JPS6298921A - 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］ 本発明は例えばカラー２値画像信号のような複数列の２
値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
信号列を筒中な符号化によって、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の
符号化法、例えばＣＣＩＴＴが勧告する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１１であ
るが、これらの符号化法は、文字等の文河情報には本質
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、
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、疑似中間良画像
は、尤の中間調画像よりも短い「テン長」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ｒａ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線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Ｍ
Ｈ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、ビツトインタリ
ーブ法が知られている。ビツ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、ｍ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ｍ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。

一方、上記白／黒画像に比べるとカラー画像の情報量は
３〜４倍と膨大なものである。従って、この情報を伝送
、又は記憶するには高能率な冗長度抑圧符号化方式が必
要となのは白／黒画像の比ではない、しかし、現在カラ
ー画像情報に対する有効な冗長度抑圧符号化方式が無く
、前述の白／黒画像に対する従来方式を組み合わせたも
の、即ち各色の画像信号に対してビツトインタリーブ、
ＭＨ符号化等を行っているのが実状であり、これではあ
まり高能率化は望めないものであった。

［発明の目的］ 上述のカラー画像信号の問題はカラー画像それのみに留
まらす、とりも直さす複数の系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。

特に例えばカラー画像信号のような、各色について副走
査方向に何等かの相関があるようにして発生する２値信
号列は、冗長度を抑圧できる可能性がある。そこで、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、１つ又は複数系列の２次元２値信号の冗長度を主走
査方向のみならす副走査方向についても、効率よく抑圧
する冗長度抑圧符号化方式を提案するｌｊ５にある。

し問題点を解決するための手段］ 上記問題点を解決する一手段として、２値信号の一例と
してのカラー２値画像データＣ，Ｍ。

Ｙ、に信号の冗長度を抑圧するのに本発明を適用した実
施例の構成を第１図に説明する。第１図に示す実施例は
例えば第２図（ｂ）に示したようなディザマトリックス
で２値化したために、主副円走査方向に周期性（ランの
乱れ）が現われた２価値号から、ビツトインタリーブ処
理で周期性を除去し、更に符号化により冗長度を抑圧す
るためのものである。従って、そのような周期性がなけ
れば、ビツトインタリーブ処理は必要が無い。

然してその構成は、例えば４系列のカラー２４＠画像信
号（Ｃ信号１量信号、Ｙ信号、に信号、ここで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）から冗長度を抑圧した２列の２値信号１３Ｃ
Ｍ及び１３Ｙにを得るために、′に、す、２色（Ｃ，Ｍ
）のペアについての前処理を行う前処理部１７ＣＭと符
号化を行う符号化合成部１８ｃｓとを有する。他のペア
（Ｙ　、　Ｋ）についても同様に前処理部１７ＹＫと符
号化合成部１８Ｙにを有する。

前処理部１７ｃには副走査方向に所定の周期でビツトイ
ンタリーブを行う副走査方向ビツトインタリーブ再構成
部（Ｉｃ、ＩＭ）と、必要に応じて任意的に主走査方向
にビツトインタリーブを行う主走査方向ビツトインタリ
ーブ再構成部（２ｃ　。

