JPS59196650A - デ−タ処理用順次情報の符号化・復号化方法およびその装置 - Google Patents
デ−タ処理用順次情報の符号化・復号化方法およびその装置Info
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- JPS59196650A JPS59196650A JP59042795A JP4279584A JPS59196650A JP S59196650 A JPS59196650 A JP S59196650A JP 59042795 A JP59042795 A JP 59042795A JP 4279584 A JP4279584 A JP 4279584A JP S59196650 A JPS59196650 A JP S59196650A
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- 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
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L7/00—Arrangements for synchronising receiver with transmitter
- H04L7/04—Speed or phase control by synchronisation signals
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
- Communication Control (AREA)
- Dc Digital Transmission (AREA)
- Synchronisation In Digital Transmission Systems (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
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】
本発明は、データ処理システムにおいテ順次情報を符号
化するとともに、復号化する方法と装置とに関し、特に
、簡単な復号化方法を適用するだけでほぼ自動的にキャ
ラクタの同期をとることができるコードを利用すること
に係わるものである。
化するとともに、復号化する方法と装置とに関し、特に
、簡単な復号化方法を適用するだけでほぼ自動的にキャ
ラクタの同期をとることができるコードを利用すること
に係わるものである。
好ましくは、本発明は、デジタルによるデータの復号化
と直列伝送もしくは記憶にこのようなコードを適用させ
ることに関する。
と直列伝送もしくは記憶にこのようなコードを適用させ
ることに関する。
無カンマコードと同期性コードについて取扱った文献は
、沢山ある。下記の説明においては、[−ワード」とは
、キャラクタの順序を意味し、それも、情報に内容をも
たせる上て惹義のあるキャラクタの順序を麗味する。ワ
ードをとのように定めれば、復号化するに当って、この
ワードを他の表記法もしくはキャラクタセットから取出
したキャラクタと関係をもたせることができる。従って
、「キャラクタ」と「ワード」、もしくは、「コード」
と「コードワード」とは、内容によっては、互いに自由
におきかえられる用語である。
、沢山ある。下記の説明においては、[−ワード」とは
、キャラクタの順序を意味し、それも、情報に内容をも
たせる上て惹義のあるキャラクタの順序を麗味する。ワ
ードをとのように定めれば、復号化するに当って、この
ワードを他の表記法もしくはキャラクタセットから取出
したキャラクタと関係をもたせることができる。従って
、「キャラクタ」と「ワード」、もしくは、「コード」
と「コードワード」とは、内容によっては、互いに自由
におきかえられる用語である。
有限コードは、少くとも整数mがあって、ノッセージの
最後のn1キヤラクタの知識さえあれは、コードワード
の区切を決めることができるのであれは、同期性かある
と言う。
最後のn1キヤラクタの知識さえあれは、コードワード
の区切を決めることができるのであれは、同期性かある
と言う。
無カンマコードの考えについては、Go 1. omb
等(’にomma−frcecodes“、Can、J
、of Math、Vol、IQ。
等(’にomma−frcecodes“、Can、J
、of Math、Vol、IQ。
202〜209頁、1958)により始めて導入され、
その後、5choltz (’Mechanizati
on ofCodes with Bounded 5
ynchronization Delays”、 I
EEE T−IT Vol 、IT−16,438−4
48頁1970年7月)が、「無力カンマ」なる用語は
、カンマ(即ち、キャラクタの区切りに使われるシンボ
ルないし信号)の利用に依存しなくとも使えるコードを
全て含むものとすべきだと提案している。本発明におい
ては、本発明で用いるコードは1958年にGolom
bが定めた定義とは合わないけれども、コンマの利用に
頼らなくとも利用しうるものであるから、5cbolt
zの定義に従うものとする。
その後、5choltz (’Mechanizati
on ofCodes with Bounded 5
ynchronization Delays”、 I
EEE T−IT Vol 、IT−16,438−4
48頁1970年7月)が、「無力カンマ」なる用語は
、カンマ(即ち、キャラクタの区切りに使われるシンボ
ルないし信号)の利用に依存しなくとも使えるコードを
全て含むものとすべきだと提案している。本発明におい
ては、本発明で用いるコードは1958年にGolom
bが定めた定義とは合わないけれども、コンマの利用に
頼らなくとも利用しうるものであるから、5cbolt
zの定義に従うものとする。
[有界同期遅延(BSD)−)−ド(boundeds
ynchronization delay code
)jとは、コードワードのシーケンスのあらゆるセグメ
ントを、Sなる成る有限値ごとに多くとも5個のコード
シンボルが揃った後に同期させるのに必要なコードを意
味する。
ynchronization delay code
)jとは、コードワードのシーケンスのあらゆるセグメ
ントを、Sなる成る有限値ごとに多くとも5個のコード
シンボルが揃った後に同期させるのに必要なコードを意
味する。
従って、本発明の目的は、少くとも一般人か有用な選択
をすることができる、データ処理システムにおける順次
情報を符号化したり、復号化するだめの方法と装置とを
提供することにある。
をすることができる、データ処理システムにおける順次
情報を符号化したり、復号化するだめの方法と装置とを
提供することにある。
成る一面においては、本発明は、データ処理システムに
おける順次情報を符号化したり復号化するための装置で
構成されている。データ処理システムとしては、データ
転送システム、データ記憶システム、データプロセッザ
ーシステムなトかする。本発明による前記装置は、下記
の構成要件式〜(E)のうちの少くとも2つ以上の組合
せ、もしくは、構成要件(〜〜(均からなるものに構成
要件(1つを加えたもの、構成要件(qとσ−りの組合
せに、・構成要件(5)、■) 、 (D)〜qの1つ
まだはそれ以上を加えた、或いは、加えないものからな
るものである。
おける順次情報を符号化したり復号化するための装置で
構成されている。データ処理システムとしては、データ
転送システム、データ記憶システム、データプロセッザ
ーシステムなトかする。本発明による前記装置は、下記
の構成要件式〜(E)のうちの少くとも2つ以上の組合
せ、もしくは、構成要件(〜〜(均からなるものに構成
要件(1つを加えたもの、構成要件(qとσ−りの組合
せに、・構成要件(5)、■) 、 (D)〜qの1つ
まだはそれ以上を加えた、或いは、加えないものからな
るものである。
A)通常の復号処理においてキャラクタの同期をほぼ自
動的に行なわせる特性を有するもので、とこでは拡大コ
ードと称する一組の可変長コードを ゛形成
する手段。
動的に行なわせる特性を有するもので、とこでは拡大コ
ードと称する一組の可変長コードを ゛形成
する手段。
B)例えは、拡大コードデータシーケンヌをあられす順
次データの処理に使うものであって、ここでは減損コー
ドと称する、−組の拡大コードに対応する一組の固定長
バイナリコードを形成する手段。
次データの処理に使うものであって、ここでは減損コー
ドと称する、−組の拡大コードに対応する一組の固定長
バイナリコードを形成する手段。
C)拡大コードを対応する減損コードから再構成する手
段。
段。
D)拡大コードを対応する減損コードに入替える手段。
Jリ 順次データ列が供給される入力手段と、その入力
データ列を対応する拡大コードシーケンスに符号化する
手段と、前記拡大コードの形としてのデータ列を順次出
力する手段とからなる符号化サブシステム。
データ列を対応する拡大コードシーケンスに符号化する
手段と、前記拡大コードの形としてのデータ列を順次出
力する手段とからなる符号化サブシステム。
1つ 拡大コード列か順次供給される入力手段と、その
入力拡大コード列を出力データ列に復号化する手段と、
そのデータ列を出力する手段とからなる復号化サブシス
テム。
入力拡大コード列を出力データ列に復号化する手段と、
そのデータ列を出力する手段とからなる復号化サブシス
テム。
G)前記入力および出力データ列を伝送、記憶、処理の
いづれか、或いは、全てを行う手段。この手段が電子的
なものか、光学式なのか、また、特性として直列式か、
並列式か、もしくは、両方式か、さらに、直線型か、周
期型か、もしくは、両方なのか、問わない。
いづれか、或いは、全てを行う手段。この手段が電子的
なものか、光学式なのか、また、特性として直列式か、
並列式か、もしくは、両方式か、さらに、直線型か、周
期型か、もしくは、両方なのか、問わない。
H) 前記拡大コードシーケンスと、対応する減損コ
ードシーケンス、従って、復号化したデータシーケンス
のいづれか一方、または、両方において、断絶、遮断、
ないし、任意の点の次に確実に同期が行なわれるコード
を決定する手段。
ードシーケンス、従って、復号化したデータシーケンス
のいづれか一方、または、両方において、断絶、遮断、
ないし、任意の点の次に確実に同期が行なわれるコード
を決定する手段。
好ましくは、(〜による拡大コードを形成する拡大手段
は、第1mの独特なキャラクタシンホルを形成する手段
と、前記第1組のキャラクタを繰返す手段と、所定のキ
ャラクタを削除し、削除したキャラクタを接頭文字とし
て、繰返しだ前記第1組のキャラクタに付けることによ
り前記繰返した第1組のキャラクタを拡大して矛盾のな
い前記コード組を形成する手段と、前記コード組のエレ
メントに値を割当てる手段とて構成されているのが望ま
しい。
は、第1mの独特なキャラクタシンホルを形成する手段
と、前記第1組のキャラクタを繰返す手段と、所定のキ
ャラクタを削除し、削除したキャラクタを接頭文字とし
て、繰返しだ前記第1組のキャラクタに付けることによ
り前記繰返した第1組のキャラクタを拡大して矛盾のな
い前記コード組を形成する手段と、前記コード組のエレ
メントに値を割当てる手段とて構成されているのが望ま
しい。
好ましくは、前記拡大手段に、前記工程を所定回数にわ
たって繰返す手段を設けて、最初のサイクル以外の工程
のサイクルにおける前記第」組の矛盾のないキャラクタ
を、工程の前サイクルの矛盾のないコード組で構成する
のが望ましい。
たって繰返す手段を設けて、最初のサイクル以外の工程
のサイクルにおける前記第」組の矛盾のないキャラクタ
を、工程の前サイクルの矛盾のないコード組で構成する
のが望ましい。
前記拡大プロセスの1サイクルを繰返すことによって得
る前記拡大キャラクタセットは、以後において、n次数
(但し、nは、拡大プロセスの繰返し回数と等しい整数
)の拡大セットと称することにする。
る前記拡大キャラクタセットは、以後において、n次数
(但し、nは、拡大プロセスの繰返し回数と等しい整数
)の拡大セットと称することにする。
対応する一組の固定長バイナリコードないし減損コード
を形成する手段としては、1を所望の減損コードに対応
する拡大コードを求めるのに繰返した前記拡大工程の繰
返し回数とし、また、nを2”>S(但し、Sは前記第
1組におけるキャラクタ数であって、整数)なる関係を
満す最小整数とすると、長さが(1+n)ビットである
21+nの固定長バイプリ数値コードの完全なリストを
形成するステップを実行する手段と、数値としては整数
Wに対応するn個の最下位ビットによ構成る基準が達せ
られるようになっている全てのバイナリコードを削除す
る手段と、残りの固定長コードをグループ分けする手段
と、一つおきのグループからバイナリコードを削除する
手段と、残りのコードを再びグループ分けし、更に一つ
おきのクループから選ばれたキャラクタを削除する手段
と、所望組のブロックコードに達するまでこれらのステ
ップを繰返す手段とで構成されているのが好ましい。
を形成する手段としては、1を所望の減損コードに対応
する拡大コードを求めるのに繰返した前記拡大工程の繰
返し回数とし、また、nを2”>S(但し、Sは前記第
1組におけるキャラクタ数であって、整数)なる関係を
満す最小整数とすると、長さが(1+n)ビットである
21+nの固定長バイプリ数値コードの完全なリストを
形成するステップを実行する手段と、数値としては整数
Wに対応するn個の最下位ビットによ構成る基準が達せ
られるようになっている全てのバイナリコードを削除す
る手段と、残りの固定長コードをグループ分けする手段
と、一つおきのグループからバイナリコードを削除する
手段と、残りのコードを再びグループ分けし、更に一つ
おきのクループから選ばれたキャラクタを削除する手段
と、所望組のブロックコードに達するまでこれらのステ
ップを繰返す手段とで構成されているのが好ましい。
また、n個の最下位ビットが整数Wに対応している前記
バイナリコードを最初に削除する手段は、整数WがW)
Sなる基準を満している前記バイナリコードのみを削除
するとともに、この基準を満すバイナリコードであって
も、他の残りのコートについては削除しないようにする
のが望ましい。
バイナリコードを最初に削除する手段は、整数WがW)
Sなる基準を満している前記バイナリコードのみを削除
するとともに、この基準を満すバイナリコードであって
も、他の残りのコートについては削除しないようにする
のが望ましい。
前記残シのバイナリコードをグループ分けする手段は、
正に5個のコードからなるグループを形成するものであ
シ、また、一つおきのグループから前記削除を行った後
に前記バイナリコードを再びグループ分けする手段は、
前回のグループ分け、もしくは再グループ分けとは二倍
の規模を有するグループに前記バイナリコードを形成す
るものであって、コード数において各グループにつき、
前回の削除に対応して割当てられたスペースを備えたも
のとするのが望ましい。
正に5個のコードからなるグループを形成するものであ
シ、また、一つおきのグループから前記削除を行った後
に前記バイナリコードを再びグループ分けする手段は、
前回のグループ分け、もしくは再グループ分けとは二倍
の規模を有するグループに前記バイナリコードを形成す
るものであって、コード数において各グループにつき、
前回の削除に対応して割当てられたスペースを備えたも
のとするのが望ましい。
更に、一つおきのグループにおける前記バイナリコード
を削除する手段は、グループ分けもしくは再グル−プ分
けと削除のステップとからなる各グループにおいて第1
グループにて削除し、また、対応グループにおいての相
対位置が前記第1グループでの前記削除に対応する、次
段の一つおきのグループにて削除を行うように構成する
のが望ましい。
を削除する手段は、グループ分けもしくは再グル−プ分
けと削除のステップとからなる各グループにおいて第1
グループにて削除し、また、対応グループにおいての相
対位置が前記第1グループでの前記削除に対応する、次
段の一つおきのグループにて削除を行うように構成する
のが望ましい。
前記バイナリコードを削除する前記手段は、グループ分
けもしくは再グル−プ分けと削除のステップとからなる
各サイクル時に、一つおきのグループから1つだけのコ
ードを削除するように限定しておくのが望ましい。
けもしくは再グル−プ分けと削除のステップとからなる
各サイクル時に、一つおきのグループから1つだけのコ
ードを削除するように限定しておくのが望ましい。
前記サイクルを繰返す手段としては、9サイクルに限定
するのが望ましい。
するのが望ましい。
前記復号化手段は、選んだ回数にわたって前記拡大工程
を繰返すものであシ、第1サイクルを除く他の各サイク
ルにおける前記第1組の矛盾のないキャラクタは、前回
のサイクルにおける一組の矛盾のないコードで構成され
ている。
を繰返すものであシ、第1サイクルを除く他の各サイク
ルにおける前記第1組の矛盾のないキャラクタは、前回
のサイクルにおける一組の矛盾のないコードで構成され
ている。
また、同期点を決定する手段は、n次数の前記拡大コー
ドを用いて、n = Qまたはn = ]から同期化プ
ロセスを開始することによって前記拡大データシーケン
スを復号化する手段と、所定の基準を満すコードが入っ
たかどうかをチェックする手段と、所定基準を満してい
るとn+1次数の拡大コードを用いて復号化を進める手
段と、復号化している前記拡大コードセットの次数が、
同期が行なわれたと考えられる所定値qに達するまで、
前記復号化とチェックのプロセスを繰返す手段とて構成
するのが望ましい。
ドを用いて、n = Qまたはn = ]から同期化プ
ロセスを開始することによって前記拡大データシーケン
スを復号化する手段と、所定の基準を満すコードが入っ
たかどうかをチェックする手段と、所定基準を満してい
るとn+1次数の拡大コードを用いて復号化を進める手
段と、復号化している前記拡大コードセットの次数が、
同期が行なわれたと考えられる所定値qに達するまで、
前記復号化とチェックのプロセスを繰返す手段とて構成
するのが望ましい。
前記シーケンスにおけるコードをチェックするのに用い
る前記手段は、n<qに苅してnIK数の前記拡大セッ
トを用いて復号した受信コードが、次段の拡大サイクル
、即ち、(n+1)次数のnii記拡大セットを発する
(n+1 )番目の拡大において用いる(n+1 )の
接頭文字キャラクタ以外であれば、チェック手段を含み
、前記チェック済みコードが、前記(n−1−1,)番
目の接頭文字でない場合、復号化手段は(n+1 )次
数の前記拡大セットを使い始めるが、前記チェック済み
コードが前記(n+1)番目の接頭文字と同一であれば
、前記復号化手段は、n1g、数の前記拡大セットを使
い続けるように構成するのが望ましい。
る前記手段は、n<qに苅してnIK数の前記拡大セッ
トを用いて復号した受信コードが、次段の拡大サイクル
、即ち、(n+1)次数のnii記拡大セットを発する
(n+1 )番目の拡大において用いる(n+1 )の
接頭文字キャラクタ以外であれば、チェック手段を含み
、前記チェック済みコードが、前記(n−1−1,)番
目の接頭文字でない場合、復号化手段は(n+1 )次
数の前記拡大セットを使い始めるが、前記チェック済み
コードが前記(n+1)番目の接頭文字と同一であれば
、前記復号化手段は、n1g、数の前記拡大セットを使
い続けるように構成するのが望ましい。
同期が起ったものとみなせる前記値9は、前記拡大コー
ドシーケンスを形成するのに、データシーケンスを符号
化するのに用いた拡大コードセットの次数と同一である
のが好ましい。
ドシーケンスを形成するのに、データシーケンスを符号
化するのに用いた拡大コードセットの次数と同一である
のが好ましい。
他の面では、本発明は、データ処理システムにおけるI
唄次情報を符号化および復号化する方法で構成されてい
る。本発明によるこの方法は、下記の構成要件(a)〜
(g)において、構成要件(a)〜(C)のうちの1つ
または2つ以上の組合せ、或いは、構成要件(a)〜(
e)に構成要件(f)を加えた組合せ、更に、構成要件
(C)と構成要件(g)のいづれか一方、または、両方
に、構成要件(a) + (b) + (d) 、 (
e) 、 (f)ノ1 ツか、それ以上を加えるか、構
成要件(a) 、 (b) 、 (C) 、 (d)、
(e)、(f)を加えないものの組合せよシなるもので
ある。
唄次情報を符号化および復号化する方法で構成されてい
る。本発明によるこの方法は、下記の構成要件(a)〜
(g)において、構成要件(a)〜(C)のうちの1つ
または2つ以上の組合せ、或いは、構成要件(a)〜(
e)に構成要件(f)を加えた組合せ、更に、構成要件
(C)と構成要件(g)のいづれか一方、または、両方
に、構成要件(a) + (b) + (d) 、 (
e) 、 (f)ノ1 ツか、それ以上を加えるか、構
成要件(a) 、 (b) 、 (C) 、 (d)、
(e)、(f)を加えないものの組合せよシなるもので
ある。
all 通常の復号処理においてキャラクタの同期を
ほぼ自動的に行なわせる特性を有するもので、ここでは
拡大コードと称する一組の町友長コードを形成する工程
。
ほぼ自動的に行なわせる特性を有するもので、ここでは
拡大コードと称する一組の町友長コードを形成する工程
。
b)例えば、拡大コードデータシーケンスをあられす順
次データの処理に使うものであって、ここでは減損コー
ドと称する、−組の拡大コードに対応する一組の固定長
バイナリコードを形成する工程。
次データの処理に使うものであって、ここでは減損コー
ドと称する、−組の拡大コードに対応する一組の固定長
バイナリコードを形成する工程。
C)拡大コードを対応する減損コードから再構成する工
程。
程。
d)拡大コードを対応する減損コードに入替える工程。
C)前記データ列を対応する拡大コードシーケンヌに符
号化する工程。
号化する工程。
リ 拡大コード列を対応するデータシーケンスに復号化
する工程。
する工程。
g)前記拡大コードシーケンヌと、対応する減損コード
シーケンヌ、従って、復号化したデータシーケンスのい
づれか一方、まだは、両方において、断絶、遮断、ない
し、任意の点の次に確実にq期が行なわれるコードを決
定する工程。
シーケンヌ、従って、復号化したデータシーケンスのい
づれか一方、まだは、両方において、断絶、遮断、ない
し、任意の点の次に確実にq期が行なわれるコードを決
定する工程。
好ましくは、(λ)による拡大コードを形成する拡大工
程は、第1MAの独特なキャラクタシンボルを形成する
工程と、前記第1組のキャラクタを繰返す工程と、所定
のキャラクタを削除し、削除したキャラクタを接頭文字
として、繰返した前記第1組のキャラクタに付けること
によυ前記繰返した第1組のキャラクタを拡大して矛盾
のないmI記コード組を形成する工程と、前記コード組
のエレメントに値を割当てる工程とで構成されているの
が望ましい。
程は、第1MAの独特なキャラクタシンボルを形成する
工程と、前記第1組のキャラクタを繰返す工程と、所定
のキャラクタを削除し、削除したキャラクタを接頭文字
として、繰返した前記第1組のキャラクタに付けること
によυ前記繰返した第1組のキャラクタを拡大して矛盾
のないmI記コード組を形成する工程と、前記コード組
のエレメントに値を割当てる工程とで構成されているの
が望ましい。
好ましくは、前記方法は、前記工程を所定回数にわたっ
て繰返す工程を設けて、最初のサイクル以外の工程のサ
イクルにおける前記第1組の矛盾のないキャラクタを、
工程の前サイクルの矛盾のないコード組で構成するのが
望ましいし、また、前記拡大プロセスの1サイクルを繰
返すことによって得る前記拡大キャラクタセットは、前
述と同様にn次数(但し、nは、拡大プロセスの繰返し
回数と等しい整数)の拡大セットと称することにする。
て繰返す工程を設けて、最初のサイクル以外の工程のサ
イクルにおける前記第1組の矛盾のないキャラクタを、
工程の前サイクルの矛盾のないコード組で構成するのが
望ましいし、また、前記拡大プロセスの1サイクルを繰
返すことによって得る前記拡大キャラクタセットは、前
述と同様にn次数(但し、nは、拡大プロセスの繰返し
回数と等しい整数)の拡大セットと称することにする。
更に、前記工程(g)に従って同期点を決定する工程を
含む方法には、n = Qまたはn−1がら同期点決定
プロセスを開始することによって、n次数の前記拡大コ
ードを用いて前記入力した拡大データシーケンスを復号
化し、所定基準を満すコードが入ったかどうかをチェッ
クし、然る後、所定基準を満していると、n −1−1
次数の拡大コードを用いて復号化を進め、復号化してい
る前記拡大コードセットの次数が、同期が行なわれたと
考えられる所定敏9に達するまで、前記復号化とチェッ
クのプロセスを繰返すことが行なわれるようにするのが
望ましい。
含む方法には、n = Qまたはn−1がら同期点決定
プロセスを開始することによって、n次数の前記拡大コ
ードを用いて前記入力した拡大データシーケンスを復号
化し、所定基準を満すコードが入ったかどうかをチェッ
クし、然る後、所定基準を満していると、n −1−1
次数の拡大コードを用いて復号化を進め、復号化してい
る前記拡大コードセットの次数が、同期が行なわれたと
考えられる所定敏9に達するまで、前記復号化とチェッ
クのプロセスを繰返すことが行なわれるようにするのが
望ましい。
前記基準とは、nを成る整数として、n次数の拡大セッ
トを用いて復号した受信コードが、次段の拡大サイクル
、即ち、(n+1.)番目の拡大において用いる(n+
1 )番目の接頭文字キャラクタ以外であれば、チェッ
クし、前記コードが接頌文字てなければ、次の(n+1
)次数の拡大セットへと進めることよりなるのが望ま
しい。前記受信コードが前記(n+1)番目の接頭文字
であれば、前記n次数の拡大セットを用いて復号化が続
行する。
トを用いて復号した受信コードが、次段の拡大サイクル
、即ち、(n+1.)番目の拡大において用いる(n+
1 )番目の接頭文字キャラクタ以外であれば、チェッ
クし、前記コードが接頌文字てなければ、次の(n+1
)次数の拡大セットへと進めることよりなるのが望ま
しい。前記受信コードが前記(n+1)番目の接頭文字
であれば、前記n次数の拡大セットを用いて復号化が続
行する。
同期が起ったものとみなせる前記値9は、データシーケ
ンヌを符号化するために、前記工程(e)に従って用い
た拡大コートセットの次数と同一であるのが好ましい。
ンヌを符号化するために、前記工程(e)に従って用い
た拡大コートセットの次数と同一であるのが好ましい。
対応する一組の固定長バイナリコードないし減損コード
を形成する工程としては、1を所望の減損コードに対応
する拡大コードを求めるのに繰返した前記拡大工程の繰
返し回数とし、また、nを2°>S (但し、Sは前
記第1組におけるキャラクタ数であって、整数)なる関
係を満す最小整数とすると、長さが(1+n)ビットで
ある21+1の固定長バイナリ数値コードの完全なリス
トを形成するステップと、数値としては整数WKJI応
するn個の最下位ビットにより成る基準が達せられるよ
うになっている全てのバイナリコードを削除するステッ
プと、残りの固定長コードをグループ分けするステップ
と、一つおきのグループからバイナリコードを削除する
ステップと、娘りのコードを再びグループ分けし、更に
一つおきのグループから選ばれたキャラクタを削除する
ステップと、所望組のブロックコードに達するまでこれ
らのステップを繰返すステップとて構成されているのか
好ましい。
を形成する工程としては、1を所望の減損コードに対応
する拡大コードを求めるのに繰返した前記拡大工程の繰
返し回数とし、また、nを2°>S (但し、Sは前
記第1組におけるキャラクタ数であって、整数)なる関
係を満す最小整数とすると、長さが(1+n)ビットで
ある21+1の固定長バイナリ数値コードの完全なリス
トを形成するステップと、数値としては整数WKJI応
するn個の最下位ビットにより成る基準が達せられるよ
うになっている全てのバイナリコードを削除するステッ
プと、残りの固定長コードをグループ分けするステップ
と、一つおきのグループからバイナリコードを削除する
ステップと、娘りのコードを再びグループ分けし、更に
一つおきのグループから選ばれたキャラクタを削除する
ステップと、所望組のブロックコードに達するまでこれ
らのステップを繰返すステップとて構成されているのか
好ましい。
前述の如くグループ分けを行う前に始めて削除したもの
であって、n個の最下位ピントが整数Wに対応している
1]1]記バイナリコードは、全てW〉Sなる関係を満
していて、リストに残るその曲のバイナリコードはこの
基準を満すことはないようにするのが望ましい。
であって、n個の最下位ピントが整数Wに対応している
1]1]記バイナリコードは、全てW〉Sなる関係を満
していて、リストに残るその曲のバイナリコードはこの
基準を満すことはないようにするのが望ましい。
グループ分けと削除とからなる各サイクルごとのグルー
プにおけるコードの数は、5個から始まって、サイクル
を繰返ずたびに2倍になって行く。
プにおけるコードの数は、5個から始まって、サイクル
を繰返ずたびに2倍になって行く。
好ましくは、グループ分けと削1徐とからなる各サイク
ルにおける第1グループにて削除を行ない、次段の一つ
おきのグループにおける削除は、相対位置において、夫
々のグループ内で、第1クループての削除したコードに
対応するようにするのが望ましい。
ルにおける第1グループにて削除を行ない、次段の一つ
おきのグループにおける削除は、相対位置において、夫
々のグループ内で、第1クループての削除したコードに
対応するようにするのが望ましい。
更に、各サイクル中に、1つだけのキャラクタがあらゆ
るグループから削除されるようにする。
るグループから削除されるようにする。
そして、再グル−プ分けと削除のプロセスは、9回行う
のが望ましい。
のが望ましい。
