JPH0434858B2 - - Google Patents
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- JPH0434858B2 JPH0434858B2 JP3541283A JP3541283A JPH0434858B2 JP H0434858 B2 JPH0434858 B2 JP H0434858B2 JP 3541283 A JP3541283 A JP 3541283A JP 3541283 A JP3541283 A JP 3541283A JP H0434858 B2 JPH0434858 B2 JP H0434858B2
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- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 claims description 28
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 25
- 229910002056 binary alloy Inorganic materials 0.000 claims 1
- 230000005415 magnetization Effects 0.000 description 10
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 6
- 238000001514 detection method Methods 0.000 description 5
- 230000001360 synchronised effect Effects 0.000 description 5
- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 description 1
- 230000007423 decrease Effects 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 238000012986 modification Methods 0.000 description 1
- 230000004048 modification Effects 0.000 description 1
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/14—Digital recording or reproducing using self-clocking codes
- G11B20/1403—Digital recording or reproducing using self-clocking codes characterised by the use of two levels
- G11B20/1423—Code representation depending on subsequent bits, e.g. delay modulation, double density code, Miller code
- G11B20/1426—Code representation depending on subsequent bits, e.g. delay modulation, double density code, Miller code conversion to or from block codes or representations thereof
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Dc Digital Transmission (AREA)
Description
産業上の利用分野
本発明は、２進データを符号化・復号化する方
法であつて、２進データを磁気テープや磁気デイ
スクのような記録媒体に記録し、または記録媒体
から再生する装置などに利用できるものである。 従来例の構成とその問題点 従来から２進データを符号化し、磁気テープあ
るいは磁気デイスクのような記録媒体に記録する
際に、第１表に示すようなさまざまな符号化方式
が提案されている。これらの符号化方式は、記録
媒体上の記録密度を向上させることを目的として
いる。 一般に磁気記録媒体に記録する場合、符号化方
式の性能比較は、主に最小磁化反転間隔
（Tmin）と最大磁化反転間隔（Tmax）、および
磁化反転間隔の識別に必要な検出窓幅（Tw）に
基づいて行なわれる。磁気記録再生波形は、磁化
反転に対応した再生波形の重ね合せとして表現さ
れるが、高密度の記録再生を可能にするために、
最小の磁化反転間隔Tminを狭くすると、磁化反
転を磁気ヘツドなどの再生素子で読みとつた再生
信号の相互干渉が大きくなり、このために再生信
号のピーク値あるいは振幅の変動が大きくなり検
出エラーが増大する。従つて、同一記録密度で比
較した場合、磁化反転間隔Tminが大きい方が再
生波形の相互干渉が少なくなる。このことは、同
一の波形の品質を有する装置において、Tminの
より大きな符号化方式を採用することで、記録密
