JPS59100946A - 編集可能書類形式変換方法 - 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】 本発明は対話式テキスト処理システムにより、この７ス
テムにおいて用いられる第１の形式で作られた編集可能
な書類を、別の対話式またはバッチ式のテキスト処理シ
ステムにお℃・て用いるため、第２の編集可能な形式に
変換するための方法に関連する。更に詳細に説明すれば
、本発明は、変換時に原始店類形式の状態を表わす適切
に選択された状態変数に基づく編集可能な目的書類形式
を得るため、入力項目を対話式原始形式から明確な出力
項目の組に変換する方法を利用して形式の異なる編集可
能な書類間の所要の変換を達成することに関連する。

〔先行技術の説明〕

情報処理システムにおいて編集可能な、または変更可能
な書類を表わすいくつかの異なる形式が知られており一
般に使用されている。若干の例として、ディスプレイラ
イタおよび５５２０システムによって使用される０ＩＩ
Ａ　　Ｌ３．３７９０およびＤＯ８Ｆ／ＤＰＣＸ／８１
００によって使用され、しばしば１２つのべ一カー」と
呼ばれる形式、およびドキュメント・コンポジション・
ファシリティ（書類構成機能）およびプロフェッショナ
ル・オフィス・システムによって使用されるＤＣＦ入力
形式がある。ディスプレイライタは単独操作可能な且つ
それを主たる目的とするワードプロセッサである。これ
は対話式システムとして一般に知られているテキストプ
ロセッサである。

５５２０は共用論理、マルチステーション・テキスト処
理およびオフィス通信システムである。６７９０は、ミ
ニコンピユータとして分類可能なインテリジェント・テ
キスト処理システムである。

８１００−これもミニコンピユータと分類可能−は、Ｄ
Ｏ８Ｆ、テキスト処理パッケージおよびＤｐｃｘ、特殊
なオペレーティング・システムをテキスト処理システム
として用いる。ディスプレイライタ、５５２０．３７９
０および８１００はいずれもＩＢＭコーポレーションに
よって製造、販売されている。ドキュメント・コンポジ
ション・ファシリティ（ＤＣＦ）または５ＣＲＩＰＴ／
ＶＳもＩＢＭコーポレーションによって販売されている
テキスト処理プログラム製品である。プロフェッショナ
ル嗜オフィス・システムｔすｂ　チＰ　、ＲＯＦＳは広
範囲のオフィス関連作業の処理および管理に特に適合す
るように設計されたメニュー駆動プログラム製品（ＩＢ
Ｍコーポレーション販売）である。これにはＤＣＦ形式
の編集可能テキスト表現を利用するテキスト処理能力が
含まれる。このタイプのテキスト処理システムにおいて
は、操作員はテキストの内容−後に１つ以上の書式作成
コマンドとして解釈されるとともにテキストの内容とし
て編集可能な書類形式で保持される−を書類に埋込む。

この書類形式は、次に解釈される場合、完全な書類とし
て作成されるか、またはバッチ処理される。

これらは編集可能な書類の生成、処理および書式作成に
使用可能なテキスト処理システムである。

もちろん、多（の他のすぐれたテキスト処理システムお
よびソフトウェア支援もある。今日入手しうる圧倒的な
数のテキスト処理システムによって、任意の特定の設備
において異なるテキストプロセッサのさまざまな組合せ
を得ることは珍しいことではない。しかしながら、種々
のテキスト処理システムによって作成された編集可能な
書類相互間の非互換性のため、与えられた書類の作成、
編集に協力することを必要とする異なる人々に書類形式
変換能力を与えることは極めて困難な状況である。更に
、このような状況によってその書類の編集にかかわる各
当事者は前記変換を可能にしようとする機会を幾度か与
えられる。しか１〜ながら、この要求は通り抜けできな
いシステム境界を有するテキストプロセッサを用いる動
作環境においては効率的または効果的な支援は不可能で
ある。

最初のテキスト処理システムによって既知の形式で生成
された書類を、異なるテキスト処理システムにおいて使
用可能で且つ完全に編集可能なもう１つの形式に変換す
ることによって引出される明白かつ重要な利益がある。

このような変換能力がなければ、任意の既知のシステム
の１つにおいて作成された書類は他のシステムのユーザ
にとって無意味であり修正できない。しか１．なから、
変換能力を与えることは単純ではなく、平易な努力では
実現できない。当業者には理解されているように、第１
の形式の書類が第２の形式の書類−異なるテキスト処理
システムかさもなければ互換性のないテキスト処理シス
テムにお℃・て編集される−に変換されることを可能に
するのに必要な変換機能はただ単に１対１の交換または
置換の公式以上のものを含む。

変換方法に関する１つの既知の先行技術の例は書類交換
機−すなわちＤＩＦによって与えられている。このＩＢ
Ｍコーポレーションのプログラム製品は独得に定義され
た５ＣＲＩＰＴマクロを用いて「２つのベーカー」形式
の編集可能なファイルをＤＣＦ形式のファイルに変換す
ることを可能にする。これらのマクロは本質的に、出会
った１２つのべ一カー」コマンドごとに情報ブロックを
呼出すが、置換された成分は等価なＩ’ｌ　ＣＦコマン
ドではない。ＤＣＦに基づくテキスト処理システムがこ
れらのマクロを含む変換されたファイルを使用すること
によって、原始の「２つのべ一カー１書類の最終的に書
式作成されたバージョンが生成可能であるのに対し、こ
のＤＩ’Ｆ変換されたデータ・ストリームは、データ・
ストリームが型にはまらず、通常のＤＣＦファイルでは
ないので、容易に編集し、または有効に処理できない。

この解決方法は第１の編集可能な形式に形成された書類
を、第２の形式の書類に対して設計されたテキストプロ
セッサにおいて書式作成することを可能にするが、その
前のどの点においても「変換された１書類の編集を可能
にするものではない。

〔本発明の説明〕

第１に、本発明によって、対話式テキスト処理システム
によって編集可能な原始形式−この形式は前記対話式テ
キスト処理システムにおいてだけ編集または書式作成に
適合する−に形成された書類を、任意の他のタイプのテ
キスト処理システムにおいて編集または書式作成に完全
に適合する他の編集可能な目的形式に変換する方法が与
えられる。

第２に、本発明によって、前記変換が前記テキスト処理
システムのユーザに透明であるとともに、変換を行なう
のにユーザの介在を必要と１〜ない方法が与えられる。

第６に、本発明によって、システム資源を不必要に拘束
しない迅速かつ効率的な方法でデータ・ス）　ＩＪ−ム
を１つの書類形式からもう１つの書類形式に変換する方
法が与えられる。

第４に、本発明によって、前記変換によって生成された
第２の書類形式は明確かつ明白であり、前記他のタイプ
のテキスト処理システムのユーザによるその編集可能性
に対して障害を与えない方法が得られる。

本発明は一定数のキー状態変数を識別する変換方法によ
って達成される。これらのキー状態変数は、変換プロセ
スにおいて、どの時点でもそのデータ・ストリームによ
って表わされる。原始書類の状態を参照するとともに、
前記状態をまとめて識別する。そｊ〜て、実際に起こり
うる状態、すなわちキー状態変数の組合せの数が決定さ
れる。その後、起こりうる状態ごとに且つ可能な原始入
力項目ごとに、明確な出力項目の組および次の状態が定
義される。変換を可能にする前に、各々の原始書類の開
始時に存在する実際の状態を、ある時点で、決定するこ
とも必要である。最後に、適切ならば、マージン（欄外
）テキストのような附属書類の処理は変換目的を含めて
指定されるが、その変換後の使用のために保存される附
属書類のテキスト変数情報に制限されない。

〔詳細な説明〕

本明細書で使用する用語「変換機構」はソフトウェア及
びハードウェアの１つの集合体を全体的に指すものであ
り、原始書類形式からその入力を取り、その入力をあら
かじめ定義された状態遷移に関する図および表に従って
、明確な目的書類形式に変換する状態計算機を表わす。

原始書類形式および目的書類形式はどちらも完全に編集
可能であるが互換性がないので変換が必要である。更に
、「編集可能書類形式」、１−Ｄ−ＣＦ書類形式」、「
Ｌ６書類形式」および［書類データ・ストリーム−１の
語句はすべて所定の形式で、それがユーザのディスクま
たはディスケットに、あるいは２つのテキスト処理シス
テムの間の転送中に存在しているとき、特定の書類の編
集可能バージョンに相当する記述子となって本明細書に
おいて用いられる。

