JPS62118642A - 符号化装置 - 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】 ［産業上の利用分野］ 本発明は、例えば２値画像信号のような１列又は複数列
の信号の冗長度を抑圧する冗長度抑圧符号化方式に関す
るものである。

［従来の技術］ ２値画像信号に代表される２値信号の冗長度抑圧符号化
方式においては、元の２値信号列よりも統計的性質の偏
りの大きな信号列を得る事と、そのようにして得られた
信号列を簡単な符号化によって、高い圧縮比を得ること
が大きな課題である。統計的性質の偏りの大きな信号列
においては、同じ論理値を持つ連続長がより長くなるか
ら、例えばランレングス符号化を行えば、いわゆるエン
トロピーが減り、極めて高い圧縮比が得られるからであ
る。

ところが、画像通信、°特にファクシミリ通信の分野で
は、例えばＣＣＩＴＴが勧告するランレングス符号化の
一種であるＭＨ（モディファイド・ハフマン）符号化、
及びＭＲ（モディファイドＲＥＡＤ）符号化、ＭＭＲ（
モディファイド、モディファイドＲＥＡＤ）符号化等は
ファクシミリだけでなく、電子ファイル等にも使用され
ているのは周知の事であるが、これらの符号化法は、文
字等の文書情報には木質的に“白”ランが多い事に着目
して、かかる画像信号の伝送を前提としたものである。

一方、一般の文書画像に加え、写真等の中間調画像の２
値画像については、例えばディザ法等により２値化した
疑似中間調画像が考えられる。しかし、疑似中間調画像
は面積階調法により階調性を出すものである事から、そ
の性質上印字ドツト（黒”）は分散する事になる。即ち
、疑似中間調画像は、元の中間調画像よりも短いｒラン
長」が増える事となり、このままでは符号化に不都合で
ある。

この事情を第２図（ａ）、（ｂ）及び第３図（ａ）、（
ｂ）を用いて説明する。第２図（ａ）及び（ｂ）のマト
リックスは閾値マトリックス、特にドツト集中型のディ
ザマトリックスを示す。

第３図（ａ）の実線は第２図（ｂ）の第１列目の閾値変
化を表わす。このような閾値に対して図の点線のような
中間調画像が入力すると、第３図（ｂ）に示されたよう
な離散的な分布をもつ疑似中間調画像信号が得られる。

このように“白”°黒”がバラバラになると、ランレン
グス符号化では圧縮率が低下するのに説明を要しないで
あろう。又、この様な疑似中間調画像に対してＭＨ符号
化等を行うと、高能率な抑圧が望めないばかりか、逆に
データ量が増加する場合があった。

従来、上記問題を解消する手段として、ピットインタリ
ーブ法が知られている。ピットインタリーブ法では、互
いに近接した閾値に対応する画素をグループ化し、複数
系列のビットパターンへ変換し、或いは同一の閾値のも
の同志をグループ化して複数系列のビットパターンへ変
換し、それぞれのビットパターンに対しＭＨ符号化を行
っているが、大幅な効率化は望めないものであった。何
故なら、基本的にランレングス符号化の組合せに過ぎな
い従来例では、ピットインタリーブを行っても、“白”
ラン部分に対してならいざ知らず、“黒”が離散的に散
在する部分では上記符号化は基本的に無力であるからで
ある。

［発明の目的］ 上述の問題は画像処理における画像信号に留まらず、と
りも直さず１列又は複数列で同時に発生する２値信号列
にもあり得る問題である。そこで、本発明の目的は上述
の従来例の欠点を解消し、かつ可変長のランレングス符
号化と所定長のブロック符号化とを組合せて、１つ又は
複数列の入力信号列の冗長度を効率よく抑圧するととも
に、ランレングス符号化とブロック符号化とにおける符
号化の同期を効率的に行う冗長度抑圧符号化方式を提案
する事にある。

［問題点を解決するための手段］ 上記問題点を解決するために、本発明の冗長度抑圧符号
化方式を適用した実施例の原理的構成を第１図（ａ）に
示す。第１図（ａ）の実施例においては冗長度抑圧のた
めに符号化合成部１０で入力２値信号１（即ち、ｍ＝１
の場合）に対し符号化処理を加えて出力信号９を得る。

かかる実施例の構成は、入力２値信号１から所定の論理
値（例えば、“０”）のみを含み長さが可変の可変長ブ
ロック３（入力の２値信号のビット構成に依存するので
可変長となる）と、論理値“１”の信号を少なくとも１
つ含み長さが所定長の所定長ブロック４とを切出すブロ
ック切出し部２と、可変長ブロック３をランレングス符
号１１に変換するランレングス符号化部５と、所定長ブ
ロック４を例えば第１２図に示したような第１の所定符
号コード１２に変換するブロック符号化部６と、所定長
ブロック４のパターンが所定のパターンを有するかを判
別する判別部１４と、該判別結果に対応したフラグ（第
１３図（ａ））を１列毎に生成する判別フラグ生成部１
５と、所定長ブロック４が連続するときにはこの連続す
る所定長ブロック４に対応する連続する前記第１の所定
符号コード１２の間に第２の所定符号コード１３（例え
ば、２値信号１が画像信号であれば、モディファイドハ
フマンコードであってレングスゼロの“ｏｏｔｔｏｔｏ
ｌ”）を挿入するコード挿入部７と、前記ランレングス
符号１１又は第２の符号コード１３のいずれかと前記第
１の所定符号コード１２及び前記フラグとを１列に合成
する合成部８とを有する。

［作用］ 上記構成の下で、ブロック切出し部２が２値信号１を“
０”のみを含む可変長ブロック３と少なくとも１つ以上
の“１”を含む所定長ブロック４とに分割して切出す。

ランレングス符号化部１１はこの“Ｏ”ランのみの可変
長ブロック３をランレングス符号１１に変換する。この
場合、２値信号１が画像信号であればモディファイドハ
フマンコード（以下、ＭＨコードと略す）に変換する。

又、ブロック符号化部６は所定長ブロック４を第１の所
定符号コード１２（第１２図）に変換する。入力２値信
号１によっては所定長ブロック４が特殊なパターン（例
えば“００００”等）をもつ事が多くなる場合がある。