度を向上させることが可能となることを意味して
いる。すなわち最小磁化反転間隔Tminの大きい
符号化方式の方が高密度化にとつて適していると
言える。
法であつて、２進データを磁気テープや磁気デイ
スクのような記録媒体に記録し、または記録媒体
から再生する装置などに利用できるものである。 従来例の構成とその問題点 従来から２進データを符号化し、磁気テープあ
るいは磁気デイスクのような記録媒体に記録する
際に、第１表に示すようなさまざまな符号化方式
が提案されている。これらの符号化方式は、記録
媒体上の記録密度を向上させることを目的として
いる。 一般に磁気記録媒体に記録する場合、符号化方
式の性能比較は、主に最小磁化反転間隔
（Tmin）と最大磁化反転間隔（Tmax）、および
磁化反転間隔の識別に必要な検出窓幅（Tw）に
基づいて行なわれる。磁気記録再生波形は、磁化
反転に対応した再生波形の重ね合せとして表現さ
れるが、高密度の記録再生を可能にするために、
最小の磁化反転間隔Tminを狭くすると、磁化反
転を磁気ヘツドなどの再生素子で読みとつた再生
信号の相互干渉が大きくなり、このために再生信
号のピーク値あるいは振幅の変動が大きくなり検
出エラーが増大する。従つて、同一記録密度で比
較した場合、磁化反転間隔Tminが大きい方が再
生波形の相互干渉が少なくなる。このことは、同
一の波形の品質を有する装置において、Tminの
より大きな符号化方式を採用することで、記録密
度を向上させることが可能となることを意味して
いる。すなわち最小磁化反転間隔Tminの大きい
符号化方式の方が高密度化にとつて適していると
言える。
【表】
【表】
また、磁化反転間隔を識別するに必要な検出窓
幅Twが大きいと再生信号の相互干渉によるピー
ク位置のずれ（ピークシフト）を許容する範囲が
広くなり、機器ノイズ、媒体ノイズ等に起因する
誤りの発生頻度は減少する。さらに、クロツクは
再生されたデータから抽出しているが、再生され
たクロツク信号の周期が最大磁化反転間隔Tmax
に比べて大きいと、このクロツクを正確に抽出す
ることが難かしくなる傾向にある。 高密度にデータを記録し、再生する装置等に適
用される符号化方式として望まれる性能としては
Tminが大きく、Twが大きく、Tmaxが小さい
ことがあげられる。そこで、高密度化に適した符
号の選択の指標としてTw×Tminの値を考えて
みる。第１表の各符号化方式のTw×Tminを参
照すると、NRZ・NRZIが１で一番大きく、続い
て3PM，２／4M，４／8NRZI，HDM−１，
HDM−２が0.75であることがわかる。しかし、
前者のNRZ・NRZIはTmaxが最悪∞（無限大）
となりクロツク再生が難かしいという欠点を有し
ているため、従来、3PM，２／4M，４／
8NRZI，HDM−１，HDM−２を、磁気テープ、
磁気デイスク装置の符号化方式として採用してい
る例が多かつた。しかし、近年の情報量の増大は
さらに高密度化の可能な符号化方式を要望してい
る。この要望を満たす符号化方式をさぐる上で方
向をあたえる指標として前出のTw×Tminを考
えると、Tw，Tminをバランスよく大きくする
符号化方式の提案が望まれる。第１表中のHDM
−３は、そう言う意味でTmin＝２としたユニー
クな符号化方式として注目される。しかし、Tw
＝0.33Tであり、結局Tw・Tmin＝0.67となり、
前出の3PMのような0.75の符号化方式に対して劣
つている。 次に、HDM−３の符号化アルゴリズムを第２
表を使つて説明する。HDM−３は第２表の(イ)基
本変換表に示すように、４ビツトの２進データを
12ビツトの符号語に変換する方式である。この際
変換された符号語列のビツト“１”と“１”との
間の“０”の連続する個数の最小が５であつて、
さらに12ビツトの符号語の接続点において、この
条件を満足しない場合、(ロ)接続点での変換一般
則、(ハ)No.10との接続の特殊変換（10−ａ）を使用
して変換するのである。これらのアルゴリズムに
より、符号語列のビツト“１”と“１”との
“０”の連続する最大個数は24と制限され、第１
表に示した性能を有している。
幅Twが大きいと再生信号の相互干渉によるピー
ク位置のずれ（ピークシフト）を許容する範囲が
広くなり、機器ノイズ、媒体ノイズ等に起因する
誤りの発生頻度は減少する。さらに、クロツクは
再生されたデータから抽出しているが、再生され
たクロツク信号の周期が最大磁化反転間隔Tmax
に比べて大きいと、このクロツクを正確に抽出す
ることが難かしくなる傾向にある。 高密度にデータを記録し、再生する装置等に適
用される符号化方式として望まれる性能としては
Tminが大きく、Twが大きく、Tmaxが小さい
ことがあげられる。そこで、高密度化に適した符
号の選択の指標としてTw×Tminの値を考えて
みる。第１表の各符号化方式のTw×Tminを参
照すると、NRZ・NRZIが１で一番大きく、続い
て3PM，２／4M，４／8NRZI，HDM−１，
HDM−２が0.75であることがわかる。しかし、
前者のNRZ・NRZIはTmaxが最悪∞（無限大）
となりクロツク再生が難かしいという欠点を有し
ているため、従来、3PM，２／4M，４／
8NRZI，HDM−１，HDM−２を、磁気テープ、
