DE3628613C2

DE3628613C2 -

Info

Publication number: DE3628613C2
Application number: DE19863628613
Authority: DE
Inventors: Des Erfinders Auf Nennung Verzicht
Original assignee: Leonhard Kurz GmbH and Co KG
Current assignee: Leonhard Kurz Stiftung and Co KG
Priority date: 1986-08-22
Filing date: 1986-08-22
Publication date: 1988-07-21
Also published as: DE3628613A1

Description

Die Erfindung betrifft ein Verfahren zum Dekodieren von im F2F-Verfahren binär kodierten Informationen auf magnetischen Informationsträgern mittels eines Lesekopfes mit zwei in Bewegungsrichtung des Informationsträgers in einem Abstand von drei Vierteln der Bit-Länge der gespeicherten Information angeordneten, quer zur Bewegungsrichtung des Informationsträgers verlaufenden Spalten, wobei durch Auswertung der von den beiden Spalten erzeugten Signale die gespeicherte Information dekodiert wird.

Es gibt eine Vielzahl von Anwendungsbeispielen, wo magnetische Informationsträger, insbesondere Bänder, eingesetzt werden, die binär kodierte Informationen tragen. Beispielsweise sei hier an Kreditkarten, Scheckkarten oder ganz allgemein Identifikationskarten erinnert. Für die Aufzeichnung der gewünschten Informationen kann dabei nur eine Kodierung verwendet werden, die digital ist, d. h. meist zwei unterschiedliche Zustände kennt, in denen die zu magnetisierende Substanz im Band oder dgl. jeweils entgegengesetzte Polarität aufweist. Eines der Kodierungsverfahren ist dabei das sogenannte F2F-Verfahren bzw. die Wechseltaktschrift. Hierbei erfolgt die Aufzeichnung derart, daß jeweils an den Bit-Zellengrenzen ein Flußwechsel stattfindet. Ein weiterer Flußwechsel ist bei einem der Binärzeichen, meist bei der "Ziffer 1" im Inneren der Bit-Zelle vorgesehen. Wenn bei einer solchen Kodierung dann zweimal die 0 aufeinanderfolgt, erhält man in den entsprechenden Bit- Zellen einen unterschiedlichen magnetischen Fluß. Folgt dagegen zweimal die 1 aufeinander, ist der Flußverlauf in den Bit-Zellen gleich. Beispiele für eine F2F- Kodierung sind in der ISO 7811/2-1985 (E) enthalten.

Bei dem Auslesen der gespeicherten Informationen bestehen keine Schwierigkeiten, wenn das entsprechende Band mit bekannter Geschwindigkeit am Spalt eines Lesekopfes vorbeibewegt werden kann, weil es dann ohne weiteres möglich ist, aufgrund der bekannten Taktzeiten und somit Bit-Zellenlängen festzustellen, ob im Inneren der Bit-Zelle ein Flußwechsel stattfindet, d. h. das eine der Binärzeichen vorliegt oder, falls kein Flußwechsel eintritt, das andere Binärzeichen.

Diese Möglichkeit findet jedoch dort ihre Grenze, wo die Bewegungsgeschwindigkeit des Informationsträgers gegenüber dem Lesespalt sehr klein wird und insbesondere dann, wenn der Informationsträger mit unterschiedlichen Geschwindigkeiten gegenüber dem Spalt bewegt werden soll, ohne daß gleichzeitig zusätzliche, die Bit-Zellengrenzen bestimmende Informationen gespeichert sind. Auf letzteres will man jedoch üblicherweise verzichten.

Man hat nun bereits versucht, hier eine gewisse Verbesserung dadurch zu schaffen, daß mit einem Lesekopf gearbeitet wird, welcher zwei Spalten aufweist, die in einem Abstand von drei Vierteln der Bit-Zellenlänge angeordnet sind. Der hierbei bisher verwendete Lesekopf ist ein solcher Lesekopf, der auf Veränderungen des magnetischen Flusses anspricht, also induktiv arbeitet. Bei dem bekannten Verfahren wird nun festgestellt, an welchem der beiden Spalte des Lesekopfes jeweils zuerst ein Flußwechsel auftritt. Aus der sich so ergebenden Flußwechsel-Folge kann dann auf die gespeicherten Informationen geschlossen werden. Nachteilig ist hierbei jedoch, daß das bekannte Verfahren, da die Änderung des magnetischen Flusses in Abhängigkeit von der Zeit ausgenutzt wird, ebenfalls nur eingesetzt werden kann, wenn der Informationsträger sich mit einer bestimmten Mindestgeschwindigkeit über den Lesekopf bzw. dessen Spalten bewegt. Der Vorteil des bekannten Verfahrens liegt darin, daß, nachdem nur die Signalfolge aus den einzelnen Kanälen für die Dekodierung benutzt wird, grundsätzlich Änderungen in der Bewegungsgeschwindigkeit des Informationsträgers gegenüber dem Lesekopf, sofern nur die Bewegung noch mit einer Mindestgeschwindigkeit erfolgt, keinen grundsätzlichen Einfluß auf das Auslesen haben.