工程(a)による前記拡大コードを形成する工程を含む
方法には、この拡大工程を選ばれた回数にわたって繰返
すステップを含むのが望ましく、第1ザイクルを除く他
の各サイクルにおける前記第1組の矛盾のないキャラク
タは、前回のサイクルにおける一組の矛盾のないコード
で構成されている。
方法には、この拡大工程を選ばれた回数にわたって繰返
すステップを含むのが望ましく、第1ザイクルを除く他
の各サイクルにおける前記第1組の矛盾のないキャラク
タは、前回のサイクルにおける一組の矛盾のないコード
で構成されている。
(以 下 余 白9
以下一本発明に係る実施例を説明する。
■、拡大アルゴリズム
文字のセット(集合)CAD+3はn個の異なった文字
エレメント、l)m i 。
エレメント、l)m i 。
α、β、γ、・・、ν
からなるものとする。
また第2の文字セ、7 トCm+ 1 (I)m4−
] i )ハ(2n−1)個の文字エレメント、1)r
n + l H;β1、γ1.・・・、ν1・β2・β
2・γ2パ ・′2 からなっており、これは文字セットC111の拡大され
たものと定義される。尚−この場合次の構成か満足され
ることを条件とする。
] i )ハ(2n−1)個の文字エレメント、1)r
n + l H;β1、γ1.・・・、ν1・β2・β
2・γ2パ ・′2 からなっており、これは文字セットC111の拡大され
たものと定義される。尚−この場合次の構成か満足され
ることを条件とする。
β、;β
γ、=γ
ν1−ν
α2=αα
β2−αβ
γ25αγ
ν 5α ν
拡大セットを得る手順としてはまず最初の文字セットC
+T′を構成する文字エレメントを2回繰返して1列に
並べる。
+T′を構成する文字エレメントを2回繰返して1列に
並べる。
次に、列記した部分の前半において何れかの文字Dr1
11.(何れの文字でもよい)を1つ削除し、その削除
した文字を一列記した次の半分の文字列の夫々の頭に接
頭文字として加える。すなわち、最初の文字セットにそ
の文字セットのうちのどれか1つの文字エレメントを選
び、それを接頭文字として加えることにより構成される
のである。
11.(何れの文字でもよい)を1つ削除し、その削除
した文字を一列記した次の半分の文字列の夫々の頭に接
頭文字として加える。すなわち、最初の文字セットにそ
の文字セットのうちのどれか1つの文字エレメントを選
び、それを接頭文字として加えることにより構成される
のである。
このように拡大された文字セットの夫々の文字はセット
Cm+1の文字シンボルpm + 11の1つが一様に
割当てられる。従って、以上の拡大法則を1回適応して
得られる文字は、セットcmの中の文字1) In 1
のうちの1つまたは2つの組合せで表わされることに
なる。
Cm+1の文字シンボルpm + 11の1つが一様に
割当てられる。従って、以上の拡大法則を1回適応して
得られる文字は、セットcmの中の文字1) In 1
のうちの1つまたは2つの組合せで表わされることに
なる。
上述の拡大アルゴリズムの一例が第1表に、又それを実
行するための装置の一例が第6a図にブロック線図で示
されている。
行するための装置の一例が第6a図にブロック線図で示
されている。
最初のセットCrnから得られるコードセットの構造を
表わす代数的記法は上述の拡大アルゴリズムに従い表わ
すことができる。最初のコードセットがcm ・接頭
文字がL)mであるとすれば、C叶1−T(Crrl、
IJr+1接頭文字)(1)と表わす。尚、ここで、T
()は拡大演算子を表わす。
表わす代数的記法は上述の拡大アルゴリズムに従い表わ
すことができる。最初のコードセットがcm ・接頭
文字がL)mであるとすれば、C叶1−T(Crrl、
IJr+1接頭文字)(1)と表わす。尚、ここで、T
()は拡大演算子を表わす。
もしセットcmの各文字エレメ/トか順序よく並べられ
、その並べられた文字列の最初の文字が接頭文字として
用いられたならば一記法は次式の如く簡素化することが
できる。
、その並べられた文字列の最初の文字が接頭文字として
用いられたならば一記法は次式の如く簡素化することが
できる。
Cm+1 =7(cm )
もし文字セットCが所望の分野における文字列5(C)
を表わすのに必要な全てのンンボルを含めばその文字セ
ットCは完成されたものであるということができる。例
えばアルファベットだけを取って見れば、英語の正しい
表現法を行なうためにはさらに句読点や範囲記号等を必
要とするのて−それだけては完成されたものということ
ができない。これに対しコンピュータの端末通信ンステ
ムに用いられるASCIIコード(情報交換用米国標準
コード〕にあっては一完成された文字セットを構成する
。
を表わすのに必要な全てのンンボルを含めばその文字セ
ットCは完成されたものであるということができる。例
えばアルファベットだけを取って見れば、英語の正しい
表現法を行なうためにはさらに句読点や範囲記号等を必
要とするのて−それだけては完成されたものということ
ができない。これに対しコンピュータの端末通信ンステ
ムに用いられるASCIIコード(情報交換用米国標準
コード〕にあっては一完成された文字セットを構成する
。
文字セットCを用いて表わされる文字列5(C)につい
て、文字列5(C)の全ての文字に次の文字が存在する
のであれば、その文字列は正に無限であると称する(X
XIIを参照)。
て、文字列5(C)の全ての文字に次の文字が存在する
のであれば、その文字列は正に無限であると称する(X
XIIを参照)。
■9次数が9である場合の拡大
上述の拡大アルゴリズム・を文字セットCmについて9
回適用すれば、9次拡大と言い一次の如く表わされる。
回適用すれば、9次拡大と言い一次の如く表わされる。
Cm+9= T q(Cm) (2)こ
の場合、文字列s(c”)に態様する復号化された文字
列S(Cm+9)は−代数的に次式で表わされる; S(Cm+9) −[S(Cm)]”’
(31尚、上述のように一拡大が繰返し行なわれる場合
、最初の文字セットCm−00はベース文字セットと称
する。
の場合、文字列s(c”)に態様する復号化された文字
列S(Cm+9)は−代数的に次式で表わされる; S(Cm+9) −[S(Cm)]”’
(31尚、上述のように一拡大が繰返し行なわれる場合
、最初の文字セットCm−00はベース文字セットと称
する。
何れの拡大過程においても多くの選択的要素が含まれて
いるので、この点上述の記法は不明瞭さがある。しかし
ながら−後のX■で示す如く、セット表示のための別の
記法が示されており−それにより上述の不明瞭さは解決
される。
いるので、この点上述の記法は不明瞭さがある。しかし
ながら−後のX■で示す如く、セット表示のための別の
記法が示されており−それにより上述の不明瞭さは解決
される。
第1表に拡大アルゴリズムが繰返し適用された例が示さ
れている。そこではベース文字セットとして2進数セツ
トC0=0 、1 、すなわち文字゛0”および “1
″を含むセットが用いられている。
れている。そこではベース文字セットとして2進数セツ
トC0=0 、1 、すなわち文字゛0”および “1
″を含むセットが用いられている。
多重拡大を行なうための装置の一例が第6b図にブロッ
ク線図として示されている。
ク線図として示されている。
■、自動同期
本発明に係る拡大されたコードに備わっている重要な性
質は一復号化過程において一一運の符号化された列の無
コンマ式伝達が行なわれているときに信号の一時遮断や
乱れが生じた場合、その後の文字については自動的に文
字同期が復元される能力を有することにある。この特徴
点は一般化され定理3(後で述べる)に述べられている
。同期過程の一例は、第2表(後に示す)に示されてい
る。
質は一復号化過程において一一運の符号化された列の無
コンマ式伝達が行なわれているときに信号の一時遮断や
乱れが生じた場合、その後の文字については自動的に文
字同期が復元される能力を有することにある。この特徴
点は一般化され定理3(後で述べる)に述べられている
。同期過程の一例は、第2表(後に示す)に示されてい
る。
IV、同期遅延およびエラーエコー
伝達中ある点において同期が失われ、これが16」かの
手段によって示されるものとすれば、定理3の証明が示
しているように−その乱れた地点の後に続く正しく復号
化されている列の最初の点を表わす復号化文字がどれで
あるかを決定する技術が存在する。
手段によって示されるものとすれば、定理3の証明が示
しているように−その乱れた地点の後に続く正しく復号
化されている列の最初の点を表わす復号化文字がどれで
あるかを決定する技術が存在する。
ペースセットC0が開始し、次に初めて一接頭文字でな
い文字を受けるまで待つ。これは有効な共通文字の終端
であると共に次の拡大された文字セラ)Cの対応した列
とか境となる限界をも示す。接頭文字でない文字を受け
た後次の拡大セットに移る度にこの過程は繰返し行なわ
れる。この過程を最も効率よく行なうためには、■で詳
述する如く、最も高い次元のセットCmにまで進むこと
によって達成される。
い文字を受けるまで待つ。これは有効な共通文字の終端
であると共に次の拡大された文字セラ)Cの対応した列
とか境となる限界をも示す。接頭文字でない文字を受け
た後次の拡大セットに移る度にこの過程は繰返し行なわ
れる。この過程を最も効率よく行なうためには、■で詳
述する如く、最も高い次元のセットCmにまで進むこと
によって達成される。
そして、所望の復号化文字セットC9に達するとその後
の復号された文字は正しいことが保証さば れ−その後にエラーがない。
の復号された文字は正しいことが保証さば れ−その後にエラーがない。
△
以上は、信号の遮断を過ぎた後セットC9のみを用い直
ちに復号化を始めたとすれば、文字の正しい同期が再開
されることか保証される文字以前の文字について正しく
復号化された文字を受けることができないというのでは
な(、もしそのようにすれば−正確さが保証されないと
言うことである。例えば、エラーエコーの場合−同期が
正しくなされていなくても復号化動作により正しい文字
を生じせしめることもある。上述の開始動作はエラーエ
コーの問題を避けることができるが、一部の有効な文字
をも犠牲にしなければlj c)fsい。
ちに復号化を始めたとすれば、文字の正しい同期が再開
されることか保証される文字以前の文字について正しく
復号化された文字を受けることができないというのでは
な(、もしそのようにすれば−正確さが保証されないと
言うことである。例えば、エラーエコーの場合−同期が
正しくなされていなくても復号化動作により正しい文字
を生じせしめることもある。上述の開始動作はエラーエ
コーの問題を避けることができるが、一部の有効な文字
をも犠牲にしなければlj c)fsい。
正しい文字の同期開始点を決定するための過程を説明し
たが、第5a図、第51)図は−それが実行される過程
の一例を示すブロック線図である。
たが、第5a図、第51)図は−それが実行される過程
の一例を示すブロック線図である。
尚−第5a図−第5b図は同期モニターおよびソースコ
ードレコーダを示す。
ードレコーダを示す。
■、上セツト大きさ
セットの大きさを示すための記法を次に説明する。もし
セットC(Di)がn個のエレメントDi 、を有し
ているとすれば、 :C(D I) ’、 −n と表わすこととする。もしCqが9次のセットを示し−
すなわちC9−T9(C0)−そしてIC011 =nであるとすれば、lにqlは次のように波線するこ
とができる。拡大理論の定理よりl にq ニー2Ic
Q II 1として表わされるので’、C9;
= 2(、、、、、,2(2(2jCOj−υ刊)
−1、、、、、、)−1−2Qn 2Q 1 2Q
2、、、、−21 2゜= 290−(2”l
) そして Hc9H−2q(n−1)+1 (4]1c
O1= n と表わされる。
セットC(Di)がn個のエレメントDi 、を有し
ているとすれば、 :C(D I) ’、 −n と表わすこととする。もしCqが9次のセットを示し−
すなわちC9−T9(C0)−そしてIC011 =nであるとすれば、lにqlは次のように波線するこ
とができる。拡大理論の定理よりl にq ニー2Ic
Q II 1として表わされるので’、C9;
= 2(、、、、、,2(2(2jCOj−υ刊)
−1、、、、、、)−1−2Qn 2Q 1 2Q
2、、、、−21 2゜= 290−(2”l
) そして Hc9H−2q(n−1)+1 (4]1c
O1= n と表わされる。
■、拡大された2進コード
2進数式通信ンステムやデジタルコンピュータにおいて
は基本的に2進数か用いられるので拡大された2進数コ
ードのセットは竹に意義がある。
は基本的に2進数か用いられるので拡大された2進数コ
ードのセットは竹に意義がある。
ここではベース文字セットに、単に2つのエレメント0
.1を含むC0=0.1を選ぶ。すてに■で説明した手
順に従い−まず第1次の拡大セットを形成する。第1表
はこの拡大過程が繰返し行なわれ、4次まで拡大された
2進数文字の符号化の組立が示されており、拡大された
コードの領域の数を実質的に示すものである。
.1を含むC0=0.1を選ぶ。すてに■で説明した手
順に従い−まず第1次の拡大セットを形成する。第1表
はこの拡大過程が繰返し行なわれ、4次まで拡大された
2進数文字の符号化の組立が示されており、拡大された
コードの領域の数を実質的に示すものである。
第1表
第1表は拡大された2進数コードの字数m−1゜2.3
.4である場合の構造の一例を示す。
.4である場合の構造の一例を示す。
■、拡大された2進数コードによる自動復元第1表に示
すコードを用いて文字列り、H,C。
すコードを用いて文字列り、H,C。
13 、]) 、 l 、・・・か送られてきた場合−
通信システムに次に示すようなエラーが生じたと仮定す
る。
通信システムに次に示すようなエラーが生じたと仮定す
る。
第2表
想定エラー及びデータ復元
送信4号 01101001011010100
0010000000101・・(エラー 3 、
1ビツト脱落) 受信々号 01100010110101000
010000000101・・・第2表は、第1表の次
数M=4の拡大された2進数コードを用いた場合、想定
エラーの後の文字同期の復元の様子が示されている。
0010000000101・・(エラー 3 、
1ビツト脱落) 受信々号 01100010110101000
010000000101・・・第2表は、第1表の次
数M=4の拡大された2進数コードを用いた場合、想定
エラーの後の文字同期の復元の様子が示されている。
第2表は一受信した信号列の第5ビツト目か脱落したと
いうエラーが発生したと想定している。
いうエラーが発生したと想定している。
ここては2つの誤った文字の後で再同期か取られている
復元列が示されている。他の種類のエラー−例えばスク
ランブルやビット脱落等が生じても同様に復元でき一例
れの場合であっても無コンマ式コードであっても再同期
は守備よくなされる。この拡大2進数コードの様式から
多くの好ましい結果を生むことかできる。
復元列が示されている。他の種類のエラー−例えばスク
ランブルやビット脱落等が生じても同様に復元でき一例
れの場合であっても無コンマ式コードであっても再同期
は守備よくなされる。この拡大2進数コードの様式から
多くの好ましい結果を生むことかできる。
■1種々の様式による拡大コード
最初のベース文字セットにどのようなものを用いても、
拡大コードの組立てに際し、4+ijれの拡大レベルに
おいても多数の異なったセットで組合わせることができ
るか+ loJれであっても自動文字同期の性質を有す
るものである。ベース文字セットをC=(0・1)を用
いた場合の例を以下に説明する。
拡大コードの組立てに際し、4+ijれの拡大レベルに
おいても多数の異なったセットで組合わせることができ
るか+ loJれであっても自動文字同期の性質を有す
るものである。ベース文字セットをC=(0・1)を用
いた場合の例を以下に説明する。
拡大セットCIを作る場合、°1”もしくは”0″のイ
リれかを最初の接頭文字として選ぶことが可能である。
リれかを最初の接頭文字として選ぶことが可能である。
−次拡大セットC1には3つの文字か含まれるが−それ
には2つの組合せがあり−そのいずれもを01として以
下の如く表わす。
には2つの組合せがあり−そのいずれもを01として以
下の如く表わす。
1
C=(1,00,Oi)又はC=(0,11,10)(
ここでは−最初の組合せは2番目の組合せと全く表裏の
関係にある。この最初の拡大の対象性から明らかな如く
、他の關い次元における拡大においても1とOを入替え
れば全く同じになる2つの組合せがいくつか存在するこ
とがわかる。従っで一例れの拡大レベルにおいても拡大
2進数コードは互いに裏表の関係にある2つのシステム
を含むクラスで構成される。) 次の拡大セットC2を構成する場合、上述のセットCI
の夫々について、接頭文字として加えるコードをどれを
選ぶかは3つの選択がある。従ってセットC2について
は6つの異なったセットが可能である。すなわち二 (00,01,11;101)9.10i、)
(11,10,00,011,010)(1,01,
0000,001,0001J (0,10,
1111,110,1110(1,00・0101.0
11.0100) (0,11,1010,1
00,IC111である。
ここでは−最初の組合せは2番目の組合せと全く表裏の
関係にある。この最初の拡大の対象性から明らかな如く
、他の關い次元における拡大においても1とOを入替え
れば全く同じになる2つの組合せがいくつか存在するこ
とがわかる。従っで一例れの拡大レベルにおいても拡大
2進数コードは互いに裏表の関係にある2つのシステム
を含むクラスで構成される。) 次の拡大セットC2を構成する場合、上述のセットCI
の夫々について、接頭文字として加えるコードをどれを
選ぶかは3つの選択がある。従ってセットC2について
は6つの異なったセットが可能である。すなわち二 (00,01,11;101)9.10i、)
(11,10,00,011,010)(1,01,
0000,001,0001J (0,10,
1111,110,1110(1,00・0101.0
11.0100) (0,11,1010,1
00,IC111である。
言うまでもなく、拡大字数が高くなるに従い、接頭文字
にどれを選ぶかの選択項目が増える。例えば、(m+1
)次のセットを組立てる場合−接頭文字としては2m+
1文字の中から1つ選ぶ。従って拘束はされているけれ
ども、かない広い範囲て−どのセットにおいても、文字
の長さの分配を仕立てることが可能である。尚−」二連
した如く一全ての可能なセットのうち−その半分は他の
半分と裏表の関係で同じである。
にどれを選ぶかの選択項目が増える。例えば、(m+1
)次のセットを組立てる場合−接頭文字としては2m+
1文字の中から1つ選ぶ。従って拘束はされているけれ
ども、かない広い範囲て−どのセットにおいても、文字
の長さの分配を仕立てることが可能である。尚−」二連
した如く一全ての可能なセットのうち−その半分は他の
半分と裏表の関係で同じである。
前上述べた拡大コードセットの大きさを表現する記法の
結果を用い一例れの様式の場合でも全ての可能なセット
の数を計算することかできる。次数がmである拡大2進
数コードについてはこの数値は ’Cm’ = 2m+1
(5)1 で表わすことかできる。また、様式pmのセ・ン)・の
数は次式で表わすことができる。
結果を用い一例れの様式の場合でも全ての可能なセット
の数を計算することかできる。次数がmである拡大2進
数コードについてはこの数値は ’Cm’ = 2m+1
(5)1 で表わすことかできる。また、様式pmのセ・ン)・の
数は次式で表わすことができる。
)
)
−0
IX、最小コードセット
拡大過程が繰返し行なわれ、その都度最も短いコード(
このコードはいくつかの最も短いコードの中から選ぶこ
とができる)が−接頭文字として加えられるので、拡大
操作が行なわれる度に新しいセットの平均文字の大きさ
は微小ではあるが少しづつ大きくなってゆく。何れの次
数の拡大操作であっても、一番小さい文字表現は一般的
に言って可能な一番小さなコードでないかもしれないか
、その場合は文字の長さの変化は微小になるであろう。
このコードはいくつかの最も短いコードの中から選ぶこ
とができる)が−接頭文字として加えられるので、拡大
操作が行なわれる度に新しいセットの平均文字の大きさ
は微小ではあるが少しづつ大きくなってゆく。何れの次
数の拡大操作であっても、一番小さい文字表現は一般的
に言って可能な一番小さなコードでないかもしれないか
、その場合は文字の長さの変化は微小になるであろう。
しかしながら−何れの拡大レベルにおいても、最も小さ
いセットの全ては一同様な同期特性および連続コード化
効率を有するとともに、同様なコード長分布を有する。
いセットの全ては一同様な同期特性および連続コード化
効率を有するとともに、同様なコード長分布を有する。
拡大2進数コードを実際実用化する場合は、一番小さな
セットが最も利用価値が高いてあろうから、以下の説明
においてはこのようなものを対象に行なう。
セットが最も利用価値が高いてあろうから、以下の説明
においてはこのようなものを対象に行なう。
X、コードの大きさおよび大きさの分布接頭文字の選び
方により次の拡大操作において選ぶべき接頭文字の長さ
は変ってくる。そして−この法則を代数学的に簡単に説
明することは困難である。従って、各拡大コードセット
の統計学上の性質(例えば同等な確率で用いられるとし
た場合の文字の平均的な大きさ)をもって考察評価する
必要がある。
方により次の拡大操作において選ぶべき接頭文字の長さ
は変ってくる。そして−この法則を代数学的に簡単に説
明することは困難である。従って、各拡大コードセット
の統計学上の性質(例えば同等な確率で用いられるとし
た場合の文字の平均的な大きさ)をもって考察評価する
必要がある。
Xl、接頭文字として加える文字
セットの接頭文字は列記されたコードの中から適当に選
ぶことができ拡大過程か行なわれる度に選択されそれが
付される。拡大2進数コードの一番小さな構成において
は、最初の2つの可能な接頭文字は”0”および”1”
であり、夫々の長さはlである。次の接頭文字の長さは
2であり組合せとして可能なコードは00″、゛01”
、“]0″、”11”であるか−前に選んだ接頭文字が
何であるかによるが−4つのうち3つだけが次の拡大過
程において選択可能である。同様にしてこれが繰返され
る。この様子が第1表に示されている。
ぶことができ拡大過程か行なわれる度に選択されそれが
付される。拡大2進数コードの一番小さな構成において
は、最初の2つの可能な接頭文字は”0”および”1”
であり、夫々の長さはlである。次の接頭文字の長さは
2であり組合せとして可能なコードは00″、゛01”
、“]0″、”11”であるか−前に選んだ接頭文字が
何であるかによるが−4つのうち3つだけが次の拡大過
程において選択可能である。同様にしてこれが繰返され
る。この様子が第1表に示されている。
以下に説明するブロックコードを組立てる方法は一拡大
2進数コードの決定およびデジタルコンヒユーターによ
る2進数接頭文字の組織的な決定に役立つ。またその方
法は以下に説明するように減損コードなどの一連の関係
コードにも役立つ。
2進数コードの決定およびデジタルコンヒユーターによ
る2進数接頭文字の組織的な決定に役立つ。またその方
法は以下に説明するように減損コードなどの一連の関係
コードにも役立つ。
x■、減損アルゴリズム
〔以下に、減損コードのセットを決定するための減損過
程の一例を説明する。尚−拡大された2進数コードに基
づく以下の例において、余分なコードでその態様文字が
不法なもの−すなわち正数がWであると判断される文字
が正数s(sはベース文字セットの中の文字数に等しい
〕と等しいかそれ以上であるという標準を満足するよう
なコード−を取除く過程を必要としない。〕 例えば今日用いられているデジタルプロセッサのような
固定ワードフォーマットを用いるシステムに−大きさが
不規則な文字コードのセットを記録することは煩雑であ
る。組織的に組立てられたコードを用い、ある程度の処
理時間を取ることができるような場合にあっては、必要
が生じたときに必要な表示を出力するようなアルゴリズ
ムを用いることが可能である。拡大された2進数コード
はブロックコード形式で用いることができ、このブロッ
クコード形式はデジタルプロセッサの内部操作において
従順であるとともに、シリアル伝達や記憶に適した可変
長形状に容易に変換することができるものである。(以
下に説明する例においては一2進数以外をベース文字セ
ットとして用いた場合の拡大コードセットにまで説明か
拡がっている。) 次数がnである拡大2進数コードのコード数か2 +1
でれば−ブロックコード形式では全文字を全て当てかう
ためにはn +lビット必要となる。
程の一例を説明する。尚−拡大された2進数コードに基
づく以下の例において、余分なコードでその態様文字が
不法なもの−すなわち正数がWであると判断される文字
が正数s(sはベース文字セットの中の文字数に等しい
〕と等しいかそれ以上であるという標準を満足するよう
なコード−を取除く過程を必要としない。〕 例えば今日用いられているデジタルプロセッサのような
固定ワードフォーマットを用いるシステムに−大きさが
不規則な文字コードのセットを記録することは煩雑であ
る。組織的に組立てられたコードを用い、ある程度の処
理時間を取ることができるような場合にあっては、必要
が生じたときに必要な表示を出力するようなアルゴリズ
ムを用いることが可能である。拡大された2進数コード
はブロックコード形式で用いることができ、このブロッ
クコード形式はデジタルプロセッサの内部操作において
従順であるとともに、シリアル伝達や記憶に適した可変
長形状に容易に変換することができるものである。(以
下に説明する例においては一2進数以外をベース文字セ
ットとして用いた場合の拡大コードセットにまで説明か
拡がっている。) 次数がnである拡大2進数コードのコード数か2 +1
でれば−ブロックコード形式では全文字を全て当てかう
ためにはn +lビット必要となる。
これはブロックコード形式に多少の冗長度が生じること
を意味するが、全体として見た場合、符号化および復号
化過程における有用性および効率のよさからすればそれ
はほとんど取るに足りない。
を意味するが、全体として見た場合、符号化および復号
化過程における有用性および効率のよさからすればそれ
はほとんど取るに足りない。
以下の例に示す如く−ます全ての関連するブロック長コ
ードを作成し、次いで上述した拡大アルゴリズムを参照
することなく対応する可変長コードを作ることが可能で
ある。これはmステップからなる反復性の減損アルゴリ
ズムを用いm次の減損された固定長コードを出力するこ
とにより達成される。このアルゴリズムは以下の例によ
り論証することができる。
ードを作成し、次いで上述した拡大アルゴリズムを参照
することなく対応する可変長コードを作ることが可能で
ある。これはmステップからなる反復性の減損アルゴリ
ズムを用いm次の減損された固定長コードを出力するこ
とにより達成される。このアルゴリズムは以下の例によ
り論証することができる。
最初、コード長が(m+1)であり数値的に順次大きく
なる順番に並べられた完成されたりストSが作成される
。このコードのリストは以下に説明する法則に従い減損
され、第3表に示す如く、3次まで減損された2進化コ
ードをS、[1,3,0〕として示す。(セットの詳細
は次に説明するステップに従い、減損されたコードの付
けられた番号の順番に従い行なわれる。) ステップ1 リストSに列記されたコードは2つずつ対になってグル
ープ分げがなされる。これは第3表第jコロムに示され
ている。1つ置きのグループの夫々について各グループ
の中で対応する位置にあるものが削除される。尚、この
削除は第1グループ内で行なわれなければならない。第
2カラムにはこのステップの削除のしかたが2通り示さ
れており、”D”で示されるコードは削除の対象となり
、”S” で示されるコードは保存の対象となる。言う
までもなく第1ステツプにおいては削除の仕方は2通り
しかない。そしてこれは上述した拡大コードの種々の様
式の反対象性の存在に対応する。
なる順番に並べられた完成されたりストSが作成される
。このコードのリストは以下に説明する法則に従い減損
され、第3表に示す如く、3次まで減損された2進化コ
ードをS、[1,3,0〕として示す。(セットの詳細
は次に説明するステップに従い、減損されたコードの付
けられた番号の順番に従い行なわれる。) ステップ1 リストSに列記されたコードは2つずつ対になってグル
ープ分げがなされる。これは第3表第jコロムに示され
ている。1つ置きのグループの夫々について各グループ
の中で対応する位置にあるものが削除される。尚、この
削除は第1グループ内で行なわれなければならない。第
2カラムにはこのステップの削除のしかたが2通り示さ
れており、”D”で示されるコードは削除の対象となり
、”S” で示されるコードは保存の対象となる。言う
までもなく第1ステツプにおいては削除の仕方は2通り
しかない。そしてこれは上述した拡大コードの種々の様
式の反対象性の存在に対応する。
ステップ2
ステップ1て得られたセットS[0]およびS〔1〕は
次に夫々4つずつのコードでグルシー1分けされる。こ
れは第3表コロム3に示されている。
次に夫々4つずつのコードでグルシー1分けされる。こ
れは第3表コロム3に示されている。
簡素化のため、例示においてはセラ)S[1,1につい
てのみ展開されているが、他のセラl−5[O]につい
ても同様の法則を当て嵌めて同様に展開することかでき
る。上述と同様−一つ置きのグル−プにおいて対応した
位置にあるコードがさらに削除される。この場合−削除
は第1グループにつ(7)て行なう必要があり、前のス
テップにおいて削除が行なわれた場所で削除を行なうこ
とはできない。
てのみ展開されているが、他のセラl−5[O]につい
ても同様の法則を当て嵌めて同様に展開することかでき
る。上述と同様−一つ置きのグル−プにおいて対応した