前述のように、編集可能な書類を表わすのに用いつる、
いくつかの異なる且つ互換性のない形式がある。１−か
しながら、形式間の固有の差異によつて、それによって
得られる利益は重要ではあるけれども、編集のために１
つのテキストプロセッサから他のテキストプロセッサに
編集可能な書類データ・ストリームを容易に転送するこ
とは不可能である。互換性のないテキスト処理システム
の代表的な組合せでは、それらが控え目な設備および投
資であっても、このような能力が重要なものになる。そ
れぞれの書類形式の非互換性を心配せずに、書類を第１
のテキスト処理システムから第２のテキスト処理システ
ムへ、そして再びその逆方向へ、または更に第６または
第４のタイプのテキストプロセッサへ、必要な回数だけ
転送し、書類の生成および完全な編集を行ないうること
は特に有利である。

本発明に従ってこのような利益を得るのに用いられる方
法は普通、原始書類形式からのテキスト・キャラクタま
たは書式作成制御のような各々の入力項目を、入力項目
自身の性質、および変換機構の「状態」−人力項目が前
記変換機構内で見出されるときに存在する−の両方に基
ついて１つ以上の出力項目に変換し、更に、特定の入力
項目が変換されたときに存在ｊ〜ていた状態にも応じて
、出会った各入力項目の結果として変換機構の状態を新
しい状態に変更する。本発明の特定の適用例の１つは、
任意の点、すなわち原始書類の任意の入力項目前にその
原始書類の状態を表わすのに十分な状態変数の組を選択
することに依存ｉ−ている。

各々の入力項目の変換は、その入力項目に出会った時点
におけるその項目の識別およびそれらの状態変数の値以
外のものに依存してはならない。更に、各々の入力項目
を１つ以上の項目に変換した後、これらの状態変数ごと
に定義された特定の値がなければならない。この方法に
よって変換は入力項目ごとに１つのデシジョン・テーブ
ルによって記述できる。更に、各々のデシジョン・テー
ブルは、正確さの検査を容易にする形式で同じ情報を表
わす状態遷移図に対応できる。多くの変数の中から少数
のキー変数だけを選択するこの着想はその方法全体を維
持可能にする。このような方策がなければ、変換機構は
データ・ストリーム中のすべての先行するキャラクタを
追跡するという途方もないタスクを背負わねばならない
。

本発明によって°開示された方法とともに使用するのに
適合するデシジョン・テーブルと状態遷移図の一般的な
レイアウトを第１表および第１図に示す。（第１表は第
１の編集可能書類形式の特定の入力項目の存在から生じ
る変換の概要を示すもので、すべて本発明の方法により
、テーブルの列に示す１組の規則に従って第２の編集可
能書類形式に変換される。、）これらの図および表によ
って、与えられた入力項目の１．２、または乙の出力項
目−出力項目の数と性質は入力項目に出会ったときの状
態変数の値によるーへの変換を説明することかできる。

第１表の番号を伺与された列の各々は「規則」である。

もし状態変数の値が表の「前の状態」部分の文字に一致
する、すなわち文字「Ｙ」を伴なう各々の変数が真であ
り、かつ文字「Ｎ」を伴なう各々の変数が偽であれば、
規則は［満足ｌされる。記号［−１（ダッシュ）を伴な
う変数は真または偽のどちらでもよい。これは、この記
号が現われる列の規則を満たすことに影響するものでは
ない。デシジョン・テーブルの残りの部分は、一定の規
則が満たされる場合になされるべきこと、すなわち（番
号１．２．６等によって与えられた順序で）どの出力項
目が書込まれるべきか、且つどの状態変数が「Ｙ」にセ
ットされるか、または「Ｎ」にリセットされるべきかを
指示する。

第１表 第１図に示す状態遷移図において、一定の状態変数はそ
れ自身の矩形内では真であり、その外側では偽である。

例えば、矩形Ｉ　ＪＫＬによって定義された状態変数Ｃ
は、矩形ＫＱＭＨによって定義された状態変数りが真で
あれば常に真である。

しかしながら、Ｄが真ではない場合、Ｃが矩形ＫＯＭＮ
の外側で真であることがあるので、逆は必ずしも真では
ない。更に、与えられた変数の任意の１つを定義する矩
形から出るには指示された変換経路に従うシステムの実
現を必要とする。例えば、状態変数Ａからの経路は、規
則すなわち条件２ａを介しての変換により状態変数りに
出力項目ＸおよびＹを生じる経路をとる。これは、第１
の編集可能書類形式における一定の入力項目の存在は、
Ａが真で、Ｂ、ＣおよびＤが偽であり、且つ条件２ａが
次に来ると仮定して、明確な変換およびもう１つの特定
の状態に達することを意味する。

第１図の状態遷移図において、一定の入力項目の各々の
可能な変換は破線によって示されている。

この破線は起こりうる前の状態から出発し、一定の入力
項目がその状態で見出されたとき目的形式に書込まれる
出力項目のリストを通過Ｉ〜、要求された次の状態で終
了する。本発明によって開示された変換方法の使用によ
り、変換の主要な部分は入力項目ごとにデシジョン・テ
ーブルおよび／または状態遷移図に記述可能である。実
際、変換は非常に複雑であるから、たとえデシジョン・
テーブル単独でプログラマが変換をプログラミングする
のに十分であっても、変換を十分によく理解しそれを検
査するのに両方の形式の記述が必要である。

この方法は０ＩＩＡ　　Ｌろ形式からＤＣＦ形式への編
集可能書類の変換にうまく適用されている。

従って、本発明はここでは説明の手段としてこの変換の
一般的且つ関連する特定の局面の両者を用いて説明する
。０ＩＩＡ　　Ｌろ、すなわちオフィス情報交換アーキ
テクチャ・レベル３（ＩＢＭコーポレーション命名）は
前述の１つの書類テーク・ストリーム形式である。以下
、これをＬ６と略称する。これはＩＢＭコーポレーショ
ンのディスプレイライタで使用される形式であ、る。Ｄ
Ｃ，Ｆ。

すなわち書類構成機能（ＩＢＭコーポレーション命名）
も前述のもう１つの書類データ・ストリーム形式である
。これは例えば、ＩＢＭシステム６７０テータ番プロセ
ッサのＶＭ環境で５ＣＲＩＰＴ／ＶＳを用いる編集可能
書類を表わすのに用いる形式である。この特定の変換に
関する実際の状態変数、デシジョン・テーブルおよび状
態遷移図は以下価々に説明を行なう。

ホスト書プロセッサ、７Ｍ環境で動作するシステム／６
７０および独立型のディスプレイライタ（ＤＷ）を接続
するのに用いられることがある１つの可能な相互接続構
成が第２図に示されている。

一般的な状況にお（・では、主要構成部位としてターミ
ナル２０−キーボード２２を含む−が与えられる。両者
は図示のようにホスト・プロセッサに接続されている。

この例の環境にお℃・ては、主要構成部位としてまた、
ディスク２４、エテイタ２６および、この例では、ＤＣ
Ｆ（ＳＣＲＩＰＴ／ＶＳ）に基づくフォーマツタ２８の
ような他のシステム能力が与えられている。システム・
プリンタ（プリンタ３０）にファイルをスプールするこ
とによって・・−ド・コピーは作成可能である。更に、
必要があれば、主要構成部位はシステム・ライブラリ（
ライブラリ６２）をアクセスし、ライブラリ６２からそ
れらのユーザのディスク２４に任意の適切なファイルを
ダウンロートすることができる。ライブラリ６２はまた
アーカイブ（保存）記憶を目的と（−７で主要構成部位
によって使用可能である。主要構成部位は必要に応じて
任意の追加の装置を用いて、ターミナル２０およびキー
ボード２２と対話することによって書類を作成または編
集することがある。

他方、例えばセクレタリがディスプレイライタ（ＤＷ）
を使用１．てテキスト内容すなわち書類を作成または編
集する。ＤＷはそれ自身のディスプレイ６４およびキー
ボード６６を有する。プリンタで印刷しようとするもの
をディスプレイのスクリーン上で見れるからＤＷの使用
は極めて容易である。これに対して、主要構成部位はホ
スト・データ処理システムに接続されてい不、より、低
価格のターミナル２０によってうまく操作される。主要
構成部位は他のホスト・プログラムの間で、前記エディ
タ２６、ＤＣＦフォーマツタ（フォーマ−ツタ２８）、
およびＰＲＯＦＳ　（プロフェッショナル・オフィス・
システム）のような性能全助成しうる他のシステムの支
援する付加性能へのアクセスを有する。ＬろからＤＣＦ
への変換能力はセクレタリおよびプロフェッショナルの
両者がそれぞれのテキスト処理および編集能力を完全に
協力して利用しつるようにし、プロフェッショナルはセ
クレタリによって入力または編集された書類を観察、頓
集することができる。関連するＤＣＦからＬ３への変換
−非常に異なる方法を用いるーおよびＤＷディスケット
・ファイルのホスト制御の機能はセクレタリがプロフェ
ッショナルによって入力または編集された書類を観察、
編集することを可能にする。書類の転送および書類ファ
イルの変換に関連して、ここではＬ６からＤＣＦへの変
換を指示するのに「ＵＰ」が用いられ、ＤＧＦからＬ６
への変換を指示するのに「ＤＯＷＮ」が用いられる。用
語「アップロード」は情報転送の方向がＤＷからホスト
への方向で゛あることを知らせるのに用いられる。用語
「ダウンロード」は情報転送の方向がホストからＤＷへ
の方向であることを知らせるのに用いられる。ＤＣＦか
らＬ６への変換およびＯＷテイスケット制御機能の、詳
細は同時係属出願の米国特許出願第４４２９２７号（１
９８２年１１月１８日）および米国特許出願第４４２８
１７号（１９８２年１１月１８日）にそれぞれ示されて
いる。

