JPS61108226A - データの符号復号化方法 - Google Patents
データの符号復号化方法Info
- Publication number
- JPS61108226A JPS61108226A JP60194033A JP19403385A JPS61108226A JP S61108226 A JPS61108226 A JP S61108226A JP 60194033 A JP60194033 A JP 60194033A JP 19403385 A JP19403385 A JP 19403385A JP S61108226 A JPS61108226 A JP S61108226A
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- Japan
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- encoding
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- Prior art date
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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
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06T—IMAGE DATA PROCESSING OR GENERATION, IN GENERAL
- G06T9/00—Image coding
- G06T9/005—Statistical coding, e.g. Huffman, run length coding
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Multimedia (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Dc Digital Transmission (AREA)
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
- Error Detection And Correction (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】
Ａ、産業上の利用分野
この発り旧はデータの符号化および復号化方法に圧縮で
きるようにしたものである。
きるようにしたものである。
Ｂ、開示の、慨要
デジタル・データを表わすランダムに分散する２値ビツ
トのストリームを符号化して１す骨化する方法が開示さ
れる。この方法で！７Ｔ、符号化１１７）がデータ・ス
トリームをしてランレングスリミテッド−パーシャル・
リスポンス符号に変換する。第１復号化容は符号化デー
タ・ストリーＪ、を復号化してり、イミング信号のスト
リームを得る。第２復号化器は符号化データ・ストリー
ムを復号化してデータ信号のストリームを再生する。
トのストリームを符号化して１す骨化する方法が開示さ
れる。この方法で！７Ｔ、符号化１１７）がデータ・ス
トリームをしてランレングスリミテッド−パーシャル・
リスポンス符号に変換する。第１復号化容は符号化デー
タ・ストリーＪ、を復号化してり、イミング信号のスト
リームを得る。第２復号化器は符号化データ・ストリー
ムを復号化してデータ信号のストリームを再生する。
Ｃ０従来技術
従来周知のとおり通常のＮ ＲＺ Ｉ ｉｌｌ：録−（
°゛は広いチャンネル・バンド幅が必要であり、このバ
ンド幅および信号波形はサンプル時間で符号量干渉がな
いように選ばれていた。