Es gibt nun jedoch Anwendungsgebiete, wo auch bei sehr langsamer Bewegung des Informationsträgers gegenüber dem Lesekopf bzw. den Lesespalten noch eine einwandfreie Dekodierung der gespeicherten Informationen gewünscht wäre. Beispielsweise könnte eine solche Dekodierung dazu verwendet werden, um einen bestimmten Punkt eines als Informationsträger dienenden Magnetbandes, der mit einem sogenannten Start-Sentinel gekennzeichnet ist, jeweils in der Fertigung genau an einer bestimmten Stelle einer Kreditkarte od. dgl., zum Beispiel 5 mm vom Kreditkartenrand entfernt, anzubringen. Um dies zu erreichen, muß während der Anbringung des Magnetbandes auf der Karte die Information des Magnetbandes gelesen und das Magnetband dann maschinell zuerst langsam, dann sogar sehr langsam in die gewünschte Position gebracht werden. Die hierbei vorhandenen Bewegungsgeschwindigkeiten genügen nicht, um bei den bekannten induktiven Leseköpfen infolge der Flußänderung über der Zeit noch ein auswertbares Signal zu erzeugen.

Der Erfindung liegt daher die Aufgabe zugrunde, ein Verfahren der eingangs erwähnten Art vorzuschlagen, welches es gestattet, auch bei sehr langsamen und veränderlichen Bewegungsgeschwindigkeiten des Informationsträgers gegenüber dem Lesekopf einwandfrei die Informationen auf dem Informationsträger auszulesen.

Zur Lösung dieser Aufgabe wird nach der Erfindung vorgeschlagen, das eingangs erwähnte Verfahren derart auszugestalten, daß ein geschwindigkeitsunabhängiger, magnetflußabhängiger Lesekopf verwendet wird, der elektrische Signale verschiedener Polarität in Abhängigkeit von der Richtung des Magnetfeldes erzeugt, daß die von den beiden Spalten erzeugten elektrischen Signale zur Bildung von Additonssignalen addiert werden, daß schrittweise jeweils mindestens drei aufeinanderfolgende Additionssignale abgespeichert und mit Additionssignalen verglichen werden, die vorgegebenen Sequenzen F2F-kodierter Informationen entsprechen, wobei von den mindestens drei abgespeicherten Additionssignalen mindestens zwei aufeinanderfolgende Additionssignale ausgewertet werden, und daß zur Bestimmung der Polarität der Sequenz der F2F-kodierten Informationen eine Folge von drei aufeinanderfolgenden Additionssignalen gleicher Polarität herangezogen wird, die sich eindeutig bei einer bestimmten F2F-Sequenz ergibt.

Von dem eingangs erwähnten, bekannten Verfahren unterscheidet sich somit das Verfahren nach der Erfindung zum einen dadurch, daß kein induktiver, sondern ein flußempfindlicher Lesekopf verwendet wird, d. h. ein Lesekopf, der ein Signal abgibt, welches grundsätzlich nur von dem jeweils im Spalt vorhandenen magnetischen Fluß abhängig ist, ohne daß die Geschwindigkeit, mit der sich der Magnetfluß im Bereich des Spaltes ändert, eine Rolle spielen würde. Weiterhin maßgeblich ist, daß bei dem Verfahren nach der Erfindung die Ausgangssignale der beiden Spalte des Lesekopfes nicht getrennt ausgewertet, sondern Additionssignale gebildet werden, die dann in bestimmter Weise abgespeichert und mit anderen gebildeten Additionssignalen verglichen werden, wobei eine Bestimmung der Polarität der Sequenz der kodierten Informationen anhand einer Folge von drei aufeinanderfolgenden Additionssignalen gleicher Polarität möglich ist. Auf diese Weise ist es möglich, die binäre F2F-kodierte Information des Informationsträgers richtig und eindeutig auszulegen, ohne daß veränderliche oder geringe Bewegungsgeschwindigkeiten noch einen Einfluß haben könnten.

