JPS6235306B2 - - Google Patents
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- JPS6235306B2 JPS6235306B2 JP52056231A JP5623177A JPS6235306B2 JP S6235306 B2 JPS6235306 B2 JP S6235306B2 JP 52056231 A JP52056231 A JP 52056231A JP 5623177 A JP5623177 A JP 5623177A JP S6235306 B2 JPS6235306 B2 JP S6235306B2
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- 230000008859 change Effects 0.000 claims description 7
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- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
- Reduction Or Emphasis Of Bandwidth Of Signals (AREA)
Description
[発明の目的]
(産業上の利用分野)
この発明は、符号数が少なくかつ符号化効率
(η=H(X)/,H(X);原情報のエント
ロピー,;平均符号長)の高い符号化方式に関
する。 (従来の技術) 従来、最も符号化効率の高い符号としてハフマ
ン符号が知られている。フアクシミリ情報やデー
タ等の伝送においては伝送時間に比例した通信コ
ストがかかり、特に遠距離の伝送においては通信
コストの低減が望まれているので、ハフマン符号
のような符号化効率の高い符号を用いて原情報を
符号化して伝送することにより情報量を減らす方
法は有効である。しかしこの符号を1から約2000
までの白の黒のラン・レングス(以下、ランとい
う)を有するフアクシミリ情報の符号化に応用す
ると、約2000から約4000個の多数の符号が必要と
なり、このような符号の符号回路は大容量のメモ
リを必要とし符号回路が大形となり高価であつ
た。 (発明が解決しようとする問題点) このように従来のフアクシミリ情報のラン・レ
ングスに対する符号化においては、多数の符号が
必要となり、回路規模が大きくなつてしまつた。 そこで、この発明は上記問題点を解決するため
になされたもので、フアクシミリ情報のラン・レ
ングスをより少数の符号で高い符号化効率を可能
とする符号化方式を提供することを目的とする。 [発明の構成] (問題点を解決するための手段) この発明は、フアクシミリ情報をラン・レング
スに着目して符号化するに際し、前記ラン・レン
グスをその出現確率の変化により複数の領域に分
割する。 特に、変化の少ない領域に対しては、この領域
に属するラン・レングスをその長さの順に並べた
時に、その長さの順に、所定個数毎に分割してブ
ロツク化を施す。 このブロツク内のラン・レングスに対しては、
以下の2通りの符号化を施す。 第1に、ブロツク内のラン・レングスの出願確
率の総和値を求め、この総和値に対して第1の符
号を割り当てる。 第2に、各ブロツクのラン・レングスのうち、
特定のものを1つづつ特定し、これらのラン・レ
ングスの出現確率の総和値を求め、この総和値に
対して、第2の符号を割り当てる。ここで、各ブ
ロツク内のラン・レングスの特定の仕方は、各ブ
ロツクのラン・レングスをその大きさの順に並べ
た時に、同じ順位にあるものを選定していくので
ある。 (作 用) この発明によれば、ラン・レングスの全てを符
号化することはしない。すなわち、ラン・レング
スの統計的性質に着目し、その出現確率の変化の
大小によりラン・レングスを2つの領域に分割す
る。このうち、変化の大きいラン・レングスを含
む領域では、公知の符号化を施せばよい。 ところが、変化の少ないラン・レングスを含む
領域は、ラン・レングス自体の分布数が多いが、
出現確率自体は低い。これらのラン・レングス
個々に対して、例えばハフマン符号化を施す(こ
れは従来の技術である)と、符号化効率は良い
が、符号数が多くなる。 そこで、この発明では、これらの領域に対して
は、複数個のラン・レングスをまとめて扱い、符
号数を減少させ、かつ、復号可能としている。 すなわち、出現確率の変化の少ない領域に対し
ては、ラン・レングスをその長さの順に並べた時