°゛は広いチャンネル・バンド幅が必要であり、このバ
ンド幅および信号波形はサンプル時間で符号量干渉がな
いように選ばれていた。
近年１−Ｄ２すなわちクラス■■パーシャル・リスポン
スチャンネルを磁気記録に採用することが提案されてい
る。クラスＴＶパーシャル・リスポンスではバンド幅が
狭＜１「す、実際」―通′ＩｉτのＮＩＬＺＩ記録に較
べて２分の１程１４二に減少する。
スチャンネルを磁気記録に採用することが提案されてい
る。クラスＴＶパーシャル・リスポンスではバンド幅が
狭＜１「す、実際」―通′ＩｉτのＮＩＬＺＩ記録に較
べて２分の１程１４二に減少する。
１−Ｄ２チャンネルの特？！′１すべき利点はバンド幅
が半分になることであり、これにより著１７クノイズが
減少する。ｂ、 ２の利点としてはビターピ （Ｖｉｔ
ｅｒｂｉ ３復号器を用いてビットごとの検出を行える
ようにできることである。ビターピ復号器については”
Ｅｒｒｏｒ Ｂｏｕｎｄｓ ｆｏｒ Ｃｏｎｖｏｌｕｔ
ｉｏｎａｌ’ Ｃｏｄｅｓ ａｎｄ Ａｓｙｍｐｔｏｔ
ｉｃａｌｌｙ ＯｐｔｉｍｕｍＤｅｃｏｄｉｎｇ Ａｌ
ｇｏｒｉｔｈｙｎ”（ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｅｔｉｏ
ｎａｏｎ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ Ｎ
ｏ＋ＩＴ −１３，２６０頁および”Ｏｎ ｔｈｅ Ｖ
ｉｔｅｒｂｉ ＤｅｃｏｄｉｎｇＡｌｇｏｒｉｔｈｍ”
（ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎＩ
ｎｆｏｒｍａｔｉｏＩＩＩ Ｔｈｅｏｒｙ Ｖｏｌ、
ＩＴ−１５，Ｔｌｐ−１７７−１７９）に記載がある。
が半分になることであり、これにより著１７クノイズが
減少する。ｂ、 ２の利点としてはビターピ （Ｖｉｔ
ｅｒｂｉ ３復号器を用いてビットごとの検出を行える
ようにできることである。ビターピ復号器については”
Ｅｒｒｏｒ Ｂｏｕｎｄｓ ｆｏｒ Ｃｏｎｖｏｌｕｔ
ｉｏｎａｌ’ Ｃｏｄｅｓ ａｎｄ Ａｓｙｍｐｔｏｔ
ｉｃａｌｌｙ ＯｐｔｉｍｕｍＤｅｃｏｄｉｎｇ Ａｌ
ｇｏｒｉｔｈｙｎ”（ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｅｔｉｏ
ｎａｏｎ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ Ｎ
ｏ＋ＩＴ −１３，２６０頁および”Ｏｎ ｔｈｅ Ｖ
ｉｔｅｒｂｉ ＤｅｃｏｄｉｎｇＡｌｇｏｒｉｔｈｍ”
（ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎＩ
ｎｆｏｒｍａｔｉｏＩＩＩ Ｔｈｅｏｒｙ Ｖｏｌ、
ＩＴ−１５，Ｔｌｐ−１７７−１７９）に記載がある。
、等化１売取り信号を調べるとクロック情報に由来する
問題があることがわかる。これは、信号のピーク点も信
号の零クロス点もビット・セルに一致する時間位置にな
いためである。これらピーク点および零クロス点はビッ
ト・セル中央部にあることもあるし縁部にあることもあ
る。
問題があることがわかる。これは、信号のピーク点も信
号の零クロス点もビット・セルに一致する時間位置にな
いためである。これらピーク点および零クロス点はビッ
ト・セル中央部にあることもあるし縁部にあることもあ
る。
クロックの問題の従前の解決手法はつぎのようなもので
ある。
ある。
■クロック用に２重バンド幅チャンネルを用いる。
■パイロット・トーンを用いる。
■クロックにおけるビタービ復号′）：）情報を用いる
。
。
高密度記録では手法ω１は高周波ノイズを著（７く招来
する。手法■は磁気記録チャンネル以外で１・１採用さ