位置にあるコードがさらに削除される。この場合−削除
は第1グループにつ(7)て行なう必要があり、前のス
テップにおいて削除が行なわれた場所で削除を行なうこ
とはできない。
従って、1つのグループについて見ると残りの3つのコ
ードについてのみ削除を行なうことができる。第4クロ
ムに可能な削除の例を3通り示しである。この結果−第
5コロムに11ストされている如く3つの異なったセッ
トS[11,0コ、S[1,2]、S[1,3〕を作り
出すことができる。 n(勿論、セラ)S[
Oコを用いれば、さらに3つの反対欺的なセラ)S[0
,1]、S[0,2’J。
ードについてのみ削除を行なうことができる。第4クロ
ムに可能な削除の例を3通り示しである。この結果−第
5コロムに11ストされている如く3つの異なったセッ
トS[11,0コ、S[1,2]、S[1,3〕を作り
出すことができる。 n(勿論、セラ)S[
Oコを用いれば、さらに3つの反対欺的なセラ)S[0
,1]、S[0,2’J。
S[0,3]を作り出すことが可能である。)(J21
下余白〕 ステップ3 第3のステップにおいて、セットは再びグループ分けさ
れ、それぞれのグループに8、すなわち23のコードが
含まれる。3次の減損コードを作成するためのこの最後
のステップにおいては、簡単化のためS[1,3)のみ
について考察する。ここでの可能なやり方は5通りある
。セットS〔1゜3.0〕は最初の文字’oooo’を
削除することにより得られる。
下余白〕 ステップ3 第3のステップにおいて、セットは再びグループ分けさ
れ、それぞれのグループに8、すなわち23のコードが
含まれる。3次の減損コードを作成するためのこの最後
のステップにおいては、簡単化のためS[1,3)のみ
について考察する。ここでの可能なやり方は5通りある
。セットS〔1゜3.0〕は最初の文字’oooo’を
削除することにより得られる。
減損された固定長コードと拡大された可変長コードとの
間に連結を設けることは、容易である。
間に連結を設けることは、容易である。
この証明は省略するが、これら2つのコードセットの間
の詳細は次に考察し、拡大2進数コードのシリアル符号
化及び復元化を行うための、いくつかの有益な技術を次
に紹介する。上述の例から明らかなごとく、1次セット
の減損コードを作り出すためのより一般的な場合につい
てまで、上述のステップを広(適応することが可能であ
る。
の詳細は次に考察し、拡大2進数コードのシリアル符号
化及び復元化を行うための、いくつかの有益な技術を次
に紹介する。上述の例から明らかなごとく、1次セット
の減損コードを作り出すためのより一般的な場合につい
てまで、上述のステップを広(適応することが可能であ
る。
減損コードを出力するためのステップを実行する装置の
一例を第7図に示す。
一例を第7図に示す。
XIH,セットの大きさ
減損アルゴリズムを考察すると、要求通り、作成により
(2n+1 )個のコードが得られる。ここて′n′は
、コード長が(n+1)であるコードを用いて行なった
減損課程の次数を示す。
(2n+1 )個のコードが得られる。ここて′n′は
、コード長が(n+1)であるコードを用いて行なった
減損課程の次数を示す。
第3表
減損アルゴリズムによるブロックコードの作成OOC店
Dot)01 − −m−1J3表は、減損
コードセットS[1、3、0)を作成する場合の減損ア
ルゴリズムの適応を示す。
Dot)01 − −m−1J3表は、減損
コードセットS[1、3、0)を作成する場合の減損ア
ルゴリズムの適応を示す。
X■、減損ブロックコードから拡大コードの作成以下は
、減損コードから拡大コードを作成する課程の例を示す
。両コード間の絶対的な関係により、逆の課程により、
拡大コードから減損コードを作り出すことも可能である
。これらの変換を実行するための装置の例が第8.9a
、9b図にブロック線図で示されている。適応される種
類の例が第1図及び第2図に示されており、そして符号
化及び復元化操作の装置の可能な種々の変形例の詳細を
第3a図、第3b図、第4a図、第4b図、第5a図、
第5b図に示す。
、減損コードから拡大コードを作成する課程の例を示す
。両コード間の絶対的な関係により、逆の課程により、
拡大コードから減損コードを作り出すことも可能である
。これらの変換を実行するための装置の例が第8.9a
、9b図にブロック線図で示されている。適応される種
類の例が第1図及び第2図に示されており、そして符号
化及び復元化操作の装置の可能な種々の変形例の詳細を
第3a図、第3b図、第4a図、第4b図、第5a図、
第5b図に示す。
減損コードセット及び拡大コードセット間の関係を理解
するため、減損課程の各ステップにおいて対応する2進
数の接頭文字コードと各グループで削除された文字とを
関連づける必要がある。これらの接頭文字は次の如く引
き出すことかできる。
するため、減損課程の各ステップにおいて対応する2進
数の接頭文字コードと各グループで削除された文字とを
関連づける必要がある。これらの接頭文字は次の如く引
き出すことかできる。
ルール1
いずれのブロックコードにおいても、最下位ビット(L
SB )は対応する拡大コードのLSB2進数文字とし
て、文字どおり判断される。例えばコード’0101’
の場合、最下位ビットLSBは′1′であり、これは対
応する可変長である接頭文字コードのLSBであること
を直接物語っている。
SB )は対応する拡大コードのLSB2進数文字とし
て、文字どおり判断される。例えばコード’0101’
の場合、最下位ビットLSBは′1′であり、これは対
応する可変長である接頭文字コードのLSBであること
を直接物語っている。
ルール2
ブロックコード中、次に生じるLSBのそれぞれは、選
択の順番に従い接頭文字が含まれているかまたは欠如し
ているかのいずれかを決定する。
択の順番に従い接頭文字が含まれているかまたは欠如し
ているかのいずれかを決定する。
これらは基本的には、選択の順番によってのみ決定され
る。
る。
第3表において、セット2を得るために削除した文字は
コード’0001’である。2進数文字′1′は、接頭
文字の最初のものとして残される。
コード’0001’である。2進数文字′1′は、接頭
文字の最初のものとして残される。
真っ先のLSB、すなわちLSBの次のビットは前に決
定した接頭文字の有無についての表示を行うために用い
られる。この場合それは′1′である。
定した接頭文字の有無についての表示を行うために用い
られる。この場合それは′1′である。
ステップ2において、セットS[1,3,01を得るた
めに第1グループから削除されたコードは、’0011
’であった。真っ先のLSB及びLSBは、それぞれ′
1′であるので、このコードは、2進数文字(′1′
)に負荷された、前の最後の接頭文字(’1’)を、ブ
ロックコードにより、デイクテートされた順番に、加え
ることにより、創作された新しい接頭文字を表わすこと
を物語っている。従って、たとえば新しい接頭文字は、 第1接頭文字 文字ビット ’i’ + ’i’ −>ilで表わされる。
めに第1グループから削除されたコードは、’0011
’であった。真っ先のLSB及びLSBは、それぞれ′
1′であるので、このコードは、2進数文字(′1′
)に負荷された、前の最後の接頭文字(’1’)を、ブ
ロックコードにより、デイクテートされた順番に、加え
ることにより、創作された新しい接頭文字を表わすこと
を物語っている。従って、たとえば新しい接頭文字は、 第1接頭文字 文字ビット ’i’ + ’i’ −>ilで表わされる。
この新しい接頭文字は、次のLSB文字と関連づけされ
る。すなわち、LSBを含みそこから3ビット数えたビ
ットをここでは第2先導LSBと称する。この第2先導
LSBは次のコードを作成する際の接頭コード′1′の
有無を表わすのに用いられる。
る。すなわち、LSBを含みそこから3ビット数えたビ
ットをここでは第2先導LSBと称する。この第2先導
LSBは次のコードを作成する際の接頭コード′1′の
有無を表わすのに用いられる。
ステップ3は、文字’oooo’を削除することにより
作られたセットS〔1,3,0)を示している。先導す
るLSBはいずれもセットされていないので、文字ビッ
トまたはLSB’O’となる第3接頭文字を引き出すの
に、いずれの接頭文字も必要でない。この第3接頭文字
は示され、上述と同様にして、次に現われる先導LSB
、それは最後に残っているビットであり、この場合MS
Bと関連性をもつものである。
作られたセットS〔1,3,0)を示している。先導す
るLSBはいずれもセットされていないので、文字ビッ
トまたはLSB’O’となる第3接頭文字を引き出すの
に、いずれの接頭文字も必要でない。この第3接頭文字
は示され、上述と同様にして、次に現われる先導LSB
、それは最後に残っているビットであり、この場合MS
Bと関連性をもつものである。
この段階においては、S[1,3,0)に示されている
残りのコードのいずれもは、同等な可変長拡大コードを
作成するために用いることができる。前の如く、これら
は、2進数減損コードの個々のビットを解釈することに
より、変換され、対応接頭文字の有無を意味する。そし
てL S Bは、文字とおり結果としての可変長コード
のLSBとして表わされる。
残りのコードのいずれもは、同等な可変長拡大コードを
作成するために用いることができる。前の如く、これら
は、2進数減損コードの個々のビットを解釈することに
より、変換され、対応接頭文字の有無を意味する。そし
てL S Bは、文字とおり結果としての可変長コード
のLSBとして表わされる。
ブロックフード’1010’から対応する可変長コード
への変換の1例を第4表に示す。
への変換の1例を第4表に示す。
前の如く、ブロックコードの各ビットは対応接頭文字の
有無を表わすのに用いられ、L S Bは文字どおり解
釈され、列の最後のビットとしてその第4表 拡大コード’010’に対応するフロラクコ−1101
0’接頭コード: 第3 第2 第1 文字ヒツ
ト第4表は、固定長の減損コードから可変長の拡大コー
ドを作成するだめの課程を示す。
有無を表わすのに用いられ、L S Bは文字どおり解
釈され、列の最後のビットとしてその第4表 拡大コード’010’に対応するフロラクコ−1101
0’接頭コード: 第3 第2 第1 文字ヒツ
ト第4表は、固定長の減損コードから可変長の拡大コー
ドを作成するだめの課程を示す。
XV、実用的な応用例
り、下に通信及びデータ記憶システムにおけるンリアル
符号化および復元化の典型な装置を示しながら拡大2進
数コードの応用例を説明する。第1図は、以下に考察す
る一般的な通信システムのフロック線図を示す。
符号化および復元化の典型な装置を示しながら拡大2進
数コードの応用例を説明する。第1図は、以下に考察す
る一般的な通信システムのフロック線図を示す。
便宜」二その様なシステムは第2図に示す如く、符号化
手段またはエンコーダと、復元化手段またはデコーダと
の2つの装置に分けて考察するのめ)好ましい。実際多
くの通信システムは、拡大コードの利点や拡大コードが
備えもつ同期能力を得るためには、いくらかの変形を必
要とする。例えば、第2図に示すソースエンコーダとチ
ャンネルエンコーダとの間及びチャンネルエンコーダと
ソースエンコーダとの間のデータ通路にそれぞれ第3図
、第4図に示す追加の処理ブロックを挿入する必要かあ
る。これらの追加の処理ブロックの機能は、それぞれ(
1)送られてくるンースデークを適当な拡大2進数セツ
トに符号化し、(11)受信または再生された拡大コー
ドを対応する出力ソースデーク列に復元化することであ
る。
手段またはエンコーダと、復元化手段またはデコーダと
の2つの装置に分けて考察するのめ)好ましい。実際多
くの通信システムは、拡大コードの利点や拡大コードが
備えもつ同期能力を得るためには、いくらかの変形を必
要とする。例えば、第2図に示すソースエンコーダとチ
ャンネルエンコーダとの間及びチャンネルエンコーダと
ソースエンコーダとの間のデータ通路にそれぞれ第3図
、第4図に示す追加の処理ブロックを挿入する必要かあ
る。これらの追加の処理ブロックの機能は、それぞれ(
1)送られてくるンースデークを適当な拡大2進数セツ
トに符号化し、(11)受信または再生された拡大コー
ドを対応する出力ソースデーク列に復元化することであ
る。
例えば第2図に示されているシステムは、例えば電話回
線などの送信手段を用いて、音信的に連結された300
ポウの端末/モデム−モデム/コンピュータ・システム
を表わす。尚、たとえば周波数変位方式(FSK)は、
シリアルな非同期2進データを符号化する方法としてエ
ンコーダ及びデコーダの双方向チャンネルに用いられて
いる。
線などの送信手段を用いて、音信的に連結された300
ポウの端末/モデム−モデム/コンピュータ・システム
を表わす。尚、たとえば周波数変位方式(FSK)は、
シリアルな非同期2進データを符号化する方法としてエ
ンコーダ及びデコーダの双方向チャンネルに用いられて
いる。
端末/モデムまたは端末/コンピュータのインターフェ
イズにおける2進数データは、通常7−ビツ)ASCI
Iデータワードで構成され、単一の開始ビット(Lo)
とこれに続く2つの停止ヒラ)(Hi)を用いて表わさ
れる。この様に符号化された文字列は、一定の長さく1
0ビット/文字)を有し、デコーダにおける復元課程は
、開始ビット(LO)を検知して行われるので、この文
字列は非同期な状態で送られる。データの交換速度がお
そいので、はとんどの部分においては、文字同期が達成
される。データチャンネルの空き部分には、多くの時間
がとっであるので、文字の検出は開始ビット(LO)に
より間違いなくなされる。
イズにおける2進数データは、通常7−ビツ)ASCI
Iデータワードで構成され、単一の開始ビット(Lo)
とこれに続く2つの停止ヒラ)(Hi)を用いて表わさ
れる。この様に符号化された文字列は、一定の長さく1
0ビット/文字)を有し、デコーダにおける復元課程は
、開始ビット(LO)を検知して行われるので、この文
字列は非同期な状態で送られる。データの交換速度がお
そいので、はとんどの部分においては、文字同期が達成
される。データチャンネルの空き部分には、多くの時間
がとっであるので、文字の検出は開始ビット(LO)に
より間違いなくなされる。
しかしながら、データチャンネルかその容量いっばいで
動作している時、正しい文字の切れ目を正確に認識する
のはより困難である。はとんどの部分において、もし文
字の同期がそのような通信の最初において行われるとす
れば、データは容易に検出されるが、一連の文字伝達中
に何ら刀)の理由により同期が失われたとすれば、再び
同期が得られるのは、その文字列の伝達が終わった後で
ある。
動作している時、正しい文字の切れ目を正確に認識する
のはより困難である。はとんどの部分において、もし文
字の同期がそのような通信の最初において行われるとす
れば、データは容易に検出されるが、一連の文字伝達中
に何ら刀)の理由により同期が失われたとすれば、再び
同期が得られるのは、その文字列の伝達が終わった後で
ある。
チャンネルのみだれや雑音により、誤った開始ビットが
検出されると一定不変に同期が失われる。
検出されると一定不変に同期が失われる。
一定の長さて符号化されたワードから成る文字について
は、一連の送信が行われている時に受信装置が文字同期
を復活できるかどうかは単に偶然によるしかない。以」
二のシステムの動作は、次の例で説明するような拡大さ
れた2進数コードのビットを採用することにより飛躍的
に改良することができる。
は、一連の送信が行われている時に受信装置が文字同期
を復活できるかどうかは単に偶然によるしかない。以」
二のシステムの動作は、次の例で説明するような拡大さ
れた2進数コードのビットを採用することにより飛躍的
に改良することができる。
X■、ASCII文字コードへの適応
言うまでもなく、拡大2進数コードは上記のような適応
については真に適合した性質を有する。
については真に適合した性質を有する。
7次セットの129コードのそれぞれには、標糸の12
8のASCIIコードを割りあてるとともに、残りのひ
とつの文字は、チャンネルが空になった時に伝達される
ために用いられる。従って、いずれの時間においても、
実際の情報交換がなされていなくても、いずれかの拡大
文字が伝達されることとなる。
8のASCIIコードを割りあてるとともに、残りのひ
とつの文字は、チャンネルが空になった時に伝達される
ために用いられる。従って、いずれの時間においても、
実際の情報交換がなされていなくても、いずれかの拡大
文字が伝達されることとなる。
第5表は、ASCI Iコードが適応された一例を示す
ものである。第Jコラムは印字文字または記憶のための
制御文字を示し、次の第2コラムにはASC112進数
コードを8進法及び16進法を用いて表現しである。第
4、第5、第6コラムには、第7コラムに示す可変長拡
大コードに対応する8進法、16進法及び2進法で表わ
したブロックコードがリストされている。ここで用いら
れる拡大コードの接頭文字には、ブロックコードの基準
: 101.100,11,01..00,1.0に対応し
た順番で符される。
ものである。第Jコラムは印字文字または記憶のための
制御文字を示し、次の第2コラムにはASC112進数
コードを8進法及び16進法を用いて表現しである。第
4、第5、第6コラムには、第7コラムに示す可変長拡
大コードに対応する8進法、16進法及び2進法で表わ
したブロックコードがリストされている。ここで用いら
れる拡大コードの接頭文字には、ブロックコードの基準
: 101.100,11,01..00,1.0に対応し
た順番で符される。
(以 下 余 白)
キャラクタ ASCII ブロック
コードコード (8進/16進) (8進/16進/2進)E
040 45 012 0A 000
01010(fil) 013
0B 00001011SP 1.45
20 0150D 00001101L
105 74. 023 13 000
10011164 65 025 15 0
0010101T 124 54 0
45 25 00100101141 61
016 0E 00001110A 1
01 41 017 0F 000011
110 1.57 6F 026 1
6 000101100 11.7 4F
027 17 00010111+’l
156 6E 046 26 00
1001’1.ON 116 4.E
047 27 00100111162 72
032 1A 000110101’−1
22520331B 00011011151 6
9 035 1D 000111.011
111 49 104 44 01
000100163 73 105 45
01000101S 123 53
205 85 10000101h 1.5
0 68 052 2A 0010101
0H1,10480532B 00101011d
144 64 055 2D
00101101D 1.04. 44
06]、 31 00110001Cr
015 0D 065 35 00110
1015 表 拡大コード 使用頻度の確率長 (可変2進数) (全 確 率)△ 0000 .0625000000
0000000】 011 0101 X611
1 111 (=、37500000000000)00100
。0312500000000001
01 1100 01101 X
61100 1、 ] 101 (=、18750000000000)oloooo
、01.5625000000001
oooi 01.0011 1001.00 ]、 OO101 01101 110000X 1.] 10001 10011 1、10101 110111 (−,17187500000000)表 5 1 1546C0361E 00011110L 1
144G 0371F 00011111[1466
611,24A 01001010F 10646
1134B o1oo+、on14363 1154D
01001101C103431235301010
011m 1556D 125550]01010
1M 1154D 14565011001011
6575 2128A 10001010U 125
55 2138B 1100CIIOII 1476
7 2158D 10001101G10747 22
39310010011y 17179 22595
10010101Y 13159 245 A510
100101p 16070 0562E 0010
1110P 12050 0572F 001.01
111W 16777 0663600110110
W 12757 0673700110111b
14262 1164E 01001110B 10
242 1174F 0100111116676 1
265601010110V 12656 1275
701010111k 1536B 1466E
01100110K 1134B 1476701
10011117078 2168E 1000111
0X 13058 2178F 10001111j
1526A 2269610010110J
1124A 2279710010111q 1e
l 71 246 A610100110Q 121
51 247 A7101001111727A 0
723A 00111010Z 1325A 07
33B 001110111f 0120A 075
3D 00111101(つづき) 0100100 .0078]、2500
000000100101 1000000 100000] 1000011 10001.01 1000]11 1001111 1.010000 1010001 1010011、 X
181010101 ]、010111 1011111 1100100 11.00101 1101.100 1101101 (−,14062500000000)1000010
0 .00390625000000100
00101 10001100 10001101 10011100 10011101 ]0100100 10100101 X 1
510101100 10101101 10111100 10111101 11010000 11010001 11010011 (=、05859375000000)5 (つつき) (=、03906’250000000)(−,017
57812500000)(6宮) (つつき) 至碓李 (1,00000000000000)第5
表は、128のASCII(情報交換用米国標準コード
)を7次の減損コード及び拡大2進数コードのセットに
適応した場合のリストを示す。
コードコード (8進/16進) (8進/16進/2進)E
040 45 012 0A 000
01010(fil) 013
0B 00001011SP 1.45
20 0150D 00001101L
105 74. 023 13 000
10011164 65 025 15 0
0010101T 124 54 0
45 25 00100101141 61
016 0E 00001110A 1
01 41 017 0F 000011
110 1.57 6F 026 1
6 000101100 11.7 4F
027 17 00010111+’l
156 6E 046 26 00
1001’1.ON 116 4.E
047 27 00100111162 72
032 1A 000110101’−1
22520331B 00011011151 6
9 035 1D 000111.011
111 49 104 44 01
000100163 73 105 45
01000101S 123 53
205 85 10000101h 1.5
0 68 052 2A 0010101
0H1,10480532B 00101011d
144 64 055 2D
00101101D 1.04. 44
06]、 31 00110001Cr
015 0D 065 35 00110
1015 表 拡大コード 使用頻度の確率長 (可変2進数) (全 確 率)△ 0000 .0625000000
0000000】 011 0101 X611
1 111 (=、37500000000000)00100
。0312500000000001
01 1100 01101 X
61100 1、 ] 101 (=、18750000000000)oloooo
、01.5625000000001
oooi 01.0011 1001.00 ]、 OO101 01101 110000X 1.] 10001 10011 1、10101 110111 (−,17187500000000)表 5 1 1546C0361E 00011110L 1
144G 0371F 00011111[1466
611,24A 01001010F 10646
1134B o1oo+、on14363 1154D
01001101C103431235301010
011m 1556D 125550]01010
1M 1154D 14565011001011
6575 2128A 10001010U 125
55 2138B 1100CIIOII 1476
7 2158D 10001101G10747 22
39310010011y 17179 22595
10010101Y 13159 245 A510
100101p 16070 0562E 0010
1110P 12050 0572F 001.01
111W 16777 0663600110110
W 12757 0673700110111b
14262 1164E 01001110B 10
242 1174F 0100111116676 1
265601010110V 12656 1275
701010111k 1536B 1466E
01100110K 1134B 1476701
10011117078 2168E 1000111
0X 13058 2178F 10001111j
1526A 2269610010110J
1124A 2279710010111q 1e
l 71 246 A610100110Q 121
51 247 A7101001111727A 0
723A 00111010Z 1325A 07
33B 001110111f 0120A 075
3D 00111101(つづき) 0100100 .0078]、2500
000000100101 1000000 100000] 1000011 10001.01 1000]11 1001111 1.010000 1010001 1010011、 X
181010101 ]、010111 1011111 1100100 11.00101 1101.100 1101101 (−,14062500000000)1000010
0 .00390625000000100
00101 10001100 10001101 10011100 10011101 ]0100100 10100101 X 1
510101100 10101101 10111100 10111101 11010000 11010001 11010011 (=、05859375000000)5 (つつき) (=、03906’250000000)(−,017
57812500000)(6宮) (つつき) 至碓李 (1,00000000000000)第5
表は、128のASCII(情報交換用米国標準コード
)を7次の減損コード及び拡大2進数コードのセットに
適応した場合のリストを示す。
たとえば、ASCIIの8進法表示で1608で表され
る字′P′に対する拡大コードを作り出す課程について
説明する。これはたとえば、見出しテーブルたとえばR
OMにおいて対応するブロックコード、0568(第3
コラム参照)の位置を示すのに用いられる。すでに論証
した如く、2進数ブロツクコードにおける個々のビット
は上に述べた対応する接頭文字の有無を表わし、最下位
ピッ)LSBは単に送られ、可変長コードの最下位ビッ
トとなる。
る字′P′に対する拡大コードを作り出す課程について
説明する。これはたとえば、見出しテーブルたとえばR
OMにおいて対応するブロックコード、0568(第3
コラム参照)の位置を示すのに用いられる。すでに論証
した如く、2進数ブロツクコードにおける個々のビット
は上に述べた対応する接頭文字の有無を表わし、最下位
ピッ)LSBは単に送られ、可変長コードの最下位ビッ
トとなる。
ビット
=)1100101
第5表で示す文字への適応例は、すべてのコンピュータ
への応用について必らずしも最適のものであるとは言え
ないが、アルファベット文字の一般的に知られている使
用頻度の確率を考察して作られたものである。拡大コー
ドを用いた例示からその利点を見い出すことができる。
への応用について必らずしも最適のものであるとは言え
ないが、アルファベット文字の一般的に知られている使
用頻度の確率を考察して作られたものである。拡大コー
ドを用いた例示からその利点を見い出すことができる。
アルファベット文字の上段(大文字)及び下段(小文字
)との間の区別をすることなく、そして制御文字の相対
的使用頻度を概算してA S CI Iコードに適用し
た場合、拡大コードの可変長特性をうま(利用すること
ができる。
)との間の区別をすることなく、そして制御文字の相対
的使用頻度を概算してA S CI Iコードに適用し
た場合、拡大コードの可変長特性をうま(利用すること
ができる。
最も短い文字コードのひとつに’(fil)’文字を割
りあて、持続的なエラー−エコー状態がおこるのを回避
するようにしている。E及びTはいずれも繰り返し使わ
れることがめったにないので、それぞれ拡大コード’o
ooo’及び’1111’が割り当てられ、これにより
エラー−エコー状態が連続するような事態を避けるよう
にしている。
りあて、持続的なエラー−エコー状態がおこるのを回避
するようにしている。E及びTはいずれも繰り返し使わ
れることがめったにないので、それぞれ拡大コード’o
ooo’及び’1111’が割り当てられ、これにより
エラー−エコー状態が連続するような事態を避けるよう
にしている。
第5表において、すべての英数文字は、リストの前半部
