JPS6098768A - ランレングス符号のデコ−ド方法 - Google Patents
ランレングス符号のデコ−ド方法Info
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- JPS6098768A JPS6098768A JP20694383A JP20694383A JPS6098768A JP S6098768 A JPS6098768 A JP S6098768A JP 20694383 A JP20694383 A JP 20694383A JP 20694383 A JP20694383 A JP 20694383A JP S6098768 A JPS6098768 A JP S6098768A
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
産業上の利用分野
本発明はランレングス符号のデコード方法に関する。
背景技術とその問題点
画像情報を圧縮する方法としてランレングス符号化があ
る。これは白及び黒画素のそれぞれ続く長さくランレン
グス)を例えば第1図にボず如きランレングス、符号表
により符号化するものである。
る。これは白及び黒画素のそれぞれ続く長さくランレン
グス)を例えば第1図にボず如きランレングス、符号表
により符号化するものである。
なお、16以上のランレングスは16進数すなわち(1
6XM) + (T) ?’表わしく16XM) 、(
′r)に符号を割り合′C1前者(16XM)をメイク
アッゾコード(M符号)後者(1゛)をターミネイトコ
ード(T符号)と呼ぶ。そして統al・曲性質の異なる
黒(°“0″)ランと白ぐ”1″′)ランにはそれぞれ
別の符号が用意される。
6XM) + (T) ?’表わしく16XM) 、(
′r)に符号を割り合′C1前者(16XM)をメイク
アッゾコード(M符号)後者(1゛)をターミネイトコ
ード(T符号)と呼ぶ。そして統al・曲性質の異なる
黒(°“0″)ランと白ぐ”1″′)ランにはそれぞれ
別の符号が用意される。
今原画像が第2図への如<M4(”O’″)が9ドツト
、白(”°1″′)が7ドツト、里(“0″)が35ド
ツト、白(“’ 1 ”)が18ドツト及び黒(” 0
”)が2ドツトから構成されζいるとすると、黒(0
)9ドツトは第1図のランレングス符号表から0101
と符号化され、白(” l ”) 7ドソ1−は010
00と符号化される。またハ<(”o″’) 35 ト
ソトは32+3であるので00101のM符号と111
の1″符号に符号化され、白(” 1 ”) 18ドツ
トは16+2であるのご00111のM符号とoiti
の′r符号に符号化され、最後の黒(“0 ”) 2ド
ツトは1010と符号化される。そして符すの最後には
区切りコードEOTが付加される。従って最終的にラン
レングス符号化された画像信号は第2図Bにボず如<
01010100000101111oj+1110]
111010と符号化され71 (= 9474−35
+ 18)ビットのイ呂号が30ビツトに圧縮される。
、白(”°1″′)が7ドツト、里(“0″)が35ド
ツト、白(“’ 1 ”)が18ドツト及び黒(” 0
”)が2ドツトから構成されζいるとすると、黒(0
)9ドツトは第1図のランレングス符号表から0101
と符号化され、白(” l ”) 7ドソ1−は010
00と符号化される。またハ<(”o″’) 35 ト
ソトは32+3であるので00101のM符号と111
の1″符号に符号化され、白(” 1 ”) 18ドツ
トは16+2であるのご00111のM符号とoiti
の′r符号に符号化され、最後の黒(“0 ”) 2ド
ツトは1010と符号化される。そして符すの最後には
区切りコードEOTが付加される。従って最終的にラン
レングス符号化された画像信号は第2図Bにボず如<
01010100000101111oj+1110]
111010と符号化され71 (= 9474−35
+ 18)ビットのイ呂号が30ビツトに圧縮される。
ところがこのようにj上線された符号をデニl−ドする
場合に、従来はマトリックス回路等の専用のデコーダを
使用しζいたので構成が複雑であり、又変更が困難であ