れたこともあるが磁気記録では実際的でない。手法（′
Ｃ）は可能であるけれども、通常のビタービ復号器に較
べても極めて複雑な構成が必要となる。
する。手法■は磁気記録チャンネル以外で１・１採用さ
れたこともあるが磁気記録では実際的でない。手法（′
Ｃ）は可能であるけれども、通常のビタービ復号器に較
べても極めて複雑な構成が必要となる。
Ｄ０発明が解決しようとする問題点
この発明は以上の事情を考慮して１「されたものであり
、磁気記録にも使え、ソ１１雑ｔｃ構成もできるかぎり
とらずにすむような手法でクロックの問題ヲ解決できる
ようにすることを目的としている。
、磁気記録にも使え、ソ１１雑ｔｃ構成もできるかぎり
とらずにすむような手法でクロックの問題ヲ解決できる
ようにすることを目的としている。
Ｅ１問題点を解決するだめの手段
この発明の手法では１↓１上の目的を達成するために、
クロック用に１−１−ＤのクラスＩのパーシャル・リス
ポンス・チャンネルを用いるようにしている。１−Ｄ２
のチャンネルは因数分解！７て理解されるように（１＋
Ｄ）（１−Ｄ）のチャンネルであり、１−Ｄ２０等化動
作を分は持って実行できる。どのような場合でも、１＋
Ｄのチャンネルのバンド幅は通常のバンド幅の半分であ
る。いくつかの適用例では１＋Ｄのチャンネルをそれ自
体で用いることができる。しかし磁気記録の例では低周
波の多くの領域を読取り等化の際持ち上げて読取り動作
時の損失を補償しなくてはならない。したがって１十〇
のチャンネルでは低周波ノイズが助長されてしまう。こ
のことはとくに磁気抵抗ヘッドを用いると顕著になる。
クロック用に１−１−ＤのクラスＩのパーシャル・リス
ポンス・チャンネルを用いるようにしている。１−Ｄ２
のチャンネルは因数分解！７て理解されるように（１＋
Ｄ）（１−Ｄ）のチャンネルであり、１−Ｄ２０等化動
作を分は持って実行できる。どのような場合でも、１＋
Ｄのチャンネルのバンド幅は通常のバンド幅の半分であ
る。いくつかの適用例では１＋Ｄのチャンネルをそれ自
体で用いることができる。しかし磁気記録の例では低周
波の多くの領域を読取り等化の際持ち上げて読取り動作
時の損失を補償しなくてはならない。したがって１十〇
のチャンネルでは低周波ノイズが助長されてしまう。こ
のことはとくに磁気抵抗ヘッドを用いると顕著になる。
低周波の熱スパイクが読出しヘッドと媒体との境界で生
じるからである。クロックはノイズ・エラーを平均化す
るので、クロッキングに関するノイズの問題ハデータ検
出に較べさほど深刻でない。したがってこの発明の手法
はデータ検出に１−Ｄ２０チャンネルを用いてクロッキ
ングに１＋Ｄのチャンネルを用いることである。
じるからである。クロックはノイズ・エラーを平均化す
るので、クロッキングに関するノイズの問題ハデータ検
出に較べさほど深刻でない。したがってこの発明の手法
はデータ検出に１−Ｄ２０チャンネルを用いてクロッキ
ングに１＋Ｄのチャンネルを用いることである。
これにより検出時に用いる読取り信号の基線変動を最小
化でき、低周波の持ち上げの程度を小さくできる。また
このことは低周波のノイズ成分を減少することでもある
。さらにクロッキングを読取り信号の零交差点から容易
に得ることができる。
化でき、低周波の持ち上げの程度を小さくできる。また
このことは低周波のノイズ成分を減少することでもある
。さらにクロッキングを読取り信号の零交差点から容易
に得ることができる。
この零交差点はビット・セルの縁部で生じる。
Ｆ、実施例
いままでに記録媒体たとえば磁気ディスクや磁気テープ
へのデータ記録の密度を向上すべく種々の手法が提案さ
れてきた。、実用化されている手法の１つはランレング
スリミテッド符号と呼ばれるもので、符号ビット・スト
リーム中の″１”の各々が最も近くにある“１”に対し