そのような場合を判別部１４が検出し、そのパターンと
一致するブロックであったか否かを示すフラグ１６を判
別フラグ生成部１５が作成する。そこで、ブロック符号
化部６は前記パターンに一致しない所定長ブロックをそ
の旨のフラグ及び符号コードに変換し、パターンに一致
する所定長ブロック４はその旨のフラグのみを生成する
。

ところで、後に詳しく説明するようにこの符号コード１
２はランレングスコード１１　（本例では、ＭＨコード
）と復号化時に区別できなくてはならず、そのために、
符号コード１２とランレングスコード１１とは合成され
た２値信号９上でこれらが必ず交互に現われる必要があ
る。そこで、所定長ブロック４が連続するときは、コー
ド挿入部７が連続する符号コード１２の間に第２符符号
コード１３（例えばＭＨコードでレングス“０″を意味
する“００１１０１０１”）を強制的に挿入する。こう
して、異なる２つの符号化法の同期を達成する。

［実施例］ 以下添付図面を参照しながら本発明に係る実施例を更に
詳細に説明する。

〈実施例の全体構成） 第１図（ｂ）の実施例は、第１図（ａ）に示した原理的
構成をもつ実施例を４つの２値信号ｌｃ、ＩＭ、ＩＹ、
ＩＫ　　（これらの２値信号がカラ−２値画像データで
あれば、Ｃはシアンを、Ｍはマゼンタを、Ｙはイエロー
を、Ｋはブラックを表わす）に対して適用した実施例で
ある。この実施例の概略は、４つの２値信号ＩＣ，ＩＭ
。

ＩＹ＋　１１１　　（即ち、ｍ＝４の場合）を４列の２
値信号列とみる。４列の２値信号をまとめて符号化合成
部１０１：ＭＹにがデータ圧縮及び合成を行い、１列の
２値信号９　ＣＭＹＫを出力する。符号化合成部１０　
ＣＭＹＫの構成は４列の入力信号（ＩＣ，ＬＭ。

ＩＹ、ＩＫ）から論理値“０”のみを含む４×（可変長
）の可変長ブロック３　ＣＭＹＫと、論理値゛１”の信
号を少なくとも１つ含む４×４の所定長ブロック４　Ｃ
ＭＹＩＣとを切出すブロック切出し部２０ＭＹにと、前
記の可変長ブロック３　ＣＭＹＫに対してランレングス
符号化を行ってランレングス符号１１　ＣＭＹＫを出力
するランレングス符号化部５　ＣＭＹＫと、４×４の所
定長ブロック４　ＣＭＹＫを例えば第８図（又は第１４
図）に示したような符号コード１２　ＣＭＹＫに変換す
るブロック符号化部６　ＣＭＹＫと、所定長ブロック４
　ＣＭＹにが連続するときにはこの連続する所定長ブロ
ック４　ＣＭＹにに対応する連続する２つの第１の所定
符号コード１２ＣＭＹＫの間に符号コード１３　ＣＭＹ
Ｋ　（例えば、モディファイドハフマンコードの“００
１１０１０１”）を挿入するコード挿入部７　ＣＭＹえ
と、前記ランレングス符号１１　ＣＭＹＫ又は符号コー
ド１３Ｃ□ヤのいずれかと符号コード１２ｅＭＹＩＣと
を交互に１列に合成する合成部８　ＣＭＹＫとを有する
。

第１図（ｂ）に示した実施例は上記構成の他に前処理部
１７ｃ、１７ｍ、１７Ｙ、１７Ｋを備える。前処理は符
号化における圧縮効率を上げるために各２値信号中の“
０“と“！”の分布を偏らせるために行うためにあり、
個々の前処理部はピットインタリーブ処理部と変化点抽
出部とからなる。前処理後の信号は前述した符号化合成
部１０１：ＭＹＫに送られ、前述した冗長度圧縮が行わ
れる。

尚、符号化の対象となる信号は必ずしも前処理が必要と
は限らないから、前処理をバイパスして直接符号化処理
してもよい。又、第１図（ｂ）を見てもわかるように、
２値信号は必ずしも画像信号に限る事はなくいかなる信
号でもよいのであるが、以下説明する実施例は画像通信
にみられる画像信号、それもカラー画像信号の圧縮化を
例として説明する。又、説明の順序として、前処理部に
符号化合成の順で行う。

〈前処理・・・ピットインタリーブ処理部〉各信号に対
するピットインタリーブ処理について説明する。第４図
（ａ）及び（ｂ）更に第５図（ａ）〜（Ｃ）、第６図を
用いて、ピットインタリーブの手法を説明する。第４図
（ａ）は例えば第２図（ａ）又は（ｂ）のディザマトリ
ックスにより２値化された２値画像信号であって、主走
査方向へ４０画素、副走査方向に１ライン分の大きさを
持つものを、各色毎にＣ，Ｍ、Ｙ、にの順に並べたもの
を示す。図に付された番号は主走査方向の画素の番号を
便宜上付したものである。この２値画像信号は略４ビッ
ト周期の周期性をもつ。

前述したように、このようなディザ画像は中間調を表現
するにはすぐれるが、ラン長が短くなってしまっている
のは図をみても明らかである。この２値画像信号に対し
て４ビツトのインタリーブを行うと、第４図（ａ）の１
．２．３，４．・・・の画素配列が第４図（ｂ）の如き
１，５，９．１３゜１７、・・・なる配列となり、“白
”ラン及び“黒”ラン長が増加しているのがわかる。４
ビツトとしたのは、閾値処理に用いたディザマトリック
スが４ビツトであるからであるが、上記ピットインタリ
ーブはディザマトリックスと同一の長さで行った。この
ようなピットインタリーブ長の決定の他に、マトリック
スの大きさの整数倍又は整数分の１の大きさに設定する
事もできれば、又は閾値マトリックス内の近似した値を
もつ閾値に対応した周期でグループ化する手法もある。

