JPS59160357A - ２進デ−タの符号化・復号化方法 - Google Patents
２進デ−タの符号化・復号化方法Info
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- JPS59160357A JPS59160357A JP3541283A JP3541283A JPS59160357A JP S59160357 A JPS59160357 A JP S59160357A JP 3541283 A JP3541283 A JP 3541283A JP 3541283 A JP3541283 A JP 3541283A JP S59160357 A JPS59160357 A JP S59160357A
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- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- 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
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- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
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Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
産業上の利用分野
本発明は、２進データを符号化、復号化する方法であっ
て、２進データを磁気テープや磁気ディスクのような記
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。
て、２進データを磁気テープや磁気ディスクのような記
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・層成とその問題点
従来から２進データを符号化し、磁気テープりるいは磁
気ディ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。
気ディ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＋４（Ｔｗ）ｖ？Ｃ４づいて行なわれる。磁
気記録再生波形は、磁化反転に対応しだ再生波形の重ね
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Ｔｍ１ｎｆ：侠くすると
、磁化反転を磁気ヘッドなどの再生素子で読みとった再
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。従って、１川−記録密度で比較した場合、磁
化反転間隔Ｔｍ１ｎ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、’ｒ ｍ ｉ ｎのより大きな符号ｆヒ方
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
Ｔｍ１ｎの大きい符号化方式の方が高密度化にとって適
していると百える。
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＋４（Ｔｗ）ｖ？Ｃ４づいて行なわれる。磁
気記録再生波形は、磁化反転に対応しだ再生波形の重ね
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Ｔｍ１ｎｆ：侠くすると
、磁化反転を磁気ヘッドなどの再生素子で読みとった再
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。従って、１川−記録密度で比較した場合、磁
化反転間隔Ｔｍ１ｎ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、’ｒ ｍ ｉ ｎのより大きな符号ｆヒ方
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
Ｔｍ１ｎの大きい符号化方式の方が高密度化にとって適
していると百える。
以下余白
また、磁化反転間隔を識別するに必要な検出窓幅Ｔｗが
大きめと再生信号の相互干渉によるピーク位置のずれ（
ピーク／７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硬度は減少する。
大きめと再生信号の相互干渉によるピーク位置のずれ（
ピーク／７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硬度は減少する。
さらに、クロックは再生されたデータから抽出している
が、再生されたクロック信号の周期が最大磁化反転間隔
Ｔ ｍａ ｘに比べて大きいと、このクロックを正確に
抽出することカミＷかしくなる傾向にある。
が、再生されたクロック信号の周期が最大磁化反転間隔
Ｔ ｍａ ｘに比べて大きいと、このクロックを正確に
抽出することカミＷ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１れる性能としてはＴｍ１ｎ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Ｔ
