JPS6398284A - 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］ 本発明は例えばラスクスキャン方式で読み取られたカラ
ー２進多値ディザ画像データのような、複数ラインに亙
る２進多値化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値画像データに代表される２値信号の冗長度抑圧符号
化方式においては、元の要素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、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、かかる画像データの
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、疑似中間調画像は、
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、２進多値デイザの一例として４値デイザに
ついて、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。同図（Ｃ）は、４値デイザにおけ
るドツト（画素）とデータ（２ビツトのパルス幅変調）
との関係を示している。第３図（ａ）の実線は第２図（
ｂ）の第１行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
調画像データが得られる。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
ーフ法が知られている。ピットインタリーフ法では、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
系行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行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り、又、最近は商品化のため
、１画素当りの情報も２進多値化の傾向にある。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るのは白／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、即ち各色の画像データに対して
ビットインタリーフ、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。

［発明が解決しようとする問題点］ 上述の特にカラー画像データの問題はそれのみに留まら
ず、とりも直さず同時に発生する複数の２進多値のデー
タ列にもあり得る問題である。特に、ラスタースキャン
方式等で読み取られたカラー画像データのような場合、
副走査方向にも相関しているのであるから、副走査方向
の圧縮も極めて大きな課題として浮び上る。

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、複数個の二進多値データ列の冗長度を、
主走査方向及び副走査方向について、効率よく抑圧する
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］ 上記課題を実現するための本発明の構成は、１要素がＮ
ビットの２進多値データ列をＭ個並べて、該Ｍ個の二進
多値データ列を副走査方向に１ラインずつ入力する入力
部と、前記Ｍ個の二進多値データ列を（ｍ１、ｍ２．・
・・ｍｊ、・・・ｍｋ）という個数の二進データ列に分
割し、該分割されたｍＪ　×Ｎ行のビットデータ列を各
ｊについて前記副走査方向の交ラインに互って各データ
のビット値を調べた上で、列方向と行方向のいずれのデ
ータ中にも“０″ビツトのみを含み行方向に可変長の長
さをもつＮｘｍＪＸ！１行の可変長ゼロブロックを２個
切出し、“１”のビットを少なくとも１つ含み行方向に
固定長の長さをもつＮＸｍ、１　ｘ、Ｑ行の固定長非ゼ
ロブロックを切出すブロック切出部と、前記ＮＸｍｊｘ
、Ｑ行の固定長非ゼロブロックの各行が所定のパターン
を有するか否かを判別するパターン判別部と、前記Ｎｘ
ｍＪＸＩ行の可変長ゼロブロックに対してはランレング
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、前記判別結果に対応したフラグを前記固
定長非ゼロブロックの各行に対して生成する判別フラグ
生成部と、前記所定パターン以外のパターンを有する固
定長非ゼロブロックの各行に対して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、前記入力部が
旦ライン入力する毎に、前記ランレングス符号と前記フ
ラグと前記所定の符号化コードとを全てのｍｌ行につい
て、所定の順序で合成して出力する合成部とを有する。

他の本発明の構成は、１要素がＮビットの２進多値デー
タ列をＭ個並べて、該Ｍ個の二進多値データ列を副走査
方向に１ラインずつ入力する入力部と、各要素を行及び
ラインについて所定幅のインタリーフを行って、１ライ
ンがＮ行ｘＭ個の第１のビットデータ列を得、該第１の
ビットデータ列について各行毎にそのビット変化をとら
え、ビット変化を”　１　”とし、非変化を”０”とす
るように変換して、１ラインがＮビット×Ｍ個のビット
データ列を得る前処理部と、該前処理部に接続し前記Ｎ
ビット×Ｍ個の第２のビットデータ列をＮビット多値の
Ｍ個の二進多値データ列として１ラインづつ入力するブ
ロック切出部であって、前記Ｍ個の二進多値データ列を
（ｍ１、ｍ２．・・・ｍ３．・・・ｍｋ）という個数の
二進データ列に分割し、該分割されたｍｊ×Ｎ行のビッ
トデータ列を各ｊについて前記副走査方向の見ラインに
亙って各データのビット値を調べた上で、列方向と行方
向のいずれのデータ中にも゛０°°ビットのみを含み行
方向に可変長の長さをもつＮｘｍ、ｘ、１行の可変長ゼ
ロブロックを２個切出し、”　１　”のビットを少なく
とも１つ含み行方向に固定長の長さをもっＮＸｍ、＋Ｘ
ＪＬ行の固定長非ゼロブロックを切出すブロック切出部
と、前記Ｎ　Ｘ　ｍ　３　Ｘ　ｆ１行の固定長非ゼロブ
ロックの各行が所定のパターンを有するか否かを判別す
るパターン判別部と、前記ＮＸｍＪＸ旦行の可変長ゼロ
ブロックに対しては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、前記判別
結果に対応したフラグを前記固定長非ゼロブロックの各
行に対して生成する判別フラグ生成部と、前記所定パタ
ーン以外のパターンを有する固定長非ゼロブロックの各
行に対して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、前記入力部が旦ライン入力する毎に、
前記ランレングス符号と前記フラグと前記所定の符号化
コードとを全てのｍ１行について、所定の順序で合成し
て出力する合成部とを有する。

［作用］ 上記構成の１つの本発明に係る冗長度抑圧方式よると、
主走査方向に可変長のゼロブロックについては、副走査
方向の旦ラインに互って一度にランレングス符号化によ
り圧縮され、固定長の非ゼロブロックについては、所定
のパターンをもつものについてはフラグに変換され、そ
れ以外のものについては所定のブロック符号化を行う事
により効率的に圧縮される。

他の本発明の構成によると、前記前処理により副走査方
向と主走査方向の両方向について、０“のラン長が長く
なり、ランレングス符号化が効率的になると共に、固定
長非ゼロブロックのＮＸｍ、１　ｘ交信の１行ブロック
中に特定のパターンが多数発生し、その特定パターンに
対してフラグを生成するような前記ブロック符号化を行
うことにより、圧縮効率が更に上る。

−以下余白一 ［実施例コ 以下添付図面を参照しつつ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、符号化の手法そ
のものに特徴がある実施例と、符号化を行う前段階であ
る前処理と前記符号化との組合せに特徴がある実施例等
である。