磁気デイスク装置の符号化方式として採用してい
る例が多かつた。しかし、近年の情報量の増大は
さらに高密度化の可能な符号化方式を要望してい
る。この要望を満たす符号化方式をさぐる上で方
向をあたえる指標として前出のTw×Tminを考
えると、Tw，Tminをバランスよく大きくする
符号化方式の提案が望まれる。第１表中のHDM
−３は、そう言う意味でTmin＝２としたユニー
クな符号化方式として注目される。しかし、Tw
＝0.33Tであり、結局Tw・Tmin＝0.67となり、
前出の3PMのような0.75の符号化方式に対して劣
つている。 次に、HDM−３の符号化アルゴリズムを第２
表を使つて説明する。HDM−３は第２表の(イ)基
本変換表に示すように、４ビツトの２進データを
12ビツトの符号語に変換する方式である。この際
変換された符号語列のビツト“１”と“１”との
間の“０”の連続する個数の最小が５であつて、
さらに12ビツトの符号語の接続点において、この
条件を満足しない場合、(ロ)接続点での変換一般
則、(ハ)No.10との接続の特殊変換（10−ａ）を使用
して変換するのである。これらのアルゴリズムに
より、符号語列のビツト“１”と“１”との
“０”の連続する最大個数は24と制限され、第１
表に示した性能を有している。
【表】
【表】
【表】
１ ０ ０ ０ ０↓１ ０ ０
０ １ ０ ０↓０ ０
接続点
接続点
０ １ ０ ０↓０ ０
接続点
接続点
【表】
発明の目的
本発明は、HDM−３のもつTmin＝２という
性能と同一で、Twを0.33TからTw＝0.4Tに向上
させ、Tw×Tmin＝0.8となして、従来の3PM，
２／4M，４／8NRZI，HDM−１，HDM−２よ
り高密度にデータの記録再生が可能な２進データ
の符号化・復号化方法を提案することを目的とし
ている。 発明の構成 本発明は、２進データを２ビツトのデータ毎に
５ビツトの符号語に変換する際に前記２ビツトの
データの前後のデータを参照し、第３表に示した
符号アルゴリズムに従つて変換し、変換された５
ビツトの符号語列のビツト“１”と次にくるビツ
ト“１”の間のビツト“０”の連続する個数が最
小４であり、最大19となるように符号化し、５ビ
ツトの符号語を２ビツトのデータに復号する際に
は、変換された５ビツトの符号語列の前後の符号
語を参照し、第４表に示した復号化アルゴリズム
に従つて変換し、元のデータに復号化する２進デ
ータの符号化・復号化方法であり、Tw＝0.4T、
Tmin＝2T、Tmax＝8T、Tw×Tminが0.8とな
り、高密度に２進データを記録再生でき、また再
生信号からクロツクを容易に抽出することができ
るものである。 実施例の説明 第３表に本発明による符号化アルゴリズムを示
す。本発明の符号化方法は、２ビツトの２進デー
タを５ビツトの符号語に変換する基本的なアルゴ
リズムを有する。２ビツトの２進データ（以後、
元データと呼ぶ）を５ビツトの符号語（以後、変
換コードと呼ぶ）に変換する際、変換コード列の
ビツト“１”と“１”の間の“０”の連続する個
数の最小値が４となるように変換すべき元データ
の前後および、前に変換された変換コードを参照
し、元データに対応する変換コードを決定してい
る。第３表中の『Ｙ』は、前の変換コードの下位
４ビツトが“0000”の時、ビツト“１”とし、
“0000”でない時、ビツト“０”とする。また、
α1，α2…は、変換される元データ列において、
１，２…個後の元データを示す。同様にα-1，α-2
…は、変換される元データ列において、１，２，
…個前の元データを示す。たとえば、元データ列
が であり、変換すべき元データが“11”であるとき
α-1，α-2，α1，α2はそれぞれ、α-1＝“01”α-2＝
“00”，α1＝“01”，α2＝“01”を意味する。また同
様にβ1，β2…は変換された変換コード列におい
て、１，２，…個後の変換コードを示す。β-1，
β-2…も変換された変換コード列において、１，
２…前の変換コードを示す。 たとえば上記の
性能と同一で、Twを0.33TからTw＝0.4Tに向上
させ、Tw×Tmin＝0.8となして、従来の3PM，
２／4M，４／8NRZI，HDM−１，HDM−２よ
り高密度にデータの記録再生が可能な２進データ
の符号化・復号化方法を提案することを目的とし
ている。 発明の構成 本発明は、２進データを２ビツトのデータ毎に
５ビツトの符号語に変換する際に前記２ビツトの
データの前後のデータを参照し、第３表に示した
符号アルゴリズムに従つて変換し、変換された５
ビツトの符号語列のビツト“１”と次にくるビツ
ト“１”の間のビツト“０”の連続する個数が最
小４であり、最大19となるように符号化し、５ビ
ツトの符号語を２ビツトのデータに復号する際に
は、変換された５ビツトの符号語列の前後の符号
語を参照し、第４表に示した復号化アルゴリズム
に従つて変換し、元のデータに復号化する２進デ
ータの符号化・復号化方法であり、Tw＝0.4T、
Tmin＝2T、Tmax＝8T、Tw×Tminが0.8とな
り、高密度に２進データを記録再生でき、また再
生信号からクロツクを容易に抽出することができ
るものである。 実施例の説明 第３表に本発明による符号化アルゴリズムを示