ｗｘＴｍｉｎの値を考えてみる。第１表の各符号化方式
のＴｗｘＴｍｉｎを参照すると、ＮＲＺ−ＮＲＺＩが１
で一番犬きく、続いて３ｐｙ、２７４Ｍ、４７８ＮＲｚ
工、ＨＤＭ−１，ＨＤＭ−２が０．７６であることがわ
かる。しかし、前者のＮＦｔＺ・ＮＲＺＩはＴｍａｘが
最悪ｏｏ （ｙｇ限大）とｆ！ ’） りＯツク再生か
雌かしいという欠点を有しているため、従来、３ ＰＭ
、 ２７４Ｍ 、 ４７８ＮＲＺ Ｉ 、 ｆ（ＤＡ
４−１ 、 ｆ（Ｄｔｖｉ−２を、磁気テープ、磁気デ
ィスク装置の符号化方式として採用している例が多かっ
た。しかし、近年の情報量の増大ｆはきらに高密度化の
ＯＴ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ＴｗｘＴｍｉｎを考えると、Ｔｗ 、 Ｔｍｉ ｎ
ｆバランスよく大きくする符号化方式の提案が望まれる
。
符号化方式として望１れる性能としてはＴｍ１ｎ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Ｔ
ｗｘＴｍｉｎの値を考えてみる。第１表の各符号化方式
のＴｗｘＴｍｉｎを参照すると、ＮＲＺ−ＮＲＺＩが１
で一番犬きく、続いて３ｐｙ、２７４Ｍ、４７８ＮＲｚ
工、ＨＤＭ−１，ＨＤＭ−２が０．７６であることがわ
かる。しかし、前者のＮＦｔＺ・ＮＲＺＩはＴｍａｘが
最悪ｏｏ （ｙｇ限大）とｆ！ ’） りＯツク再生か
雌かしいという欠点を有しているため、従来、３ ＰＭ
、 ２７４Ｍ 、 ４７８ＮＲＺ Ｉ 、 ｆ（ＤＡ
４−１ 、 ｆ（Ｄｔｖｉ−２を、磁気テープ、磁気デ
ィスク装置の符号化方式として採用している例が多かっ
た。しかし、近年の情報量の増大ｆはきらに高密度化の
ＯＴ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ＴｗｘＴｍｉｎを考えると、Ｔｗ 、 Ｔｍｉ ｎ
ｆ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Ｔｍ１ｎ二２
としたユニークな符号ｆヒ方式として注目さｎる。しか
し、Ｔｗ＝０．３３Ｔであり、結局Ｔｗ拳Ｔｍ１ｎ＝０
，６７となり、前出のｓＰＭのような０．７５の符号化
方式に対して劣っている。
としたユニークな符号ｆヒ方式として注目さｎる。しか
し、Ｔｗ＝０．３３Ｔであり、結局Ｔｗ拳Ｔｍ１ｎ＝０
，６７となり、前出のｓＰＭのような０．７５の符号化
方式に対して劣っている。
次に、ＨＤＭ−３の符号化アルコリズムを第２表を使っ
て説明する。ＨＤ Ｍ −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
列のピノ） ” １ ”と°１″との間のＩｔ ｏ Ｉ
ｔの連続する個数の最小が５であって、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−α）を１吏用して変換するの
である。これらのアルゴリズムにより、符号語列のピッ
ド′１°′と１”との” ｏ“′の連、続する最大・開
数は２４と制限され、第１表に示した性能を有している
。
て説明する。ＨＤ Ｍ −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
列のピノ） ” １ ”と°１″との間のＩｔ ｏ Ｉ
ｔの連続する個数の最小が５であって、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−α）を１吏用して変換するの
である。これらのアルゴリズムにより、符号語列のピッ
ド′１°′と１”との” ｏ“′の連、続する最大・開
数は２４と制限され、第１表に示した性能を有している
。
以「余白
第 ２ 表 ＨＤＭ−３の変換表
（イ）基本変換表
（ロ）接続点での変換一般則
（ハ）篤１Ｑとの接続の特殊変換（１ｏ−α）発明の目
的 本発明は、ＨＤＭ−３のもつＴｍｉ ｎ ＝ ２という
１生能と同一で、Ｔｗを０．３３ＴからＴω−Ｑ、４Ｔ
に向上させ、Ｔｗ ｘ Ｔｍｉ ｎ ＝ ０．８となし
て、従来の３ｐＭ、２／４Ｍ、 ４／８ＮＲｚ工；ＨＤ
Ｍ−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・１夏号化方法を提案すること
を目的としている。
的 本発明は、ＨＤＭ−３のもつＴｍｉ ｎ ＝ ２という
１生能と同一で、Ｔｗを０．３３ＴからＴω−Ｑ、４Ｔ
に向上させ、Ｔｗ ｘ Ｔｍｉ ｎ ＝ ０．８となし
て、従来の３ｐＭ、２／４Ｍ、 ４／８ＮＲｚ工；ＨＤ
Ｍ−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・１夏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
データを参照することにより、変換された５ビツトの符
号語列のピッド１”と次にくるビットＩｔ １１＋の間
のヒツト○パの連続する個数が最小４でめり、最大１９
となるように符号化し、復号化時には、変換されだ５ヒ
ツトの符号語列の前後の符号語を参照することにより復
号化する２進データの符号化・・調号化方法でめ９、Ｔ
ｗ−＝０．４ Ｔ、Ｔｍｉｎ＝２Ｔ１Ｔｍａｘ＝８Ｔ、
ＴＷｘＴ ｍ ｉ ｎが０．８となり、高密度に２進デ
ータ全記録再生でき、また再生信号からクロックを容易
に抽出することができるものである。
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