〈実施例の原理〉 そこで、本発明の概念の概略を簡単に把握するために、
第４図（ａ）及び（ｂ）を用いて実施例に採用されたと
ころのブロック切出しの原理を説明する。

第４図（ａ）は１データ（１要素）がＮビットの二進多
値データが全体で縦にＭＸ１個ずつ横に連続して同時に
入力される様子を示している。即ち、１行の１要素がＮ
ビットで、それが縦（副走査方向）にＭ個並んだものが
１ラインを構成し、そのようなラインが全体で文ライン
同時に入力するものである。このようなデータ列として
、例えば、ラスクスキャン方式で読取られたカラー多値
画像データ列を想定すればよい。即ち、Ｍ＝４であれば
、通常この４つの要素はシアン、マゼンタ、イエロー、
ブラックである。副走査方向の文ラインとは、信号中の
ビットの偏在度にもより適当な長さを選び、例えば、互
いに隣接するライン同志であれば、文＝２となる。

第４図（ａ）、更に第４図（ｂ）は、第４図（ａ）に示
されたような多値データ列をブロック化する手法を説明
するものである。第４図（ａ）にも示すように、１ライ
ン中の多値データＭ個を（ｍ　１個、ｍ２個、・・・ｍ
Ｊ個・・・ｍｋ個）と分割し、この分割を文うイン全て
に行う。この（ｍ！。

ｍ２．・・・沿・、・・・ｍｋ）は、例えばカラー多値
画像データであれば、ｍ１＝ｍ２＝２とすれば、シアン
とマゼンタの組合せ、イエローとブラックの組合せとな
る。このような分割の上で、第４図（ｂ）のように、先
ず、１ライン目〜旦ライン目までの夫々のｍ１行の二進
多値データをまとめ、これを全体がＮｘｍ、ｘＪＪ行の
ビットデータ列とみて、ブロック化を行う。

このブロック化は、先ず、最初の縦の１列のＮＸｍ、Ｘ
ｆｌの中に“０″のビットしか含まれていないときは、
次のＮＸｍ、ｘＪＪ行×行列１列−タを見ていき、この
操作をＮｘｍ、ｘｆＬ行１列のいずれかのビットに“１
”が現われるまで続け、現われた時点で、主走査方向に
可変長のＮＸｍ１　Ｘ２行のブロック（“Ｏ”しか含ま
ないので、便宜上ゼロブロックと呼ぶ）を切出すという
ものである。可変長のゼロブロックが途切れると、次か
ら主走査方向に固定長の非ゼロブロックを切出す。

固定長非ゼロブロックを切出すと、再び可変長ゼロブロ
ックを捜して切出す。もし、固定長ゼロブロックの次に
、再び固定長非ゼロブロックが現われると、強制的にレ
ングス”Ｏ”のゼロブロックを挿入するように操作する
。これについては後に詳述する。

上記のようにブロック化した上で、符号化を行う。可変
長ゼロブロックについては、ランレングス符号化を、固
定長の非ゼロブロックについては、１行毎に所定のブロ
ック符号を割当てる。

ｍ、について上記操作が終了すると、ｍ　２．ｍ　３・
・・と上記の操作を繰返し、ｍｋを終了すると、次の旦
ラインを入力する。

〈カラー画像データへの適用〉 以下、前記符号化をカラー画像データに適用した実施例
について、第１図（ａ）、（ｂ）を用いて説明する。説
明の順序として、同図（ａ）。

（ｂ）の実施例の概略を説明し、その上で、それらの構
成部分の詳説を行う。尚、第１図（ａ）と同図（ｂ）の
実施例の相違は符号化の相違である。

〈第１実施例の概略〉・・・第１図（ａ）先ず、第１図
（ａ）の実施例から説明する。本実施例はシアン（Ｃ）
、マゼンタ（Ｍ）、イエロー（Ｙ）、ブラック（Ｋ）の
４値のカラー画像データを、ＣとＭの組合せ、ＹとＫの
組合せの夫々について、冗長度抑圧するものである。第
４図（ａ）、（ｂ）に即して言えば、Ｎ＝２（上位ピッ
と、下位ピット）、Ｍ＝４．文＝２．ｍ、＝ｍ２＝２で
ある。尚、図を見ても分るように、Ｃ，Ｍの組合せとＹ
、にの組合せは、同等であるので、以下の説明ではＣ，
Ｍの組合せで説明を行う。

実施例の回路構成は、大きく分けて、前処理部Ｉ　ＣＭ
と符号化処理部２ＣＭとからなる。前処理部ＩＣＭは画
像メモリ（３Ｃ，３Ｍ）と副走査方向ピットインタリー
フ再構成部（４Ｃ，４Ｍ）と、主走査方向ピットインタ
リーフ再構成部（５Ｇ、５□）と、変化点抽出部（６Ｃ
，６Ｍ）とからなる。画像メモリには、例えば第２図（
ａ）、（ｂ）のような４×４のディザマトリックスによ
って、多値化されたカラー画像データが格納されている
。このカラー画像データは、１画素のカラー成分が第２
図（Ｃ）のように４値画像データ（上位ビットと下位ビ
ットの組合せ）となっており、又前記ディザマトリック
スによる多値化で、主走査／副走査の両方向について、
ランがバラバラになっているものとする。

副走査方向ピットインタリーフ再構成部（４ｃ。

４Ｍ）は例えば４ビツトのピットインタリーフを、副走
査方向の１ライン（１力ラー成分の上位ビットと下位ビ
ットから構成される夫々）を１ビツトとみなして行い、
更にピットインタリーフ後の隣接する２ラインの画像デ
ータを出力する。即ち、４ビツトのピットインタリーフ
であれば、出力される２ラインは、画像メモリ中の１ラ
インと５ライン目のカラー画像データの上位ビットと下
位ビットの８ビツトデータ（４ｃ旧＋４ＣＬＩ・４　Ｃ
ｕ５・４　ＣＬＳ、　４　ＭＵ１、　４　ＭＬ１、　４
　ＭＬｌ＋　４　ＭＬ、１１　）である。尚、Ｕは上位
ビットを、Ｌは下位ビットを表わすものとする。こうし
て、副走査方向のランの長さが改善される。主走査方向
ピットインタリーフ再構成部５は同時入力する８ビツト
データ（４ｃｕユ。