Aus der Literaturstelle "Elektronics" vom Februar 1973, Band 46, Seite 91 ff., ist es bereits bekannt, flußempfindliche Leseköpfe zum Auslesen einer Information von einem magnetischen Informationsträger zu verwenden. Dort sind jedoch keinerlei Angaben über das bei der Auswertung der ausgelesenen Information zu verwendende Verfahren gemacht oder gar ein Hinweis darauf, daß die Verwendung solcher Leseköpfe gerade bei der Dekodierung F2F-kodierter Informationen zweckmäßig sein könnte.

In der DE-OS 28 56 693 ist ein Verfahren beschrieben, welches die Dekodierung von im CMC-7-Code aufgezeichneten Informationen gestattet, wobei auch dort das Problem angesprochen ist, bei unterschiedlichen und auch geringen Bewegungsgeschwindigkeiten des Informationsträgers gegenüber der Leseeinrichtung eine zuverlässige Dekodierung zu erreichen. Bei der Dekodierung von CMC-7-kodierten Informationen ist es erforderlich, drei verschiedene Abstände zwischen Feldern konstanter Länge zu erkennen. Ein für die Dekodierung von CMC-7-kodierten Informationen geeignetes Verfahren ist jedoch deswegen für die Dekodierung von F2F-kodierten Informationen nicht geeignet, weil bei einer F2F-Kodierung keinerlei Bereiche konstanter Breite, und zwar weder der positiv noch der negativ magnetisierten Bereiche, vorhanden sind (es sei denn, es handle sich um Serien, die lediglich aus einem Zeichen bestehen, was jedoch in der Praxis wohl ausgeschlossen werden kann). Im übrigen unterscheidet sich das in der DE-OS 28 56 693 beschriebene Dekodierungsverfahren - abgesehen von der Verwendung eines Doppelspalt-Lesekopfes der den tatsächlichen magnetischen Fluß mißt - grundlegend von dem Verfahren gemäß der Erfindung.

Grundsätzlich können für das Verfahren nach der Erfindung sämtliche Leseköpfe verwendet werden, die flußempfindlich sind, d. h. nicht induktiv arbeiten. Unter Berücksichtigung des Wunsches, die Ausgangssignale zu addieren, ist es jedoch besonders günstig, wenn ein Lesekopf verwendet wird, der Spannungssignale erzeugt, wobei erfindungsgemäß besonders vorteilhaft ein Lesekopf eingesetzt wird, der zur Abfühlung des magnetischen Flusses mindestens ein den Halleffekt verwendendes Element aufweist. Der Einsatz von Halleffekt-Leseköpfen bietet dabei insbesondere den Vorteil, daß deren Empfindlichkeit sehr groß ist.

Wenn vorstehend jeweils von einem Lesekopf die Rede ist, soll dies nicht bedeuten, daß die Erfindung nicht in gleicher Weise auch dann anwendbar wäre, wenn zwei getrennte, jeweils nur einen Spalt aufweisende Leseköpfe eingesetzt werden. In diesem Falle muß durch konstruktive Maßnahmen, beispielsweise seitliche Versetzung der Leseköpfe gegeneinander, Sorge dafür getragen werden, daß die Spalten tatsächlich einen entsprechenden Abstand voneinander aufweisen, d. h. zweckmäßig von 75% der Bit-Länge der gespeicherten Informationen bzw. des Abstandes der Bit- Zellengrenzen. Der Vollständigkeit halber sei jedoch hier darauf hingewiesen, daß das Verfahren nach der Erfindung grundsätzlich auch zum Einsatz kommen kann, wenn der Abstand der beiden Lesespalten größer als die halbe und kleiner als die ganze Bit-Zellenlänge ist.

Besonders zweckmäßig und insbesondere bei Einsatz des Verfahrens nach der Erfindung, z. B. in der Fertigung unabdingbar, ist es, wenn das schrittweise Vergleichen der tatsächlich vorliegenden Additionssignale mit den möglichen Sequenzen von Additionssignalen mittels einer Rechenanlage erfolgt, wobei so vorgegangen wird, daß zu Beginn des Vergleichsvorganges dem ersten Additionssignal ein beliebiges Binärsignal (0 oder 1) zugeordnet und der Vergleich hiervon ausgehend durchgeführt wird, sofern nicht eine nicht mögliche Sequenz der Additionssignale auftaucht, in welchem Fall der Vergleich abgebrochen und der Vergleichsvorgang erneut ausgehend von dem anderen Binärsignal (1 oder 0) oder, sofern auch dieser Versuch zu einem Abbruch führt, ausgehend von einem der folgenden Additionssignale durchgeführt wird. Wenn sich beim Vergleichen also herausstellt, daß ausgehend von dem ursprünglich angenommenen Binärsignal irgendwann eine Signalfolge auftaucht, die es nach den nachstehend noch zu erläuternden Regeln nicht geben darf, ist anzunehmen, daß die zu Beginn des Vergleiches angenommene Binärzahl unrichtig war. In diesem Falle wird dann der Vergleichsvorgang mit der jeweils anderen Binärzahl erneut durchgeführt. Führt auch dies zu einem Abbruch, werden entsprechende Vergleichsvorgänge an folgenden Additionssignalen beginnend durchgeführt. Da, wie nachstehend noch zu erläutern sein wird, aus der Folge der Additionssignale eindeutig auf die gespeicherte Information geschlossen werden kann, muß in den in der Praxis vorkommenden Fällen ein Vergleichsvorgang bis zum Ende durchführbar sein.