２ｓ）及び同じく任意的に変化点抽出を行う変化点抽出
部（３ｃ、３ｓ）とからなる。

符号化合成部１８ＣＭは、前処理部１７ＣＨの出力の中
から特に各色について副走査方向に連続して隣接する２
列、計４つの２値信号（８ｃ　　、９ｃ　　＋８Ｍ　、
９Ｍ）について“０°′から“１”への変化等を検出す
るＯ→１検出部１１ＣＭと、０→１検出部１１ｃｍの検
出結果に基づいて、４つの２値信号（８ｃ　　＋　９ｃ
　　、８ｓ　　、９Ｍ　）の“Ｏ”ランをまとめてラン
レングス符号化するゼロランランレングス符号化部１２
ＣＭと、その“０゛′ランに続く各４つの信号（８ｃ　
　＋　９　ｃ　　＋　８　ｓ　　＋　９　Ｍ　）列につ
いて、所定長（例えば、４ビツト長）の長さをもつ４つ
のブロックを切出して、この切り出された個々のブロッ
クが所定のパターンをもつか否かを判別する判別部１６
ＣＭと、この判別結果におうじて個々のブロックに対応
したフラグを生成するフラグ生成部１０ｃＭと、前記４
つの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１５０Ｍと、前記ランレングス符号とフラグと符
号コードとを合成する合成部Ｌ４ｃｍとからなる。他の
色の信号（Ｙ　、　Ｋ）についても同様である。

１作用」 今、カラー２値画像データＣ，Ｍ、Ｙ、に信号が第２図
（ｂ）に示されたマトリックスにより２値化されたとし
よう。このように２値化された２値画像テータは主／副
両走査方向に第３図（ａ）及び（ｂ）に示したような周
期性をもつ、そこで、副走査ブｊ向ビットインタリーブ
再構成部１Ｇ　、１にが副走査方向の周期性を、主走査
方向ビツトインタリーブ再構成部２Ｃ，２Ｍが主走査方
向の周期性を取除く。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４Ｘ４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ビツト毎のビツトインタリーブにより２
値信号列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。この事は主／副両走査方
向について言える。ここで、副走査方向ビツトインタリ
ーブ＋１）構成部は原画像データの４ライン毎の２列の
２　（（＋画像データ列を同時に信号線４Ｃ。

５ｃ上に出力する。尚、特にディザマトリックスが副走
査方向のみの１次元であれば、主走査方向ビツトインタ
リーブ再構成部２Ｃ，２Ｍは必要ない。

又、更にラン長を長くするのが必要であれば、変化点抽
出部（３ｃ　　、　３ｓ　　、　３ｙ　　、　３Ｋ　）
により、変化点抽出による２　（＋ｆｉ化、例えば、信
号列（６ｃ　　１６Ｍ及び７ｃ、７ｓ）の論理値変化点
を“１パとし、その他の無変化点を“０パとするｚ値化
をすれば、論理値“ｌ“は上記変化点のみとなる。そう
すると、新たな２値信号列（８ｃ　。

８Ｈ及び９Ｃ，９Ｍ）は”　ｏ　”ランのラン長が更に
長くなる。０→１検出部１１ｃＨは２値信号列（８ｃ、
８−及び９Ｃ，９Ｍ）中の変化をとらえて、′０”のみ
を含む４×４のゼロランプロックと“１　”をすくなく
とも１つ含む４つの１×４ブロツクを切出す、ゼロラン
ランレングス符号化部１２ｃＭは４×４のゼロランプロ
ックをまとめてランレングス符号化する。

一方、前処理部１７ＣＭが前処理する事により、特定の
ビットパターン、例えば°“ｏｏｏｏ”。

“１０００”　、”１１００”等が多く発生する事に注
目し、信号列（８ｃ、８に及び９　Ｃ１９Ｍ）中の４つ
のＩＸ４のブロックの個々については、フラグ生成部１
０ＣＭが個々のブロックのパターンが所定のパターンと
一致するか否かを示すフラグを生成し、又ブロック符号
化部１５０Ｍが所定の符号コードに符号化する。合成部
１４ＣＭはこれらのランレングス符号とフラグと符号コ
ードとを合成して、冗長度゛抑圧された圧縮コード１３
ＣＭとじて出力する。

前記所定のパターンと一致するブロックについては、前
記フラグを”１゛′にするのみで符号コードを生成しな
いようにすれば、圧縮が効率的となる。

［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（１７ＣＭ、　１７ｙに）と、符号化合成部（
１８ｃＭ、１８ｙに）との組合せからなり、２値のカラ
ー信号Ｃ，Ｍ、Ｙ、Ｋを処理して、圧縮された画像信号
列１３ＣＭ、　１３Ｙにを得るものである。