分に列記されているので、4ビツトから9ビツトの長さ
のコードが割り当てられている。
分に列記されているので、4ビツトから9ビツトの長さ
のコードが割り当てられている。
従って、上記XVで述へた標準非同期式ASC11符号
化で用いられる10ビット長文字と比べた場合、英数文
字については実質的に効率のよい表現がなされていると
言える。
化で用いられる10ビット長文字と比べた場合、英数文
字については実質的に効率のよい表現がなされていると
言える。
また、第5表において最初から65文字までが同等の頻
度で使用されるとすれは、平均ビット長は、695ヒツ
ト/文字であり、7−ビットASCIIコードよりも望
ましい。さらに、これを通常用いられるビット/文字の
ものと比較すれば、6.95ビット/文字は文字伝送量
において44%改良されることとなる。別の見方からす
れは、ビット通信速度を300ボウから430ホウもし
くはそれ以上に速くすることができると言える。しかも
、符号化の様式を変えるだけでこれが達成される。
度で使用されるとすれは、平均ビット長は、695ヒツ
ト/文字であり、7−ビットASCIIコードよりも望
ましい。さらに、これを通常用いられるビット/文字の
ものと比較すれば、6.95ビット/文字は文字伝送量
において44%改良されることとなる。別の見方からす
れは、ビット通信速度を300ボウから430ホウもし
くはそれ以上に速くすることができると言える。しかも
、符号化の様式を変えるだけでこれが達成される。
また、各文字の長さとその期待される使用頻度(たとえ
ば′e′は約13%の時間的な割合で現れる)を用いて
評価すれば、文字の平均的大きさは545ビット/文字
となり、速度が10ビット/文字のものと比べると83
%効率が改善される。
ば′e′は約13%の時間的な割合で現れる)を用いて
評価すれば、文字の平均的大きさは545ビット/文字
となり、速度が10ビット/文字のものと比べると83
%効率が改善される。
これはビット速度が速くなったことを示し、現状では3
00ポウモデムであるのに対し、550ポウにまで改善
することかできる。300ポウモテムを使用したことの
ある当業者には明らかであるが、この改良は飛躍的なも
のである。
00ポウモデムであるのに対し、550ポウにまで改善
することかできる。300ポウモテムを使用したことの
ある当業者には明らかであるが、この改良は飛躍的なも
のである。
完成されたセット全体に通して、各コードか同これを同
期式ASC11方式と比較すれは、同期式ASCII方
式では、開始ビット、7ビツ1−のASCIIコード及
びひとつのストップビットを必要とするので、この点に
ついても有利であると言える。
期式ASC11方式と比較すれは、同期式ASCII方
式では、開始ビット、7ビツ1−のASCIIコード及
びひとつのストップビットを必要とするので、この点に
ついても有利であると言える。
通常、拡大コードを用いるほとんどの通信システムにお
いては、種々の文字の使用頻度及びそれに割り当てる可
変長コードの長さ等の見地71)らある程度の融通性を
持たしておくのが好ましい。いずれの場合であっても、
これらのコードを用いた場合の真の改良点は、伝達デー
タが何であろうと、どのような乱れかチャンネルに生じ
ても、その後すぐ同期か再開できるという機能かあると
いうことを見失なってはならない。ここで説明した拡大
コードを用いるとデータ伝送速度が改善されたが、これ
は2次的な効果である。この効果が顕著に表われる理由
は、他のコード方式においてはデータの正確な同期をと
るために余分なデータが加わり冗長度が高くなるからで
ある。
いては、種々の文字の使用頻度及びそれに割り当てる可
変長コードの長さ等の見地71)らある程度の融通性を
持たしておくのが好ましい。いずれの場合であっても、
これらのコードを用いた場合の真の改良点は、伝達デー
タが何であろうと、どのような乱れかチャンネルに生じ
ても、その後すぐ同期か再開できるという機能かあると
いうことを見失なってはならない。ここで説明した拡大
コードを用いるとデータ伝送速度が改善されたが、これ
は2次的な効果である。この効果が顕著に表われる理由
は、他のコード方式においてはデータの正確な同期をと
るために余分なデータが加わり冗長度が高くなるからで
ある。
上述の用途においては、ビット同期の問題については無
視してきた。明らかな如く、文字レベルにおいてはシス
テムは非同期である力)の如く観察される。し力)しな
がら、ビ゛ントレベル(こおいて(ま、システムはビッ
ト同期がとられなければならない。
視してきた。明らかな如く、文字レベルにおいてはシス
テムは非同期である力)の如く観察される。し力)しな
がら、ビ゛ントレベル(こおいて(ま、システムはビッ
ト同期がとられなければならない。
第5表に示す文字の応用例では、コードはエラー−エコ
ーの状態を最小限におさえるように配列されているが、
同様な理由でビット変換の可能性を最大限にするように
も配列されている。当然、もし受信機において、ビット
同期性を維持しなけれはならないのであればこれは必須
である。与えられた文字については、10−15以上の
ビットが同期情報を与えるために生ずる変換が1回も生
ずることなく通過すると言うことは考えられない。
ーの状態を最小限におさえるように配列されているが、
同様な理由でビット変換の可能性を最大限にするように
も配列されている。当然、もし受信機において、ビット
同期性を維持しなけれはならないのであればこれは必須
である。与えられた文字については、10−15以上の
ビットが同期情報を与えるために生ずる変換が1回も生
ずることなく通過すると言うことは考えられない。
もちろんこれは不可能てないしまた、エンコーダやデコ
ーダ、また発信周波数の正(1/Itさ及び上述の適用
について技術的にむづン′J)シい課題を課すことはり
能である。
ーダ、また発信周波数の正(1/Itさ及び上述の適用
について技術的にむづン′J)シい課題を課すことはり
能である。
XVH、ヒツト伝送速度クロックを含むより要求度の高
い通信プロトコールにおいては、データ自身にデータク
ロック情報を含ませる必要がある場合かある。そのよう
な様式のひとつにBr−φ−L(パイ−フェーズ−レベ
ル)2.M数符号化方式があり、これはたとえば局地的
な回線′エテルネット’ (Etbernet ) ’
に用いられる。ここにおいて、クロック情報は各ビット
時間の中間点において生じる変換として与えられ、変換
方間はデータビットの値を決定する。13i −φ−
Lテーデーは同相データクロンクに、排他的論理和1・
&能を用い、NRZデータとを組み合わせることにより
簡単に得ることが一〇きる。
い通信プロトコールにおいては、データ自身にデータク
ロック情報を含ませる必要がある場合かある。そのよう
な様式のひとつにBr−φ−L(パイ−フェーズ−レベ
ル)2.M数符号化方式があり、これはたとえば局地的
な回線′エテルネット’ (Etbernet ) ’
に用いられる。ここにおいて、クロック情報は各ビット
時間の中間点において生じる変換として与えられ、変換
方間はデータビットの値を決定する。13i −φ−
Lテーデーは同相データクロンクに、排他的論理和1・
&能を用い、NRZデータとを組み合わせることにより
簡単に得ることが一〇きる。
拡大コードにBi −φ−り符号化方式を組み合わせ
ることにより、シリアルデータを符号化する有益な方法
を得ることか一〇きる。ビート同期は標準的な公知の技
術を用いて最初の110または0/1データビツトの変
換において達成されることができ、拡大コードの基礎と
なる原理に基ついて当然文字同期が達成される。
ることにより、シリアルデータを符号化する有益な方法
を得ることか一〇きる。ビート同期は標準的な公知の技
術を用いて最初の110または0/1データビツトの変
換において達成されることができ、拡大コードの基礎と
なる原理に基ついて当然文字同期が達成される。
J3i −φ−L符号化方式と拡大2進数コードとの
組み合せはFFK適用と比較した場合、クロック情報の
損失によりエラー状態がより容易(こ区別することがで
きる点においてより有用である。前の例においては、符
号化システムに充分な情報が含まれていなかったので、
デコーダで雑音を復元化してもそれをJ忍識することは
できな刀)った。このBi −φ−り符号化方式にお
いては、データクロックの欠落により、信号の乱れが検
出された場合、伝送中に乱れの後lこあるはじめての正
確な文字を絶対的な確かさで決定することが可能である
。
組み合せはFFK適用と比較した場合、クロック情報の
損失によりエラー状態がより容易(こ区別することがで
きる点においてより有用である。前の例においては、符
号化システムに充分な情報が含まれていなかったので、
デコーダで雑音を復元化してもそれをJ忍識することは
できな刀)った。このBi −φ−り符号化方式にお
いては、データクロックの欠落により、信号の乱れが検
出された場合、伝送中に乱れの後lこあるはじめての正
確な文字を絶対的な確かさで決定することが可能である
。
もちろん、その乱れの後であって、最初に保証された文
字の前にあっては符号化された文字は、正しいかもしれ
ないが、それが正しいということは確証することはでき
ない。
字の前にあっては符号化された文字は、正しいかもしれ
ないが、それが正しいということは確証することはでき
ない。
X■、ビット伝送速度クロックの包含
更に厳しい通信プロトコルには、データ自身と共にデー
フクロツク情報を包含することが必要となるであろう。
フクロツク情報を包含することが必要となるであろう。
このような方法の一つが、地域ネットワーク” Et、
hernet ” で使用されるような13j−φ−
L(Bi 、I’hase −Level ) 2
進符号化表示である。ここで、クロック情報は、各々の
ビット時間の中心で生じる遷移として付与されると共に
、該遷移の方向がデータビットの値を決定する。
hernet ” で使用されるような13j−φ−
L(Bi 、I’hase −Level ) 2
進符号化表示である。ここで、クロック情報は、各々の
ビット時間の中心で生じる遷移として付与されると共に
、該遷移の方向がデータビットの値を決定する。
B1−φ−Lデータストリームは、排他的論理和関数を
使って、同相データクロックをNRZデータと単に組合
せるだけで得られる。
使って、同相データクロックをNRZデータと単に組合
せるだけで得られる。
拡大コードf:Bi−φ−り符号化法と組合せることに
よって、直列データを符号化する特に有効な方法が得ら
れる、ビット同期は、標準の既存の手法を使用すること
によって、最初の]10又は0/1のデータビット遷移
に起り得る一方、文字同期が拡大コードの基礎をなす原
理に従って必然的に追随する。
よって、直列データを符号化する特に有効な方法が得ら
れる、ビット同期は、標準の既存の手法を使用すること
によって、最初の]10又は0/1のデータビット遷移
に起り得る一方、文字同期が拡大コードの基礎をなす原
理に従って必然的に追随する。
クロック情報の損失によってエラー条件がよジ容易に区
別できるという点で、Bi−φ−L符号化法と拡大2進
コードの組合せ[FSK応用と比較して重要である。前
記の例において、符号化7ステムに、復号化ノイズであ
ると理解するのに充分力、デコーダ自身のだめの情報を
保有していない。
別できるという点で、Bi−φ−L符号化法と拡大2進
コードの組合せ[FSK応用と比較して重要である。前
記の例において、符号化7ステムに、復号化ノイズであ
ると理解するのに充分力、デコーダ自身のだめの情報を
保有していない。
このBi−φ−L符号化法においては、伝送の中断て続
いて、正確であることが保証された最初の文字全絶対的
に確実に決定することが可能であり、又、その中断はデ
ータクロックの損失から検出することができる。勿論、
中断後及び最初の保証された文字の前で復号化された文
字も正確であるかも知れないが、確実に妥当であると考
えることはできない。
いて、正確であることが保証された最初の文字全絶対的
に確実に決定することが可能であり、又、その中断はデ
ータクロックの損失から検出することができる。勿論、
中断後及び最初の保証された文字の前で復号化された文
字も正確であるかも知れないが、確実に妥当であると考
えることはできない。
X■、中間拡大コードセットを使用するシステム従来の
9600ボーモデムにおいて、16個の異なる文字状態
の同期伝送を、毎秒ff152400シンボルのライン
信号速度(/′Cおけるキャリヤトーンの振幅と位相変
調により達成できるであろう。
9600ボーモデムにおいて、16個の異なる文字状態
の同期伝送を、毎秒ff152400シンボルのライン
信号速度(/′Cおけるキャリヤトーンの振幅と位相変
調により達成できるであろう。
16個の位相/振幅変調状態の各々は、次に、4111
1 ”に対応する。例えばASCII文字を表す8ビツ
ト2進コードの伝送は、1対の位相/振幅変調状態を使
用して行われる。然しなから、この場合、メツセージが
受信後直ちに確実に転置されるように、持続した伝送中
にデータの正確な同期を確実に行うように注意を払う必
要があることが明らかであろう。一般的に、データは正
確な同期を確実に得るようにパッケージされるけれども
、これはメツセージ伝送速度の効率が幾分低下すること
を意味するものではない。
1 ”に対応する。例えばASCII文字を表す8ビツ
ト2進コードの伝送は、1対の位相/振幅変調状態を使
用して行われる。然しなから、この場合、メツセージが
受信後直ちに確実に転置されるように、持続した伝送中
にデータの正確な同期を確実に行うように注意を払う必
要があることが明らかであろう。一般的に、データは正
確な同期を確実に得るようにパッケージされるけれども
、これはメツセージ伝送速度の効率が幾分低下すること
を意味するものではない。
15−QAR4(求積振幅変調)、!:時には呼ばれる
上記の変調システムは、単位時間間隔で生じるキャリヤ
トーンの位相変調によって計時されるデータ♂同期して
操作される。第11a図において、X軸は最後の先行4
−ピント文字中のキャリヤトーンの相対位相として取ら
れ、又、次のシンボルピリオドにおいて、文字の位相に
、30度間隔で12個のラジアル位相ベクトルの一つに
シフトされると共に、X軸から更に15度オフセソi・
される。これらの位相状態により起り得る12個のデ−
タ状態が与えられ、且つ、この12個のデータ状態の内
の4個が、キャリヤの振幅変調の2個のレベルによって
更に拡大されて、より適当な数の16個の振幅/位相状
態を生成するー 拡犬2進コードに関してに、キャリャトーシの求積振幅
変調の同一概念に基づいて改良を行うと七ができる。第
1ib図は12個の位相状態の内の5個を示し、更に、
振幅変調の2個のレベルが、AからQを付して第6表の
第4の次数の拡大2進コードと共に示された17個の状
態の補数全生成する。第6表は、又、基準上なる5−ビ
ットのブロックコード表示又は減損コード表示も含む。
上記の変調システムは、単位時間間隔で生じるキャリヤ
トーンの位相変調によって計時されるデータ♂同期して
操作される。第11a図において、X軸は最後の先行4
−ピント文字中のキャリヤトーンの相対位相として取ら
れ、又、次のシンボルピリオドにおいて、文字の位相に
、30度間隔で12個のラジアル位相ベクトルの一つに
シフトされると共に、X軸から更に15度オフセソi・
される。これらの位相状態により起り得る12個のデ−
タ状態が与えられ、且つ、この12個のデータ状態の内
の4個が、キャリヤの振幅変調の2個のレベルによって
更に拡大されて、より適当な数の16個の振幅/位相状
態を生成するー 拡犬2進コードに関してに、キャリャトーシの求積振幅
変調の同一概念に基づいて改良を行うと七ができる。第
1ib図は12個の位相状態の内の5個を示し、更に、
振幅変調の2個のレベルが、AからQを付して第6表の
第4の次数の拡大2進コードと共に示された17個の状
態の補数全生成する。第6表は、又、基準上なる5−ビ
ットのブロックコード表示又は減損コード表示も含む。
第6表
第4の次数の拡大2進コード
(文字指定) (等価2進数) (ブロックコード表示
)A 11 00101B
100 00110C10
100111 D 0000 01010E
0001 01011F
0011 01101G
00100 01110H0
010101111 1010110011 J 0111 1010
1K 01100 101
10L 011.01 1
0111M 010000
1101ON 010001
]10110 010011
11101P 0100100
11110Q 0100101
11111第6表は中間拡大2進セットヲ示してい
る。前記の結果から、同一のコードセットが第5表に示
したgyJ7の次数の拡大2進コードと関連があること
が明白であろう。 □ 第6表の17−文字セラトラ使用して更に3回の拡大を
行う々、第5表に示す129個の全てのコードが生成さ
れる。第6表に示すようなコードは、第5表に示すよう
な更に高い次数の拡大を施したコードの中間に相当する
ものである。
)A 11 00101B
100 00110C10
100111 D 0000 01010E
0001 01011F
0011 01101G
00100 01110H0
010101111 1010110011 J 0111 1010
1K 01100 101
10L 011.01 1
0111M 010000
1101ON 010001
]10110 010011
11101P 0100100
11110Q 0100101
11111第6表は中間拡大2進セットヲ示してい
る。前記の結果から、同一のコードセットが第5表に示
したgyJ7の次数の拡大2進コードと関連があること
が明白であろう。 □ 第6表の17−文字セラトラ使用して更に3回の拡大を
行う々、第5表に示す129個の全てのコードが生成さ
れる。第6表に示すようなコードは、第5表に示すよう
な更に高い次数の拡大を施したコードの中間に相当する
ものである。
この例において、第5表のコードを得るために連続拡大
で使用される接頭文字のついた文字は、第6表の夫々、
A、B及びCである。第5表のブロックコードは、低位
のビットとして第6表に挙げた対応するブロックコード
を含むことが明らかであろう。第6表の文字A、B及び
Cfi、この例では接頭文字のついた文字として特別な
意味を持っているので、位相識別のマージシ全最大化し
て、次に、例えば、一つの接頭文字を別のものと間違っ
て代入することに起因するエラー条件を維持する可能性
を最小化する位相平面(第11b図)上で補数位置が割
g当てられている3、17−文字セットの残りの文字は
任意に割り当てられている。
で使用される接頭文字のついた文字は、第6表の夫々、
A、B及びCである。第5表のブロックコードは、低位
のビットとして第6表に挙げた対応するブロックコード
を含むことが明らかであろう。第6表の文字A、B及び
Cfi、この例では接頭文字のついた文字として特別な
意味を持っているので、位相識別のマージシ全最大化し
て、次に、例えば、一つの接頭文字を別のものと間違っ
て代入することに起因するエラー条件を維持する可能性
を最小化する位相平面(第11b図)上で補数位置が割
g当てられている3、17−文字セットの残りの文字は
任意に割り当てられている。
然しなから、第6表のE゛°に相当する第5表の(fi
l) 文字” 0001 6各単位時間間隔に対する
15度のキャリヤ位相における進みを表すことに注意す
べきである。
l) 文字” 0001 6各単位時間間隔に対する
15度のキャリヤ位相における進みを表すことに注意す
べきである。
従って、A、 8 CI I文字コードを全て、第6表
の中間文字によって伝送することができる。符号化され
る特定のASCII文字に応じて、1個、2個、3個、
又はせいぜい4個の中間文字として形成される。
の中間文字によって伝送することができる。符号化され
る特定のASCII文字に応じて、1個、2個、3個、
又はせいぜい4個の中間文字として形成される。
第5表に示すようなアルファベット又は他の文字の最適
割り当てをしても、関連中間文字レベルにおいて対応し
た最適側シ当てが必ずしも生成されないという望ましく
ない結果も生じる。この例において、3個のMSBが第
6表の夫々の接頭文字のついた文字A、B又はCの欠落
又は包含を意味する第5表のブロックコードにおいてこ
れが観察されるであろう。これら3個の位置の少くとも
1個において 1 が存在すれば、その伝送に1対の中
間文字が必要となる。もしその位置の内の2個が 1
に設定されると、その伝送Vrc3個の中間文字が必要
となる。最後に、もし3個のMSBが全て 1 に設定
されると、4個の中間文字が必要となる。
割り当てをしても、関連中間文字レベルにおいて対応し
た最適側シ当てが必ずしも生成されないという望ましく
ない結果も生じる。この例において、3個のMSBが第
6表の夫々の接頭文字のついた文字A、B又はCの欠落
又は包含を意味する第5表のブロックコードにおいてこ
れが観察されるであろう。これら3個の位置の少くとも
1個において 1 が存在すれば、その伝送に1対の中
間文字が必要となる。もしその位置の内の2個が 1
に設定されると、その伝送Vrc3個の中間文字が必要
となる。最後に、もし3個のMSBが全て 1 に設定
されると、4個の中間文字が必要となる。
第5表より、リストの先頭にある文字のいくつか、例え
ば、 nと N”[2個の中間文字で表示される一方、
より低い頻度で発生する後続の文字、 I、II 、
III 、 11.′更(/C”L” H1個の文
字で表示される。然しなから、これ全修正するための文
字の再命令を行っても、余り効果が無いばかりでなく、
効率が改良されないために、第5表及び第6表の文字割
り当ての間の対応に:維持する便利さよジも有効性に乏
しい。
ば、 nと N”[2個の中間文字で表示される一方、
より低い頻度で発生する後続の文字、 I、II 、
III 、 11.′更(/C”L” H1個の文
字で表示される。然しなから、これ全修正するための文
字の再命令を行っても、余り効果が無いばかりでなく、
効率が改良されないために、第5表及び第6表の文字割
り当ての間の対応に:維持する便利さよジも有効性に乏
しい。
所定の中間拡大文字セットを使用−ず−る符号化効率を
16−QA、Mモデムで得られる符号化効率と比較する
と、せいぜいほんの僅かの改良が可能なだけで、いくつ
かの応用において、17−状態伝送法により効率が低く
ガることか明らかでらろう@ここで行つ/ζ比較では、
中間拡大コード’xxxi使用して明らかに簡略化され
た問題で6 r’h文字同期を確実化する従来の16−
QAMモデムで必要なオーバヘッドが考慮されていない
。これケ渚慮すれば、比較している数字(1、ここで提
案している方法に更に有利になるであろう。
16−QA、Mモデムで得られる符号化効率と比較する
と、せいぜいほんの僅かの改良が可能なだけで、いくつ
かの応用において、17−状態伝送法により効率が低く
ガることか明らかでらろう@ここで行つ/ζ比較では、
中間拡大コード’xxxi使用して明らかに簡略化され
た問題で6 r’h文字同期を確実化する従来の16−
QAMモデムで必要なオーバヘッドが考慮されていない
。これケ渚慮すれば、比較している数字(1、ここで提
案している方法に更に有利になるであろう。
第5表の最初の半分に示した英数字文字°と同等の頻度
で伝送すると、16QAMモデムでは20個の文字が必
要であるのに対し、平均1.96個の中間文字が必要と
なる。これ(は、僅か2係の改良を意味する。同等の使
用頻度を有する完全セットの平均文字サイズは文字当た
り254個の中間文字であり、これは自動文字同期能力
を選択する効率が26%向上することを示している。全
体として、このような方法は、データ効率の損失が殆ど
無く、且つ、文字同期能力が改良されて多数の応用に適
しているように考えられる。
で伝送すると、16QAMモデムでは20個の文字が必
要であるのに対し、平均1.96個の中間文字が必要と
なる。これ(は、僅か2係の改良を意味する。同等の使
用頻度を有する完全セットの平均文字サイズは文字当た
り254個の中間文字であり、これは自動文字同期能力
を選択する効率が26%向上することを示している。全
体として、このような方法は、データ効率の損失が殆ど
無く、且つ、文字同期能力が改良されて多数の応用に適
しているように考えられる。
XIX、文字−修正同期の決定
文字−修正同期、即ち、後続の位置で全ての復号化され
た文字が正確であると保証される点を確実に決定するア
ルゴリズムを作ることができる。
た文字が正確であると保証される点を確実に決定するア
ルゴリズムを作ることができる。
このアルゴリズム、ば、第8表に示すようにレベル遷移
の可能性を記述するのに確率遷移行列Pが使われる期待
同期遅れを評価する基礎となる。
の可能性を記述するのに確率遷移行列Pが使われる期待
同期遅れを評価する基礎となる。
最後に、この概念が従来のテレメータストリームの同期
を決定する問題に適用される。−例古して、このような
応用に最適と考えられる手順全開発して説明する。
を決定する問題に適用される。−例古して、このような
応用に最適と考えられる手順全開発して説明する。
第3表に与えられているような減損アルゴリズムを使っ
た第3の次数のコードセットS(1,3,0〕の構造を
示す例が、文字−修正同期を決定するためのアルゴリズ
ムの開発を説明するのに充分であろう・所望の減損コー
ドセットの構造に直接関係するセットだけ考慮する必要
がある。従って、第3表のセラ1.s(1,3,O)の
同期アルゴリズムを考慮するのに、セットS、5(1)
。
た第3の次数のコードセットS(1,3,0〕の構造を
示す例が、文字−修正同期を決定するためのアルゴリズ
ムの開発を説明するのに充分であろう・所望の減損コー
ドセットの構造に直接関係するセットだけ考慮する必要
がある。従って、第3表のセラ1.s(1,3,O)の
同期アルゴリズムを考慮するのに、セットS、5(1)
。
S[:1.3]及びS(1,3,0,1だけが必要であ
る。同期アルゴリズムを開発する手順は、夫々のリスI
・の各第1グループー境界に後続すると見做される重要
でないコードを全て除去することから始まる。第3表の
セットS、S〔])、S(1,3〕及びS(1,3,0
)における除去の結果を下の第7表に示す。
る。同期アルゴリズムを開発する手順は、夫々のリスI
・の各第1グループー境界に後続すると見做される重要
でないコードを全て除去することから始まる。第3表の
セットS、S〔])、S(1,3〕及びS(1,3,0
)における除去の結果を下の第7表に示す。
c以 下 余 白)
第7表
重要でないコードの除去
0010 0010 0010ooni)−
− 01000100 第7表は、文字−修正同期を決定するための遷移ダイヤ
グラムの作製全準備して重要でないコード全除去するこ
とを示している。
− 01000100 第7表は、文字−修正同期を決定するための遷移ダイヤ
グラムの作製全準備して重要でないコード全除去するこ
とを示している。
マーク I)は、同期を決定するプロセスにおいてコー
ドリスト間で起こる遷移を決定するのt/rc重要であ
るので、このステップ中、保持されていた。
ドリスト間で起こる遷移を決定するのt/rc重要であ
るので、このステップ中、保持されていた。
夫々のリストは、便宜上、レベル0がらレベル3として
表示されると共に、対応する次数の拡大コードに相当す
る。許容遷移経路は、近接したリスト内の対応するコー
ドを接続すると共に゛D゛の標識を付けた任意のコード
で経路を終結させる矢印を挿入することによって、表示
されている。文字−修正同期を決定するには、レベルO
から開始して、次に、適当なコードを受信した時、対応
ノーる遷移によって示される可能な限り高いレベルに移
動する。レベル3に到達した点で、文字−修正同期が生
成されている。
表示されると共に、対応する次数の拡大コードに相当す
る。許容遷移経路は、近接したリスト内の対応するコー
ドを接続すると共に゛D゛の標識を付けた任意のコード
で経路を終結させる矢印を挿入することによって、表示
されている。文字−修正同期を決定するには、レベルO
から開始して、次に、適当なコードを受信した時、対応
ノーる遷移によって示される可能な限り高いレベルに移
動する。レベル3に到達した点で、文字−修正同期が生
成されている。
第8表
妥当レベル遷移の決定
CレベルO) (レベル1) (レベル2)
(レベル3)表 第8は妥当遷移の決定を示す。文字−修正同期へ を決定するプロセスは常に、左端のリスト、即ちレベル
Oからの文字探索から開始される。各レベルが拡大次数
をレベル数c例:第8表)で示すセットに対応するレベ
ル遷移C・ま、レベルが遷移によって常に増大するよう
に生じることもある。各遷移(ri、現在のレベルのコ
ードケ受信するこ々(/こよって開始される。更((、
現在のレベルに対しで、遷移経路は特定のコードQこ対
応シ、、でいる1、−−Ill、遷移が開始されると、
“D”によって終結したか、又は単にいずれかがレベル
3に到達したために右端位置に到達するまで、表示経路
が追従される。
(レベル3)表 第8は妥当遷移の決定を示す。文字−修正同期へ を決定するプロセスは常に、左端のリスト、即ちレベル
Oからの文字探索から開始される。各レベルが拡大次数
をレベル数c例:第8表)で示すセットに対応するレベ
ル遷移C・ま、レベルが遷移によって常に増大するよう
に生じることもある。各遷移(ri、現在のレベルのコ
ードケ受信するこ々(/こよって開始される。更((、
現在のレベルに対しで、遷移経路は特定のコードQこ対
応シ、、でいる1、−−Ill、遷移が開始されると、
“D”によって終結したか、又は単にいずれかがレベル
3に到達したために右端位置に到達するまで、表示経路
が追従される。
遷移ステップサイズを単一のレベル増分しこ限定するこ
とが確かに可能である一方、同期を決定する最も効率的
なプロセスは、各々の所定の遷移に対して得ら:i1.
