JPS58173791A - 複雑な文字を圧縮する方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は文字発生器の分野、さらに具体的には漢字、ヘ
ブライ文字、アラビア文字等の複雑な文字の発生器に関
する。不発明の原理は同様に任意の複雑なパターンの絵
画的表示を発生するのにも適用され得る。複雑な文字は
２次元のバイト・ランレングス符号を使用して圧縮され
、所与の複雑な文字の発生の前に伸長されるので最小の
メモリ容量を使用する。従来、成る周知の複雑な文字発
生器は文字の組の各文字の画素が記憶されろメモリを使
用して文字を発生していた。即ち１個のメモリ・セルが
所与の文字の各画素に対して割当てられる。従って１つ
の対応するメモリ・セルが文字組中の各画素に対して割
当てられるので、複雑な文字の発生に際してはメモリの
容量は急速に使い果される。例えば、３２Ｘ３２要素マ
）　ＩＪラックス中は１０２４個の要素が存在し、従っ
て、１つの所与の文字を画定するのに１０２４ビツト、
即ち１２８バイトを使用する事が必要となる。従って所
与の１文字を発生するのに１００Ｄピント程度が必要と
される。従って６０００個の文字を発生するための情報
を記録するのに６００００００個の記録位置が存在する
。従って、この様な文字発生器の寸法及びコストは実用
的なもので框な漢字圧縮の如き複雑な文字の圧縮の種々
の方法が報告されている。これ等の方法は２つの一般的
カテゴリに分類される。第１の方法は漢字という表意文
字を一般的な２次元の画として取扱い漢字自体の知識を
知らずにデータ圧縮を遂行する事にある。他の方法は漢
字の構造上の特性をその圧縮に利用するものでるる。後
者の方法により高い圧縮効率を生ずる事が立証されてい
るので、以下これについて詳細に論する。

後者の圧縮の型に属する通常よく知られた方法は部首に
よる文字の合成でそる。この方法は次の如く簡単に説明
される。すべての漢字は約７５０の部首から構成する事
ができる。従って１００００個の文字を記憶する代りに
丁度７５０個の部首が記憶されて合成アルゴリズムで各
文字が発生される。しかしながら、この方法は文字の外
見を若干犠牲にして圧縮を念頭においてフォントが設計
される時にのみ高い圧縮を生ずるので、第−印装置を占
有し、文字毎に１つの漢字中で異なる比率を占めるので
云える事である。

従って、もし１つ部首を含むすべての漢字について１つ
の型だけの部首のみが使用されると、１００００個の文
字の組のだめの部首の数は実に７５０になるが、この部
首より成る異なる漢字の外見は奇妙な感じを与える事に
ｉる。文字の正しい外見を保持するためには、同一の部
首に対して、寸法の相異及びその画（が〈）の相対的位
置によって区別される１０以上のパターンを定める必要
がある。この事は部首のリストが７５０’０以上に増大
する事を意味する。文字を組立る命令のための余分の記
憶空間を考えろならば、この方法に元の１００００文字
と比較して記憶空間の大した節約にはならない。

この方法に代って、部首のリストの項目ヲ７５０に保持
し、各画（か〈）ヲ正しい比率で構成するパラメータを
定める事が可能である。従って部首のリストの様目は同
じ７５０であるが、部首を正しい比率で、且つ１つの漢
字を組立てるすべてのパラメータを含むように再構成す
る命令を増大しなければならない。結果的に、全圧縮率
は減少する事になる。

〔背景技法〕

所与の文字の組を発生するのに必要とされるメモリ位置
の数を減少する多数の周知の文字圧縮兼発生機構が存在
するが、各々長所と欠、点、が存在する。米国特許第３
９９９１６７号は漢字の如き文字パターンを発生する方
法及び装置を開示している。この特許の方法に従えば、
原文字マトリンジス中の１つおきのドツト要素が記憶さ
れて、文字発生器に対して必要とされるメモリの割当て
が１／２に減少される。しかしながら、この特許に従っ
ても漢字の完配のためには依然かなりな量のメモリが使
用される事が明らかである。

米国特許第５９３６６６４号は所与の漢字がｘ１ｙ位置
、角度及び長さによって表わされる複数のベクトルに分
解されて、記憶される漢字を発生するための文字発生器
を開示している。しかしながら、発生される文字は原文
字の近似にしかすぎず、メモリが減少されるとは云え、
必要とされるメモリ空間はかなりなものになる。

米国特許第５９８０８０９号はパターンのライブラリが
記憶され、発生されるべきパターンが発見されろ迄基準
パター７の表と要素毎に比較される文字発生器を開示し
ている。

米国特許第４０６８２２４号は記憶装置中に記憶された
データから記号を発生するための記憶発生装置を述べて
いる。黒及び白領域によって表わされる記号は圧縮形で
記憶されるが、記号は列及び行に分割され、各列に対し
て白／黒及び黒／白の遷移に対する各列中の行位置の値
が記憶され、この位置の値がすべての列に共通な１つの
座標に参照されろ。

米国特許第４１２５８７５号はアドレス可能な位置に記
憶された視覚像を表わす符号化像情報セグメントを有す
るリフレツシュ・メモリ記憶装置を利用したディスプレ
イ圧縮像リフレンシュ装置全開示している。

米国特許第４１７３７５３号は漢字を６個の基本画（か
ぐ）即ち水平、垂直、点、ダッシュ、時計方向及び反時
計方向の画に分割し、各種の画には対応する指示用数字
記号を与え、これによって入力動作を容易にするために
任意の文字の正確な筆順に従う、各文字に該文字ｅ＆わ
すっづり用の番号が与えられる事を特徴とする漢字計算
機のだめの入力システムを開示している。しかしながら
、この特許には複数の長さパラメータを有するパターン
を利用するもしくはシステムの圧縮比を増大する重畳技
法を利用する方法は開示されていない。

米国特許第３８３０９６５号は可視像の帯域圧縮ディジ
タル信号表示を伝送するための装置及び方法を開示して
いる。１つの画像表示が水平に走査され、最初の行はラ
ンレングス符号でビット毎に符号化され、続く複数の行
はピット毎の冗長性符号化を使用して、基準桁全参照し
つつ符号化される。要するに、この方法は垂直冗長度を
有するピット毎のランレングス符号化法である。

米国特許第３９５０６０９号は前の行を参照する事なく
１次元符号化を利用したファクシミリ・システムを開示
している。この文字間の白情報は圧縮されるが、文字の
だめの情報、即ち点要素は圧縮されない。

米国特許第４１８１９７４号は文字圧縮及び発生方法、
漢字のための装置を開示している。漢字の粗生にしばし
ば生ずる異なるパターンを表わす記号の組が定められる
。６１個のこの様な記号か開示されている。１つの文字
’に＆わし各まばらなマトリックスをなす様に記憶され
る情報は、まばらなマトリックス中の各記号（Ｓ）、そ
の位置（Ｐ）及びもしその記号が寸法のみの異なるパラ
メータの族を表わす場合には、２個の長さパラメータに
制限された寸法パラメータ（Ｑ）、！：り成ろ。

Ｐｌ　Ｓ及びＱパラメータは３つの異なる読取り専用メ
モリ（ＲＯＭ）中に記憶される。文字はＰｌＳ及びＱ　
　ＲＯＭ中に記憶された情報から直列に再構成される。

米国特許第４２８６３２９号は漢字中の画（か〈）、ベ
クトル及び共通のパターンが記号によって定義された複
雑な文字の発生器を述べている。

この結果原漢字の像はまばらなマ）　ＩＪツクス表示で
表わされる。圧縮は全文字像を記憶する事によってでな
く、まばらなマトリックス中の非０要素についての情報
で達成される。非０要素についての情報は非０要素の位
置Ｐ１非０要素の記号の型８１寸法パラメータが６個乃
至それ以上の長さパラメータを含み得る複数個の長さパ
ラメータより成る場合にはパターンの寸法パラメータＹ
を含む。