先ず、前処理部１７ｃ、はカラー画像信号（Ｃ信号９閘
信号）に前処理を加える。符号化合成部１８０Ｍは前処
理された信号列（８ｃ、９ｃ及び８Ｊ１１９Ｍ）に所定
の符号化を行い、その後１列の信号列１３ｃＨに変換す
る。カラー信号のＹ、Ｋに対しても同様の処理が加えら
れる。以下順次図面に従って説明するものであるが、第
１図にも示されているように、Ｃ信号とＭ信号との組合
せはＹ信号とに信号との組合せに同等である。そこで、
Ｃ信号とＭ信号との組合せで説明を行う。

又、第１図に示した実施例の各構成要素は共通部分を多
くもつので、説明の重複を防ぐために、以下説明する添
付の図面は各１色又は２色に対する回路例簿である。先
ず前処理部１７ｃＭについて説明しよう。

〈ビットインタリーブ再構成部〉 前処理に置けるビットインタリーブの役割りは前述した
ように２値画像信号の周期性をとりのぞく事にある。第
４図（ａ）〜（Ｃ）更に第５図（ａ）〜（Ｃ）、第６図
（ａ）、（ｂ）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２偵化されたＣ信号の一
部を示すものであって、第６図（ａ）に示された副走査
方向ビットインタリブ再構成部ＩＣのメモリ９０に格納
されている。第４図（ａ）では、主走査方向へ４０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票の番号を、副走査
方向にラインの番号を便宜−ヒ付したものである。副走
査方向ビットインタリブ再構成部１ｃのアドレスカウン
タ９１はライン番号を１．５．９・・・と４ラインずつ
飛ばしながらカウントするカウンタであって、同時に２
つのアドレス（＋ｌ’ｉ９３，９４を出力する。このア
ドレス値９３．９４は、４ライン分離れている。

これらのアドレス値に従って読出し回路９２がメモリイ
ンタリブを行いながら、同時にメモリ９０の内容を２つ
（４ｃ、５ｃ）読出して、主走査方向ピットインタリブ
再構成部２Ｃに出力する。読出し回路９２により読出さ
れた２価値号４ｃ　　。

５ｃを順に並べたものを、７５４図（ｂ）に示す。

このようにして、副走査方向の周期性が取り除かれ、ラ
ン長が長くなる。

次に主走査方向ピットインタリブ再構成部２Ｃについて
説明する。第４図（ｂ）の信号（４ｃ　。

５ｃ）は略４ビット周期の周期性をもつ、この信号４Ｃ
，５Ｃに対して４ビツトの主走査方向のインタリーブを
行うと、第４図（ｂ）の１，２゜３．４．・・・の画素
配列が第４図（Ｃ）の如き１゜５．９，１３，１７．・
・・なる配列となり、主走査方向に°白“ラン及び“黒
″ラン長が増加しているのがわかる。ところで、ピット
インタリブを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
ビツ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。このようなビツ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。

主走査方向ビツトインタリーブ再構成部２ｃの回路を第
６図（ｂ）に示す、主走査方向ビツトインタリーブ再構
成部２ｃは、Ｃ信号４Ｃ，５Ｃの並べ換えのために２つ
のラインメモリ４０．４１を用いる。１つのラインメモ
リは２ライン分（信号４ｃ、５ｃ用）の容量があり、２
ライン分同時にアクセスするためにメモリインタリーブ
機能がある。２つ用いるのはＣ信号４Ｃ，５Ｃの入力と
並べ換え動作と並べ換えられた信号列６ｃ、７ｃ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、
書込み川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ｌ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ラインメモリ占込
み信号３７を交互にｌ″゛とする。又セレクタ２７．２
８．３１は、第２ラインメモリ占込み信号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２９．３０．３
２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“０”°であり、セレクタ２７は出力
“Ｏ°′を、セレクタ２９は入力″０″を、セレクタ３
１は出力“Ｏ”を選ぶためにＣ信号４ｃ、５ｃ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〜Ｉ　ＦＦＦとする。０００〜ＦＦＦ
は信号４ｃのため、１０６０〜Ｉ　ＦＦＦは信号５ｃの
ためにある。書込みアドレスカウンタ２５は第５図（ｂ
）の如く、０００からＦＦＦ及び１０００−ＩＦＦＦ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“ｌ”〜“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３５０Ｍである。