Ｌ６からＤＣＦへの変換は、編集可能書類を表わす２つ
の形式が非常に異なるので難かしい変換である。両方の
形式はコードの点では若干の相違があるけれども、文字
、数字および記号は類似の方法で表わすが、画形式はま
たページにプリントするためこれらのキャラクタがどの
ように書式作成されるべきかについての情報を表わす。

しかしながら、これらの２つの形式における方法はこの
書式作成情報が起こりうるほぼすべての点で異なること
を表わす。例えば、Ｌ乙の書類は書式作成情報を約２０
０の異なる種類の項目−その場合、項目は第ルベルの構
造、第２レベルの構造、これらの構造の１つのパラメー
タ、多重バイト制御、多重バイト制御のパラメータ、ま
たは単一バイト制御である−に符号化する。項目の１つ
の特定の例は、リフワイヤード・ページ終了すなわちＲ
ＰＥである１６進数「３Ａ」に等しい単一ノくイト制御
である。この制御はＤＷフォーマツタ（エディタ／フォ
ーマツタ６８）に対し、パラグラフを終了すること、イ
ンデントを行なうこと、および以下のテキストを次ペー
ジに入れることを知らせる６ＤＣＦの書類は約１２０の
異なるタイプの書式作成制御を含むことがある。その１
つｒ、　ｐ、　Ａ−１はＤＣＦフォーマツタ（フォーマ
ツタ２８）に対し、［パラグラフを終了する１ことおよ
び［次のテキストを新１．いページに入れるＪことを知
らせる。

ＲＰＥはインデント終了ではないからｒ、ｐＡＪに変換
不可能である点に注目されたい。これは最も重要なＬ６
の項目はどれもＤＣＩ？’への直接変換を行なわないと
いう一般的な事実を示す。この場合、変換はもう１つの
ＤＣＦ制御１−、工Ｎ　ｏＪをインデント終了に単に付
加することが必要である。大抵の場合、与えられたＬ６
６項目変換は、とのＬ６６項目その与えられた項目の前
に来たかに大きく依存するので、はるかに複雑である。

与えられたし６項目の前に来たし３項目の起こりうる各
々の組に関し、各々のし３項目の個々の変換を定義する
ことは技術的に不可能である。Ｌ６６項目変換が最後の
６項目だけに依存し、且つ２０の異なる種類の項目だけ
があったーこれは全体として単純化しすぎであるーもの
と仮定すれば、最後の６項目についてさえも起こりつる
数−各々の項目は２０の異なるタイプの１つでありうる
−は、６４００００００である。これらの起こりつる前
の状態ごとに２０のタイプの項目の各々について正しい
変換を定義することは問題外である。

実際のし６書類は起こりうる状態数−各々の項目に出会
ってそれを変換する時点に存在することがあるーよりも
はるかに多い状態数を有する。

ここに開示された変換方法は７つの２進状態変数−それ
らの値は共同して書類を変換するのに必要な状態情報を
定義するーを識別する。すなわち、これらの７つの状態
変数の値は、Ｌ３３項目前に何が来ているかについての
すべての情報−項目を１つ以上のＤＣＦ制御に変換し且
つ次の状態をセットするのに必要であるーを含む。この
次の状態は次の入力項目を変換する変換機構によって用
いられる状態である。これらの７つの変数を識別するこ
とは起こりつる状態数を７つの２進変数の起こりうる状
態数だけに、すなわち１２８に減らす。

ここに開示された方法は更に７つの２進変数の間の関係
を識別する（第６表参照）。これらの関係の存在によっ
て起こりつる状態数は１１に減少する。この事実は第４
表に示されている。このように、書類の最初の状態はこ
れらの１１の状態の１つであり、これらの１１の状態の
１つで生じるＬ６６項目次のし３項目の［前の状態１と
してこれらの１１の状態の１つを生成する。これらの関
係は書類が１２８の状態から１１の状態を除いた他の１
１７の状態には決して届き得ないことを意味する。従っ
て、各々のＬ６６項目、１１７の起こり得ない状態のど
れかで見出された場合にどのように変換されるかを指定
する必要はない。

（第２表は、すべて本発明の方法に従って、第１の編集
可能書類形式から第２の独立ｌ−だ編集可能形式への変
換を行なうのに用いられる所要の状態情報を定義するた
めに共同して利用されるいくつかのキー状態の概要なら
びに、初期状態およびワード区切り（ＷＤ　）後と非ワ
ード区切り（ＮＷＤ）後の値を示す。第６表および第４
表は、第２表の状態変数の存在および役割から生じる種
々のインプリケーションおよび関係を示す。）Ｌ３書類
のＤＣＦ書類への変換は、１１の状態の各々で各Ｌ６項
目に加えられるべき変換を指定することにより、且つ起
こりうる１１の状態の各々で各項目が見出される場合に
生じるべき状態変化を指定することによって実現される
。Ｌ６書類自身には必ずしも反復形式で定義されたこれ
らの状態変数を識別するものはないことが強調されねば
ならない。準備段階の定義では状態変数が少なすぎ、従
っていくらかのＬろ項目の変換を可能にするには前の状
態に関する情報が少なすぎる。更に、開始時にいくつか
の不要な状態変数が含まれており、後に捨てられねばな
らなかった。

反復する定義における各々のステージは次の通りである
。入力形式Ｌ６および出力形式ＤＣＦの構文および意味
を知ることによって有用と見られる変数のセットが選択
される。次に、あらゆる書類の開始時に仮定さ＋する変
数の初期値が定義され、選択された変数の間の関係が発
見される。最後に、各々の可能な状態で生じる各々のし
６項目の変換と１．て生成される単数または複数の出力
項目を定義する試み、およびこのような各々の場合に生
成される新し℃・状態を定義する試みもなされる。これ
が不可能であると判明１−だ場合、もう１つの状態変数
の選択がなされ、完全に可能な設計が見つかるまで反復
される。

任意の点でＬ６書類の状態を定義する７つの２進変数が
第２表に示されている。第２表には更に、書類開始時の
初期値、ワード区切りキャラクタの後の値（ＷＤ値）お
よび非ワード区切りキャラクタの後の値（ＮＷＤ値）が
示されている。これらの変数の間の関係は「インプリケ
ーションＪの形式をとる。１つの変数の値（Ｙ（イエス
）またはＮ（ノー）’）％’；Ｃ１，・くつかの他の変
数の値を示唆する。第ろ表にはインプリケーションが与
えられており、値の前にダッシュ（−）のついた値は、
同じ列にあるがダラシ＝（−）をつけずに示されている
もう１つの値によって示唆されている。前述の関係に照
らして可能である１１の状態は第４表に示すように１１
の欄によって表わされている。

同じ情報が第６図に示す状態図で矩形の重複部分に含ま
れている。１つの重複部分は起こりえない１２番目の状
態を表わす。これは斜線影部分５０によって示されて℃
・る。他の重複部分の番号は第４表の列番号に対応する
。ここに開示された状態変数および関係は、前に述べた
ように、１１口書類からＤＣＦ書類への変換を定義する
のに用いられている。この変換は次に、関連するデシジ
ョン・テーブルおよび状態遷移図一本発明の良好な実施
例を構成する−で説明する。

キャリヤ復帰すなわちＣＲＥは、書式作成された書類で
下方に１行かつ一時左マージンの左に印刷されるように
次の印刷可能キャラクタの現在位置を移動させる。条件
１において、ＣＲＥがライン・エンター書式作成される
書類において行終了に達したという表示−の後に存在し
ない場合、ＤＣＦ出カフカファイルコードの出発点には
ない。

この場合、ＣＲＥに応答してＵＰに書込むＤＣＦ出力は
完全に、レコード終了すなわちＥＯＲから成る、すなわ
ち現在のＤＣＦレコードをＵＰに終了する。このＣＲＥ
はライン・エンダの後にはないから、ＣＲＥまたはＰＥ
Ｏ後にはなく、従ってバラクラフを終了しない。

条件２の場合には、ＣＲＥがラインーエンダの後に存在
する場合、ＤＣＦ出カフカファイルしいレコードの出発
点にある。その場合、ｃＩｊｚは常に空白行、すなわち
１つのスペース・キャラクタを含むＤＣＦレコードを生
じる。この空白行は、このＣＲＥが前に出会ったＣＲＥ
に続いたにしても、続かなかったにしても、ＤＣＦにお
いて示唆されたパラグラフ・エンダすなわちＰＥである
。