上述の米国特許第４１８１９７３号の複雑な文字発生器
は所与のパターンが解読され、次のパターンの解読プロ
セスが達成される前に書込まれろ如く直列に動作するが
この米国特許第４２８６５２９号の複雑な文字発生器は
１つのパターンが書込まれつつある時に、次のパターン
が解読されつつあるといった具合に並列モードで動作す
る。さらに、１．２もしくは６もしくはそれ以上のパラ
メータを有する長さパラメータが使用されているので、
より大きな圧縮が達成される。この符号化方法は圧縮が
さらに増大される如く２つのパターンの部分の重量が可
能であろｄ 本発明によって、２次元バイト・ランレングス符号を使
用するバイト走査高速データ圧縮／伸長機構を使用した
複雑な文学発生器が与えられる。

この機構はデータを整数個のバイトで符号化／解読する
。即ち、データの整数個のバイトが１個の符号語で符号
化される。逆に原データの整数個のバイトを単一の符号
語を解読する事によって発生される。データはバイト単
位で処理され、他の機構の如くビット単位で処理されな
いので、本発明の機構はハードウェア実施例もしくはソ
フトウェア実施例のいずれでも現代のディジタル・エレ
クトロニクスに適している。本発明の方法は機械がバイ
トをビットに変換し、ビットをバイトに変換する際に時
間を費さない様な場合には簡単な具体化及び高速パフオ
ーマンメに対して部分的に寄与する。伸長されたデータ
はバッファ・メモリのバイト境界に適合する様に取りは
からう必要にな鶴バイト走査のフォーマットは２つの形
式を取り得、単−のラスク走査■１０もしくは多重ノズ
ル・インク・ジェット、多重スタイラス線もしくは電子
食刻印刷ヘッドもしくは多重ビーム、ディスプレイの如
き多重ラスク走査Ｉ１０のいずれにも適している。

〔不発明の説明〕

複雑な文字の粗生の複雑な文字を圧縮及び発生するだめ
の方法及び装置が説明される。複雑な文字の組の各文字
は各行がＪバイトより成り１行及び５列ドツト・マトリ
ックスによって画定される。

所与の文字の各行は走査されている現在のバイトが隣接
する先行バイト、例えば当該走査シーケンス中の直接先
行バイト、もしくは当該走査シーケンスに直接先行する
行で同一の列中にある直接上のバイトと同じ数値を有す
るかどうかを決定するだめに相次いで走査される。直接
先行バイトと同一の数値を有する相次いで読出されろバ
イトのシーケンスの数は単一の記号（ＰＩｎとして符号
化されろ。ｎｕ各直接先行するバイトに数値が等しい、
シーケンス中で走査される相次ぐバイトの数を示した整
数である。直接上のバイトと同一数値を有する相次いで
読出されるバイトは単一記号Ａｍで符号化でれる。ｍは
各直接上のバイトの数値に等しい、シーケンス中で走査
される相次ぐバイトの数を示した整数である。相次ぐ数
のバイトの走査中に、もしｎ及びｍが等しければ、この
バイトのシーケンスは記号Ｐｎ及びＡｍの予定の１つと
して符号化される。走査される現バイトの数値と前のバ
イトもしくは上のバイトと同一数値でなければ、このパ
イ）ｆｌ単一の記号Ｓｘとして符号化される。ここでＸ
はその数値を示す整値である。所与の複雑な文字のため
に相次いで発生される記号Ｐｙ１．Ａｍ及びＳｘはその
圧縮された複雑な文字の表示であシ、その後利用装置上
に所与の複雑な文字を発生する様に解読される。実際に
は、例えば可変長符号語、例えば、ハフマン符号語が記
号Ｐａ、Ａｍ及びＳｘの各々に割当てられる。

〔不発明を遂行する最良モード〕

本発明に従う複雑な文字発生器は原文字を表わす圧縮デ
ータから原文字像を再構成する。文字の圧縮はバイト走
査を使用して達成される。ここで原文字は２次元のバイ
ト・ランレングス符号を使用して圧縮される。説明され
る圧縮技法は任意の寸法の文字ドツト・マトリックスに
適用可能である。圧縮技法は例えば２８Ｘ２２．２８Ｘ
２８．３２耳３２．３６Ｘ３６もしくは任意の寸法マト
リックスで利用される。例として代表的圧縮技術は３２
Ｘ３２フオントに対して以下さらに説明される。各列は
長さが３２画素（ＰＥＬ）で、１行当り３２ＰＥＬを有
する。システムは各行が４つの１バイト幅のセグメント
に分割された単一の走査装置の場合について説明される
。左から右への多重走査装置例えば、８走査器の場合に
に各列は４個の１バイト・セグメントに分割されろ。

本発明は第１図及び第Ａ表（末尾参照）を参照する事に
よって容易に理解されよう。第１図は圧縮／伸長システ
ムのブロック図である。第Ａ表は文字マトリックスが誘
導される方法を示す。システムは総括的に２で示され、
完全な原文字のフォントは第１のディスク・フォント記
憶装置４に記憶される。文字は文字毎に１時に１バイト
ずつ読出され、各個々の文字を圧縮するための圧縮器６
に送られる。次いで圧縮された文字はディスク・フォン
ト記憶装置７に記憶される。選択された圧縮文字はＲＡ
Ｍ８の如きランダム・アクセス記憶装置に読出される。

ＲＡＭＢ中に選択的に記憶された圧縮文字は次に伸長器
１０に与えられ、選択的に読出された圧縮文字が伸長さ
れ、印刷器１２もしくは表示装置１４の如き単一の利用
装置上にその原形が発生される。単一要素走査のだめの
代表的３２Ｘ３２文字マトリックスが第Ａ表に示されて
いる。マトリン・クスは１行、５列より成り、■は１か
ら３２の値をとり、Ｊは１から４の値をとる。行の各々
は各１バイト幅の５列へ分割され、所与の１行中には４
バイトが存在する。

圧縮技法は単一ラスク走査器に関して説明されるが、こ
の装置では所与の文字を１時に１行読出す事によって達
成される。第１の行が相次いでバイト１から４迄読出さ
れる如くして、１トリツクス中の第３２行中の１２８番
目のバイトに迄及ぶ。一般に圧縮技法は次の如く行われ
る。現在（Ｃ）のバイトは例えば走査シーケンス中の直
接前のパイ）（Ｐ）即ち先行バイト及び走査シーケンス
中の直接先行行の同一列の直接上のパイ）　（Ａ’）の
如き隣接先行バイトと比較され、現在のバイトがＰもし
く’ｆｌＡと同一の数値を有するかどうかが決定される
。もし現在のバイトが前のバイトと同一値を有するなら
ば、そのバイトが系列の計数に加えられ、この様な同一
バイトの系列は記号Ｐｎで符号化される。ｎａ前のバイ
トと同一値を有するバイト系列の数を示す整数である、
。もし現在のバイトか直上のバイトと同一値を有するな
らば、これが計数され、この同一バイトの系列は記号Ａ
ｍで符号化される。ｍは直上のバイトと同一値を有する
相次ぐバイトの数を示す整数である。もし読出されつつ
ある現在のバイトが先行もしくは直上のバイトと同一数
値でなければ、これは記号Ｓｘで符号化される。Ｘは現
在のバイトの数値を示す。第Ａｐの例でに現在のバ°イ
）（ｌｌ’ｌその直前のパイ）Ｐｌ及び直上のパイ）Ａ
ｌと比較され、その後の走査シーケンスで°は他の現在
のバイトＣ２はその前のパイ）Ｐ２及び上のパイ）Ａ２
と比較されろ。