さてこのようなピットインタリーブを行うところの第１
図（ｂ）のピットインタリーブ処理部の回路を第６図に
示す。第６図のピットインタリーブ処理部は一例として
色Ｃに対する画像信号２２ｃの並べ換えのために２つの
ラインメモリ４０．４１を用いる。２つ用いるのは２値
画像信号２２ｃの入力と並べ換え動作と並べ換えられた
２値化号列２３ｃを読み出す動作とを同時に行うためで
ある。即ち、１つのラインメモリに人力（書込み）する
ときは、他方のラインメモリは出力（読み出し）に使わ
れる。１つのラインメモリが同時に書込みと読出しに使
われるのを防ぐために、書込み用のアドレスカウンタ２
５と、読み出し用のアドレスカウンタ２６と、これらカ
ウンタ２５．２６の出力を各ラインメモリ４０．４１に
振り分けるセレクタ２７，２８，２９，３０，３１．３
２及び排他制御を行うラインメモリ制御部４２等がある
。ラインメモリ制御部４２は１ライン毎に発生するＢＤ
信号３８に同期して第２ラインメモリ書込み信号３６又
は第１ラインメモリ書込み信号３７を交互に“１”とす
る。又セレクタ２７．２８．３１は、第２ラインメモリ
書込み信号３６又は第１ラインメモリ書込み信号３７の
論理値に応じて出力を選択するセレクタであり、一方、
セレクタ２９，３０．３２は同じく、第２ラインメモリ
書込み信号３６又は第１ラインメモリ書込み信号３７の
論理値に応じて入力を選択するものである。このように
すると、第１ラインメモリ書込み信号３７が“１”のと
きは、第２ラインメモリ書込み信号３６は“Ｏ”であり
、セレクタ２７は出力“０゛″を、セレクタ２９は入力
“ｏ″を、セレクタ３１は出力″０″を選ぶために２値
画像信号２２ｃが第１ラインメモリ４０に書き込まれ、
一方読み出しアドレスカウンタ２６の出力はセレクタ２
８及びセレクタ３０により第２ラインメモリ４１に人力
し、セレクタ３２．は第２ラインメモリ４１を選ぶ。こ
うして書込みと読み出しの同時処理が行え、高速化に寄
与する。

各アドレスカウンタ２５．２６のアドレス発生方法を第
５図（ａ）〜（Ｃ）に示す。ラインメモリの容量を例え
ば第５図（ａ）に示す如く“ｏ。

Ｏ°゛〜”　Ｆ　Ｆ　Ｆ”とする。書込みアドレスカウ
ンタ２５は第５図（ｂ）の如く、”　ｏ　ｏ　ｏ″カラ
ＦＦＦ”までのシーケンシャルに昇順に増やせばよい。

又、読み出しアドレスカウンタ２６は第５図（Ｃ）のよ
うにする。読み出しカウンタ２６のこのようなアドレス
発生回路は、例えば書込みアドレスカウンタ２５と同一
なカウンタと、オフセット用の“１”〜“４”の出力の
カウンタと、加算器とを用いれば容易に構成できる。尚
、本実施例のＢＤ信号３８は本冗長度抑圧符号化方式を
例えばレーザビームプリンタ等に適用すればビームデテ
クト信号を用い、ファクシミリ等に適用すれば水平同期
信号を用いるものである。

又、アドレスカウンタ２５．２６及びラインメモリ４０
．４１の駆動クロックは同期クロック３５　ＣＭＹにで
ある。この同期クロック３５　ＣＭＹＫは符号化合成部
１０　ｃＭｖＫで生成されるもので、符号化合成部１０
　ＣＭＹＫでの符号化の際に信号列があるパターンのと
きは強制的に所定のコードを挿入する必要が生じ、その
場合にその強制挿入コードを合成部８　ＣＭＹにが送出
し終るまで、ピットインタリーブ処理部の動作を停止す
るために用いられる（詳しくは後述する）。

以上述べたようなピットインタリーブ処理部がカラー信
号の各色についてピットインタリーブを行う。ところで
、第１図（ｂ）をみてもわかるように、ピットインタリ
ーブ処理部はＣ信号〜に信号について基本的に同等であ
る。即ち、各色の２値信号についてピットインタリーブ
前処理は同期しており、従って第６図に示した構成要素
のうち、第１ラインメモリ４０と第２ラインメモリ４１
以外は共通化でき、この共通化により回路の小規模化に
寄与する。

〈前処理・・・変化点抽出〉 変化点抽出は“黒”のランの変化点を抽出して結果的に
“白”のランを長くするためにある。第７図（ｂ）に変
化点抽出のための回路の一例を、同図（ａ）にその結果
を示す。第７図（ｂ）の変化点抽出部１９ｃの一例は信
号Ｃの主走査方向に１画素隣接する画素同士の間の変化
点を抽出する場合である。１つ隣接する画素を検出する
ためにフリップフロップ２０ｃを用い、変化点を検出す
るためＥＸ−ＯＲゲート（排他論理和ゲート）２１ｃを
用いる。４ビツトインタリーブをかけられた２値化号列
２３．に対し、注目画素と同一走査線にあるその直前の
画素とＥＸ−ＯＲをとる。即ち、第２図（ａ）の閾値Ｄ
ＩＪに２値信号列２３ｃの各画素を対応させれば、ＥＸ
−ＯＲゲート２１の出力ＤｘＩｊＩＣは Ｄ　ｘｌＪ　＝　Ｄ　ＩＪ　　θ　Ｄｌ−１＋Ｊである
。第４図（ｂ）と第７図（ａ）を比較してもわかるよう
に、“０”ラン（このような“０“ランを“白”ランと
も呼ぶ）が長くなっていてランレングス符号化に適する
事が一目瞭然である。

又、ピットインタリーブされた２値化号列２３ｃは“白
“ランと“黒”ランのラン長が長い。このような２値化
号列２３ｃから変化点を抽出した信号列１ｃに表われる
特徴は次のようである。

■：論理値“１”が前後を“０”に囲まれて孤立的に偏
在する（即ち、“０”ランの後に“１０００°°が発生
する）確率が高くなる。これは、“白°°ラン、“黒゛
ランが長ければ、それらの両端にのみ変化点“１”が発
生するからである。

