DE3825960A1 - Verfahren und vorrichtung zur digitalen informationscodierung - Google Patents

Description

Die vorliegende Erfindung betrifft digitale Informationscodiersysteme zur Codierung einer Bitfolge binärer Digitalinformation in eine für eine digitale Aufzeichnung geeignete Bitfolge, insbesondere für die magnetische Digitalaufzeichnung.

Bei für eine hochdichte digitale Aufzeichnung verwendeten Codiermethoden hat man bislang lauflängenbegrenzte Codes (sogenannte RLLC), wie (2, 7)-Codes, die die minimale Lauflänge 2 (beispielsweise eine minimale Anzahl von zwischen Einsen eingefügten Nullen) und eine maximale Lauflänge von 7 (in der gleichen Weise eine maximale Anzahl von Nullen) haben, sowie (1, 7)-Codes, die eine minimale Lauflänge von 1 und eine maximale Lauflänge von 7 haben, und dergleichen eingesetzt.

Solche Codierverfahren werden beispielsweise in der Japanischen Patentoffenlegungsschrift Nr. JP-A-55-47 539, der JP-A-58-13 020 und der JP-A-58-1 19 273 (entsprechend der US-PS 44 88 142) beschrieben.

Die allgemeinen Eigenschaften, wie Kanalkapazität und dergleichen von RLLC sind beispielsweise in "IBM J. Res. Develop.", Vol. 14, Nr. 4 (1970), S. 376 bis 383 und weiteren Druckschriften beschrieben.

Mit der vorliegenden Erfindung sollen Codes zur Verfügung gestellt werden, deren Eigenschaften im Vergleich mit bekannten RLLC eine allgemeinere und umfassendere Anwendung erlauben.

Um die Fragen zu erläutern, die sich bei herkömmlichen RLL-Codes ergeben, werden zunächst die Eigenschaften der bei der magnetischen Digitalaufzeichnung verwendeten RLL-Codes erläutert.

Die Eigenschaften solcher zur magnetischen Digitalaufzeichnung geeigneter Codes sollen wie folgt sein:

• 1. Ein hoher Betrag der Zeitverschiebung (die Erfassungsfensterweite genannt wird) zwischen Spitzen der wiedergegebenen Signalimpulse soll gewährleistet sein, um Codes magnetisch aufgezeichneter Digitalsignale zu erfassen. Besonders ist es zur Umformung eines gewöhnlichen Codezugs ohne Begrenzung der Folge von Nullen und Einsen in einen anderen Codezug, dessen Null- und Einsanordnung begrenzt ist, wie bei den RLL-Codes, notwendig, den ursprünglichen Codezug in Blöcke in Einheiten von m Bits einzuteilen und jeden aus m Bit bestehenden Block in einen n Bitcode umzusetzen, wobei n größer als m ist. Der umgesetzte Digitalcode wird magnetisch aufgezeichnet und wiedergegeben. In diesem Fall wird die Daten- oder Codeerfassungsfensterweite, die gleich der durch ein Bit belegten Zeitdauer ist, gleich m/n (was durch R angegeben wird), wenn die Zeitdauer, die ein Bit des ursprünglichen Codes einnimmt, als Zeiteinheit dient. Um die gewünschte Eigenschaft zu erzielen, sollte der Wert m/n so groß wie möglich sein.
• 2. Es soll ein möglichst hoher minimaler Magnetisierungsumkehrabstand vorhanden sein, um Interferenzen zwischen wiedergegebenen Signalen zu vermeiden.

Wenn man annimmt, daß pro umgesetztes "1"-Bit eine Umkehr der Magnetisierrichtung während der Aufzeichnung auftritt, wird der minimale Magnetisierungsumkehrabstand d + 1, wobei d eine minimale Lauflänge ist. Der Abstand zwischen benachbarten Einsen wird gleich m/n × (d + 1) (welches durch R angegeben wird), wenn die von einem Bit des ursprünglichen Codes belegte Zeitdauer als Zeiteinheit dient. Mit größerwerdendem Magnetisierungsumkehrabstand zwischen "1"-Bits reduzieren sich die Interferenzen zwischen wiedergegebenen Schwingungen, so daß es wünschenswert ist, den Wert m/n × (d + 1) zu erhöhen.

Die oben unter (1) und (2) beschriebenen Eigenschaften sind in Fig. 4 anhand üblicher Codes dargestellt. In Fig. 4 stellt die Abszisse die Erfassungsfensterweite W, das ist m/n, dar, während die Ordinate den minimalen Magnetisierungsumkehrabstand R, das ist m/n × (d + 1), darstellt. Die oben unter (1) und (2) beschriebenen Kennwerte sind relativ zu beiden Achsen aufgezeichnet, so daß man die gewünschten Kennwerte in einem oberen rechten Bereich des Diagramms erhält. Bei minimaler Lauflänge gleich d sind Codes auf einer geraden Linie mit der Steigung d + 1 aufgezeichnet.
(2, 7)-Codes sind im Punkt 41 auf einer geraden Linie mit d = 2 dargestellt;
(1, 7)-Codes sind in einem Punkt 42 auf einer geraden Linie mit d = 1 dargestellt;
MFM-Codes sind im Punkt 43 der geraden Linie mit d = 1 dargestellt;
schließlich sind NRZ-Codes in einem Punkt 44 auf einer geraden Linie mit d = 0 dargestellt.

Ein Code, dessen Anordnung von Nullen und Einsen begrenzt ist, wie beim RLLC, muß die Bedingung m/n < C erfüllt sein, wobei C die Kanalkapazität ist. Deshalb ist der zulässige Höchstwert von m/n abhängig von einer gegebenen minimalen Lauflänge d. Solche Höchstwerte sind in Fig. 4 für jede minimale Lauflänge d an Punkten 45 auf geraden Linien der Steigung d + 1 dargestellt, wobei die maximale Lauflänge k unbestimmt ist, und der Wert der Kanalkapazität C ist durch die Abszisse dargestellt. Die Kanalkapazität C läßt sich aus folgender Beziehung berechnen:

wobei S _ÿ eine Zustandsübergangsmatrix darstellt, wie sie in Fig. 2 gezeigt ist, die einem Codezustandsübergangsdiagramm entspricht, wie es die später zu beschreibenden Fig. 1A und 1B zeigen. Falls ein Element (ÿ) gleich 1 ist, bedeutet dies den Übergang vom Zustand i zum Zustand j, und falls das Element 0 ist, bedeutet dies, daß kein Übergang auftritt.

