JPH09511608A - 同期誤りによる誤りからデータを保護するための方法および装置 - Google Patents
同期誤りによる誤りからデータを保護するための方法および装置Info
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Abstract
(57)【要約】
エンコーダ(10)にあるコセットリーダ記号ジェネレータ(14)としてのGF(2)最大長線形フィードバックシフトレジスタは、初期mビットコセットリーダ記号から、ランダムシーケンスに似た一連のk個のmビットコセットリーダ記号を生成する。コセットリーダ記号はそれらとXORされる誤り訂正エンコーダ(12)記号と同時に生成され、そのXOR(16)結果はデータ記号と連結され(18)て、記録用符号語を形成する。デコーダ(30)は同じリーダ記号を生成しそれらを検索された符号語とXORして、記録されたリーダ記号を取除く。検索が符号語と同期していなかった場合には、コセットリーダ記号はシフトされたバージョンとXORされ、誤り訂正符号デコーダ(34)の訂正能力を超える誤りを導入する。好ましくは、シフトレジスタは多項式X9+X8+X7+X3+X2+1を特徴とし、初期記号は100001011である。
Description
【発明の詳細な説明】
同期誤りによる誤りからデータを
保護するための方法および装置
発明の分野
この発明は一般にデータ処理システムに関し、より特定的には、磁気ディスク
ドライブの読取ヘッドとそのドライブに記憶される情報との間の同期誤りが、誤
ったデータ検索をもたらさないことを保証するためのシステムに関する。
発明の背景
デジタルデータ処理システムは典型的にはたとえばディスクドライブのような
データ記憶装置を含む。データはディスク上において同心トラックに記録され、
各トラックは、1つ以上のセクタを分離するギャップを伴うことの多い、多数の
「隣り合う」セクタに分割される。データは読取/書込ヘッドによってセクタか
ら検索(読取)され、またはセクタに記憶(書込)される。ディスクがヘッド下
で回転し、ヘッドが特定のセクタの上に来ると、そのセクタからデータがたとえ
ば読取られる。
読取または書込動作を始めるために、ヘッドは選択されたセクタを含むトラッ
クへ移動される。ヘッドが直前の読取または書込動作で用いられていなかった場
合には、ヘッド、またはより特定的にはその読出書込動作に関連付けられるタイ
マおよびクロック回路はしたがって、ヘッド下で
回転する情報が読取られ得るよう、ディスクに同期されなければならない。一旦
その回路が同期されると、ヘッドは適当なセクタの開始部を見つけ出して読取ま
たは書込動作を行なう。たとえば読取動作中にセクタの開始部が正確に見つけ出
されなければ、ディスクから読取られた不適当な情報がデータとして解釈される
だろう。
データは典型的にはエンコードされた形式でディスク上に記憶される。記録の
前に、データ記号が、誤り訂正符号(ECC)を用いてエンコードされる。デー
タをエンコードすることにより、万一1つ以上のデータ記号がたとえばディスク
の異常のためまたは読取もしくは書込チャネルにおける雑音信号のために劣化さ
れてしまったとしても、検索されたデータの解釈誤りによる情報の損失が回避さ
れる。検索されたデータ記号の解釈誤りは誤ったデータをもたらし、誤り訂正符
号を用いて、その名が意味するとおりに、誤ったデータを訂正する。
特定的には、データ記号の列がディスクに書込まれる前に、それはECC記号
を形成するようエンコードされる。ECC記号は次いでデータ列に付加されてデ
ータ符号語 −データ記号にECC記号を加えたもの− を形成し、そのデータ
符号はディスクに書込まれ、またはディスクに記憶される。ディスクからデータ
が読取られると、データ記号を含む符号語が検索され数学的にデコードされる。
デコード中にデータの中の誤りが検出され、可能であればEC
C記号の操作を通して訂正される[デコードの詳細な説明については、ピーター
ソン(Peterson)およびウェルドン(Weldon)、「誤り訂正符号(Error Correc tion Codes
)」、第2編、MITプレス(MIT Pres )、1972年を参照され
たい]。
ディスク上に記録されるデータのためにリードソロモン符号がECCとしてし
ばしば用いられる。このリードソロモン符号はサイクル符号であり、xiを符号