る。
場合に、従来はマトリックス回路等の専用のデコーダを
使用しζいたので構成が複雑であり、又変更が困難であ
る。
発明の目的
本発明はこのような点にがんかめ、効率良くランレング
ス符号のデコードを行なえる様にすると共にランレング
ス符号の符号体系が変更された場合でも簡単に対応でき
る様にするものである。
ス符号のデコードを行なえる様にすると共にランレング
ス符号の符号体系が変更された場合でも簡単に対応でき
る様にするものである。
発明の概要
本発明は、0及び1の各々のランレングス値に対してラ
ンレングス符号が割当てられたランレングス符号表より
各上記ランレングス符号の各ビット人力毎に状態が順次
分枝し終点が上記ランレングス値となる様な遷移図を形
成し、この遷移図の各分枝点に順次状態の値を付し、1
及び0の各う/に対して現在の状態の値と人力ビットに
応じた次の状態の値とが対応し、かつ上記終点に対応し
た個所には上記ランレングス値に上記状態の値がとりえ
る値より大なる所定の値が加算された値が付されたテー
ブルをメモリ内に形成し、pめ決められた上記状態の値
と上記ランレングス値との対応表を上記メモリ内に形成
し、入力された上記ランレングス符号を上記メモリ内の
テーブルに従っ′で各ビット毎に現在の状態の値から次
の状態のイ^をめ、この状態の値となるべき値が」1記
状態のイ1へがとりえる4II′(より人になった晴上
記対応表から上記ランレングス値をめる様にしたランレ
ングス符号のデコード方法であって、これによれば効率
良くランレングス符号のデコートを行なえる様になると
共にランレングス符号の符号体系が変更された場合でも
簡単に対応できる様になる。
ンレングス符号が割当てられたランレングス符号表より
各上記ランレングス符号の各ビット人力毎に状態が順次
分枝し終点が上記ランレングス値となる様な遷移図を形
成し、この遷移図の各分枝点に順次状態の値を付し、1
及び0の各う/に対して現在の状態の値と人力ビットに
応じた次の状態の値とが対応し、かつ上記終点に対応し
た個所には上記ランレングス値に上記状態の値がとりえ
る値より大なる所定の値が加算された値が付されたテー
ブルをメモリ内に形成し、pめ決められた上記状態の値
と上記ランレングス値との対応表を上記メモリ内に形成
し、入力された上記ランレングス符号を上記メモリ内の
テーブルに従っ′で各ビット毎に現在の状態の値から次
の状態のイ^をめ、この状態の値となるべき値が」1記
状態のイ1へがとりえる4II′(より人になった晴上
記対応表から上記ランレングス値をめる様にしたランレ
ングス符号のデコード方法であって、これによれば効率
良くランレングス符号のデコートを行なえる様になると
共にランレングス符号の符号体系が変更された場合でも
簡単に対応できる様になる。
実施例
第3図は適用される画像表不装置の一例をボす。
図におい゛ζ電話回線からは同期信号及びランレングス
符・υ化されたIllIII(g!倍信号F S K
Drequencyshift keyir+g)信号
の形でモデム(11に供給され、モデム(1)により“
I”、“0″のデジタル信号に変換される。このデジタ
ル信号から所定部分がデータ取込回lid (2+にζ
抜き出され゛Cハソソアメモリ(3)にイハ給されると
共に同期信号部分がクロ・ツク発生回路(4)に供給さ
れ所定のクロック信号が形成される。バッファメ’E−
1月3)に貯えられたランレングス符号信号はに P
U (71にてROM (51の内容に従い、またR
A M +61をワークエリアとしてデコートされて原
信号のパターンに変換された後パターンメ′θす(8)
に書き込まれる。このパターンメモリ(8)の内容がク
ロック発生回路(4)の出力に同期してアドレス制御回
路(9)の出力により所定周期で読み出され、読み出さ
れたデータが並直列変換回路0ωで映像信号に変換され
°ζ受像管(11)に供給され、原画像が再生される。
符・υ化されたIllIII(g!倍信号F S K
Drequencyshift keyir+g)信号
の形でモデム(11に供給され、モデム(1)により“
I”、“0″のデジタル信号に変換される。このデジタ
ル信号から所定部分がデータ取込回lid (2+にζ