特定数の“０”で分離されているものである。この数は
、符号量干渉に起因して最小数ｄと等しいか、またはそ
れ以上であり、また、セルフ・クロッキングの要請上最
大数１（を超えてはｔ「らない。このようなフォーマッ
トにしたがう符号は（ｄｌｋ）ランレングスリミテッド
符号と呼ばれる。この発明は１＋Ｄのチャンネルの出力
からセルフ・タイミングを実現できる転移を保証し、か
つ周波数ゼロにおいてスペクトラムがゼロになるように
する符号を採用するシステムに関する。周波数ゼロにお
いてスペクトラムがゼロになると、１＋Ｄのチャンネル
に必要とされる低周波領域の持ち−ヒげにともなうノイ
ズを最小化できる。セルフ・タイミングを実現する転移
を可能にするには、１＋Ｄのチャンネルの出力において
同一種類のシンボルが５個を超えて継続しないようにす
る。符号化器Ｖよ一連のマツプを有し、このマツプが、
３個の未拘束ビットを４個の拘束ビットに無ノイズの態
様でマツピングしている。この態様によりランダム・ノ
イズによる３ビツトを超えるエラーが復号化器において
伝播するのを阻市できる。未拘束のデータを（ｄｌｋ）
拘束のフォーマットに変換する際には一般にｎ１個
″の未拘束ビットをｎ個の拘束ビットに変換する必要が
ある。ただしｍＵｎより小さい。ｍ／ｎの比は通常符号
比または符号効率と呼ばれる。符号比を最大化すること
が好ましいこと（はもちろんである。符号比を最大化す
る際に通常考えなければならない問題点はルック・アヘ
ッド符号化と複雑なハードウェアの構成である。
へのデータ記録の密度を向上すべく種々の手法が提案さ
れてきた。、実用化されている手法の１つはランレング
スリミテッド符号と呼ばれるもので、符号ビット・スト
リーム中の″１”の各々が最も近くにある“１”に対し
特定数の“０”で分離されているものである。この数は
、符号量干渉に起因して最小数ｄと等しいか、またはそ
れ以上であり、また、セルフ・クロッキングの要請上最
大数１（を超えてはｔ「らない。このようなフォーマッ
トにしたがう符号は（ｄｌｋ）ランレングスリミテッド
符号と呼ばれる。この発明は１＋Ｄのチャンネルの出力
からセルフ・タイミングを実現できる転移を保証し、か
つ周波数ゼロにおいてスペクトラムがゼロになるように
する符号を採用するシステムに関する。周波数ゼロにお
いてスペクトラムがゼロになると、１＋Ｄのチャンネル
に必要とされる低周波領域の持ち−ヒげにともなうノイ
ズを最小化できる。セルフ・タイミングを実現する転移
を可能にするには、１＋Ｄのチャンネルの出力において
同一種類のシンボルが５個を超えて継続しないようにす
る。符号化器Ｖよ一連のマツプを有し、このマツプが、
３個の未拘束ビットを４個の拘束ビットに無ノイズの態
様でマツピングしている。この態様によりランダム・ノ
イズによる３ビツトを超えるエラーが復号化器において
伝播するのを阻市できる。未拘束のデータを（ｄｌｋ）
拘束のフォーマットに変換する際には一般にｎ１個
″の未拘束ビットをｎ個の拘束ビットに変換する必要が
ある。ただしｍＵｎより小さい。ｍ／ｎの比は通常符号
比または符号効率と呼ばれる。符号比を最大化すること
が好ましいこと（はもちろんである。符号比を最大化す
る際に通常考えなければならない問題点はルック・アヘ
ッド符号化と複雑なハードウェアの構成である。
ルック・アヘッド符号化によるコスト・アップを犠牲に
して符号比すなわち符号効率な増大させると一般にエラ
ー伝播が増大する。すなわち符号系列に単一ビット・エ
ラーが導入されろと、符号アルゴリズムが自己訂正を行
えるようにｔ「ろまえに、所定数の後続ビットもエラー
と′ｊｃってしまう。
して符号比すなわち符号効率な増大させると一般にエラ
ー伝播が増大する。すなわち符号系列に単一ビット・エ
ラーが導入されろと、符号アルゴリズムが自己訂正を行