Die Leistung hochdichter Aufzeichnungen ist von dem jeweils schlechteren der beiden Kennwerte (1) und (2) begrenzt und davon abhängig. Wir betrachten die üblich verwendeten (2, 7)-Codes und (1, 7)-Codes. Deren Erfassungsfensterweiten betragen jeweils 0,5 und 0,667, und ihre minimalen Magnetisierungsumkehrabstände betragen jeweils 1,5 und 1,333. Der Grund der Begrenzung der hochdichten Aufzeichnung von (2, 7)-Codes besteht darin, daß ihre Erfassungsfensterweite klein ist, obwohl ein relativ großer minimaler Magnetisierumkehrabstand möglich ist. Dagegen besteht ein Grund der Begrenzung der hochdichten Aufzeichnung (1, 7)-Codes darin, daß der minimale Magnetisierumkehrabstand trotz verhältnismäßig großer Erfassungsfensterweite klein ist. Wenn man solche Codes verwendet, deren Kennwerte zwischen denen der (2, 7)- und (1, 7)-Codes liegen, so führt dies zu einer hochdichten Aufzeichnung.

Aus Fig. 4 ergibt sich jedoch, daß die lauflängenbegrenzten Codes (RLLC) nur auf den geraden Linien der Steigung d + 1 (d = 0, 1, 2, . . .) liegen, und daß auf einer dazwischenliegenden Geraden befindliche Codes nicht gefunden wurden. Anders ausgedrückt, kann die Steigung (d + 1) einer geraden Linie nicht einen beliebigen Wert erhalten, da der Wert d eine Ganzzahl ist. Alle anderen binären Codes, wie z. B. die unter der Bezeichnung FM-, PE-, MFM-Codes üblichen, die bislang noch nicht in die Kategorie der RLLC eingeordnet wurden, können als eine Art RLLC betrachtet werden, so daß sie denselben Beschränkungen unterliegen.

Es ist wünschenswert, daß sich die Steigung oder Abstufung wesentlich und freizügig verändern läßt. Beispielsweise würde sich, falls eine zwischen den Geraden für d = 1 und d = 2 liegende Gerade möglich wäre, ein gewünschter Kennwert zwischen beiden Kennwerten (1) und (2) einstellen.

Es ist deshalb Aufgabe der Erfindung, die im Stand der Technik auftretenden, oben beschriebenen Probleme zu lösen, die aufgezeigten Begrenzungen im wesentlichen zu vermeiden und die Codes zur Verfügung zu stellen, deren Datenerfassungsfensterweite und deren minimaler Magnetisierungsumkehrabstand auf beliebige Werte innerhalb der Grenze der Kanalkapazitäten, wie sie in Fig. 4 aufgezeigt ist, eingestellt werden können.

Um diese Aufgabe zu lösen, wird gemäß dem vorgeschlagenen Verfahren und der Vorrichtung zur digitalen Informationscodierung ein binärer Codezug gewöhnlicher binärer Digitalinformation, der keine Beschränkung der Bitanordnung aufweist, in einen speziellen binären Codezug in folgender Weise umgeformt. Dieser neue binäre Codezug ist aus einem RLLC derart aufgebaut, daß zwischen einer ersten Binärziffer, beispielsweise "1" und der nächsten ersten Binärziffer "1" jedes Codes eine zweite Binärziffer, beispielsweise "0" eingefügt ist, und daß die Anzahl (Lauflänge) eingefügter aufeinanderfolgender Bits einen Wert zwischen einem frei wählbaren ganzzahligen Minimalwert d und einem anderen ganzzahligen Maximalwert k annimmt. Die Lauflänge nimmt einen Wert an, der sich durch Addition eines ganzzahligen Vielfachen einer bestimmten positiven Ganzzahl s zum Minimalwert d innerhalb des durch den Minimalwert d und den Maximalwert k definierten Bereichs ergibt, wobei die positive Ganzzahl 2 s oder größer als 2 und bezüglich d + 1 eine teilerfremde Zahl ist. Der Maximalwert k ergibt sich durch Addition eines ganzzahligen Vielfachen der positiven Ganzzahl s zum Minimalwert d.

Zum Beispiel ergeben sich die oben genannten Werte zu d = 4, k = 16 und s = 2 in einem Fall, wo jeweils 4 oder 5 Biteinheiten eines binären Codezugs der ursprünglichen Digitalinformation ohne Begrenzung der Bitanordnung in einem 14- oder 17-Bit RLLC umgesetzt werden.

Nun wird der Unterschied zwischen einem RLLC der vorliegenden Erfindung und dem im Stand der Technik bekannten beschrieben.