抜き出され゛Cハソソアメモリ(3)にイハ給されると
共に同期信号部分がクロ・ツク発生回路(4)に供給さ
れ所定のクロック信号が形成される。バッファメ’E−
1月3)に貯えられたランレングス符号信号はに P
U (71にてROM (51の内容に従い、またR
A M +61をワークエリアとしてデコートされて原
信号のパターンに変換された後パターンメ′θす(8)
に書き込まれる。このパターンメモリ(8)の内容がク
ロック発生回路(4)の出力に同期してアドレス制御回
路(9)の出力により所定周期で読み出され、読み出さ
れたデータが並直列変換回路0ωで映像信号に変換され
°ζ受像管(11)に供給され、原画像が再生される。
この装置において、以1・のようなデコード方法が行わ
れる。
れる。
まず第1図のランレングス符号表に基づい゛C第4図に
示す如き“0”ランの遷移図及び第5図年ボず如き“1
”ランの遷移図を作成する。
示す如き“0”ランの遷移図及び第5図年ボず如き“1
”ランの遷移図を作成する。
なお遷移図は状態0を始点とし、ランレングス符号のビ
ットが1の時は右トヘ、0の時は左トへ進みランレング
ス符号の符号長だけ進んだ点を終点とする。また各分離
点には」二からi〜、右から左へと順次状態を示す数を
入れると共に終点にランレングスの数を付す。
ットが1の時は右トヘ、0の時は左トへ進みランレング
ス符号の符号長だけ進んだ点を終点とする。また各分離
点には」二からi〜、右から左へと順次状態を示す数を
入れると共に終点にランレングスの数を付す。
例えば今“0″のランにおけるランレングスが15であ
る時は第1図の表からランレングス符号はoooiot
であるので状態は0−42−6→12→15−19と遷
移する串になる。
る時は第1図の表からランレングス符号はoooiot
であるので状態は0−42−6→12→15−19と遷
移する串になる。
次にこれらの遷移図に基づい゛ζ第6図に不ず如きテー
ブルを作成する。
ブルを作成する。
第6図のテーブルは縦軸が状態の(i?(をボし、横軸
が入力のランが“0”であるか又は”1”であるか及び
人力のビットがOであるか1であるかを示している。
が入力のランが“0”であるか又は”1”であるか及び
人力のビットがOであるか1であるかを示している。
例えば“0”のランで現在の状態が0である時に人力ビ
ットが0であると次の状態が2になる串をボし、次に状
態が2の時に人力ビットが0であると次の状態が6にな
る事を不しζいる。但し遷移図の終点に対応する部分に
はランレングス値+Xの値を入れる。なおXの値は31
”225でありこの例ではx−31とする。
ットが0であると次の状態が2になる串をボし、次に状
態が2の時に人力ビットが0であると次の状態が6にな
る事を不しζいる。但し遷移図の終点に対応する部分に
はランレングス値+Xの値を入れる。なおXの値は31
”225でありこの例ではx−31とする。
次に第7図の如き状態の値とランレングス値の対応表を
作成する。
作成する。
第7図におい゛C左欄は状態の値をボし、右欄はランレ
ングス値ヲiI<−J−0 状態の値−Xの値が0〜16(ある時はランレングス値
は状態の値−Xの値そのものとなり、状態の値−Xの値
が17以上の場合はランレングス値は32から16をス
テップとして順次増加していく。
ングス値ヲiI<−J−0 状態の値−Xの値が0〜16(ある時はランレングス値
は状態の値−Xの値そのものとなり、状態の値−Xの値
が17以上の場合はランレングス値は32から16をス
テップとして順次増加していく。
この例におい“ζは上述の第6図のテーブル、第7図の
対応表及び処理プログラムが例えばROM内に設けられ
る。
対応表及び処理プログラムが例えばROM内に設けられ
る。
次に処理手順につい°C第81g+のフローナヤ−1・
を参照して説明する。
を参照して説明する。
ステップ(1)で後述する終rフラグEFを0、ランフ
ラグRFをOにセットする。ステップ(2)ごランレン
グスI?Lをめる。なおランレングスをめる手順の6°
を細についζは後述する。
ラグRFをOにセットする。ステップ(2)ごランレン
グスI?Lをめる。なおランレングスをめる手順の6°