゛　多重要素走査器のだめの代表的り２Ｘ３２文字マト
リックスが第Ｂｆｉに示されている。マトリックスは１
行及び５列を有し、工は１から４、Ｊは１から６２の値
を有する。１１１は４個の１バイト幅のセグメントに分
割されている。即ち、成る行中の各列位置は第３行中の
第５２列位置を示す１３で示された如く長さが８ピント
である。

次に多重要素走査器、この場合は１バイト中の各ビット
当り一要素が与えられている８要素走査器について不発
明の圧縮技法が説明される。圧縮はマトリックス中の第
１の行の相次ぐバイト１乃至３２を読出すといった様に
して第４行中の１２８番目のバイトに達する如く第１行
から第１行迄１時に各行、各列位置を走査する事によっ
て所与の文字を読出す事によって達成される。８要素走
査器は第１乃至第８走査素子を有し、行中の各列位置を
求めて並列に第１乃至第８ビツトを走査する。一般に、
圧縮技法は次の如きものである。走査中の列位置中の現
在（Ｃ）のバイトが隣接列位置中のバイトと比較される
。例えば走査シーケンス中の直接前の（Ｐ）即ち先行列
位置中のバイト及び走査シーケンス中の直接先行する行
中の同一列中の直接上（Ａ）の列位置中のバイトが現在
のバイトと比較され、現在列位置がＰもしく［Ａと同一
の数値を有するかどうかが決定される。もし現在列位置
におけろバイトが前の列位置中のバイトと同一数値を有
するならば、これが計数され、この様な同一バイトの系
列の数が記号Ｐｎと符号化される。ここでｎＵ前の列位
置中のバイトと同一値を有するバイトの系列の数を示す
。もし現在のバイトが上の位置中のバイトと同一値を有
するならば、これが計数され、この様な同一バイトの系
列の数は記号Ａｍで符号化される。ここでｍは走査シー
ケンス中の上の列位置中のバイトと同一値を有する相次
ぐバイトの系列の数を示した整数である。もし現在の列
位置において読出されるバイトが先行もしくは上列位置
中のバイトと同一数値を有さなければ、これは記号Ｓｘ
で符号化される。ここでＸは走査されつつある現在列位
置の数値を示す。例えば（第８表）、現在列位置中のバ
イトＣ１は先行列位置中のバイトＰ１と土の列位置中の
パイ）ＡＩと比較され、その後の走査シーケンス中では
現在列位置中のパイ）Ｃ２が先行列位置中のパイ）Ｐ２
及び上の列位置パイＩ・）Ａ２と比較される。

第６表は所与の複雑な文字を符号化する記号Ｐｎ。

Ａｍ及びＳｘを示す記号式である。Ｐｎ衣１６に４つの
前のバイト記号Ｐ１−Ｐ４よシ成り、これ等の記号は以
下説明されろ読出表中の夫々の数値５０１−５０４によ
って表わされている。４つのこの様な記号は唯例として
示されたものであり、設計の選択の問題として、より少
ないもしくは大きな数のＰｎ記号が使用される事を理解
されたい。

Ａｍ表１８は８個の直上バイトの記号Ａｌ−Ａ３より成
り、これ等の記号はまもなく説明されろ他の読出表中の
数値４０１−４０８によって表示される。Ｓ　ｘ　表２
０は２５６個の可能な記号より成り、現在のバイトの数
値が表わされる。これ等の記号はＳｌ乃至５２５６であ
シ、Ｓｌ乃至８２５５が夫々数値１乃至２５５を表わし
、読出される表の理解を容易にするために５２５６は２
進値０を表わしている。

第２図及び第り異、第８表は所与の複雑な文字が不発明
に従って圧縮される例を示す。第２図では漢字が代表的
な複雑な文字として選択されている。第り表は第２図の
漢字の他の表示であり、文字ドツト・マトリックスの１
２８バイトの各々には所与のバイト中のＰＥＬの数に関
する０乃至２５５の数値が割当てられている。第１行に
はＰＥＬｉｄ存在せず、この行のバイトの各々は０の数
値を有する事が明らかである。第２の行中では、最初の
３つのバイトが同様に００数値を有する。この行中の第
４のパイ）Ｕ第５のピット位置に１個のＰＥＬを有する
。このバイトには１６の数値が割当てられる。第り表の
数値を確かめるためには第２図の文字マトリックスを行
毎に走査されたい。

上述の如く、原文字マ）　ＩＪラックス行毎に第１のバ
イトから第４のバイトに至る等々にして第６２行に至り
、最後の１２８番目のバイトに至る様に走査され、原文
字が圧縮される。第１行を走査するのには走査されつつ
ある現在のバイトラ基準の前の及び上のバイトと比較す
るために、４バイト幅である基準値が必要とされる。説
明の目的には、基準石は４つのバイト位置の各々におい
て０数値を有する様に選択される。従って第１の行が第
１のバイト位置から第４のバイト位置に走査される時は
、現在のバイトは第１の行中の各位置及び第２の行の３
つのバイト位置に対して同一数値を有する。従って第１
の行のバイトの系列ＨＰ４もしくはＡ４として符号化さ
れ得る。Ｐ　ｎ＋とＡｍの値が等しい時、これｕＡｍ値
として符号化される。従ってＡｍ比較が３バイト間連続
する。従って、最初の７個のバイトは第Ｅｆｉの圧縮さ
れた複雑な文字表中の位置１に示された如＜Ａ７として
符号化される。行２中のバイト４における、バイトの数
値は１６でアシ、この値は前のバイトもしくは上のバイ
トと一致せず、従ってこの現在のバイトは第８表の位置
２において示された如く記号Ｓ１６として符号化される
。走査シーケンスは次いで行６に進み、最初の６パイ）
Ｈ上のバイトと同一数値を有し、従って次の記号は第Ｅ
ｉの位置６に示された如＜Ａ３として符号化される。行
６中の第４バイトは５６の数値を有するが、この値は前
バイトもしくは上のバイトと一致せず、第Ｅ衣の位置４
に数値８５６として符号化されている。

この様な走査シーケンスは第３２行迄継続され、ここで
最後の記号は第Ｅｉ中の位置４９に示された如くＡ３′
どして符号化される。バイト走査技法を使用すると第２
図の文字マトリックスの１０２８個の可能なビットはハ
フマン型符号語を使用して６０６ビツトの圧縮文字に縮
小される事は明らかである。

第Ｆ表は夫々の・記号Ｐｎ、Ａｍ及びＳｘに割当てられ
るハフマン符号語を与える符号化表である。

ハフマン符号は発生の確率が最も高い記号には最小のビ
ット数の符号語が割当てられ、成る符号語は次の符号語
のための前置部分とはならないものである。発生頻度が
最も高い記号はアドレス（Ａ）１の６ピツト幅の符号が
割当てられた記号Ａ１であり、符号は０１１である。Ａ
１の次に発生の確率の高い符号語は５Ｏ１Ａ２、Ｓ　２
５．５、：’　Ｓ　２．４、Ｐ１等々、である。

上述の如く各バイトには２５６個の符号語が割当てられ
る可能性があり、代表的複雑な文字マトリックス中には
１２８バイトが存在する。次の定義は単一走査器のため
圧縮シーケンスを説明するだめのものである。

（１）Ｃ＝現在のバイト＝Ｓ（Ｋ）、Ｋ＝１乃至１２８
（２）Ａｍ上のバイト＝Ｓ（Ｋ−Ｎ）、Ｎ二４（３）Ｐ
−前のバイト＝Ｓ（Ｋ−１） １行及び５列の文字マ）　ＩＪラックスＭ）ｌｄ次の如
く定義される。