Ein bekannter RLLC kann als Lauflänge alle Ganzzahlen zwischen dem Mindestwert d und dem Höchstwert k verwenden, wohingegen die erfindungsgemäße Codierung unter folgender Bedingung verwirklicht ist:

Die Lauflängen von "0" sind nur gestattet bei Werten jedes schrittweisen Inkrements s, das zum Mindestwert d addiert wird innerhalb des Bereichs vom Mindestwert d zum Höchstwert k, wobei das Inkrement s eine frei wählbare positive Ganzzahl gleich oder größer als 2 und teilerfremd mit (d + 1) ist. Die Lauflängen von "0" sind nämlich d, d + s, d + 2 s, d + 3 s, . . ., k, und die anderen Lauflängen sind nicht erlaubt. Der Wert k ergibt sich durch Addition eines ganzzahligen Vielfachen von s zum Mindestwert d, und diejenigen Lauflängen, deren Wert zwischen d und k liegt, haben einen Zwischenraum, der gleich einem ganzzahligen Vielfachen von s ist. Die Zustandsübergangsdiagramme von Codes mit in dieser Weise begrenzter Bitanordnung sind in den Fig. 1A und 1B dargestellt, wobei beispielhaft der Fall d = 4, k = 10 und s = 2 angenommen ist. Fig. 1A zeigt das Zustandsübergangsdiagramm eines bekannten (2, 7)-Codes, während Fig. 1B das Zustandsübergangsdiagramm eines erfindungsgemäß vorgeschlagenen Codes darstellt. In den Fig. 1A und 1B gibt Ziffer an, daß ein Zustand unmittelbar nach der Codierung eines "1"-Bits generiert wurde. Die Ziffer gibt beispielsweise einen Zustand an, wo zwei aufeinanderfolgende Nullen nach der "1" erzeugt wurden. Der durch die Ziffern → dargestellte Fall gibt eine Möglichkeit eines Übergangs vom Zustand zum Zustand an.

Mit einem so gestalteten Codiersystem lassen sich beliebige und gewünschte Kennwerte den Mindestmagnetisierungsumkehrabstand R und die Datenerfassungsfensterweite W betreffend, jeweils dargestellt in Einheiten von Bitabständen der ursprünglichen binären Digitalinformation erreichen, die bislang durch bekannte RLLCs nicht erreicht wurden. Dies wird nachstehend genauer erläutert:

Zunächst wird die Datenerfassungsfensterweite W betrachtet. Falls ein m-Bit-Ursprungscode in einen n-Bit Code umgesetzt wird, beträgt die 1-Bitzeitdauer des umgesetzten Codes m/n, wenn eine Bitlänge des Ursprungscodes als Zeiteinheit dient. Die Datenerfassungsfensterweite W eines solchen umgesetzten Codes wird scheinbar s mal so groß als der m/n-Wert zum Zeitpunkt der Wiedergabe des umgesetzten Codes. Insbesondere liegen die Zeitpunkte, zu denen eine nächste "1" nach der vorangehenden "1" empfangen wurde, auf 1-Bit-Zeitintervallen d + 1, d + 1 + s, d + 1 + 2 s, d + 1 + 3 s, . . . angefangen vom Zeitpunkt, wo die vorangehende "1" empfangen wurde. Im Ergebnis kann die Erfassung der Position der nachfolgenden "1" nach dem Empfang der vorangehenden "1" mittels eines Erfassungsfensters, dessen Weite s Bits beträgt, durchgeführt werden. Solche Zeitpunkte sind in Fig. 3 für den Fall d = 4, k = 10 und s = 2 dargestellt. Die in Fig. 3 dargestellten Zeitpunkte werden anhand der später behandelten Ausführungsbeispiele näher beschrieben.

Der Mindesmagnetisierungsumkehrabstand R läßt sich als m/n × (d + 1) angeben, wenn das 1-Bitintervall eines ursprünglichen Codes als Zeiteinheit dient. Gemäß Fig. 4 lassen sich eine beliebige Steigung und damit ein gewünschter Kennwert durch Änderung des Wertes s relativ zum Wert d erreichen, weil das Verhältnis (das ist die Steigung) des Mindestmagnetisierungsumkehrabstandes R zur Erfassungsfensterweite W gleich (d + 1)/s ist.

Die Erfindung wird im folgenden in Ausführungsbeispielen anhand der Zeichnung näher beschrieben. Es zeigen:

Fig. 1A und 1B Beispiele von Zustandsübergangsdiagrammen jeweils für einen bekannten Code und für einen erfindungsgemäß vorgeschlagenen Code;

Fig. 2 eine Zustandsübergangsmatrix in Übereinstimmung mit den Zustandsübergangsdiagrammen gemäß den Fig. 1A und 1B;

Fig. 3 ein Beispiel des Erfassungsfensters für die erfindungsgemäßen Codes;

Fig. 4 die Kennwerte bekannter lauflängenbegrenzter Codes abhängig von verschiedenen Werten von R und W;

Fig. 5A und 5B jeweils Codeblöcke und eine Codiertabelle einer ersten Ausführungsart des erfindungsgemäß vorgeschlagenen digitalen Informationscodiersystems;

Fig. 6A und 6B jeweils Codeblöcke und eine Codiertabelle einer zweiten Ausführungsart des erfindungsgemäß vorgeschlagenen digitalen Informationscodiersystems;

Fig. 7 eine Zahlendarstellung von in den Fig. 5B und 6B verwendeten Nummern;

Fig. 8 ein Blockschaltbild einer erfindungsgemäßen Schaltung zur Codeerfassung während deren Wiedergabe;

Fig. 9 Signalformen an verschiedenen Teilen der in Fig. 8 dargestellten Schaltung;

Fig. 10 gleichartige Signalformen an verschiedenen Teilen einer Schaltung gemäß einem weiteren Ausführungsbeispiel der Erfindung; und

Fig. 11 Kennwerte von erfindungsgemäß vorgeschlagenen Codes abhängig von verschiedenen Werten von R und W, ähnlich Fig. 4.

Zunächst wird eine bestimmte Codeumsetzung mit den Bedingungen von d = 4, k = 16 und s = 2 beschrieben. Der aus m = 4 Bits bestehende Ursprungscode kann in einem Code von n = 14 Bits mit einer gegenseitigen 1 : 1-Zuordnung umgesetzt werden. Das entsprechende Codierverfahren wird nachstehend beschrieben. Ein solches Codiersystem wird durch eine Zahlendarstellung (d, k, s, m, n) und im obigen spezifischen Fall durch (4, 16, 2, 4, 14) dargestellt.