る右端のレベルに常(tζ移動してから後続する。
とが確かに可能である一方、同期を決定する最も効率的
なプロセスは、各々の所定の遷移に対して得ら:i1.
る右端のレベルに常(tζ移動してから後続する。
第9表は、セットs(1,3,0:]の接頭文字のつい
たコード1..11.C1使用して得られる対応する可
変長コードでブロックコードを置換した、第8表の等画
情報を示す。
たコード1..11.C1使用して得られる対応する可
変長コードでブロックコードを置換した、第8表の等画
情報を示す。
c以 下 余 白)
第9表
拡大コード同期探索
(レベル0) (レベル1) (レベル2)
(レベル3)1111 −一→0111 0 第9表は、完成した遷移ダイヤグラムの一例における拡
大コードセットを示す。例えば、拡大セットs〔1,、
a、o:+を使用して符号化されたデータの直列2進ス
トリームの伝送に2いて中断が発生し、且つ、伝送の再
開後、文字−修正同期を決定する必要がある。と、ここ
で仮定する。もし、中断後、受信した最初のビットが
Oで、レベル0で開始する七、挙げられたコード Oは
全てがレベル2に到達する遷移経路を与える。次に、レ
ベル2の文字コードを使用してコード探索が続けられる
。レベル3に到達するためには、”10”。
(レベル3)1111 −一→0111 0 第9表は、完成した遷移ダイヤグラムの一例における拡
大コードセットを示す。例えば、拡大セットs〔1,、
a、o:+を使用して符号化されたデータの直列2進ス
トリームの伝送に2いて中断が発生し、且つ、伝送の再
開後、文字−修正同期を決定する必要がある。と、ここ
で仮定する。もし、中断後、受信した最初のビットが
Oで、レベル0で開始する七、挙げられたコード Oは
全てがレベル2に到達する遷移経路を与える。次に、レ
ベル2の文字コードを使用してコード探索が続けられる
。レベル3に到達するためには、”10”。
ばならない。
又、別にもし ] が中断直後に発生し、旧つ、これが
レベル0に挙げられていると、レベル7フトのための遷
移経路は全く得られず、又、探索はレベルOに止ど捷る
。
レベル0に挙げられていると、レベル7フトのための遷
移経路は全く得られず、又、探索はレベルOに止ど捷る
。
この特定の遷移マツプにおいては、レベルOから、拡大
コード0に対応するレベル2に通じる経路上の中間位置
で特に中断しない限り、コード探索はレベル1では決し
て起こらないことは明らかである。これI’!単に、セ
ットS CI 、 3 、 Oiの特別の構造に起因す
るものである。然[7ながら、拡大2進コードの最小セ
ットの構造においては、中間レベルの全てがアクセス形
先行レベルとなり得るような経路構造が作られている。
コード0に対応するレベル2に通じる経路上の中間位置
で特に中断しない限り、コード探索はレベル1では決し
て起こらないことは明らかである。これI’!単に、セ
ットS CI 、 3 、 Oiの特別の構造に起因す
るものである。然[7ながら、拡大2進コードの最小セ
ットの構造においては、中間レベルの全てがアクセス形
先行レベルとなり得るような経路構造が作られている。
然しなから、特定の同期経路(・1同期の途中で中間レ
ベル全スキップすることもある。前述した第7の次数の
コードを含む別の例を次に説明する。
ベル全スキップすることもある。前述した第7の次数の
コードを含む別の例を次に説明する。
第5表の第7の次数のコードを構成する時に生6される
減損コードの部分的リストが、重要でないコードを上記
手順に従って消去して、第10表K 示すhでいる。減
損プロセスの各レベルにおいて、減損に対して最初に行
う選択(ゴ、最小の第7)次数のセットsco、1,2
,3,5,6.7〕を形成することであった。
減損コードの部分的リストが、重要でないコードを上記
手順に従って消去して、第10表K 示すhでいる。減
損プロセスの各レベルにおいて、減損に対して最初に行
う選択(ゴ、最小の第7)次数のセットsco、1,2
,3,5,6.7〕を形成することであった。
第10表
第7の次数の減損コードの部分的リスト(セット)(十
)l−)(セット)(セット)(セット)(セット)(
セント)cセット)S 5(0) s〔o
、o s(o、1.2〕sCo、、 、3) s〔o
、、、、s) s〔o、、、、■s〔c>、 、、7)
α)IIX)11 0CX:Ω刀11 α)mllr
l−−−−(じtに乙)イ也) (そtDIIrt)
(fCイth) R+lk) CM)m第10表は
、第5表に挙げたコードのl−めの遷移ダイヤグラムの
部分的リストヲ示す。この表から、可変長コードが構成
されろと共に、遷移経路がマークされる。
)l−)(セット)(セット)(セット)(セット)(
セント)cセット)S 5(0) s〔o
、o s(o、1.2〕sCo、、 、3) s〔o
、、、、s) s〔o、、、、■s〔c>、 、、7)
α)IIX)11 0CX:Ω刀11 α)mllr
l−−−−(じtに乙)イ也) (そtDIIrt)
(fCイth) R+lk) CM)m第10表は
、第5表に挙げたコードのl−めの遷移ダイヤグラムの
部分的リストヲ示す。この表から、可変長コードが構成
されろと共に、遷移経路がマークされる。
第11表
第5表の第7の次数の拡大コードの遷移マッグ01−>
01−>011) −一−−(−14yンf11シ)
(−を(1て2i〕〉他) (−1r−イニ)1(1
シ) (−七::こ?二)4th) (−七;コに−:
ンf1土シ)第11表は、第5表に挙げたコードのため
の遷移ダイヤグラムの拡大コードの部分的リストを示す
。この表を使って、レベル遷移の期待可能性を表示する
ことによって、確率遷移行列Pが形成される。行列Pを
使って割算を行うと、期待同期遅れが上記例の12ビツ
トよりも小さいことが分る。
01−>011) −一−−(−14yンf11シ)
(−を(1て2i〕〉他) (−1r−イニ)1(1
シ) (−七::こ?二)4th) (−七;コに−:
ンf1土シ)第11表は、第5表に挙げたコードのため
の遷移ダイヤグラムの拡大コードの部分的リストを示す
。この表を使って、レベル遷移の期待可能性を表示する
ことによって、確率遷移行列Pが形成される。行列Pを
使って割算を行うと、期待同期遅れが上記例の12ビツ
トよりも小さいことが分る。
本質的((、第4a図及び第4b図で示されるような復
号化装置の拡大コードを使用するどんなデータ処理シス
テムも、上記の如き文字同期モニター及び復号化制御を
行う装置を更に選択的に備え、これを第5a図及び第5
b図に更に示す。
号化装置の拡大コードを使用するどんなデータ処理シス
テムも、上記の如き文字同期モニター及び復号化制御を
行う装置を更に選択的に備え、これを第5a図及び第5
b図に更に示す。
XL閉鎖コードリング
ここで説明するコードfd、閉鎖コードリングを含む用
途シても更に利用できる。第14表に示すような閉鎖コ
ードリングの一例は、下記のように、第7の次数の拡大
2進コードを使ってコード化された有限コード列W(C
01の両端を接続することによって形成することができ
る。
途シても更に利用できる。第14表に示すような閉鎖コ
ードリングの一例は、下記のように、第7の次数の拡大
2進コードを使ってコード化された有限コード列W(C
01の両端を接続することによって形成することができ
る。
→ η t σ χ Cσ χ11111
1000001001110010100110100
111001010011a χ β Cν
α θ00100001110000100010
0111110000100010000υ χ
OCν λ 〜10101110
0110100000100111110010100
11101010011任意の点で開始すると共に、一
方向に、例えば、時開方向に不定に連続する列を一つが
横切れは、得られる2進列は、確実に非有界列である々
共に。
1000001001110010100110100
111001010011a χ β Cν
α θ00100001110000100010
0111110000100010000υ χ
OCν λ 〜10101110
0110100000100111110010100
11101010011任意の点で開始すると共に、一
方向に、例えば、時開方向に不定に連続する列を一つが
横切れは、得られる2進列は、確実に非有界列である々
共に。
従って、ここで説明するコー ドに応用するように修正
できると考えられる。
できると考えられる。
次に、同期の短かい時間しζ続いて、リングからのデー
タの復号化された列は、一義的であると共に、各完了ザ
イクルと共に正確に繰返されることが明らかであろう。
タの復号化された列は、一義的であると共に、各完了ザ
イクルと共に正確に繰返されることが明らかであろう。
更に、もしリングが使用している拡大上ツトと何らかの
形で対応した、より低い境界m、:cI)小さければ、
リングのサイズf(拘わり無しに、正確に整数の数の文
字がリングから復号化されることが明らかであろう。
形で対応した、より低い境界m、:cI)小さければ、
リングのサイズf(拘わり無しに、正確に整数の数の文
字がリングから復号化されることが明らかであろう。
c以 下 余 白)
第12表は2進閉鎖コードリングの構造を示す。
第12表において、リングは第5表を使って復号化され
ている。もし、上記の有限列W c Y OHの両端
の接続点から開始する時言」力面に、リングが復号化さ
れると、文字列 これ(I′lj:2進リングです が
得られる。
ている。もし、上記の有限列W c Y OHの両端
の接続点から開始する時言」力面に、リングが復号化さ
れると、文字列 これ(I′lj:2進リングです が
得られる。
(以 下 余 白)
第13表は、第5表のコードを使用したリングの復号化
を示す。もしリングの復号化が任意の点適2個又は3個
の文字の長さの文字−修正同期が△ 生じると共に、正確な列が再開される。これ金、例えば
、第14表に示す。
を示す。もしリングの復号化が任意の点適2個又は3個
の文字の長さの文字−修正同期が△ 生じると共に、正確な列が再開される。これ金、例えば
、第14表に示す。
(以 下 余 白)
第14表は、リング上の任意の点て開始した場合の復号
化プロセスの同期を示ノー。この件tノ(の多くの応用
が、ここに説明したコードを使って可能であり、例えば
、ンヤフト・エシコーダ、磁気ディスク記憶システム、
バブル・メモリ、電荷結合システム、ダイナミック・リ
フレッシュ・メモリ等が挙げられる。更に考えられる応
用例としてt」、DNA列、4HCプラスミドやバクテ
リオファー/等の閉鎖リングD N A列の目録作り及
び処理のための方法や装置がある。
化プロセスの同期を示ノー。この件tノ(の多くの応用
が、ここに説明したコードを使って可能であり、例えば
、ンヤフト・エシコーダ、磁気ディスク記憶システム、
バブル・メモリ、電荷結合システム、ダイナミック・リ
フレッシュ・メモリ等が挙げられる。更に考えられる応
用例としてt」、DNA列、4HCプラスミドやバクテ
リオファー/等の閉鎖リングD N A列の目録作り及
び処理のための方法や装置がある。
XX1.別の応用例
拡大コード及び関連ブロックコードの次数は明瞭でなけ
ればならない。電子表示されるものであろうとなかろう
と記号文字の順次リスト全備えるメツセージ列又は情報
列が、ここ(/′C説明するコード構成全便って符号化
する場合は、メツセージVよ伝送及び記憶されて、その
後で、偶然Vチャネルが破裂しても生成及び維持される
べき文字同量の。
ればならない。電子表示されるものであろうとなかろう
と記号文字の順次リスト全備えるメツセージ列又は情報
列が、ここ(/′C説明するコード構成全便って符号化
する場合は、メツセージVよ伝送及び記憶されて、その
後で、偶然Vチャネルが破裂しても生成及び維持される
べき文字同量の。
能力を備えて回復せしめられ不。
コードの重要性は、各々が、ここに詳述するアルゴリズ
ムに従ってベース文字の直列表示にょ9明確に定義され
ているという事実VCある。ここで説明する例に、直列
データの直列伝送又げ直列記憶に特に適したコードを示
す。減損アルゴリズムは、固定ワードサイズを使用する
機械で拡大コードのセラ)k構吠及び操作するための簡
便な方法を与える。
ムに従ってベース文字の直列表示にょ9明確に定義され
ているという事実VCある。ここで説明する例に、直列
データの直列伝送又げ直列記憶に特に適したコードを示
す。減損アルゴリズムは、固定ワードサイズを使用する
機械で拡大コードのセラ)k構吠及び操作するための簡
便な方法を与える。
確かに、全体の復号化・符号化プロセス金、従来のUA
几T (Universal A37nchronou
8 Receiverand Transmitter
)及びUSA几T (Universa17nchr
onous and As7nchronous &I
ceiver andTransmitter )の簡
便さを全て備えていると共にそれらよジも性能が優れた
8ビツトのミニコンピユータに適したインターフェイス
を備えていることが望ましい1台のプログラム可能のン
リコンシツプで実行することができる。
几T (Universal A37nchronou
8 Receiverand Transmitter
)及びUSA几T (Universa17nchr
onous and As7nchronous &I
ceiver andTransmitter )の簡
便さを全て備えていると共にそれらよジも性能が優れた
8ビツトのミニコンピユータに適したインターフェイス
を備えていることが望ましい1台のプログラム可能のン
リコンシツプで実行することができる。
本発明の符号化システム灯、一般的なディジタル符号化
、リモート・コンピュータ、コンピュータ・ターミナル
、周辺インターフェイス、データ/テキストの伝送及び
記憶、ディスク・メモリ・システム、磁気テープ・シス
テム、レーザ・ディスク・システム等の応用例に使用さ
れる。別こり応用例としては、前記の循環システムの他
に、シャフト・エシコーダ、タコメータ、I)NAの目
録作り及び列探索等がある。
、リモート・コンピュータ、コンピュータ・ターミナル
、周辺インターフェイス、データ/テキストの伝送及び
記憶、ディスク・メモリ・システム、磁気テープ・シス
テム、レーザ・ディスク・システム等の応用例に使用さ
れる。別こり応用例としては、前記の循環システムの他
に、シャフト・エシコーダ、タコメータ、I)NAの目
録作り及び列探索等がある。
拡大コードの更に極めて重要な応用分野(1、アナログ
情報のディジタル化と、その後の伝送及び記憶のための
符号化(、で関するものである。これに、音声伝送シス
テム、音楽録音システム、ビデオンステム等C(影響′
ff:力える。
情報のディジタル化と、その後の伝送及び記憶のための
符号化(、で関するものである。これに、音声伝送シス
テム、音楽録音システム、ビデオンステム等C(影響′
ff:力える。
別の重要な応用例々しては、プロセッサが、いくつかの
命令の後、正確なグログラム資料の実行を確実に再開す
ることによって、バス・データの偶発的な誤訳が部分的
に補償されるように、マイクロ・コシピユータ、コンピ
ュータ及び/又は他のプロセッサのための可変長命令を
構吸、するコードの使用がある。これに、ディジタル・
プロセッサが電気的にノイズのある環境で使用される場
合や、データの完全性が持て要求される場合に特に重要
で勘る。
命令の後、正確なグログラム資料の実行を確実に再開す
ることによって、バス・データの偶発的な誤訳が部分的
に補償されるように、マイクロ・コシピユータ、コンピ
ュータ及び/又は他のプロセッサのための可変長命令を
構吸、するコードの使用がある。これに、ディジタル・
プロセッサが電気的にノイズのある環境で使用される場
合や、データの完全性が持て要求される場合に特に重要
で勘る。
ディジタル処理の分野においてに、コードは、順次情報
又は111次データ内の列探索やパターン探索を含む応
用ニ4′8VC有用である。ここで、列処理装置(ri
、減損コード表示を使って復号化された順次データ金固
定ワードサイズ記憶要素にバックするために、コードの
同期能力を利用できる。次にデータ処理システムは、記
憶及び処理の効率が改良されて 減損コード列でのパタ
ーン探索の標準アルゴリズムを実行できる。
又は111次データ内の列探索やパターン探索を含む応
用ニ4′8VC有用である。ここで、列処理装置(ri
、減損コード表示を使って復号化された順次データ金固
定ワードサイズ記憶要素にバックするために、コードの
同期能力を利用できる。次にデータ処理システムは、記
憶及び処理の効率が改良されて 減損コード列でのパタ
ーン探索の標準アルゴリズムを実行できる。
X■、用語の定義
文字セットCは、もしそれが文字列5(C)の所望のク
ラスを表示するのに必要な全ての記号を備えているなら
ば、 完全 と呼ぶことにする。
ラスを表示するのに必要な全ての記号を備えているなら
ば、 完全 と呼ぶことにする。
例えば、英語の正確な構文を構1Nするには、更に句読
点及び限定する文字が必要となるので、アルファベット
ニ完全セットではない。それ(て対し、コシピユータの
ターミナル通信システムに使用されるASCIIコード
は完全文字セラトラ形成する。
点及び限定する文字が必要となるので、アルファベット
ニ完全セットではない。それ(て対し、コシピユータの
ターミナル通信システムに使用されるASCIIコード
は完全文字セラトラ形成する。
文字セットC上で定義される文字列5fC1a、5(C
)内の全ての文字に7・」して後続文字が存在する場合
は、正に非南界である々呼ぶこと((する。
)内の全ての文字に7・」して後続文字が存在する場合
は、正に非南界である々呼ぶこと((する。
例えば、n−無限大のためのI)oD、1.)2− I
)、4;I正に非有界の列を形成する。
)、4;I正に非有界の列を形成する。
XXll1. コードの定理と証明
〔定理1〕(存在)
文字S (CO)の任意の 正に非有界の列に対して、
拡大文字七ツl−C1,T (co、n0□〕による対
応表示5(CI)が存在する。更e乙もしC0が完全セ
ットであるならば、対応拡大文字セントC1も完全であ
る。
拡大文字七ツl−C1,T (co、n0□〕による対
応表示5(CI)が存在する。更e乙もしC0が完全セ
ットであるならば、対応拡大文字セントC1も完全であ
る。
(証明)
定理の最初の部分(て対して(1、ヘ−スセントC0か
らの任意の順次の対が拡大セラ)C1からの1個又は2
個の文字として等価表示できることを示せば充分でらる
。次の3個の可能性が存在する。
らの任意の順次の対が拡大セラ)C1からの1個又は2
個の文字として等価表示できることを示せば充分でらる
。次の3個の可能性が存在する。
a)明らかに(セクション■からの記法を用いて)、も
し文字の対が接頭文字のついた文字から開始されると、
拡大リストの第2部分からの文字はその表示を満足する
ことか分る、。
し文字の対が接頭文字のついた文字から開始されると、
拡大リストの第2部分からの文字はその表示を満足する
ことか分る、。
b)対の文字のいずれも文字aでなければ、等価表示+
4、各々全拡大リストの第1部分から選択した2個の文
字を含む。
4、各々全拡大リストの第1部分から選択した2個の文
字を含む。
C)もし第1の文字が接頭文字のついた記号aで7γく
、第2の文字が接頭文字のついた記号aであれば、その
表示VCH2個の文字が必要となる。
、第2の文字が接頭文字のついた記号aであれば、その
表示VCH2個の文字が必要となる。
第1の文字q明らかに、拡大リストの第1部分に存在し
、一方、第2の文字は、拡大リストの第2部分に存在す
ると共Vこ、文字の対に続く直後の文字によって決定さ
れる。
、一方、第2の文字は、拡大リストの第2部分に存在す
ると共Vこ、文字の対に続く直後の文字によって決定さ
れる。
完全性についての定理の第2の部分は以下の通りである
。もしC0が完全ならば、定義してよって、C0trx
所望の文字列b (C01の全てを充分に表示できる。
。もしC0が完全ならば、定義してよって、C0trx
所望の文字列b (C01の全てを充分に表示できる。
更に、これらの各々に対して、C1による対応表示が存
在することが構造的に証明されたので、CIも完全でな
けれはなら、なハ。
在することが構造的に証明されたので、CIも完全でな
けれはなら、なハ。
次の定理(・ま自動同期に関する定理の証明に重要であ
るか、この定理の証明は自明であるので省略するC 〔定理2〕(一意性) もし文字セットC’ == ’I” (C0,J)0.
)上で定義された列Sa(C’ lが、C0」二で定
義され/こ何らかの正に非有界の列5(C0)1表示し
、且つ、もしSb (C’)が別のこの上う))セット
である7しらば、sa(el)とSb (C’ ) (
(1全ての点で同等であり、次のように表すことができ
る4 Sa(C’ ] =Sb(C’ ) =S (C1)=
(S (C01)この最後の表現は、5(cJがS
i CO)に対応する復号化された文字列であること、
又は、5(C0)がS(C’)+/?:、対応する符号
化された文字列であることを意味すると考えてもよい。
るか、この定理の証明は自明であるので省略するC 〔定理2〕(一意性) もし文字セットC’ == ’I” (C0,J)0.