（４）Ｍ（Ｉ、Ｊ）、Ｉ＝１乃至３２、Ｊ＝１乃至４所
与のパイ）Ｓ（Ｋ）は次の如く定義される。

（ｓ）　　５（Ｋ）、Ｋ＝Ｊ十（ｌ−１）・４第３行の
最初のバイトの場合は （６）　　５（Ｋ）、Ｋ＝１＋（５−１）・４＝９Ｓ区
）＝３９、即ち９番目のバイトである。

第５図に示された如き多重要素走査器の場合には圧縮シ
ーケンスは次の通りに行われる。

（１）Ｃ＝現在のバイト田如＝１乃至１２８（２）へ二
上のバイト＝Ｓ（Ｋ−Ｎ）、Ｎ＝３２（３）Ｐ＝前のバ
イト＝Ｓ・（Ｋ−１）１行、５列の文字マ）　ＩＪラッ
クス次の如く定義される。

（４）　　Ｍ（Ｉ、　Ｊ）、Ｉ＝１乃至４１．Ｊ＝１乃
至６２第６図を参照するに、所与の複雑な文学のための
圧縮シーケンスを示す流れ図が示されている。

上述の如く、圧縮さるべき最初の行は４バイト位置に＝
１乃至４がすべて０より成る基準性と比較される。従っ
てシステムはに＝５に初期設定される。Ａカウンタ（Ａ
Ｃ）、Ｐカウンタ（ＰＣ）、Ａストップ及びＰストップ
はすべて０にセットされる。Ａカウンタ及びＰカウンタ
は芙々動作シーケンスにおける上及び前のバイトと同一
の数値を有するバイトの数を計数する。Ａストップ及び
Ｐストップは夫々上のバイトもしくは前バイトに等しく
ない走査されつつある現在のバイトを示す。

この事は第４図のブロック図に関連してより明らかにさ
れよう。

上述の如く、システムの流れ図は２２で示された如くに
＝５で初期設定される。次いで論理プロセスは論理ブロ
ック２４に進み、Ｐストップ＝１であるかどうかが決定
される。システムは丁度初期設定されたばかりであるの
で、Ｐストップは０に等しく、従って論理プロセスは論
理ブロック２６に進み、Ａストップが１に等しいかどう
かが決定すれる。再びシステムはＡストップ−〇に初期
設定されているので、判断は論理ブロック２８に進み現
在パイ）Ｓ（Ｋ）が直接上のパイ）Ｓ（Ｋ−Ｎ）に等し
いかどうかが決定される。もし現在のバイトが上のバイ
トに等しくなければ、論理プロセスは論理ブロック３０
に進み、ここでＡストップは１に等しくセットされる。

次いで論理ブロック６２に進み、ここで現在のバイトが
前のパイ）Ｓ（Ｋ−１）と同一の数値であるかどうかが
検査される。もし現在のバイトが前のバイトと同一の数
値でなければ、論理プロセスは論理ブロック３４に進み
、ここでＰストップが１に等しくセットされる。も−し
、他方、現在のバイトが前のバイトと同一の数値ならば
、ＰＣカウンタは３６に示された如く１だけインクレメ
ントされる。

論理ブロック２８で走査されつつある現在のバイトが上
Ｑバイトと同一値である事がわかれば次いで論理プロセ
スは論理ブロック６８に進み、カウンタＡＣが１だけイ
ンクレメント逼れ、次いで論理ブロック４０に進み、現
在のバイトが前のバイトに等しいかどうかが決定される
。もし現在のバイトが前のバイトに等しくなければ、Ｐ
ストップが４２に示された如く１にセットされる。しか
しながら、現在バイトと同一であれば、Ｐカウンタが１
だけインクレメントされる論理ブロック４４に進む。

論理ブロック５６．４２及、び４４で示された姶く、Ｐ
Ｃカウンタかインクレメントされろか、Ｐストップが１
に等しくカットされる時は、論理プロセスは論理ブロッ
ク４６に進みくｉシステムは次のバイトにインクレメン
トする。次に論理ブロック４８において、現在のバイト
か、マトリックス中の最後のバイト、この例では１２８
に等しいマトリックス中の最後のバイトよりも小さいか
等しいかどうかが決定される。この例ではＫは１２８以
下であゃ、論理プロセスは論理ブロック２４に戻りＰス
トップが１ｒＣ等しいかどうかか決定されろ。Ｐストッ
プ′ｆ＞１に等しくないと仮定すると、論理プロセスは
再び論理ブロック２６に進み、Ａストップか１に等しい
かどうかが決定される。Ａストップが１に等しいと仮定
すると、論理プロセスは論理ブロック５０に進み、前の
バイトと現在バイトか同一数値を有するかどうかが決定
される。

数値が同一でなければ、Ｐストップは論理プロ・ンク５
２に示された如く１にセ゛ントされる。他方、もし現在
のバイトが前のバイトの値と同一値を有するならば、ブ
ロック５４で示された如くＰＣカウンタが１だけインク
レメントされる。論理プロセスは次いで論理ブロック４
６に進み、ブロック４８を経て論理ブロック２４に戻る
。

この例でＰストップが前もって１にセットされていると
仮定すると、論理プロセスは論理ブロック２４から論理
ブロック５６に進み、走査中の現在のバイトが上のバイ
トに等しいかどうかが決定される。走査されている現在
のバイトが上のバイトに等しくなければＡストップが論
理ブロック５８に示されている如く１にセットされる。

他方もし現在バイトが上のバイトと同一数値を有するな
らば、論理プロセシは論理ブ、ロック６０に進み、ＡＣ
カウンタが１だけインクレメントされ、次いで論理ブロ
ック４６及び４８に進む。

上もしくは前のバイトと同一の数値ヲをしつつ走査され
た現在のバイトのシーケンスがとだえた事を示して、Ｐ
ストップもしくはＡストップが１にセットされた場合に
は、論理プロセスは論理ブロック６２に進み、ＡＣがＰ
Ｃより太きいか、ＰＣに等しいかどうかが決定される。

ＰＣがＡＣより大きいと、論理プロセスは論理ブロック
６４に進み、ここで記号はＰＣとして符号化され、出力
符号器に至る線６６上に与えられる。他方、もしＡＣが
ＰＣより大きいか等しいと、論理プロセスは論理ブロッ
ク６８に進み、ＡＣ＝（）であるかどうかが決定される
。もしＡＣ＝０でなければ、論理プロセスは論理ブロッ
ク７０に進み、ここで記号はＡＣとして符号化され、次
いで出力符号器に至る出力線６６上に出力される。他方
もしＡＣ二〇で、即ちｐｃ＝ｏであって、現在のバイト
か前のもしくは上バイトに等しくない事が示されると、
論理プロセスは次いで論理ブロック７２に進み、記号は
５（Ｋ）として符号化される。この値は現在のバイトの
数値を示し、線６６を介して出力符号器へ出力される。

論理ブロック６４．７０もしくは７２０１つのいずれか
の記号の発生に続く各場合に、論理プロセスに論理ブロ
ック７４に進み、現在バイトの番号がマトリックスの最
後のバイトの番号よりも小さいかどうかが決定される。

もし最終バイトに到着していると、論理プロセスは次い
で線７６を介して開始点２２に戻シ、走査シーケンスが
継続きれろ。他方、もしそのバイトが第１２８番目のバ
イトであるならば、この事は７８に示さｔた如く文字発
生の終りを示す。

第４図は第４．１図、第４．２図及び第４．６図↓り成
シ、本発明の圧縮器のブロック図を示すものである。所
望の複雑・な文字を形成する１２８バイトに線形メモリ
８０の如き記憶装置中に記憶され、複雑な文字マ）　Ｉ
Ｊラックス第１行から第３２行へ一時に１バイトずつ走
査即ち読出される。多数の異なる読出し技法即ち記憶装
置から電子的に読出す記憶装置から光学的に読出すとい
った技法か文字を走査するのに使用される。