Es gibt 47 Codeblöcke aus 14 Bits, die die obige Bedingung d = 4, k = 16 und s = 2 erfüllen, wie Fig. 5A zeigt. Die obigen Bedingungen müssen bei einer aufeinanderfolgenden Kopplung dieser Codeblöcke erfüllt sein. Falls jedoch ein 4-Bit Ursprungscode, der 2⁴ = 16 Bitkombinationen aufweist, so angeordnet ist, daß jede Bitkombination einen entsprechenden Codeblock hat, können nicht alle nachfolgenden Codeblöcke entsprechende 16 Bitkombinationen haben. Angesichts dieser Tatsache wird ein bekanntes Gleitblockcodierverfahren angewendet, damit ein entsprechender Codeblock in jedem möglichen Fall erhalten wird. Dies wird nachstehend beschrieben:

Bei der Anwendung des Gleitblockcodiersystems auf (4, 16, 2, 4, 14)-Codes wird einer von 44 "Zuständen" für 47 Codeblöcke vor der Eingabe eines 4-Bit Ursprungsdatenblocks gesetzt. Wenn ein 4-Bit Ursprungsdatenblock eingegeben wird, erfolgt ein Zugriff zum "Zustand" für die Auswahl eines auszugebenden Codeblocks. Ein danach zu benutzender "Zustand" wird durch den laufenden "Zustand" und die momentan eingegebenen Daten entschieden und dadurch die nächste Dateneingabe vorbereitet. Mit einem solchen Verfahren läßt sich ein einzelner auszugebender Codeblock eindeutig nach Maßgabe der eingegebenen Daten jeder eingegebenen Datenfolge entscheiden.

Fig. 5B stellt ein besonderes Beispiel der Zuordnungen zwischen nachfolgenden "Zuständen" und "auszugebenden Codeblöcken" dar, indem die "laufenden Zustände" und "eingegebenen Daten" als Parameter verwendet werden. Für die in Fig. 5B enthaltenen Zahlen wird die in Fig. 7 dargestellte Zahlendarstellung verwendet, wobei der Zähler einen "nächsten Zustand" und der Nenner einen "auszugebenden Codeblock (auszugebende Codenummer)" darstellen. Da die in Fig. 5A gezeigten 25., 26. und 37. Codeblöcke, wie Fig. 5B zeigt, nicht verwendet werden, genügt es, daß die Codes und die Zustände jeweils die Nummernwerte 44 haben. Falls der Codeblock aufeinanderfolgend auf jedes Eingangsdatum hin in Übereinstimmung mit der in Fig. 5B dargestellten Tabelle ausgegeben wird, sind die Bedingungen d = 4, k = 16 und s = 2 in jeder Eingabedatenfolge erfüllt. Beim Decodieren solcher Codes läßt sich ein ursprüngliches 4-Bit-Datum eindeutig durch Prüfen des Übergangszustands zwischen zwei aufeinanderfolgender Codeblöcke identifizieren.

Es ist leicht verständlich, daß zur Realisierung der oben beschriebenen Codierung und Decodierung Schaltungsmittel wie Nur-Lese-Speicher und logische Schaltungen eingesetzt werden können, die die obige Codewandlung und Rückumsetzung der in den Fig. 5A und 5B dargestellten Tabellen durchführen.

Außerdem fand sich, daß ein Ursprungsdatum von 5 Bits in Codeblöcke von 17 Bits mit den Bedingungen d = 4, k = 16 und s = 2 in der gleichen Weise umgesetzt werden kann. Dieses Codiersystem wird (4, 16, 2, 5, 17)-Codiersystem genannt, ähnlich wie im Falle des oben beschriebenen Ausführungsbeispiels. Die Beschreibung dieses Codiersystems ist weggelassen.

Die oben genannten Ausführungsarten sind unter Verwendung einer Gleitblockcodiermethode beschrieben. Jedoch können auch andere unterschiedliche Codiermethoden verwendet werden. Solche Codierverfahren betreffen die vorliegende Erfindung nicht direkt, so daß sie nicht weiter beschrieben sind.

Nun werden die Kennwerte der oben genannten beiden Codearten beschrieben. Die Mindestmagnetisierungsumkehrabstände R = m/n × (d + 1), die sich durch die Verwendung eines 1-Bitintervalls der Ursprungsdaten als Zeiteinheit ergeben, sind jeweils 1,429 und 1,471 und die Erfassungsfensterweiten W = m/n multipliziert mit s = 2 betragen jeweils 0,571 und 0,588. Wenn man diese sich ergebenden Abstände R und Weiten W betrachtet, sieht man, daß diese Codes Kennwerte haben, die zwischen denen der (2, 7)-Codes und (1, 7)-Codes liegen.

Außerdem ergab sich, daß ein Ursprungsdatum von 3 Bits in einem 8-Bit-Codeblock mit den Bedingungen d = 2, k = 10, und s = 2 in der gleichen, oben beschriebenen Weise, umgesetzt werden kann. Dieses Codiersystem wird in derselben Weise wie oben (2, 10, 2, 3, 8)-Codiersystem genannt. Bei der Anwendung des Gleitblockcodiersystems auf die (2, 10, 2, 3, 8)-Codes ergibt sich die Codeblocktabelle, wie sie bei den obigen Ausführungen eingesetzt wird, gemäß der Fig. 6A. Fig. 6B zeigt ein einzelnes Beispiel der Zuordnung zwischen den "nächsten Zuständen" und den "auszugebenden Codeblöcken", indem die "laufenden Zustände" und die "eingegebenen Daten" als Parameter verwendet werden. Obwohl der erste und der 18. Code in Fig. 6A jeweils dasselbe Bitmuster haben, wird ihnen jeweils eine andere Zahl zugeteilt, weil angenommen wird, daß diese mit unterschiedlichen Codes gekoppelt sind.

Außerdem ergab sich, daß ein (2, 18, 2, 4, 10)-Codiersystem möglich ist. In diesem Fall benötigt man für die Anwendung des Gleitblockcodiersystems 37 Codeblöcke und 37 Zustände. Die Beschreibung ist jedoch weggelassen.