)上で定義された列Sa(C’ lが、C0」二で定
義され/こ何らかの正に非有界の列5(C0)1表示し
、且つ、もしSb (C’)が別のこの上う))セット
である7しらば、sa(el)とSb (C’ ) (
(1全ての点で同等であり、次のように表すことができ
る4 Sa(C’ ] =Sb(C’ ) =S (C1)=
(S (C01)この最後の表現は、5(cJがS
i CO)に対応する復号化された文字列であること、
又は、5(C0)がS(C’)+/?:、対応する符号
化された文字列であることを意味すると考えてもよい。
次の定理に対しては、有限有界文字列W(C)と、正に
非有界の文字列S(Clに結果としてなる正に非有界の
文字列8’(C’、との順次組合せを表示するための記
法が必’JN 、!: i 6− もし有界文字列W(
C)が非有界文字列S’ (C)の開始点に伺与される
と、正に非有痒の文字列S ((’、 lが生成され、
S’(C11−48i Cl内に包含されていることに
なる。これらの列の間の関係Vよ代数的に次のように表
せる。
非有界の文字列S(Clに結果としてなる正に非有界の
文字列8’(C’、との順次組合せを表示するための記
法が必’JN 、!: i 6− もし有界文字列W(
C)が非有界文字列S’ (C)の開始点に伺与される
と、正に非有痒の文字列S ((’、 lが生成され、
S’(C11−48i Cl内に包含されていることに
なる。これらの列の間の関係Vよ代数的に次のように表
せる。
5(C)−〜V(C)+S”((月
又は、代りに (6)S′((月
−8(C1−W(C) ここで、列の互いの関係を決定するのに、列への記号的
参照の出現順序が重要である。上記の式において、“」
ゾは1つの列を別の列に伺与するプロセスを意味し、一
方、“°−゛は1つの列を別の列から抽出することを意
味し、更に、両方の列を共に左寄せすることにより、こ
れを行うように仮定する。例えば、n−ン無限大に対し
てs’(c)−D、I)21)3.、、、、 I)n−
’C1且つ、w (c ) == DHD;D;f 6
ルならば、 5(C1=W(Cl+S’(C) = 1); DAD; D、 I)2D3.、− Dn
文字列減算は、列を左寄せして、第2式S’(C)=S
llWl)に従って次のように行うことができる。
−8(C1−W(C) ここで、列の互いの関係を決定するのに、列への記号的
参照の出現順序が重要である。上記の式において、“」
ゾは1つの列を別の列に伺与するプロセスを意味し、一
方、“°−゛は1つの列を別の列から抽出することを意
味し、更に、両方の列を共に左寄せすることにより、こ
れを行うように仮定する。例えば、n−ン無限大に対し
てs’(c)−D、I)21)3.、、、、 I)n−
’C1且つ、w (c ) == DHD;D;f 6
ルならば、 5(C1=W(Cl+S’(C) = 1); DAD; D、 I)2D3.、− Dn
文字列減算は、列を左寄せして、第2式S’(C)=S
llWl)に従って次のように行うことができる。
(左寄せした列)
〔定理3〕(自動同期能力)
Sa(C)と5b(C1t2個のIF((非有界の文字
列で、且つ、 Sa(c +−vrh(c +−+−8’+ c )S
b(Cl−葡(Cl+S″I C) (7)で
あり、更に、ここで、\■と〜Vl)(弓](6)成金
満足する2個の別個の(即ち、%≠”A’b )イ1限
有界文字列であると仮定する。そこで、次のような拡大
文字セット(jll=T” (C)上で定義された復号
化された列S′殖存在する。
列で、且つ、 Sa(c +−vrh(c +−+−8’+ c )S
b(Cl−葡(Cl+S″I C) (7)で
あり、更に、ここで、\■と〜Vl)(弓](6)成金
満足する2個の別個の(即ち、%≠”A’b )イ1限
有界文字列であると仮定する。そこで、次のような拡大
文字セット(jll=T” (C)上で定義された復号
化された列S′殖存在する。
Sa (Cml = (5a(C) 〕”sb+cll
J −〔Sb(C) )”次のように表すことができる
。
J −〔Sb(C) )”次のように表すことができる
。
S” (C” ) = Sa ((2” ) −A
へ’h(C楠 1 =S’b ((F) −〜へ4
つ(−) ここで、w、巨% (,1別個の(即ち、朝≠wb )
(T限有界列である。
へ’h(C楠 1 =S’b ((F) −〜へ4
つ(−) ここで、w、巨% (,1別個の(即ち、朝≠wb )
(T限有界列である。
(Pi記: 復号化プロセスは、十ツi・構造に使用さ
れる特定の拡大によって決定されるように、文字セット
によって制約されるので、〜砿とWガ、夫々の文字列W
a、J:’wbの復号化された形に必ずしも正確に対応
しないこともある。〕 上記の定理は、らる点における有限数の文字の相異する
2個の、正に非有界の文字列に対して(例えば、ノイズ
妨害を受けている伝送列及び受信列の場合)、両者にと
って同等、従って、所望のメツセージに対応する列の復
号化された部分が少し遅れて出現することを意味する。
れる特定の拡大によって決定されるように、文字セット
によって制約されるので、〜砿とWガ、夫々の文字列W
a、J:’wbの復号化された形に必ずしも正確に対応
しないこともある。〕 上記の定理は、らる点における有限数の文字の相異する
2個の、正に非有界の文字列に対して(例えば、ノイズ
妨害を受けている伝送列及び受信列の場合)、両者にと
って同等、従って、所望のメツセージに対応する列の復
号化された部分が少し遅れて出現することを意味する。
従って、自動文字同期が実行される。以下の証明け、こ
の同期が起きる前に、いくつかの文字がどのように復号
化される必要があるかを決定する方法を提示すると共に
、復号化中に生じるエラー・エコーの現象を洞察する。
の同期が起きる前に、いくつかの文字がどのように復号
化される必要があるかを決定する方法を提示すると共に
、復号化中に生じるエラー・エコーの現象を洞察する。
(証明)
この定理を証明するKid、2個の文字列〜及びSb+
cおいて、且つ、同一であるこれらの部分、即ちS’(
(1)<対して、復号化操作が、列S′中で少くとも1
個の共通文字境界を回復することを示さねばならない。
cおいて、且つ、同一であるこれらの部分、即ちS’(
(1)<対して、復号化操作が、列S′中で少くとも1
個の共通文字境界を回復することを示さねばならない。
一意性の定理によって、この境界に続くコードは、S”
(Cm)で示される文字列によって、一意的に表示され
る。
(Cm)で示される文字列によって、一意的に表示され
る。
最初に、拡大次数m−nの文苛、セット上で定義される
初期列5a(Cnlと5b(On)に対して、復シじ化
された列d”(Cn+I )が存在するこ♂が示される
1゜次に、帰納法により、その結果を、もつと−、般的
な場合を包含するように拡張することができZ)。
初期列5a(Cnlと5b(On)に対して、復シじ化
された列d”(Cn+I )が存在するこ♂が示される
1゜次に、帰納法により、その結果を、もつと−、般的
な場合を包含するように拡張することができZ)。
セクション■の拡大定義で使用される記法を再ひここで
使用する。SaとSbを次のように定義する。。
使用する。SaとSbを次のように定義する。。
ここで、WとS゛のイシクーフェイス、即ら、文字り、
の直後に開始する復号化プロセスを考察する。
の直後に開始する復号化プロセスを考察する。
2つの場合が考えられる。
1)I)、≠8
明らかに、第1図に示すように、文字境rr−’)+
/])l+、は、拡大セットCn+1の復号化され/こ
文字]−1mを終結させる。これt4 Saと81)(
y対しても当てはまる。
/])l+、は、拡大セットCn+1の復号化され/こ
文字]−1mを終結させる。これt4 Saと81)(
y対しても当てはまる。
何故なら、DID1十F・で開始する列は両者に共通だ
からである。しかし、一意性の定理によって、この復号
化された列虐次に、5a(Cn+1)と5b((F+1
)に対しても共通でなければならない。従って、(6)
式を満足する復号化された列” (Cn” ) −J)
rnI都+1が存在する。
からである。しかし、一意性の定理によって、この復号
化された列虐次に、5a(Cn+1)と5b((F+1
)に対しても共通でなければならない。従って、(6)
式を満足する復号化された列” (Cn” ) −J)
rnI都+1が存在する。
文字境界に続く復号化中に、馬−D1i1i当てると便
利である。これは、誤っているかも知れないが、そうす
ることによって、同期が、確実に当然の結果として、復
号化操作により生成される、第15表 同期: (+)DI≠aの場合 1i)I入+ DI+l + DI十に= a+
DI+1(=1≠α第15表は、定理3の証明における
(1)の場合の拡大コードの同期を示す。
利である。これは、誤っているかも知れないが、そうす
ることによって、同期が、確実に当然の結果として、復
号化操作により生成される、第15表 同期: (+)DI≠aの場合 1i)I入+ DI+l + DI十に= a+
DI+1(=1≠α第15表は、定理3の証明における
(1)の場合の拡大コードの同期を示す。
上記の”1+に+ 1は復号化された文字1%−1の終
りを示す。第2図の列を後方に進むことにより、文字1
)IK到達するtf、明うカVCDm−+ = ”x+
に−+ 、1−)x+k。
りを示す。第2図の列を後方に進むことにより、文字1
)IK到達するtf、明うカVCDm−+ = ”x+
に−+ 、1−)x+k。
])ITI−2y−痔+に−31入十に−2,馬−3−
等と結論できる・kが偶数であるか奇数であるかに応じ
て、Wa(Cn)及びS’(On)、!:、5a(Cn
+1)内ノ対応スル復号イヒされた文字との間のインタ
ーフェイスにおける境界割り当てに明瞭でないこともあ
る。
等と結論できる・kが偶数であるか奇数であるかに応じ
て、Wa(Cn)及びS’(On)、!:、5a(Cn
+1)内ノ対応スル復号イヒされた文字との間のインタ
ーフェイスにおける境界割り当てに明瞭でないこともあ
る。
確カ((、Dk++/ DI(+4+1において共通文
字境界力S存在することを示したが、これは、S++
(Cn+l 、 −”y−+−+ 1入+1+1
が存在することの証明として充分である。
字境界力S存在することを示したが、これは、S++
(Cn+l 、 −”y−+−+ 1入+1+1
が存在することの証明として充分である。
然しなから、更に重置な問題は、文字])m−1= I
)ID1+1で開始して復号化する時、何が起きるかと
いうことである。kが偶数であるか奇数−ご6る力)(
(応じて、既に述べたように、絶対的に確実に共通文字
境界の終りを示す文字DI+k vCおいて、2つの状
況が起り得る。もしkが奇数であると、D、−古+’に
−I Dl+k となる。もしkがイ吊数であると、
I)lT]−Dl+にとなる。明らかに、列SaがWと
S“の間でどのように分割されるかに応じて、復号化さ
れた文字化−0〜馬が、1個だけ位相がシフトされるこ
とが起こり得る。これは復号化された文字Dn−i・・
馬−1に対しては問題きならない。何故なら、DIDl
+I DI+に一αという仮定によって、Drnにお
いてのみ、エラーが開始点の任意選択の結果として生じ
得るからである。エラーのこの遅延発生、即ち、エラー
・エコーは、初期文字用の任意割り当てによって(1)
の場合に発生するエラーと同様に重大なものでない。重
要なことは、復号化プロセスを単に続けるだけで、同期
が再び得られたということである。セットOnとCn+
1を関連付ける拡大の唯1個のレベルを備えるこの場合
、1個より多い不正確な文字に発生しない。
)ID1+1で開始して復号化する時、何が起きるかと
いうことである。kが偶数であるか奇数−ご6る力)(
(応じて、既に述べたように、絶対的に確実に共通文字
境界の終りを示す文字DI+k vCおいて、2つの状
況が起り得る。もしkが奇数であると、D、−古+’に
−I Dl+k となる。もしkがイ吊数であると、
I)lT]−Dl+にとなる。明らかに、列SaがWと
S“の間でどのように分割されるかに応じて、復号化さ
れた文字化−0〜馬が、1個だけ位相がシフトされるこ
とが起こり得る。これは復号化された文字Dn−i・・
馬−1に対しては問題きならない。何故なら、DIDl
+I DI+に一αという仮定によって、Drnにお
いてのみ、エラーが開始点の任意選択の結果として生じ
得るからである。エラーのこの遅延発生、即ち、エラー
・エコーは、初期文字用の任意割り当てによって(1)
の場合に発生するエラーと同様に重大なものでない。重
要なことは、復号化プロセスを単に続けるだけで、同期
が再び得られたということである。セットOnとCn+
1を関連付ける拡大の唯1個のレベルを備えるこの場合
、1個より多い不正確な文字に発生しない。
第16表
同期: (ii)の場合
第16表は、定理3の証明の第2部分における(11)
の場合の拡大コードの同期を示す。
の場合の拡大コードの同期を示す。
従って、拡大の次数が1つだけ異なる文字セットの文字
列S”′の存在が示された。そこて、mレベルの拡大が
行われる一般的な場合の結果社征関することが必要とな
る。これは帰納法によって容易に導かれる。
列S”′の存在が示された。そこて、mレベルの拡大が
行われる一般的な場合の結果社征関することが必要とな
る。これは帰納法によって容易に導かれる。
上記説明から、(7)式の制約条件を満足する5d(C
0)及びSb (C0)に対して、同様に(7)式を満
足する対応する列Sa(C’ l及び5b(C’)が存
在す ゛るという結論が得られる。従って、必ずS”’
(C’Jが存在する。明らかに、このプロセスを無限に
繰返すことが可能であり、ここに証明は完了した。
0)及びSb (C0)に対して、同様に(7)式を満
足する対応する列Sa(C’ l及び5b(C’)が存
在す ゛るという結論が得られる。従って、必ずS”’
(C’Jが存在する。明らかに、このプロセスを無限に
繰返すことが可能であり、ここに証明は完了した。
拡大2進コードセットに対して、最大長を有すると共に
、接頭文字のついたコードの全補数の包含に対応する2
個のコー ドが常して存在する。
、接頭文字のついたコードの全補数の包含に対応する2
個のコー ドが常して存在する。
(証明)
減損アルゴリズムを考案すれば、セット内の最後の2個
のコードを、どの点においても消去できないことが明ら
かである。これらの2イ固のコードにおいては、全ての
先行LSB(即ち、LSB以外の全てのビット)は、”
1 ’に設定されており、従って、全ての接頭文字の
包含に対応する。従って、これらの2個のコードは、リ
ストしたいずれかの可変長コードの接頭文字の可能な限
り大きい組合せを表示する。
のコードを、どの点においても消去できないことが明ら
かである。これらの2イ固のコードにおいては、全ての
先行LSB(即ち、LSB以外の全てのビット)は、”
1 ’に設定されており、従って、全ての接頭文字の
包含に対応する。従って、これらの2個のコードは、リ
ストしたいずれかの可変長コードの接頭文字の可能な限
り大きい組合せを表示する。
(以 下 余 白)
データ処理システムにおける順次情報をエンコード(符
号化)し、かつ、デコード(復号化)するだめの手段と
方法とをブロック図で表わしたのが第1図から第10図
である。ブロック図で示したものは、ハードウェアやフ
ァーム・ワイヤード・ソフトウェア、純粋なソフトウェ
アなどを以って、汎用デジタルプロセッサーで実現しう
るものであって、本明細書と特許請求の範囲に記載した
方法を実施するだめの手段の代表的なものを描写してい
る。
号化)し、かつ、デコード(復号化)するだめの手段と
方法とをブロック図で表わしたのが第1図から第10図
である。ブロック図で示したものは、ハードウェアやフ
ァーム・ワイヤード・ソフトウェア、純粋なソフトウェ
アなどを以って、汎用デジタルプロセッサーで実現しう
るものであって、本明細書と特許請求の範囲に記載した
方法を実施するだめの手段の代表的なものを描写してい
る。
第1図は、ソースとして中央演算器(CI)U)の出力
端子または、ヤーホードを用いた通信もしくは記Iff
システムのブロック回路図であって、ソース11からの
出力はエンコータ12に供給されて、ソースコードが可
変長拡大コードに変換される。
端子または、ヤーホードを用いた通信もしくは記Iff
システムのブロック回路図であって、ソース11からの
出力はエンコータ12に供給されて、ソースコードが可
変長拡大コードに変換される。
13を以って示したブロックはデークチヤンネルもしく
は記憶システムを示す。前述したように、可変長拡大コ
ードは、特に、データチャンネルを介してデータを伝送
するのに適しており、固定長ブロックコードないし減損
コード(depletedcode)は特に記憶システ
ムに適している。デコーダコ4はエンコーダ12とは反
対の作用をなすものであって、可変長コードをソースコ
ードか、固定長ブロックコードのいづれかに、最終受信
地15に応じて復元するものである。最終受信地15と
しては、別のCPUや、ディスク記憶手段、ASCII
コードを用いるCRT(陰極線管)のいづれてあっても
よい。
は記憶システムを示す。前述したように、可変長拡大コ
ードは、特に、データチャンネルを介してデータを伝送
するのに適しており、固定長ブロックコードないし減損
コード(depletedcode)は特に記憶システ
ムに適している。デコーダコ4はエンコーダ12とは反
対の作用をなすものであって、可変長コードをソースコ
ードか、固定長ブロックコードのいづれかに、最終受信
地15に応じて復元するものである。最終受信地15と
しては、別のCPUや、ディスク記憶手段、ASCII
コードを用いるCRT(陰極線管)のいづれてあっても
よい。
第2図は、ソース11と、ソース11から発したソース
コードを可変長拡大コードに変換するエンコーダ12と
を備えた従来のデータ伝送シヌテムを示す。チャンネル
エンコーダ16はモデム(modum)ないし、電話線
とかマイクロウェーブ伝送路とかの従来の伝送リンク1
7を介して伝送するに備えて、二進化デジタルパルヌを
アナログ(i号に変換するその他の手段で構成されてい
る。チャンネルデコーダ18もモデムであって、周波数
変化(周波数シフトキーイングからの)または、位相と
振幅の変化(直角振幅変調からの)を、ソースデコーダ
14のために1,2または4ビット群の二進化データに
変換する作用をなす。ソースデコーダ14は最終受信地
]5に応じて、可変長拡大コードをソースコードか、ま
だは、固定P−減te+1 損ブo7クコード(fixed length dep
le△1)lockcode )に変換する。
コードを可変長拡大コードに変換するエンコーダ12と
を備えた従来のデータ伝送シヌテムを示す。チャンネル
エンコーダ16はモデム(modum)ないし、電話線
とかマイクロウェーブ伝送路とかの従来の伝送リンク1
7を介して伝送するに備えて、二進化デジタルパルヌを
アナログ(i号に変換するその他の手段で構成されてい
る。チャンネルデコーダ18もモデムであって、周波数
変化(周波数シフトキーイングからの)または、位相と
振幅の変化(直角振幅変調からの)を、ソースデコーダ
14のために1,2または4ビット群の二進化データに
変換する作用をなす。ソースデコーダ14は最終受信地
]5に応じて、可変長拡大コードをソースコードか、ま
だは、固定P−減te+1 損ブo7クコード(fixed length dep
le△1)lockcode )に変換する。
第3a図と第31)図とは、第1図と第2図に示したエ
ンコーダ13を拡大したものである。第32図にて示し
たように、エンコーダ12は、所定ソースコードの所定
キャラクタ(文字)を介してアドレスしうる、簡単な一
覧表ないしデータアレーであっても良い。アドレスを受
けると、チーフルもしくはアレーが対応する拡大コード
シーケンスを出力させる。このエンコーダ12は、所定
ソースコードから可変長コードを発生させるアルコリズ
ムをハードウェア、ファームウェア、ソフトウェアのい
づれかで実現したものであっても良い。
ンコーダ13を拡大したものである。第32図にて示し
たように、エンコーダ12は、所定ソースコードの所定
キャラクタ(文字)を介してアドレスしうる、簡単な一
覧表ないしデータアレーであっても良い。アドレスを受
けると、チーフルもしくはアレーが対応する拡大コード
シーケンスを出力させる。このエンコーダ12は、所定
ソースコードから可変長コードを発生させるアルコリズ
ムをハードウェア、ファームウェア、ソフトウェアのい
づれかで実現したものであっても良い。
第31+図に、データ処理もしくはデータ記憶に有用な
中間減損コード表示を用いた、ソースコードから拡大コ
ードシーケンスへの変換器を示す。
中間減損コード表示を用いた、ソースコードから拡大コ
ードシーケンスへの変換器を示す。
このエンコーダに入力されるソーヌコードは、ソーター
減損シーケンスエンコーダ20により減損ブロックコー
ドに変換された後、エンコーダ20から減損コードシー
ケンスが出力される。減損−拡大コードシーケンスエン
コーダ21は、一覧テーブル、もしくは、前述したよう
に減損コードから拡大可変コードを発生させるだめのア
ルゴリズムをハードウェア、ファームウェア、ソフトウ
ェアのいづれかで構成してもよい。
減損シーケンスエンコーダ20により減損ブロックコー
ドに変換された後、エンコーダ20から減損コードシー
ケンスが出力される。減損−拡大コードシーケンスエン
コーダ21は、一覧テーブル、もしくは、前述したよう
に減損コードから拡大可変コードを発生させるだめのア
ルゴリズムをハードウェア、ファームウェア、ソフトウ
ェアのいづれかで構成してもよい。
同様に、第4a図は、第1図と第2図とに示したデコー
ダ14てあって、拡大コードを受信してソースコードシ
ーケンスを出力するデコーダを示す。このデコーダ14
も、ソースコードシーケンスを出力するために可変長拡
大コードによシアドレスしうる一覧テーブルもしくはデ
ータアレーよりなる。別の方法としては、後述のように
、このデコーダに、同期を再びとるための同期化手段を
設けても良い。
ダ14てあって、拡大コードを受信してソースコードシ
ーケンスを出力するデコーダを示す。このデコーダ14
も、ソースコードシーケンスを出力するために可変長拡
大コードによシアドレスしうる一覧テーブルもしくはデ
ータアレーよりなる。別の方法としては、後述のように
、このデコーダに、同期を再びとるための同期化手段を
設けても良い。
第4b図は、中間減損コード表示を用いた拡大コード−
ソースコードデコーダを示し、このデコーダでは、拡大
コードを所定減損コードへと変換するだめのアルゴリズ
ムを実行するハードウェア、ファームウェア、ないし、
ソフトウェアか、または、一覧テーブルのいづれかによ
り、拡大コードが減損コードに変換される。変換された
減損コードは、減損−ソースコードデコーダ24に供給
されるが、このデコーダ24は、一覧テーフルないしデ
ータアレーてあっても良く、いづれにしても従来より知
られているものである。
ソースコードデコーダを示し、このデコーダでは、拡大
コードを所定減損コードへと変換するだめのアルゴリズ
ムを実行するハードウェア、ファームウェア、ないし、
ソフトウェアか、または、一覧テーブルのいづれかによ
り、拡大コードが減損コードに変換される。変換された
減損コードは、減損−ソースコードデコーダ24に供給
されるが、このデコーダ24は、一覧テーフルないしデ
ータアレーてあっても良く、いづれにしても従来より知
られているものである。
第5図は、コード同期化を行うことのできる拡大コード
−ソースコードデコーダを示す。また、エラー検出後に
同期を再びとるだめのエラー検出矯正システムもオプシ
ョン部品として示しである。
−ソースコードデコーダを示す。また、エラー検出後に
同期を再びとるだめのエラー検出矯正システムもオプシ
ョン部品として示しである。
このエラー検出矯正システムは、拡大コードの自己同期
化作用とは独立して作用する。コンピュータ製造業者は
、伝送エラーを見つけるのに、特定のキャラクタ、位相
エンコーダ、或いは、パリティ検出シヌテムを提供して
いるか、本発明は、このようなエラーコーティング検出
矯正システムとは独立して作用するものである。第5a
図に、エラー検出システムをデコーディングシステムに
組込んだところを示す。前述したように、デコーダ14
は拡大コードシーケンスを受信して、ソースコードシー
ケンスを出力する。そのデコーダ14には、コード同期
化モニター・デコーダ制御器25が取付けられている。
化作用とは独立して作用する。コンピュータ製造業者は
、伝送エラーを見つけるのに、特定のキャラクタ、位相
エンコーダ、或いは、パリティ検出シヌテムを提供して
いるか、本発明は、このようなエラーコーティング検出
矯正システムとは独立して作用するものである。第5a
図に、エラー検出システムをデコーディングシステムに
組込んだところを示す。前述したように、デコーダ14
は拡大コードシーケンスを受信して、ソースコードシー
ケンスを出力する。そのデコーダ14には、コード同期
化モニター・デコーダ制御器25が取付けられている。
制御器25には実際は2つの装置があって、1つは、通
信が断絶するか、エラーが起きると初期同期もしくは再
同期を計るコード同期化手段である。前述したように、
コード同期化モニターは、拡大コードを作るのに用いた
拡大コードc0..からcq の各レベルごとに別々の
レベルで順次一覧テーブルにおける拡大コードを発生す
るのに用いた接頭文字のない各キャラクタをリストアツ
ブする。その後、モニターは、発生順に従って受信した
各ヒツトを、第1拡大レベルからの接頭文字のないヒツ
トが入ツJされる才で調べる。そして、一覧テーブルの
中から接頭文字のないキャラクタが見つかる最大レベル
まで、モニを ターが一覧テーブ)v弾−チする。この突合せサーチは
、1つのビットから、接頭文字のないキャラクタが見つ
かる最高レベルにおけるヒツト数までにわたって行なイ
つれる。その後、そのレベルにおける各キャラクタが突
合せのために調べられるが、このプロセスは、C9レベ
ルに達するまで繰返して行なわれる。その時点にて、入
カデータ列が09レベルにおけるキャラクタと合うと同
期がとれるようになり、その後入力する各キャラクタは
同期されることになる。C9レベルで合うと、デコーダ
制御器はデコーダ14の同期を再び確立させるようにな
る。尚、デコーダ14は、コード同期化モニターからの
助けを必要とするか、または、オプション部品としての
エラー検出矯正システム24でコード同期化モニターを
トリガーするようにしても良い。
信が断絶するか、エラーが起きると初期同期もしくは再
同期を計るコード同期化手段である。前述したように、
コード同期化モニターは、拡大コードを作るのに用いた
拡大コードc0..からcq の各レベルごとに別々の
レベルで順次一覧テーブルにおける拡大コードを発生す
るのに用いた接頭文字のない各キャラクタをリストアツ
ブする。その後、モニターは、発生順に従って受信した
各ヒツトを、第1拡大レベルからの接頭文字のないヒツ
トが入ツJされる才で調べる。そして、一覧テーブルの
中から接頭文字のないキャラクタが見つかる最大レベル
まで、モニを ターが一覧テーブ)v弾−チする。この突合せサーチは
、1つのビットから、接頭文字のないキャラクタが見つ
かる最高レベルにおけるヒツト数までにわたって行なイ
つれる。その後、そのレベルにおける各キャラクタが突