各バイトは記憶装置８０から相次いで読出され、１バイ
ト幅°入カシフト・レジスタ８２へ相次いで読出される
。シフト・レジスタ・バッファ８３に４つの１バイト幅
シフト・レジスタ段８４．８６．８８及び９０より成る
。即ちシフト・レジスタ・バッファ８３の段の数は複雑
な文字マトリックスの所与の行中のバイトの数に等しい
。開始時に、シフト・レジスタ・バッファ８３はそのす
べての段が０の数値にセットされており、この様な各バ
イトは文字マトリックスの第１の行は基準値と比較され
、第１行中の走査されつつある現在のバイトが上のバイ
トもしくは前のバイトと同一の数値を有するかどうかが
決定される。第１のバイトが入力シフト・レジスタ８２
中に記憶され、シフト・レジスタ８２中のバイトの数値
は比較器９６及び９８の第１の入力９２及び９４に与え
られ又ラッチ１５２へ与えられる８比較器９６／ｒｉ走
査されている現在のバイト、即ちシフト・レジスタ８２
中に記憶されたバイトと走査シーケンス中の上のバイト
、即チシフト・レジスタの段９０中に記憶されたバイト
ラ比較する。比較器９８は走査中の現在のバイトの値、
シフト・レジスタ８２中に記憶された走査シーケンス中
の直接先行する即ち前のバイトと比較するのに使用され
る。ラッチ１５２の機能についてはまもなく説明する。

第２図及び第り表に示された複雑な文字マト−リツクス
の圧縮方法を参照するに、比較器９６及び９８は走査さ
れる情報の最初の７バイトが前のバイト及び上のバイト
と同一値を有する事を決定し、記号Ａ７が符号化される
。比較器９６及び９８が等しい事を決定するたびにＡＮ
Ｄゲ’ト１００及び１０’２Ｕ夫々クロック時間に付勢
され、夫々ＡＣカウンタ１０４及びＰＣカウンタ１０６
にインクレメント計数パルスか与えられる。ＡＮＤゲー
ト１０Ｄ及び１０２のアクティブ状態に同様にＯＲゲー
ト１０８に与えられ、開始時に１２８の計数にセットさ
れた減数カウンター１０をデクレメントする。ＯＲゲー
ト１０８の出力は同様に線１１２を介して入力シフト・
レジスタ８２及びシフト・レジスタ・バッファ８５に与
えられ、その中の情報のバイトケ、次の段にシフトする
。走査シーケンスのバイト８において、バイトの数値は
前もしくは上のバイトに等しくない１６の値を有し、比
較器９２及び′９８はこの条件を示す信号を夫々ＯＲゲ
ート１１４及び１１６に与え、これはアクティブ状態を
ＯＲゲート１１８及び１２０に与え、クロック時間にＡ
Ｃカウンタ１０４及びＰＣカウンタ１０６の夫々を停止
させる。比較器１２２は各バイト走査シーケンス中にお
けるＡＣ及びＰＣを比較し、比較の結果にラッチ回路網
１２４に与えられる。走査中の現在のバイトがＯＲゲー
ト１１４及び１１６の付勢状態によって示される如く前
もしくは上のバイトに等しくない時は、ＡＮＤゲート１
２７が付勢され、ＡＮＤゲート１２７はラッチ１２４の
内容を読出すためにクロック時にＡＮＤゲ−）　１２９
ｆ付勢する。同様にゲート１２８の付勢状態はＡ、Ｃカ
ウンタ１０４ｉリセツトし、ＰＣカウンタ１０６をリセ
ットする。

ｐｃがＡＣより大きい時は、線１２６が付勢され、もし
ＡＣがｐｃより゛大きければ、線１２−８が付勢され、
ＡＣがＰＣに等しければ、線１５０が付勢される。線１
２９及び１３０上に付勢状態が発生すれば、ＡＮＤゲー
ト１３２が付勢され、線１３４上にＡＣがＰＣより大き
いか等しい事を示す付勢状態が与えられる。もし線１６
０が付勢されろと、ＡＣ及びＰＣが共に０に等しく、こ
れが線１５６の付勢状態によって示されると、ＡＮＤゲ
ー）　１−３８か付勢状態となり、これは線１４０を付
勢する。線１２６、ｆｆ３４及び１４０は分類符号器１
４０に接続され、これはこの３人力線の状態を眺めて、
２つの出力線１４４及び１４６上に選択器回路網）１４
８及びプログラムされた論理配列体（ＰＬＡＩ　ｓｏ　
）に与えられる２進符号状態を与える。入力線１２６．
１３４及び１４０は夫々ｂ３、ｂ２及びｂｌと表わされ
、出力線１４４及び１４°６はａ２及びａｌで夫々指示
される。以下の論理表１は線ｂ１、ｂ２及びｂ３のどの
様な２進条件が出力線ａ１及びａ２に対してどの様な２
進条件を与えるかを示している。

第　　　１　　　表 前に述べられた如く、走査されつつある現在のバイトの
値は入力シフト・レジスタ８２からラッチ１５２へ与え
られ、ＡＣカウンタ１０４の計数はラッチ１５４に与え
られ、ＰＣカウンタ１０６の計数はラッチ１５６に与え
られる。線１４４及び１４＆の２進状態は選択器をして
第１表に従ってラッチ１５２．１５４及び１５６の１つ
から適切な値を読出さしめ、プログラムされた論理配列
体１５０に対して与える。相次いで走査された〆くイト
及び符号値の各々は第Ｅｉに示された如くＰＬＡｉ５０
中に記憶されており、ＰＬＡの出力は各記号Ｐｎ、Ａｍ
もしくはＳｘに割当てられたノ・フマン符号語である。

利用装置によって使用される如く、選択された文字はバ
ッファ１５２、線１５４及び利用装置に対して読出され
得る。

ＯＲゲート１３８の出力はＯＲゲート１０８に対して与
えられ、現在のバイトが前もしくは上のバイトと等しい
事を示してＡＣ及びＰＣが０に等しい俗塵にカウンタ１
１０をデクレメントする。

減少カウンタ１１０の符号化出力ｆｉＯＲゲート１５６
に対して、次いで反転器１５８に対して与えられ、減少
カウンタが１２８の計数に達した時が感知されて線１６
０上に文字信号の終りが与えられ、圧縮器中の適切な装
置のすべてをリセットする０ 第Ｇｉは所与の圧縮された複雑な文字を表わすハフマン
符号を解読するの（７Ｉｌ用される解読表の一部を示す
。この表は１乃至Ｘの連続アドレスより成り、ここでＸ
は表中の最大アドレスで６Ｄ、各アドレスは符号語中の
所与のビットが２進ｎである時にアクセスされるＴＯ囚
列を有し、所与のビットが２進１である時にアクセスさ
れるＴＩ（Ａ）列を有する。表中、ＴｏＣＡ）もしｔｌ
’ＵＴ１（Ａ）列の数はもしこの数の前にマイナス符号
が付いていなければアクセスされるべき表中の次のアド
レスである。しかしながら、もし数の前にマイナスの符
号が付いていれば１．これはその記号の番号が衣から読
出される事を示す。表から読出される複数個の記号は所
与の複雑な文字を表わす。どの様にこの表が使用される
かの例として記号Ｐ１の読出しが説明される。第Ｆ表の
符号表から、Ｐ１記号はアドレス７において示される如
く、数３０１によって表わされ、１０００１０５ビツト
値を有する事が明らかである。この２進数は最左ピット
から最左ｃｙ１−に表中に直列に読込まれ、表に先ずア
ドレス１でアクセスされる。最初のビット、ｐｐち最左
ビットは２進１であるので、第Ｇ衣の表中のアドレス３
を指示した１６２で示される如く列Ｔ　Ｉ　（Ａ）がア
クセスされる。第２ビツトは、２進値０であり、従って
ＴＯ（Ａ）列が表中のアドレス６を指示する１６４で示
された如く、アクセス“される。第５のビットば２進値
０であり、再び表中のアドレス１１を指示する１６６で
示された如く、ＴＯ（３）列がアクセスされる。第４の
ビットは２進値０であり、従って、ＴＯ（Ａ）列が表中
のアドレス２１を指示する１６８で示された如くアクセ
スされる。第５のビットに２進値１であり、従って表の
Ｔ　１（Ａ）列が数−６０１を指示する１７０で示され
た如くアクセスされる。従って、５０１のための記号、
即ちＰｌが表から読出される。すべて他の記号は同様に
衣からアクセスされ、読出される。