Der durch die Verwendung des 1-Bitintervalls der Ursprungsdaten als Zeiteinheit sich ergebende minimale Magnetisierungsumkehrabstand B beträgt bei den beiden zuletzt beschriebenen Codiersystemen jeweils 1,125 und 1,2 und ihre Erfassungsfensterweiten W sind jeweils 0,75 und 0,8. Es ist ersichtlich, daß die sich ergebenden Abstände R und Weiten W dieser Codes jeweils zwischen denen der (1, 7)-Codes und der NRZ-Codes liegen. Insbesondere ist der Mindestmagnetisierungsumkehrabstand des zuletzt beschriebenen Codes der beiden obigen Codiersysteme 1,5mal so groß als der 4/5-Umsetzungs-GCR-Codes, die bei der magnetischen Bandaufzeichnung und Wiedergabe üblicherweise verwendet werden. Die Erfassungsfensterweite ist dieselbe wie beim 4/5-Umsetzungs-GCR-Code. Somit erhält man ein überlegenes Codiersystem.

Außerdem stellte es sich heraus, daß ein (0, 6, 2, 4, 6)-Codiersystem möglich ist. In diesem Fall werden zur Anwendung des Gleitblockcodiersystems 31 Codeblöcke und 31 Zustände benötigt, deren Beschreibung weggelassen ist. Der Mindestmagnetisierungsumkehrabstand R dieser Codes hat den verhältnismäßig kleinen Wert 0,667, wohingegen die Erfassungsfensterweite W = 1,333, also größer als 1 ist, was bislang als nicht möglich angesehen wurde.

Die obige Beschreibung diente zur Verdeutlichung, daß Codes mit bislang für unmöglich gehaltenen Eigenschaften bzw. Kennwerten erhalten wurden.

Die folgende Beschreibung soll verdeutlichen, daß die gemäß der Erfindung vorgeschlagenen Codes diese herkömmlichen Codes nicht enthalten. Zunächst ergeben sich (1, 7)-Codes bei der Bedingung s = 1. Falls man diese mit der Bedingung s = 2 modifiziert, ergibt sich s als Bruchteil von d + 1, so daß (1, 7)-Codes von der vorliegenden Erfindung nicht umfaßt werden. Auch wenn der Wert s sich von 2 und 3 unterscheidet, erhält man den Wert k durch Addition eines ganzzahligen Vielfachen von s zu d, so daß (1, 7)-Codes von der Erfindung nicht umfaßt werden. Falls man nur den Wert s = 3 verwendet, sind (1, 7)-Codes in dieser Erfindung enthalten. Nun werden die Kennwerte solcher Codes behandelt. In diesem Fall sind die Lauflängen 1, 4 und 7, und die Kanalkapazität dieser Codes ergibt sich zu etwa 0,372. Deshalb lassen sich nicht, wie üblich, die Werte m = 2 und n = 3 verwenden. Statt dessen benötigt man, damit die Beziehung m/n < C erfüllt ist, die Werte m = 2 und n = 6, was m/n = 0,333 ergibt. Unter diesen Bedingungen werden der Mindestmagnetisierungsumkehrabstand R = 0,667 und die Erfassungsfensterweite W = 1, was ganz andere Kennwerte als die der üblichen (1, 7)-Codes ergibt.

Bei (2, 7)-Codes ergibt sich kein Wert s, der die Bedingungen gemäß der Erfindung erfüllt.

Nachstehend wird eine Vorrichtung zur Durchführung der Datenerfassung beschrieben, wobei als ein Beispiel der in den obigen Ausführungsbeispielen enthaltene Fall d = 4, k = 16 und s = 2 verwendet ist. In diesem Fall gibt es 7 Lauflängen, die Lauflängen 4, 6, 8, 10, 12, 14 und 16. Wenn der Zeitpunkt des Auftretens einer anfänglichen "1" als Startzeit und das Bitintervall als Zeiteinheit dienen, können nachfolgende Einsen in Abständen von 5, 7, 9, 11, 13, 15 und 17 Zeiteinheiten auftreten. Diese 7 Zeitpunkte können durch 7 Erfassungsfenster gemäß Fig. 3 diskriminiert werden, wobei jedes Fenster eine Weite von 2 hat und bei 4, 6, 8, 10, 12, 14, 16 und 18 unterteilt ist. Die Unterteilungen zu den Zeitpunkten 4 und 18 werden für die Diskriminierung der 7 Zustände nicht unbedingt benötigt, können jedoch zur Prüfung dienen, ob die Position der "1" aufgrund eines Datenfehlers den vorgegebenen Bereich überschreitet. Nun werden im einzelnen anhand des in Fig. 8 gezeigten Blockdiagramms und der Zeittafel in Fig. 9, die Signalformen an verschiedenen Teilen der Schaltung von Fig. 8 zeigt, Schaltungsmittel zur Durchführung der obigen Datenerfassung beschrieben.

Fig. 8 zeigt ein Blockschaltbild des Wiedergabesystems eines magnetischen Aufzeichnungs/Wiedergabegeräts. Das Wiedergabesystem weist einen Zwei-Phasen-Teiler 1, einen phasenstarren Regelkreis (PLL) 2, einen Zwei-Phasen-Teiler 3, Phasenvergleicher 4 und 5, ein Phasenkompensationsfilter 6 und Phasendiskriminatoren 7 und 8 auf. Dem Zwei-Phasen-Teiler 1 wird eine Bitfolge digitaler Information Si zugeführt, die von einem magnetischen Aufzeichnungsmedium (z. B. einer Magnetplatte) ausgelesen wurde. Die Zufuhr geschieht über Eingabeglieder, die aus Magnetköpfen, Verstärkern, Signalformern und dergleichen bestehen.

Takte werden für die Signalwiedergabe durch ein magnetisches Aufzeichnungs/Wiedergabegerät mittels eines PLL in üblicher Weise erzeugt. Bei diesem Ausführungsbeispiel werden jedoch zweiphasige Takte benötigt, da eine wiedergegebene Impulssignalfolge in zwei Impulssignalfolgen gesplittet wird. Bei der Datendiskriminierung braucht man das gesplittete Wiedergabesignal und den geteilten Takt jeweils in derselben Phase. Dazu läßt sich vorteilhafterweise folgendes Verfahren einsetzen.