４　ＣＬＩ４　　ＣＵ５＋　４　ＣＬＳ＋４　ＭＬＩ＋
＋　４　ＭＬｌ＋　４　ＭＬＩ８＋　４　ＭＬ５　　）
の主走査方向について、例えば４ビツト幅でピットイン
タリーフ処理を行って、８ビツトデータ（５ＣＬ１１＋
　５ＣＬｌ＋　５　ＣＬＩ５＋　５　ＣＬ５＋　５　Ｍ
Ｕｌ＋　５ＭＬｌ＋　５　ＭＵＳ＋５ＭＬ５）を変化点
抽出部に出力する。この主走査方向ピットインタリーフ
処理により論理値”　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、後述の
ランレングス符号化部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。

変化点抽出部は８ビツトデータ（５ＣＵＩ　＋　”　Ｃ
ＬＩ　。

５ｃｕｓ＋５ｃＬｓ＋５ｙｕ＋＋５ＭＬｌ＋５Ｍｕｓ、
５Ｍｔ、ｓ　）の夫々について、主走査方向にピット変
化する点をとらえ、その変化点を“１”とし、それ以外
の点を“０”とするような変換を行って８ビツトデータ
（６ＣＬＩＴ　６　　ＣＬＩＴ　６　　ｅＵ５＋　６　
ＣＬ５＋　６　ＭＵＩ−６ＭＬｌ＋　６　ＭＬＩ５＋６
ｈｌＬ５）を符号化部２ＣＭに出力する。６ＣＬ１１＋
６　ＣＬＩ　＋　６　ＣＵ５＋　６　ＣＬ５＋をまとめ
て６ＣＩ＋６ｃ５と表し、６　ＭＬｌｌ　＋　６　Ｍシ
ｌ　＋　６　ＭＬＩ５　＋　６　ＭＬ５をまとめて６０
、。

６ＭＳと表す。

第１実施例に係る符号化の概略を更に説明する。符号下
部２ＣＭについてはその構成は、８ビツトデータ（６Ｃ
Ｌｌｌ　＋　６　ＣＬＩ・６ｃｕｓ・６　ＣＬＳ・６　
ＭＬｌｌ・６　ｈｌＬ　ｌ　＋　６　ＭＬＩ８　＋　６
　ＭＬ５　）中で、いずれかが１”である事を検出する
０→１検出部８ＣＭと、０−１検出部８ＣＭが“ｏ”−
’“１”の変化を検出した時点で、それまでのゼロ要素
のみを含む８行の可変長ゼロブロックを切出すランレン
グス符号化部９゜Ｍと、前記８行の可変長ゼロブロック
に続いて、８ビツトデータ（６ＣＬｌ＋＋　６　ＣＬｌ
ｌ　６　ＣＬＩ５１６　ＣＬＳ１６　ＭＵＩＩ６ＭＬＩ
　＋　６１ＵＳ　＋　６　ＭＬ５　）について、所定の
長さく例えば４列）の固定長非ゼロブロック（従って８
つの１行４列ブロック）を切出すブロック符号化部７Ｃ
Ｍ７ＣＭと、これらの符号化コードを合成する合成部１
０ｃＭとからなる。

ランレングス符号化部９ＣＭは、４行の可変長ゼロブロ
ックに対してランレングス符号化により冗長度を抑圧し
てランレングス符号１２ＣＭを出力し、前記ブロック符
号化部７ＣＭは夫々の切出された８つの１行４列の固定
長非ゼロブロックの夫々に所定の符号化を施して、８つ
のブロック符号１１　ＣＭを得る。合成部１０ＣＭでは
ランレングス符号１２ｃＭと８つのブロック符号１１．
Ｍを所定の順で並べて合成し画像データ列１３ｃうを出
力する。

第１図（ａ）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８ビツトデータ（６ｃｕ＋。

６ＣＬｌ＋　６　ＣＵＳ＋　６ＣＬｌ＋＋　６　ＭＵｌ
＋　６　ＭＬｌｌ　６　ＭＬ＋Ｓ＋　　ＭＬ５　）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、非ゼロブロックが特定のパターンを多く
含む場合がある。これは前述の前処理により多く発生す
る。このような特定パターンに対して、例えばブロック
の固定長より短い符号長の符号コードを各１行４列のブ
ロックに割当てるような符号化をブロック符号化部７゜
Ｍで行えば、”　１　”を含む画像データ列に対しても
高能率に圧縮できる。例えば第８図（ａ）には上記非ゼ
ロブロックが取得るパターンを示し、そのパターンをも
つ１行４列のブロックに対して行う符号化の例を示す。

く第２実施例の概略〉・・・第１図（ｂ）第１図（ｂ）
の実施例は前処理については同図（ａ）の実施例と同じ
であるので、その説明を省略する。符号化部２゜Ｍにつ
いては、前記８つの１行４列の非ゼロブロックのパター
ンを調べるパターン判別部１４ＣＭと、そのようなブロ
ックに対しては、そのようなパターンを有している事を
示すフラグを生成するフラグ生成部１５ＣＭを有してい
るところに、第１図（ａ）と差異がある。

さて、第１実施例でのブロック符号化は、多く発生する
パターンに対して、そのブロック長よりも短い符号長の
符号にすることで、データ圧縮を達成するものであった
が、第２実施例では、そのような特定のパターンもった
ことを示すフラグ１６ＣＭをフラグ生成部１５ＣＭにて
発生し、このフラグ１６ＣＭをブロック符号化部７ｃ、
４によるブロック符号１７ＣＭとランレングス符号化部
９ＣＭによるランレングス符号１２ｃＭと合せて、合成
部１０ＣＭにより、圧縮信号１３ＣＭとすることにより
、更なる圧縮を目指すものである。尚、フラグの例を第
１２図（ａ）、（ｂ）に示す。

〈各構成部分の説明〉 以下順次図面に従って説明するものであるが、第１図（
ａ）、（ｂ）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色に対する回路例等である。