合せのために調べられるが、このプロセスは、C9レベ
ルに達するまで繰返して行なわれる。その時点にて、入
カデータ列が09レベルにおけるキャラクタと合うと同
期がとれるようになり、その後入力する各キャラクタは
同期されることになる。C9レベルで合うと、デコーダ
制御器はデコーダ14の同期を再び確立させるようにな
る。尚、デコーダ14は、コード同期化モニターからの
助けを必要とするか、または、オプション部品としての
エラー検出矯正システム24でコード同期化モニターを
トリガーするようにしても良い。
第51)図に、中間減損コード表示て拡大コードをソー
ヌコードにデコードするデコーダを示す。
ヌコードにデコードするデコーダを示す。
この中間減損−ソースコードデコーダは、入ノJファイ
ルを捕捉する必要かある場合はデータ記憶のために、ま
た、例えはASCIIコードとかEBCI)ICコード
とかの従来のコード以外の減措コードキャラクタがCP
Uて使われている場合は後段でのCl) Uによる処理
のために、ソースコードを利用するこい とができる。成る場合、特に雑音のへところでコンピュ
ータを利用していると、26を以って示した並列バスに
沿って減損ブロックコードを送るのが望ましいことが考
えられる。減損−ソースコードデコーダ23は、例えば
プリンターとかCRT表示装置とかの周辺機器のだめに
例えはASCIIとかのありふれたソースコード装置に
変換する必要があると、減損コードとソースコードとの
間で変換作用を行う。制御器25の作用については、第
5a図を参照しながら説明した通シである。
ルを捕捉する必要かある場合はデータ記憶のために、ま
た、例えはASCIIコードとかEBCI)ICコード
とかの従来のコード以外の減措コードキャラクタがCP
Uて使われている場合は後段でのCl) Uによる処理
のために、ソースコードを利用するこい とができる。成る場合、特に雑音のへところでコンピュ
ータを利用していると、26を以って示した並列バスに
沿って減損ブロックコードを送るのが望ましいことが考
えられる。減損−ソースコードデコーダ23は、例えば
プリンターとかCRT表示装置とかの周辺機器のだめに
例えはASCIIとかのありふれたソースコード装置に
変換する必要があると、減損コードとソースコードとの
間で変換作用を行う。制御器25の作用については、第
5a図を参照しながら説明した通シである。
第6a図と第6b図とは、ソースコードキャラクタセッ
トに対する拡大の車−レベルと複合レベルを形成するだ
めのブロック回路図を示す。第6b図に示した装置から
は、第10図に示す艮OMの一覧テーブルに入れるべき
拡大コードか出される。28を以って示したベースキャ
ラクタセットnは二進化したものであってもよく、また
は、拡大すべき別の初期キャラクタセットC0てあって
もよい。この別のベースキャラクタセットは入力コード
手段29に供給されるが、制御論理回路30は、システ
ム制御器31を介して、初期コードセットから削除して
複製コードセットに付加すべき接頭文字を選択する。接
頭文字となるコードシンボルは、制御論理回路30によ
り接頭文字バッファ32に送られるか、入力コードセッ
トの残りの部分はコードバッファ33に書込まれる。削
除したキャラクタセントを差引いた第1ギヤフクタセツ
トCは、コードバッファから出力され、その後、接頭文
字用プロセッサー34を介して出力コードセット35に
供給される。
トに対する拡大の車−レベルと複合レベルを形成するだ
めのブロック回路図を示す。第6b図に示した装置から
は、第10図に示す艮OMの一覧テーブルに入れるべき
拡大コードか出される。28を以って示したベースキャ
ラクタセットnは二進化したものであってもよく、また
は、拡大すべき別の初期キャラクタセットC0てあって
もよい。この別のベースキャラクタセットは入力コード
手段29に供給されるが、制御論理回路30は、システ
ム制御器31を介して、初期コードセットから削除して
複製コードセットに付加すべき接頭文字を選択する。接
頭文字となるコードシンボルは、制御論理回路30によ
り接頭文字バッファ32に送られるか、入力コードセッ
トの残りの部分はコードバッファ33に書込まれる。削
除したキャラクタセントを差引いた第1ギヤフクタセツ
トCは、コードバッファから出力され、その後、接頭文
字用プロセッサー34を介して出力コードセット35に
供給される。
拡大した第ルべ)vCの残りの部分は、29における入
力コードセットをコードバッファ33へ戻して書込む制
御論理回路30により形成される。もとのセットCがプ
ロセッサー34を再び通過すると、そのプロセラ勺−3
4によシ接頭文字バッファ32にある接頭文字が、出力
コ−1・゛セット35に読込まれた各キャラクタに付加
される。
力コードセットをコードバッファ33へ戻して書込む制
御論理回路30により形成される。もとのセットCがプ
ロセッサー34を再び通過すると、そのプロセラ勺−3
4によシ接頭文字バッファ32にある接頭文字が、出力
コ−1・゛セット35に読込まれた各キャラクタに付加
される。
この接頭文字付は操作が終了すると、35にある出力コ
ードセットは、第ルベル拡大C1を意味することになる
。その後、C1は制御論理回路30によりバス36を経
て入力コードセットへと戻される。このプロセヌを繰返
すことにより、コードセットC1が第2レベルの拡大量
となるようにする。拡大量(augmentation
)のレベルは、制御論理回路とシステム制御器31とに
よって決定される。従って、操作者は、可変長拡大コー
ドセットを作るのに、削除コードと行うべき拡大のレベ
ルとの両方とを選択することがてきる。更に、接頭文字
バッファ32にて用いた接頭文字も、各レベルの拡大ご
とに記憶させておくことができるし、それに、減損コー
:Jシーケンヌで使われているマスカー接頭文字:l−
ト(masker prefix code)を作るの
に利用することができる。第6b図に示したように、入
力コードセット29は、もとのキャラクタセットC0と
、拡大すべき次段のキャラクタセットC1・・・〜C9
−1を受信する手段をなしている。制御論理回路30、
コードバッファ33、接頭文字バッファ32、接頭文字
用プロセッサー34、出力コードセット35などは、キ
ャラクタセット00〜C9−1を二度も書込んで、第1
半分と、この第1半分の複製である第2半分とを形成す
る手段をなしている。制御論理回路30か、シフ・テム
制御器31か、いづれかを介して第1″I′−分におけ
るキャラクタを削除する手段が設けられている。接頭文
字用プロセッサー34は、第2半分の各キャラクタシン
ボルがコードノ〈ツファ33から出力コードセット35
へと供給されるにつれて、その各キャラクタシンボルに
削除したキャラクタを接頭文字として付加させる。制御
論理回路30は入力コード手段、バッファ手段、プロセ
ッサー34を9回シーケンスして 、C’]、=29(n−]−)+] なる可変長拡大コードを形成する。但し、nはもとのキ
ャラクタセットにおけるシンボルの数、1 、C’l 、は、9回拡大を行った後に出力コードセッ
ト35にて形成される可変長拡大コードシンボルの数を
あられす。
ードセットは、第ルベル拡大C1を意味することになる
。その後、C1は制御論理回路30によりバス36を経
て入力コードセットへと戻される。このプロセヌを繰返
すことにより、コードセットC1が第2レベルの拡大量
となるようにする。拡大量(augmentation
)のレベルは、制御論理回路とシステム制御器31とに
よって決定される。従って、操作者は、可変長拡大コー
ドセットを作るのに、削除コードと行うべき拡大のレベ
ルとの両方とを選択することがてきる。更に、接頭文字
バッファ32にて用いた接頭文字も、各レベルの拡大ご
とに記憶させておくことができるし、それに、減損コー
:Jシーケンヌで使われているマスカー接頭文字:l−
ト(masker prefix code)を作るの
に利用することができる。第6b図に示したように、入
力コードセット29は、もとのキャラクタセットC0と
、拡大すべき次段のキャラクタセットC1・・・〜C9
−1を受信する手段をなしている。制御論理回路30、
コードバッファ33、接頭文字バッファ32、接頭文字
用プロセッサー34、出力コードセット35などは、キ
ャラクタセット00〜C9−1を二度も書込んで、第1
半分と、この第1半分の複製である第2半分とを形成す
る手段をなしている。制御論理回路30か、シフ・テム
制御器31か、いづれかを介して第1″I′−分におけ
るキャラクタを削除する手段が設けられている。接頭文
字用プロセッサー34は、第2半分の各キャラクタシン
ボルがコードノ〈ツファ33から出力コードセット35
へと供給されるにつれて、その各キャラクタシンボルに
削除したキャラクタを接頭文字として付加させる。制御
論理回路30は入力コード手段、バッファ手段、プロセ
ッサー34を9回シーケンスして 、C’]、=29(n−]−)+] なる可変長拡大コードを形成する。但し、nはもとのキ
ャラクタセットにおけるシンボルの数、1 、C’l 、は、9回拡大を行った後に出力コードセッ
ト35にて形成される可変長拡大コードシンボルの数を
あられす。
第7図に、データ処理システムにおいて、或Vは、デー
タ記憶に使える固定長減損コードもしくはブロックコー
ドを発生する一つの手段を示す。
タ記憶に使える固定長減損コードもしくはブロックコー
ドを発生する一つの手段を示す。
第7図に示すように、クロック信号発生器からは三種の
信号cl、 c’2. o3が出力され、これらの信号
の関係を第7b図に示す。信号C3は、2(m+1)が
データ記憶と処理とに使うキャラクタの所望数と等しい
か、または、それよシ大きくなっている最終減損コード
で使うべきシンボルm+lの数をカウントするのに使わ
れる。このクロック信号発生器37からは、減損コード
カウンター39ヘパルスが出力される都度、走査カウン
タ38へ供給する一群のパルスも出力される。マヌクを
かけた接頭文字コードはROM装置40に記憶される。
信号cl、 c’2. o3が出力され、これらの信号
の関係を第7b図に示す。信号C3は、2(m+1)が
データ記憶と処理とに使うキャラクタの所望数と等しい
か、または、それよシ大きくなっている最終減損コード
で使うべきシンボルm+lの数をカウントするのに使わ
れる。このクロック信号発生器37からは、減損コード
カウンター39ヘパルスが出力される都度、走査カウン
タ38へ供給する一群のパルスも出力される。マヌクを
かけた接頭文字コードはROM装置40に記憶される。
走査カウンター38は、ROM装置40に記憶されてい
る接頭文字コードをインデックスし、接頭文字コードの
長さをあられす第1信号をコードマスカー41に出力す
るのに使われる。適当な数のパルス、コードマスカー4
1によシ定められたこれらのパルスの位置は、比較器4
20入力端子aに供給される。同時に、接頭文字コード
がこの比較器42の他方の入力端子I〕に供給されるか
ら、比較器42は入力端子3と1)に供給された信号を
比較し、比較の結果、両信号か等しくないと判定される
と、減損コード出力レジヌタ43が比較器によシイネー
ブルされるので、減損コードカウンター39からの有効
な減損コードが記憶される。クロック信号発生器37の
出力線C2から各パルスか出力される都度、前述の全プ
ロセスが繰返される。
る接頭文字コードをインデックスし、接頭文字コードの
長さをあられす第1信号をコードマスカー41に出力す
るのに使われる。適当な数のパルス、コードマスカー4
1によシ定められたこれらのパルスの位置は、比較器4
20入力端子aに供給される。同時に、接頭文字コード
がこの比較器42の他方の入力端子I〕に供給されるか
ら、比較器42は入力端子3と1)に供給された信号を
比較し、比較の結果、両信号か等しくないと判定される
と、減損コード出力レジヌタ43が比較器によシイネー
ブルされるので、減損コードカウンター39からの有効
な減損コードが記憶される。クロック信号発生器37の
出力線C2から各パルスか出力される都度、前述の全プ
ロセスが繰返される。
第8図に、第31〕図を参照しなから該1明した減11
71−拡大コードシーケンスエンコーダのフロック回路
図を示す。第8図に示すように、減損コードは先ず入力
バッファ46に記憶され、それに伴って2つのROM一
覧テーブル47.48が同時にインデックスされる。R
OM47には、各減損コードに対応する可変長拡大コー
ドシンボルが、まだ、ROM4’3には、ROM47と
同一アドレスに記憶されている可変長コードの数値の長
さが記憶されている。コード長に関するROM4”i3
の出力はカウンター49に送られ、その後、カウンター
49から制御パルスとコード長信号がシフトレジスタ5
0に送られることによシ、シフトレジスタ50は、RO
Mテーブル47から新たな拡大コードを受入れる準備が
ととのうようになる。このシフトレジスタ50に新たな
各可変長拡大コードが供給されるにつれ、ロード信号(
load signal)が、コートレジスフ46にお
ける入力バッファに戻されるので、翻訳用の新たな減損
コードがロードされる。
71−拡大コードシーケンスエンコーダのフロック回路
図を示す。第8図に示すように、減損コードは先ず入力
バッファ46に記憶され、それに伴って2つのROM一
覧テーブル47.48が同時にインデックスされる。R
OM47には、各減損コードに対応する可変長拡大コー
ドシンボルが、まだ、ROM4’3には、ROM47と
同一アドレスに記憶されている可変長コードの数値の長
さが記憶されている。コード長に関するROM4”i3
の出力はカウンター49に送られ、その後、カウンター
49から制御パルスとコード長信号がシフトレジスタ5
0に送られることによシ、シフトレジスタ50は、RO
Mテーブル47から新たな拡大コードを受入れる準備が
ととのうようになる。このシフトレジスタ50に新たな
各可変長拡大コードが供給されるにつれ、ロード信号(
load signal)が、コートレジスフ46にお
ける入力バッファに戻されるので、翻訳用の新たな減損
コードがロードされる。
第9a図に示したブロック回路図は、ROM一覧テーブ
ルによシ拡大コードを減損コードに翻訳する1つの手段
を示すものである。可変長の拡大コードは、入力コード
バッファ51に先ずロードされる。拡大コードの長さが
変る限シ、コードを翻訳するのに使う経過時間も変るこ
とになシ、新たな各ワードでロードシーケンスを再び開
始するのに何らかの手段が必要である。更に、ワードの
長さがその時可変であれば、入力コードバッファ51と
しては完全なワードが組立てられるのは何時か知るべく
もない。ROM一覧テープ/L’ 52には、長さによ
る拡大コードと、それに対応する減損コードとの両方が
含まれている。ビットの夫々は、拡大コードに対する一
致が見つかるまで順に調へられるが、前述の一致が確認
されると、その一致に対するコード長がバス53を介し
てカウンター5/Iに送られる。すると、カウンター5
4から制御パルスが制御論理回路へ戻されることにより
、拡大コードに対して一致点か見つかった旨が示される
とともに、制御論理回路55にA して、人力コードバ
ッファ51からROMテーブル52へ新たなワードをロ
ードするように指示するようになる。第9λ図に示しだ
手段をASCl、Iの使われているところで用いると、
7つの拡大レベIしを有する拡大コードが129の可変
長コードシンボルをもたらすことになり、その中で一番
長いものは15ヒツトである。このように、ROM52
は常に、制御論理回路55が新だなワードを示す都度、
人力コ−ドバツ7ア51からの少くとも15ヒツトに呵
びロードされる。入力コードバッファ51からR□N、
f52にロードされるビット数は、ワードが翻訳される
に従って、ワードこと変る。ROM52か一致したこと
を示すと、対応する減損コードが呂カバソファ56に供
給され、かくて、変数を入力コードバッファ51とRO
Mテープ)v52との間でロードすることから始まって
全プロセスが繰返される0第91)図は、拡大コードの
入力シーケンスがROM接頭文字リスト(ROM Pr
efix Listing)により減損コードのシーケ
ンスにデコードされるプロセスのブロック回路図を示す
。第9a図に示したように、ROMリストは、拡大コー
ドと減損フードとの両方に対しで 、C91キヤラクタ
を収容しうるほど大きなものでなければならない。これ
をASCllの使われているところで用いると、ROM
は拡大と減損の7つのレベルと129キヤラクタを収容
することになる。それに対して、第91)図に示した装
置では、ROM接頭文字リストに7つの接頭文字値を記
憶させるだけで充分である。拡大コードと減損コードと
の間の変換における残りは、汎用プロセッサに対するハ
ードウェア、ファームウェア、または、ソフトウェア操
作により発生させる。第9図の作用については、前述し
た下記の接頭文字コードを利用した、前述の接頭文字リ
ストを参照しながら後述する。
ルによシ拡大コードを減損コードに翻訳する1つの手段
を示すものである。可変長の拡大コードは、入力コード
バッファ51に先ずロードされる。拡大コードの長さが
変る限シ、コードを翻訳するのに使う経過時間も変るこ
とになシ、新たな各ワードでロードシーケンスを再び開
始するのに何らかの手段が必要である。更に、ワードの
長さがその時可変であれば、入力コードバッファ51と
しては完全なワードが組立てられるのは何時か知るべく
もない。ROM一覧テープ/L’ 52には、長さによ
る拡大コードと、それに対応する減損コードとの両方が
含まれている。ビットの夫々は、拡大コードに対する一
致が見つかるまで順に調へられるが、前述の一致が確認
されると、その一致に対するコード長がバス53を介し
てカウンター5/Iに送られる。すると、カウンター5
4から制御パルスが制御論理回路へ戻されることにより
、拡大コードに対して一致点か見つかった旨が示される
とともに、制御論理回路55にA して、人力コードバ
ッファ51からROMテーブル52へ新たなワードをロ
ードするように指示するようになる。第9λ図に示しだ
手段をASCl、Iの使われているところで用いると、
7つの拡大レベIしを有する拡大コードが129の可変
長コードシンボルをもたらすことになり、その中で一番
長いものは15ヒツトである。このように、ROM52
は常に、制御論理回路55が新だなワードを示す都度、
人力コ−ドバツ7ア51からの少くとも15ヒツトに呵
びロードされる。入力コードバッファ51からR□N、
f52にロードされるビット数は、ワードが翻訳される
に従って、ワードこと変る。ROM52か一致したこと
を示すと、対応する減損コードが呂カバソファ56に供
給され、かくて、変数を入力コードバッファ51とRO
Mテープ)v52との間でロードすることから始まって
全プロセスが繰返される0第91)図は、拡大コードの
入力シーケンスがROM接頭文字リスト(ROM Pr
efix Listing)により減損コードのシーケ
ンスにデコードされるプロセスのブロック回路図を示す
。第9a図に示したように、ROMリストは、拡大コー
ドと減損フードとの両方に対しで 、C91キヤラクタ
を収容しうるほど大きなものでなければならない。これ
をASCllの使われているところで用いると、ROM
は拡大と減損の7つのレベルと129キヤラクタを収容
することになる。それに対して、第91)図に示した装
置では、ROM接頭文字リストに7つの接頭文字値を記
憶させるだけで充分である。拡大コードと減損コードと
の間の変換における残りは、汎用プロセッサに対するハ
ードウェア、ファームウェア、または、ソフトウェア操
作により発生させる。第9図の作用については、前述し
た下記の接頭文字コードを利用した、前述の接頭文字リ
ストを参照しながら後述する。
前述したように、接頭文字コード101,1.00・・
・0は、7つの拡大レベルに対する接頭文字コードをあ
られす。拡大した可変長コードは1100]、01であ
る。この可変長コードは人力/<゛ソファ5フに送られ
、かくて制御論理回路58が作動させられる。前述の7
つの接頭文字コードは、各接頭文字により占有されたキ
ャラクタの数と、減損プロ゛ンクコードにおける各々に
よって表わされる指定位置とともに、ROMリストにリ
ストアツプされる。
・0は、7つの拡大レベルに対する接頭文字コードをあ
られす。拡大した可変長コードは1100]、01であ
る。この可変長コードは人力/<゛ソファ5フに送られ
、かくて制御論理回路58が作動させられる。前述の7
つの接頭文字コードは、各接頭文字により占有されたキ
ャラクタの数と、減損プロ゛ンクコードにおける各々に
よって表わされる指定位置とともに、ROMリストにリ
ストアツプされる。
この作用は、前述した作用とは全く反z1のものである
。入力バッファ57に1.1.00101をロードした
後、制御論理回路58は、最上位ビット、即ち、実施例
では101に対する最高レベルの接頭文字を呼出す。こ
の接頭文字はROM接頭文字リスト5つにより比較器6
0へ供給される。同時に、接頭文字畏が、マスクした長
さの回路(maskedng 1rcuit)を介
してコードマスカ−(codemasker) 61
へ供給される。すると、3つの最上位ビットがコードマ
スカー51から比較器60に供給され、そこで入力バッ
ファにおける3つの最上位ビットがROM接頭文字リス
ト59からの第7レベルの接頭文字と比較される。前述
したように、入力バッファにおける3つの最上位ビット
は110てあシ、第7レベルの減損は101であるので
、比較器60の比較結果は一致しないものとなるから、
その旨が制御論理回路に知らされるとともに、制御論理
回路によシ接頭文字選択が取消され、減損コードレジヌ
ク62における減損コードの左側の指定位置に0が加え
られることになる。
。入力バッファ57に1.1.00101をロードした
後、制御論理回路58は、最上位ビット、即ち、実施例
では101に対する最高レベルの接頭文字を呼出す。こ
の接頭文字はROM接頭文字リスト5つにより比較器6
0へ供給される。同時に、接頭文字畏が、マスクした長
さの回路(maskedng 1rcuit)を介
してコードマスカ−(codemasker) 61
へ供給される。すると、3つの最上位ビットがコードマ
スカー51から比較器60に供給され、そこで入力バッ
ファにおける3つの最上位ビットがROM接頭文字リス
ト59からの第7レベルの接頭文字と比較される。前述
したように、入力バッファにおける3つの最上位ビット
は110てあシ、第7レベルの減損は101であるので
、比較器60の比較結果は一致しないものとなるから、
その旨が制御論理回路に知らされるとともに、制御論理
回路によシ接頭文字選択が取消され、減損コードレジヌ
ク62における減損コードの左側の指定位置に0が加え
られることになる。
すると、制御論理回路58が第7レベルの拡大量をサー
チし始めるとともに、ROM接頭文字リスト59から1
00なる第7レベルのリストが比較器60に、また、3
つの最上位ビットのマスク長がコードマスカー61に供
給される。コードマスカーにある3つの最上位ビットが
依然と110である限り、比較器60は一致を見出すこ
とができず、従って、制御論理回路58にその旨を知ら
せるとともに、接頭文字選択コードを取消して、2番目
の0を減損コードレジヌク62の2番目の最上位ビット
位置に入れるようにする。各接頭文字は、減損ブロック
コードにおける特定のビット位置に対して、最上位ビッ
トに指定された両方の最高レベルの接頭文字に列して関
連刊けられている、もしくは、指定されている。すると
制省11論狸回路58は、前述のテーブルに11として
記されている第5レベルの減損接頭文字コードを呼出す
。ROM接頭文字リスト59はこの11を比較器60に
供給するとともに、コードマスカー61に対して、2つ
の最」二位数値のみを調べるべき旨を知らせる。
チし始めるとともに、ROM接頭文字リスト59から1
00なる第7レベルのリストが比較器60に、また、3
つの最上位ビットのマスク長がコードマスカー61に供
給される。コードマスカーにある3つの最上位ビットが
依然と110である限り、比較器60は一致を見出すこ
とができず、従って、制御論理回路58にその旨を知ら
せるとともに、接頭文字選択コードを取消して、2番目
の0を減損コードレジヌク62の2番目の最上位ビット
位置に入れるようにする。各接頭文字は、減損ブロック
コードにおける特定のビット位置に対して、最上位ビッ
トに指定された両方の最高レベルの接頭文字に列して関
連刊けられている、もしくは、指定されている。すると
制省11論狸回路58は、前述のテーブルに11として
記されている第5レベルの減損接頭文字コードを呼出す
。ROM接頭文字リスト59はこの11を比較器60に
供給するとともに、コードマスカー61に対して、2つ
の最」二位数値のみを調べるべき旨を知らせる。
すると、コードマスカー61は、]1である拡大入力信
号から2つの最上位数値を選ぶことになり、従って、比
1咬器60の比較結果は一致となる。
号から2つの最上位数値を選ぶことになり、従って、比
1咬器60の比較結果は一致となる。
一致した旨は比較器60の出力を以って制御論理回路5
8に伝えられるから、制御論理回路58は1を減損コー
ド62にロードして、その位11σに対する接頭文字が
ある旨を示す。その後、制御論理回路58は2位置だけ
コードマスカ−61をインデックスして、比較器60に
第4レベルの接頭文字01を供給する。コードマスカー
61はそこで、左から第3および第4位置を調べ、かく
て、入力バッファ57から比較器60にOOが供給され
る。
8に伝えられるから、制御論理回路58は1を減損コー
ド62にロードして、その位11σに対する接頭文字が
ある旨を示す。その後、制御論理回路58は2位置だけ
コードマスカ−61をインデックスして、比較器60に
第4レベルの接頭文字01を供給する。コードマスカー
61はそこで、左から第3および第4位置を調べ、かく
て、入力バッファ57から比較器60にOOが供給され
る。
比較器60は再び、一致が見出されなかった旨を判定し
、制御論理回路58が、減損コードの指定位置にOをロ
ードすべき旨を知らせるようになる。
、制御論理回路58が、減損コードの指定位置にOをロ
ードすべき旨を知らせるようになる。
すると、制御論理回路58が第3レベルの接頭文字コー
ドOOを選んで比較器60に送る一方、コードマスカー
61も比較器60に00を再び送る。
ドOOを選んで比較器60に送る一方、コードマスカー
61も比較器60に00を再び送る。
この場合、比較器600判定結果は一致であるから、そ
の旨は論理回路58に知らされるとともに、その回路5
8によって減損コードレジスタの指定位置に1がロード
され、かくて、減損コードのこの位置に対する接頭文字
コードがある旨が示される。制御論理回路58は再び、
1である第2レベルの減損に対する接頭文字コードをロ
ードするとともに、11とOOに対して一致が見出され
る限り、左側から5番目の数値を調へるようにコードマ
スカー61をインデックスする。ROM接頭文字リスト
59から比較器60KIが供給され、コードマスカーも
拡大コードの第5位置に対しては1と見出す。従って、
比較器60は制御論理回路58に、zt Lで一致の判
定結果を知らせるから、]111路58から減損コード
62に有効ビットないし1か送られて、左側からみて6
番目の拡大コードの位置に対する接頭文字がある旨を示
す。最後に、制御論理回路58はROM接頭文字リスト
に、?1’ して、第ルベルの接頭文字コードOを比較