Gemäß Fig. 9 wird der wiedergegebene Impulszug Si in zwei Impulsfolgen Sa und Sb durch den Zwei-Phasen-Teiler 1 gesplittet. Die zwei Impulsfolgen Sa und Sb werden jeweils den Phasenvergleichern 4 und 5 eingegeben. Ebenso wird ein Taktausgangssignal C 0 von dem PLL 2 durch den Zwei-Phasen-Teiler 3 in zwei Taktausgangssignale Ca und Cb gesplittet, die jeweils den Phasenvergleichern 4 und 5 eingegeben werden, um deren Phasen mit denen der Impulsfolgen Sa und Sb zu vergleichen. Hier muß bemerkt werden, daß der Phasenvergleich jeweils zwischen Sa und Cb einerseits und zwischen Sb und Ca erfolgt. Die Vergleichsergebnisse Qa und Qb werden miteinander addiert, woraus sich Q 0 ergibt, was durch das Phasenkompensationsfilter 6 geschickt wird und schließlich ein Steuersignal Qc für den PLL 2 ergibt. Durch diese Operationen wird das Impulszugsignal Sb mit dem Takt Ca einerseits und das Impulszugsignal Sa mit dem Taktsignal Cb phasensynchronisiert.

In einem herkömmlichen digitalen Magnetaufzeichnungs/Wiedergabegerät wird vor dem aufgezeichneten Datenblock eine Präambel aufgezeichnet, die mehr als einige 10 Byte enthält, um eine Phasensynchronisation mittels eines PLL durchzuführen. Deshalb wird, falls die oben beschriebene Zwei-Phasen-Teilung und Phasensynchronisation so durchgeführt wird, daß sie während der Wiedergabe der Präambel abgeschlossen sind, eine Datendiskriminierung vom Anfang des Datensignals an durchführbar.

Die Datendiskriminierung wird in folgender Weise durchgeführt. Wie die Fig. 8 und 9 zeigen, wird das Wiedergabesignal Sa von dem Erfassungsfenster Wa, das durch den Takt Ca bestimmt ist, diskriminiert und dadurch die Signalfolge Pa erhalten. Genauso wird das wiedergegebene Signal Sb durch das vom Takt Cb definierte Erfassungsfenster Wb diskriminiert, woraus sich der Signalzug Pb ergibt. Hier muß bemerkt werden, daß die Weite des Erfassungsfensters zwei Takten entspricht. Der Codezug S 0, der mit dem aufgezeichneten Impulszug übereinstimmt, kann durch eine logische Oderierung der beiden Signalfolgen Pa und Pb wiedergegeben werden.

Üblicherweise werden der Takt und die Signaldaten in s Phasen gesplittet.

Falls s eine ungerade Zahl ist, ist es vorteilhaft, einen um eine halbe Periode verschobenen Takt zu verwenden, wie bei dem Steuertakt für den PLL. Zu diesem Zweck kann die doppelte Anzahl von Taktzügen, als dies der Wert s angibt, verwendet werden. Nachstehend wird anhand der Fig. 10 ein Datendiskriminierverfahren für den Fall s = 3 beschrieben, wobei die Codes mit d = 3, k = 12 und s = 3 verwendet werden.

Ein wiedergegebenes Signal wird in Drei-Phasen-Wiedergabesignale Sa, Sb und Sc gesplittet. Außerdem werden dreiphasige Takte Ca, Cb und Cc verwendet. Zur Ansteuerung der PLL werden um eine halbe Periode gegenseitig verschobene Steuertakte Ca′, Cb′ und Cc′ verwendet. Der Phasenvergleich zwischen den Wiedergabesignalen und den Takten erfolgt jeweils zwischen Sa und Cb′, Sb und Cc′ und Sc und Ca′. Die Datendiskriminierung erfolgt für Sa durch das Fenster Wa, für Sb durch das Fenster Wb und für Sc durch das Fenster Wc. Auf diese Weise hat beispielsweise das Signal Sa ein Erfassungsfenster, dessen Weite dreimal so lang ist wie das Blockintervall und dessen Mitte durch den Zeitpunkt des Taktes Cb′ bestimmt ist.

Nun werden die Vorteile der oben beschriebenen Ausführungsarten im Vergleich mit dem Stand der Technik unter Bezug auf Fig. 11 beschrieben, bei der die Abszisse um m/n × s von der in Fig. 4 abweicht, und in der auch übliche Codes mit s = 1 dargestellt sind.

In Fig. 11 entsprechen Punkte 101, 102, 103, 104 und 105 jeweils (4, 16, 2, 4, 14)-Codes, (4, 16, 2, 5, 17)-Codes, (2, 10, 2, 3, 8)-Codes, (2, 18, 2, 4, 10)-Codes und (0, 6, 2, 4, 6)-Codes 2 gemäß den oben beschriebenen Ausführungsarten. Die Kennwerte dieser Codes lassen sich leicht aus Fig. 11 ableiten. Insbesondere liegen die Punkte 101 und 102 im wesentlichen in der Mitte herkömmlicher (2, 7)- und (1, 7)-Codes. Die Punkte 103 und 104 liegen im wesentlichen in der Mitte der (1, 7)-Codes und der NRZ-Codes. Der Punkt 105 liegt weit rechts von den NRZ-Codes, was eine größere Erfassungsfensterweite bedeutet.