データを参照することにより、変換された５ビツトの符
号語列のピッド１”と次にくるビットＩｔ １１＋の間
のヒツト○パの連続する個数が最小４でめり、最大１９
となるように符号化し、復号化時には、変換されだ５ヒ
ツトの符号語列の前後の符号語を参照することにより復
号化する２進データの符号化・・調号化方法でめ９、Ｔ
ｗ−＝０．４ Ｔ、Ｔｍｉｎ＝２Ｔ１Ｔｍａｘ＝８Ｔ、
ＴＷｘＴ ｍ ｉ ｎが０．８となり、高密度に２進デ
ータ全記録再生でき、また再生信号からクロックを容易
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の一列を示す
。本発明の符号化方式は、２ビツトの２進データを５ビ
ツトの？芋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、変換コード列のビット°“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トを決定している。
。本発明の符号化方式は、２ビツトの２進データを５ビ
ツトの？芋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、変換コード列のビット°“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トを決定している。
第３表中の「Ｙ」は、前の変換コードの下位４ビツトが
’ｏｏｏｏ”の時、ビット１１１１＋とし、”ｏｏｏｏ
”でない時、ピッド′０”′とする。また、β１．β２
・は、変、庚される元データ列において、１，２ ・個
後の元データを示す。
’ｏｏｏｏ”の時、ビット１１１１＋とし、”ｏｏｏｏ
”でない時、ピッド′０”′とする。また、β１．β２
・は、変、庚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−１１ａ−２・・−は、変換される元データ列
において、１，２． ・門前の元テークを小ず。／とと
えば、元データ列が であり、変換すべき元データが’ １１ ”で必るとき
ａ−１，α−２，ｃｚｌ、ｃｚ２はそれぞれ、ｌｌ−１
＝”０１”’ａ−２＝”００” 、ａｌ−”０１ ”
、β２＝ ”０１ ”を姪味する。また同様にβ１．β
２・は変換墜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。
において、１，２． ・門前の元テークを小ず。／とと
えば、元データ列が であり、変換すべき元データが’ １１ ”で必るとき
ａ−１，α−２，ｃｚｌ、ｃｚ２はそれぞれ、ｌｌ−１
＝”０１”’ａ−２＝”００” 、ａｌ−”０１ ”
、β２＝ ”０１ ”を姪味する。また同様にβ１．β
２・は変換墜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。
ｆｌ トに’ｄ：、上記（Ｄ” ００ ’、 ０１ ｉ
１１百０１ ！、０１ ｊ”の元データ列のうち、元
データ゛’ １１ ”の変換コードはα ”０１’”で
、０１．α２＝゛′０１０１′”１ であることから、ａ −“’０１”、β１．α２＼１− ”１０１１”の条件を満すことになり、”０１０００”
に変換される。
１１百０１ ！、０１ ｊ”の元データ列のうち、元
データ゛’ １１ ”の変換コードはα ”０１’”で
、０１．α２＝゛′０１０１′”１ であることから、ａ −“’０１”、β１．α２＼１− ”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の一例を示す。このアルゴ
リズムに従えば、変換コードは元データにイ夏号化され
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、Ｂ＝＝”１００００”
、 β１＝”ｏｏｏｏｌ”であり、第４表中の○ｉｏｏ
○”′をヅー号化する条件の「上記以外」に相当し、
” １１ ”にり号化される。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１牛としているが、こればあらが
しめ、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
いれば可ぼヒである。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
寄せ集めてブロッ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、そのブロック内のデー
タ数に応じたｇＨのバッファメモリがあればよい。
リズムに従えば、変換コードは元データにイ夏号化され
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、Ｂ＝＝”１００００”
、 β１＝”ｏｏｏｏｌ”であり、第４表中の○ｉｏｏ
○”′をヅー号化する条件の「上記以外」に相当し、
” １１ ”にり号化される。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１牛としているが、こればあらが
しめ、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
いれば可ぼヒである。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
寄せ集めてブロッ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、そのブロック内のデー