す。本発明の符号化方法は、２ビツトの２進デー
タを５ビツトの符号語に変換する基本的なアルゴ
リズムを有する。２ビツトの２進データ（以後、
元データと呼ぶ）を５ビツトの符号語（以後、変
換コードと呼ぶ）に変換する際、変換コード列の
ビツト“１”と“１”の間の“０”の連続する個
数の最小値が４となるように変換すべき元データ
の前後および、前に変換された変換コードを参照
し、元データに対応する変換コードを決定してい
る。第３表中の『Ｙ』は、前の変換コードの下位
４ビツトが“0000”の時、ビツト“１”とし、
“0000”でない時、ビツト“０”とする。また、
α1，α2…は、変換される元データ列において、
１，２…個後の元データを示す。同様にα-1，α-2
…は、変換される元データ列において、１，２，
…個前の元データを示す。たとえば、元データ列
が であり、変換すべき元データが“11”であるとき
α-1，α-2，α1，α2はそれぞれ、α-1＝“01”α-2＝
“00”，α1＝“01”，α2＝“01”を意味する。また同
様にβ1，β2…は変換された変換コード列におい
て、１，２，…個後の変換コードを示す。β-1，
β-2…も変換された変換コード列において、１，
２…前の変換コードを示す。 たとえば上記の
【式】の元データ列
のうち、元データ“11”の変換コードはα-1“01”
で、α1，α2＝“0101”であることから、α-1＝
“01”，α1，α2≠“1011”の条件を満すことにな
り、“01000”に変換される。 第４表に復号化アルゴリズムを示す。このアル
ゴリズムに従えば、変換コードは元データに復号
化される。たとえば、再生コード列が、 のとき、再生コード“01000”の復号データは、
β-1＝“10000”，β1＝“00001”であり、第４表中の
“01000”を復号化する条件の「上記以外」に相当
し、“11”に復号化される。なお、復号化アルゴ
リズムの中で再生コード“01000”が奇数個ある
いは偶数個連続することを条件としているが、こ
れはあらかじめ、再生コード列をRAM（ランダ
ム，アクセス，メモリ）等の記憶素子に蓄えて、
検出するという手段を用いれば可能である。実際
には“01000”が無限に続くことはほとんどなく、
しかも、２進データを有限個寄せ集めてブロツク
を構成するような記録方式あるいは伝送方式がよ
く用いられるので、そのブロツク内のデータ数に
応じた容量のバツフアメモリがあればよい。 また、符号化された変換コード列はさらに、
NRZI変調され、磁気テープ等の記録媒体に記録
され、再生される。 本発明の２進データの符号化・復号化方法によ
れば、その磁気記録特性を示す前出の各パラメー
タは、 Tw＝0.4T（Ｔ；データのビツト周期）、Tmin
＝2T、 Tmax＝8Tとなる。 Tminが2Tとなるのはビツト“１”とビツト
“１”の間のビツト“０”の個数が最小４である
からであり、Tmaxが8Tとなるのは同じくビツ
ト“１”とビツト“１”の間にビツト“０”の個
数が最大19であるからである。たとえば、Tmax
＝8Tが発生する例としては、第１図に示すよう
な元データ列において発生する。 第２図に、第３表に示した本発明による符号化
アルゴリズムに従つた符号化回路の一実施例を示
す。１はデータ入力端子で元データが遂次入力さ
れる。２はクロツク入力端子で元データに同期し
たクロツクが入力される。３は10ビツトシリア
ル・パラレルシフトレジスタで元データを遂次シ
フトする。４は本発明の符号化アルゴリズムに基
づいた変換コードを発生させる符号器である。５
は、コード同期入力端子で、変換コードの同期信
号が入力される。６はクロツク入力端子で変換コ
ードに同期したクロツクが入力される。７は５ビ
ツトのパラレル・シリアルシフトレジスタで、５
ビツトのパラレル入力の変換コードをクロツクに
同期してシリアル出力する。８は変換コードの出
力端子で５ビツトの変換コードが遂次出される。 次に第３図の波形を用いて、第２図の符号化回
路の動作を説明する。第２図に示したデータ入力
端子１には第３図イに示した２進データ５０が入
力され、クロツク入力端子２には同図ロに示す２
進データ５０に同期したクロツク５１が入力され
る。10ビツトシリアル・バラレルレジスタ３のデ
ータ入力端子Ｄに２進データ５０が、クロツク入
力端子CKにはクロツク５１が入力される。10ビ
ツトのシリアル・パラレルレジスタ３のパラレル
出力Q1からQ10までの端子には、２進データ５０
がクロツク５１に同期して遂次出力されることに
なる。 符号器４では、10ビツトシリアル・パラレルレ
ジスタ３の出力端子（Q1〜Q10）から出力される
２進データを10ビツトの入力端子（符号器中の１
〜10）で受け、第３表に示した符号化アルゴリズ
ムにもとづいて５ビツト変換コードを発生させ、
５ビツトの出力端子（符号器中のＡ〜Ｅ）より出
力する。符号器４は、変換コードを発生させるた
め、たとえばRead、Only Memory（ROM）の
ような記憶素子で形成することが可能である。 次に、符号器４から出力される５ビツトの変換
コードは、５ビツトパラレル・シリアルレジスタ
７に入力される。５ビツトパラレル・シリアルレ
ジスタ７のパラレルシリアル入力端子Ｐ／Ｓおよ
びクロツク入力端子CKにはそれぞれコード同期