に、その長さの順に所定個数毎に分割して、ブロ
ツク化を施す。 このブロツク化した際のラン・レングスの集合
に対し、上記した2つの方法により、出現確率の
総和値を求め、この2つの総和値に対して第1及
び第2の符号を割り当てる。この2つの総和値
は、各々ユニークであるから、第1の符号によ
り、ブロツクが特定され、第2の符号により、ブ
ロツク内の順位が特定され、ラン・レングスが特
定される。 (実施例) 以下、この発明の一実施例を説明する。 フアクシミリ情報の白ラン、黒ランの出現確率
分布を第1図aに示す。第1図aに示す分布曲線
の形を特徴的に描くと第1図bに示すようにな
る。 この分布はその曲線の傾きが約1:100のよう
なA群とその傾きが約2:1のようなB群に大別
することができる。A群はランが63まで、B群は
ランが64から1024までである。そして次に述べる
ような組分けを行なう。 先づA群ではラン1,2,…,63のそれぞれを
要素とするブロツク毎に出現確率P1,P2,…,
P63をとり出す。次にB群ではラン64から127とい
うようにランを64ごとに区切つて、その64のラン
を要素とするブロツクに分割し、第2図に示すよ
うにそれ等の出現確率をマトリツクス状に配列
し、マトリツクスの行の要素の総和
(η=H(X)/,H(X);原情報のエント
ロピー,;平均符号長)の高い符号化方式に関
する。 (従来の技術) 従来、最も符号化効率の高い符号としてハフマ
ン符号が知られている。フアクシミリ情報やデー
タ等の伝送においては伝送時間に比例した通信コ
ストがかかり、特に遠距離の伝送においては通信
コストの低減が望まれているので、ハフマン符号
のような符号化効率の高い符号を用いて原情報を
符号化して伝送することにより情報量を減らす方
法は有効である。しかしこの符号を1から約2000
までの白の黒のラン・レングス(以下、ランとい
う)を有するフアクシミリ情報の符号化に応用す
ると、約2000から約4000個の多数の符号が必要と
なり、このような符号の符号回路は大容量のメモ
リを必要とし符号回路が大形となり高価であつ
た。 (発明が解決しようとする問題点) このように従来のフアクシミリ情報のラン・レ
ングスに対する符号化においては、多数の符号が
必要となり、回路規模が大きくなつてしまつた。 そこで、この発明は上記問題点を解決するため
になされたもので、フアクシミリ情報のラン・レ
ングスをより少数の符号で高い符号化効率を可能
とする符号化方式を提供することを目的とする。 [発明の構成] (問題点を解決するための手段) この発明は、フアクシミリ情報をラン・レング
スに着目して符号化するに際し、前記ラン・レン
グスをその出現確率の変化により複数の領域に分
割する。 特に、変化の少ない領域に対しては、この領域
に属するラン・レングスをその長さの順に並べた
時に、その長さの順に、所定個数毎に分割してブ
ロツク化を施す。 このブロツク内のラン・レングスに対しては、
以下の2通りの符号化を施す。 第1に、ブロツク内のラン・レングスの出願確
率の総和値を求め、この総和値に対して第1の符
号を割り当てる。 第2に、各ブロツクのラン・レングスのうち、
特定のものを1つづつ特定し、これらのラン・レ
ングスの出現確率の総和値を求め、この総和値に
対して、第2の符号を割り当てる。ここで、各ブ
ロツク内のラン・レングスの特定の仕方は、各ブ
ロツクのラン・レングスをその大きさの順に並べ
た時に、同じ順位にあるものを選定していくので
ある。 (作 用) この発明によれば、ラン・レングスの全てを符
号化することはしない。すなわち、ラン・レング
スの統計的性質に着目し、その出現確率の変化の
大小によりラン・レングスを2つの領域に分割す
る。このうち、変化の大きいラン・レングスを含
む領域では、公知の符号化を施せばよい。 ところが、変化の少ないラン・レングスを含む
領域は、ラン・レングス自体の分布数が多いが、
出現確率自体は低い。これらのラン・レングス
個々に対して、例えばハフマン符号化を施す(こ
れは従来の技術である)と、符号化効率は良い
が、符号数が多くなる。 そこで、この発明では、これらの領域に対して
は、複数個のラン・レングスをまとめて扱い、符
号数を減少させ、かつ、復号可能としている。 すなわち、出現確率の変化の少ない領域に対し
ては、ラン・レングスをその長さの順に並べた時
に、その長さの順に所定個数毎に分割して、ブロ
ツク化を施す。 このブロツク化した際のラン・レングスの集合
に対し、上記した2つの方法により、出現確率の
