JPS6282723A

JPS6282723A - 画像符号化方法

Info

Publication number: JPS6282723A
Application number: JP22177385A
Authority: JP
Inventors: Masafumi Wataya; 雅文綿谷
Original assignee: Canon Inc
Current assignee: Canon Inc
Priority date: 1985-10-07
Filing date: 1985-10-07
Publication date: 1987-04-16
Anticipated expiration: 2010-09-27
Also published as: JPH0789618B2

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値化された画像信号の如き２値信号の
冗長度を抑圧する冗長度抑圧符号化方式％式％［従来の技術］ｚ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１画像通信、特にファクシミリ通信の分野での
符号化法、例えばＣＣＩＴＴが勧告するＭＨ（モディフ
ァイド・人フマン）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本質的
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１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
″）は分散する喜になる。即ち、疑似中間調画像は１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（Ｌ）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、ビットインタリ
ーブ法が知られている。ビ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
系列のピ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。

［発明の目的］本発明は上述従来例の欠点に鑑みなされたものでその目
的は、高い効率で２値信号の冗長度を抑圧する冗長度抑
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、−例として２値画像デー
タの冗長度を抑圧するのに適用されたところの第１図に
示す冗長度抑圧符号化方式の１つの実施例の構成は、２
値信号列１３中の“°０パラン及び該“０′°ランに続
＜　”　１　”を検出する信号検出部１４と、“Ｏパラ
ンに対してはランレングス符号化により冗長度を抑圧す
るランレングス符号化部９と、信号検出部１４が前記“
０゛′ランの次に１”を検出すると、該“１”から始ま
る所定の長さのブロックを切出し、切出されたブロック
を所定の符号コードに変換するブロック符号化部１０と
、上記２つの符号化部９，１０により符号化された２値
信号列を合成して２値信号列１２を出力する合成部１１
とを有する。

又他の実施例の構成は同じく第１図に示すように、２値
画像データ４を所定の周期のビットインタリーブにて並
べ換えて２値信号列５とし、更にその２値信号列５を、
２値信号列５の論理値の変化及び非変化を新たなｚ値と
する２値信号列１３に変換する前処理部１と、この２値
信号列１３中の“Ｏパラン及び該“０′ランの次の“１
”を検出する信号検出部１４と、“０”ランに対しては
ランレングス符号化により冗長度を抑圧するランレング
ス符号化部９と、前記°“Ｏパランの次に“１″を検出
すると、この“１”から始まる所定の長さのブロックを
切出し、この切出されたブロックを所定の符号コードに
変換するブロック符号化部１０と、上記２つの符号化部
９．１０により符号化された２値信号列を合成して２値
信号列１２を出力する合成部１１とを有する。

［作用］上記の第１図の第１の実施例の構成によると、Ｏ”ラン
についてはランレングス符号化により高能率に圧縮され
る。又、２値信号列１３の信号源の種類（例えば、画像
データであれば原画像の種類）によっては、ブロックが
特定のパターンを多く含む場合がある。このような特定
パターンに対して、例えばブロック長より短い符号長の
符号コードを割当てるような符号化をブロック符号化部
１０で行えば、“１”を含む信号列に対しても高能率に
圧縮できる。

更に第１図の第２の実施例の構成によると、ｚ値画像デ
ータ４が例えば第３図（ｂ）の示した如き中間調画像を
ディザ法で面積変調したものであれば、先ずビットイン
タリーブ再構成部３により、白又は黒の偏りの大きな２
値信号列５が得られる。その理由は、ディザマトリクス
が例えば第２図（ｂ）のような４×４であれば、ディザ
処理後の画像データには第３図（ｂ）のような周期性が
含まれるので、４ビツト毎のピットインタリ−ブにより
２値信号列５には白又は黒が偏在し、白ラン長、及び黒
ラン長が長くなるなるからである。更に変化点抽出部６
により、変化点抽出による２値化、例えば、信号列５の
論理値変化点を“１”とし、その他の無変化点を“Ｏ”
とする２値化をすれば、論理値“１”は上記変化点のみ
となる。そうすると、新たな２偏性号列１３には“Ｏｎ
ランのラン長が更に長くなり、ランレングス符号化部２
９による符号化が効率的となる。

又、特定のピットパターン例えば“１０００″。

“１１００″等が多く発生するので、このような特定パ
ターンに対して、例えばブロック長より短い符号長の符
号コードを割当てるような符号化をブロー２り符号化部
１０で行えば、′１”を含む信号列に対しても高能率に
圧縮できる。