この同期クロック３５ＣＭは符号化合成部１８ｃｓで生
成されるもので、符号化合成部１８ＣＭ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（本実施例では、ＭＨコードで“０”である〕を合成
部１４０Ｍが送出し終るまで、副走査方向及び主走査方
向ビツトインタリーブ再構成部ＩＣ，２Ｃの動作を停止
するために用いられる（詳しくは後述する）。

以上述べたようなビツトインタリーブ再構成部がカラー
信号の各色についてビツトインタリーブを行う。ところ
で、第１図をみてもわかるように、Ｃ信号８ｃ、９ｃ＆
Ｍ信号８Ｍ、９Ｍ　とは同時に符号化合成部１８ｃｓで
符号化される。又、後述するように、ゼロラン符号化部
１１ＣＭではＣ信号（８Ｃ，９Ｃ）とＭ信号（８Ｍ　＋
　９８　）をまとめてランレングス符号化する。又、′
ｌ”を含むブロックの符号化は所定の長さ毎に行う、即
ち、Ｃ信号とＹ信号のビツトインタリーブ前処理は同期
しており、従って第６図（Ｌ）　　、　　（ｂ）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。信号Ｙと信号にとの組合せについ
ても同様である。

又更に、上記実施例では主／副両走査方向についてビツ
トインタリーブ処理を行ったが、２価値号の種類、特性
により場合によってはそのようなビツトインタリーブが
必要なければ、ビツトインタリーブ処理を行わずに、直
接符号化処理を行ってもよい。

（変化点抽出〉 上記ビットインタリーブ処理によって“Ｏ”ラン又は“
１　”ランの長さがある程度長くなったならば、変化点
の抽出、つまり“１゛ランを“０°゛ランに変換する五
により“０”ランを長くする事が可能となる。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３ｃの一例は信号６８．７
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２０．２２を用い、変化点を検出
するためＥＸ−０Ｒゲート（排他論理和ゲー））２１．
２３を用いる。４ビツトインタリーブをかけられた２値
信号列６Ｃ，７Ｃ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ｌＪ値Ｄｉｊに２値信号列６Ｃ，７Ｃの各画素を対
応させれば、ＥＸ−ＯＲゲート２１゜２３の出力Ｄｘｉ
ｊ　８Ｃ、９Ｃは Ｄｘｉｊ　＝Ｄｉｊ　　（ラ　Ｄｆ−１＋３である。第
４図（Ｃ）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、ビットインクリーブされた信号列
６Ｃ。

７ｃは°°白白シラン一黒゛°ランのラン長が長い。

このような信号列６Ｃ，７ｃから変化点を抽出した信号
列８Ｃ，９ｆ、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。

（すニ一方、長い“白パラン中の孤立した“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１３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、後述する符号化と犬きく関わる。

以４二、冗長度抑圧符号化のだめの前処理について説明
した。そこで１次に、符号化合成部について、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
号及び各ライン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、２色の信号（
例えば、信号Ｃと信号Ｍ）の隣接するラインの信号をあ
たかも１つの信号として処理するものである。