総和値を求め、この2つの総和値に対して第1及
び第2の符号を割り当てる。この2つの総和値
は、各々ユニークであるから、第1の符号によ
り、ブロツクが特定され、第2の符号により、ブ
ロツク内の順位が特定され、ラン・レングスが特
定される。 (実施例) 以下、この発明の一実施例を説明する。 フアクシミリ情報の白ラン、黒ランの出現確率
分布を第1図aに示す。第1図aに示す分布曲線
の形を特徴的に描くと第1図bに示すようにな
る。 この分布はその曲線の傾きが約1:100のよう
なA群とその傾きが約2:1のようなB群に大別
することができる。A群はランが63まで、B群は
ランが64から1024までである。そして次に述べる
ような組分けを行なう。 先づA群ではラン1,2,…,63のそれぞれを
要素とするブロツク毎に出現確率P1,P2,…,
P63をとり出す。次にB群ではラン64から127とい
うようにランを64ごとに区切つて、その64のラン
を要素とするブロツクに分割し、第2図に示すよ
うにそれ等の出現確率をマトリツクス状に配列
し、マトリツクスの行の要素の総和
【式】とマトリ
ツクスの列の要素の総和値
【式】を求め
る。
ここで、A群の要素及びB群の要素についての
2通りの総和値に対して、ハフマン符号化を施
す。後述するように、この実施例ではA群の要素
及びB群でのマトリツクスの行の要素の総和値を
母集団として、ハフマン符号化を施す。又、B群
のマトリツクスの列の要素の総和値に対してハフ
マンに符号を施す。 すなわち、A群の要素P1,P2,P3,…,P63及
びB群のマトリツクスの行の要素の総和値q64,
q128,…,q64×i,…,q1024に対して、ハフマン
符号化を施し、H1,H2,H3,…,H64,h64,
h128,…,h64×i,…,h1024を割り当てる。同様
に、マトリツクスの列の要素の総和値であるr0,
r1,r2,…,r63についてハフマン符号化を施し、
H′0,H′1,H′2,…,H′63を割り当てる。 ここで符号化H1,H2,…,H63を第一終結符号
といい、符号h64,h128,…,h64×i,…,h1024を
前置符号、符号H′0,H′1,H′2,…,H′63を第二
終結符号という。このような方法で前記フアクシ
ミリ情報の白ランと黒ランについてそれぞれ符号
化すると、符号化効率は98%と高く、しかも符号
数は284個と少なくなる。 上記のような符号化により得られた符号は、送
信側から受信側に送られる。この時、A群,B群
の区別は、前者の要素が、第1終結符号として表
現され、後者の要素が、(前置符号+第2終結符
号)として表現されることに依存しているが、結
局、第1終結符号と前置符号とが明確に区別され
る必要性を示している。これは、前述のように、
A群の要素P1,P2,…,P63、B群の要素q64,
q128,…,q1024を母集団としてハフマン符号化を
施しているので、H1,H2,…,H63,h64,h128,
…,h1024という符号は、ユニークな符号であ
る。同様に、第2終結符号は、自らの集合の中
で、ユニークに定まつている。 この実施例では、次に示すようにフアクシミリ
情報のランの出現確率分布の特徴を更によく利用
して、次に述べるような符号化を行なう。即ち、
第1図からわかるようにランが64以上のB群で
は、白ランについても黒ランについてもそれ等の
出現確率分布曲線の傾きは有意の差を生じさせる
程大きくはないし、しかも黒ランの64以上の累積
出現確率は約1%と小さいので、前記第二終結符
号については白ランについての前記マトリツクス
の列の要素の総和rW0,rW1,rW2,…,rW63
と、黒ランについての前記マトリツクスの列の要
素の総和rB0,rB1,rB2,…,rB63をそれぞれ
加え合せて作つた要素r′0,r′1,r′2,…,r63′に
つ
いてハフマン符号化を行ない、白ランと黒ランと
に共通の第二終結符号H″0,H″1,H″2,…,
H63″を作る。一走査線の最初のランは必ず白ラ
ンで始るようにしてある。このような符号を第3
図に示す。符号数は220個と更に少なくなり、符
号化効率も97.7%と高い率を維持している。 この発明の符号化方式を適用した符号回路の一
実施例を第4図に示す。ラン・レングス・カウン
タ1は10段の2進カウンタで、信号線2より入力
するフアクシミリ原稿の走査線を走査するパルス
列をカウントする。ラン・レングス・カウンタ1
にはその1段目から6段目までの下位出力線3
と、7段目から10段目までの上位出力線4とがあ
る。信号線5はランのカウント数が64を越えた場