従って、驚くことに、この場合、−パラグラフを終了す
るかどうかを決定する［最後はＣＲＥであった」の状態
ビットは、たとえ［もう１つのＣＲＥに続＜ＣＲＥはパ
ラグラフを終了する」という規則がＬ６についての重要
な正しいステートメントであっても、使用する必要がな
い。任意のライン・エンダの後のＣＲＥはパラグラフを
終了する。

各々のＰＥはライン・エンダに続く、従ってこれは同様
にＰ　Ｅ　−＋−ＣＲＥの場合に当てはまる。

ＣＲＥは「ページを終了した」の状態をリセットする。

これは、本体テキスト・ベクトルにあるページ終了を除
くものの出現は、それがＣＲＥであっても、もはやリフ
ワイヤード・ページ終了の直後ではないことを意味する
ことによる。例えば、［ページを終了した１の目的は、
Ｌ６のシーケンス［・・・ＲＰＥ　　ＰＥ　　ＴＵＰ　
　ＡＰＭ−＠ＪにおけるＡＰＭが第２０ｒ、ＰＡｌ制御
、新しいページを生成し、それによって空白ページのエ
ラーを生じるのを阻止することである。しかしながら、
Ｌ乙のシーケンス「・・・ＲＰＥ　　ｃＲＥＰＥ　　Ｔ
ＵＰ　　ＡＰＭ−−・」はＲＰＥ後に空白行を有する。

ＤＷにおけるページ伺けはＲＰＥとＣＲＥの間にＰＥを
入れる。これはＤＷプリンタに空白ページを生じる。従
って、Ｌ３シーケンス［−−−ａｐＥ　ＣＲＥ　　ＰＥ
　　ＴＵＰ　　ＡＰＭ・・・Ｊの正しい変換は２つのＩ
Ｔ、　Ｐ　ＡＪ制御を有する。Ａ　Ｐ　ＩＶＩは最後の
テキスト・ユニットが、１つのＲＰＥを明確に持ってい
たと否とにかかわらず、ＲＰＥによって終了するつもり
であったことを示唆するに違いない。このように、ＡＰ
Ｍの変換はｒ、　Ｐ　Ａ　Ｊ制御を含むに違いない。こ
れはＣＲＥが「ページを終了した」状態ビットをリセッ
トする場合に保証される。事実、［ページを終了１、た
」を除き、任意の制御−七のアルゴリズムが次に来る−
は、同じ理由で・「ページを終了した一１状態ピットを
リセットするに違いない。Ｌ３人カＣＲＥのデシジョン
・テーブルは第５表に示されている。（第５表は、第１
の編集可能書類形式のＣＲＥ入力項目の存在から、第２
の編集可能書類形式に、テーブルの欄にある規則のセッ
トに従っテ行なわれる変換の概要を示す。）このデシジ
ョン・テーブルの状態図は第４図に示されている。

（変換は前の状態の１最後はＣＲＥであった１または［
最後はＰＥであった」または「ワードを終了した」に依
存しない。次の状態は常に「最後はＣＲＥであった」お
よび［最後はＰＥであった」をリセットし、「ワードを
終了した」をセットする。よって、これらの状態は簡略
化のため図示されない。） リフワイヤード・キャリヤ復帰（ＲＣＲ）−！たはイン
デックス復帰（ＩＲＴ）のどちらかは下方に１行、そし
て固定左マージンの左に移動する、すなわち行を終了し
、ＤＣＦＫＦＯＲを生じ、パラグラフを終了し、区切り
を生じ、インデントを解除し、そして［、ＩＮ　　ＯＪ
を生じる。これらの１つ以上が既に実行されている場合
、ＲＣＲまたはＩＲＴは冗長な、または正しくない重複
制御を書込むのをやめる。それらは、ライン・エンダの
次に来れば、ＦＯＲの前にスペースを挿入して空白行を
残す。条件１において、ＲＣＲまたはＩＲＴがライン・
エンダの後にない場合、変換はＤ’ＣＦレコードおよび
パラグラフを終了しインデントを解除せねばならない。

なぜならば、もしレコードが終了されなければ、これら
は実行されないからである。条件２ａのケースでは、Ｒ
ＣＲまたはＩＲＴがもう１つのライン・エンダの後に生
じるが、パラグラフ・エンダの後には生じない場合には
、その変換は空白行を残してパラグラフを終了し、そし
てインデントを解除せねばならない。パラグラフが終了
しているときの、従って行が終了した後の、しかしイン
デント解除の後ではないＲＣＲまたはＩＲＴが発生する
条件２ｂの場合、変換は空白行を残すとともにインテン
トも解除せねばならない。インデントを解除する「、Ｉ
Ｎ　Ｏ」制御はまたパラグラフを終了し、または区切り
を生じる。よって、条件２ｂは条件２ａが必要とするよ
りも少ないＤＣＦ制御を書込みできない。そして同じデ
シジョン・テーブルの規則はこれらのケースをどちらも
処理できる。しかしながら、ＲＣＲまたはＩＲＴがイン
デント解除後に生じる場合、ＲＣＲまたはＩＲＴがりク
ワイヤードΦページ終了後に生じても生じなくても、変
換は空白行を残すことだけを必要とする。Ｌ６人力ＲＣ
ＲまたはＩＲＴのデシジョン・テーブルが第６表に示さ
れている。このデシジョン・テーブルの状態図は第５図
に示されている。（第６表は第１の編集可能書類形式の
ＲＣＲまたはＩ’ＲＴ入カ項目の存在から、第２の編集
可能書類形式に、テーブルの欄にある規則のセットに従
って行なわれる変換の概要を示す。第５図において、変
換は前の状態の［最後はＣＲＥであった１または［最後
はＰＥであったＪまたは［ワードを終了した−１に依存
しない。次の状態は常に［最後はＣＲＥであった」およ
び「最後はＰＥであった」をリセットし、「ワードを終
了した」をセットする。よって、これらの状態は簡略化
のため図示されない。）ゼロ・インデックス・キャリヤ
復帰（ＺＩＣＲ）は現在の位置を一時左マージンのまっ
すぐ左に移動する。現在の位置が既に一時左マージンに
ある場合に、且つその場合にのみこの移動はＤＣＦにお
いて支援される。その場合、ＺＩＣＲは少しも移動を生
じない。条件１で、ＺＩＣＲはレコード終了以外で生じ
る場合にはＣＲＥのようなテフオルト（省略）によつそ
、すなわちＤＣＦレコードの終了によって転送される。

しかしながら、ＺＩｃＲは、ＺＩＣＲ＋　　ＺＩＣＲＫ
パラグラフｅ終了させる限り、Ｃ’ＲＥとしては扱われ
ない。条件２−ＣＲＥまたはＰＥのどちらかに続（ＺＩ
ＣＲの特殊なケース−の場合、変換はインテント解除な
しにパラグラフ終了を生じる。これはどちらのケースで
も支援される。これはＣＲＥ　　＋　　ＺＩＣＲの場合
にも、ＣＲＥが下方かつ左に移動し、従ってＺＩＣＲが
それ以上の移動を生じないので、支援される。これはま
たＰＥ　　＋　　ＺＩＣＥの場合にも、ＰＥは有効な単
一バイトの行終了制御に従わねばならず、ＰＥは現在の
位置を移動しない、従ってＺＩＣＲは現在の位置を移動
しないので支援される。最後のパラグラフがまた終了し
ていない−このケースではインデント解除は行なわれな
い一場合、対の制御ＣＲＥ　　＋　　ＺＩＣＲまたは対
の制御ＰＥ　　＋　　ＺＩＣＲは［、ＢＲＪに変換され
る。

この場合、変換は「パラグラフを終了した」をセットし
、「最後はＣＲＥであった」または「最後はＰＥであっ
た」ラリセットする。「最後はＣＲＥであった」または
「最後はＰＢであった」をセットしたままにしておくこ
とは、偶然これらの１つの次に来るいくつかのＺＩＣＲ
の各々がパラグラフを終了するものとみなされることが
あるので、同様に正しい。前記変換は冗長制御を書込ま
ないから、これはか１わない。