語記号としてx1,x2,x3…xnが符号語であるならば、x2,x3…xn,x1も
符号語であり;x3,x4…xn,x1,x2も符号語であり;x1*およびx2*をそ
れぞれ符号語に隣接する記号、たとえば次の符号語の第1および第2の記号であ
るとして、x3,x4…xn,x1*,x2*は符号語であってもよいことを意味する
。
上で論じたように、符号語はディスク上の隣り合うセクタに記録される。ディ
スク上に記録される情報との同期から外れているヘッドは、符号語の1つ以上の
ビットまたは1つ以上の記号が回転してヘッドを通りすぎた後に、その符号語の
読取を開始するかもしれない。したがって、それは、次のセクタに記録される符
号語の1つ以上のビットまたは記号で、または2つのセクタ間のギャップに記録
される1ビット以上の情報で、読取を終了する。同期誤りが整数個の記号による
ものである場合には、ディスクから読取られた情報は別の符号語を形成するかも
しれない。もしそ
うなれば、デコーダは検索された記号を用いて、この符号語における誤った記号
を「訂正し」得る。デコーダはそのデータを要求したシステム構成要素にこれら
誤りのない記号を送り、システムはこれら記号をあたかもそれらが要求されたデ
ータであるかのようにさらに処理する。
同期誤りがデータの改変をもたらすことを防ぐため、先行技術のシステムは、
符号語を記録する前に、ECC記号にコセット(剰余類)リーダを含んでいる。
符号語が後に検索されると、デコーダは、ECC記号からコセットリーダを、そ
れがデータ記号を訂正する前に取除く。下に論ずるように、コセットリーダは、
検索された情報が記録された符号語である場合にのみ、その情報から正確に取除
かれることができる。そうでない場合には、コセットリーダの除去はおそらく訂
正不可能な数の誤りを導入する結果となり、なぜならそれは、コセットリーダが
たとえば付加されたECC記号以外の記号からコセットリーダが「取除かれる」
ためである。
コセットリーダはデータをエンコードするのに用いられるコードには属さない
任意のシーケンスであり得る。すべての考えられ得る符号語を群として考える場
合、符号語においてECC記号にコセットリーダを付加することは、事実上、そ
の群全体をある量「b」だけシフトさせる。コセットリーダが後に符号語の各々
においてECC記号から取除かれると、符号語は同じ量bだけシフトバックされ
て、
元の符号語にもどる。符号語がヘッドの同期誤りのために誤って読取られた場合
には、ECC記号からコセットリーダを取除くと、符号語はb以外の量だけシフ
トされ、このことは通常符号語に訂正不可能な数の誤りの導入をもたらす。
コセットリーダは、1つの値が符号語におけるECC記号の各々に対応する、
パターンまたは値のシーケンスと考えられ得る。いくつかの先行技術のシステム
では、コセットリーダは一連の同一のパターン、たとえば1の連なりからなる。
エンコーダはしたがって(2を法として)同じ定数をECC記号の各々に加え、
デコーダは検索されたECC記号の各々からその定数を取除く。コセットリーダ
動作を取扱うのに必要なハードウェアは、加算器と専用の1記号サイズのバッフ
ァとからなる。
ECC記号のすべてに対して同じパターンまたはコセットリーダ定数を用いる
ことは、異なるパターンのシーケンスからなるコセットリーダを用いた場合ほど
高い保護レベルをもたらしはしない。コセットリーダが繰返しの定数からなる場
合、同期誤りは、本当の符号語として、つまり訂正可能な数の誤りを伴なう符号
語としてデコードする情報をもたらすかもしれないということが考えられる。こ
れは、たとえば、コセットリーダ定数が、検索されたECC記号のほとんどでな
いにしても大半から正しく取除かれたときに起こるかもしれない。異なるパター
ンのシーケンスがコ
セットリーダとして用いられる場合、同期誤りはおそらく訂正不可能な数の誤り
の導入をもたらすだろう。
異なるパターンを用いることには問題があり、つまりそれは、そのパターンを
記憶するためにかなりの量のバッファ空間が必要とされるということである。た
とえば、符号語がk個のmビットECC記号を含む場合、エンコーダはk個のm
ビットバッファを要する。これは、ECC記号の各々に対して同じ定数を用いる
システムにおいて必要とされる単一のmビットバッファと対照的である。したが
って、バッファ空間またはチップの「実質的領域」と、同期誤りによる誤りに対
するデータ保護との間には妥協が求められる。
発明の概要