第５図は第０表に関連して述べられた如き、解読表を使
用する伸張器のための流れ図である。文字の伸張を開始
するため１バイト・カウンタＣ１は論理ブロック１７２
で示された如く、１２８の値にセット゛される。このバ
イト・カウンタに次いで複雑な文字のバイトが再構成さ
れる俗塵にデクレメントされる。次に論理プロセスは論
理ブロック１７４に進み、ビット・カラ／りＣ２を８に
セットする。このビット・カウンタＣＩＪハフマン符号
か伸張器回路網へ読取られる度にデクレメントされる。

圧縮されたデータのバイトは論理ブロック１７６で示さ
れた如く、プログラムされた論理配列体から読出される
。解読表中のアドレスは最初論理ブロック１７８に示さ
れた如くアドレスＡ＝１にセットされる。この事は第Ｇ
衣に関連して説明された如く解読表の第１のアドレスで
の開始に従うものである。この第１のピッ）［１８０に
示された如くデータの１バイトからシフト・アウトされ
る。次いでビット・カウンタＣ２１１’１１８２で示さ
れた如く１だけデクレメントされ、最初のビットがテス
トされつつある事が、示される。

次いて解読表東のＴｏ（Ａ）列もしくはＴ　Ｉ　（Ａ）
列のいずれをアクセスするかを決定するために論理ブロ
ック１８４で示された如くこのビットが０であるかどう
かについてテストされる。もしビットか０に等しければ
、論理プロセスは論理ブロック１８６に進行し、ＴＯ（
Ａ、１列中のビットが負であるかどうか、即ち読出され
るべき記号を示すかどうかについて決定される。ＴＯ囚
列中の数が負でなければ、論理ブロック１８９に前進し
、このアドレスｉＴ０（Ａ）列を指示するアドレスによ
って置換する。論理プロセスは次いで論理ブロック１８
０に戻り、このアドレスのビットをテストする。

論理ブロック１８４に戻るに、もしビットが０に等しく
なければ、即ちこのビットが１に等しければ、論理プロ
セスは論理ブロック１９０に進み、Ｔ　Ｉ　（Ａ）列中
の数が負゛であ木かどうかが確かめられる。もしこの数
が読出される１つの記号を示して負の数ならば、論理プ
ロセスは論理ブロック１９２に進行する。他方もしＴＩ
（Ａ）が非負ならば、論理プロセスは論理ブロック１９
４に進み、このアドレスはＴ１（Ａ）列中に指示される
アドレスによって置換され、論理プロセスに次いで論理
ブロック１８０に戻る様に進行し、テストされるべき次
のビットにシフトする。記号が読出されるべき事を示し
て論理ブロック１８８もしくは１９２のいずれかに論理
プロセスが進行した場合には、次いで論理プロセスは論
理ブロック１９６に進み、この数の値が２５６以上であ
るか、即ちこれがＰｎもしく　Ｉａ　Ａ　ｍ符号を示す
数であるかどうかが決定される。もし数値が２５６より
大きけれは、論理プロセスは論理ブロック１９８に進み
この数値が４００以上であるかどうかを決定する様に進
行する。

次いで論理プロセスは論理ブロック２００に進み、この
数によって表示されたＡｍ符号が読出され、次にこの数
が出力線２０２上に出力される。もしこの数値が４００
以上でなければ、この数は３゜Ｏ即ちＰｎ符号である事
を示し、論理プロセスは論理ブロック２０４に進み、適
切なＰｎ符号が線２０２上に読出される。

論理ブロック１９６に戻り、もし数値が２５６より大き
くなければ、この事は現在のバイトは同一の数値が前の
もしくは上のバイトと６同−数値を有さない事を示す。

論理プロセスは論理ブロック２０６に進み、数値が２５
６に等しいがどうがか決定される。この数値が２５６に
等しけれは、この事は０の数値を示し、論理プロセスは
論理ブロック２０８に進み、０の数値が線２０２上に出
力される。もし数値が２５６に等しくなければ、論理プ
ロセスは論理ブロック２１０に進み、線２゜２上の適切
な記号Ｓによって表わされる数値が読出されろ。この適
切な記号は５ｌ−８２５５である。所望の記号が線２０
２上に読出された後、論理プロセスは論理ブロック２１
２に進み、ｌ＝０かどうか、即ちビット・カウンタが８
から０にデクレメントされたかどうかが決定される。も
し答えがＮＯならば、論理プロセスは線２１４′を介し
て論理ブロック１７８に戻り、解読器をＡ１をアドレス
する様にセットし、再び次の記号が解読される迄論理プ
ロセスが進行される。もし、他方ビット・カウンタＣ２
が０にデクレ　メントされると、論理プロセスは論理ブ
ロック２１４に進み、バイト・カウンタＣ１が０に等し
いかどうかを決定するために論理ブロック２１６に進む
。もしＣ１が０に等しくないと、論理プロセスは論理ブ
ロック１７４に戻シ、ビット・カウンタＣ２ｉ８１Ｃセ
ウトし、論理プロセスが繰返される。もし他方、Ｃ１が
０である事が発見されると、この事は２１８によって示
された如く文字の終りの発生を示す。

第６図は利用装置上に発生させるために選択された文字
を伸張するだめの本発明に従う解読器のブロック図であ
る。解読器は開始パルスをＡＮＤゲート２２０、並びに
ＯＲゲート２２２、及び２２４に印加する事によって開
始される。ＡＮＤゲート２２０にクロック・パルスを同
時に印加する事によって、シフト・レジスタ２２６は記
憶装置２２８か、ら印加される１乃至それ以上の符号語
の形の圧縮データの１バイトに有する記憶装置２２８は
例えはランダム・アクセス・メモＪ７（ＲＡＭ）もしく
は読取シ専用メモリ（ＲＯＭ）”（ｉ−有し得ろ。

ＯＲゲー）２２２ｕＡＮＤゲート２３０に開始パルスを
与え、ＡＮＤゲート２５０に他の入力へのクロック・パ
ルスの同時印加に応答する。ゲー）　２３０ｕ解読表２
５２中の選択されたアドレスを指示する初期即ち最初の
アドレスをラッチするためにアドレス・ラッチ２３２に
叩セット・パルスを与える。

ＯＲゲート２２４に開始信号に応答して線２３４上にリ
セット信号を与え、その後の文字の発生のために情報の
行を記憶する記憶レジスタ２４４の１バイト幅レジスタ
段２５６．２５８．２４０及び２４２のリセット入力に
線２３４を介してり・セット信号を与える。

レジスタ２２６中に記憶されたデータのバイトの１ビツ
トが一時に１ビツトずつ、情報の１ビツトが解説表２５
２によって処理される容度に出力を与えるＡＮＤゲート
２５０からの線２４８上の読出パルスに応答して出力線
２４６上に読出される。ＡＮＤゲート２５０からパルス
出力は同様に８の計数に初期セットされ、解説表２５２
中アドレスを選択する各ビットに応答してデクレメント
されろ減少カウンタ２５４に与えられる。ＯＲゲ−）２
５６は減少カウンタ２５４がＯの値にデクレメントされ
る迄付勢出力を与え、０値の時にＯＲゲート２５６は非
付勢状態となり、反転器２５８は記憶装置２２８から符
号化された圧縮データの次のバイトラロードする９ため
のロード・パルスを入力レジスタ２２６に至る線２６０
に与えろ。