任意の他の状況でＺＩＣＲが生じる場合、その唯一の変
換は「ページを終了した」ラリセットすることである。

その他の状況は次の通りである。

それらの完全性および一貫性は、次の状態図の各領域が
１つのそしてただ１つ規則番号によって、またはデシジ
ョン・テーブルを分析プログラムに与えることによって
カバーされることを示すことにより観察することができ
る。条件６の場合の変換はＺＩＣＲがパラグラフ終了後
に来る場合に応答する。その場合、ＺＩＣＲがＣＲＥＯ
後に来ると否とにかかわらず、「ページを終了した」を
リセットする以外は何も行なわれない。条件４の場合、
もしＺＩＣＲがレコード終了後に来るが、最後のＬ３が
ＣＲＥまたはＰＥではないならば、「ページを終了した
」をリセットする以外は何も行なわない。「レコードを
終了した」、「最後はＣＲＥであった」の否定、および
「ワードを終了した」の否定からなるケースは不可能で
ある点に注目さｉｔだい。これを調べるには、先ず「ワ
ードを終了した」の否定は「パラグラフ全終了した」の
否定を意味する点に注目する。また、パラグラフを終了
せずにレコードを終了するのはＣＲＥおよびＺ　Ｉ　’
ＣＲだけである。ＰＥはあたかもそれが前記を行ないう
るように見えるが、実際は、ＰＥ自身はライン・エンダ
の次に来るに違いない。よって、「ＤＣＦレコードを終
了した」、「パラグラフを終了した」の否定、および「
最後はＣＲＥであった」の否定を与えるＬ６コードだけ
がＺＩＣＲである。しかしながら、ＺＩＣＲはワードを
終了しない。従って、「ワードを終了した」の否定が「
ＤＣＦレコードを終了した」、「パラグラフを終了した
」の否定、および「最後はＣＲＥであった」の否定を伴
なうことは不可能である。このように、状態図の多く、
例えば第６図の状態図が、空でなければならない「Ｐ」
型の領域を含む。これは［＊　４　ａ　Ｊと呼ばれ、Ｚ
ＩＣＲ状態図において斜線形によって示されている。こ
の領域が空ではない場合、ＺＩＣＲは「ワードを終了し
た」をセットすることによりそのケースを処理する規則
を必要とする。それが空であるから、その処理はあって
もなくてもよく、規則４の残りの部分に進むことができ
る。すなわち、デシジョン・テーブル（第７表）の右下
の項目はｒＹＪの代りに「−Ｙ」をとることがある。こ
の状態変数の間の関係は少しばかり偶然のように見える
、従って、この領域が空ではない可能性は状態図に残さ
れている。

他のアルゴリズムはどれもこの領域が空であるかどうか
について敏感ではない。ＺＩＣＲテシジョン・テーブル
は第７表に示されている。（第７表は第１の編集可能書
類形式のＺＩＣＲ入力項目の存在から、第２の編集可能
書類形式に、テーブルの欄にある規則のセットに従って
行なわれる変換の概要を示す。第６図においで、＊６、
＊４無出力は「ページを終了した」をリセットする以外
は状態変化がないことを示す。） Ｌ６におけるページ終了（ＰＥ）単一バイト制御はテキ
スト・ユニットの終了および印刷されたページの任意の
終了を知らせる。一般にページネータはＰＥを移動させ
てページ境界を移動できるので終了は「任意Ｊである。

ＰＥは常に有効な単一バイト制御のライン・エンダの次
に来るけれども、ＰＥが決して空白行を残さないことを
除いて、ＤＷはＰＥをあたかもそれがＣＲＥであるかの
ように処理する。Ｌ６において、ＰＥは常に現在の本体
テキスト・ベクトルの終了がその次にくる。

これが最後の本体テキスト・ベクトルである場合を除い
て、テキスト・ユニット接頭部が続いて、それに０また
はそれよシも多くの形式変更構造−いくつかのＤＣＦ制
御に変換できる−が続く。

変換機構がＬ６データ・ストリームからＰＥ、１６進「
ＯＣ」を受取ると、それは１６進「ＯＣ」をＤＣＦデー
タ・ストリームに入れるか、次のＤＯＷＮ変換は前に存
在しているページ付けを保存できる。この変換は初期状
態とは無関係である。

ＵＰはＰＥバイト後のレコードを終了しない。そうする
ことによってＤＣＦフォーマツタにナル・レコードが与
えられる。これは次の理由による。

すなわち、ＰＥがＬ６においてライン・エンダに続かな
ければならないので、「ＯＣ」は常にレコードの出発点
に行くからである。更に、暗黙の［、ＴＳ　　ＤＣ／／
Ｊ制御がＵＰによって生成されたあらゆる書類の出発点
にあるので、ＤＣＦフォーマツタはＯＣバイトを全く無
視するからである。

ＰＥバイトをＤＣＦデータ・ス）　ｌ）−ムに書込むこ
とは、ＤＣＦフォーマツタが無視するように知らされて
いるバイトによってＤＣＦレコードを開始する。従って
、「ＤＣＦレコードを終了した」状態ビットはリセット
されなくともよい。それがリセットされる必要がある場
合には、「パラグラフを終了した」、「インデントを解
除した」および１ページを終了した」がリセットされる
。事実、ＲＰＥはこれらをすべてセットする。ＲＰＥの
次に来るＰＥは絶対にそれらをリセットしてはなら　。

ない。Ｌ３の最後の項目がＰＥであったから次のテキス
ト・ユニットの本体テキストの最初のキャラクタは必要
ならば新しいパラグラフを開始できることを新しい状態
は記憶している。新しい状態はＰＥがワードを終了した
ことも記憶している。

物理的なページ境界を越えてワードをハイフンをつけて
書くことができないことはテキスト・リーダおよびテキ
スト処理プログラマの両者を助ける。

ＰＥは著者の新しいページを開始する要求を意味しない
から［、ＰＡＪを生じない。従って、ＰＥはリフワイヤ
ード・ページ終了と呼ばれる「ページを終了した」をセ
ットしない。しかしながら、ＰＥは「ページを終了した
」をリセットしないという、本体テキスト・ベクトルに
おける１つの事態である。ページ付けされた書類におい
て、ＲＰＥは常にＰＥを伴なう。ＰＥに「ページを終了
した」をリセットさせることは、ＲＰＥが本体テキスト
・ベクトルにおける最後の事態であったことを記憶でき
ないことになる。従って、例えばＡＡＭは［、ＰＡＪ制
御を書出してはならない。状態図はデシジョン・テーブ
ルの場合よりも変換をはるかに複雑に見えるようにする
から、ＰＥの状態図は与えられない。ＰＥのデシジョン
・テーブルは第８表に示されている。（第８表は第１の
編集可能書類形式のＰＥ入力項目の存在から、第２の編
集可能書類形式に、テーブルの欄にある規則のセットに
従って行なわれる変換の概要を示す。）リフワイヤード
・ページ終了（ＲＰＥ）は著者の新しいページを開始す
る意図を知らせる。ＲＰＥはまたレコードを終了し、パ
ラグラフを終了し、且つインデント解除を行なう−これ
らが既に開始または実行されている場合−０ＤＷは、ラ
イン・エンダの後でさえも、ＲＰＥが空白行を通常束じ
ない外は、ＲＰＥをＲＣＲのように処理する。ＤＷ操作
員がページ付けを要求していない限りＤＷはＲＰ　Ｅで
新しいページを開始しないけれども、ＵＰばＲ’ＰＥを
ＤＣＦの［、ＰＡＪ制御に変換して著者の意図を保持す
る。ページネータが各々のＲＰＥの後にＰＥを入れると
、ＰＥは新しいページを生じる。

起こりうする出力の中で、冗長であってＤＣＦデータ・
ストリームに入れるべきではないのはどれかを決定する
ためにだけ、ＵＰ変換は前の状態に依存する。特に、た
とえ１ページを終了した」状態ビットが既にセットされ
ていても、ＲＰＥは［、ＰＡＪを生じる。この状態ビッ
トは、ＡＰＭまたは他の構造に応答して、冗長であるだ
けではな（間違ったｌ−、ＰＡＪ、制御の生成を禁止す
るのに用いられる−これはＲＰＥを意味するが、決して
空白ページを生成しない。い（っがの連続するＲＰＥは
著者の空白ページを残す意図を表現するものである。

Ｌ６のシーケンス「行終了制御、ＲＰＥ、ＰＥなし」は
Ｌ乙に空白行を生じるが、ＵＰによって作成された変換
された書類では空白行を生じない点に注目されたい。こ
れはページ付けされないし６書類でだけ生じ、変換にお
けるエラーであるとはみなされない。Ｌ３人力のＲＰＥ
に関するデシジョン・テーブルは第９表に示され、それ
に関連する状態図は第７図に示されている。（第９表は
第１の編集可能書類形式のＲＰＥＰＥ入目項目在カラ、
第２の編集可能書類形式に、テーブルの欄にある規則の
セットに従って行なわれる変換の概要を示す。第７図に
おいて、変換は前の状態の「最後はＣＲＥであった」ま
たは「最後はＰＥであった」または゛「ワードを終了し
た」に依存しない。次の状態は常に「最後はＣＲＥであ
った」および「最後はＰＥであった」をリセットし、「
ワードを終了した」をセットする。よって、これらの状
態は簡略化のため図示されない。）多重バイト制御の行
形式変更（ＬＦＣ）、すなわちＢＬＦＣ，ＳＬＰ、５Ｔ
ＡＢおよびＥＬＦＣｌまたはマスク行形式への復帰（Ｒ
ＭＬＦ）の多重バイト制御のいずれかはライン・エンダ
に続かなければならない。ＵＰ変換においては、これら
のＬ６コードのいずれかは、それが何かの理由でライン
・エンダに続かない場合にＤＣ，Ｆレコードを終了する
。それはパラグラフを終了し、インテント解除を生じ、
またはワードを終了する−これらの中のどれかが必要な
場合−０しかしながら、ＬＦＣまたはＲＭＬＦの場合の
変換は、たとえそれがライン・エンダ制御に続くときで
も、決して空白行を生じない。