〈第１の符号化の実施例〉 第９図（ａ）に、Ｃ信号及びＹ信号におけるブロックの
切出し方を示す、又、第９図（ｂ）は同様にＹ信号、Ｋ
信りにおけるブロックの！ＩＴＪ出し方を示す、尚、図
中、（Ｃ１，Ｍｌ）はｌライン目のシアン、マゼンタ、
則ち、信１８　Ｃ１８Ｍを、（Ｃ５，Ｍ５）は５ライン
目のシア乙マゼンタ、則ち信号９Ｃ，９Ｍを表わす、尚
、図中のライン番号とは副走査方向ヒツトインクリーブ
処理する前のライン番号である。又、図中慣例に従い“
０”を“白″°、“１”を“黒”と称して表わす０桁数
を表示し易いからである。

先ず、１ライン目と５ライン目のシアン及びマゼンタ（
Ｃ１，Ｍｌ）、（Ｃ５，Ｍ５）に対しては、４系列の信
号中で同時に“０”のみしか含まないものを白（“ＯＮ
〕ランとして切出す０例えば第９図（ａ、）の最初の“
白３”は白のランが４列縦にあるという意味である。こ
のような白（“０”）ランに対して例えばＭＨ符号化に
よる圧縮を行う。

一方、いずれかの夕１に１つでも“ｌ“が表われると、
そこから４ビツト長で４行４列のブロックを切出す（こ
のような４×４のブロックを便宜上非セロブロックと呼
ぶ）、非ゼロブロックは必すどこかに１つ以上の“１”
を含むものであるが、１利金てが“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″ラン多くなるが、上記のような金色をまとめた
非ゼロブロックの切出しを行うと、１利金てが“０００
０″であるにも関わらず非ブ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、Ｃ信号と
Ｍ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。

非ブロツク内で発生し得るパターンは第８図（ａ）に示
した１６種類のパターンの組合せである。このような１
６種類のパターンに対して便宜上Ｂｏ−ＢＩ５の記号名
称を付け、第９図（ａ）。

（ｂ）に付して示す０例えば、最初の非ゼロブロックは
、（Ｂｏ　　、Ｂ＋　　、Ｂ８　　、Ｂ９　）と表わせ
る。ところで、第９図（ａ）は“０”ランでないブロッ
クから始まっている。このような場合、非ゼロであるブ
ロックの前に強制的に１つの“白θ″　（ＭＨ符号では
“００１１０１０１″）を挿入する。又、非ゼロのブロ
ックが連続するような場合も同様にする。第９図（ａ）
の例では１番目と２番目の非ゼロブロックの間である。

′０”ランと非ゼロブロックが必ず交互に発生するよう
にするためである。

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
一部とするブロック切出しをしたから、“００００″の
パターンも多い。

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“ｏｏｏ、ｏ”、′１０００°゛及び“１１００
°°の３種類のパターンが多く発生する。第８図（ａ）
の圧縮の実施例では、２ビツトの符号（圧縮符号コード
）“００”をＢＯ＝“ｏ　ｏ　ｏ　ｏ”に、”Ｏｆ”を
Ｂ３　＝″′１１００′”に割当てるというものである
。このようにして高圧縮化を達成する。又、第８図（ａ
）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。しかし、圧縮コ
ード“１０″はＢＯ，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。

一方、”ｏ　ｏ　ｏ　ｏ”、“１１００”、′１ｏ０Ｏ
”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、”ｏｏｏ”、′００１″、０１０”、“０１１″
の４種類の圧縮符号コードが可能となる。このような場
合、個々の圧縮では２ビツトの例よりも圧１１ｔｉｉ率
が悪化するが、全体の圧縮率は更に向上する。第１Ｏ図
（ａ）。

（ｂ）はＬ記の規約に従って、第９図（ａ）。

（ｂ）の各信号の圧縮パターンを表した図である。第１
Ｏ図（ａ）、（ｂ）中、ＭＨとはＭＨ符号化を表す、第
１０図（ａ）、（ｂ）をみれば単なるＭＨ符号化よりも
はるかに圧縮率が向−トしているのがわかる。