この発明は、単一のコセットリーダまたは記号から、ランダムシーケンスに似
た一連のk個のmビット記号であるコセットリーダを生成する。エンコーダはま
ずmビットの初期コセットリーダ定数にセットされる。それは次いでこの定数を
エンコードして、(k−1)個の、残りのmビットのコセットリーダ定数を生じ
させる。これらの定数はECC記号と同時に生じ、記号が記録のための符号語を
形成するべくデータ記号と連結される前に、対応する記号と組合され、つまりX
ORされる。したがって、k個のコセットリーダ定数はバッファに記憶される必
要はない。
対応するデコーダは、記憶された初期定数からコセット
リーダを同様に生成する。それは、復調動作の一部として、これらの定数を、検
索された符号語のECC記号とXORする。符号を読んだヘッドが記憶された情
報と同期していた場合には、k個のコセットリーダ定数を検索された符号語のE
CC記号とXORすることにより、コセットリーダはこれらの記号から取除かれ
、したかって元のECC記号が再生される。そうでない場合には、XOR動作は
コセットリーダをそれ自身のシフトされたバージョンと組合せ、検索された符号
に、ECCの誤り訂正能力を超える多数の誤りを導入する。
この後符号語がデコードされるとき、デコーダは同期を誤ったヘッドによって
検索されたデータを訂正しようとはしない。代わりにそれはそのデータを訂正不
可能なものとしてラベル付けする。
特定的には、エンコーダは、ECCに従ってGF(2m)にわたりデータ記号
をエンコードし、k個のmビットECC記号を生じさせる。エンコーダは、定数
をエンコードする場合に、m段線形フィードバックシフトレジスタ(LFSR)
を含み、これはGF(2)における最大長多項式に従ってセットアップされる。
LFSRは、選択された初期コセットリーダ定数を初期化するためにプリセット
または結線される。好ましい実施例ではコセットリーダはGF(2)にわたって
エンコードされ、初期コセットリーダ定数は100001011であり、エンコ
ーダは多項式
X9+X8+X7+X3+X2+1に従ってセットアップされる。
ECC記号を生ずるために、エンコーダは、ECC記号ジェネレータを用いて
従来の態様でデータ記号をエンコードし、k個の9ビットレジスタにおいてk個
のECC記号を生じさせる。ECC記号のうちの最初の記号がジェネレータから
シフトアウトされると、LFSRは初期化されるので、それは初期コセットリー
ダ定数を含む。LFSRの内容は次いで最初のECC記号とXORされる。
LFSRは次いで、その内容を前述の多項式に従って更新するようシフトされ
る。これによりLFSRの段において次のコセットリーダ定数が生じ、これはE
CC記号ジェネレータからシフトアウトされるECC記号とXORされる。この
シフトおよびXORは、ECC記号ジェネレータによって生じたECC記号の各
々がLFSRで生じた対応するコセットリーダ定数と組合されてしまうまで継続
する。
エンコーダは次に、次の符号語のためにLFSRをその初期状態にリセットし
、再びその定数をエンコードしてk記号コセットリーダを生ずる。
対応するデコーダは、同じLFSRを用いて、検索された符号語から取除かれ
るコセットリーダ定数を生ずる。デコーダは復調器をさらに含み、これは検索さ
れた情報を符号語記号に復調する。復調器がECC記号をシフトアウトすると、
上述したように、デコーダはそれらをLFSRの
定数とXORし、LFSRをシフトして一連のコセットリーダ定数を生成する。
コセットリーダを生じさせるのに必要なハードウェアは結線されるLFSRを
用いることによって最小限にされる。したがって、k記号バッファは必要とされ
ない。さらに、LFSRは、エンコーダまたはデコーダが対応するECC記号を
XORゲートに供給すると同時にそのゲートにコセットリーダ定数を供給するた
め、LFSRによってエンコードまたはデコード動作に導入される遅延が全くな
い。
図面の簡単な説明
この発明の上述およびさらなる利点は、添付の図面と関連させて以下の説明を
参照することにより、よりよく理解されるだろう。
図1は、この発明に従って構成されるシステムの機能ブロック図である。
図2は、図1のECC記号ジェネレータおよびコセットリーダジェネレータを
より詳細に示す機能ブロック図である。
例示的実施例の詳細な説明
ここで図1を参照すると、エンコーダ10は、ECCに従いGF(2m)にわ