［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。実施例は前述の如く、前処理部１と、
符号化部２どの組合せからなる。

前処理部１はビットインタリーブ再構成部３と、変化点
抽出部６からなる。又符号化部２は後述する符号化法の
違いによりその内部構成を異にする（第９図と第１１図
）、先ず前処理部１について説明しよう。

（ビットインタリーブ再構成部）第４図（ＩＬ）及び（ｂ）更に第５図（ａ）〜（Ｃ）、
第６図を用いて、ビ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ｚ値化された原画像データ４であ
って、主走査方向へ４００画素副走査方向へ４画素分の
大きさを持つものを示す０図に付された番号は主走査方
向には画素の番号を、副走査方向にラインの番号を便宜
上付したものである。この画像データ４は４ビツト周期
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。この画
像データ４に対して４ビツトのインタリーブを行うと、
第４図（＆）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グはディザマトリックスと同一
の長さで行った。このようなビ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。

さてこのようなビットインタリーブを行う回路を第６図
に示す、第６図のビットインタリーブ再構成部３は、ｚ
値画像データ４の並べ換えるために２つのラインメモリ
４０．４１を用いる。２つ用いるのは２値画像データ４
の入力と並べ換え動作と並べ換えられた信号列５を読み
出す動作とを同時に行うためである０則ち、１つのライ
ンメモリに入力（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２５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
，２８，２９，３０，３１．３２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４
２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“θ″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値画像データ４が第１ラ
インメモリ４０に書き込まれ、−万読み出しアドレスカ
ウンタ２６の出力はセレクタ２８及びセレクタ３０によ
り第２ラインメモリ４１に入力し、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０００〜ＦＦＦとする。書込みアドレスカウ
ンタ２５は第５図（ｂ）の如く、０００ψ）ら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である。この
同期クロック３５は符号化部２で生成されるもので、符
号化部２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、その強制挿入コードを合成部１０が送出し終るま
で、ビットインタリーブ再構成部３の動作を停止するた
めに用いられる（詳しくは後述する）。

く変化点抽出）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
６の一例は主走査方向に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２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）２１を用
いる。

４ビツトインタリーブをかけた信号列５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Ｄｉｊに画素を対応させ
れば、Ｄｘｉｊ　＝Ｄｉｊ　　■　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、“
Ｏ″ランこのような“０°゛ランを°“白”ランという
こともある）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。

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、符号化部２について、実施例を２つ
説明する。その２つとは、第８図（ａ）、（ｂ）及び第
１１図に示されたところの、各“１″ランと“Ｏ”ラン
毎に１次元符号化によるランレングス符号化処理を行う
実施例と、第１Ｏ図（ａ）〜（Ｃ）及び第９図に示され
たブロック切出しを行ってランレングス符号化を行う実
施例である。

〈ランレングス符号化）・・・１次元符号化による実施
例第８図（ａ）に、第７図（Ｌ）の変化点抽出された信号
列１３における。′０′ランとｌ”ランとの注目のし方
を示す、尚、図中慣例に従い“０°゛を“白パ、“ｌ　
”を“黒″と称して表わす０桁数を表示し易いからであ
る。このようなランを例えばＭＨ符号化によって符号化
すると、第８図（ｂ）の如くなる。第８図（ａ）の第２
ラインは“黒”から始まっている。ＭＨ符号化法におい
ては、“白”ランから始める事としている。

従って、このような場合“黒”の前に強制的に１つの“
白”を挿入する。

第９図はかかるランレングス符号化のための回路の一例
である０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“Ｏ”　
（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、ＲＬカウンタ７２．′黒”ＭＨ符号化
ＲＯＭ７３等が“１”　（“黒″）ランを符号化して、
ラッチ−６１に符号コードをラッチする。振り分は回路
７１は信号列１３の変化（“Ｏ″→“０”、′Ｏ”→“
１”　ｍ　１　ｎ→“０”、′１”→“ｌ”）を検…す
る。ＲＬカウンタ５１，７２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“ｌ”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、例えばＲＬカウ
ンタ５１は、信号列１３が“Ｏ”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１３が“Ｏ”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ラッチ５
４にラッチされ、同時にカウンタ５１はクリアされる０
合成器６２は、“白′”符号コードと黒符号コードを合
成してシフトレジスタ６３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器が必要
となる。シフトレジスタ６３はパラレル−シリアル変換
を行う。