ＬＦＣシーケンスにおけるＳＬＰおよび５ＴＡＢ多重バ
イト制御、またはＲＴＭＦ自身はいくつかのＤＣＦ制御
の生成を生じることがある点に注目されたい。ＬＦＣま
たはＲＴ　ＭＦの場合に全体として生成された区切り制
御、インデント解除制御、またはレコード終了は、第１
０表のデシジョン・テーブルおよび第８図の状態図にそ
れぞれ示すように、「他の要求」に先行する。（第１０
表は第１の編集可能書類形式のＬＦＣまたはＲＭＬＦの
存在から、第２の編集可能書類形式に、テーブルの欄に
ある規則のセントに従って行なわれる変換の概要を示す
。第８図において、変換は前の状態の［最後はＣＢＥで
あった］または［最後はＰＥであった」または「ワード
を終了した」に依存しない。次の状態は常に「最後はＣ
ＲＥであった」および「最後はＰＥであった」をリセッ
トし、「ワードを終了した」をセットする。よって、こ
れらの状態は簡略化のため図示しない。）Ｌ　Ｉ”　Ｃ
またはＲＴ　Ｍ　Ｆのどちらかが、これらのいずれかが
テキスト・ユニットにおけろ最後のコード項目である場
合−さもなければＲＰＥによって終了し、かつページ付
けされている場合はＰＥによって終了する−には、１ペ
ージを終了した」をセットしたままにするという着想に
対して合理的な議論が行なわれることがある。しかしな
がら、「ページを終了した」に注意するＡＰＭその他の
構造はすべて、ＬＦＣまたはＲＭＬＦ’が行なう変更を
無効にするので、このケースは無意味である。

よって、簡略化のため、ＬＦＣおよびＲＴＭＦは「ペー
ジを終了した」状態ビットをリセッ）Ｔろ。

Ｌ３におけろリフワイヤード・スペース（Ｒ８１）　）
、ユニット・バンクスペース（ＵＢＳ　）、ニュメリツ
ク・バンクスペース（ＮＢＳ）またはバックスペース（
ＢＳ　）の単一バイト制御はどれも、それがＣＲＥまた
はＰＥに続く場合に新しいパラグラフを開始するが、さ
もなければ、行終了またはワード終了さえも生じない。

これは他のパラグラフ区切りと非常に異なる。他のパラ
グラフ区切りはどれも古いパラグラフを終了する。Ｒ８
Ｐ。

ＵＢＳ、ＮＢＳまたはＢＳはどれも、それがＣＲＥまた
はＰＥに続く場合およびパラグラフが終了したばかりで
はない場合に新しいパラグラフを開始する。

相違点はこれらの１つによって生成された次の状態が状
態ビットの全部をリセットされろことである。これらの
Ｌ３コードの１つが出力ＤＣＦデ゛−タ争ストリームに
変換された後、現在位置はＤＣＦレコードの末尾ではな
い−このキャラクタはそのレコード内にないから−。ま
た、現在位置はパラグラフの末尾でもない（代りに、現
在位置は新しいパラグラフに１キャラクタ入っている）
。

ユーザはここではインデントで′編集するのは自由であ
り、現在位置はりクワイヤード・ページ終了ではありえ
ないから、必ずしもインデントは解除されていない。こ
こで生じる１つの珍しいケースがある。ＵＢＳがＤＣＦ
フォーマツタによって無視される。ナル・レコードとし
て扱われる、ＵＢＳバイトだけを含むレコードを生成す
ることば可能である。

ＵＰばＲ８Ｐ、ｔＪＢｓ、ＮＢＳおよびＢＳの各々なり
ＣＦにある対応するキャラクタに変換づ−る。

丁なわち、ＤＣＦにおいてそのバイトはＬ６の単一バイ
ト制御に等しい。条件１において、これらの１つがＣＲ
ＥまたはＰＥに続くが、「パラグラフを終了した」がま
たセットされて（・ない場合には、ＵＰは［、ＢＲＪ制
御を書出し、そのレコードを終了し、対応するキャラク
タを新しいレコードに入れ、そして全ステータス・ビッ
トをリセットする。条件２において、これらの１つがＣ
ＲＥにもＰＥにも続かない場合、または［パラグラフを
終了した」が既にセットされている場合には、ＵＰは対
応するキャラクタを書込み、全状態ピントｔ　ＩＪ上セ
ツトるだけである。ＵＰが条件すなわち規則１および２
の場合に同じ簡単な出力を下に書込むことがあるという
事実は下記の論証から生じろ。

ＰＥに［続（Ｊ　Ｒ８Ｐ、ＵＢＳ、ＮＢＳおよびＢＳの
１つは相当離れた所でＰＥに続くことがある点に注目す
る必要がある。ＰＥはどれもテキスト・ユニッ）（ＴＵ
）を終了する。新しいＴＵはその本体テキスト・ベクト
ルの前にＡＰＭ、ＴＵＦＣ，ＭＴ、ＭＰまたは他のフォ
ーマットΦセソタを有づ−ろことかある。フォーマット
・センタはどれも常に、行を終了し、パラグラフを終了
し、インデントを解除するとともに、インブリケージ三
ンによってページを終了する。それ故、Ｒ−８Ｐ。

ＵＢＳ、ＮＢＳまたはＢＳがＰＥ［続き、Ｆパラグラフ
を終了した」がなお偽であるケースは、テキスト・ユニ
ットのＢＴベクトルがフォーマット・センタなしで開始
したときにだけ生じることがある。このケースでは、Ｄ
ｃＦ出力はＰＥバイトだけを含むレコードとともに残さ
れろ。

［、Ｔｓ　　ｏｃ　　ｌ／Ｊ制御はＵＰが生成する書類
の出発点で示唆される。この制御はＰ’Ｅバイト、１６
進「ＯＣ」を無視することをＤＣＦフォーマツタに知ら
せろ。ＵＰはＥＯＪ次に「、ＢＲＪを書出した場合には
、ＰＥバイトだけを含むレコードによってＤＣＦフォー
マツタを捨てる。ＤＣＦフォーマツタは望ましくない結
果によってそれをナル・レコードとして処理する。新し
い本体テキスト中ベクトルの出発点において、ＵＰは最
初にレコードを終了せずにグラフィック・キャラクタを
変換する。しかしながら、たとえ新しい本体テキスト・
ベクトルに応答して最初にそれが書出すものが制御であ
っても、それはＲＬＭ、Ｒ８Ｐ。

ＵＢ’Ｓ、ＮＢＳまたはＢＳの場合にＦＯＲによる開始
を差し控えなければならない。Ｄ　Ｃ’　Ｆフォーマツ
タは「欄」１にあるＰＥバイトを無視し、「、ＢＪを「
欄」１で開始するものとして見るから、ＤＣＦフォーマ
ツクはその制御を制御として認める。

Ｌ３のい（つかの他のコードはどれも、それがＣＲＥま
たはＰＥに続く場合にパラグラフを終了するが、特別の
変換を必要としない。ＩＴ、ＳＰ。

ＨＴまたはＮＳＰはいずれも、それがＣＲＥまたはＰＥ
に続くときパラグラフを終了するが、特別の変換を必要
としない。ＩＴはＣＲＥに続（場合は［・ＩＮ、Ｊ制御
に変換する。他はどれもＤＣＦのスペースまたはタブに
変換し、スペースまたはタブによって開始するＤＣＦレ
コードは自動区切りとして処理される。ＡＴＦも、それ
がＣＲＥまたはＰ、Ｅに続（ときパラグラフを終了する
が、この場合、不完全ではあるがそれ自身の変換を行な
う。ＣＲＥまたはＺＩＣＲのいずれかも、それがＣＲＥ
またはＰＥに続（ときパラグラフを終了するが、ＣＲＥ
およびＺＩＣＲはそれ自身の右の区切りであり、別個の
アルゴリズムを有する。左マージン解除（ＲＬＭ）も、
それがＣＲＥまたはＰＥに続（ときパラグラフを終了す
るが、ＤＷではそれを生成できない。Ｌ６人力Ｒ８ＰＸ
ＵＢＳ。