たってd個のデータ記号をエンコードしてk個のmビットECC記号を生ずるE
CC記号ジェ
ネレータ12を含む。エンコーダは、k個のmビットコセットリーダ定数を生ず
るコセットリーダジェネレータ14をさらに含む。対応するECCシンボルがジ
ェネレータ12からシフトアウトされると、XOR回路16は定数をそれらの記
号と組合せる。結果として生じた記号はマルチプレクサ18を介してd個のデー
タ記号と連結されて、磁気ディスク(図示せず)上に記録される符号語を形成す
る。
デコーダ30は、後にディスクからECC符号語を検索し、復調器32におい
てd個のデータ記号およびk個のECC記号を再生する。ECC記号が復調器3
2からシフトアウトされると、それらは、XOR回路16において、コセットリ
ーダジェネレータ14によって生じたコセットリーダ定数とXORされる。XO
R回路16はこうして、検索された符号語からコセットリーダを取除く。同期誤
りが全くないと仮定して、誤り訂正器34は従来の態様でデータ記号およびそれ
に連結されるECC記号を操作して、符号語における誤りを必要に応じて訂正す
る。
同期誤りがある場合、コセットリーダを除去しようとすると、符号語に訂正不
可能な数の誤りを導入する結果となる。誤り訂正器34はしたがってその符号語
を訂正しようとはしない。代わりにそれは、その符号語が訂正不可能であるとい
うことをシステムコントローラ(図示せず)に信号送信する。コントローラは次
いで、その符号語を再び記憶装置から検索するよう要求してもよい。こうしてデ
コー
ダは、情報を読んだヘッドが記憶された情報との同期から外れていたときに検索
された情報を不正確に訂正することはない。
次に図2を参照すると、コセットリーダジェネレータ14は、リセットが可能
化されると初期コセットリーダ定数を含むよう結線される線形フィードバックシ
フトレジスタ(LFSR)40からなる。LFSR40は、m個の段44と、選
択された段の内容をXORゲート48で組合せ、その組合せを更新値として他の
段に供給するフィードバック経路46とを有する。理解を容易にするために、リ
セット線は図中において矢印として示され、クロック線は省略される。
好ましい実施例において、LFSR40は9個の段(m=9)を有し、GF(
29 )にわたり最大長多項式X9+X8+X7+X3+X2+1に従ってセットアッ
プされる。初期コセットリーダ定数は100001011である。RESET線
がアサートされると、LFSR40はその初期状態にセットされ、各段44の内
容は最初のコセットリーダ定数を形成する。その後のレジスタの各シフトによっ
て、レジスタの状態は変えられ、段44において新しい9ビットのコセットリー
ダ定数を生ずる。レジスタのk−1回のシフトの後、LFSR40は、ランダム
シーケンスに似た一連のk個の9ビット記号(k<2m)を生じた。
LFSR40により生じたシーケンスは、それをそれ自
体のシフトされたバージョンとXORすると別のランダムシーケンスを生ずると
いう特徴を有する。したがって、たとえ整数個の記号の同期誤りであっても、デ
コーダがコセットリーダを取除こうとするとデコーダは訂正不可能な数の誤りを
導入するという結果をもたらす。
図2をさらに参照すると、ECC記号ジェネレータ12は、スイッチ11が閉
じた位置にある状態でd個のデータ記号を受取り、従来の態様で動作してこれら
の記号をECCに従ってエンコードして、k個のECC記号を生ずる。エンコー
ドが完了すると、ECC記号はk個のレジスタ13に保持される。これらの記号
は次いで、スイッチ11が開いた状態にある間にジェネレータ12から1つずつ
シフトアウトされる。
最初のECC記号がジェネレータ12からXOR回路16にシフトアウトされ
ると、LFSR40は初期コセットリーダ定数を含むよう同時にリセットされる
。LFSRのk個の段の内容が次いで、XOR回路16によって、最初のECC
記号の対応するmビットと組合される。XOR回路16は、好ましくは、並列に
動作するm個の2ビットXORゲート(図示せず)からなる。
次のECC記号がECCジェネレータ12からシフトアウトされると、LFS
R40もシフトされ、その内容は今度は2番目のコセットリーダ定数としてXO
R回路16に再び与えられる。XOR回路16はその定数とECC記号
とをXORし、記録のための次の記号を生ずる。この2つのジェネレータおよび
XOR回路は、k個のECC記号すべてが対応するコセットリーダ定数と組合さ