合にパルスを制御回路6に送る。ランのカウント
が終了して信号線7上にビジイ信号がなかつた
ら、信号線8にパルスが現れてラン・レングス・
カウンタ1の内容をレジスタ9へ移し、またその
ランは白ランか黒ランかを示す信号線10上の信
号を制御回路6へ移すとともに、この発明による
符号化を開始させる。この後、信号線11にパル
スが現れてラン・レングス・カウンタ1をクリア
し、次のランのカウントを開始する。アドレス回
路12にはレジスタ9からの下位出力線13と上
位出力線14と制御回路6からの制御信号線15
が接続されており、制御信号線15からの制御情
報の制御のもとでアドレス回路12は信号線16
上に第6図に示すようなアドレスデータを発生し
メモリ17に供給する。メモリ17の記憶内容は
第3図に示す符号とその符号長である。メモリ1
7の内容を読み出すときは、制御回路6より信号
線18を通してストローブパルスをメモリ17に
印加し、指定されたアドレスを駆動してそのアド
レスの内容を読み出す。メモリ17からの出力の
うち、この発明の方式により得られる符号は出力
線19を通して符号レジスタ20に、符号長は出
力線21を通して符号長カウンタ22に読み出さ
れる。次に制御回路6は信号線23を通して符号
レジスタ20と符号長カウンタ22に、符号長カ
ウンタ22からの信号線24によつてその内容が
零になるのを検知するまでパルスを供給して、こ
の発明の方式により得られる符号を信号線25を
介して通信回線に送り出す。例えば、第一のラン
が1から63までのときは例えば白ランが28ならば
第3図より第一終結符号“01011001”が符号レジ
スタ20に、またその符号長8が符号長カウンタ
22にメモリ17より読み出される。次に制御回
路6は信号線23を通して符号レジスタ20と符
号長カウンタ22に8発のパルスを供給して、こ
の発明の方式により得られる符号を通信回線に送
り出す。符号レジスタ20の内容が送り出される
と、次のランの符号がメモリ17から読み出され
る。第二にランが64以上のときは例えば白ランが
220ならば、220=192+28と分解し、第3図より
先づ白ラン192に対応する前置符号“011000”が
符号レジスタ20に、その符号長6が符号長カウ
ンタ22に読み出される。符号レジスタ20にあ
るこの符号が全部送り出されると、制御回路6は
引続いてラン28に対応する第二終結符号
“010111”を符号レジスタ20に、その符号長6
を符号長カウンタ22に読み出す。符号レジスタ
22の内容が全部送り出されると、次のランの符
号が読み出される。 この発明の方式により得られる符号の復号回路
の一実施例を第5図に示す。フアクシミリ符号の
伝送にあたつては一走査線ごとに、先づ同期符号
が、次にこの走査線の各ランをこの発明の方式に
よつて符号化した符号の系列が通信回線を通して
伝送されてくる。この符号系列は信号線26を通
して、信号線27上にある伝送に同期したクロツ
ク・パルスによつてレジスタ28に1ビツトづつ
移される。制御回路29は前記クロツク・パルス
によつて動作を開始し、先づ信号線30を通して
アドレス・カウンタ31に同期符号のアドレスを
セツトし、信号線32を通してストローブ・パル
スをメモリ33に印加して、第7図に示すような
記憶内容から同期符号を読み出し、一致回路34
でこの内容とレジスタ28の内容との比較を行な
う。フアクシミリ伝送の最初は、このような動作
を繰返して同期符号を検知する。同期符号を検知
したときは、一致回路34より信号線35を通し
て制御回路29にパルスが送られる。すると制御
回路29より信号線36を通してパルスが送ら
れ、レジスタ28の内容がクリアされ、レジスタ
28には同期符号に続いて送られてくる白ランの
符号が1ビツトづつ入力される。同期符号を検知
してから前記クロツク・パルスの4ビツト目のタ
イミングになると、制御回路29は白の4ビツト
長の符号の先頭番地の信号線30を通してアドレ
ス・カウンタ31にセツトし、前記ストローブ・
パルスを信号線32を通してメモリ33に印加
し、先づ最初の4ビツト長の白符号を読み出し一
致回路34でレジスタ28に貯えられている4ビ
ツトの符号との比較を行なう。信号線35上に一
致パルスが現れないで、しかもメモリ33からの
信号線37上に4ビツト長の符号が次アドレスに
あることを示す連続信号があるときは、制御回路
29は信号線38にパルスを送り、アドレス・カ
ウンタ31にあるアドレスを1つ増しメモリ33
の次アドレスの内容を読み出す。このようにして