■ニ一方、長い°白”ラン中の孤立した°黒”。

及び長い“黒゛ラン中の孤立した“白”はその変化点を
捕えると“１１００”　となる。

上記■及び■から、信号列１゜には“１０００°゛と“
’１１００”が多く発生する事がわかる。

この事は第７図（ａ）をみれば自ずと明らかである。上
記の事実は、後述する符号化と大きく関わる。

以上、冗長度抑圧符号化のための前処理について説明し
た。そこで、次に符号化合成処理について、実施例を２
つ説明する。上記の前処理部はある意味では各色の信号
に対して独立して処理するものであった。以下説明する
符号化の実施例は、４色の信号（例えば、信号Ｃ〜信号
Ｋ）をまとめて処理するものである。

〈符号化の原理〉・・・第１実施例 本符号化の手法は４つの色の信号列をまとめて冗長度抑
圧するための符号化であってまず“Ｏ”のみを含む可変
長ブロック（このようなブロックを便宜上、ゼロランプ
ロックと呼ぶ）と“１”を少なくとも１つ含み長さ４ビ
ツトの所定長ブロック（このようなブロックを便宜上、
非ゼロランプロックと呼ぶ）とに４つの信号を分割し、
各ブロックについて夫々ランレングス符号化及び所定の
ブロック符号化を行う。このようなブロック分割を第９
図（ａ）に示す。尚、図中のＡ、Ｂ−Ｌは各ブロックを
槓杵する。又、画素に対して新ためて１，２．３・・・
の順に番号付けている。ここで、ブロックＣ，Ｅ、Ｉ、
Ｌがゼロランプロックに、Ａ、Ｂ、Ｄ、Ｆ、Ｇ、Ｈ，Ｊ
、Ｋが非ゼロランプロックに対応する。

ところで、いずれかの信号列に１つでも“１”が表われ
るとそこから４ビツト長で４×４の非ゼロランプロック
を切出すと、このようなブロックは必ずどこかに１つ以
上の“１”を含むものであるが、逆に１列全てが“Ｏ″
であるものもあり得る。前述したような前処理を行うと
、各色毎に全体で“Ｏ”ランが多くなるが、上記のよう
な全色をまとめたブロックの切出しを行うと、１列全て
が“００００”であるにも関わらず非ゼロランプロック
に含まれてしまうものが多くなる。これは、同一画素に
おいては各色の画像信号の確率過程は独立であるから、
色間で“０″と“１”の発生がランダムであるためであ
る。この“００００”のパターンが多いという事は、更
なる圧縮の可能性を示唆している。これについては、別
の実施例の説明に譲る。

〈符号コードの例〉・・・第１実施例 上記のブロック化により非ゼロランプロックに発生し得
るパターンは第８図に示した１６（＝２４）種類のパタ
ーンの組合せである。このような１６種類のパターンに
対して便宜上８０〜ＢＩ５の記号名称を付ける。非ゼロ
ランプロック内の個々の１×４のパターンに対する第８
図に示した符号化に従って、第９図（ａ）に例示した信
号列を符号化すれば、その各ブロックＡ、ＢＮＬは第９
図（ｂ）の如くになる。例えば、Ａブロックについては
、Ｃ信号がパターン″０００ｏ”９Ｍ信号が１０００”
、Ｙ信号が００００”、に信号が“００００”となる。

ところで、第９図（ａ）のＡブロックは非ゼロランプロ
ックから始まっている。このような場合、非ゼロランプ
ロックの前に強制的に１つの“白０”　（Ｍ）！符号で
は“００１１０１０１”）を挿入する。これは、ファク
シミリ通信の場合各ライン毎にＥＯＬコードを付加して
送信するが、このＥＯＬコードの次はゼロランプロック
から始まる規約があるから、その規約に合致させるため
である。第９図（ｂ）によると、ブロックＡ、Ｂその他
の間にも“白０”　（ＭＨ符号では００１１０１０１″
）が挿入されている。この挿入については後述する。

ところで前述したように、前処理によりブロック中には
“１０００”及び“１１００“が多く発生する。又、い
ずれか一方の色に“１”が発生すると、そこをブロック
の一部としたから、“ｏ。

００”も多い。そこで、このように多数発生するパター
ンに注目して、所定の符号化を行ってビット長をそのパ
ターン長より短くすれば、符号化による圧縮率は向上す
る。さて、前記例では°“００ｏｏ”、　　１０００”
及び“１１００°°の３種類のパターンが多く発生する
。第８図の符号化例では、２ビツトの符号″００°゛を
Ｂ０＝°“００００″に、０１″をＢ、＝″１１００″
に割当てるというものである。このようにして圧縮化を
達成する。第８図中のいずれのコードも互いにユニーク
なものであって、混同は生じない組合せになっている。

それで、圧縮コード“１０”はＢ。。

Ｂ３以外のパターンと判別できなくなるから採用しない
。このようにすると、多く発生するパターン“００００
″及び“１１００”が２ビツトに圧縮される。他の圧縮
コードの例として、“００００″、“１１００″、”　
ｔ　ｏ　ｏ　ｏ　”以外のパターンが同一確率で多数発
生するような画像にあっては、圧縮符号コードを３ビツ
トとする。そうすると、０００”、“００１”、“０１
０″、“０１１”の４種類の圧縮コードが可能となる。

個々の圧縮では２ビツトの例よりも圧縮率が悪化するが
、全体の圧縮率は更に向上する。第９図（ｂ）をみれば
単なるＭＨ符号化よりもはるかに圧縮率が向上している
のがわかる。

〈符号化回路〉・・・第１実施例 第１０図（ａ）、（ｂ）はかかる符号化のための回路の
一例である。図中、ＲＬ（ランレングス）カウンタ５１
．セレクタ５２．′白”ＭＨ符号化ＲＯＭ５３等が“０
”　（“白”）ランを符号化して、ラッチ５４に符号コ
ードをラッチする。

又検出回路５０は、第１０図（ｂ）にその詳細図を示す
ように４つの（ｇ　奇列’　Ｃ＋　　’　Ｍ　＊　　Ｉ
　Ｙ　ｒＩＫの変化（“Ｏ”−“０”、“０”°→“１
”、“１”→“０”、“１”−→“１″）を検出する。