Nachstehend wird das Verfahren gemäß der Erfindung anhand von Beispielen unter Verwendung zeichnerischer Darlegungen und Tabellen näher erläutert. In der Zeichnung stellen dar:

Fig. 1 schematisch die Signalfolgen bei F2F-Kodierung im vorderen und hinteren Spalt eines Lesekopfes unter Zuordnung der entsprechenden Additionssignale und

Fig. 2 eine Skizze zur Veranschaulichung der sich nur bei Flußwechsel im Bereich der Bit-Zellengrenzen ergebenden Summen.

In Fig. 1 ist von lins nach rechts fortschreitend die Signalabfolge dargestellt, die man erhält, wenn ein Band als Informationsträger von rechts nach links bewegt wird, wobei angenommen ist, daß auf dem Band als Information die Zeichenfolge 001011000 gespeichert sei. Der vordere Spalt ist dabei in Bewegungsrichtung des Bandes der zweite, der hintere Spalt der erste Spalt. Die Bit-Zellen- Breite ist verständlicherweise bezüglich des vorderen und hinteren Spaltes gleich und mit d eingezeichnet. Der Abstand der Spalte beträgt z, was dazu führt, daß die Signale im vorderen und hinteren Spalt jeweils um z gegeneinander verschoben sind.

Addiert man die Signale, die im vorderen Spalt (Zeile I) und im hinteren Spalt (Zeile II) beobachtet werden, so erhält man ein Additionssignal gem. Zeile III in Fig. 1. Die Signale in Zeile III sind nun - abgesehen vom Anfang und Ende, wo jeweils nur in einem der Spalte ein Signal anliegt - entweder positiv oder negativ oder Null. Die positiven Additionssignale werden nun mit A, die negativen Additionssignale mit B bezeichnet, was gemäß Zeile IV zu der Additionssignal-Sequenz ABBAAABABBAB führt.

Ausgehend von dieser Additionssignal-Sequenz gemäß Zeile IV in Fig. 1 läßt sich nun unter Verwendung des nachstehenden Schemas 1 eine eindeutige Dekodierung vornehmen.

Schema 1

0 nach 0 A nach B bzw. B nach A,
1 nach 0 A nach A bzw. B nach B,
0 nach 1 BB nach A bzw. AA nach B,
1 nach 1 BA nach A bzw. AB nach B.

Das das vorstehende Schema zutrifft, wird nachstehend noch erläutert werden. Vorab sei aber erklärt, wie anhand des Schemas die Dekodierung der Additionssignal- Sequenz gem. Zeile IV in Fig. 1 erfolgt.

Bei dem Versuch der Dekodierung der Sequenz gemäß Zeile IV in Fig. 1 wurde gemäß der vorstehenden Skizze zuerst angenommen, daß dem Signal A die Ziffer 1 entspricht. Da nach Schema 1 BB nach A der Ziffer 0 entspricht, erhält man als zweite Ziffer eine 0. Hierbei ist zu berücksichtigen, daß jeweils nach einer 1 zwei Additionssignale erforderlich sind, um die folgende Ziffer ermitteln zu können. Nach einer 0 ist dagegen jeweils nur ein Additionssignal notwendig. A nach B bedeutet gemäß Schema 1 0. A nach A führt zur Ziffer 1. Nunmehr müßte AB nach A abgefragt werden. Diese Folge gibt es jedoch nach Schema 1 nicht, weshalb davon auszugehen ist, daß die willkürliche Annahme von 1 als erste Zahl falsch sein muß.

Es wird nun der gleiche Vorgang beginnend mit 0 als erste Zahl wiederholt. Die vorstehende Skizze zeigt nun, daß die Dekodierung zum richtigen Ergebnis 001011000 führt.