先ず、前処理部Ｉ　ＣＭについて説明しよう。

〈ピットインタリーフ再構成部〉 第５図（ａ）及び（ｂ）更に第６図（ａ）〜（Ｃ）、第
７図（ａ）、（ｂ）を用いて、ピットインタリーフの手
法を説明する。第５図（ａ）は、画像メモリ３ｃに格納
されたところの、例えば第２図（ａ）又は（ｂ）のディ
ザマトリックスにより４値化された４値のＣ信号の状態
を示す。

主走査方向へ４０画素分の大きさを持ち、副走査方向に
ついては便宜上５ライン分を示す。図に付された番号は
主走査方向には画素の番号を付したものである。この４
値のＣ信号は、主／副走査方向の夫々に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４値Ｃ信号に対して、副走査方向ピットインタリー
フ再構成部４ｃが副走査方向について４ビツトのインタ
リーフを行うと、第４図（ａ）の１．２，３．・・・、
５・・・のライン配列が、第４図（ｂ）の如き１，５，
９．１３・・・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。

主走査方向ピットインタリーフ再構成部５ｃは第５図（
Ｃ）に示す如く更に主走査方向についても４ビツトのピ
ットインタリーフ処理を行う。第７図（ａ）に副走査方
向ピットインタリープ再構成部４Ｃの構成を示す。副走
査方向ピットインタリープ再構成部４ｃ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つのアドレス値９３．９４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がメモリインタリーフを
行いながら、同時にメモリ３ＣＭの内容を、２ライン分
、計８ビット読出して、主走査方向ピットインタリーフ
再構成部５ｃに出力する。読出し回路９２により読出さ
れた最初の２ラインの４つのピットデータを２値化号４
ｃ１（即ちｓ　　４ＣＬ１１＋’ＣＬｌ　）　−’！ｃ
ｓ　（４ＣＬＩ５＋４ＣＬ５　）を順に並べたものを、
第５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。

主走査方向ピットインタリーフ再構成部５Ｃについて説
明する。第５図（ｂ）の信号（４ｃｌ。

４ｃｓ）ハ略４ビット周期の周期性をもつ。この信号（
４ｃ＋、　　４ｃｓ）に対して４ビツトの主走査方向の
インタリーフを行うと、第５図（ｂ）の１゜２．３，４
．・・・の主走査方向の画素配列が第５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、ピットインタリーフを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の大きさが４ビツ
トであるからであるが、上記ピットインタリーフはディ
ザマトリックスと同一の長さで行った。このようなピッ
トインタリーフ長の決定の他に、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。

主走査方向ビットインタリーフ再構成部５ｃの回路を第
７図（ｂ）に示す。主走査方向ピットインタリーフ再構
成部５ｃはＣ信号（４ｃ＋、　４ｃｓ）の並べ換えのた
めに２組のラインメモリ４０．４１を用いる。１組のラ
インメモリの１単位のメモリは上位ビットと下位ビット
用の２ビット分もち、全部で４ライン分（信号４　ＣＬ
１１＋４ＣＬＩ、４ＣＬＩ５゜４　Ｃｌ３用）の容量が
あり２組のラインメモリを同時にアクセスするためにメ
モリインタリーフ機能がある。２組用いるのは、Ｃ信号
（４Ｃ１＋　４　ｃｓ）の入力と並べ換え動作と並べ換
えられた信号列５　Ｃ１＋　　５　Ｃｆｉを読み出す動
作とを同時に行うためである。即ち、１組のラインメモ
リに入力（書込み）するときは、他方の組のラインメモ
リは出力（読み出し）に使われる。１組のラインメモリ
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ラン【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２５．２．６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２７．２
８．３１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２９，３０．３
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Ｏ”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Ｃ信号４゜ｌ＋４ｃｓ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を遷ぶ。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
６図（ａ）〜（Ｃ）に示す。ラインメモリの容量を例え
ば第６図（ａ）に示す如く０００〜Ｉ　ＦＦＦとする。

前述したように、１アドレス２ビツトである。０００〜
ＦＦＦはイ言号４ＣＩのため、１０００〜ＩＦＦＦは信
号４ｃｓのためにある。書込みアドレスカウンタ２５は
第６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６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３５ＣＭである。

この同期クロック３５ＣＭ＆よ符号化合成部１５ＣＭで
生成されるもので、符号化合成部１５ＣＭ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１０ＣＭ合成部１０ｃＭが送出し終るまで、副走査
方向及び主走査方向ピットインタリーフ再構成部４ｃ、
５Ｃの動作を停止するために用いられる（詳しくは後述
する）。

以上述べたようなピットインタリーフ再構成部が、第１
図（ａ）、（ｂ）に示した如く、カラー信号の各色につ
いてピットインタリーフを行う。

ところで、第１図（ａ）、（ｂ）をみてもわかるように
、Ｃ信号とＭ信号とは同時に符号化部２ＣＭで符号化さ
れる。即ち、Ｃ信号とＹ信号のピットインタリーフ前処
理は同期しており、従って第７図（ａ）、（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。

尚、副走査方向のピットインタリーフ処理は前記実施例
では隣接した２ラインについて行ったが、第７図（ａ）
、（ｂ）の構成を変更すれば、副走査方向の複数ライン
に亙ってピットインタリーフ処理を行うことも可能であ
る。又更に、上記実施例では主／副両走査方向について
ピットインタリーフ処理を行ったが、２値化号の種類、
特性により場合によってはそのようなピットインタリー
フが必要なければ、ピットインタリーフ処理を行わずに
、直接符号化処理を行ってもよい。

〈変化点抽出〉 上記ピットインタリーフ処理によって“０”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”ランに変換する事に
より、更に“０”ランを長くする事が可能となる。第８
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８図（ｂ）の変化点抽出部６．
の一例は信号５Ｃｔ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−ＯＲゲート（排他論理
和ゲート）２１．２３を用いる。

４ビツトインタリーフをかけられた２値化号列に対し、
注目画素と同一走査線にあるその直前の画素とＥＸ−Ｏ
Ｒをとる。即ち、第２図（ａ）の閾値ＤＩＪに２値化号
列の各画素を対応させれば、ＥＸ−ＯＲゲート２１．２
３の出力ＤｘｌＪ６Ｃ１はＤＸｌｌ＝ＤＩＩ　　■ＤＩ
−１＋Ｊ である。変化点抽出部６ｃでは、第８図（ｂ）の回路を
信号５Ｃ５の為に更にもう１回路設けている。第８図（
ａ）には、信号６　Ｃ１，６Ｃ５を示す。