メモリ33にある4ビツト長の白ランの符号を順
次読み出し、これ等の符号でレジスタ28にある
符号と一致するものがなかつたなら、次の前記ク
ロツク・パルスで新たな1ビツトの符号がレジス
タ28に入力され、レジスタ28に貯えられた符
号が5ビツト長になつたとき同様にしてメモリ3
3から白ランの5ビツト長の符号を順次読み出
し、レジスタ28の内容との比較を行なう。もし
レジスタ28に6ビツト長の符号があり、これが
メモリ33にある白ランの符号“011000”と一致
すると、同時にこの符号は前置符号であることを
示す符号が信号線39を通して制御回路29に送
られ、またメモリ33からこの符号に対応するラ
ン192がラン・レングス・カウンタ40に読み出
される。制御回路29は先づ走査パルスを信号線
41を通してラン・レングス・カウンタ40に送
り、このカウンタ40の内容が零になつたことを
示す信号が信号線42に現れるまで、白であるこ
とを示す0信号を192個信号線43を通してフア
クシミリ受画機に送る。次に制御回路29はレジ
スタ28に貯えられた符号を調べて例えばこの符
号がメモリ33にある符号“010111”と一致した
とき同時にこの符号は終結符号であることを示す
符号が信号線39を通して制御回路29に送ら
れ、またメモリ33からこの符号に対応するラン
28がラン・レングス・カウンタ40に読み出さ
れる。そして前と同様に信号線43を通して0信
号が28個フアクシミリ送画機に送られる。 以下に、この発明についてのいくつかの変形例
を述べる。 前記第二終結符号として白ランについて符号化
を行ない、黒ランについては白ランについて作つ
た符号を用いても符号化効率ほとんど劣化しない
ことは、この明細書の記載よりこの分野の技術者
なら容易に理解されよう。 また、符号としてハフマン符号の代りにシヤノ
ン・フアノ符号やフアクシミリでよく用いられて
いるワイル符号等を用いて符号化を行なつても、
符号数を少なくし、しかも符号化効率の高い符号
化を行なうことができる。 [発明の効果] 以上説明したように、本発明によれば、フアク
シミリ情報をラン・レングスに着目して符号化す
る際に、より少ない符号で実現でき、符号を記憶
するためのメモリ容量が大幅に減少すると共に回
路構成が簡単になる利点がある。
2通りの総和値に対して、ハフマン符号化を施
す。後述するように、この実施例ではA群の要素
及びB群でのマトリツクスの行の要素の総和値を
母集団として、ハフマン符号化を施す。又、B群
のマトリツクスの列の要素の総和値に対してハフ
マンに符号を施す。 すなわち、A群の要素P1,P2,P3,…,P63及
びB群のマトリツクスの行の要素の総和値q64,
q128,…,q64×i,…,q1024に対して、ハフマン
符号化を施し、H1,H2,H3,…,H64,h64,
h128,…,h64×i,…,h1024を割り当てる。同様
に、マトリツクスの列の要素の総和値であるr0,
r1,r2,…,r63についてハフマン符号化を施し、
H′0,H′1,H′2,…,H′63を割り当てる。 ここで符号化H1,H2,…,H63を第一終結符号
といい、符号h64,h128,…,h64×i,…,h1024を
前置符号、符号H′0,H′1,H′2,…,H′63を第二
終結符号という。このような方法で前記フアクシ
ミリ情報の白ランと黒ランについてそれぞれ符号
化すると、符号化効率は98%と高く、しかも符号
数は284個と少なくなる。 上記のような符号化により得られた符号は、送
信側から受信側に送られる。この時、A群,B群
の区別は、前者の要素が、第1終結符号として表
現され、後者の要素が、(前置符号+第2終結符
号)として表現されることに依存しているが、結
局、第1終結符号と前置符号とが明確に区別され
る必要性を示している。これは、前述のように、
A群の要素P1,P2,…,P63、B群の要素q64,
q128,…,q1024を母集団としてハフマン符号化を
施しているので、H1,H2,…,H63,h64,h128,
…,h1024という符号は、ユニークな符号であ
る。同様に、第2終結符号は、自らの集合の中
で、ユニークに定まつている。 この実施例では、次に示すようにフアクシミリ
情報のランの出現確率分布の特徴を更によく利用
して、次に述べるような符号化を行なう。即ち、
第1図からわかるようにランが64以上のB群で
は、白ランについても黒ランについてもそれ等の
出現確率分布曲線の傾きは有意の差を生じさせる
程大きくはないし、しかも黒ランの64以上の累積
出現確率は約1%と小さいので、前記第二終結符