入力端子５より入力された第３図ニに示した５ビ
ツトのコード同期信号５３、およびクロツク入力
端子６より第３図ハに示したクロツク５２が入力
される。５ビツトパラレル・シリアルシフトレジ
スタ７の出力端子Q5より、第３図ホに示す変換
コード列５４が出力端子８に出力される。第３図
ヘはこの変換コード列５４をNRZI変調した波形
を示している。以上の符号化回路によつて符号化
された変換コード列は、一般にそのまま記録され
るのではなく、同期信号を付加して変換コード列
をブロツク構成される。この同期信号は再生時に
ブロツクの区切りを判別するためや変換コードの
コード同期の検出に用いられる。
で、α1，α2＝“0101”であることから、α-1＝
“01”，α1，α2≠“1011”の条件を満すことにな
り、“01000”に変換される。 第４表に復号化アルゴリズムを示す。このアル
ゴリズムに従えば、変換コードは元データに復号
化される。たとえば、再生コード列が、 のとき、再生コード“01000”の復号データは、
β-1＝“10000”，β1＝“00001”であり、第４表中の
“01000”を復号化する条件の「上記以外」に相当
し、“11”に復号化される。なお、復号化アルゴ
リズムの中で再生コード“01000”が奇数個ある
いは偶数個連続することを条件としているが、こ
れはあらかじめ、再生コード列をRAM（ランダ
ム，アクセス，メモリ）等の記憶素子に蓄えて、
検出するという手段を用いれば可能である。実際
には“01000”が無限に続くことはほとんどなく、
しかも、２進データを有限個寄せ集めてブロツク
を構成するような記録方式あるいは伝送方式がよ
く用いられるので、そのブロツク内のデータ数に
応じた容量のバツフアメモリがあればよい。 また、符号化された変換コード列はさらに、
NRZI変調され、磁気テープ等の記録媒体に記録
され、再生される。 本発明の２進データの符号化・復号化方法によ
れば、その磁気記録特性を示す前出の各パラメー
タは、 Tw＝0.4T（Ｔ；データのビツト周期）、Tmin
＝2T、 Tmax＝8Tとなる。 Tminが2Tとなるのはビツト“１”とビツト
“１”の間のビツト“０”の個数が最小４である
からであり、Tmaxが8Tとなるのは同じくビツ
ト“１”とビツト“１”の間にビツト“０”の個
数が最大19であるからである。たとえば、Tmax
＝8Tが発生する例としては、第１図に示すよう
な元データ列において発生する。 第２図に、第３表に示した本発明による符号化
アルゴリズムに従つた符号化回路の一実施例を示
す。１はデータ入力端子で元データが遂次入力さ
れる。２はクロツク入力端子で元データに同期し
たクロツクが入力される。３は10ビツトシリア
ル・パラレルシフトレジスタで元データを遂次シ
フトする。４は本発明の符号化アルゴリズムに基
づいた変換コードを発生させる符号器である。５
は、コード同期入力端子で、変換コードの同期信
号が入力される。６はクロツク入力端子で変換コ
ードに同期したクロツクが入力される。７は５ビ
ツトのパラレル・シリアルシフトレジスタで、５
ビツトのパラレル入力の変換コードをクロツクに
同期してシリアル出力する。８は変換コードの出
力端子で５ビツトの変換コードが遂次出される。 次に第３図の波形を用いて、第２図の符号化回
路の動作を説明する。第２図に示したデータ入力
端子１には第３図イに示した２進データ５０が入
力され、クロツク入力端子２には同図ロに示す２
進データ５０に同期したクロツク５１が入力され
る。10ビツトシリアル・バラレルレジスタ３のデ
ータ入力端子Ｄに２進データ５０が、クロツク入
力端子CKにはクロツク５１が入力される。10ビ
ツトのシリアル・パラレルレジスタ３のパラレル
出力Q1からQ10までの端子には、２進データ５０
がクロツク５１に同期して遂次出力されることに
なる。 符号器４では、10ビツトシリアル・パラレルレ
ジスタ３の出力端子（Q1〜Q10）から出力される
２進データを10ビツトの入力端子（符号器中の１
〜10）で受け、第３表に示した符号化アルゴリズ
ムにもとづいて５ビツト変換コードを発生させ、
５ビツトの出力端子（符号器中のＡ〜Ｅ）より出
力する。符号器４は、変換コードを発生させるた
め、たとえばRead、Only Memory（ROM）の
ような記憶素子で形成することが可能である。 次に、符号器４から出力される５ビツトの変換
コードは、５ビツトパラレル・シリアルレジスタ
７に入力される。５ビツトパラレル・シリアルレ
ジスタ７のパラレルシリアル入力端子Ｐ／Ｓおよ
びクロツク入力端子CKにはそれぞれコード同期
入力端子５より入力された第３図ニに示した５ビ
ツトのコード同期信号５３、およびクロツク入力
端子６より第３図ハに示したクロツク５２が入力
される。５ビツトパラレル・シリアルシフトレジ
スタ７の出力端子Q5より、第３図ホに示す変換
コード列５４が出力端子８に出力される。第３図
ヘはこの変換コード列５４をNRZI変調した波形
を示している。以上の符号化回路によつて符号化
された変換コード列は、一般にそのまま記録され
るのではなく、同期信号を付加して変換コード列
をブロツク構成される。この同期信号は再生時に
ブロツクの区切りを判別するためや変換コードの