第５図（Ｃ）と第８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、ピットインタリーフされた信
号列は“白”ランと“黒”ランのラン長が長い。このよ
うな信号列から変化点を抽出した信号列”ＣＩ＋６Ｃ８
に表われる特徴は次のようである。

■：論理値゛１パが前後を°゛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パが発生す
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１３ＣＭには“１０００”と
“’１１００”が多く発生する事がわかる。

この事は第８図（ａ）をみれば自ずと明らかである。上
記の事実は、後述する符号化と大きく関わる。

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）について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実施例の符号化〉 第１０図（ａ）に、変化点抽出された画像データ列（６
ｃｕｌ・　ＣＬＩ・６ＭＬＩｌ・６＋＋ｌＬｌ・ｓ　ｃ
ｕｓ・６ＣＬ５，６ＭＬＩ５　＋　６ＭＬ５　）が示さ
れ、この画像データ列からの可変長ゼロブロック（又は
、固定長非ゼロブロック）の切出し方が示されている。

尚、第１０図（ａ）のデータと第８図（ａ）のデータは
別のものである。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。２進化号（６ＣＵＩ　＋　６　ＣＬＩ　＋　６ＭＵ
Ｉ　＋６Ｍシトロ　ＣＯ２・６　Ｃｌ３・６閘υ５・６
ＭＬ５）に対しては・これらの信号中で同時に“０”の
みしか含まないものを白（“０”）ランとして切出す。

例えば図中の゛°白５゛は８行の白のランが６個（６列
）続くという意味である。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、いずれかの行に１つでも“１”が表われると、そ
こから４ビツト長で８つの１行４列の固定長非ゼロブロ
ックを切出す。このようなブロックは必ずどこかに１つ
以上の“１”を含むものであるが、１行全てが“０”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“０”ランが多くなるが、上記のような
全色をまとめたブロックの切出しを行うと、１行全てが
°’ｏ　ｏ　ｏ　ｏ”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。例えば、第１０図（ａ
）で、７個目の８行４列のブロックには、ゼロのみの１
行４列のブロック（＝ｏｏｏｏ）が４つも含まれてしま
う。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”ｏ　ｏ　ｏ　ｏ″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ｊ１例の説明に譲る
。

こうして得られた固定長非ゼロブロック内の発生し得る
パターンは第９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１６種類のパターンに対して
便宜上Ｂｏ−Ｅｆｔｓの記号名称を付け、第９図（ａ）
に示す。この規約に従つて、例えば第１０図（ａ）中の
最初の固定長非ゼロブロックは（Ｂ　Ｏ，１３＋＋Ｂ　
ａ、Ｂ　９．Ｂ　ｏ、＋３１２＋Ｂ１２．ＢＯ）と表わ
せる。

尚、画像データによっては、第１０図（ａ）の如く、可
変長ゼロブロックから始まらない場合がある。このよう
な場合、先頭の非ゼロブロックの前に強制的に１つの“
°Ｕ０”（ＭＨ符号では“００１１０１０１”）を挿入
する。又、非ゼロ固定長ブロックが２つ連続するような
場合も同様にす、　る。可変長ゼロブロックと固定長非
ゼロブロックとが必ず交互に発生して、復号化の際に同
期がとれ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“１ｉｏｏ”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
一部としたから、“００００”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“００ｏ
ｏ”、’“１０００”及び“１１００”の３種類のパタ
ーンが多く発生する。第９図（ａ）の例では、２ビツト
の符号“００″をＢ０＝°“００００°′に、“０１”
を８３　＝　”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９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。

圧縮コード″１０′はＢ。、　　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”　ｏ　ｏ　ｏ　ｏ　’及び“１
１００”が２ビツトに圧縮される。一方、”ｏ　ｏ　ｏ
　ｏ”、“１１００”、”　１０００”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
符号コートを３ビツトとする。そうすると、”ｏ　ｏ　
ｏ”、“°００１”、０１０″、”０１１″の４　ｆｆ
ｆｉ類の圧縮コードが可能となる。個々の圧縮では２ビ
ツトの例よりも圧縮率が悪化するが、全体の圧縮率は更
に向上する。第１０図（ｂ）は上記の規約に従って各信
号の圧縮パターンを表した図である。第１０図（ｂ）中
、ＭＨとはＭＨ符号化を表す。このような符号化を各２
ライン毎に行う。第１０図（ｂ）をみれば本実施例の符
号化が単なるＭＨ符号化よりもはるかに圧縮率を向上し
ているのがわかる。

第１１図（ａ）はかかる符号化のための回路の一例であ
る。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“０”ラン、即ち、
可変長ゼロブロックをＭＨ符号化により符号化してラッ
チ５４に符号コードをラッチする。検出回路５０は第１
１図（ｂ）にその詳細図を示すように８つの二進信号列
（６ＣＵＩ＋　６ＣＬｌ＋　６１４Ｌ１１・６ＭＬＩ−
６ＣＵ３−６ＣＬ５＋　６ＭＬＩＳ。

６ＭＬ５）のいずれかの変化（”Ｏ”−”Ｏ″゛”ｏ”
→″１”１”→“０”　１”→°゛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″が入力すると
クリアされる。従って、ＲＬカウンタ５１は信号列（Ｓ
ｃｕｄ。