ＮＢＳまたはＢＳのデシジョン・テーブルは第１１表に
示され、関連する状態図は第９図に示されている。（第
１５表は第１の編集可能書類形式のＲ８Ｐ、ＵＢＳｌＮ
ＢＳまたはＢＳ入力項目の存在から、第２の編集可能書
類形式に、テーブルの欄にある規則のセントに従って行
なわれる変換の概要を示す。） 第１のレベルの構造、ＡＰＭ（最初のマスクを活性化す
る）−ＰＭＦを用いろ−、ＡＡＭ（交替のマスクを活性
化する）−ＡＭＦを用いろ−、ＴＵＦ’Ｃ（テキスト・
ユニット・フォーマント変更）−その構造自身において
与えられたフォーマットを用いろ−、ＲＴＭＦ（マスク
・フォーマットへの復帰）　−Ｐ　Ｍ　ＦおよびＡＭＦ
のどちらが最も最近に使用されていたにしても用いろ〜
はどれも、先行するテキスト・ユニットのりクワイヤー
ド・ページ終了（ＲＦ）Ｅ）を示唆するーＲＰＥが実際
にあつか否かにかかわらず−。もしなければ、そしても
しこれが書類の出発点でないならば、ＵＰ変換は［、Ｐ
ＡＪ制御をＤＣＦデータ・ス）　ＩＪ−ムにまた書込ん
ではおらず、ＵＰはこの構造に応答してそうするに違い
ない。

これらの構造は本体テキスト−ベクトルにおいては生じ
ろことはない。それらはＰＥ後にまたは書類の出発点で
生じるに違いない。Ｌ６アーキテクチヤはそれらがＰＥ
に続（ときにパラグラフを終了するといわれる。ページ
終了を要求することはインデント解除、パラグラフ終了
およびレコード終了を要求することを示唆するから、こ
れは関心事ではない。ＵＰはこれらの構造の１つがＰ　
Ｅに続くかどうかを検査しな（てもよい、というのはそ
れは常に、ＰＥに続くかまたは書類の出発点にあるから
である。しかしながら、ＵＰは冗長な、または間違った
制御を書出すのを避けるため前の状態を知る必要がある
。

特に、ＲＰＥ制御に続（これらの構造の１つに応答して
２番目の連続する「、ＰＡＪを書出すことは間違ってい
る。なぜならば、それはＤＣＦ書類にある空白ページ〜
Ｌ６書類には存在していなかった−を捨てるからである
。更に、これらの構造のうち２つは一緒に生じることが
ある。それらは２つ以上、同じ理由で、「、ＰＡ」制御
に変換してはならない。これを達成する機構は「ページ
を終了した」状態ビットを用いる。ＲＰＥおよびこれら
の構造はこのビットを七ッｌｊろ。それがセットされて
いるときはいつでも、これらの構造−しがしＲＰＥでは
ない−［、ＰＡＪを書込めなくなる。

［、ｌＮ０Ｊを書込むことは、この制御が現われる点で
、パラグラフが既に終了しインテントが解除されて（・
る場合には冗長である。レコードを終了することは、レ
コードが既に終了している場合には誤りである。という
のは、それがナル・レコードと多分空白行を生じるから
である。ＰＥは行終了制御に続（−「Ｉ）ＣＦレコード
を終了した」をセットされたままにしてお（か、または
これらの構造のもう１つに応答してデータ・ス）　ＩＪ
−ムに書込まれたＤＣＦ制御の後に置く−に違いないか
ら、この構造はＰＥ制御−そのときＤＣＦＣＦレコード
る唯一の項目−のすぐ後に現われろことがある。このよ
うな各ＤＣＦ制御は、その後にＥＯＲが続き、１−ＤＣ
ＦＣＦレコード了した」をリセットしたままにし、その
他のものもそのままである。この構造は空白行またはナ
ル・レコードを生じてはならない。従って、ＰＥＯ後、
この構造の結果として生じたＤＣＦ制御はＰＥ自身のよ
うに同じレコードに行くに違いない。これは正常である
。デシジョン・テーブルにおける制御はＥＯＲがどこに
行くか、および制御の末尾で、それらの前ではなく、Ｆ
ＯＲがどこに行（傾向があるかを示す。Ｌ３人力ＡＰＭ
、ＡＡＭ、ＴＵＦＣおよびＲＴＭＦの場合のデシジョン
・テーブルは第１２表に、関連する状態図は第１０図に
示されている。（第１２表は第１の編集可能書類形式の
ＡＰＭｌＡＡＭ、ＴＵＦＣまたはＲＴＭＦ入力項目の存
在から、第２の編集可能書類形式に、テーブルの欄にあ
る規則のセントに従って行なわれる変換の概要を示す。

第１０図において、変換は前の状態の１最後はＣＲＥで
あった」または「最後はＰＥであった」または「ワード
を終了した」に依存しない。次の状態は常に「最後はＣ
ＲＥであった」および［最後はＰＥであった」をリセッ
トし、「ワードを終了した」をセットする。よってこれ
らの状態は簡略化のため図示しない。） ＵＰは他のし６項目（単一バイト制御、多重バイト制御
、第２レベルの構造、第ルベルの構造およびこれらの構
造のパラメータ）をこれらの状態ビットと無関係に変換
する。しかしながら、多くのＬ６項目はこれらの状態ビ
ットをリセットするに違いない。例えば、ＲＰＥ制御後
の最初のグラフィック・キャラクタはすべての状態をリ
セットするに違いない。その理由は、現在位置はもはや
、レコードの末尾でも、バラグラフの末尾でもリフワイ
ヤード・ページ終了でもなく、最後の制御はＣＲＥでも
ＰＥでもない、そして編集後、非０のインデント・タブ
−レベルであることがあるからである。

前記以外の多重バイト制御は状態ビットをセットまたは
リセットせず、１６進「４１」を越える単一バイト制御
も状態ビットをセットまたはリセットせず、そして前記
以外の構造も状態ビットをセットまたはリセットしない
。Ｎ５Ｐ（１６進「Ｅｌ」）および５ＨＹ（１６進［Ｃ
ＡＪ　）は個々に処理される点に注目されたい。

ＰＥと次のテキスト・ユニットの本体テキストベクトル
の間のマージン拳テキストの再定義は、ＴＵＦＣ，ＡＰ
Ｍ、ＡＡＭまたはＲＴＭＦの第ルベルの構造の後におい
てだけ生じることがある。

ＡＰＭｌＡＡＭおよびＲＴＭＦ構造は前にＬ６からＤＣ
Ｆに変換されたマージン・テキストへの復帰を定義する
。従って、書類の中途では、どのテキストもこれらの構
造の１つに応答して変換されることはない。前の本体テ
キストによって残された状態に関する情報が、マージン
・テキストを再定義するＬ６の変換中に保存される必要
は殆どない。これは、ＴＵＦＣ，ＡＰＭ、ＡＡＭまたは
ＲＴＭＦがリフワイヤード・ページ終了を示唆する、よ
ってすべての状態ビットの値を示唆するからである。

次の本体テキスト・ベクトルの出発点におけるテキスト
の変換は、それがテキスト・ユニットにおける最初のテ
キストであるが、これは書類の最初のテキスト・ユニッ
トではないという事実による。これは「最後はＰＥであ
、つた」ビットがオンであることによ１）で知らされる
。ＵＰは「最後はＰＥであった」をマージン・テキスト
変換開始前に保存し、後に初期値を復元する。

前のテキスト・ユニットの本体テキスト・ベクトルの末
尾で、そのテキスト・ユニットを終了したＰＥの直前に
おけるＲＰＥの存在または不在はマージン・テキストの
変換に影響するとともに、ＡＰＭ、ＡＡＭ、ＲＴＭＦま
たはＴ　Ｕ　Ｆ　Ｃノ１　ツつ変換に、もしそれがマー
ジン・テキストの定義に続くことがあれば、゛影響する
。最後のＲＰＥがあったかどうかに関する情報は「ペー
ジを終了した」ビットに含まれている。再び、ＵＰはマ
ージン・テキスト変換開始前に「ページを終了した」の
値を保管する。これらを除き、ＵＰは単に、マージン・
テキスト変換後、全状態ビットを一定の状態にセラ）ｆ
ることかある。この一定の状態は書類の初期状態と同じ
で、第１６表に示されている。（第１６表はマージン・
テキスト定義終了時における一定の状態変数を示す。） 第１６表 このように、ＵＰは本体テキスト・ベクトルを変換する
のに用いるのと同じ状態ビットをマージン・テキスト・
ベクトルを変換するのに用いることがある。マージン・
テキスト・ベクトル変換開始前に、ＵＰは単に各々の状
態ビットをその初期値にリセットする。ＵＰはいくつか
の制ｍ＋−マージン・テキストに存在しないのでマージ
ン・テキストでの使用を認められない−に関する検査さ
えもしなくてもよい。

