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

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

［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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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
。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

（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　。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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
。

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）。

■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。

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。

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。

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。

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。

■、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。

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。

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。

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。

△ 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。

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。

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。

■、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。

■、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。

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。

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。

■、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。

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。

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。

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。

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。

■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。

−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。

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。

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。

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。

） ） −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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

（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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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
。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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）
。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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”。

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
。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

→　　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。

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。

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。

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。

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。

（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。

（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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

（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。

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、。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

（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。

Ｓａ　（Ｃｍｌ　＝　（５ａ（Ｃ）　〕”ｓｂ＋ｃｌｌ
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。

（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。

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。

（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。

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。

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）。

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。。

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。

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。

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。

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。

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。

］）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。

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。

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。

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。

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。

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。

〔補助定理〕

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。

（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。

（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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

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。

【図面の簡単な説明】

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。

Claims (1)

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。