６ｅＬｌ＋６ｈｌＵｌ＋６ＭＬｌ＋６ＣＬＩ５＋６ＣＬ
Ｓ、６ＭＬＩ５−６ＭＬ５）全てが“０”である間はカ
ウントし続け、そのカウント値に応じたＭＨ符号コード
をラッチ５４に入力する。２通信号列（６ＣＬ１１＋　
６　ＣＬＩＩ　６　ＭＵＩ＋６　ＭＬＬＩ　６　ＣＵ３
１６　ＣＬＳ１６　ＭＬＩ５＋　６　ｖＬ５）のいずれ
かが°“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、８つの４ビツトシフトレジスタ６１ａ〜６１ｈは
、夫々、信号列（６ＣＵＩ　＋　６ＣＬＩ　＋　”　Ｍ
ｕｌ　＋６ＭＬｌ・６　ＣＵｆｉ・６　ＣＬＳ・６間ｕ
ｓ・６ＭＬＳ）を４ビツト長の間保持する。８つのブロ
ック符号化ＲＯＭ６２ａ〜６２ｈは４ビツトシフトレジ
スタ６１ａ〜６１ｈの出力を夫々第９図（ａ）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５
５は検出回路５０が、信号列（６ＣＵＩ　、６ＣＬ＋　
＋　６　Ｍｕｌ　＋６　ＭＬ１、６　Ｃｕ２・６　ＣＬ
Ｓ＋　６　ＭＵＳ＋　　ＭＬＳ　）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７１を付勢する。このタイミングにブロック符号化
ＲＯＭ６２ａ〜６２ｈの出力を夫々ラッチ６３ａ〜６３
ｈにラッチする。合成器６４は、夫々符号化したコード
を合成してシフトレジスタ６５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６５はパラレル−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
ＭＨコードを挿入するためにある。ＡＮＤゲート５９は
、１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１”の信号が入力したとき、即ち、信号列（６
ｃＵ＋。

６ｃＬ＋、６Ｍｕ＋＋６Ｍ＋、＋＋６ｃｕｓ＋６ｃＬｓ
＋６ｖｕｓ＋６Ｍｂｓ　）のいずれかが“１”であり、
かつ信号７０が°“１”であるときに、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
ゲート５９．６０のいずれかが開くと、セレクタ５２に
“０”を出力する。こうして、白ＭＨ符号化ＲＯＭ５３
は“０”に対応するＭ）（コード＝”００１１０１０１
”を出力し、白“０”が強制的に挿入される。

尚、クロックコントロール５７は前述のピットインタリ
ーフ再構成部（４Ｃ，４Ｍ　、　　５Ｃ，５Ｍ　）の同
期クロック３５ＣＭ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６５から出力され終るまで、同期クロック３
５ｃＭ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６５からの出力の同期取りのため
である。

尚、第１１図（ａ）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ｗｙ１ｅ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にも適用可
能である。

〈第２実施例の符号化〉 前述の実施例は、第９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“ｏｏ”、”。

１”に圧縮するものであった。本実施例は、この０００
０”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、８つの１行４列の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１０図（ａ）のように行
う。そして、１”を含む８つの１行４列のブロックのい
ずれかの中に４ビツトの”ｏ　ｏ　ｏ　ｏ”　（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“ＯＯ”とコード化せずに、その代
りに００００”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。１行４列中に１つでも１”
を含むもの（そのような１行４列のブロックを便宜上、
゛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。非ゼ
ロパターンに対応するコードは第９図（ｂ）の如く行う
。

第１２図（ａ）は圧縮後のフォーマットを示す。二進信
号６　ＣＵｌ＋　６　ＣＬＩＩ　６　ＭＬＩＩＩ　６　
ＭＬｌｌ　６　ＣＬＩｉ６゜ＬＳ　＋　６　Ｍｕａ　１
６　Ｍいの夫々の符号化コードを、夫々＃１コード、＃
２コード、・・・・・・、＃８コードとする。同じく、
これらの符号コードに夫々対応するフラグを＃Ｉ　Ｆ、
＃２Ｆ、・・・・・・＃８Ｆとする。

例えば、＃ＩＦが“０”であれば、１行４列の信号６ｃ
１．１１がゼロパターン＝ｏｏｏｏであり、更に対応す
る＃１コードは無い事を示す。

８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″“１０００００００”、”０１０００
０００’・・・・・・・・・、“１１１１１１１１”の
２５５通りである。”　ｏ　ｏ　ｏ　ｏ　ｏ　。

００”はゼロブロックであるから、フラグの組合せとし
ては存在しない。第１２図（ｂ）に、フラグと符号コー
ドをも含めたフォーマット例を示す。同図によると、本
実施例による最短の符号化例は１つのみの非ゼロパター
ンを含み、その非セロパターンが１０００’又は“１１
００″のいずれかであるような画像データが入力した場
合である。これらの非ゼロパターンは第９図（ｂ）に従
い、２ビツトのブロック符号に替えられるからである。

逆に最長は第１２図（ｂ）のように４８ビツトになる。

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、復号化時に同期ずわが生ずる
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８ビツトであり、そのフラグの論理値により
フラグに続＜＃１コード〜＃８コードの長さくつまり、
８行４列の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９図（ｂ）をみてもわかるように、
Ｂｌ”８１５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
事は全くない。

第１０図（ａ）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１３図のようになる
。図中の例えばＢ　ｏ　／　Ｂ　１／　Ｂ　ａ／　Ｂ　
９　／　Ｂ　ｏ　／　Ｂ　１２／　Ｂ工２／Ｂ０の８行
４列のブロックは、フラグ部が０１１１０１１０”　、
＃１コードは無く、＃２コードは°００″、＃３コード
が°’１０００１″、＃４コードが１１００１°°・・
・・・・と符号化される。

さてこのようなフラグによる符号化を行う回路の一例を
第１４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ＲＯＭ６２ａ〜６２ｈを第１４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パ　（フラグの１ビツトの
みであるから）、フラグは“０”、コードは“０”とす
る。ＲＯＭのレングス出力は合成器６４に入力され、合
成するときの情報となる。即ち、合成器６４ではゼロパ
ターン″００００”を°１″としてしか出力しない。こ
うして、ゼロパターン゛００００”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。

以上２つ符号化の実施例を説明したが、これらの符号化
では、固定長非ゼロブロックから主走査方向に１行４列
のゼロパターン及び非ゼロパターンを取り出したが、こ
の取り出しを副走査方向に４行１列の形で取り出すよう
にしてもよい。

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値のカラー信号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。

■：４僅の２進表示のカラー画像データにピットインタ
リーフ処理、特に主走査方向に加えて副走査方向にもピ
ットインタリーフ処理を施すので、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
たカラー画像データに有効である。