ＲＬカウンタ５１はＣＬＫを駆動クロックとするカウン
タで、そのＥＮ（付勢）端子に“１″が入力するとカウ
ント可となり、ＣＬ（クリア）端子に“１″が入力する
とクリアされる。従って、ＲＬカウンタ５１は、信号列
（ＩＣ，ＩＭ、ＩＹ。

１Ｋ）全てが“０″である間はカウントし続け、そのカ
ウント値に応じたＭＨ符号コードをラッチ５４に入力す
る。信号列（１ｃ＋　　Ｉ　Ｍ＋　Ｉ　Ｙ　１１Ｋ）の
いずれかが“０”から“１”に変化すれば、その時のカ
ウント値の符号コードが信号７２を介してラッチ５４に
ラッチされ、同時にカウンタ５１はクリアされる。

一方、４ビットシフトレジスタ６０，６３，６６．６９
は夫々、信号列（ｌｃ　、　　ＩＭ　、　　ＩＹ　。

１に）を４ビツト長の間保持する。ブロック符号化ＲＯ
Ｍ６１，６４，６７．７０は４ビツトシフトレジスタ６
０〜６９の出力を夫々第８図のような規則に従った符号
化を行う。一方、４ビツトカウンタ５５は検出回路５０
が、信号列（１ｃ。

ＩＭ、ＩＹ、ＩＫ）の“０″から“１”への変化をとら
えて、その変化から４ビツトタイム後に信号７３を付勢
する。このタイミングにブロック符号化ＲＯＭ６１，６
４，６７．７０の出力を夫々ラッチ６２，６５，６８．
７１にラッチする。合成回路７４は、夫々符号化したコ
ードを合成してシフトレジスタ７５に格納するためのも
のである。ＭＨ符号は可変長であるからこのような合成
回路が必要となる。シフトレジスタ７５はパラレル−シ
リアル変換を行う。

ＡＮＤゲート６０は非ゼロランプロックがラインの先頭
から開始するときに前述したように白“０”に対応する
ＭＨコードを挿入するためにある、ＡＮＤゲー・ト５９
は１つの非ゼロランプロックに続いて、“Ｏ″ラン入力
せずに直ちに“１”の信号が入力したとき（信号列（Ｉ
Ｃ，ＩＭ。

ＩＹ、１ｋ）のいずれかが“１”であり、かつ信号７２
が“１”）に、白“Ｏ”に対応するＭＨコードを挿入す
るためにある。白“０”挿入部５６はこの１つの“白”
を挿入するためにあり、ＡＮＤゲート５９．６０のいず
れかが開くと、セレクタ５２に“０”を出力する。こう
して、白ＭＨ符号化ＲＯＭ５３は“Ｏ″に対応するＭＨ
コード＝“００１１０１０１”を出力し、白″０″が強
制的に挿入される。島、クロックコントロール５７は同
期クロック３５　ＣＭＹＫを生成する回路であるが、上
記強制挿入のタイミングに、この“ｏｏｌｌｏｌｏｌ”
がシフトレジスタ７５から出力され終るまで、同期クロ
ック３５（：ＭＹＫの発生を止める。ラインメモリ４０
又は４１への入力とシフトレジスタ７５からの出力の同
期取りのためである。こうして、第４図（ａ）の原デー
タから圧縮率の高い圧縮された２値化号９　ＣＭＹＫが
得られる。

〈異なる符号コードの同期〉・・・第１実施例さて第１
０（ａ）のＡＮＤゲート５９は非ゼロランプロックが２
つ以上連続して入力された時にその間に強制的に所定の
コードを挿入するものであった。このような連続した非
ゼロランプロックの出現は前記示したブロック切出し法
では必然的に生ずる可能性がある。もし連続した非ゼロ
ランプロックがそのままコード化されて信号９として出
力されて、それを受信したとすると、このような受信信
号から元の信号に復号化する際にゼロランブロックと非
ゼロランプロックとの見分けが付かない。第８図のコー
ドと“白”に対するＭＨコードの一部が一致する場合が
あるからである。それを防止する１つの方法として、非
ゼロランプロックを変換するための符号コードをＭ）（
コードと排他的なコードに選ぶ事も考えられる。このよ
うな排他的なコードであれば、復号化に際して問題は生
じない。但し、この方法はＭＨコードと排他的でなけれ
ばならないコードを選ぶものであるから、そのようなコ
ードの長さが長くなる可能性が生じる。つまり、非ゼロ
ランプロックの長さく本例では４ビツト）よりも長くな
ってしまい、符号化のメリットが減殺される。第２の手
法は、前述の実施例で述べたように非ゼロランプロック
に対応する符号の連続に強制的にＭＨコードを挿入する
ものである。この手法では元の信号とは無関係の余分な
コードが挿入されるためのデメリットよりも、非ゼロラ
ンプロックに対する符号コードを短くできるので全体的
な圧縮効果のメリットの方が大きい。いずれの方法を採
るかは入力源の信号の相関を考慮して決めればよい。つ
まり、画（＆　（８号の場合を例とすれば、元の画像が
中間調画像であれば非ゼロランプロックの連続は多くな
るから第２の手法が有効であるし、文字画像であれば画
像信号はランレングスが長くなるから第１の手法が有効
である。以下の実施例では第２の手法を実施化したもの
を説明する。

〈、符号化処理フロー〉・・・第１実施例上記実施例は
符号化圧縮を回路的に実現するものであった。そこで次
に、上記の符号化圧縮をプログラム的に行う実施例を示
す。第１１図にその実施例の処理フローを示す。ステッ
プＳ１でビットインタリーブ処理を行い、ステップＳ２
で変化点抽出（ＥＸＯＲ）ＩＡ理を行う。ステップＳ３
でカウンタｎを“１″にセットし、フラグＦもセットし
て初期化処理をする。カウンタｎは画素の番号を、フラ
グＦはランレングス“０”のＭＨコードを強制的に挿入
する必要性を示すフラグである。次にステップＳ４で、
カウンタｍを０”とする。カウンタｍは“０″のランレ
ングスを格納するカウンタである。