タ数に応じたｇＨのバッファ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。
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
の磁気記録行・准を示す前出の谷パラメータは、 Ｔｗ −０，４Ｔ （Ｔ ；データのビット周期） 、
Ｔｍ１ｎ ＝２ Ｔ。
の磁気記録行・准を示す前出の谷パラメータは、 Ｔｗ −０，４Ｔ （Ｔ ；データのビット周期） 、
Ｔｍ１ｎ ＝２ Ｔ。
Ｔｍａｘ ＝ Ｂ Ｔとなる。
Ｔｍ１ｎが２Ｔとなるのはピッド１″とビット” １
”の間のビット“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ット“１″とビ
ット″１′′の間にピッド０′′の個数が最大１っであ
るからである。たとえば、Ｔｍａｘ ＝ ８７が発生す
る例としては、第１図（・Ｃ示すような元データ列にお
いて発生する。
”の間のビット“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ット“１″とビ
ット″１′′の間にピッド０′′の個数が最大１っであ
るからである。たとえば、Ｔｍａｘ ＝ ８７が発生す
る例としては、第１図（・Ｃ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
ズムに従っ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４れる。２はクロック
入力端子で元データに同期したクロックが入力される。
ズムに従っ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４れる。２はクロック
入力端子で元データに同期したクロックが入力される。
３゛は１０ビツト／リアル・パラレルシフトレジスタで
元データを遂次７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
。６は、コード同期入力端子で、変換コードの同期信号
か入力される。６はクロック入力端子で変換コードに同
期したクロノ久が入力されるｊ７は５ビツトのパラレル
−７リアルンントレジスタで、６ビノトのパラレル入力
の変換コードをクロックに同期して７リアル出力する。
元データを遂次７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
。６は、コード同期入力端子で、変換コードの同期信号
か入力される。６はクロック入力端子で変換コードに同
期したクロノ久が入力されるｊ７は５ビツトのパラレル
−７リアルンントレジスタで、６ビノトのパラレル入力
の変換コードをクロックに同期して７リアル出力する。
８は変換コートの出力端子で５ビツトの変換コードが遂
次用される。
次用される。
次にｆＪ３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１Ｆ−示しだデータ入力端子１に
は第３図（イ）に示した２進テータ５０か入力され、ク
ロック入力端子２には同図（ロ）Ｋ示す２進テータ５０
に同期したクロック６１が入力される。１０ビツトシリ
アル・パラレルレジスタ３のデータ入力端子りに２進テ
ータ５ｏが、クロック入力端子ＣＫＫはクロック５１が
入力される。１０ビツトの７リアル・パラレルレジスタ
３のパラレル出力Ｑ１から０１゜ま−Ｃの端子には、２
進データ５０がクロック５１に同期して遂次出力される
ことになる。
作を説明する。第２図１Ｆ−示しだデータ入力端子１に
は第３図（イ）に示した２進テータ５０か入力され、ク
ロック入力端子２には同図（ロ）Ｋ示す２進テータ５０
に同期したクロック６１が入力される。１０ビツトシリ
アル・パラレルレジスタ３のデータ入力端子りに２進テ
ータ５ｏが、クロック入力端子ＣＫＫはクロック５１が
入力される。１０ビツトの７リアル・パラレルレジスタ
３のパラレル出力Ｑ１から０１゜ま−Ｃの端子には、２
進データ５０がクロック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’７１）アル・パラレルレジ
スタ３の出力端子（０１〜Ｑ１ｏ）から出力される２進
データを１Ｑビツトの入力端ｆ（符号器中の１〜１０）
で受け、第３鮨に示した符号化アルコリズムにもとづい
て５ビツト変換コードを発生させ、５ピントの出力端子
（符号器中のＡ−Ｅ）より出力する。符号ａ４ば、変換
コードを発生させるため、たとえばＲｅａｄ ０ｎｌｙ
Ｍｅｍｏｒｙ （ＲＯＭ）のような記憶素子で形成す
ることが可能でめる。
スタ３の出力端子（０１〜Ｑ１ｏ）から出力される２進
データを１Ｑビツトの入力端ｆ（符号器中の１〜１０）
で受け、第３鮨に示した符号化アルコリズムにもとづい
て５ビツト変換コードを発生させ、５ピントの出力端子
（符号器中のＡ−Ｅ）より出力する。符号ａ４ば、変換
コードを発生させるため、たとえばＲｅａｄ ０ｎｌｙ
Ｍｅｍｏｒｙ （ＲＯＭ）のような記憶素子で形成す
ることが可能でめる。
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ビシトパラレル・ノリアルレジスタ７に入力される
。５ビツトパラレル・／リアルレレジスタ７のパラレル
ンリアル入力端子Ｐ／Ｓおよびクロック入力端子ＣＫＫ