Wie sich ohne weiteres ergibt, erfolgt bei dem erfindungsgemäßen Verfahren die Dekodierung lediglich aufgrund der Aufeinanderfolge der einzelnen Amplituden, wobei weder deren zeitlicher Abstand eine Rolle spielt noch grundsätzlich deren Amplitude. Es genügt für eine einwandfreie Dekodierung, wenn ein Signal einer oder der anderen Polarität vorhanden ist, welches gegebenenfalls entsprechend verstärkt werden kann. Da die zeitliche Aufeinanderfolge der Additionssignale keine Rolle spielt, ist somit erfindungsgemäß die Dekodierung auch bei sehr langsam laufendem Band bzw. bei extrem unterschiedlichen Bandgeschwindigkeiten möglich, was gegenüber den herkömmlichen Systemen eine ganz erhebliche Verbesserung darstellt, da bei diesen, induktiv arbeitenden Leseköpfen stets eine ausreichende Relativgeschwindigkeit zwischen Informationsträger und Lesekopf erforderlich ist.

Bei der Erstellung von Schema 1 wurde so vorgegangen, daß die Bit-Grenzen gemäß Zeile II zugrunde gelegt wurden. Es ist natürlich auch möglich, statt dessen die Bit-Grenzen von Zeile I (entsprechend dem vorderen Spalt) zugrunde zu legen. Man erhält dann folgendes Dekodierungsschema:

Schema 2

0 vor 0 A vor B bzw. B vor A,
1 vor 0 B vor B bzw. A vor A,
0 vor 1 BB vor A bzw. AA vor B,
1 vor 1 BA vor B bzw. AB vor A.

Bei der Dekodierung muß dann im Gegensatz zu dem Vorgehen bei Verwendung von Schema 1 von rechts nach links gearbeitet werden. Man erhält dann folgende Zuordnung:

Wenn man bei der Dekodierung mit der Zahl 1 beginnt, d. h. 1 dem letzten Additionssignal zuordnet, erhält man sehr rasch eine Kombination AB vor B, die es nach Schema 2 nicht gibt, infolgedessen war die Wahl von 1 unrichtig, und es muß mit 0 angefangen werden. Tut man dies, so erhält man die korrekte, der Fig. 1 zugrunde gelegte Zahlenfolge.

Es soll nachstehend nun erläutert werden, wieso aus der Folge der Additionssignale zuverlässig und eindeutig auf die tatsächlich gespeicherte Information geschlossen werden kann.

Hierzu werde angenommen, daß sich zu einer bestimmten Zeit t die Bandstelle x am hinteren Spalt des Lesekopfes, die Bandstelle x-z infolgedessen am vorderen Spalt des Lesekopfes befindet. Die Polarität des im hinteren Spalt gemessenen magnetischen Flusses wird mit P _H (x), die Polarität des im vorderen Spalt gemessenen magnetischen Flusses mit P _V (x-z) bezeichnet. Es gilt dann

mit

d = Bitzellenlänge (Clockabstand) z = Phasenverschiebung (Abstand der beiden Spalte) F = P _H (d/4) (Ausgangspolarität bei x=d/4)

sind die Anzahl der die Bitzellen begrenzenden Flußwechsel (Σa) zuzügl. der eine "1" repräsentierenden Flußwechsel innerhalb der Bitzellen (Σb), jeweils zwischen den Bandstellen x=d/4 und x bzw. zwischen x=d/4 und x=z.

Gl. 1 und Gl. 2 sind vorstehend allerdings nur definiert für alle x, für die x≠n · d/2 gilt, wobei n eine natürliche Zahl ist. Die vorstehenden Gleichungen sind auch ohne weiteres einleuchtend, da sich die Polaritäten bei F2F-Kodierung jeweils bei einem Clock-Impuls, d. h. an den Bitzellengrenzen, sowie zusätzlich bei dazwischenliegenden "1"-Flußwechseln ändern.

Die Polarität P _HV (x, x-z) der Summe aus den Gleichungen 1 und 2 berechnet sich dann wie folgt

Der Faktor 1/2 wurde lediglich eingeführt, um den Betrag von P _HV nicht größer als 1 werden zu lassen.

Das Gleichheitszeichen in Zeile 2 von Gleichung 3 gilt dabei, da P _V und P _H nur die Werte +1 bzw. -1 annehmen können. Die Umformung gem. Zeile 2 wurde deswegen vorgenommen, da sie die folgende, getrennte Betrachtung der Flußwechsel an den Bitzellengrenzen und der Flußwechsel innerhalb der Bitzellen ermöglicht.