ステップＳ５で、カウンタｎでインデクスされた各色の
２値化号Ｃｎ　１Ｍｎ　、Ｙｎ　、Ｋｎ　　（第１図（
ｂ）のＩＣ，ＩＭ、ＩＹ、１ｇ）を読み出す。ステップ
Ｓ６で、これら読み出された信号に変化ビットが無いか
を調べる。すべての信号が“０”だったとしよう。する
とフローはステップ５１５及びＳ１６で夫々カウンタｎ
及びカウンタｍを１だけカウントアツプする。ステップ
Ｓ１７で、各色の２値化号Ｃｎ９Ｍｎ、Ｙｎ、Ｋｎを再
び読み出す。ステップ３１８で信号中の変化ビットの有
無を調べ、このステップＳ１５〜３１８のループをステ
ップ３１８で変化ビットが検出されるまで繰返す。即ち
、このループで“Ｏ”のラン数をカウンタｍにカウント
アツプする。もしステップ３１８で変化ビットを検出し
たら、ステップＳ１９でカウンタｍの内容を“０”のラ
ンとしてＭＨ符号に変換する。ステップＳ２０でこのＭ
Ｈ符号を出力する。ステップＳ２１ではフラグＦをリセ
ットする。ゼロランプロックに続いて非ゼロランプロッ
クが入力したからであφ。ステップＳ７に戻って４ビツ
トブロツクの切出しを行う。そしてステップＳ８で非ゼ
ロランプロックの符号化を行う。ステップＳ９ではフラ
グＦの状態を調べる。ここでフラグＦがリセットしてい
れば非ゼロランプロックの連続がなかったのであるから
、ステップＳ１１へ進んで非ゼロランプロックの符号コ
ードを出力する。逆に、セットしていれば、ステップＳ
ＩＯで強制的に白゛Ｏ”のＭＨコードを挿入する。ステ
ップＳ１２では、次のブロック（ゼロランプロックか又
は非ゼロランプロックである）を入力するために、フラ
グＦをセットして、ステップＳ１３でカウンタｎを４だ
けインクリメントし、ステップＳ１４からステップＳ４
へ戻り上記のフローを繰返す。

次に、符号化処理の他の実施例について説明する。

（符号化の原理〉・・・第２の実施例 第１の実施例は第８図に示した圧縮規約に基すきブロッ
ク中に多数発生する“’ｏｏｏｏ”、　　“１１００″
を夫々コード″００″、”０１″に圧縮するものであっ
た。本実施例はこの“００００”を更に効率良く圧縮し
ようというものである。そのために、非ゼロランプロッ
クの切出しについては前記実施例と同様に第９図（ａ）
のように行う。そして、“１”を含む４行４列の非ゼロ
ランプロックを４行１列の４つのブロックとみて、その
中に４ビツトのｏｏｏｏ”　（これを便宜上、ゼロパタ
ーンと呼ぶ）があれば、それを前記実施例のように００
″とコード化せずに、その代りに°“００００”があっ
た事を示すフラグを設け、そのフラグの値を“０”にす
る。４行１列中に１つでも“１”を含むもの（そのよう
な１列のブロックを便宜上、非ゼロパターンと呼ぶ）に
対応するフラグは°°１”とする。このようなフラグを
各列に対して設ける。第１３図（ａ）にそのようにして
設定したフラグの例を示し、それらのフラグを便宜上［
Ｉ］、［ＩＩコ、　　［ＩＩＩ］・・・と呼ぶ。第１３
図（ｂ）は圧縮後のフォーマットを示す。信号ＩＣに対
応する符号コードを＃１コード、信号ＩＭに対する符号
コードを＃２コード、信号１ｃのそれを＃３コード、信
号１１．のそれを＃４コードとし、これらの符号コード
に夫々対応するフラグを＃ＩＦ、＃２Ｆ、１３Ｆ、＃４
Ｆとする。＃１コード〜＃４コードはそれらが“０００
０°゛に対応するものであれば符号化されないから、第
１３図（ｂ）に示したフォーマットは可変長である。第
１３図（Ｃ）に、フラグと符号コードをも含め、全符号
長が６ビツトと２４ビツトである場合の一例を示す。又
、非ゼロパターンに対応する符号コードは第８図の符号
コードと類似して、第１２図の如く行う。’ｏｏｏｏ°
゛に対しては符号化されない事、そして各符号コードは
ユニークである事に留意すべきである。第９図（ａ）。

（ｂ）に示したブロックの切出しを、本実施例の圧縮化
に従って圧縮化すると第１４図のようになる。

さて、データ圧縮をこのように行うと、ゼロパターンは
コードとしては現われないので、復号化時に同期ずわが
生ずる恐れがある。しかし、先頭には必ずフラグがあり
、その長さは必ず４ビツトであり、そのフラグの論理値
によりフラグに続く＃１コード〜＃４コードの長さくつ
まり、ブロック内にいくつゼロパターンがあるかが）が
わかる。又、第１２図をみてもわかるようにＢ１〜ＢＩ
５に対応する符号コードば全てユニークである。従って
、ゼロパターンをそれに対応するコードが無いものとし
て変換しても、復号化に際し同期がずれる事は全くない
。

〈符号化回路〉・・・第２実施例 さてこのような符号化を行う回路の一部の一例を第１０
図（ａ）、（ｂ）及び第１５図に示す。

即ち、前述の第１の実施例（第１０図（ａ）及び（ｂ）
）と基本的構成を同等にし、ブロック符号化ＲＯＭ６１
，６４，６７．７０を第１５図のようにして、その出力
の一部にフラグ出力を追加するのである。そして、例え
ばゼロパターンがこのブロック符号化ＲＯＭに入力した
ら、レングスは“１”　（フラグの１ビツトのみである
から）、フラグはＯ″、コードは“０″とする。ＲＯＭ
のレングス出力は合成回路７４に入力され、合成すると
きの情報となる。即ち、合成回路７４では”　ｏ　ｏ　
ｏ　ｏ”をフラグのみの“１”としてしか出力しない。