器60に送るように命令して、コードマスカーを拡大コ
ードの第6位置にインデックスさせる。この位1dも0
である限シ、比較器60の比較結果は一致であり、従っ
て、制御論理回路58を以って1を減損コードの第7位
置に入れて、この位置に71する接頭文字があることを
示す。そして、制御論理回路58から、最下位ビットの
改定数コード(literalcode)が減損コード
62の最上位ヒツト位置に伝送され、同時に、減損コー
ドの出力の伝送帖備が整った旨が知らされる。減損コー
ド62がセットされると、新だな拡大コードか人力バッ
ファ57にロードしつるようになる。
の旨は論理回路58に知らされるとともに、その回路5
8によって減損コードレジスタの指定位置に1がロード
され、かくて、減損コードのこの位置に対する接頭文字
コードがある旨が示される。制御論理回路58は再び、
1である第2レベルの減損に対する接頭文字コードをロ
ードするとともに、11とOOに対して一致が見出され
る限り、左側から5番目の数値を調へるようにコードマ
スカー61をインデックスする。ROM接頭文字リスト
59から比較器60KIが供給され、コードマスカーも
拡大コードの第5位置に対しては1と見出す。従って、
比較器60は制御論理回路58に、zt Lで一致の判
定結果を知らせるから、]111路58から減損コード
62に有効ビットないし1か送られて、左側からみて6
番目の拡大コードの位置に対する接頭文字がある旨を示
す。最後に、制御論理回路58はROM接頭文字リスト
に、?1’ して、第ルベルの接頭文字コードOを比較
器60に送るように命令して、コードマスカーを拡大コ
ードの第6位置にインデックスさせる。この位1dも0
である限シ、比較器60の比較結果は一致であり、従っ
て、制御論理回路58を以って1を減損コードの第7位
置に入れて、この位置に71する接頭文字があることを
示す。そして、制御論理回路58から、最下位ビットの
改定数コード(literalcode)が減損コード
62の最上位ヒツト位置に伝送され、同時に、減損コー
ドの出力の伝送帖備が整った旨が知らされる。減損コー
ド62がセットされると、新だな拡大コードか人力バッ
ファ57にロードしつるようになる。
第10図は、ソースコードを拡大コードに翻訳するのに
ROMを用いたエンコーダのフロック回路図である。こ
の回路の作用は、第8図に示した回路の作用と同一であ
って、ソースコードが入力バッファ63にロードされる
と、バッファ63は同時に2つのROM一覧テーブル6
4.65にアクセスする。ROM一覧テーブ)VB2に
は、入力されるソースコードに割当てた可変長拡大コー
ドシンボルが、また、コード長1(oMt35には、デ
ータ/I/64にある可変長拡大コードの長さが記憶さ
れている。
ROMを用いたエンコーダのフロック回路図である。こ
の回路の作用は、第8図に示した回路の作用と同一であ
って、ソースコードが入力バッファ63にロードされる
と、バッファ63は同時に2つのROM一覧テーブル6
4.65にアクセスする。ROM一覧テーブ)VB2に
は、入力されるソースコードに割当てた可変長拡大コー
ドシンボルが、また、コード長1(oMt35には、デ
ータ/I/64にある可変長拡大コードの長さが記憶さ
れている。
コード長はカウンター66に供給されるようになってい
て、カウンター66はコード長が入力されると、シフト
レジスタ67に対して、ROM541cある可変長拡大
コードの長さに対応する拡大コードを受入れるように命
令する。拡大コードがシフトレジスタ67から伝送され
ると、入力バッファ63には新たなソースコードキャラ
クタがロードされる。
て、カウンター66はコード長が入力されると、シフト
レジスタ67に対して、ROM541cある可変長拡大
コードの長さに対応する拡大コードを受入れるように命
令する。拡大コードがシフトレジスタ67から伝送され
ると、入力バッファ63には新たなソースコードキャラ
クタがロードされる。
第1図は、本発明によるデータ伝送システムないL7’
−夕記憶システムのフロック回路図、第2図は、エンコ
ーダとデコーダとを備えた、第1図のだめのブロック回
路図、第3a図は本発明によるデータチャンネルエンコ
ーダのブロック回路図、第3b図は、エンコータを2つ
とし、コードシーケンスが減損コードの形であられされ
る中間段が設けられている第3a図のだめのブロック回
路図、第4a図は本発明によるデータチャンネルテコー
ダのフロック回路図、第41〕図は、デコーダを2つと
し、コードシーケンスが減損コードの形で表される中間
段が設けられている第4a図のだめのブロック回路図、
第5a図は、コード同期化モニター、デコーダ制御器、
それに、オプション部品としてのエラー検出矯正回路と
ともに示した拡大コード−ソースコードデコーダのブロ
ック回路図、第5b図は、第4b図と同様にデコーダを
2つにして示した第5a図のだめのフロック回路図、第
6a図は、本発明による単一レベルのセット拡大を行う
プロセスのフロック回路図、第51)図は、本発明によ
る複合レベルのセット拡大を行うプロセスのブロック回
路図、第7図は、77、クハ した減損接頭文字コードの1’(OM!J71・を利用
した減損コード発生器のフロック回路図、第7b図は、
回路CI 、C2、C3におけるタイミングパルスの
説明図、第8図は、ROMを用いたエンコーダ手段の一
例のブロック回路図、第9a図は、拡大コードシーケン
スを減損コードシーケンスKlするためのデコーダの一
例のブロック回路図、第し 9図は、拡大コードシーケンスを減損コートシーケンス
に翻訳するためのデコータンヌテムの一例のブロック回
路図、第」0図は、ROMを用いたエンコーダの一例の
ブロック回路図、第11a図は、従来のl(3−QAM
システムの位相と振幅の状態を示す説明図、第111〕
図は、表6の中間拡大コードを用いた改良型システムに
おける位相と振幅の状態を示す説明図である。 11・・・・・・ソース、12・・・・・・エンコーダ
、14・・・・・デコーダ、16・・・・・チャンネル
エンコータ、17・・・・・データリンク、1B・・・
−・・チャンネルテコーダ、20・・・・・ソース−減
損シーケンスエンコーダ、21・・・・・d41−拡大
コードシーケンスエンコーダ、22・・・・・・拡大コ
ード−7威損コ−ドブコータ、23・・・・減損−ソー
ヌコードテコータ24・・・・・エワー検呂矯正回路
30・−・制1ffl論]][1回路、32・・・・・
・接頭文字バッファ、33・−・コードバッファ、34
・・・・接頭文字用プロセラ“+−−−137・・・・
クロック信−号発生器、38・・・走査カウンター、4
.1 、6 ]・・・・・コードマスカー、42゜60
・・比較器、43・・・・・減損コード出力レンスタ、
46・・・・入力バッファ、49・・ カウンター、5
0・・・・・シフトレジスタ、51.57 ・人力コ
ードバッファ、54・・−・・カウンター、55 ・・
制御論理回路、56.58・ 出力バッファ特許出願人
リサーチ・コーポレ〈ジョン代理人弁理士 青 山
葆 ほか2名手続補正書(崎 ■事件の表示 昭和5≦〕年特許願第 、・[2・795 号3
補正をする者 事件との関係 特許出願人 1に所 アメリカ合衆国ニューヨーク、ニューヨーク
、レキシントン・アベニュー4(1s番 名称 リサーチ・コーポレインヨン 国籍 アメリカ合衆国 4代理人 5補正命令の日付:自発補正 6補正の対象:図面(全図)。 7補正の内容:別紙のとおり。
−夕記憶システムのフロック回路図、第2図は、エンコ
ーダとデコーダとを備えた、第1図のだめのブロック回
路図、第3a図は本発明によるデータチャンネルエンコ
ーダのブロック回路図、第3b図は、エンコータを2つ
とし、コードシーケンスが減損コードの形であられされ
る中間段が設けられている第3a図のだめのブロック回
路図、第4a図は本発明によるデータチャンネルテコー
ダのフロック回路図、第41〕図は、デコーダを2つと
し、コードシーケンスが減損コードの形で表される中間
段が設けられている第4a図のだめのブロック回路図、
第5a図は、コード同期化モニター、デコーダ制御器、
それに、オプション部品としてのエラー検出矯正回路と
ともに示した拡大コード−ソースコードデコーダのブロ
ック回路図、第5b図は、第4b図と同様にデコーダを
2つにして示した第5a図のだめのフロック回路図、第
6a図は、本発明による単一レベルのセット拡大を行う
プロセスのフロック回路図、第51)図は、本発明によ
る複合レベルのセット拡大を行うプロセスのブロック回
路図、第7図は、77、クハ した減損接頭文字コードの1’(OM!J71・を利用
した減損コード発生器のフロック回路図、第7b図は、
回路CI 、C2、C3におけるタイミングパルスの
説明図、第8図は、ROMを用いたエンコーダ手段の一
例のブロック回路図、第9a図は、拡大コードシーケン
スを減損コードシーケンスKlするためのデコーダの一
例のブロック回路図、第し 9図は、拡大コードシーケンスを減損コートシーケンス
に翻訳するためのデコータンヌテムの一例のブロック回
路図、第」0図は、ROMを用いたエンコーダの一例の
ブロック回路図、第11a図は、従来のl(3−QAM
システムの位相と振幅の状態を示す説明図、第111〕
図は、表6の中間拡大コードを用いた改良型システムに
おける位相と振幅の状態を示す説明図である。 11・・・・・・ソース、12・・・・・・エンコーダ
、14・・・・・デコーダ、16・・・・・チャンネル
エンコータ、17・・・・・データリンク、1B・・・
−・・チャンネルテコーダ、20・・・・・ソース−減
損シーケンスエンコーダ、21・・・・・d41−拡大
コードシーケンスエンコーダ、22・・・・・・拡大コ
ード−7威損コ−ドブコータ、23・・・・減損−ソー
ヌコードテコータ24・・・・・エワー検呂矯正回路
30・−・制1ffl論]][1回路、32・・・・・
・接頭文字バッファ、33・−・コードバッファ、34
・・・・接頭文字用プロセラ“+−−−137・・・・
クロック信−号発生器、38・・・走査カウンター、4
.1 、6 ]・・・・・コードマスカー、42゜60
・・比較器、43・・・・・減損コード出力レンスタ、
46・・・・入力バッファ、49・・ カウンター、5
0・・・・・シフトレジスタ、51.57 ・人力コ
ードバッファ、54・・−・・カウンター、55 ・・
制御論理回路、56.58・ 出力バッファ特許出願人
リサーチ・コーポレ〈ジョン代理人弁理士 青 山
葆 ほか2名手続補正書(崎 ■事件の表示 昭和5≦〕年特許願第 、・[2・795 号3
補正をする者 事件との関係 特許出願人 1に所 アメリカ合衆国ニューヨーク、ニューヨーク
、レキシントン・アベニュー4(1s番 名称 リサーチ・コーポレインヨン 国籍 アメリカ合衆国 4代理人 5補正命令の日付:自発補正 6補正の対象:図面(全図)。 7補正の内容:別紙のとおり。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1)順次データ処理に用いる拡大組の自己同期性可変長
コードシンボルを形成する方法であって、(a)n個の
異ったエレメントを有する拡大のためのもとのキャラク
タセットCOを選択し、(I))第1半分と、該第1半
分の複製である第2半分とを作るために2度にわたって
もとのキャラクタセットCOを書込み、第1半分におけ
るキャラクタを削除し、かつ、リストにおける第2半分
の各キャラクタに削除したキャラクタを接頭文字として
付加してセットC1を作ることによシ、前記キャラクタ
セットを9回にわたって拡大し、(C) 終りのキャ
ラクタセットを次のキャラクタセットの始めとするなり
に、キャラクタセットCJ1 、、、〜CQが出るように、 、C” l = 2”
(n−1)+1゜(但し、 1C91は、前記データ
処理に用いる可変長シンボルの所望数と等しいか、また
は、大きく、しかも、セットC(lにおけるシンボル数
と等しい。 )となるまで、前記工程(b)を9回繰返すことよりな
るのを特徴とする方法。 2、特許請求の範囲第(1)項に記載のものであって、
前記もとのキャラクタセットCOはバイナリ−であって
、2つの異ったエレメントOと1とを有すること。 3)特許請求の範囲第(2)項に記載のものであって、
前記工程(1))を7回行って129の可変長コードン
(fil ’) ンボルヲ?!、そのうち1つのシンボルはフィルギへ ヤラクタであり、残シの128シンボルで、128のA
SCIIシンボルをあられしていること。 4)特許請求の範囲第(2)項に記載のものであって、
前記工程(b)を7回行って129の可斐長コードシン
ホ/”k 得、そのうち1つのシンボルはフィルキャラ
クタであり、96シンボルが拡張2進化10進コードを
あられしていること。 5)特許請求の範囲第(2)項に記載のものであって、
前記工程(b)を7回行って129の可変長コードシン
ボルを得、各シンボルをバイ−フェーズ−レベルバイナ
リ符号法により更にエンコードすること。 6)データ通信のためにバイナリ−シンボルをエンコー
ドする方法であって、 (2L)通信すべきデータをあられす複数のキャラクタ
を有するソースコードを選択し、 (b) (+)第1半分と、該第1半分の複製である
第2半分とを作るために2度にわたってバイナリ−キャ
ラクタセットCOを書込み、(11)第1半分における
キャラクタを削除し、かつ、リストにおける第2半分の
各キャラクタに削除したキャラクタを接頭文字として付
加して新たな拡大セットC1を作9、(lit) ic
9ニー29+1となるまで、ステップ(11)の終シに
出た拡大積C0・・・〜C9を以ってステップ(1)を
始めるなりに、ステップ(1)と(11)について説明
した拡大ステップを9回繰返すことによ虱前記ソーヌコ
ードにて形成されているキャラクタの数と等しいか、ま
たは、それより大きい可変長コードシンボル l c
q lの数を有する拡大コードを出し、 (C) 拡大した可変長コードシンボルを、通信すべ
%データの各ソースキャラクタに割当て、<d) 順
次バイナリ−データの無限長列における通信すべきデー
タをあられす拡大可変長コードシンボルを送信すること
により、伝送のだめのバイナリ−データの自己同期性列
が形成されることを特徴とする方法。 7)特許請求の範囲第(6)項に記載のものであって、
前記工程(b)を7回行って129の可変長コードシン
ボルを得、そのうち1つのシンボルはフィルキャラクタ
であり、残りの128シンホルが128のASCIIデ
ータシンボルをあられしていること。 8)特許請求の範囲第(6)項に記載のものであって、
前記工程(b)を7回行って129の可変長コードシン
ボルヲ得、そのうち1つのシンボルはフィルキャラクタ
であり、96のシンボルが拡張2進化10進コードをあ
られしているさと。 9)特許請求の範囲第(6)項に記載のものであって、
前記工程(b)を7回行って129の可変長コードシン
ボルを得、そのシンボルの各ビットをバイ−フェーズ−
レベルバイナリ−符号法によυ更にエンコードすること
。 10)順次データ処理に用いる一組の自己同期性可変長
コードシンボルを形成する装置であって、(a) も
とのキャラクタセットCOと、肩文字をつけて拡大すべ
き次段のキャラクタセットC1・・・〜C9−1とを受
信する入力コード手段とΦ)第]半分と、該第1半分の
複製である第2半分とを形成するだめに2度にわたって
キャラクタセラ、、COをq−1まで書込む手段と(C
) 第1半分におけるキャラクタを削除し、第2半分
における各キャラクタシンボルに前記削除した文字を接
頭文字として付ける接頭文字用プロセッサ一手段と、 (d) 前記入力コード手段、前記バッファ手段、前
記プロセッサ一手段をq回シーケンヌして、Icq’=
2Q (n 1 )+1 (但し、nはもとの1 キャラクタセットにおけるシンボルの数、C’s、は、
可変長拡大コードシンボルの数)なる可変長拡大コード
を形成する制御論理回路手段とからなることを特徴とす
る装置。 11)特許請求の範囲第(10)項に記載のものであっ
て、前記入力手段、前記バッファ手段、前記プロセッサ
一手段は全てデジタル装置であって、前記キャラクタセ
ットCo もバイナリ−であること。 12、特許請求の範囲第(11)項に記載のものであっ
て、少くとも129の可変長シンボルを記憶する記憶手
段が設けられていて、129の可変長シンボルのうちの
128は、ASCIIコード用コードレコードシンボル
ドレスしうろこと。 13)特許請求の範囲第(12)項に記載のものであっ
て、前記記憶手段が一覧テーブルよシなること。 14)特許請求の範囲第(12)項に記載のものであっ
て、前記記憶手段がデータアレーよりなること。 15)データ通信に用いる一群の自己同期性可変長コー
ドシンボルを作るだめのデジタル式符号化装置であって
、 (a) 復号化すべき複数のキャラクタを有するソー
スコードを受信するデータバッファ手段と、(b) j
にq;−2Q−+−1ΣN(但し、:C9:は、前記ソ
ーヌコードに含まれているキャラクタの数Nと等しいか
、または、大きい値)となるまで9回にわたって拡大し
た複数の自己同期性可変長拡大バイナリ−コードを記憶
するデータ記憶手段と(C) 前記バッファが単一ソ
ースコードを受信するのに応じて、前記データ記憶手段
から所定の可変長コードを選択する手段と、 (d) 順次バイナリデータの無限長列として伝送す
べきデータをあられす拡大可変長コードシンボルを編成
して送信する手段とからなることを特徴とする装置。 16)特許請求の範囲第(15)項に記載のものであっ
て、前記データ記憶手段がROM一覧テーブルよりなる
こと。 17)特許請求の範囲第(15)項に記載のものであっ
て、前記データ記憶手段がデータアレーよシなること。 18)特許請求の範囲第(15)項に記載のものであっ
て、前記ソースコードがASC:IIキャラクタよシな
ること。 19)特許請求の範囲第(15)項に記載のものであっ
て、前記ソースコードが拡張2′進化10進コードより
なること。 20)自己同期性可変長バイナリシンボルに直ちに変換
しつる、データ記憶および処理のだめの減損固定長コー
ドシンボルを形成する方法であって、(a) 長さが
(m+1)(但し、2(1)は前記データ記憶および処
理で用いるキャラクタの所望数と等しいか、まだは、大
きい)のバイナリを数が減少する順に並んだ完全なリス
l−5を作り、(b) (D前記リストSを2に+1
(但し、kはOかm−に ら始めて繰返した回数)のシンボルの2 のグループ
に分け、(11)前記2m−クループの第1グループに
おける2に−1−1シンボルから1つ選んでそれを削除
し、(iii)各グループにおいて前記第1グループの
削除したシンボルの位置と同じ相対位置を有する1つお
きのグループにおける対応するシンボルを削除すること
により、前記リストSから個々のバイナリシンボルを選
択して削除し、(c) k=mとなるまで前記工程0
))をm回繰返し、(d) 前記データ記憶および処
理に使うキャラクタのうちの1つに、残りのシンボルを
夫々割当てることよりなるのを特徴とする方法。 21)−組の予め定義付けした減損固定長コードシンボ
ルから自己同期性可変長コードシンボルを翻訳する方法
であって、 (a)翻訳すべき各コードシンボルにつき、m+1ビツ
トの固定長シンボルを選択し、 Φ)減損固定長コードシンボルよりm個を一組とする接
頭文字コードを定め、 (C) 固定バイナリシンボルの最下位ビラトラ、翻
訳した可変長シンボルの最下位ビットとして桁上げし、 (d) 有効係数の順で最下位ビット以外の残りのビ
ットを探索して、(1)当該ビットが所定のビット値と
一致しない場合は、そのビットを落すが、(11)一致
した場合は、可変長シンボルに組込むべき接頭文字を定
めるビット位置に対する接頭文字コードを探し、 (e) 可変長コードシンボルを編成するために、前
記工程(d)をm回繰返すことよりなるのを特徴とする
方法。 22)自己同期性可変長バイナリシンボルに直ちに変換
しうる、データ記憶および処理のだめの減損固定長コー
ドシンボルを形成する装置であって、(a)長さが(m
+1 ) (但し、2m+稍ま前記データ記憶および処
理で用いるキャラクタの所望数と等しいか、または、大
きい)のバイナリシンボルSを数が減少する順にリスト
アツブする手段と、(1))前記リス)Sから選択的に
個々のバイナリシンボルを削除するプロセッサ一手段と
、(C) 前記リストSを2に+1(但し、kは0が
ら始めて繰返しだ回数)のシンボルの躯−1のクループ
に分ける作業をkがmと等しくなるまでm回繰返すだめ
の第1制御手段と、 (d) シンボルの2m−にグループのうち最初のク
ループにおける2に刊シンボルの1つを、前記プロセッ
サ一手段によシ削除すべきシンボルとして指定する手段
と、 (e) 奇数番のシンボルのグループにおける対応す
るシンボルを、前記プロセッサ一手段で削除すべきもの
と指定するとともに、前記第1制御手段による゛各区分
けごとに削除すべき別のシンボルを指定する第2制御手
段と、 (f) 前記減損固定長シンボルを記憶する手段とか
らなることを特徴とする装置。 23)−組の予め定義付けした減損固定長コードシンボ
ルから自己同期性可変長コードシンボルを形成する装置
であって、 (a) 可変長シンボルに変換すべき各固定長シンボ
ルを受信する入カバソファ手段と、 (b) 固定長コードから可変長コードへ最下位ビッ
トを桁上げし、有効係数の順に従って最下位ビット以外
の残りの各ビットを探索するインデックス手段と、 (C)前記最下位ビット以外の前記インデックス手段か
らの出力が供給されるようになっていて、各順次ピッ計
を所定ビットと比較し、比較結果が一致の時に命令を出
す比較手段と (d) 固定長コードの長さがm+]であるm個の接
頭文字コードを記憶する記憶手段と、(e)前記比較手
段が一致の比較結果を出す都度、固定長シンボルにおけ
る一致したビットの相対位置で定まる予め定義付けた接
頭文字コードを選択し、各固定長コードシンボルことに
自己同期性ii]変長コードを編成するために、最下位
ビットに選択した接頭文字を順次追加するプロセッサ一
手段とからなることを特徴とする装置。 24)伝送のためのテジタルキャラクタを自己同期性可
変長コードシンボルとして符号化する方法であって、 (a)通信すべきデータをあられす一組のバイナリコー
ドを選択し、 (I))データ伝送用として受信されると、予め定義付
けした固定長減損コードシンボルに各バイナリコードシ
ンボルを変換し、 (C)最下位ビットを桁上げし、この最下位ビット以外
の残りのビットを有効係数の順に各々探索することによ
って前記減損コードシンボルを可変長シンボルに翻訳す
るが、ビットか予め割当てた値と一致しないと、当該ビ
ットを落すとともに、一致すれば、可変長シンボルに追
加すべき接頭文字を定めるビット位置に対する予め定義
付けした接頭文字コードを得、 (d) 最下位ビットと前記工程(C)で得た各順次
接頭文字コードとから可変長コードシンボルを編成し、 (C)前記可変長コードシンボルを、自己同期性バイナ
リデータの無限長列として伝送することよりなるのを特
徴とする方法。 2、特許請求の範囲第(24)項に記載のものであって
、Mil記−組のバイナリコードシンボルがASCl、
1シンボルであること。 2、特許請求の範囲第(24)項に記載のものであって
、前記−組のバイナリコードシンボルが拡張2進化]0
進コードであること。 2、特許請求の範囲第(25)項に記載のものであつC
1前記接頭文字キャラクタは、固定長ビット位置の順て
、101,100,11,0↑、00,1,0となって
いること。 2、特許請求の範囲第(24)項に記載のものであって
、前記無限長列の可変長コードシンボルは、位相/振幅
変調モダムにより4ヒツト群て伝送されること。 2、特許請求の範囲第(24)項に記載のものであって
、位相/振幅変調モタムにより伝送される各位相と振幅
レベルに、中間レベル拡大コードシンボルを即j当てた
こと。 30)無限長列の可変長拡大コードワードを復号化する
時に同期を確立させる方法であって、(a) 順次一
覧テーブルにおいて前記拡大コードを発生させるのに、
前記拡大コードを作るのに拡大コードCo−・・〜C9
の各レベルにつキ別のレベルを用いて使う接頭文字のな
いキャラクタをリストアツブし、 (b) 第ルベルの拡大からの接頭文字のないビット
が供給されるまで、発生順に受信したビットを調べ、 (C) 前記一覧テーブlしにおいてセット無接頭文
字キャラクタが見つかる最高レベルまで前記テープルを
進め、 (d) 前記工程(C)にて選ばれたレベルで見つか
った各キャラクタを含むようにマツチサーチを拡張し、
前記レベルにおける各キャラクタか入力データ列と一致
するかどうかを調べ、 (e) C’lが出るレベルに達するまで前記工程(
C)と(d)を繰返して、一覧テーブルのC9レベルに
おけるキャラクタと前記入力データ列とを一致させるこ
とにより、次段のキャラクタの一致か同期されるように
したことを特徴とする方法。 31)特許請求の範囲第(30)項に記載のものであっ
て、前記無限列の可変長コードシンボルは、閉鎖コード
リングをあられしていること。 32)データ処理に用いる一組の自己同期性可変長コー
ドシンボルを作るためのデジタル符号化装置であって、 (a)復号化すべき複数Nのキャラクタを記憶するデー
タ記憶手段と、 (b) 、CQ、=2Q (n−1)+1≧Nとナル
ように、11個のキャラクタを有するペースセットCO
から拡大しだC(1個の自己同期性可変長拡大コートン
ンポルを記憶するデータ記憶手段と、 (C)前記データバッファ手段かt34.−ソースキャ
ラクタを受信するのに応じて1)1j記デ一タ記憶手段
から所定の可変長コードシンボルを選]フ一する手段と
、 (d) 可変長拡大コードを順次データ列としてわ1
1成した後出力する手段とからなるのを特徴とする装置
。 33)可変長コー ドを9回拡大した一群の可変長拡大
コードから固定長の減損フロックコードを作る方法であ
って、 (a) 夫々が最下位ビットを除く、作るべき減損ブ
ロックコードのビット位置と特定関係を有する9個の接
頭文字のリヌトを編成し、 (b) 接頭文字の長さと連らなった長さを有する入
力可変長コードの部分を調べ、 (C) 接頭文字を入力可変長コー ドの前記部分と
比較して、(i)両者が一致しなかった場合、減損フロ
ックコードにおける特定位置に0ヒツトを付けるが、(
II)両者が一致すれば、減損ブロックコードの特定位
置に1ビツトを付け、 (d) 次の接頭文字コードをインデックスするもの
の、(1)一致しなかった場合、入力コードの同一部分
を次の接頭文字と比較して、調べるべき入力コードの長
さが接頭文字の長さと一致するように必要に応じてイン
デックスするが、(4)一致した場合、入力コードの一
致した部分を切捨てて、入力コードの調査を残シの最上
位ビットへとインデックスし、調べるべき入力コードの
長さを接頭文字の長さと一致させ、 (e) 入力可変長コードの最下位ヒツトに達するま
で前記工程(b) 、 (C) 、 (d)を繰返しで
、減損フロックコードの最下位ビン!・位置に前記最下
位ビットを付けることよりなるのを特徴とする方法。
Applications Claiming Priority (2)
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NZ20348183 | 1983-03-04 |
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