れてしまうまで、さまざまな記号および定数を生じ続ける。
代替的実施例では、コセットリーダジェネレータは合計k回シフトされてもよ
く、初期コセットリーダ定数は、コセットリーダの最初の記号としてではなく、
LFSRを初期化するためのみに用いられてもよい。LFSRはしたがって、最
初のECC記号がジェネレータからシフトアウトされる前にリセットされ、その
後、ECC記号ジェネレータがシフトされるたびごとにシフトされる。
別の代替的実施例では、バッファ(図示せず)は、初期コセットリーダ定数を
記憶し、その定数をLFSRに適当なときに供給する。所望されるならば、LF
SRが多数のシーケンスのうちの1つを生ずるのに用いられるよう、バッファは
複数の初期定数を含んでもよい。
再び図1を参照すると、エンコーダ10に対応するデコーダ30は、同じコセ
ットリーダジェネレータ14を利用して、検索された符号語から取除かれるコセ
ットリーダ定数を生ずる。ジェネレータ14は、デコード中は、復調器32によ
るECC記号の生成に対応するようシフトされる。XOR回路16は、ジェネレ
ータ14により生じたコセットリーダ定数を、復調器32により生じた対応する
ECC記号とXORし、その結果生じた記号をマルチプレクサ3
6を介して誤り訂正器34に送る。したがって、コセットリーダ定数はバッファ
リングを必要としない。
符号語を検索したヘッドが、記録されている情報と同期していた場合には、デ
コーダは、コセットリーダを、それが加えられていたECC記号から取除く。そ
うでない場合には、それは、事実上、コセットリーダをそれ自体のシフトされた
バージョンとXORする。これによりECC記号に別のランダムシーケンスが生
じ、この結果、符号語に訂正不可能な数の誤りがもたらされ、その符号語は損わ
れたものとして解釈される。
LFSRの初期状態からのK−1個の変化によって、LFSRが、すべての必
要な特性を有する −つまり、k個の記号のランダムシーケンスに似ており、そ
れ自身のシフトされたバージョンとXORされると別のランダムシーケンスを形
成する− k記号コセットリーダを生じ得ることは驚くべきことである。コセッ
トリーダがそのように生成され得るので、コセットリーダ動作により必要なハー
ドウェアは先行技術の既知のシステムにおいて必要なハードウェアよりも大きく
低減される。このことは、システムチップがより小型化されかつより稠密に分布
されるようになってきているため、重要である。
上述の記載はこの発明の特定の実施例に限定されている。しかしながら、この
発明の利点のいくつかまたはすべてを達成する変形および修正がこの発明になさ
れてもよいこと
は明らかである。ゆえに、添付された請求の範囲の目的は、この発明の真の精神
および範囲内に入るすべての変形および修正を包含することである。
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(72)発明者 レンジャー,ダイアナ
アメリカ合衆国、01532 マサチューセッ
ツ州、ノースボロ、ウェスト・メイン・ス
トリート、169
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1.a.GF(2m)にわたって誤り訂正符号を用いてd個のデータ記号をエン コードしてk個のmビット誤り訂正記号を生ずるための誤り訂正記号ジェネレー タと、 b.mビット初期コセットリーダ定数をエンコードして、kmビットコセット リーダを一連のk個のmビットコセットリーダ記号として生ずるためのコセット リーダジェネレータと、 c.k個の誤り訂正記号を、対応するk個のコセットリーダ記号と組合せるた めの組合せ手段とを含み、前記組合せ手段は、前記記号および定数が前記誤り訂 正記号ジェネレータおよび前記コセットリーダジェネレータによってそれぞれ生 じると、前記記号および定数を組合せる、データ処理システム。 2.前記コセットリーダジェネレータはm段の線形フィードバックシフトレジス タからなり、前記コセットリーダ記号は前記レジスタの対応する状態である、請 求項1に記載のデータ処理システム。 3.前記線形フィードバックシフトレジスタは、初期コセットリーダ定数に対応 する状態に初期化され、次いでk−1回シフトされて、k記号シーケンスを生ず る、請求項2に記載のデータ処理システム。 4.a.前記誤り訂正記号ジェネレータはGF(29)にわたって誤り訂正符号 を用いてデータ記号をエンコードし、 b.