解読されるべき適切な符号語を選択されるべき第Ｇ衣の
解説表に関連して説明された如く、一時に１ビツト、ア
クセスされるＴＯ（Ａ）及びＴ　Ｉ　（Ａ）列より成る
。解説表２５２は各列に制御ピ・ント位置２６０．２６
２及び２６４を含む。制御ビ・ント２６０は指示されて
いる現今のアドレスが表中のその後のアドレスを指示し
ているかもしくは１つの符号語を示すかを示すものであ
る。これは、もし制御ビット２６０が１であるならば解
読表中の数は負であり、これは解読されをべき符号語の
数を示している。ビット２６０か０であるならば、正の
数を示し、衣はアクセスされるべき次のアドレスを指示
する。ビット２６２及び２６４か使用されて、解読され
るべき記号がＰｎ、ＡｍもしくばＳｘのいずれであるか
を示すのに使用される。この事は以下詳細に説明されろ
。

各ビットがシフト・レジスタ２２６からの線２４６上に
読出されろ時、この情報ピ゛ン）ｆｌアドレス・ラッチ
２３２によって指示される表２５２からの情報を読出す
選択回路網２６６に与えられろ。

−上述の如く、ラッチ２３２（／−１衣中の最初のアド
レスを最初に指示し、ビットは選択回路網２６６に印加
され、もしこれが２進０ならば、第１のアドレスの０列
ＴＯＣＡ）を選択し、もしビットが１ならば、１列のＴ
ｉ’１．１（Ａ）！ｒ選択する。最初のアドレスにおけ
ろ選択列は表２５２から読出され、選択回路網２６６は
前もって説明された制御ピラトラ位置２６０’、２６２
’及び２６４′に含む。制−御ビット２６０′が０レベ
ルを仮定すると、この事は最初のアドレスはその後アド
レスを指示する。この０レベルはＡＮＤゲート２７０を
付勢し、反転器２７２によって反転され、パルスをＡＮ
Ｄゲート２５０にパルスを印加し、減少カウンタをデク
レメントする。反転器２７２からのパルスは同様にＡＮ
Ｄゲート２７４に印加され、ＡＮＤゲート２７４は次の
クロック・パルスで付勢状態となり、アドレス・ラッチ
２５２中のレジスタ２６８から線２７６土に存在するア
ドレスにラッチする。レジスタ２６８から読出される数
はＡＮＤゲート２７０が脱勢されているので、この時間
にはラッチ回路網２７８にはラッチされない。

上述の如き回路網はビット位置２６０′中における２進
値ＩＫよって示された如く符号語か読出されるべき負の
数が発見される迄衣２５２中の次のアドレスに前進する
。ＡＮＤゲート２７０が次いで付勢され、レジスタ２６
８中の数はラッチ回路網２７８中にラッチされろ。ラッ
チ回路網ヘラツチされた数に記号Ｐｎ、ＡｍもしくはＳ
ｘの１つを示す。制御ピッ）２６２’及び２６４’ｉｄ
どの記号が以下述べられる如くラッチ２７８に記憶され
るかを示している。

ＡＮＤゲート２７０の付勢状態は同様に減少カウンタ２
８０にデクレメントする。このカウンタに最初１２７の
計数に予じめセットされるが、これは０にデクレメント
され、この事に解読されつつある文字中のすべて１２８
バイトが処理されつつあるかを示している。カウンタ２
８０が０にデクレメントされた事に応答して、ＯＲゲー
ト２８０は０出力を反転器２８２に与え、この反転器に
線２８４を介して１２７の計数にカウンタ２８０をリセ
ットするパルスを与えろ。このパルスは同様にＯＲゲー
ト２２４に与え、次いでレジスタ２４４をリセットする
。

符号語の数値を含むラッチ２７８にその外に下記の第２
衣に従ってラッチ２７８中に記憶されている数値か記号
Ｓｘ、Ａｍもしく’ｎＰ　ｎのいずれであるかを示す制
御ピッ）２６２’及び２６４′を含む。左方のビットは
２６２′及び右方のビットは２６４′である。

第　　２　　表 Ｓｘ　　　　００ Ａｍ　　　　　　０１ Ｐｎ　　　　　　　１０ 記号Ｓｘがラッチ２７８中に記憶さ五ていると仮定する
。従って、ピッ）２６２’及び２６４′は共に０レベル
にあり、ＯＲゲート２８６は０出力を与えて、ＡＮＤゲ
ート２８８を脱勢する。ＡＮＤゲート２８８はこの時間
に脱勢されているので線２９２上の数は減少カウンタ２
９０中にラッチされない。段２６２′及び２６４′から
の２進数は、夫々線２９６及び２９８を介して選択回路
網２９４に印加される。減少カウンタ２９０はその中に
数がラッチされていないので、これａ　　　　　−０の
計数を含み、ＯＲゲート３００が脱勢されて、選択回路
網２９４に至る線３０２上に０レベル選択信号を与える
。この０レベルは反転器３０４によって反転されて、Ａ
ＮＤゲート２５０及びＡＮＤゲート２７０に印加される
。線３’０１ｊＯレベルにあるので、線２９６及び２９
８の場合と同様に、選択回路網２９４は以下Ｇ第３表中
に述べられた如く線２９２上に記号を選択する。左から
右ヘピットは２６２′、２６４′及び線３０２上の選択
信号である。

Ｓｘ　　　　０００ Ａｍ　　　　０１１ Ｐｎ　　　　１０１ 次いで記号Ｓｘの１つを示す線２９２上の記号は選択回
路網２９４によってレジスタ段３１０．３１２及び６１
４を含むシフト・レジスタ３０８の第１の段３０６に通
過される。選択回路網２９４の出力は同様にレジスタ２
４４の第１の段２３６に与えられる。レジスタ段２３６
の出力は線３１６を介して選択回路網２９４に記号Ｐｎ
として与えられ、シフト・レジスタ２４２の出力は記号
Ａｍとして線３１８を介して選択回路網２９４に与えら
れる。記号がゲート２７０からのパルスを経てラッチ回
路網２７８ヘラツチされ、このパルスに同様に各その後
の段にデータのバイトラシフトするためにシフト・レジ
スタ３０８に与えられ、同様にＭ　ＯＤ　４　’ｉウン
タ６２０に印加されて、これが計数４に到達する時に情
報の４バイトより成る１行が発生されつつある事を示す
。ラッチ・パルスか線３２４を介してレジスタ３２６に
与えられ、ラッチ・パルスの発生に応答してシフト・レ
ジスタ３０８からの情報の文字の行中にラッチせしめる
。この情報の行が行３２８を介して信号利用装置を介し
て読出される。

ラッチ回路網２７８ヘラツチされた情報片が第２表の０
１なる２進値によって示されたＡｍ侶号である場合を考
える。この場合、ＯＲゲート２８６ｆｌＡＮＤゲート２
８８にパルスを印加するために付勢される。このＡＮＤ
ゲート２８８にはその他の内力に付勢信号が印加され、
ラッチ２７８中にＡｍ数をラッチする様にし、これを減
少カウンタに線２９２を介してラッチせしめる。この時
、線２９６及び２９８上の信号は夫々０及び１にあり、
線３０２上の信号に２進値１であり、減少カウンタ中の
計数は非０であるので、第３衣に従って選択回路網２９
４に線３１８上のＡｍ情報のバイトをシフト・レジスタ
段ろ０６に通過させ、同様にレジスタ２４４のシフト・
レジスタ段２３６に通過させる。