Aus den Gleichungen 1 und 2 läßt sich auch P _H (x)/P V (x-z) wie folgt bezeichnen:

P _H (x)/P _V (x-z) ist mit Gl. 1 und 2:

Wie bereits erwähnt, ist z=0,75 d. Eine zu betrachtende Bitzelle habe die Anfangs-Koordinate x=dn und die Endkoordinate X=d(n+1), wobei n irgendeine natürliche Zahl ist. In Fig. 2 sind nun vier Bandkoordinaten x₁-x₄ angenommen, die voneinander den gleichen Abstand von jeweils einer Viertel Bitzellenlänge aufweisen, wobei die Koordinaten x₁-x₄ innerhalb der Bitzelle so gelegt sind, daß sie nicht mit der Mitte der Bitzelle oder einer Bitzellengrenze zusammenfallen. Beispielsweise können sie die Koordinaten gem. Fig. 2 haben, d. h. d(n+1/8), d(n+3/8), d(n+5/8) und d(n+7/8). Es wird nun die Differenz der a-Summen gemäß Gleichung 4 an den vier Bandkoordinaten x₁-x₄ untersucht, wobei sich stets die Folge 1110 ergibt, da in den ersten drei Abschnitten mit den Koordinaten x₁, x₂ und x₃ die bis x₁-z, x₂-z bzw. x₃-z durchgeführte Summation über die Bitzellengrenzen jeweils um den Betrag 1 kleiner ist, als die Summation bis x₁, x₂ bzw. x₃. Lediglich bei x₄ ist die Differenz der a-Summen gleich 0, da x₄ und x₄-z=x₁ innerhalb der gleichen Bitzelle liegen. Es ist einzusehen, daß sich diese Folge stetig wiederholt, so daß man bei Kennzeichnung der Bitzellengrenzen mit Schrägstrich für die Differenzen der a-Summen schreiben kann

Verallgemeinernd läßt sich also feststellen, daß ein Wechsel des magnetischen Flusses jeweils die Differenz der Summen in den auf den Flußwechsel folgenden drei Abschnitten zu 1 macht, während die Differenz der Summen im vierten Abschnitt wieder 0 ist. Diese Regel läßt sich entsprechend auf die Differenz der b-Summen gem. Gleichung 4 anwenden. Hierbei beginnt jedoch die Folge 1110 dann, wenn ein 1-Bit dargestellt werden soll, in der Mitte der entsprechenden Bit-Zelle und endet in der Mitte der nächsten Zelle. Soll dagegen ein 0-Bit dargestellt werden, muß von der Mitte der einen Bit-Zelle bis zur Mitte der nächsten sich die Summe 00/00 ergeben.

Im einzelnen sind somit folgende Fälle zu unterscheiden:

In der Tabelle 1 sind nun die Resultate für eine Bit- Zelle gem. Annahme mit den Anfangs- bzw. Endkoordinaten x=dn und x=d(n+1) zusammengestellt.

Die letzten vier Doppelzeilen der Tabelle 1 erhält man dadurch, daß beliebig die Polarität von P _H (x) mit A bzw. B bezeichnet wird. Für den Fall, daß in der entsprechenden Bit-Zelle ein Flußwechsel stattfindet, d. h. die Ziffer "1" dargestellt werden soll, ändert sich die Polarität von P _H (x), wie sich für die Fälle (1 nach 1) und (1 nach 0) aus der Tabelle 1 entnehmen läßt.

Tabelle 1

Ein Vergleich der letzten vier Doppelzellen der Tabelle 1 mit der Zeile III in Fig. 1 zeigt nun tatsächlich eine Übereinstimmung der Polaritätsfolge innerhalb der Bit-Zellen. Dies reicht jedoch für eine geschwindigkeitsunabhängige Entschlüsselung nicht aus, da gemäß Tabelle 1 eine Unterscheidung zwischen (1 und 0) und (0 nach 0), d. h. in den Fällen gemäß den letzten beiden Doppelzeilen, nicht möglich wäre. Während für die Fälle (0 nach 1) und (1 nach 1) innerhalb einer Bit-Zelle zwei Impulse festgestellt werden können, ist die Unterscheidung in den letzten beiden Fällen nur bei Kenntnis der relativen zeitlichen bzw. örtlichen Lage der Impulse möglich. Diese Schwierigkeit kann jedoch umgangen werden, indem man auch noch die Polaritätsverhältnisse in der vorhergehenden Bit-Zelle berücksichtigt. Tabelle 2 ist nun unter Berücksichtigung jeweils der zweiten Hälfte der vorhergehenden Bit-Zelle erstellt. Dies genügt, da die Differenzen der b-Summen in dem erforderlichen Bereich nur vom Wert des vorhergehenden Bits (vgl. obige Tabelle zu der Fallunterscheidung zwischen den Differenzen der a-Summen und b-Summen) und nicht von Werten weiter zurückliegender Bits abhängen, so daß die aus Tabelle 2 hervorgehenden Zuordnungen, z. B. "AA nach B" für "0 nach 1" eindeutig sind. Man erhält somit aus den letzten beiden Doppelzeilen in Tabelle 2 die gewünschte Fallunterscheidung zwischen (1 nach 0) und (0 nach 0). Die so gewonnenen Ergebnisse der Tabelle 2 stimmen, wie ein Vergleich ohne weiteres zeigt, mit dem Schema 1 überein.