えるようにｔ「ろまえに、所定数の後続ビットもエラー
と′ｊｃってしまう。
エラー伝播を最小化することが常に好ま１７い。
第１図に具体化されるこの発明は新規なタイプのデジタ
ル記録手法に関し、この記録手法はたとえば磁気記録シ
ステムに用いることができる。
ル記録手法に関し、この記録手法はたとえば磁気記録シ
ステムに用いることができる。
パーシャル・リスポンス符号すなわち相関（ｃｏｒｒｅ
ｌａｔｉｖｅ ） 符号はデジタル伝送に必要な周波
数帯域を減少させる手法として以前から使用されてきた
。この発明ではパーシャル・リスポンス符号を新規な拘
束符号とあわせて使用して十分なタイミング情報を得る
とともにエラー伝（番を減少させるものである。記録信
号を２つのバスで処理してタイミングおよびデータ・ス
トリームを得る。
ｌａｔｉｖｅ ） 符号はデジタル伝送に必要な周波
数帯域を減少させる手法として以前から使用されてきた
。この発明ではパーシャル・リスポンス符号を新規な拘
束符号とあわせて使用して十分なタイミング情報を得る
とともにエラー伝（番を減少させるものである。記録信
号を２つのバスで処理してタイミングおよびデータ・ス
トリームを得る。
第１図においてデータ・ストリーム１２ （ｂｎ ）が
磁気媒体１Ｂへの記録に先だって拘束符号化器１４およ
びパーシャル・リスポンス前置符号化器１６により順次
符号化される。ただし実際に番す拘束符号化＝＋ １４
ｒ；よびパーシャル・リスポンス符号化器１６は単一
のルック・アップ・テーブル１０に一体化されるのが好
ましい。このテーブル１０はデータｂｎを入力として受
けとりＡｉ’％ｊ出力として送出する。磁気媒体１Ｂか
らのデータおよびタイミング・ストリームは２つの個別
のバスで復号化される。第１のパスでは再生信号をパー
シャル・リスポンス：１Ｍ号骨化２０により処理してク
ロッキング用のタイミング情報８報を再生する。第２の
パスでは他のパーシャル・リスポンス復号化器２２およ
び拘束復号化器２４により最小エラー伝播で元のデータ
１２からデータを再生する。元のデータ１２は符号化器
１４に入力されたものである。
磁気媒体１Ｂへの記録に先だって拘束符号化器１４およ
びパーシャル・リスポンス前置符号化器１６により順次
符号化される。ただし実際に番す拘束符号化＝＋ １４
ｒ；よびパーシャル・リスポンス符号化器１６は単一
のルック・アップ・テーブル１０に一体化されるのが好
ましい。このテーブル１０はデータｂｎを入力として受
けとりＡｉ’％ｊ出力として送出する。磁気媒体１Ｂか
らのデータおよびタイミング・ストリームは２つの個別
のバスで復号化される。第１のパスでは再生信号をパー
シャル・リスポンス：１Ｍ号骨化２０により処理してク
ロッキング用のタイミング情報８報を再生する。第２の
パスでは他のパーシャル・リスポンス復号化器２２およ
び拘束復号化器２４により最小エラー伝播で元のデータ
１２からデータを再生する。元のデータ１２は符号化器
１４に入力されたものである。
パーシャル・リスポンス符号化ｒ＞１６．２ｏおよび２
２（１すべて周知であり、当業者は容易にこれらを具現
化できることに留意されたい。
２（１すべて周知であり、当業者は容易にこれらを具現
化できることに留意されたい。
磁気媒体１Ｂのチャンネルは関連のデジタル電子系およ
び論理回路ｌともなうどのような飽相磁父４記録媒体で
あってもよい。デジタル電子系および論理回路も当該技
術分野において周知である。
び論理回路ｌともなうどのような飽相磁父４記録媒体で
あってもよい。デジタル電子系および論理回路も当該技
術分野において周知である。
入力ａ ｌ ＝ Ｏ（ｄ飽和レベルに変化がないことを
示し、＆ｌ−１が変化を示すという規則になっている。
示し、＆ｌ−１が変化を示すという規則になっている。