コード同期の検出に用いられる。
【表】
【表】
【表】
第４図に第４表の復号化アルゴリズムに従つた
復号化回路の一実施例を示す。第４図において、
９は再生コードの入力端子で、たとえば磁気テー
プのような記録媒体に記録された変換コード列が
再生素子を介して再生され、再生コード列となつ
て入力される。１０はバツフアメモリであつて再
生コードをたとえば１ブロツクに相当する再生コ
ードの数だけ記憶する。１１は“01000”計数回
路で再生コード列の“01000”の繰り返しパター
ンを計数し、それが奇数個あるいは偶数個連続し
たかを判別し、その判別信号を出力する。１２は
29ビツトシリアル・パラレルシフトレジスタで入
力された再生コードが遂次シフトされ、パラレル
出力される。１３は再生クロツク入力端子で再生
コード列より抽出された再生クロツクが入力され
る。１４は復号器で、第４表の復号アルゴリズム
に基づいて再生コードを元の２ビツトのデータ
（ここでは再生データと呼ぶ）に逆変換する。 １５は２ビツトパラレル・シリアルシフトレジ
スタで、パラレル入力の２ビツトの再生データを
シリアル出力する。１６はパラレル・シリアル信
号入力端子で２ビツトの再生データの同期信号が
入力される。１７はクロツク入力端子で再生デー
タに同期したクロツクが入力される。１８は２ビ
ツトシリアル・パラレルシフトレジスタで再生デ
ータを遂次シフトし、パラレル出力する。１９は
再生データの出力端子である。 次に第５図に示した波形図を用いて第４図に示
した復号器の動作を説明する。再生された変換コ
ード列は再生コード入力端子９に入力され、バツ
フアメモリ１０に入力される。バツフアメモリ１
０には記録時に構成されたブロツクを同期信号を
検出することにより判別し、同期分離した再生コ
ードが記憶される。このバツフアメモリ１０に記
憶された再生コード列は“01000”計数回路１１
により参照され、“01000”の繰り返しパターンが
発生している場合、その連続個数が奇数であるか
あるいは偶数であるかが判別される。この判別さ
れた情報は該当する再生コードを復号化する際に
出力され、復号器１４の入力情報（図では入力端
子Ｚに入力される）となる。バツフアメモリ１０
に記憶されていた再生コードは、上述の“01000”
の連続個数の判別を行なつた後に29ビツトシリア
ル・パラレルシフトレジスタ１２のデータ入力端
子Ｄに入力される。また、再生クロツク入力端子
１３に、再生コード列よりPLL等の回路を使つ
て抽出された再生クロツクが入力され、29ビツト
シリアル・パラレルシフトレジスタ１２のクロツ
ク入力端子CKに入力される。29ビツトシリア
ル・パラレルシフトレジスタ１２に入力された再
生コード列および再生クロツクの例としてそれぞ
れ第５図ロ，ハに示す。なお、第５図イはNRZI
復調する前の波形を示している。29ビツトシリア
ル・パラレルシフトレジスタ１２では、再生コー
ド列を再生クロツクに同期してシフトし、出力端
子Q1からQ29に再生コードを遂次出力する。復号
器１４では第４表の復号化アルゴリズムに従つて
入力端子１から２９に入力された29ビツトの再生
コード列、“01000”計数回路１１からの情報、お
よびシフトレジスタ１８の２ビツトデータから再
生データを決定し、出力端子Ａ，Ｂより出力す
る。そして、さらに再生データは、２ビツトパラ
レル・シリアルシフトレジスタ１５に入力され
る。２ビツトパラレル・シリアルシフトレジスタ
１５のパラレル・シリアル信号入力端子Ｐ／Ｓ、
クロツク入力端子CKにはそれぞれ、パラレル・
シリアル信号入力端子１６に入力された第５図ホ
に示す信号６０および、クロツク入力端子１７に
入力された同図ニに示すクロツク５９が入力され
る。そして２ビツトパラレル・シリアルシフトレ
ジスタ１５の出力端子Q2から第５図ヘに示す再
生データ６１が出力され、再生データ出力端子１
９より２進データとして出力される。また、出力
端子Q2から出力された再生データ６１は、さら
に、２ビツトシリアル・パラレルシフトレジスタ
１８で遂次シフトされ、出力端子Q1，Q2から出
力され、これは、復号器１４の入力端子D1，D2
に入力され、第４表の復号アルゴリズム中の再生
コード“01000”を復号する時の条件α-1＝“11”
の検出に使用される。 以上、実施例について説明したが、第３表，第
４表の符号化復号化のアルゴリズムおよび第２
図，第４図の符号化・復号化の回路例は本発明に
おける一実施例であり、本発明の原理を用いて他
の変形も可能である。 発明の効果 本発明によれば、２ビツトの２進データを５ビ
ツトの変換コードに変換することで、符号化方式
の性能を示すTw，Tmin，Tmaxがそれぞれ、
Tw＝0.4T、Tmin＝2T、Tmax＝8Tとなり、高
密度化の指標であるTw×Tminが0.8となつて、
従来例である3PM，２／4M，４／8NRZI，
HDM−１，HDM−２，HDM−３のいずれより
も大きく、しかもTmin＝2TのHDM−３の
Tmax＝8.33TよりもTmaxが短かく、再生信号
からクロツクを抽出することがHDM−３よりも
容易である。従つて、磁気テープや磁気デイスク
のような記録媒体に２進データを記録再生する装
置の符号化方法として利用することにより、従来