を細についζは後述する。
ステップ(3)でランレングスl?Lが16以上である
が否かを判別する。イエスの時はメイクアップ符号であ
ると′t11断してステップ(引でランレングスI?L
の値をRAMの一部に設けられた変数エリアMuニ待a
サセZy (MU−RL)と共に終f’7ラグ([F
)を0として(EF= 0 )ステップ(2)は戻る。
が否かを判別する。イエスの時はメイクアップ符号であ
ると′t11断してステップ(引でランレングスI?L
の値をRAMの一部に設けられた変数エリアMuニ待a
サセZy (MU−RL)と共に終f’7ラグ([F
)を0として(EF= 0 )ステップ(2)は戻る。
この終rフラグは続いて人力される次のランレングスを
現在のランレングスに加算する必要があるが否がを小ず
ものでEp= 1に初期設定されている。
現在のランレングスに加算する必要があるが否がを小ず
ものでEp= 1に初期設定されている。
ステップ(5)で終rフラグP、Fが1であるか否か判
別しくEF= 1 ’? ) 、終rである時はステッ
プ(6)ご人力ランレングスをそのまま出力ランレング
スとし、終了でない時はステップ(7)で大カランレン
グスRLと待避ランレングスMUの相を出力ランレング
スとする。 (RL=M口+IIL) 次にステップ(8)で最終的にめられたランレングスに
基づいて映像パターンを住成し、パターンメモリに記憶
させる。ステップ(9)でF、 OTコードの4無を判
別してlラインのデコードが完rしたか否か判別し、未
完どの時はステップ00)でランレングスIIFを反転
し゛ζステップ(2)に戻り、完rの時は処理路りとな
る。次にランレングスをめる手順の詳細を第9図のフロ
ーチャートを参照して説明する。
別しくEF= 1 ’? ) 、終rである時はステッ
プ(6)ご人力ランレングスをそのまま出力ランレング
スとし、終了でない時はステップ(7)で大カランレン
グスRLと待避ランレングスMUの相を出力ランレング
スとする。 (RL=M口+IIL) 次にステップ(8)で最終的にめられたランレングスに
基づいて映像パターンを住成し、パターンメモリに記憶
させる。ステップ(9)でF、 OTコードの4無を判
別してlラインのデコードが完rしたか否か判別し、未
完どの時はステップ00)でランレングスIIFを反転
し゛ζステップ(2)に戻り、完rの時は処理路りとな
る。次にランレングスをめる手順の詳細を第9図のフロ
ーチャートを参照して説明する。
ま1゛ステツプ(1)で状態を0に設定する。
次にステップ(2)でランレングス符号の1ビツトを人
力する。
力する。
次にステップ(3)で人力ピントがlかOかを判別し、
1である時はステップ(4)でROM内に設けられた第
6図のテーブルの入力が1の場合の状態テーブルから次
の状態の値を取り出し、0である時はステップ(5)で
同様に人力が0の場合の状態テーブルから次の状態を取
り出す。なおこの時第6図のどちらのランのテーブルを
選ぶかはランフラグ’RPによっ′ζ決定される。
1である時はステップ(4)でROM内に設けられた第
6図のテーブルの入力が1の場合の状態テーブルから次
の状態の値を取り出し、0である時はステップ(5)で
同様に人力が0の場合の状態テーブルから次の状態を取
り出す。なおこの時第6図のどちらのランのテーブルを
選ぶかはランフラグ’RPによっ′ζ決定される。
次にステップ(61で第6図のテーブルに基づいて次の
状態の値が31より大きいか否か判別し、大きくない時
はステップ(2)に戻り、大きい時はROM内に設けら
れた第7図の対応表からランレングスをめ゛ζ処理が終
了する。
状態の値が31より大きいか否か判別し、大きくない時
はステップ(2)に戻り、大きい時はROM内に設けら
れた第7図の対応表からランレングスをめ゛ζ処理が終
了する。
次に大カランレングス符号が第2図Bに示す如き信号で
あった場合のデコード動作の例について上述のフローチ
ャートに沿っ゛ζ説明する。
あった場合のデコード動作の例について上述のフローチ
ャートに沿っ゛ζ説明する。
まず、第8図のステップ(1)でEF= 1とされ、ス
テップ(2)のランレングス取得サブルーチンに飛ぶ。
テップ(2)のランレングス取得サブルーチンに飛ぶ。
