JPS6315535A - 冗長度抑圧符号化方式 - 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４値デイザ化された画像信号の如き多値
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］ 上記のような従来の冗長度抑圧符号化方式においては、
元の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、及び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。

ところで、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、及しＭＲ（モディファイド
ＲＥＡＤ）符号化、Ｍ　Ｍ　Ｒ（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、このような画像
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二値画像については
、例えばディザ法等により二値化、更には多値化した疑
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、元の中間調画像よりも短い「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）〜（ｃ）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２図（Ｃ）は４値デイザの場合のドツト（画素）とデ
ータ（２ビツト）の対応を示している。

４値デイザの場合、第２図（Ｃ）に示した如く、取り得
る４つの値を上位、下位ビットの２ビツトで表わす。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
間調画像が人力すると、第３図（ｂ）に示されたような
部数的な分布をもつ疑似中間調画像データが得られる。

このように°°０”１”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。

［発明が解決しようとする問題点］ 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、高い効率で二進信号列からなる多値侶号の冗長度
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コ 上記問題点を解決するための本発明の構成は、多値信号
列を前処理して符号化を行う冗長度抑圧符号化方式にお
ける前記前処理に特徴があり、該前処理は、前記多値信
号列を構成する複数の二進信号列を各列毎に所定の周期
のビットインタリーブにて並べ換え、該並び変えられた
二進信号列を、該並び変えられた二進信号列の論理値の
変化及び非変化を新たな論理値とする二進信号列に各列
毎に変換して出力するような構成を取る。

［作用］ 上記構成の冗長度抑圧符号化方式は、各ビット列につい
て、ビットインタリーブによる並べ換えと該並べ換えら
れた各構成ビット列中のビット分１１ｋが偏在化して符
号化効率が上がる。

［実施例コ 以下添付図面を参照しながら本発明に係る実施例を詳細
に説明する。本発明を適用した実施例は符号化を行う前
段階である前処理に特徴がある実施例と、符号化の手法
に特徴がある実施例と、前記前処理及符号化を組合せた
点に特徴がある実施例等である。

〈前処理の概略〉 第１図（ａ）に本実施例に共通の前処理に係る構成図を
示す。同図に示す実施例の冗長度抑圧符号化方式におけ
る符号化は、４値（１画素が上位、下位の２ビツトから
なる）画像データを前処理し、例えばＭＨ符号化を行う
ランレングス符号化を行う。その前処理部１の構成は、
４値画像データ（上位画像データ４ａ、下位画像データ
４ｂからなる）を所定の周期のビットインタリーブにて
並べ換えるビットインターリーブ再構成部３と、更にこ
の並べ換えられた上位及び下位画像データの夫々につい
て、その論理値の変化及び非変化を新たな論理値とする
４値信号列（１３ａ、１３ｂからなる）に変換するため
の変化点抽出部６とからなる。

このような構成によると、人力の４　（ａ画像データ４
ａ、４ｂが例えば第３図（ｂ）に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つの二進信号列５ａ。

５ｂ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、主走査方向の４ビツト毎のピットインタリープ
により二進１３号列５ａ、５ｂ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、変化点抽出にょる二値化、
例えば、信号列５ａ、５ｂの論理値変化点を“１”とし
、その他の無変化点を“０”とする二値化をすれば、論
理値”１”は上記変化点のみとなる。そうすると、“Ｏ
”ランが更に増えるので、ランレングス符号化部２によ
るランレングス符号化が効率的となり、高いデータ圧縮
率が得られる。

ランレングス符号化部２では例えば、二進信号列１３ａ
、１３ｂを信号検出部７により°“ｏ　”ランど“１”
ランとに振り分け、夫々をランレングス符号化部８，９
によりランレングス符号化する。

く符号化部の概略〉 本発明の符号化法に係る他の実施例の概略を第１図（ｂ
）を参照して説明する。第１図（ｂ）の符号化法につい
ても、多値信号の例として上位ビットと下位ビットから
なる四価信号列を用いる。

符号化部１００についてはその構成は、２つの二値信号
列１３ａ、１３ｂ中の”Ｏ”ラン及び該“０”ランに続
く“１”を検出する信号検出部７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１４と、信号検出部７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１５と、上記２つの符号化部
１４．１５により符号化された四価信号列１２を合成し
て出力する合成部１０とを有する。

第１図（ｂ）に示した実施例の構成によると、“０”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つの二値信号列１３ａ、１３ｂ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１５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。

以上、本発明にかかる実施例の概略を説明したが、以下
にそれらの詳細について説明する。先ず前処理部の構成
要素について説明する。

〈ビットインタリーブ再構成部〉 第４図Ｃａ）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二値化された多値の原画像データ中
の上位ビット列４ａ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。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４ａ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。もちろん
、下位ビットの画像データに対しても、上記上位ビット
に対して行ったのと同じビットインクリーブを行う。尚
、ビットインタリーブを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、上
位ビット列４ａ及び下位ビット列４ｂを同時に並べ換え
るために２つのラインメモリ４０，４１を用いる。２つ
用いるのは画像データ４ａ、４ｂの人力と並べ換え動作
と、並べ換えられた信号列５ａ、５ｂを読み出す動作と
を同時に行うためである。則ち、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２７，２８，２
９，３０．３１．３２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の論理値に応じて人力を選択するも
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”のとぎは、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“Ｏ”を、セレクタ３１は出力°
°０°゛を選ぶためにｉｉ！ｌｉｉ像データ４ａ、４ｂ
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に人力し、セレクタ３
２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、０００から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ｆ３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イｖ１：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てある。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）２
１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Ｄｌｊに画素を対応させ
れば、 Ｄ□Ｊ＝ＤＩＪ　　■　Ｄ　Ｉ−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１
１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１０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。