前記コセットリーダジェネレータの線形フィードバックシフトレジスタは 、GF(2)にわたる最大長多項式X9+X8+X7+X3+X2+1を特徴とする 、請求項2に記載のデータ処理システム。 5.mビット初期コセットリーダ定数は100001011である、請求項4に 記載のデータ処理システム。 6.前記組合せ手段は1つ以上の排他的ORゲートからなる、請求項1に記載の データ処理システム。 7.デコーダをさらに含み、前記デコーダは、 a.受取った信号からd個のデータ記号およびk個のmビット誤り訂正記号を 生ずるための復調器と、 b.mビット初期コセットリーダ定数をエンコードして、kmビットコセット リーダを一連のk個のmビットコセットリーダ記号として生ずるためのコセット リーダジェネレータと、 c.前記復調器が生じたk個の誤り訂正記号を、対応するk個のコセットリー ダ記号と組合せるための組合せ手段とを含み、前記組合せ手段は、前記記号およ び定数が前記復調器および前記コセットリーダジェネレータによってそれぞれ生 ずると、前記記号および定数を組合せる、請求項1に記載のデータ処理システム 。 8.コセットリーダと組合されているk個のmビット誤り訂正記号を含む符号語 にエンコードされているd個のデー タ記号をデコードするためのデコーダであって、前記デコーダは、 a.受取った信号からd個のデータ記号およびk個のmビット誤り訂正記号を 生ずるための復調器と、 b.mビット初期コセットリーダ定数をエンコードして、kmビットコセット リーダを一連のk個のmビットコセットリーダ記号として生ずるためのコセット リーダジェネレータと、 c.前記復調器が生じたk個の誤り訂正記号を、対応するk個のコセットリー ダ記号と組合せるための組合せ手段とを含み、前記組合せ手段は、前記記号およ び定数が前記復調器および前記コセットリーダジェネレータによってそれぞれ生 ずると、前記記号および定数を組合せる、デコーダ。 9.前記コセットリーダジェネレータはm段の線形フィードバックシフトレジス タからなる、請求項8に記載のデコーダ。 10.前記線形フィードバックシフトレジスタはGF(2)にわたる最大長多項 式X9+X8+X7+X3+X2+1を特徴とする、請求項9に記載のデコーダ。 11.前記mビット初期コセットリーダ定数は100001011である、請求 項10に記載のデコーダ。 12.前記組合せ手段は1つ以上の排他的ORゲートからなる、請求項8に記載 のデコーダ。 13.a.d個のデータ記号をエンコードし、k個のmビット誤り訂正記号を生 ずるための誤り訂正記号ジェネレータと、 b.所定の初期状態からkmビットコセットリーダを一連のk個のmビットコ セットリーダ記号として生ずるコセットリーダジェネレータと、 c.k個の誤り訂正記号を、対応するk個のコセットリーダ記号と組合せるた めの組合せ手段とを含み、前記組合せ手段は、前記記号および定数が前記誤り訂 正記号ジェネレータおよび前記コセットリーダジェネレータによってそれぞれ生 ずると、前記記号および定数を組合せる、データ処理システム。 14.前記コセットリーダジェネレータはm段の線形フィードバックシフトレジ スタからなり、前記コセットリーダ記号は前記レジスタの対応する状態である、 請求項13に記載のデータ処理システム。 15.前記線形フィードバックシフトレジスタはk回シフトされて前記k記号シ ーケンスを生ずる、請求項14に記載のデータ処理システム。 16.a.前記誤り訂正記号ジェネレータはGF(29)にわたって誤り訂正符 号を用いてデータ記号をエンコードし、 b.前記コセットリーダジェネレータの線形フィードバックシフトレジスタは GF(2)にわたる最大長多項式X9 +X8+X7+X3+X2+1を特徴とする、請求項14に記載のデータ処理シス テム。 17.前記エンコーダは状態100001011に初期化される、請求項16に 記載のデータ処理システム。
Applications Claiming Priority (3)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
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US08/383,201 | 1995-02-02 | ||
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