第9図のランレングス取得ザブルーチンにおいζはステ
ップillで状態が0とされる。
ップillで状態が0とされる。
次にステップ(2)で1ピッ1−人力されるので人力ビ
ットは0となる。人力ビットが0なのごステソゾ(5)
に進み、第6図から現在の状態の値が0であり人カビソ
トが0であるから次の状態の値は2であり31未満であ
るからランレングスではない事がわかるのでステップ(
2)に戻る。
ットは0となる。人力ビットが0なのごステソゾ(5)
に進み、第6図から現在の状態の値が0であり人カビソ
トが0であるから次の状態の値は2であり31未満であ
るからランレングスではない事がわかるのでステップ(
2)に戻る。
なお原i+l+i @!の各ラインは必ず0のランから
始まるものとする。次のビットは1である現在の状態の
値は2であるので、次の状態の値は5となる。
始まるものとする。次のビットは1である現在の状態の
値は2であるので、次の状態の値は5となる。
次のビットは0なので次の状態の値は10となる。
史に次のビットは1なの0次のテーブル値は40(=9
+31)となり、31以上となるのでこの40は次の状
態の(〆(でない事が↑リリ、次に第7図の対応表から
めるランレングスRLが9 (=40−31)である串
がわかる。
+31)となり、31以上となるのでこの40は次の状
態の(〆(でない事が↑リリ、次に第7図の対応表から
めるランレングスRLが9 (=40−31)である串
がわかる。
次に第8図のステップ(3)でメイクアップ信号か否か
判断されランレングスRLが16以トであるのでメイク
アップ信号CないずなわIうターミネイトQj号がある
串がわかりステップ(5)に進む。ステップ(5)で終
rフラグlミFが1か台か′p1断されEF= 1であ
るのでステップ(6)に進み得られたランレングス自体
の値9が出力ランレングスとなる。
判断されランレングスRLが16以トであるのでメイク
アップ信号CないずなわIうターミネイトQj号がある
串がわかりステップ(5)に進む。ステップ(5)で終
rフラグlミFが1か台か′p1断されEF= 1であ
るのでステップ(6)に進み得られたランレングス自体
の値9が出力ランレングスとなる。
次にステップ(8)でデコードされ0ドツトが911M
連続し゛ζ出力されこのデータが順次パターンメモリに
供給される。
連続し゛ζ出力されこのデータが順次パターンメモリに
供給される。
次にステップ(9)で1ラインのデコードが完rしたか
ζかrlI断され、この場合完了していないのでステッ
プ(2)に戻、り次のランレングス符号を取得する。以
下同様である。
ζかrlI断され、この場合完了していないのでステッ
プ(2)に戻、り次のランレングス符号を取得する。以
下同様である。
こうしてランレングス符号のデコードが行われるわけで
あるが、この方法によればデコードが全゛Cソフトウェ
アにζ行われるので、特別なハードウェア等が不要とな
り、それらのハードウェアによる製品価格の上昇が生じ
ない。またランレングス符号体系は変史される可能性が
あるが、その場合にも新たな符号体系に基づいてテーブ
ルを修正するだけでよく、容易に対応できる。
あるが、この方法によればデコードが全゛Cソフトウェ
アにζ行われるので、特別なハードウェア等が不要とな
り、それらのハードウェアによる製品価格の上昇が生じ
ない。またランレングス符号体系は変史される可能性が
あるが、その場合にも新たな符号体系に基づいてテーブ
ルを修正するだけでよく、容易に対応できる。
発明の効果
本発明によれば、効率良くランレングス符号のデコート
を行なえる様になると共にランレングス符号の符号体系
が変史された場合でも簡単に対応できる様になった。
を行なえる様になると共にランレングス符号の符号体系
が変史された場合でも簡単に対応できる様になった。
ff11図、第2図はランレングス符号の説明のための
図、第3図〜第9図は本発明の説明のための図ごある。 (1)はモデム、(2)はデータ取込回路、(3)はバ
・ノファメモリ、(4)はクロック発生回路、(5)は
ROM、(6)はRAM、+71はCPU、+1()は
パターンメ七り、(9)はアドレス制御回路、0111
