JPS6315575A - 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、−散の文書画像
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）〜（ｅ）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（ｅ）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
離散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“Ｏ”１″がバラバラになると、ランレンゲ
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濫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の本発明の構成は、多値信号
のその各構成ビット列の冗長度を抑圧する冗長度抑圧符
号化方式において、前記各構成ビット列について、“０
”ラン及び該″０”ランに続く“１“を検出する信号検
出部と、“Ｏ“ランに対して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、前記ランレングス符号化部の出力とブロック符
号化部の出力とを、各ビット列について合成する合成部
とからなる。

又本発明の他の構成は、多値信号のその各構成ビット列
の冗長度を抑圧する冗長度抑圧符号化方式において、前
記各構成ビット列について、所定の周期のビットインタ
リーブにて並べ換えて、該並べ換えたビット列の論理値
の変化及び非変化を新たな論理値とする新たなビット列
に変換する前処理部と、該新たなビット列中の“０”ラ
ン及び該”０”ランに続く“１”を検出する信号検出部
と、“Ｏ”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、前記ランレングス符号化部の出力とブロッ
ク符号化部の出力とを、各ビット列について合成する合
成部とを有する冗長度抑圧符号化方式。

［作用コ 上記構成の冗長度抑圧符号化方式は、多値信号を構成す
る各ビット列毎に、“Ｏ”ランについてはランレングス
符号化を行う事により圧縮され、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
ロックについても所定の符号コードに変換する事により
圧縮され、全体として冗長度が抑圧される。

本発明の他の構成によると、ビットインタリーブと変化
点抽出によりビット分散が偏在化され、多値信号の各構
成ビット列毎に、“０”ランの長さが増えると共に、所
定パターンも増えるので、前述のランレングス符号化と
、ブロックの符号化が有効になる。

［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措成図を
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（ヒを行う。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、入力の４値画像データ４ａ、
４ｂが例えば第３図（ｂ）に示した如き中間調画像なデ
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ぎな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ビツト毎のビットインタリーブ
により二進信号列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、変化点抽出による二値化、
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、“０
”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”ランと“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。

〈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な第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。

くビットインタリーブ再構成部〉 第４図（ａ）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
のインクリーブを行うと、第４図（ａ）の１．２，３゜
４、・・・の画素配列が第４図（ｂ）の如鮒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タリーブを行う。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の入力と並べ換え動作
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
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’、／夕２５．２６の出力を各ラ
インメモリ４ｏ、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ラインメモリ吉込み信号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”のときは、第２ラインメモリ書込
み信号３６は“Ｏ”であり、セレクタ２７は出力“０”
を、セレクタ２９は人力゛０”を、セレクタ３１は出力
“０”を選ぶために画像データ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３２は７ｆ４２
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＜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、（ｇ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）。

〈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−０Ｒ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　　■　ＤＩ−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゛ＯＨ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°０”ラン毎
に１次元符号化によるランレングス符号化ｌＡ３１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。

〈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
ビット信号列１３ａ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”、“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°゛Ｍ　Ｈ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”
ＭＨ符号化ＲＯＭ７３等が“１″　（”黒ｎ）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″
、１０″→“１”、′１”−０°°、“１″→″１″）
を検出する。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“１
”が入力すると、カウント可となり、ＣＬ（クリア）端
子に°°１”が人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に入力する。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５１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５
２に“Ｏ”を出力する。こうして、白ＭＨ符号化ＲＯＭ
５３は“０”に対するＭＨコード＝″００１１０１０１
”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ｏｏｔｔｏｉｏｔ
”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
への人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、Ｍ　Ｍ　Ｒ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の夫々に通用可能である。

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。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２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”が発生ずるからである。

■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“１０
００”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”、　　“１
１００”に対してそれぞれ、２ビツトの符号“００“、
“ｏｌ”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、“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（Ｂｌ・
・・Ｂ　＋６）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“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（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要素と実質的に同一
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６
５を付勢する。このタイミングにブロック符号化ＲＯＭ
６０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、かっ信号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、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、上記実施例は四価画像データを例にして説明した
が、四価画像データに限らず多値の画像データにも適用
できる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、“１゛°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、“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“ｌＯ・・・”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、多値信号を構成す
る各ビット列毎に、“０”ランについてはランレングス
符号化を行う事により圧縮さね、前記“０”ランの次に
“１”を検出するとＫＡ゛°１”から始まる所定の長さ
のブロックについても所定の符号コードに変換する事に
より圧縮され、全体として冗長度が抑圧されるという効
果が得られる。

本発明の他の構成によると、ビットインタリーブと変化
点抽出によりビット分散が偏在化され、多値信号の各構
成ビット列毎に、“０”ランの長さが増えると共に、所
定パターンも増えるので、前述のランレングス符号化と
、ブロックの符号化が更に有効になる。

【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揉子を説明する図、 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 (5)

【特許請求の範囲】
1. （１）多値信号のその各構成ビット列の冗長度を抑圧す
   る冗長度抑圧符号化方式において、前記各構成ビット列
   について、 “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、前記ランレングス符号化部の出力とブ
   ロック符号化部の出力とを、各ビット列について合成す
   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. （３）多値信号のその各構成ビット列の冗長度を抑圧す
   る冗長度抑圧符号化方式において、前記各構成ビット列
   について、 所定の周期のビットインタリーブにて並べ換えて、該並
   べ換えたビット列の論理値の変化及び非変化を新たな論
   理値とする新たなビット列に変換する前処理部と、該新
   たなビット列中の“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、前記ランレングス
   符号化部の出力とブロック符号化部の出力とを、各ビッ
   ト列について合成する合成部とを有する冗長度抑圧符号
   化方式。
4. （４）多値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３項に記載の冗長度抑圧符号化方式。
5. （５）論理値の変化を、前記並べ換えたビット列中の隣
   接する２つの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。