JPS6235306B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

［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

【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，…，ｑ_64×i，…，q₁₀₂₄に対して、ハフマン
符号化を施し、H₁，H₂，H₃，…，H₆₄，h₆₄，
h₁₂₈，…，ｈ_64×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，…，ｈ_64×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ｒ_W0，ｒ_W1，ｒ_W2，…，ｒ_W63
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ｒ_B0，ｒ_B1，ｒ_B2，…，ｒ_B63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。

【図面の簡単な説明】

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。

Claims (1)

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。