はそれぞれコート同期入力端子５よシ入力された第３図
に）に示した５ビツトのコード同期信号５３．およびク
ロック入力端子６より第３図（／９に示したクロック５
２が入力される。５ビツトパラレル・ノリアルシフトレ
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（へ）
はこの変換コート′列５４をｉＮ’ＲＺＩ変調した波形
を示している。以上の符号化回路によって符号化された
変換コード列は、一般にその丑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ック構成され
る。この同期信号は再生時にブロッ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演出に用いられる。
、５ビシトパラレル・ノリアルレジスタ７に入力される
。５ビツトパラレル・／リアルレレジスタ７のパラレル
ンリアル入力端子Ｐ／Ｓおよびクロック入力端子ＣＫＫ
はそれぞれコート同期入力端子５よシ入力された第３図
に）に示した５ビツトのコード同期信号５３．およびク
ロック入力端子６より第３図（／９に示したクロック５
２が入力される。５ビツトパラレル・ノリアルシフトレ
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（へ）
はこの変換コート′列５４をｉＮ’ＲＺＩ変調した波形
を示している。以上の符号化回路によって符号化された
変換コード列は、一般にその丑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ック構成され
る。この同期信号は再生時にブロッ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演出に用いられる。
以下余白
第４図に第４表の復号化アルゴリズムに従った復号化回
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ａス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、
再生コード列となって入力される。１０ば７１ソフアメ
モリであって再生コードを／ことえば１ブロツクに相当
する再生コートの数たけ記憶する。１１は’０１０００
”計数回路で再生コード列の’ｏｉｏｏｏ”の操り返し
パターンを計数し、それが奇敢請あるいは偶数個連続し
たかを判別し、その判別１言号を出力する。
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ａス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、
再生コード列となって入力される。１０ば７１ソフアメ
モリであって再生コードを／ことえば１ブロツクに相当
する再生コートの数たけ記憶する。１１は’０１０００
”計数回路で再生コード列の’ｏｉｏｏｏ”の操り返し
パターンを計数し、それが奇敢請あるいは偶数個連続し
たかを判別し、その判別１言号を出力する。
１２は２９ピノトンリアル・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は再生クロック入力端子で再生コード列よ
り抽出された再生クロックが人力される。１４は復号器
で、第４表の僕号ア、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。
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は再生クロック入力端子で再生コード列よ
り抽出された再生クロックが人力される。１４は復号器
で、第４表の僕号ア、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ピノト
メ再生データの同期信号が入力される。１７はクロック
入力端子で再生データに同期したクロックが入力される
。１８は２ピノトンリアル・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。
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ピノト
メ再生データの同期信号が入力される。１７はクロック
入力端子で再生データに同期したクロックが入力される
。１８は２ピノトンリアル・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図に示しだ波形図を用いて第４図に示しだ俊号
器の動１′「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、バッファメモリ１０に
入力される。バッファメモリ１０には記録時に構成され
たブロッ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。このバッファメモ
リ１０に記憶された再生コード列（ｄ ” 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ａｄ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複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。バッファメモリ１０に記憶されていた再
生コードは、上述のｏ１０ｏＯ゛′の連続個数の判別を