Zum leichteren Verständnis hinsichtlich des Wechsels der Amplituden wurden in den letzten vier Doppelzellen der Tabellen die Flußwechsel durch entsprechende Verstärkung der Trennungsstriche zwischen den Spalten angedeutet.

Tabelle 2

Bereits anhand der aus Schema 1 und Tabelle 2 hervorgehenden Bedingung, daß nach einer "1" immer eine Vorzeichenumkehr der Additionssignale erfolgen muß, also A/B bzw. B/A, kann in vielen Fällen die Richtigkeit einer Zuordnung festgestellt werden. Dies gilt allerdings nicht bei einigen periodischen Folgen der aufgezeichneten binären Informationen. Diese Schwierigkeit ist aber in der Praxis nicht von Bedeutung, da man üblicherweise auf ein spezielles Startsignal (start sentinel) zurückgreifen kann. Zum Beispiel ist die Binärzahlenfolge "101" in den nach ISO 7811 vorgeschriebenen start sentinels enthalten (101000 bzw. 11010).

Wenn ein Additionssignal bei korrekter Zuordnung eine "1" bedeutet, so besitzt das unmittelbar darauf folgende Additionssignal keine Funktion zur Festlegung von Daten. Das folgende Additionssignal besitzt nur gegenüber dem die "1" repräsentierenden Additionssignal umgekehrtes Vorzeichen, d. h., nach einem eine "1" repräsentierenden Additionssignal ergibt sich die Zeichenfolge A/B bzw. B/A. Derartige erste Additionssignale nach einem eine "1" repräsentierenden Additionssignal seien nachstehend als "Kontrollsignale" bezeichnet, um sie so von den eigentlichen "Datensignalen" zu unterscheiden.

Der Umstand, daß nach einer "1" jeweils ein Kontrollsignal auftritt und ein Vorzeichenwechsel erfolgt, führt nun zu einem Prüfkriterium, das bei Vorhandensein eines entsprechenden Startsignals und falschen Zuordnungsversuchen zu Widersprüchen und damit einem Abbruch führt.

Unter den vorstehend genannten Voraussetzungen tritt dann, wenn irgendwo die Binärzahlenfolge "101" vorhanden ist, die Additionssignalfolge "AAA" bzw. "BBB" auf. Diese Additionssignalsequenz kann innerhalb oder zu Beginn der zu untersuchenden Sequenz gegeben sein.

Aus Tabelle 2 ist ersichtlich, daß ein Binärzeichen durch eines oder maximal zwei Additionssignale repräsentiert wird. Infolgedessen lassen sich in einer Signalfolge "AAA" prinzipiell nur folgende Bitzellengrenzen annehmen.

1) A/AA/
2) A/A/A und
3) /AA/A.

Weitere Kombinationen sind nicht möglich.

Betrachtet man die vorstehenden Kombinationen anhand des Schemas 1, so ist das Vorliegen der Anordnung 1) auszuschließen, da es die Kombination "AA nach A" nicht gibt. Bei Prüfung der Kombination 2) von links her kann zunächst "A/A" bedeuten "1 nach 0", was bedeutet, daß hierauf ein B-Signal folgen müßte, da ja nach einer "1" eine Polaritätsumkehr eintreten muß. In der Kombination 2) folgt jedoch "A", so daß auch diese Kombination nicht richtig sein kann. Lediglich die Kombination 3) steht nicht im Widerspruch zu Schema 1 bzw. der Tabelle 2. "/AA/" nach B bedeutet "0 nach 1". Das folgende "A"-Signal kann dann nur eine "1" repräsentieren. Deshalb ist die Folge "AAA" bzw. "BBB" eindeutig zu "101" zugeordnet. Umgekehrt ist entsprechend den Regeln aus Schema 1 zu folgern, daß in jeder Binärzahlen-Sequenz, die die Zahlenfolge "101" enthält, jeder Binärzahl ein Datenadditionssignal entsprechender Polarität eindeutig zugeordnet ist und auch Position und Vorzeichen eines jeden Kontrollsignals dann eindeutig festliegen. Jeder Vergleichsversuch mit falschen Start-Annahmen, d. h. Annahme des falschen Binärwertes oder Start bei einem Kontrollsignal, muß deshalb spätestens bei Erreichen der Sequenz "AAA" bzw. "BBB" zu Widersprüchen und damit einem Abbruch führen. Dabei ist allerdings darauf hinzuweisen, daß ein Start dann, wenn die Additionssignalfolge "ABBBA" vorhanden ist, nur innerhalb der ersten 3 Signale dieser Folge erfolgen darf.