Das Verhältnis der Ordinate [m/n × (d + 1)] zur Abszisse [m/n × s] beträgt (d + 1)/s, was die Steigung der Geraden darstellt, auf der die Codes jeweils liegen. Deshalb läßt sich, falls die Werte d und s bestimmt sind, die Steigung der Geraden gemäß Fig. 11 ermitteln und die jeweiligen Codes liegen auf der jeweiligen Geraden. Es ist somit deutlich, daß alle Codes auf einer Geraden liegen, deren Steigung von 0 bis unendlich reicht, indem eine beliebige positive Ganzzahl d einschließlich 0 und eine beliebige positive Ganzzahl s gewählt werden. Bei den oben beschriebenen Ausführungsarten liegen Punkte 101 und 102 auf einer Geraden mit der Steigung 2,5, Punkte 103 und 104 auf einer Geraden mit der Steigung 1,5 und Punkt 105 auf einer Geraden mit der Steigung 0,5. Die sich aus Fig. 11 ergebende Kanalkapazität für k = ∞ kann für verschiedene Werte s berechnet werden. Wie Fig. 11 zeigt, ergeben sich Kanalkapazitäten, die in Fig. 11 durch eine Kurve dargestellt sind, die durch Kanalkapazitätspunkte bekannter RLLC geht.

Die obige Beschreibung zeigt, daß sich Codes in jedem Punkt innerhalb des schraffierten Bereichs in Fig. 11 realisieren lassen, so daß der Freiheitsgrad für die Codierung und Decodierung beträchtlich erweitert wurde.

Claims (12)

1. Verfahren zur digitalen Informationscodierung für die Umsetzung einer binären Codefolge digitaler Information ohne Begrenzung der Bitanordnung in eine andere binäre Codefolge mit begrenzter Bitanordnung, wobei die umgesetzte binäre Codefolge aus lauflängenbegrenzten Codes derart aufgebaut ist, daß zwischen eine erste Binärziffer und die nächste erste Binärziffer eine zweite Binärziffer eingefügt ist, dadurch gekennzeichnet, daß
die Anzahlen (Lauflängen) eingefügter aufeinanderfolgender Ziffern zwischen einem beliebigen ganzzahligen Mindestwert d und einem anderen ganzzahligen Höchstwert k liegen,
die Lauflängen sich durch Addition einer ganzzahligen Vielfachen einer bestimmten positiven Ganzzahl s zum Mindestwert d innerhalb des Bereichs zwischen dem Mindestwert d und dem Höchstwert k ergeben, und
die positive Ganzzahl s gleich oder größer als 2 und teilerfremd bezüglich d + 1 ist und der Maximalwert k durch Addition einer ganzzahligen Vielfachen der positiven Ganzzahl s zum Mindestwert d erhalten wird.

2. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß
eine 4-Bit-Binärcodefolge digitaler Information ohne Begrenzung der Bitanordnung in einem 14-Bit-Binärcodezug umgesetzt wird,
die zweite Binärziffer zwischen die erste Binärziffer und die nächste erste Binärziffer an der Stelle innerhalb des umgesetzten Codeblocks und an der Verbindungsstelle zwischen vorangehenden und nachfolgenden Codeblöcken der umgesetzten Codeblöcke eingefügt wird, und
die Anzahlen (Lauflängen) eingefügter aufeinanderfolgender zweiter Binärziffern 4, 6, 8, 10, 12, 14 und 16 betragen und andere Anzahlen ausgeschlossen sind.

3. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß
eine 5-Bit-Binärcodefolge digitaler Information ohne Begrenzung der Bitanordnung in eine 17-Bit-Binärcodefolge umgesetzt wird, wobei
die zweite Binärziffer zwischen die erste Binärziffer und die nächste erste Binärziffer an der Stelle innerhalb des umgesetzten Codeblocks und an der Verbindungsstelle zwischen vorangehenden und nachfolgenden Codeblöcken des umgesetzten Codeblocks eingefügt wird und die Anzahlen (Lauflängen) der eingefügten aufeinanderfolgenden zweiten Binärziffern 4, 6, 8, 10, 12, 14 und 16 unter Ausschluß anderer Anzahlen sind.

4. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß
eine 3-Bit-Binärcodefolge digitaler Information ohne Begrenzung der Bitanordnung in eine 8-Bit-Binärcodefolge umgesetzt wird, wobei
die zweite Binärziffer zwischen die erste Binärziffer und die nächste erste Binärziffer an der Stelle innerhalb des umgesetzten Codeblocks und an der Verbindungsstelle zwischen vorangehenden und nachfolgenden Codeblöcken der umgesetzten Codeblöcke eingefügt wird, und die Anzahlen (Lauflängen) der eingefügten aufeinanderfolgenden zweiten Binärziffern 2, 4, 6, 8 und 10 unter Ausschluß anderer Anzahlen sind.

5. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß
eine 4-Bit-Binärcodefolge digitaler Information ohne Begrenzung der Bitanordnung in eine 10-Bit-Binärcodefolge umgesetzt wird, wobei
die zweite Binärziffer zwischen die erste Binärziffer und die nächst erste Binärziffer an den Stellen innerhalb des umgesetzten Codeblocks und an der Verbindungsstelle zwischen vorangehenden und nachfolgenden Codeblöcke der umgesetzten Codeblöcke eingefügt wird und die Anzahlen (Lauflängen) der eingefügten aufeinanderfolgenden zweiten Binärziffern 2, 4, 6, 8, 10, 12, 14, 16 und 18 unter Ausschluß anderer Anzahlen sind.

6. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß
eine 4-Bit-Binärcodefolge digitaler Information ohne Begrenzung der Bitanordnung in eine 6-Bit-Binärcodefolge umgesetzt wird, wobei
die zweite Binärziffer zwischen die erste Binärziffer und die nächste erste Binärziffer an der Stelle innerhalb des umgesetzten Codeblocks und an der Verbindungsstelle zwischen vorangehenden und nachfolgenden Codeblöcke des umgesetzten Codeblocks eingefügt wird und die Anzahlen (Lauflängen) der eingefügten aufeinanderfolgenden zweiten Binärziffern 0, 2, 4 und 6 unter Ausschluß anderer Anzahlen sind.