行なった段に２９ビツトシリアル・パラレルシフトレジ
スタ１２のデータ入力端子りに人力される。また、再生
クロック入力端子１３に、再生コード列よりＰＬＬ等の
回路を使って抽出された再生クロックが人力され、２９
ピノトンリアル・パラレルシフトレジスタ１２のクロッ
ク入力端子ＣＫに入力される。
器の動１′「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、バッファメモリ１０に
入力される。バッファメモリ１０には記録時に構成され
たブロッ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。このバッファメモ
リ１０に記憶された再生コード列（ｄ ” 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ａｄ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複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。バッファメモリ１０に記憶されていた再
生コードは、上述のｏ１０ｏＯ゛′の連続個数の判別を
行なった段に２９ビツトシリアル・パラレルシフトレジ
スタ１２のデータ入力端子りに人力される。また、再生
クロック入力端子１３に、再生コード列よりＰＬＬ等の
回路を使って抽出された再生クロックが人力され、２９
ピノトンリアル・パラレルシフトレジスタ１２のクロッ
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ックの例としてそ
れぞれ第５図（ロ）、（ハ）に示す。なお、第５図（イ
）ばＮＲＺＩ俊調する前の波形を示している。
力された再生コード列および再生クロックの例としてそ
れぞれ第５図（ロ）、（ハ）に示す。なお、第５図（イ
）ばＮＲＺＩ俊調する前の波形を示している。
２９ビツト／リアルΦ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ッ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表の国号化アルゴリズムに従って
入力端子１から２９に入力されだ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
７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ピノトノくラレル・／リアルシフトレ
ジスタ１５に入力きれる。２ピツトノくラレル・シリア
ルソフトレジスタ１５の／々ラレル・／リアル信号入力
端子Ｐ、／Ｓ、クロック入力端子ＣＫにはそれぞれ、パ
ラレル・ノ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６ｏおよび、クロック入力端子１７に
入力された同図に）に示すクロック５９か入力される。
、再生コード列を再生クロッ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表の国号化アルゴリズムに従って
入力端子１から２９に入力されだ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
７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ピノトノくラレル・／リアルシフトレ
ジスタ１５に入力きれる。２ピツトノくラレル・シリア
ルソフトレジスタ１５の／々ラレル・／リアル信号入力
端子Ｐ、／Ｓ、クロック入力端子ＣＫにはそれぞれ、パ
ラレル・ノ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６ｏおよび、クロック入力端子１７に
入力された同図に）に示すクロック５９か入力される。
そして２ピツトノくラレル・ンリアル／フトレジスタ１
５の出力端子Ｑ２から第５図（へ）に示す再生データ６
１が出力され、再生データ出力端子１９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ば、さらに、２ピツトンリアル・パラレ
ルシフトレジスタ１８で遂次ソフトされ、出力端子Ｑ１
ｒ ０２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表のり号アルゴリズム中の
再生コード゛ｏ１ｏ’ｏｏ”を復号する時の条件α−１
二“’１１！’の検出に使用される。
５の出力端子Ｑ２から第５図（へ）に示す再生データ６
１が出力され、再生データ出力端子１９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ば、さらに、２ピツトンリアル・パラレ
ルシフトレジスタ１８で遂次ソフトされ、出力端子Ｑ１
ｒ ０２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表のり号アルゴリズム中の
再生コード゛ｏ１ｏ’ｏｏ”を復号する時の条件α−１
二“’１１！’の検出に使用される。
以上、実施列について説明したが、第３表２第４表の符
号化復号化のアルゴリズムおよび第２図。
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
／Ａ ’ｔｌｌであり、本発明の原理を用いて他の変形
も可能である。