■：ビットインタリーフ処理を施した画像データ列に対
して更に変化点抽出処理を施すので１゛のラン調が短く
、°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
た画像データ列（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行毎に短いビット長のコ
ードに符号化して、合成する。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。即ち、原画像データの種類によっては、変化点
抽出された画像データ列には“００００”、”１０００
”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
ると共に、２行以上の信号を一本化できる。

■二更に“ｏ　ｏ　ｏ　ｏ　”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。

［以下余白コ Ｌ発明の効果］ 以上説明したように本発明の冗長度抑圧符号化方式によ
ると、主走査方向及び副走査方向の文ラインに互って同
時にブロック化し、主走査方向に可変長のゼロブユツタ
については、副走査方向の２ラインに亙って一度にラン
レングス符号化により圧縮され、固定長の非ゼロブロッ
クについては、所定のパターンをもつものについてはフ
ラグに変換され、それ以外のものについては所定のブロ
ック符号化を行う事により、効率的に圧縮することがで
きる。

他の本発明によると、主走査方向、副走査方向のピット
インタリーフ処理により、副走査方向と主走査方向の両
方向について、０°°のラン長が長くなり、ランレング
ス符号化が効率的になると共に、固定長非ゼロブロック
のＮＸｍ、Ｉ　Ｘ２個の１行ブロック中に特定のパター
ンが多数発生し、その特定パターンに対してフラグを生
成するような前記ブロック符号化を行うことにより、圧
縮効率が更に上げることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図（ａ）は第１実施例の原理構成図、第１図（ｂ）
は第２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）は多値データとその構成ピットの
対応の一例を示す図、 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る図、 第４図（ａ）、（ｂ）は第１．２実施例に共通なブロッ
ク切出の原理を説明する図、 第５図（ａ）〜（Ｃ）はピットインタリーフの原理を説
明する図、 第６図（ａ）〜（Ｃ）はピットインタリーフのアドレス
生成の原理を説明する図、 第７図（ａ）は副走査方向ピットインタリーフ再構成部
の回路図、 第７図（ｂ）は主走査方向ピットインタリーフ再構成部
の回路図、 第８図（ａ）、（ｂ）は第１，２実施例に共通な変化点
抽出部の動作及び回路構成を説明する図、 第９図（ａ）第１実施例に係る符号化の符号コードの一
例を説明する図、 第９図（ｂ）第２実施例に係る符号化の符号コードの一
例を説明する図、 第１０図（ａ）は実施例におけるブロック切出の手法を
説明する図、 第１０図（ｂ）は第１実施例における符号化後のコード
配列を説明する図、 第１１図（ａ）、（ｂ）は第１，２実施例に共通な符号
化のための回路図、 第１２図（ａ）、（ｂ）は第２実施例における符号化の
フォーマットを説明する図、 第１３図は第２実施例の符号化法によるコード配列を示
す図、 第１４図は第２実施例における符号化に供されるＲＯＭ
の構成図である。 図中、 Ｉ　ＣＭ、ＩＹに・・・前処理部、２ＧＭｒ　２　ＹＫ
・・・符号化部、３　ＣＭ＋　３ＹＫ’・・画像メモリ
、４Ｇ、４Ｍ、４Ｙ１４Ｋ・・・副走査方向ピットイン
タリーフ再構成部、５　ｃ、　５　ｙ。 ５Ｙ、５Ｋ・・・主走査方向ピットインタリーフ、６Ｃ
。 ６Ｍ、６Ｙ、６Ｋ・・・変化点抽出部、４ＣＬＩ＋　＋
　４ＣＬＩ　＋４　ＣＵＳ、４　Ｃｕ２．４　ＣＵＳ１
４　ＣＬ５１４　ＭＵ１１４　ＹＬＩ１４　ＹＬＩ５゜
４　　ＭＬ５，４　　ＹＬＩ＋＋　４　ＹＬＩ　＋　４
　　ＹＵ５＋　４　ＹＬ５＋　４　　にυ１１４　ＫＬ
１１４ＫＬＩ５　＋　４　ＫＬ５・・・副走査方向にビ
ットインタリーフされた４値の二進画像データ列、６　
ＣＬｌｌ　＋　６ＣＬＩ　。 ６　　ＣＬＩ５・６　Ｃし５・６　　Ｃｕ２Ｓ・６　Ｃ
し５・６ＭＵｌ・６ＭＬｌ・６　１１ＬＩ５・６　賛Ｌ
５，６　　ＹＬＩ＋＋　６　ＹＬｌ＋　６　ＹＵＳ＋　
６　　ＹＬ５＋　６　　Ｋ旧、６　にＬｌ＋６ＫＬｌｓ
、６にＬ５・・・変化点抽出された信号、７ＣＭ＋７Ｙ
Ｋ・・・ブロック符号化部、８　ＣＭ＋　”　ＹＫ・・
・Ｏ−１検出部、１０ＣＭ、　　１０ＹＫ・・・ランレ
ングス符号化部、１１ＣＭ、　　１１ＹＫ・・・ブロッ
ク符号、１２ＣＭ、　　１２ｙｘ・・・ランレングス符
号、１３ｃＭ、１３ＹＫ・・・冗長度抑圧された信号、
１４ＣＭ＋　　１４ＹＫ・・・パターン判別部、’　５
　ＣＭ＋　　１５　ＹＫ”’フラグ生成部、１００Ｍ、
１６Ｙに・・・フラグである。 第２図　（Ｃ） 自１仄み アトしズ刀つシタ 第６図　（０）　　　第６図　（ｂ） 肖命五比１−７）”レス刀つンク 第６図　（Ｃ） ＼゛クーソ　　込ね、　　　　行ら　　　　　　　　　
ハ・クーツ　　　る材　　　　冶号］エコー５ｏ−Ｏｏ
　　　　　　［［［１−８８−＋００＋）＋］エコー　
Ｂ＋−１１００００ｆｆ［１−８９−１１００１ゴ工コ
ー　８２−、　＋０１００　　　　［］］］−ＢＩＯ−
１０１ＱＩｍコー８３−ＯＩ　　　　　　訂エコーａｌ
ｌ−Ｉ　Ｉ　Ｉ　ＯＩＩＩＧＩ−８４−−−１００１０
１−Ｂ＋２−１００１１ｍロー　８５−１１０１０　　
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８６−１０１　Ｉ　Ｏ口匝］］−８＋４−ｌ　ＯＩ　Ｉ
　Ｉココ−８７−＋＋＋Ｉｏ　　　［［Ｉコー・−Ｂ＋
５−Ｉ　ｌ’　Ｉ　Ｉ　＋第９図　（０） ・９’ｙ、る称　　　　ｈ　ラ　　　　　　　　　ハ・
クーツ　　　λ首か　　　　斤も二ＩＩ丁二］−８０−
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１０１０Ｉ［１１−［３１３−冒０１１ゴ■コー１３６
−−−　＋　Ｏ＋　Ｉ　Ｏロ丁］１−Ｂ＋４−リ０１１
１］エコー８７−−−　１１１　ＩＱ　　　　　■■コ
ーーー８１５−−−１１　＋　Ｉ　＋第９図　　　（ｂ
）