は直並列変換回路、(11)は受像管である。 第8図 第9図
図、第3図〜第9図は本発明の説明のための図ごある。 (1)はモデム、(2)はデータ取込回路、(3)はバ
・ノファメモリ、(4)はクロック発生回路、(5)は
ROM、(6)はRAM、+71はCPU、+1()は
パターンメ七り、(9)はアドレス制御回路、0111
は直並列変換回路、(11)は受像管である。 第8図 第9図
Claims (1)
- 0及びlの各々のランレングス値に対してランレングス
符号が割当°ζられたランレングス符号表より各上記ラ
ンレングス符号の各ビット人力毎に状態が順次分枝し終
点が上記ランレングス値となる様な遷移図を形成し、こ
の遷移図の各分枝点に順次状態の値を付し、1及び0の
各ランに対して現在の状態の値と人力ビットに応じた次
の状態の値とが対応し、かつ上記終点に対応した個所に
は上記ランレングス値に上記状態の値がとりえる値より
大なる所定の値が加算された値が付されたテーブルをメ
モリ内に形成し、予め決められた上記状態の値と上記ラ
ンレングス値との対応表を上記メモリ内に形成し、人力
された上記ランレングス符号を上記メモリ内のテーブル
に従って各ビット毎に現在の状態の値から次の状態の値
をめ、この状態の値となるべき値が上記状態の値がとり
える値より犬になった時上記対応表から上記ランレング
ス値をめる様にしたランレングス符号のデコード方法。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP20694383A JPS6098768A (ja) | 1983-11-04 | 1983-11-04 | ランレングス符号のデコ−ド方法 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP20694383A JPS6098768A (ja) | 1983-11-04 | 1983-11-04 | ランレングス符号のデコ−ド方法 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS6098768A true JPS6098768A (ja) | 1985-06-01 |
Family
ID=16531600
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP20694383A Pending JPS6098768A (ja) | 1983-11-04 | 1983-11-04 | ランレングス符号のデコ−ド方法 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS6098768A (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS63153961A (ja) * | 1986-12-18 | 1988-06-27 | Ricoh Co Ltd | 二値検出装置 |
Citations (3)
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---|---|---|---|---|
JPS5755668A (en) * | 1980-09-22 | 1982-04-02 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | Decoding method for run-length code |
JPS5780850A (en) * | 1980-11-08 | 1982-05-20 | Hitachi Ltd | Decoding system for modified huffman code |
JPS5799083A (en) * | 1980-12-12 | 1982-06-19 | Hitachi Ltd | Coding method |
-
1983
- 1983-11-04 JP JP20694383A patent/JPS6098768A/ja active Pending
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