２つの状況において、ＵＰは既に生成したＤＣＦをバッ
クアンプして変更することが必要である。

これらの状況においては、どちらの場合も、ＵＰは作成
中のレコードを除きバックアップする必要はない。従っ
て、ＵＰが主記憶にある最後のレコードを、ディスクに
書出す前にバッファするという事実を用いて適度な実施
の手段が与えられる。

バンクアップを要する２つの状況はＷＵＳ（ワード・ア
ップスコア）およびＡＴＦ（テキスト・フィールド調整
）である。

ＷＵＳは本体テキストに現われる単一バイト制御であっ
て、前のワードに下線を生じる。ＵＰは下線を付される
ワードの処理をＵＰが開始するときに必要である予知能
力をもっていない。ＵＰはＷＵ、Ｓ自身をＤＣＦ制御１
．Ｕｓ　　ＯＦ’ＦＪに変換してワードの末尾で下線を
終了する。このタスクでは、前のワードの開始点で下線
付与を開始するのが最も困難である。

下線付与を開始するのに適する方法が２つある。

第１の方法として、ＵＰはＷＵＳがワードに続くかどう
かが分るまで各々のワードを別個のバッファに維持する
。その場合、ＵＰはワードをＤＣＦデータ・ストリーム
に書込む前に「、ＵＳ　　ＯＮＪをＤＣＦデータ・スト
リームに書込む。ＵＰはこのワードのバッファリングを
入力し３のデータ・ストリームまたは出力ＤＣＦのデー
タ・ストリームのどちらかで実行する。ＵＰはＤＣＦ出
力の最後のレコード全体を使用可能に維持するとともに
、常に、最も最近のＷＵＳ区切りの直後に戻って「、Ｕ
Ｓ　　ＯＮＪを挿入する用意がある。ＵＰは最も最近の
ＷＵＳ区切りのバッファにその位置へへのポインタを保
管し、逆戻りして走査する必要がないようにする。

ＡＴＦは多重バイトのＬ６制御であって、ＡＴＦ制御の
位置を任意のフィールドの中心に置くことができるのに
対し、ＤＣＦＯ四ＣＥＪ制御ができることば行全体を現
在のタイピング領域の中心に置（ことだけである。その
結果、ＵＰが正しく変換できるＡＴＦの唯一の使用は、
Ｌ６がラインΦエンダ、約６３のＳＰ（スペース）・キ
ャラクタ、Ｒ８Ｐ（リフワイヤード・スペース）キャラ
クタ、または同等のＨＴ（水平タブ）キャラクタ、そし
てＡＴＦを含むケースである。中心に置かれるテキスト
はＡＴＦに続き、次のライン・エンダで終了する。

変換機構は、空白テキストだけを含むレコードを捨て、
「、ＣＥ」制御によって且つ追加のＥＯＲなしでレコー
ドを改めて開始することにより、このＬ３シーケンスを
処理する。中心に置かれるテキストの終了はそれ自身を
次のライン・エンダで処理１−る。

この必要条件は規則１として実施される１つの合理的な
解決方法だけを備えて℃・ろ。第１１図の状態遷移図を
参照されたい。（第１４’表は第１の編集可能書類形式
のＡＴＦ入力項目の存在から、第２の編集可能書類形式
に、テーブルの欄にある規則のセットに従って行なわれ
る変換の概要を示す。第１１図において、＊２および＊
６は出力なし、すなわち１ページを終了した」のリセッ
トおよびエラー・ビットのセットを除き状態変更なしを
意味する。） ＵＰは、Ｌ３の何かがＤＣＦのレコード終了に変換する
まで、各々の出力ＤＣ，Ｆを維持し、次いでそのレコー
ド乞コミットする。ＵＰは、ＡＴＦを得ると、作成中の
レコードが少なくとも１つのスペースを含むが、スペー
ス、リフワイヤード・スペースおよびタブ・キャラクタ
以外は何も含まないかどうかを調べることを予期する。

もし、これらの条件がどちらも満たされろならば、ＵＰ
はそのレコードの開始点に戻って［、ＣＥＪを入れ、普
通の変換を続ける。ＵＰは、現在のレコードにスペース
、リフワイヤード−スペースおよびタブ・キャラクタ以
外に何かを入れたかどうかを追跡することにより、走査
しな（でもよいようにＩ−る。

ＡＴＦの他の変換はどれも操作員に対し変換が完全では
なかったことを警告するビットをセットｆる。

テキスト・フィールド調整に関する第２の条件は同様に
処理される。もしＵＰがＤＣＦレコードをちょうど終了
したときにＡＴＦを得るならば・ｔｒ　ｐ　ｂｓ操作員
が左マージンをテキストの中心にだけ置くように努めて
いることを示す。これがＤＷが行っていることである。

ｔ７かしながら、条件６はＤＣＦレコードが終了したか
どうかを知っている必要がある。ＵＰｆＪ″−ＤＣＦレ
コードを終了したばかりのときのＡＴＦの箸別なケース
として、ＣＲＥまたはＰＥＯ後のＡＴＦがバラグラフを
終了する規則にＵＰは従う。ＵＰは常ＫＡＴＦがワード
を終了する規則に従う。

ＵＰが現在出力されたＤＣＦレコードに非空白キャラク
タを入れたときにＡＴＦを得る条件４０ケースの場合、
ＵＰはレコードを終了するとともに、ＦＯＲの生成、Ｊ
、ＣＷＪ制御による新しいレコードの開始、簡潔な警告
ビットのセット等を行なう。これは、行の一部分にすぎ
ないフィールドにＬ６の中心２置く変換に対し、ＤＣＦ
ができるのと同じ程度に有効である。

後者のアルゴリズムはまた、第２のＡＴＦはそれ自身が
、前のＡＴＦを中心に置いたフィールドの区切りである
という事実を処理する。第２のＡＴＦはレコードが前の
ＡＴＦとそのテキストを含んでいるときに現われる。従
って、ＵＰは第２のＡ　Ｔ　Ｆ）ｉＥ　ＯＲＡＮよび、
次のレコードを開始する「、ＣＥｌに変換する。そのＦ
ＯＲは前のＡＴＦを中心に置いたテキストを終了する。

【図面の簡単な説明】

第１図は第１表に示すテーブルの一般化された表現を示
すとともにその入力項目の状態遷移図を示す図、 第２図は本発明によって１つのテキスト処理システムか
ら他のテキスト処理システムへ編集可能書類を転送し且
つ変換するための２つのテキスト処理システムが一体化
され、しかも分離可能な構成の簡略化された表現を示す
図、 第６図は第６表および第４表に示すテーブルに関する状
態遷移図、 第４図は第５表に示されたＣＲＥ入力項目の状態遷移図
を構成する変換を示す図、 第５図は第６表に示されたＲＣＲまたはＩＲＴ入力項目
の状態遷移図を構成する変換を示す図、第６図は第７表
に示されたＺＩＣＲ入力項目の状態遷移図を構成する変
換を示す図、 第７図は第９表に示されたＲＰ’Ｅ入力項目の状態遷移
図を構成する変換を示１−図、 第８図は第１０表に示されたＬＦＣまたはＲＭ　　　゛
ＬＦ入力項目の状態遷移図を構成する変換を示す図、 第９図は第１１表に′示されたＲ、５Ｐ１ＵＢＳ。 ＮＢＳまたはＢＳ入力項目の状態遷移図を構成する変換
を示す図、 第１０図は第１２表に示されたＡＰＭ、ＡＡＭｌＴＵＦ
ＣまたはＲＴＭＦ入力項目の状態遷移図を構成する変換
を示す図、 第１１図は第１４表に示されたＡＴＦ入力項目の状態遷
移図を構成する変換を示す図である。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション代理人　弁理士　　頓　　　宮　　
　孝　　　−（外１名） ＦＩＧ、　１ ■ ■ ■ ■ ■ 」 ＦＩＧ、　５ ＰＡ　ＥＯＲ ＦＩＧ、　７ ＦＩＧ、　　　８ ＦＩＧ、　　・９

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数の入力項目を含む第１の編集可能書類形式の原始書
   類を、互換性を有する出力項目を含む第２の編集可能書
   類形式の目的書類に変換する方法であって、 （ａ）前記変換中の与えられたどの点においてもそのテ
   ーク・ストリームによって表現されるような前記原始書
   類の状態を参照するとともに集合的に識別する１組のキ
   ー状態変数をすべての起こりうるキー状態変数の中から
   決定し、 （１〕）　　どの可能な変換においても生じることがあ
   る実際の起こりつるキー状態の組合せ数を決定し、（ｃ
   ）前記起こりつる状態の各々に関１１、前記入力項目の
   各々と共同して、前記第２の書類に入れられる前記第２
   の編集可能書類形式と互換性を有する１組の明確な出力
   項目を決定１２、 （ｄ）　　明確な出力項目の各々の組が前記第２の書類
   に入れられた後、前記原始書類の次の状態を定義す、る ステップを含むことを％徴とする編集可能書類形式変換
   方法。