号については白ランについての前記マトリツクス
の列の要素の総和rW0,rW1,rW2,…,rW63
と、黒ランについての前記マトリツクスの列の要
素の総和rB0,rB1,rB2,…,rB63をそれぞれ
加え合せて作つた要素r′0,r′1,r′2,…,r63′に
つ
いてハフマン符号化を行ない、白ランと黒ランと
に共通の第二終結符号H″0,H″1,H″2,…,
H63″を作る。一走査線の最初のランは必ず白ラ
ンで始るようにしてある。このような符号を第3
図に示す。符号数は220個と更に少なくなり、符
号化効率も97.7%と高い率を維持している。 この発明の符号化方式を適用した符号回路の一
実施例を第4図に示す。ラン・レングス・カウン
タ1は10段の2進カウンタで、信号線2より入力
するフアクシミリ原稿の走査線を走査するパルス
列をカウントする。ラン・レングス・カウンタ1
にはその1段目から6段目までの下位出力線3
と、7段目から10段目までの上位出力線4とがあ
る。信号線5はランのカウント数が64を越えた場
合にパルスを制御回路6に送る。ランのカウント
が終了して信号線7上にビジイ信号がなかつた
ら、信号線8にパルスが現れてラン・レングス・
カウンタ1の内容をレジスタ9へ移し、またその
ランは白ランか黒ランかを示す信号線10上の信
号を制御回路6へ移すとともに、この発明による
符号化を開始させる。この後、信号線11にパル
スが現れてラン・レングス・カウンタ1をクリア
し、次のランのカウントを開始する。アドレス回
路12にはレジスタ9からの下位出力線13と上
位出力線14と制御回路6からの制御信号線15
が接続されており、制御信号線15からの制御情
報の制御のもとでアドレス回路12は信号線16
上に第6図に示すようなアドレスデータを発生し
メモリ17に供給する。メモリ17の記憶内容は
第3図に示す符号とその符号長である。メモリ1
7の内容を読み出すときは、制御回路6より信号
線18を通してストローブパルスをメモリ17に
印加し、指定されたアドレスを駆動してそのアド
レスの内容を読み出す。メモリ17からの出力の
うち、この発明の方式により得られる符号は出力
線19を通して符号レジスタ20に、符号長は出
力線21を通して符号長カウンタ22に読み出さ
れる。次に制御回路6は信号線23を通して符号
レジスタ20と符号長カウンタ22に、符号長カ
ウンタ22からの信号線24によつてその内容が
零になるのを検知するまでパルスを供給して、こ
の発明の方式により得られる符号を信号線25を
介して通信回線に送り出す。例えば、第一のラン
が1から63までのときは例えば白ランが28ならば
第3図より第一終結符号“01011001”が符号レジ
スタ20に、またその符号長8が符号長カウンタ
22にメモリ17より読み出される。次に制御回
路6は信号線23を通して符号レジスタ20と符
号長カウンタ22に8発のパルスを供給して、こ
の発明の方式により得られる符号を通信回線に送
り出す。符号レジスタ20の内容が送り出される
と、次のランの符号がメモリ17から読み出され
る。第二にランが64以上のときは例えば白ランが
220ならば、220=192+28と分解し、第3図より
先づ白ラン192に対応する前置符号“011000”が
符号レジスタ20に、その符号長6が符号長カウ
ンタ22に読み出される。符号レジスタ20にあ
るこの符号が全部送り出されると、制御回路6は
引続いてラン28に対応する第二終結符号
“010111”を符号レジスタ20に、その符号長6
を符号長カウンタ22に読み出す。符号レジスタ
22の内容が全部送り出されると、次のランの符
号が読み出される。 この発明の方式により得られる符号の復号回路
の一実施例を第5図に示す。フアクシミリ符号の
伝送にあたつては一走査線ごとに、先づ同期符号
が、次にこの走査線の各ランをこの発明の方式に
よつて符号化した符号の系列が通信回線を通して
伝送されてくる。この符号系列は信号線26を通
して、信号線27上にある伝送に同期したクロツ
ク・パルスによつてレジスタ28に1ビツトづつ
移される。制御回路29は前記クロツク・パルス
によつて動作を開始し、先づ信号線30を通して
アドレス・カウンタ31に同期符号のアドレスを
セツトし、信号線32を通してストローブ・パル
スをメモリ33に印加して、第7図に示すような
記憶内容から同期符号を読み出し、一致回路34
でこの内容とレジスタ28の内容との比較を行な
う。フアクシミリ伝送の最初は、このような動作
を繰返して同期符号を検知する。同期符号を検知