Aus Vorstehendem ergibt sich, daß z. B. bei Verwendung der gemäß ISO 7811 vorgeschriebenen start sentinels eine falsche Zuordnung unbedingt erkannt werden wird.

Anhand des nachstehenden Beispiels werden die Zusammenhänge nochmals erläutert, wobei hier jedoch bereits zwischen "Kontroll- Signalen" und "Additionssignalen" unterschieden wurde, indem jeweils den eindeutig als Kontroll-Signale feststehenden Additionssignalen keine Binärziffer zugeordnet wurde.

Anhand des vorstehenden Beispieles ist zu ersehen, daß eine falsche Zuordnung einer Binärzahl zu einem Additionssignal auch bereits bei anderen Signalfolgen als "ABBBA" oder "BAAAB" erkannt werden kann. Das Beispiel zeigt weiter, daß es bei bestimmten Startpositionen möglich ist, daß unabhängig davon, welche Binärzahl dem Additionssignal zugeordnet wird, ein Abbruch erfolgt, da Widersprüche eintreten (siehe Start beim 2. Additionssignal des Beispiels). Ein derartiger Fall tritt dann auf, wenn der Vergleichsversuch bei einem Additionssignal begonnen wird, das in Wirklichkeit ein direkt auf eine "1" folgendes Additionssignal, also ein Kontrollsignal darstellt. Wenn in einem solchen Fall weder die Annahme von "0" als von "1" für das erste Additionssignal zu einem widerspruchsfreien Ergebnis führt, ist ein neuer Vergleichsversuch ausgehend von dem nächsten Additionssignal erforderlich. Ergibt sich dann bei Beginn mit einem der beiden Binärzeichen wiederum ein Widerspruch, d. h. Abbruch, muß die Dekodierung mit dem anderen Binärzeichen bis Ende durchführbar sein.

Zusammenfassend ist somit festzuhalten, daß ein Vorgehen gemäß der Erfindung es gestattet, unabhängig von der Bewegungsgeschwindigkeit des Informationsträgers gegenüber dem Lesekopf eindeutig die gespeicherten Informationen zu dekodieren.

Claims

1. Verfahren zum Dekodieren von im F2F-Verfahren binär kodierten Informationen auf magnetischen Informationsträgern mittels eines Lesekopfes mit zwei in Bewegungsrichtung des Informationsträgers in einem Abstand von drei Vierteln der Bit-Länge der gespeicherten Information angeordneten, quer zur Bewegungsrichtung des Informationsträgers verlaufenden Spalten, wobei durch Auswertung der von den beiden Spalten erzeugten Signale die gespeicherte Information dekodiert wird, dadurch gekennzeichnet,
daß ein geschwindigkeitsunabhängiger, magnetflußabhängiger Lesekopf verwendet wird, der elektrische Signale verschiedener Polarität in Abhängigkeit von der Richtung des Magnetfeldes erzeugt,
daß die von den beiden Spalten erzeugten elektrischen Signale zur Bildung von Additionssignalen (A, B) addiert werden,
daß schrittweise jeweils mindestens drei aufeinanderfolgende Additionssignale (A, B) abgespeichert und mit Additionssignalen verglichen werden, die vorgegebenen Sequenzen F2F-kodierter Informationen entsprechen, wobei von den mindestens drei abgespeicherten Additionssignalen mindestens zwei aufeinanderfolgende Additionssignale (A, B) ausgewertet werden, und
daß zur Bestimmung der Polarität der Sequenz der F2F-kodierten Informationen eine Folge von drei aufeinanderfolgenden Additionssignalen (AAA, BBB) gleicher Polarität herangezogen wird, die sich eindeutig bei einer bestimmten F2F-Sequenz (z. B. "101") ergibt.

2. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß ein Lesekopf verwendet wird, der zur Abfühlung des magnetischen Flusses mindestens ein den Halleffekt verwendendes Element aufweist.