第１１図（＆）はかかる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。又検出回路５０は、第１１図（ｂ）にその詳
細図を示すように４つの信号列８ｃ　　、９ｃ　　、８
ｐ　　、９１．Ｉの変化（“０→″０″、°°０″→“
１″、′１″→“ｏ”、”ｔ”→“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１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、ＲＬカウンタ５１は、信号列（
８ｃ　　、　９ｃ　　、　８Ｎ　　、　９Ｍ　）全てが
“Ｏｎである１川はカウントし続け、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
（８（：　　、９ｃ　　、８Ｍ　　、９Ｎ）のいずれか
が“０”から“ｌ”に変化すれば、その時のカウント（
Ｒ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（８ｃ　　、９ｃ　　、８８　　。

９鰐）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（、Ｌ）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（８Ｃ，９Ｃ，８Ｍ、９ｓ　）の“
Ｏｎ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ＲＯＭ６１．６４，６７．７０の出力
を夫々ラッチ６２，６５．６８．７１にラッチする０合
成器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符号は口
ｒ変長であるからこのような合成器が必要どなる。シフ
トレジスタ７５はパラＩ／ルーシリアル変換を行う。

ＡＮＤゲート６０は非ゼロブ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Ｍ
Ｈコードを挿入するためにある。ＡＮＤケート５９は１
一つの非ゼロブロックに続いて、“０”ランが入力せず
に直ちにｌ”の信号か入力したとき（信号列（８ｃ　　
、９ｃ　　。

８Ｎ、９Ｍ）のいずれかが“ｌ”であり、かつ信号７２
が°′ｌ”）に、白“０″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）５９，６０の
いずれかが開くと、セｌ／クタ５２に“０”を出力する
。こうして、白ＭＨ符す化ＲＯＭ５３は０″に対応する
Ｍ　Ｈコード−”００１１０１０１“を出力し、白“Ｏ
”が強制的に挿入される。尚、クロックコントロール５
７は前述の１ミ／副両走査方向ビツトインタリーブ＋１
＋構成部１．Ｃ，２Ｃの同期クロック３５ＣＪ１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００１１０１０１″がシフトレジスタ７５から出力
され経るまで、同期クロック３５ＣＭの発生を１１−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Ｃ信号及びＭ信号から圧ｌｉｔ率の高い
圧縮データ１３ｃ、が得られる。

尚、第１１図（ａ）の回路ではＭＨ符号化法が用いられ
たが、］次元符は化として、例えばＷｙ１ｅ符吟笠でも
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。

次に、符号化処理の他の実施例について説明する。

〈第２の符号化の実施例） 前述の実施例は、第８図（ａ）に示した圧縮規約に基す
き、ブロック中に多数発生する“００００”、１１００
″を夫々コード“００′″、′Ｏ１”に圧縮するもので
あった０本実施例は、この“ｏｏｏｏ”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、非ゼロブロ
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列のブ
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“００００″　（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″”ｏ　ｏ　ｏ　ｏ”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−し、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。又、非ゼロパターンに対応す
るコードは第８図（ｂ）の如く行う、第１３図（ａ）は
圧縮後のフォーマットを示す、信号８Ｃに対応する符号
コードを＃ｌコード、信号８Ｍに対する符号コードを＃
２コード、信号９Ｃのそれを＃３コード、信号９Ｍ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、＃３Ｆ、＃４Ｆとする。

４行４列のブロックはいかなる組合せでも、必ずゼロパ
ターンと非ゼロパターンとの組合せであるから、そのフ
ラグの組合せは“１ｏｏｏ”。

°″０１００”、”００１０’　、”０００１”　。

”１１００’　、”１００１”　、”１０１０”。

”　０１０１″、”００１１″、“０１１０″。

”　１１１０″、”１１０１”　、”１０１１″。

“０１１１″”、”１１１１″の１８通りである。

第１３図（ｂ）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ビツトである一例を示す。

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、復号化時に同期すれが生ずる
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
フラグに統／　＃　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８図（ｂ）をみてもわかるように、Ｂ１−Ｂ
＋５に対応する符号コードは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ｌ覧は全
くない。