Claims (7)

【特許請求の範囲】
1. （１）１要素がＮビツトの２進多値データ列をＭ個並べ
   て、該Ｍ個の二進多値データ列を副走査方向に１ライン
   ずつ入力する入力部と、 前記Ｍ個の二進多値データ列を（ｍ＿１、ｍ＿２、・・
   ・ｍ＿Ｊ、・・・ｍ＿ｋ）という個数の二進データ列に
   分割し、該分割されたｍ＿Ｊ×Ｎ行のビツトデータ列を
   各ｊについて前記副走査方向のｌラインに亙つて各デー
   タのビツト値を調べた上で、列方向と行方向のいずれの
   データ中にも“０”ビツトのみを含み行方向に可変長の
   長さをもつＮ×ｍ＿ｊ×ｌ行の可変長ゼロブロツクをｌ
   個切出し、“１”のビツトを少なくとも１つ含み行方向
   に固定長の長さをもつＮ×ｍ＿ｊ×ｌ行の固定長非ゼロ
   ブロツクを切出すブロツク切出部と、 前記Ｎ×ｍ＿ｊ×ｌ行の固定長非ゼロブロツクの各行が
   所定のパターンを有するか否かを判別するパターン判別
   部と、 前記Ｎ×ｍ＿ｊ×ｌ行の可変長ゼロブロツクに対しては
   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、 前記判別結果に対応したフラグを前記固定長非ゼロブロ
   ツクの各行に対して生成する判別フラグ生成部と、 前記所定パターン以外のパターンを有する固定長非ゼロ
   ブロツクの各行に対して判別結果に対応した所定の符号
   化を行うブロツク符号化部と、前記入力部がｌライン入
   力する毎に、前記ランレングス符号と前記フラグと前記
   所定の符号化コードとを全てのｍ＿ｊ行について、所定
   の順序で合成して出力する合成部とを有する冗長度抑圧
   符号化方式。
2. （２）Ｍ＝４の場合に、前記１要素はシアン、マゼンタ
   、イエロー、ブラツクの各カラー画像データに対応し、
   ｍ＿１＝ｍ２＝２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）ランレングス符号化部はＮ×ｍ＿ｊ×ｌ行の可変
   長ゼロブロツクの行方向の要素数をランレングス符号化
   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）ブロツク符号化部は、固定長非ゼロブロツクの１
   行が前記所定のパターンであ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。
5. （５）ブロツク符号化部における符号コードの長さは、
   少なくとも固定長非ゼロブロツ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。
6. （６）１要素がＮビツトの２進多値データ列をＭ個並べ
   て、該Ｍ個の二進多値データ列を副走査方向に１ライン
   ずつ入力する入力部と、 各要素を行及びラインについて所定幅のインタリーフを
   行つて、１ラインがＮ行×Ｍ個の第１のビツトデータ列
   を得、該第１のビツトデータ列について各行毎にそのビ
   ツト変化をとらえ、ビツト変化を“１”とし、非変化を
   “０”とするように変換して、１ラインがＮビツト×Ｍ
   個のビツトデータ列を得る前処理部と、 該前処理部に接続し前記Ｎビツト×Ｍ個の第２のビツト
   データ列をＮビツト多値のＭ個の二進多値データ列とし
   て１ラインづつ入力するブロツク切出し部であつて、前
   記Ｍ個の二進多値データ列を（ｍ＿１、ｍ＿２、・・・
   ｍ＿ｊ、・・・ｍ＿ｋ）という個数の二進データ列に分
   割し、該分割されたｍ＿ｊ×Ｎ行のビツトデータ列を各
   ｊについて前記副走査方向のｌラインに亙つて各データ
   のビツト値を調べた上で、列方向と行方向のいずれのデ
   ータ中にも“０”ビツトのみを含み行方向に可変長の長
   さをもつＮ×ｍ＿ｊ×ｌ行の可変長ゼロブロツクをｌ個
   切出し、“１”のビツトを少なくとも１つ含み行方向に
   固定長の長さをもつＮ×ｍ＿ｊ×ｌ行の固定長非ゼロブ
   ロツクを切出すブロツク切出部と、 前記Ｎ×ｍ＿ｊ×ｌ行の固定長非ゼロブロツクの各行が
   所定のパターンを有するか否かを判別するパターン判別
   部と、 前記Ｎ×ｍ＿ｊ×ｌ行の可変長ゼロブロツクに対しては
   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、 前記判別結果に対応したフラグを前記固定長非ゼロブロ
   ツクの各行に対して生成する判別フラグ生成部と、 前記所定パターン以外のパターンを有する固定長非ゼロ
   ブロツクの各行に対して判別結果に対応した所定の符号
   化を行うブロツク符号化部と、前記入力部がｌライン入
   力する毎に、前記ランレングス符号と前記フラグと前記
   所定の符号化コードとを全てのｍ＿ｊ行について、所定
   の順序で合成して出力する合成部とを有する冗長度抑圧
   符号化方式。
7. （７）入力部に入力する前記Ｍ個の二進多値データ列は
   、Ｍ＝４であつて、閾値マトリツクスにより多値化した
   多値カラー画像データである事を特徴とする特許請求の
   範囲第６項に記載の冗長度抑圧符号化方式。