／Ａ ’ｔｌｌ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ヒツトの変
換コードに変換することで、符号化方式の性能を示すＴ
ｗ 、 ’ｒｍｉｎ 、 Ｔｍａｘがそれぞれ、Ｔｗ＝
０．４Ｔ 、Ｔｍ１ｎ＝２Ｔ 、Ｔｍａ、ｘ：＝８Ｔと
なり、高密度化の指標であるＴｗｘＴｍｉｎが０．８と
なって、従来クリである３ＰＭ、２／４Ｍ、４／８ＮＲ
ＺＩ、ＨＤＭ−１゜ＨＤＭ−２，ｆ（ＤＭ−３のいずれ
よりも大きく、しがもＴｍ１ｒｒ 二２ ＴのＨＤＭ−
３のＴｍａｘ ＝ ８．３３ ＴよシもＴｍａｘが短か
く、再生信号゛からクロックを抽出することがＨＤＭ−
３よりも容易である。従って、磁気テープや磁気ティス
フ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。
換コードに変換することで、符号化方式の性能を示すＴ
ｗ 、 ’ｒｍｉｎ 、 Ｔｍａｘがそれぞれ、Ｔｗ＝
０．４Ｔ 、Ｔｍ１ｎ＝２Ｔ 、Ｔｍａ、ｘ：＝８Ｔと
なり、高密度化の指標であるＴｗｘＴｍｉｎが０．８と
なって、従来クリである３ＰＭ、２／４Ｍ、４／８ＮＲ
ＺＩ、ＨＤＭ−１゜ＨＤＭ−２，ｆ（ＤＭ−３のいずれ
よりも大きく、しがもＴｍ１ｒｒ 二２ ＴのＨＤＭ−
３のＴｍａｘ ＝ ８．３３ ＴよシもＴｍａｘが短か
く、再生信号゛からクロックを抽出することがＨＤＭ−
３よりも容易である。従って、磁気テープや磁気ティス
フ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Ｏ′°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・便号化方法を用いた符
号化回路の一実施例のブロック図、第３図（イ）〜（へ
）は符号化回路の動作を説明するだめの波形図、第４図
は本発明の符号ｆし方法によって符号化されたコードを
・１夏号化するだめの復号化回路の一実施クリのブロッ
ク図、第５図（イ）〜（へ）はり号化回路の動作を説明
するだめの波形図である。 ３− ・１Ｑビノトンフトレジスタ、４−−一符号器、
７ ５ビツトハラレル・シリアルシフトレジスタ、１０
−一−バッファメモリ、１１−”０１ｏ○○”計数回路
、１２＋・−２９ピノトンリアル・パラレルシフトレジ
スタ、１４・−復号器、１５−・−２ビツトパラレル・
ノリアル／アトレジスタ、１８−−２ピノトノリアル・
パラレルシフトレジスタ。
す図、第２図は本発明の符号化・便号化方法を用いた符
号化回路の一実施例のブロック図、第３図（イ）〜（へ
）は符号化回路の動作を説明するだめの波形図、第４図
は本発明の符号ｆし方法によって符号化されたコードを
・１夏号化するだめの復号化回路の一実施クリのブロッ
ク図、第５図（イ）〜（へ）はり号化回路の動作を説明
するだめの波形図である。 ３− ・１Ｑビノトンフトレジスタ、４−−一符号器、
７ ５ビツトハラレル・シリアルシフトレジスタ、１０
−一−バッファメモリ、１１−”０１ｏ○○”計数回路
、１２＋・−２９ピノトンリアル・パラレルシフトレジ
スタ、１４・−復号器、１５−・−２ビツトパラレル・
ノリアル／アトレジスタ、１８−−２ピノトノリアル・
パラレルシフトレジスタ。
Claims (3)
- （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り己２ビットのデータの前後のデ
ータを参照することにより、変換された５ビツトの符号
語列のピッド′１′′と次にくるビット” １ ”の間
のピノ） ” Ｏ”の連１読する個数が最小４であり、
最大１９となるように符号化し。 復号ｎＩＺ時には、変換されたらビットの符号語列の前
後の符号語を参照することにより１夏号比することを特
徴とする２進データの符号化・・ｊ号化方法。 - （２）２ビツトのデータの最大前後４ヒノ斗のデータを
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）変換されたらビットの符号語列を逆変換するに際
し、前後の符号語および０１０００Ｉ＋の符号語が全数
個あるいは偶敢個車続しだかを条件に復号化を行なうこ
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。
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 |
| DE3407832A DE3407832C2 (de) | 1983-03-03 | 1984-03-02 | Verfahren zum Kodieren und Dekodieren binärer Daten |
| US06/585,589 US4549167A (en) | 1983-03-03 | 1984-03-02 | Method of encoding and decoding binary data |
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 true JPS59160357A (ja) | 1984-09-11 |
| JPH0434858B2 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 |
|---|---|
| JPH0434858B2 (ja) | 1992-06-09 |
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