したときは、一致回路34より信号線35を通し
て制御回路29にパルスが送られる。すると制御
回路29より信号線36を通してパルスが送ら
れ、レジスタ28の内容がクリアされ、レジスタ
28には同期符号に続いて送られてくる白ランの
符号が1ビツトづつ入力される。同期符号を検知
してから前記クロツク・パルスの4ビツト目のタ
イミングになると、制御回路29は白の4ビツト
長の符号の先頭番地の信号線30を通してアドレ
ス・カウンタ31にセツトし、前記ストローブ・
パルスを信号線32を通してメモリ33に印加
し、先づ最初の4ビツト長の白符号を読み出し一
致回路34でレジスタ28に貯えられている4ビ
ツトの符号との比較を行なう。信号線35上に一
致パルスが現れないで、しかもメモリ33からの
信号線37上に4ビツト長の符号が次アドレスに
あることを示す連続信号があるときは、制御回路
29は信号線38にパルスを送り、アドレス・カ
ウンタ31にあるアドレスを1つ増しメモリ33
の次アドレスの内容を読み出す。このようにして
メモリ33にある4ビツト長の白ランの符号を順
次読み出し、これ等の符号でレジスタ28にある
符号と一致するものがなかつたなら、次の前記ク
ロツク・パルスで新たな1ビツトの符号がレジス
タ28に入力され、レジスタ28に貯えられた符
号が5ビツト長になつたとき同様にしてメモリ3
3から白ランの5ビツト長の符号を順次読み出
し、レジスタ28の内容との比較を行なう。もし
レジスタ28に6ビツト長の符号があり、これが
メモリ33にある白ランの符号“011000”と一致
すると、同時にこの符号は前置符号であることを
示す符号が信号線39を通して制御回路29に送
られ、またメモリ33からこの符号に対応するラ
ン192がラン・レングス・カウンタ40に読み出
される。制御回路29は先づ走査パルスを信号線
41を通してラン・レングス・カウンタ40に送
り、このカウンタ40の内容が零になつたことを
示す信号が信号線42に現れるまで、白であるこ
とを示す0信号を192個信号線43を通してフア
クシミリ受画機に送る。次に制御回路29はレジ
スタ28に貯えられた符号を調べて例えばこの符
号がメモリ33にある符号“010111”と一致した
とき同時にこの符号は終結符号であることを示す
符号が信号線39を通して制御回路29に送ら
れ、またメモリ33からこの符号に対応するラン
28がラン・レングス・カウンタ40に読み出さ
れる。そして前と同様に信号線43を通して0信
号が28個フアクシミリ送画機に送られる。 以下に、この発明についてのいくつかの変形例
を述べる。 前記第二終結符号として白ランについて符号化
を行ない、黒ランについては白ランについて作つ
た符号を用いても符号化効率ほとんど劣化しない
ことは、この明細書の記載よりこの分野の技術者
なら容易に理解されよう。 また、符号としてハフマン符号の代りにシヤノ
ン・フアノ符号やフアクシミリでよく用いられて
いるワイル符号等を用いて符号化を行なつても、
符号数を少なくし、しかも符号化効率の高い符号
化を行なうことができる。 [発明の効果] 以上説明したように、本発明によれば、フアク
シミリ情報をラン・レングスに着目して符号化す
る際に、より少ない符号で実現でき、符号を記憶
するためのメモリ容量が大幅に減少すると共に回
路構成が簡単になる利点がある。
第1図a,bはフアクシミリ情報のラン・レン
グスの出現確率分布を示す図、第2図はこの発明
の符号化過程で使用するラン・レングスの出現確
率のマトリツクスを示す図、第3図はこの発明に
よるフアクシミリ符号を示す図であり第3図aは
白の第一終結符号を示す図、第3図bは白の前置
符号を示す図、第3図cは黒の第一終結符号を示
す図、第3図dは黒の前置符号を示す図、第3図
eは第二終結符号を示す図、第4図および第5図
はこの発明の一実施例の符号回路および復号回路
を示す図、第6図は符号回路のメモリのアドレス
構成を示す図、第7図は復号回路のメモリ記憶内
容の構成を示す図である。 1…ラン・レングス・カウンタ、6…制御回
路、9…レジスタ、12…アドレス回路、17…
メモリ、20…符号レジスタ、22…符号長カウ
ンタ、28…レジスタ、29…制御回路、31…
アドレス・カウンタ、33…メモリ、34…一致
回路、40…ラン・レングス・カウンタ。
グスの出現確率分布を示す図、第2図はこの発明
の符号化過程で使用するラン・レングスの出現確
率のマトリツクスを示す図、第3図はこの発明に
よるフアクシミリ符号を示す図であり第3図aは
