ量が受信側のバツフアサイズを越えな
い様に制御する必要ある。

そこでポインタを第13図に示す如く１つ追加した。この
ポインタをシミユレーシヨン上限ポインタSP′と呼ぶ。
SP′は常にシユミレーシヨンポインタSPよりも受信側に
バツフア容量150分だけ先行する位置に置かれる。そし
てEPはSP′を追い越せない様制御される。先に述べた如
くMPはEPを追いこせない。従ってMPはSP′を追い越すこ
とができないので、MPとSPの間のバツフア容量は必ず受
信側のバツフアサイズ以下となり、受信側のバツフアが
オーバーフローすることはない。

この場合の処理フローチヤートは第７図のメインルーチ
ンと第11図のタイマインタラプトルーチンを一部手直し
するだけで実現できる。まずメインルーチンはステツプ
ST1の代りにステツプST1′を実行する。ST1′において
はSPをθにセツトする代りにSP′に受信側のバツフアの
記憶バイト量Ｘをセツトする。そしてST4′でEP＝SP′
か否かを判断する。EPとSP′が等しい時には符号化を中
断する。その他は前に説明したメインルーチンと同じで
ある。又、モデムインタラプトルーチンは前の説明と同
じであり変更する必要がない。

次にタイマインタラプトルーチンはST43の代りにST43′
を実行する。ST43′ではSPを次のEOLの記憶アドレスへ
歩進してSPにＸを加算してSP′とするものである。

（まとめ）以上、詳細に説明した如く、本実施例においては受信側
のバツフアの大きさに拘らず、受信側の画像データの処
理量を、データ送信前に通知される最小電送時間を用い
て推定し、受信側へ送出済で受信側がまだ処理していな
いデータ量が受信側のバツフアメモリの容量を越えない
様に制御している。

従って受信側のメモリがオーバーフローすることなく、
しかも受信側のメモリの既に処理済の空きエリアを有効
に用いることができる。更に送信側においても画像デー
タの送信を停止し、フイルビツトを送信する回数及びフ
イルビツトの量を著しく低減することが可能となる。

従って少ないメモリ量で高速度の画像電送が可能とな
る。又、読取及び記録の中断回数が減るので画像の読取
品質及び記録品質の向上にも寄与する。

（他の実施例）尚、本実施例においては、受信側の最小電送時間が一定
の例を説明したが、最白電送時間が１ライン全て白画素
の時と、一部でも黒画素が存在する場合とで異なる場合
にも、タイマインタラプトの間隔を画像データに応じて
変化させることにより実現できる。

〈効果〉以上の様に本発明によれば、受信バッファメモリオーバ
ーフローすることがないのは勿論のこと、受信バッファ
メモリの未使用エリアだけでなく既に処理済の空きエリ
アを有効に用いることができる。又、送信側においても
画像データの送信停止回数が著しく減るので高速度の画
像伝送が可能となる。

更に送信停止回数が減ると、送信側の記憶手段の容量が
比較的小さい場合、原稿画像の読取を中断する回数も減
るので、読取の一時中断及び再起動に伴う読取画像品質
の低下を防ぐことも可能である。

又、交信相手機が前記符号化データの処理を終了するま
でダミー信号を送出した後に、頁の終りを示す符号デー
タを送出するので、受信側で画像信号の受信から手順信
号の受信の切り換えを適切なタイミングで行うことがで
きる。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来のG3モード、及びフイルビツトレス電送モ
ードでの電送方法の説明図、第２図（Ａ）は本実施例の
フアクシミリ装置の断面図、第２図（Ｂ）は第２図
（Ａ）の装置の基本制御ブロツク図、第２図（Ｃ）は第
２図（Ｂ）のMPU23の機能ブロツク図、第３図はMHコー
ドでの送信時の画像データの流れを示すブロツク図、第
４図はMHコードでの受信時の画像データの流れを示すブ
ロツク図、第５図（Ａ），第５図（Ｂ）は本実施例のバ
ツフア管理用のポインタEP,MP,SPの関係を示す図、第６
図（Ａ），第６図（Ｂ），第６図（Ｃ）はポインタEP,M
P,SPが重なる場合を示す図、第７図はメインルーチンを
示す図、第８図、第９図はRAM9内のEOLの記憶形態を示
す図、第10図はモデムインタラプトルーチンを示す図、
第11図はタイマインタラプトルーチンを示す図、第12図
はシミユレーシヨンポインタSPの量子化誤差の説明図、
第13図は受信バツフアサイズが送信バツフアサイズより
も小さい場合のバツフア管理の説明図である。図において１は読取部、９はFIFORAM、17は記録部、19
はモデム、21はNCU、23はMPUを夫々示す。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者上野康秀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 (72)発明者小野健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 (72)発明者三浦滋夫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 (72)発明者大戸庸生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 (72)発明者高橋政共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

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】原稿画像を一走査ライン単位で読み取って
画像信号に変換する読取手段、前記画像信号を圧縮符号化するとともに、一走査ライン
の符号化が終了する毎にラインの終りを示す符号を付加
し、更に一頁の画像信号の符号化が終了すると頁の終り
を示す符号を付加する符号化手段、前記符号化手段からのデータを一時記憶する記憶手段、前記記憶手段内の符号化データを送出する送出手段、交信相手機の前記符号化データの処理量を推定すること
により前記送出手段が送出済の符号化データで交信相手
機が未処理のデータ量を検出し、前記未処理のデータ量
が交信相手機の受信バッファメモリの記憶容量を越えな
い様にダミー信号を符号化データに付加して送出させる
制御手段を有し、前記送出手段により送出されるデータが前記頁の終りを
示す符号データであるとき、前記制御手段は交信相手機
が前記符号化データの処理を終了するまでダミー信号を
送出し、その後前記頁の終りを示す符号データを前記送
出手段により送出させることを特徴とする画像送信装
置。