こうして、“ｏ　ｏ　ｏ　ｏ”を多く含むような画像信
号に対しては更に効果的な圧縮が可能となる。

〈符号化処理フロー〉・・・第２実施例第１６図に第２
の実施例の符号化をプログラム的に処理する場合のフロ
ーを示す。第１１図と基本的に変わらないので相違点の
みを説明する。ステップＳ３６で４ビツト長の非ゼロラ
ンプロックを切出した後に、ステップＳ３７で各４×１
についての変化点があるかないかを検出する。その検出
結果に応じてステップＳ３８で第１２図のようなフラグ
を割当てる。ステップＳ３９では“００００″以外の４
×１のブロックを第１１図に従って符号化する。

く変形例〉 上記の実施例では、ブロック長を４ビツトとしたが、こ
れには何ら限定はなく、回路規模及び原画像データの種
類に応じて決定される。ちなみに、８ビツト長に設定す
ると多少効率が向上する。又更に、“０”ランに対する
ＭＨ符号化も符号化のＲＯＭテーブルを多少変更するこ
とにより効率が更に向上する。又、符号化法もＭＨ符号
化法に限らず、他の１次元符号化法にも適用できる。

尚、第１０図（ａ）の回路ではＭＨ符号、化法が用いら
れたが１次元符号化として例えばＷｙｌｅ符号等でもよ
い。又、１次元符号化に限らず、ＭＲ記号、ＭＭＲ記号
のような２次元符号処理にも簡単に応用できる事は明ら
かであろう。基本的には符号化法を選ばないのである。

又更にカラー画像について、Ｒ，Ｇ、Ｂにも適用可能で
ある。

又、２値のカラー信号Ｃ，Ｍ、Ｙ、には周知０ように不
図示のメモリに蓄えられているものを読み出すか、又は
リアルタイムで画像を読取って２値化処理したものであ
ってもよい。

〈実施例の効果〉 以上説明した種々の実施例の効果をまとめると以下のよ
うになる。

■：２値のカラー画像データにピットインタリーブ処理
、特に副走査方向のピットインタリーブ処理を施すので
、白ラン及び黒ランがバラバラになったものであっても
、ラン長が復元されて長くなる。特に閾値マトリックス
によって中間調処理したカラー画像データに有効である
。

■二ビットインタリーブ処理を施した信号列に対して更
に変化点抽出処理を施すので、“１“のラン調が短く、
“０”のラン長が長くなり、そのため符号化処理の高圧
縮化が期待できる。結果的には文書画像を対象とした符
号化アルゴリズムをそのまま使用しつつ、疑似中間調画
像を高能率で圧縮できる。

特に、ＭＨ符号化等の既存の符号化を行えば従来の回路
にわずかの変更を加えるだけで、高圧縮率の冗長度抑圧
方式が得られる。

■：副走査方向に隣接したラインの画像信号を同時に取
り出してブロック切出しを行う。このようなブロック切
出しと、前記■の変化点抽出により、所定のパターンを
もった信号列（ブロック）゛が多く発生する。そこで、
このブロック内のパターンを各色毎にビット長の短いコ
ードに符号化して、合成する。又、“０“ランに対して
は従来通りＭＨ符号化等の１次元符号化を適用して符号
化する。即ち、原画像データの種類によっては、変化点
抽出された信号列には“００００”、“１０００”又は
１１００″が多発するので、このようなブロックを短い
ビットの符号化により圧縮率を高める事ができると共に
、２列以上の信号を一本化できる。

■：更に“００００″なるゼロパターンを１ビツトのフ
ラグにおきかえる事によって、より高度の圧縮化が可能
となる。

■：　°１”を１つでも含むブロックを所定長のブロッ
クに切出す事により復号化の際に生ずる恐れのあるＭＨ
コードと符号コードとの無弁別の問題は所定のレングス
ゼロのＭＨコードを強制的に挿入する事により解決する
。

尚、画像信号が周期性を持たず、従ってランの乱れが無
い場合は、ピットインタリーブ処理は必要で無く、副走
査方向に隣接する画像信号を同時に取り出して符号化す
れば良い。