白の第一終結符号を示す図、第3図bは白の前置
符号を示す図、第3図cは黒の第一終結符号を示
す図、第3図dは黒の前置符号を示す図、第3図
eは第二終結符号を示す図、第4図および第5図
はこの発明の一実施例の符号回路および復号回路
を示す図、第6図は符号回路のメモリのアドレス
構成を示す図、第7図は復号回路のメモリ記憶内
容の構成を示す図である。 1…ラン・レングス・カウンタ、6…制御回
路、9…レジスタ、12…アドレス回路、17…
メモリ、20…符号レジスタ、22…符号長カウ
ンタ、28…レジスタ、29…制御回路、31…
アドレス・カウンタ、33…メモリ、34…一致
回路、40…ラン・レングス・カウンタ。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1 フアクシミリ情報をラン・レングスに着目し
て符号化するに際し、前記ラン・レングスをその
出現確率の変化の少ない領域と変化の大きい領域
とに分割し、前記変化の少ない領域に属するラ
ン・レングスをその長さの順に並べた時に、その
長さの順に所定個数毎に分割してブロツクとし、 このブロツク内のラン・レングスの出現確率の
総和値を各ブロツクについて求め、各ブロツクに
ついての前記総和値及び前記出現確率の変化の大
きい領域のラン・レングスの出現確率に対して第
1の符号を割り当て、 前記各ブツロクのラン・レングスのうち、その
長さの順に並べた時に、同じ順位にある各ブロツ
ク内のラン・レングスの出現確率の総和値を求
め、この総和値に対して、第2の符号を割り当て
ることによつて、前記変化の少ない領域に属する
ラン・レングスを前記第1及び第2の符号によつ
て符号化することを特徴とする符号化方式。 2 第2の符号は、白及び黒のラン・レングスに
対し共通に割り当てられて成ることを特徴とする
特許請求の範囲第1項記載の符号化方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP5623177A JPS53141522A (en) | 1977-05-16 | 1977-05-16 | Coding system for fascimile information or the like |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP5623177A JPS53141522A (en) | 1977-05-16 | 1977-05-16 | Coding system for fascimile information or the like |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS53141522A JPS53141522A (en) | 1978-12-09 |
JPS6235306B2 true JPS6235306B2 (ja) | 1987-07-31 |
Family
ID=13021319
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP5623177A Granted JPS53141522A (en) | 1977-05-16 | 1977-05-16 | Coding system for fascimile information or the like |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS53141522A (ja) |
Citations (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS50105311A (ja) * | 1974-01-25 | 1975-08-20 |
-
1977
- 1977-05-16 JP JP5623177A patent/JPS53141522A/ja active Granted
Patent Citations (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS50105311A (ja) * | 1974-01-25 | 1975-08-20 |
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
JPS53141522A (en) | 1978-12-09 |
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