白“Ｏ”挿入部５５は、前述したように、各ラインの先
頭（ＢＤ信号３８が“１”）が“１″（黒）のときに１
つの“白”を挿入するためである。このために、ＡＮＤ
ゲート７０が開くと、白“０”挿入部５５はセレクタ５
２に“Ｏ”を出力する。こうして、自ＭＨ符号化ＲＯＭ
５３は“０′′に対するＭＨコード＝“００１１０１０
１”を出力する。こうして、白“Ｏ”が強制的に挿入さ
れる。尚、クロックコントロール５８は前述のビットイ
ンタリーブ部の同期クロック３５を生成する回路である
が、上記強制挿入のタイミンクニ、この゛”００１１０
１０１”がシフトレジスタ６３から出力され終るまで、
同期クロック３５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６３からの出力の同期
取りのためである。こうして、第４図（ａ）の原画像デ
ータ４から、圧縮率の高い圧縮データ１２が得られる。

尚、第９図の回路ではＭＨ符号化法が用いられたが、１
次元符号化として１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又はＹ、Ｍ、Ｃ，Ｈ
の夫々に適用可能である。

次に、符号化処理の他の実施例について説明する。

〈ランレングス符号化）・・・ブロック切り出しによる
実施例本実施例のブロック切出しの手法は次のような事実に基
づく０則ち、信号列５は゛°白°゛ランと“黒゛′ラン
のラン長が長い、このような信号列５から変化点を抽出
した信号列１３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（則ち、“１０００”となる）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“黒パ。

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１３には“１０００”と“１
１００”が多く発生する事がわかる。

この事は第７図（ａ）をみれば自のずと明らかである。

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。

本実施例では、この所定の符号化を“０”テン中に“１
”が発生すると、その“ｌ”から所定の長さのブロック
を切出して、例えば第１０図（ｂ）の例では４ビツト長
のブロックを切出して、前述の“１０００”　、”１１
００”に対してそれぞれ、２ビツトの符号“００″、“
０１″を割当てるというものである。一方、“０”ラン
に対してはＭＨ符号化を行う事とする。

第１０図（ａ）はそのブロック切出しの概念を説明する
図である。切出し方法は、“Ｏ”ランから新たに“１”
が発生すると、そこから４ビツトのブロックを切出すと
いうものである。従って、その４ビツトパターンは第１
０図（ｂ）の１６通りしかない。そこで、第１０図（ｂ
）の如く、各ブロックパターンに対して、名称（Ｂ、１
　・・・Ｂ１６）及び割付は符号を割当てる。ここで、
“Ｏｏ”ランと上記のブロックが交互に並ぶようにする
ために、ブロックの次にすぐブロックが発生するような
場合（第１ラインの１１番目と１５番目の間、及び第４
ラインの３４番目と３８番目の画素の間）は、強制的に
１つの“０“を挿入する。この“ｏ　”はＭＨ符号化さ
れると００１１０１０１”となる、更に各ラインの先頭
がブロックで始まる場合（第２ライン）も、同様に１つ
の“０″を挿入する。第１０図ＣＣ，）は第１０図（ａ
）の信号列を第１０図（ｂ）の規則の基づいて符号化し
た場合を示す、尚、前述の実施例と同様に第１０図（Ｃ
）中、慣例にならい“Ｏ”を°“白′°と称して示す。

第１１図にこのような実施例の回路構成図を示す０図中
、第９図に示された実施例の構成要素と実質的に同一で
あるものには同一番号を付す、主な相違点は４ビツトの
ブロック切出し及びブロックの符号化の為の回路である
。４ビツトシフトレジスタ５９は信号列１３を４ビツト
長保持する。

４ビツトシフトレジスタ５９の出力をブロック符号化Ｒ
ＯＭ６０は第１０図（ｂ）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５６は検出器５０が、
信号列１３の“Ｏ”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６５を付勢する。こ
のタイミングにブロック符号化ＲＯＭ６０の出力をラッ
チ６１にラッチする。

ＡＮＤゲート５７は１つのブロックに続いて、“Ｏ゛′
′ラン力せずに直ちに°“１′′の信号が入力したとき
（信号列１３が“１パであり、かつ信号６４が°”　１
　”　）に、１つの°゛白”を挿入するためにある。白
“０″挿入部５５、クロックコントロール部５８、ゲー
ト７０の役割等は第９図の場合と同様である。こうして
、所定のパターンが発生するとブロック切り出しにより
符号化を行うので、高圧縮化か達成できる。