［発明の効果コ 以上説明したように未発明によると、ランレングス符号
化と固定長ブロックの符号化との組合せ更に所定のパタ
ーンに一致した事を示すフラグの導入により高い圧縮率
で冗長度を抑圧できるのみならず、このような異なる符
号化法の弁別が復号時に可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図（ａ）は本発明に係る実施例の原理構成図、 第１図（ｂ）は第１図（ａ）に示した構成を４色のカラ
ー画像信号に適用した場合の実施例の構成図、 第２図（ａ）、（ｂ）は本発明に係る実施例及び従来例
に供されるディザマトリックス図、第３図（ａ）、（ｂ
）は従来例における中間調処理によるビット分散度が高
くなる様子を説明する図、 第４図（ａ）は実施例の冗長度抑圧符号化方式の処理対
象である４色の画像信号を表す図、第４図（ｂ）は主走
査方向のピットインタリーブ処理の動作を説明する図、 第５図（ａ）〜（Ｃ）は主走査方向のピットインタリー
ブ処理におけるアドレス生成の原理を説明する図、 第６図は、副走査方向ピットインタリーブ処理部の回路
説明図、 第７図（ａ）、（ｂ）は変化点抽出部の動作及び回路構
成を説明する図、 第８図及び第１２図は本発明に係る実施例の符号化の符
号コードの例を説明する図、 第９図（ａ）、（ｂ）は夫々実施例におけるブロック切
出しの手法及び符号化後のコード配列を説明する図、 第１０図（ａ）、（ｂ）は第９図（ａ）及び（ｂ）に示
された動作を実現する実施例の回路図、 第１１図は、符号化処理をプログラム的に行う実施例の
フローチャート、 第１３図（ａ）は他の符号化例におけるフラグの構成を
示す図、 第１３図（ｂ）、　　（４Ｆ）は圧縮後のコードのフォ
ーマット及びその例を示す図、 第１４図は第９図（ａ）に示された信号例を第２の符号
化で圧縮を行った時の信号図、第１５図は第２の符号化
に供されるＲＯＭの構成図、 第１６図は第２の符号化の処理フローチャートである。 図中、 Ｉｃ　、ＩＭ　、ｌｙ　、ＩＫ　・・”Ｃ信号１閘信号
、Ｙ信号、に信号、２　＋　　２ＣＭＹＫ・・・ブロッ
ク切出し部、３．３ＣＭＹＫ・・・可変長ブロック、４
．４ＣＭＹＫ・・・所定長ブロック、５．５ＣＭＹに・
・・ランレングス符号化部、６，６ＣＭＹＫ・・・ブロ
ック符号化部、７．７ＣＭＹＫ・・・コード挿入部、８
１８ＣＭＹＫ・・・合成部、９゜９　ＣＭＹＫ・・・圧
縮された２値化号、１０　、　１０　ｃＭｙｘ・・・符
号化合成部、１１，１１ｃ、ＹＫ・・・ランレングス符
号、１２．　１２ＣＭＹＫ・・・符号コード、１３．１
３　ＣＭＹＫ・・・所定の符号コード、１４・・・判別
部、１５・・・判別フラグ生成部である。 第２図 第５ Ａｐｏ　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　ｔそ
２５みア＃’７７カクンタ（Ｇ）　　　　（ｂ） 譜み風Ｌア％”Ａズη・ンンタ （１０ｔ　　　　　　　（Ｊ（１９１１／４　　　　　
　６１）β（Ｃ） 第８ パターン　　　、るａ　　　　老ト号 ロｎＩＩ丁］−・−・Ｂｏ　　・・・・・　ｏ。 …エコ・・−・Ｂ１・・−・・１ｑｏｏ。 ］正ココ−８２−・　７０７００ 国丁コ・・・・Ｂ３・−・・　０１ ０Ｔコ・・・・Ｂ４・・・・・　１ｏｏｔ。 口丁＝ロエ］・・−・・Ｂ５　・・・・　　１　７　　
ｏ　　ｙ。 ［丁「口■］・・・・・８６・・・・・　　１０７１０
ロｎ巨工］・・・・・３７　・・・・・　　７　１　１
１０図 ハ１ターン　　　　完」広　　　　　肴号ロゴエト−Ｂ
ｆｊ　＋＋＋＋ｆ０００　ｆ［ロエロ・・・・・　Ｂ９
・・・・・　　１ｔｏｏ１０１］コ・・・・・βｔｏ・
・・・・・　１０１０１圧ロロ刀・・・・・Ｂｌｌ・・
・・・・　７ｊ１０ｆ口ロココ・・・・・Ｂ１２・・・
・・・　Ｉｏｏｙｔ匡［］］−・・・・ＥＨ３・・・・
・　１１　ｏ　ｔｑ口丁コ・・・・・Ｂ１４・・・・・
　１０７１１０コココ・・・・・ｆ３１５・・・・・　
１１１１１第　１２ ハ・クーツ　　ｊ？：Ｊ称　　　　符号口＝ロロー・・
−・ＢＯ・・・・・　なし旧エロ・・−８１・　　ｏ。 コニロロー・・・・Ｂ２・・−・・　１ｏ１ｏ。 …エコ・−、５Ｂ−・−・　０１ ０口匡コニ・・・Ｂ４・・・・・　ｆ　００　ｆＯ匡エ
ココ・・・・β５″−・・・・　１１０１０口匡匡口コ
ニ・・・Ｂ６・・・・・　Ｉｏｔｔ。 口■エコ・・・・・Ｂ７・・・・−１１１１０図

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. （１）ｍ列の入力信号から、ｍ列のブロックであつて、
   所定の論理値のみを含むｍ列の可変長ブロックと、前記
   所定の論理値以外の論理値の信号を少なくとも１つ含む
   ｍ列の所定長ブロックとを切出すブロック切出し部と、
   前記可変長ブロックに対してランレングス符号化を行う
   ランレングス符号化部と、前記所定長ブロック中の一列
   のパターンが所定のパターンを有するかを１列毎に判別
   する判別部と、該判別結果に対応したフラグを１列毎に
   生成する判別フラグ生成部と、該１列毎のパターンを第
   １の所定符号コードに変換するブロック符号化部と、所
   定長ブロックが連続するときには該連続する所定長ブロ
   ックに対応する連続する前記第１の所定符号コードの間
   に第２の所定符号コードを挿入するコード挿入部と、前
   記ランレングス符号又は第２の符号コードと前記フラグ
   と前記第１の所定符号コードとを１列に合成する合成部
   とを有する冗長度抑圧符号化方式。
2. （２）ｍ列の入力信号は“０”又は“１”の２値信号で
   あり、前記所定の論理値は“０”である事を特徴とする
   特許請求の範囲第１項に記載の冗長度抑圧符号化方式。
3. （３）ｍ列の入力信号はラスタスキャン方式で読み取ら
   れた画像信号であり、コード挿入部は各ラインの先頭が
   所定長ブロックで始まるときにも、第２の所定符号コー
   ドを挿入する事を特徴とする特許請求の範囲第１項に記
   載の冗長度抑圧符号化方式。
4. （４）ｍ列の入力信号は、ｍ＝３又は４のカラー画像信
   号列である事を特徴とする特許請求の範囲第２項に記載
   の冗長度抑圧符号化方式。
5. （５）ランレングス符号化部は、可変長ブロックの１列
   毎の又は複数列毎のランレングスをランレングス符号化
   する事を特徴とする特許請求の範囲第２項に記載の冗長
   度抑圧符号化方式。
6. （６）ランレングス符号化部は、モディファイドハフマ
   ン符号化を用いて符号化を行い、第２の所定符号コード
   はランレングスゼロのモディファイドハフマン符号であ
   る事を特徴とする特許請求の範囲第２項に記載の冗長度
   抑圧符号化方式。
7. （７）ブロック符号化部は、所定長ブロックの１列毎に
   又は複数列毎に第１の所定符号コードに変換する事を特
   徴とする特許請求の範囲第２項に記載の冗長度抑圧符号
   化方式。
8. （８）第１の所定符号コードは、少なくとも所定長ブロ
   ックの長さより短い符号コードを一部に含む事を特徴と
   する特許請求の範囲第２項に記載の冗長度抑圧符号化方
   式。
9. （９）所定長ブロック中の１列のパターンが所定のパタ
   ーンを有するときは、判別フラグ生成部は当該フラグを
   “１”とし、ブロック符号化部は対応する第１の所定符
   号コードを生成しない事を特徴とする特許請求の範囲第
   ２項に記載の冗長度抑圧符号化方式。