7. Verfahren zur Diskriminierung eines lauflängenbegrenzten Codes aus einem Signalimpulszug eingegebener Daten, dadurch gekennzeichnet, daß
der lauflängenbegrenzte Code derart ist, daß eine zweite Binärziffer zwischen eine erste Binärziffer und die nächste folgende erste Binärziffer eingefügt wird,
die Anzahlen (Lauflängen) eingefügter aufeinanderfolgender Ziffern zwischen einem beliebigen ganzzahligen Mindestwert d und einem anderen ganzzahligen Maximalwert k liegen,
die Lauflängen sich durch Addition einer ganzzahligen Vielfachen einer gegebenen positiven Ganzzahl s zu dem Mindestwert d innerhalb des Bereichs zwischen dem Mindestwert d und dem Höchstwert k ergeben,
die positive Ganzzahl s gleich oder größer als 2 und bezüglich d + 1 teilerfremd ist,
und der Höchstwert k sich durch Addition einer ganzzahligen Vielfachen der positiven Ganzzahl s zum Mindestwert d ergibt,
wobei das Verfahren folgende Schritte aufweist:
Erzeugen eines Taktsignals mit einer mit dem Datensignalbitintervall übereinstimmenden Periode synchron mit der Signalimpulsfolge der Eingangsdaten;
Aufspalten des Taktsignals in S getrennte Taktsignalfolgen, die jeweils um eine Taktperiode gegenüber den Taktsignalphasen verschoben sind und deren Impulsintervall s mal so groß wie die eine Taktperiode ist;
Aufspalten der Signalimpulsfolge der Eingangsdaten in s getrennte Signalimpulsfolgen, wobei jede Signalimpulsfolge aus jeden s Impulsen, die von der Signalimpulsfolge der Eingangsdaten abgeleitet sind, besteht; und
Diskriminierung jedes Codes in jeweiligen Signalimpulsfolgen unter Zufuhr der s getrennten Signalimpulsfolgen und der entsprechend getrennten s Taktimpulsfolgen mittels eines Erfassungsfensters, dessen Weite dem Impulsintervall jedes der s getrennten Taktsignalfolgen entspricht.

8. Vorrichtung zur Codediskriminierung für die Wiedergabe magnetisch aufgezeichneter Information und die Diskriminierung eines Codes von einem wiedergegebenen Datensignalimpulszug, gekennzeichnet durch
eine Einrichtung für die Eingabe als die Datensignalimpulsfolge von lauflängenbegrenzten Codes derart, daß eine zweite Binärziffer zwischen eine erste Binärziffer und die nächste erste Binärziffer eingefügt ist und daß die Anzahlen (Lauflängen) der eingefügten aufeinanderfolgenden zweiten Binärziffern Werte zwischen einem beliebigen ganzzahligen Mindestwert d und einem anderen ganzzahligen Höchstwert k haben, wobei sich diese Lauflängenwerte durch Addition eines ganzzahligen Vielfachen einer bestimmten positiven Ganzzahl s zu dem Mindestwert d innerhalb des Bereiches zwischen dem Mindestwert d und dem Höchstwert k ergeben, die positive Ganzzahl s größer oder gleich 2 und bezüglich d + 1 teilerfremd ist, und der Höchstwert k sich durch Addition eines ganzzahligen Vielfachen der positiven Ganzzahl s zum Mindestwert d ergibt;
eine Einrichtung (2) zur Erzeugung eines Taktsignals, dessen Periode gleich dem Datensignalbitintervall ist, synchron mit der Eingangsdatensignalimpulsfolge;
eine Einrichtung (3) zur Aufspaltung des Taktsignals in s getrennte Taktsignalfolgen, die jeweils um eine Taktperiode des Taktsignals gegeneinander phasenverschoben sind und deren Impulsintervall s mal so groß ist wie die eine Taktperiode;
eine Einrichtung (11) zur Aufspaltung der Signalimpulsfolge der Eingangsdaten in s getrennte Signalimpulsfolgen, wobei jede Signalimpulsfolge aus jeden s Impulsen besteht, die von der Signalimpulsfolge der Eingangsdaten abgeleitet sind; und
eine Einrichtung (4, 5, 6, 7, 8), die unter Verwendung der aufgespalteten s Signalimpulsfolgen unter entsprechenden aufgespalteten s Taktsignalfolgen jeweils derselben Gruppe jeden Code der jeweiligen Signalimpulsfolgen mittels eines Erfassungsfensters diskriminiert, dessen Weite dem Impulsintervall jedes der s aufgespalteten Taktsignalfolgen entspricht.

9. Vorrichtung nach Anspruch 8, dadurch gekennzeichnet, daß eine zweite Binärziffer zwischen eine erste Binärziffer und eine nächste erste Binärziffer eingefügt wird und die Anzahlen (Lauflängen) der eingefügten aufeinanderfolgenden zweiten Binärziffern 4, 6, 8, 10, 12, 14 und 16 unter Ausschluß anderer Anzahlen sind.

10. Vorrichtung nach Anspruch 8, dadurch gekennzeichnet, daß eine zweite Binärziffer zwischen eine erste Binärziffer und eine folgende erste Binärziffer eingefügt wird, und die Anzahlen (Lauflängen) der eingefügten aufeinanderfolgenden zweiten Binärziffern 2, 4, 6, 8 und 10 unter Ausschluß anderer Anzahlen sind.

11. Vorrichtung nach Anspruch 8, dadurch gekennzeichnet, daß eine zweite Binärziffer zwischen eine erste Binärziffer und eine nächste erste Binärziffer eingefügt wird und die Anzahlen (Lauflängen) der eingefügten aufeinanderfolgenden zweiten Binärziffern 2, 4, 6, 8, 10, 12, 14, 16 und 18 unter Ausschluß anderer Anzahlen sind.

12. Vorrichtung nach Anspruch 8, dadurch gekennzeichnet, daß eine zweite Binärziffer zwischen eine erste Binärziffer und eine nächste erste Binärziffer eingefügt wird und die Anzahlen (Lauflängen) eingefügter aufeinanderfolgender zweiter Binärziffern 0, 2, 4 und 6 unter Ausschluß anderer Anzahlen sind.