に比べて高密度に２進データを記録再生すること
が可能となる。
復号化回路の一実施例を示す。第４図において、
９は再生コードの入力端子で、たとえば磁気テー
プのような記録媒体に記録された変換コード列が
再生素子を介して再生され、再生コード列となつ
て入力される。１０はバツフアメモリであつて再
生コードをたとえば１ブロツクに相当する再生コ
ードの数だけ記憶する。１１は“01000”計数回
路で再生コード列の“01000”の繰り返しパター
ンを計数し、それが奇数個あるいは偶数個連続し
たかを判別し、その判別信号を出力する。１２は
29ビツトシリアル・パラレルシフトレジスタで入
力された再生コードが遂次シフトされ、パラレル
出力される。１３は再生クロツク入力端子で再生
コード列より抽出された再生クロツクが入力され
る。１４は復号器で、第４表の復号アルゴリズム
に基づいて再生コードを元の２ビツトのデータ
（ここでは再生データと呼ぶ）に逆変換する。 １５は２ビツトパラレル・シリアルシフトレジ
スタで、パラレル入力の２ビツトの再生データを
シリアル出力する。１６はパラレル・シリアル信
号入力端子で２ビツトの再生データの同期信号が
入力される。１７はクロツク入力端子で再生デー
タに同期したクロツクが入力される。１８は２ビ
ツトシリアル・パラレルシフトレジスタで再生デ
ータを遂次シフトし、パラレル出力する。１９は
再生データの出力端子である。 次に第５図に示した波形図を用いて第４図に示
した復号器の動作を説明する。再生された変換コ
ード列は再生コード入力端子９に入力され、バツ
フアメモリ１０に入力される。バツフアメモリ１
０には記録時に構成されたブロツクを同期信号を
検出することにより判別し、同期分離した再生コ
ードが記憶される。このバツフアメモリ１０に記
憶された再生コード列は“01000”計数回路１１
により参照され、“01000”の繰り返しパターンが
発生している場合、その連続個数が奇数であるか
あるいは偶数であるかが判別される。この判別さ
れた情報は該当する再生コードを復号化する際に
出力され、復号器１４の入力情報（図では入力端
子Ｚに入力される）となる。バツフアメモリ１０
に記憶されていた再生コードは、上述の“01000”
の連続個数の判別を行なつた後に29ビツトシリア
ル・パラレルシフトレジスタ１２のデータ入力端
子Ｄに入力される。また、再生クロツク入力端子
１３に、再生コード列よりPLL等の回路を使つ
て抽出された再生クロツクが入力され、29ビツト
シリアル・パラレルシフトレジスタ１２のクロツ
ク入力端子CKに入力される。29ビツトシリア
ル・パラレルシフトレジスタ１２に入力された再
生コード列および再生クロツクの例としてそれぞ
れ第５図ロ，ハに示す。なお、第５図イはNRZI
復調する前の波形を示している。29ビツトシリア
ル・パラレルシフトレジスタ１２では、再生コー
ド列を再生クロツクに同期してシフトし、出力端
子Q1からQ29に再生コードを遂次出力する。復号
器１４では第４表の復号化アルゴリズムに従つて
入力端子１から２９に入力された29ビツトの再生
コード列、“01000”計数回路１１からの情報、お
よびシフトレジスタ１８の２ビツトデータから再
生データを決定し、出力端子Ａ，Ｂより出力す
る。そして、さらに再生データは、２ビツトパラ
レル・シリアルシフトレジスタ１５に入力され
る。２ビツトパラレル・シリアルシフトレジスタ
１５のパラレル・シリアル信号入力端子Ｐ／Ｓ、
クロツク入力端子CKにはそれぞれ、パラレル・
シリアル信号入力端子１６に入力された第５図ホ
に示す信号６０および、クロツク入力端子１７に
入力された同図ニに示すクロツク５９が入力され
る。そして２ビツトパラレル・シリアルシフトレ
ジスタ１５の出力端子Q2から第５図ヘに示す再
生データ６１が出力され、再生データ出力端子１
９より２進データとして出力される。また、出力
端子Q2から出力された再生データ６１は、さら
に、２ビツトシリアル・パラレルシフトレジスタ
１８で遂次シフトされ、出力端子Q1，Q2から出
力され、これは、復号器１４の入力端子D1，D2
に入力され、第４表の復号アルゴリズム中の再生
コード“01000”を復号する時の条件α-1＝“11”
の検出に使用される。 以上、実施例について説明したが、第３表，第
４表の符号化復号化のアルゴリズムおよび第２
図，第４図の符号化・復号化の回路例は本発明に
おける一実施例であり、本発明の原理を用いて他
の変形も可能である。 発明の効果 本発明によれば、２ビツトの２進データを５ビ
ツトの変換コードに変換することで、符号化方式
の性能を示すTw，Tmin，Tmaxがそれぞれ、
Tw＝0.4T、Tmin＝2T、Tmax＝8Tとなり、高
密度化の指標であるTw×Tminが0.8となつて、
従来例である3PM，２／4M，４／8NRZI，
HDM−１，HDM−２，HDM−３のいずれより
も大きく、しかもTmin＝2TのHDM−３の
Tmax＝8.33TよりもTmaxが短かく、再生信号
からクロツクを抽出することがHDM−３よりも
容易である。従つて、磁気テープや磁気デイスク
のような記録媒体に２進データを記録再生する装
置の符号化方法として利用することにより、従来
に比べて高密度に２進データを記録再生すること