く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（ａ）の変化点抽出された上位
ビット（８号列１３ａにおける、“０”ランと“１”ラ
ンとの注目のし方を示す。尚、図中慣例に従い“０”を
“白”、“１”を“黒”と称して表わす。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。この回路を上位ビット、下位ビットの夫々に独
立して適用する。図中ＲＬ（ランレングス）カウンタ５
１．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、ＲＬカウンタ７２．“黒”Ｍ
Ｈ符号化ＲＯＭ　７３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１３ａの変化（“０”−°０°゛
、′ＯＴ′→″１″、２１″→“１０″、“１°”　−
”ｔ”　）を検出する。ＲＬカウンタ５１．７２はＣＬ
Ｋ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“ｌ“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１３ａ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Ｍ
Ｈ符号コードをラッチ５４に人力する。信号列１３ａが
“０″から１″に変化すれば、その時のカウント値の符
号コードがラッチ５４にラッチされ、同時にカウンタ５
１はクリアされる。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“０”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５２に“０”を出力する。こうして、白
ＭＨ符号化ＲＯＭ５３は“Ｏ”に対するＭＨコード；“
ｏｏｉｔｏｔ。

１“を出力する。こうして、白“０“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グに、この“００１１０１
０１”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１２ａが得られる。

下位ビットについては、第９図の回路と同じものを適用
する。

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、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，Ｂ
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。

くランレングス符号化〉・・・ブロック切り出しによる
実施例 未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。則ち、前述した前処理によって得られた信号列５
ａ（５ｂ）は“白”ランと゛°黒゛ランのラン長が長い
、このような信号列５ａ（５ｂ）から変化点を抽出した
信号列１３ａ（１３ｂ）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”。

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１３ａ　（１３ｂ）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）をみれば自のすと明らかである。

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”ラン中に“１
“が発生すると、その“１”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”、”１１０
０″に対してそれぞれ、２ビツトの符号“ｏｏ”、　　
“０１′°を割当てるというものである。一方、“Ｏ”
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、“０”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
１０図（ｂ）の１６４すしかない。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　
ｌ・・・Ｂ１６）及び割付は符号を割当てる。ここで、
“０”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“Ｏ”を挿入する。この“０”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（Ｃ）は第１０図（ａ）の信号列
を第１０図（ｂ）の規則に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“０”を“白′°と称して示す。

第１１図にこのような動作を行う回路構成図を示す。図
中、第９図に示された実施例の構成Ｓ索と実質的に同一
であるものには同一番号を付す。

又、第９図の回路の場合と同様に上位ビットの処理につ
いてのみ図示するが、第９図の回路と第１１図の回路と
の主な相違点は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１３ａ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ＲＯＭ６０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１３ａ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６５
を付勢する。このタイミングにブロック符号化ＲＯＭ６
０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、“０″ラ
ンが入力せずに直ちに１″の信号が入力したとき（信号
列１３ａが“１”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５
５、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、回路規扱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。

更に、上記実施例は多値の例として四価を用いて説明し
たが、四価に限定されない事は明らかであろう。

〈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。

■：四価値画像データ如き多値信号の個々のビット列に
対して、ビ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１．ス１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、１”のうン調が短く、“
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、“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。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。

［発明の効果コ 以上説明したように本発明によると、多値信号を各ビッ
ト列について、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ラン長を長くする事との組合せとい
つ前Ｉ；ＡＩ！！により、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（ａ）、（ｂ）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２図（Ｃ）は多値
画像信号を構成する画素の構成図、 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）、（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図はビッ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）、（ｂ）は本発明に係る１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１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、 １・・・前処理部、２，１００・・・符号化部、３・・
・ビットインタリーブ再構成部、４ａ・・・上位ビット
画像データ、４ｂ・・・下位ビット画像データ、５ａ。 ｂ・・・ビットインタリーブされた信号列、６・・・変
化点抽出部、７・・・信号検出部、８，９．１４・・・
ランレングス符号化部、１０・・・合成部、１２ａ、１
２ｂ・・・冗長度抑圧された二進信号、１５・・・ブロ
ック符号化部である。

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）多値信号列を前処理して符号化を行う冗長度抑圧
   符号化方式において、該前処理は、前記多値信号列を構
   成する複数の二進信号列を各列毎に所定の周期のビット
   インタリーブにて並べ換え、該並び変えられた二進信号
   列を、該並び変えられた二進信号列の論理値の変化及び
   非変化を新たな論理値とする二進信号列に各列毎に変換
   して出力する事を特徴とする冗長度抑圧符号化方式。
2. （２）前記多価信号列は画像信号を閾値マトリックスで
   多値化した多値画像信号列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）前記論理値の変化を、前記並び変えられた二進信
   号列の隣接する２つの二進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１項に記載の冗長
   度抑圧符号化方式。
4. （４）符号化は１次元符号化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。