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１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、“Ｏ”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。又第９図の実施例と同様
、カラー画像にも適用できれば、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。

〈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値画像データにビットインタリーブ処理を施すの
で、白テ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、”ｌ”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。

■：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、このパ
ターンを短いビット長のコードに符号化する。又、“Ｏ
“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０則ち、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°’１０・・・”
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。

［発明の効果］以上説明したように本発明によると、高能率の冗長度抑
圧符号化方式が得られる。

本発明の他の構成によると、ビットインタリーブによる
並べ換えと、変化点の抽出により“ＯＩＩラン長を長く
し、更に“Ｉｎを含むブロックを所定の符号コードに変
換する事により、更に高能率の冗長度抑圧符号化方式が
得られる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明に係る実施例の原理構成図、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（＆）、（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）、（ｂ）はビットインタリーブの原理を説
明する図、第５図（ａ）〜（Ｃ）はビットインタリーブのアドレス
生成の原理を説明する図、第６図はどットインタリーグ再構成部の回路図、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（ａ）、（ｂ）は本発明に係るｌ実施例の符号化
法の原理を説明する図。第９図は第８図（ａ）、（ｂ）に示された動作　゛を実
現する実施例の回路図、第１０図（ａ）〜（ｃ）は本発明に係るｌ実施例の符号
化法の原理を説明する図。第１１図は第１０図（ａ）〜（Ｃ）に示された動作を実
現する実施例の回路図である。図中、ｌ・・・前処理部、２・・・符号化部、３・・・ビット
インタリーブ再構成部、４・・・２値画像データ、５・
・・ビットインタリーブされた信号列、６・・・変化点
抽出部、７・・・“Ｏ”ラン″１”ラン振り分は部、９
・・・ランレングス符号化部、１０・・・ブロック符号
化部、１１・・・合成部、１２・・・冗長度抑圧された
２価値号、１４・・・信号検出部である。第２図第３図我酊外甲聞謔廚１ｆｌｆ叛謁　　　　　　坊即第５１ｐｏｏ　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　やぶＮ１ヒアド′に７カウニ７（Ｑ）（ｂ）１既り偵Ｌ７ト°しＺでウシタｔｇＪｇ　　　　　２１！Ｊｇ　　　　　’−砺σｐ、
θ　　　　　　　ａｏ９　　　　　　　１０Ａ　　　　
　　　　σ１８ＯＯＣθ０ｏ　　　　　　　　　０１７
Ｅ　　　　　　　　　ｏｏＩ−（Ｃ）

Claims

【特許請求の範囲】

（１）２値信号列中の“０”ラン及び該“０”ランに続
く“１”を検出する信号検出部と、“０”ランに対して
はランレングス符号化により冗長度を抑圧するランレン
グス符号化部と、前記“０”ランの次に“１”を検出す
ると、該“１”から始まる所定の長さのブロックを切出
すブロック切出し部と、切出されたブロックを所定の符
号コードに変換するブロック符号化部とを有する冗長度
抑圧符号化方式。
（２）ブロック符号化部における符号コードの長さは、
少なくとも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１項に記載の冗長
度抑圧符号化方式。
（３）第１の２値信号列を所定の周期のビットインタリ
ーブにて並べ換えて第２の２値信号列とし、更に第２の
２値信号列を、該第２の２値信号列の論理値の変化及び
非変化を新たな２値とする第３の２値信号列に変換する
前処理部と、該第３の２値信号列中の“０”ラン及び該
“０”ランに続く“１”を検出する信号検出部と、“０
”ランに対してはランレングス符号化により冗長度を抑
圧するランレングス符号化部と、前記“０”ランの次に
“１”を検出すると、該“１”から始まる所定の長さの
ブロックを切出すブロック切出し部と、切出されたブロ
ックを所定の符号コードに変換するブロック符号化部と
を有する冗長度抑圧符号化方式。
（４）第１の２値信号列は画像信号を閾値マトリックス
で２値化した２値画像信号列である事を特徴とする特許
請求の範囲第３項に記載の冗長度抑圧符号化方式。
（５）論理値の変化を、第２の２値信号列の隣接する２
つの２値信号の排他論理和により検出する事を特徴とす
る特許請求の範囲第３項に記載の冗長度抑圧符号化方式
。