が可能となる。
第１図は最大19個の“０”が連続する符号化の
例を示す図、第２図は本発明の符号化・復号化方
法を用いた符号化回路の一実施例のブロツク図、
第３図イ〜ヘは符号化回路の動作を説明するため
の波形図、第４図は本発明の符号化方法によつて
符号化されたコードを復号化するための復号化回
路の一実施例のブロツク図、第５図イ〜ヘは復号
化回路の動作を説明するための波形図である。 ３…10ビツトシフトレジスタ、４…符号器、７
…５ビツトパラレル・シリアルシフトレジスタ、
１０…バツフアメモリ、１１…“01000”計数回
路、１２…29ビツトシリアル・パラレルシフトレ
ジスタ、１４…復号器、１５…２ビツトパラレ
ル・シリアルシフトレジスタ、１８…２ビツトシ
リアル・パラレルシフトレジスタ。
例を示す図、第２図は本発明の符号化・復号化方
法を用いた符号化回路の一実施例のブロツク図、
第３図イ〜ヘは符号化回路の動作を説明するため
の波形図、第４図は本発明の符号化方法によつて
符号化されたコードを復号化するための復号化回
路の一実施例のブロツク図、第５図イ〜ヘは復号
化回路の動作を説明するための波形図である。 ３…10ビツトシフトレジスタ、４…符号器、７
…５ビツトパラレル・シリアルシフトレジスタ、
１０…バツフアメモリ、１１…“01000”計数回
路、１２…29ビツトシリアル・パラレルシフトレ
ジスタ、１４…復号器、１５…２ビツトパラレ
ル・シリアルシフトレジスタ、１８…２ビツトシ
リアル・パラレルシフトレジスタ。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ ２進データを２ビツトのデータ毎に５ビツト
の符号語に変換する際に、前記２ビツトのデータ
の前後のデータを参照し、下記の２ビツトの元デ
ータを５ビツトの変換コードに変換する符号化ア
ルゴリズムに従つて変換し、変換された５ビツト
符号語列のビツト“１”と次にくるビツト“１”
の間のビツト“０”の連続する個数が最小４であ
り、最大19となるように符号化し、５ビツトの符
号語を２ビツトのデータに復号する際には、変換
された５ビツトの符号語列の前後を参照し、下記
の５ビツトの変換コードを２ビツトの元データに
復号する復号化アルゴリズムに従つて変換し、元
のデータに復号化することを特徴とする２進デー
タの符号化・復号化方法。 【表】 【表】 【表】 【表】 ２ ２ビツトのデータの最大前後４ビツトのデー
タを参照して符号変換を行なうことを特徴とする
特許請求の範囲第１項記載の２進データの符号
化・復号化方法。 ３ 変換された５ビツトの符号語列を逆変換する
に際し、前後の符号語および“01000”の符号語
が奇数個あるいは偶数個連続したかを条件に復号
化を行なうことを特徴とする２進データの符号
化・復号化方法。
Priority Applications (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3541283A JPS59160357A (ja) | 1983-03-03 | 1983-03-03 | ２進デ−タの符号化・復号化方法 |
| US06/585,589 US4549167A (en) | 1983-03-03 | 1984-03-02 | Method of encoding and decoding binary data |
| DE3407832A DE3407832C2 (de) | 1983-03-03 | 1984-03-02 | Verfahren zum Kodieren und Dekodieren binärer Daten |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3541283A JPS59160357A (ja) | 1983-03-03 | 1983-03-03 | ２進デ−タの符号化・復号化方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS59160357A JPS59160357A (ja) | 1984-09-11 |
| JPH0434858B2 true JPH0434858B2 (ja) | 1992-06-09 |
Family
ID=12441162
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3541283A Granted JPS59160357A (ja) | 1983-03-03 | 1983-03-03 | ２進デ−タの符号化・復号化方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS59160357A (ja) |
-
1983
- 1983-03-03 JP JP3541283A patent/JPS59160357A/ja active Granted
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS59160357A (ja) | 1984-09-11 |
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