Ｐｎ信号がラッチ回路網２７８ヘラツチさせる場合を考
察する。この場合は第２衣に従って線２９６及び２９８
上の信号は夫々１及び０、線３０２上の信号は１であり
、減少カウンタ２９０中の計数は非０であシ、第３衣に
従って選択回路網２９４はラッチ回路網２４４からの線
６１６上のＰｎ信号を選択し、選択回路網を介して、レ
ジスタ３０８の第１のシフト・レジスタに通過せしめレ
ジスタ２４４の第１のシフト・レジスタに通過せしめる
。

従って符号化された圧縮されたデータの相次ぐパイｌｆ
ｔ記憶装置２２８からシフト・レジスタ２２６へ読出さ
れ、次いで情報のバイトの各ビ・ントは解説表２５２を
アクセスするために直列に読出され、上述の如く発生さ
れる複雑な文字をその後に形成するために、どの符号語
が読出されるべきかが決定される。

〔工業上の応用〕

本発明の目的は複雑な文字のだめの改良された圧縮／伸
張技法を与える事にある。

本発明の他の目的は改良された複雑な文字発生器を与え
る事にある。

本発明のさらに他の目的はバイト走査を使用した改良さ
れた複雑な文字発生器を与える事にある。

本発明に従い、２次元バイトのランレングス符号を利用
した改良された複雑な文字発生器が与えられる。

本発明に従い、複雑な文字を記述すらデータの整数の倍
数のバイトが１つの符号語で符号化され、逆に原データ
の整数の倍数のバイトが１個の符号語を解読する事によ
って再構成される。

本発明に従い、複雑な文字は各列はＪバイトより成り、
１行及び５列ドツト・マトリックスによって定義される
。この複雑な文字を一時に１バイト走査し、走査シーケ
ンス中の隣接する先行バイトと比較して、現在走査中の
バイトが隣接するバイトと同一数値を有する。同一隣接
ノ匂、イトより成る相次いで読出されるシーケンスの数
が単一の第１の記号として符号化される。もしバイトに
同一性がない場合には、走査されつつあるバイトはその
数値を示す第２の記号が割当てられる。

本発明に従い、複雑な文字が各行が５個のバイトより成
り、１行及び５列ドツト・マトリックスによって定義さ
れ、複雑な丈夫は一時に１バイト走査され、直接先行し
、もし矧ね直接上にあるバイトと比較され、現在走査さ
れつつあるバイトがいずれか一方のバイトと同一数値を
有するがどうかが決定される。同一の直接先行するもし
くは直接上のバイトの相次いで読出されるシーケンスの
数か夫々単一の記号ＰｎもしくはＡｍとして符号化され
る。もしバイト中に一致がなければ、走査されるバイト
には記号Ｓｘが割当てられる。ここでＸはその数値を示
す整数である。これ等の記号は複雑な文字が発生される
様に解読される。

覗　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　覗＜　
　　　　　　　　　叫　　　　　　　　　　　　“エ　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　′ニー　
　　　Ｆ　　　　　Ｎ　　　　　哨　　　　　寸１ −　　　　　　　即 ぐの ＼　　　　　　　　　　　＼ ＼ 第８表 （１）　　ｐ、７　　　　　　　　（１４）　Ａ８（２
）　　８１６　　　　　　　（１５）　Ａ４（３）　　
Ａ３　　　　　　　　（１６）　３１２（４）　　８５
６　　　　　　　（１７）　Ａ８（５）　　８６３　　
　　　　’　　（１８）　３１Ｃｂ）　　８２５５　　
　　　’　　（１９）　Ａ３（７）　　Ｐｉ　　　　　
　　　（２０）　３３（８）　　８２５２　　　　　　
Ｃ２１）　Ｓ＋１２８（９）　５２５６　　　（２２）
　５５（１０）　５６　　　　（２３）　５２５５（１
１）Ｓ２５６　　　（２４）　ｐｌ（１２）　Ｐ２　　
　　（２５）　Ｓ　１９２（１３）　Ａ８　　　　（２
６）　８２５．６（２７）　Ｓ　１２　　　　　　　　
（４，０）　Ｓｌ　５６（２８）　Ｓ　１　　　　　　
　　　（４１）、Ａ３（２９）　Ａ４　　　　　　　　
　（４２）　８１５６（３０）　８１２８　　　　　　
　（４３）　Ａ３（３ｔ）　Ａ１（４４）　５１９０ （３２）　８２４　　　　　　　　（４５）　８２５５
（３３）　八８　　　　　　　　　（４６）　Ｐ３（３
４）　Ａ８　　、　　　　　　　　（４７）　５２５６
（３５）Ａ８　　　　　　　　　　（４８）Ｐ４（３６
）　Ａ３　　　　　　　　　（４９）Ａ３（３７）８４
８ （３Ｂ）Ａ８ （３９）ＡＩ ヒ Ｙ　ぐ り　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　Ｉ　　　　　　寸０　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　１　　　　１ト　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　−　−ロー
一−↑　　↑　　　↑　　　　　　↑ ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　Ｉ
Ｉ　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ
　　ＩＩ　　ＩＩ観　　　　−＋　＋　＋　＋　＋　＋
−＋、　＋　＋　＋　＋　ｍ　１−１　）−１１−１■ ペ　イ ↑ ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ　　Ｉ
Ｉ　　ＩＩ　　ＩＩ　　１１　　ＩＩ　　ＩＩ　　ＩＩ
　　ＩＩ　　ＩＩ＋　＋　１−１　Ｍ　１−Ｉ　ＩＩ１
ｌ−１１−１＋　ｍ　＋　＋　ｌ−１１−１１−１

【図面の簡単な説明】

第１図は複雑な文字発生器のブロック図表示である。第
２図は成る複雑な文字のドツト・マトリックス表示であ
る。第３図は第３．１図、第３．２図及び第３３図が組
合される方法を示した図である。 第３−１図、第３−２図及び第３−５図は第３図の如く
組合された時に、どの様にして１つの複雑な文字が圧縮
されるかを示した流れ図である。第４図は第４−１図、
第４−２図及び第４−３図が組合される方法を示した図
である。第４−１図、第４．−２図及び第４−３図は第
４図の如く組合された時に第１図に総括的に示された複
雑な文字圧縮器の詳細なブロック図である。第５図は第
５−１図、第５−２図及び第５−３図が組合される方法
を示した図である。第５−１図、第５−２図及び第５−
３図は第５図の如く組合された時にどの様に圧縮された
複雑な文でか伸張されるかを示す流れ図である。論６図
は第６−１図、第６−２図、第６−３図及び第６−４図
が組合される方法を示した図である。第６−１図々、第
６−２図、第６一時に第１図に総括的に示された複雑な
文字解読器を詳細に示したブロック図である。 ２・・・・複雑な文字圧縮／伸張器、４・・・・ディス
ク・フォント記憶装置、６・・・・圧縮器、７・・・・
ディスク・フォント記憶装置、８・・・・ランダム・ア
クセス記憶装置、１０・・・・屑圧縮器、１２・・・・
印刷器、１４・・・・表示装置。 出願人　　インタｉた’／Ｅυプ・・ビジネス・マシー
ンズ・コーげｔ−ジョン代理人　弁理士　　山　　　本
　　　仁　　　朗（外１名）

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ■及びＪを整数とし、１行、１列のマトリックスにより
   画定され、各行が５個のバイトより成る複雑な文字を圧
   縮する方法でろって、 各行を一時に１バイトずつ走査し、所与のバイトが走査
   の系列において隣接する先行バイトと同一の値を有する
   かどうかを決定する段階と、隣接する先行バイトと同一
   値を有する順次に走査される相次ぐバイトの数を、該バ
   イトの数を示す第１の符号で符号化する段階と、 隣接する先行バイトと同一値を有さない所与の任意のバ
   イトラ該所与の任意のバイトの数値を示す第２の符号で
   符号化する段階とニジ成る複雑な文字を圧縮する方法。