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（ａ）、
（ｂ）のようになる０図中の例えばＢ　６　／　Ｂ　１
　／　Ｂ　ｅ　／　Ｂ　９　はフラグ部が″′０１１１
″、ｓｌコードは無く、＃２コードは“００”、＃３コ
ードが“１０００１”、＃３コードが“１１００１″で
ある。

さてこのような符号化を行う回路の一例を第１１図に示
す、即ち、前述の第１の実施例（第１１図（ａ）及び（
ｂ〕）と基本的構成を同等にし、ブロック符号化ＲＯＭ
６１．６４，６７．７０を第１２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器７４に入力され、合成
するときの情報となる。即ち、合成器７４では’ｏｏｏ
ｏ”を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。

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。

又、２個のカラー信号Ｃ，Ｍ、Ｙ、には周知のように不
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ビツトインタリーブ処理
、特に副走査方向のビツ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つたものであっても
、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
。

（？）：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、”　ｔ　”のラン調
が短く、”　ｏ　”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。結果的には文占画像を
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。

（ミ）：副走査方向にｌＩＡ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（り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
の短いコートに符号化して、合成する。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。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”ｏｏｏｏ°’、”
１０ｏｏ”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πができると共に、２列以上の信号を一本化できる。

■二更に’ｏ　ｏ　ｏ　ｏｏｏ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。

尚１画像信号が周期性を持たす、従ってランの乱れが無
い場合は、ビツ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］ 以上説明したように本発明によると、１つ又は２系列以
上の２次元２値信号列に対して、“°０′′ランに対し
ては副走査方向にまとめてランレングス符号化を行い、
“°０°゛ラン以外の信号ブロックに対しては所定の符
号コード及びフラグに変換して圧縮する事により、冗長
度を主走査方向のみならず副走査方向についても効率よ
く抑圧することができる。

【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（ａ）、（ｂ）は従来例
における中間調処理によるピット分散度が高くなる様子
を説明す６　７　゛　　　　　　　　　、（ｂ）第４図
（ａ）へは副走査方向のビツトインタリーブ処理の動作
を説明する図。 第４図（Ｃ）は主走査方向のビツトインタリーブ処理の
動作を説明する図、 第５図（ａ）〜（Ｃ）は主走査方向のビツトインタリー
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（ａ）は、副走査方向ビツトインタリーブ再構成
部の回路説明図、 第６図（ｂ）は主走査方向ビツトインタリーブ再構成部
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）は本発明に係るｌ実施例の符号化の符号コ
ードの一例を説明する図、 第８図（ｂ）は符号化の他の実施例における符号コード
の一例を説明する図、 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３０図（Ｌ）　、　（ｂ）及び第１４図（ａ）。 （ｂ）は夫々の符号化実施例における符号化後の一例を
表す図。 第１１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１２図は他の実施例における符号化に供されるＲＯＭ
の構成図、 第１３図（ａ）、（ｂ）は他の実施例の符号化法の原理
を説明する図。 図中、 ｌｃ　　、ＩＮ　　、ｌｙ　　、１Ｋ・・・副走査方向
ビツトインタリーブ再構成部、２ｃ　　、２ｓ　　、２
Ｙ　　、２Ｋ・・・主走査方向ピットインタリニブ再構
成部、３ｃ　　。 ３Ｍ　　＋　３ｖ　　、　３ｙ、　・”変化点抽出部、
４Ｃ＋　６Ｃ＋８ｃ・・・Ｃ信号のラインｌに対する２
値画像データ、５Ｃ，７Ｃ，９Ｃ・・・Ｃ信号のライン
２に対する２　４ｆＵ画像データ、ＩＯＣＭ、ＩＯＹに
・・・フラグ生成部、　　１１　ＣＭ　、　１１’ｙｘ
・・・Ｏ→１検出部、１２ｃＭ、１２Ｙに・・・ゼロラ
ンランレングス符号化部、１２ｃ＋。 １２Ｙに・・・合成部、１３Ｃｓ＋　１３ＹＫ・・・冗
長度抑圧された２価値号、１００Ｍ、１４Ｙに・・・合
成部、１００Ｍ、１５Ｙに・・・ブロック符号化部、１
６ＣＭ、　１６ＹＫ・・・判別部、ｌ　７ＣＭ　、　Ｌ
　７ｙに＝前処理部、１８ｃｓ、１８Ｙに・・・符号化
合成部である。 第２図（０） し 第２図（ｂ） 第３図（ａ） 第３図（ｂ） １疑イ以中間も１曲回動詞　　　　　　　　１え責乃向
第５図（ｃ） 第６　Ｆ！Ａ（Ｇ） １ｍ１１図（ｂ） Ｑ 第１２図 第８図ＣＧ） ｃｃｍ−一一巳０−−−００ 匡口］コー−−Ｂｌ　−−−１１０００ロコココ−８２
−＝１０１００ ［Ｅココー−−８３−一−０１ ０］］コー−−８４−−−１００１０ ■コ刀コー−−８５−？−１１０１０ 口ｍコー　８６−−−１０１１０ 田コエコー　８７−−−１１１１０ 第８図（ｂ） バターシ　　名称　　　箱　号 □−ＢＯ−りし 匹ロココ−Ｂｌ−−−−００ 口ｌココ−８２−−−−１０１００ 匡■ココ−８３−−−−０１

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. （１）ｍ個の系列の第１の２次元２値信号から、副走査
   方向に隣接するｎ列の第２の２次元２値信号を各系列毎
   に取り出して同時に出力する前処理部と、該前処理部の
   出力であるｍ×ｎ列の第２の２次元２値信号の中から、
   ｍ×ｎ列にまたがり“０”信号のみを含む“０”ランブ
   ロックと、前記ｍ×ｎ列の各列毎に前記“０”ランブロ
   ックに続き同一かつ所定の長さを持つｍ×ｎ個のブロッ
   クとを切出すブロック切出部と、前記“０”ランブロッ
   クに対してランレングス符号化によりランレングス符号
   に変換するランレングス符号化部と、前記ｍ×ｎ個のブ
   ロックが所定のパターンであるかを判別する判別部と、
   前記ｍ×ｎ個の個々のブロックについて、前記判別結果
   に対応したフラグを生成する判別フラグ生成部及び前記
   判別結果に対応した所定の符号化を行うブロック符号化
   部と、前記ランレングス符号と前記フラグと前記所定の
   符号コードとを合成して１次元の２値信号列を出力する
   合成部とを有する冗長度抑圧符号化方式。
2. （２）ブロック符号化部は、ｍ×ｎ個の個々のブロック
   が所定のパターンと一致するときは、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１項に記載の冗
   長度抑圧符号化方式。
3. （３）前処理部は、ｍ個の系列の第１の２次元２値信号
   を、各系列毎に主走査方向、又は副走査方向、又は主／
   副両走査方向について所定の周期のビツトインタリーブ
   にて並べ換えてｍ×ｎ列の第２の２次元２値信号を出力
   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）前処理部は、２値信号を該２値信号の論理値の変
   化及び非変化を新たな２値とする２値信号列に変換する
   変化点抽出部を更に備え、ビツトインタリーブ処理した
   ２値信号を前記変化点抽出部に入力して、第２の２次元
   ２値信号を出力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。
5. （５）ｍ個の系列の第１の２次元２値信号はカラー画像
   信号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。
6. （６）第１の２次元２値信号は画像信号を閾値マトリツ
   クスで２値化したカラー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４項に記載の冗長度抑圧符号化
   方式。