したがってこの発明の眼目は既知のパーシャル・リスポ
ンス前置符号化器をランレングスリミテッド符号化器１
４およびランレングスリミテッド復号化器２４に組み合
わせることと、固有のバスを通じて第１図に示すように
再生データから復号化システムにおいてタイミング情報
を得ることにある。
ンス前置符号化器をランレングスリミテッド符号化器１
４およびランレングスリミテッド復号化器２４に組み合
わせることと、固有のバスを通じて第１図に示すように
再生データから復号化システムにおいてタイミング情報
を得ることにある。
この発明の好ましい態様においては、ガ３１図のシステ
ムを汎用デジタル・コンピュータ・システムたとえばＩ
ＢＭシステム３７０シリーズ・プロセッサに実現できる
。このプロセッサでは拘束符号化器１４およびパーシャ
ル・リスポンス前置符号化器１６をルックアップテーブ
ル１５として一体に構成される。ルックアップテーブル
１５の伝達関数は以下の表に示される。同様に、拘束複
合化器２４もルックアップテーブルで構成でき、その入
力はＦｉ （表１の列２）として出力はｂｉ （表１の
列１）として表わされる。
ムを汎用デジタル・コンピュータ・システムたとえばＩ
ＢＭシステム３７０シリーズ・プロセッサに実現できる
。このプロセッサでは拘束符号化器１４およびパーシャ
ル・リスポンス前置符号化器１６をルックアップテーブ
ル１５として一体に構成される。ルックアップテーブル
１５の伝達関数は以下の表に示される。同様に、拘束複
合化器２４もルックアップテーブルで構成でき、その入
力はＦｉ （表１の列２）として出力はｂｉ （表１の
列１）として表わされる。
図示のとおりパーシャル・リスポンス符号化器２０のチ
ャンネルの伝達関数（１＋Ｄ）／λ（（ω）で表わされ
る。Ｍ（ω）は飽和磁気記録チャンネル（媒体１８）の
信号ａｎへの影響によるものであり、当該技術分野で知
られているいくつかのパーシャル・リスポンス復号化器
で具体化できる。
ャンネルの伝達関数（１＋Ｄ）／λ（（ω）で表わされ
る。Ｍ（ω）は飽和磁気記録チャンネル（媒体１８）の
信号ａｎへの影響によるものであり、当該技術分野で知
られているいくつかのパーシャル・リスポンス復号化器
で具体化できる。
表１において、未拘束３ビツトの拘束４ビツトへの符号
化をパーシャル・リスポンス符号とともに示す。入力デ
ータ・ストリーム！ｈｉｆ示し、データ・ストリーム中
の符号ｆ！ｎ ’ｋ Ａ ｉで示す。Ａ１は、先行シン
ボルがゼロであれば第１のバリューヲトリ、先行シンボ
ルが１であれば第２のバリューをとる符号化出力である
。これは表１の列３および５に示すとおりである。
化をパーシャル・リスポンス符号とともに示す。入力デ
ータ・ストリーム！ｈｉｆ示し、データ・ストリーム中
の符号ｆ！ｎ ’ｋ Ａ ｉで示す。Ａ１は、先行シン
ボルがゼロであれば第１のバリューヲトリ、先行シンボ
ルが１であれば第２のバリューをとる符号化出力である
。これは表１の列３および５に示すとおりである。
ランの合計が累計され、ｇｌのバリューが状況に応じて
選定される。この状況とはランの合計への影響度（ｃｏ
ｎｔｒｉｂｕｔｉｏｎ） Ｓがたとえば入力データ符号
″１０１”のように非ゼロの場合である。
選定される。この状況とはランの合計への影響度（ｃｏ
ｎｔｒｉｂｕｔｉｏｎ） Ｓがたとえば入力データ符号
″１０１”のように非ゼロの場合である。
この符号”１０１’はラン合計のバリューに応じて００
１１または１０１１と等しいＡＩのバリューを有する。
１１または１０１１と等しいＡＩのバリューを有する。
Ａｔのバリューを適切に選ぶことによりラン合計をゼロ
に維持するようにする。すなわちＤＣ成分をゼロにする
。たとえばラン合計が正であればデータ・ストリング”
１０１”につき”００１１”のＡＩを選ぶ。このＡｉの
バリュー”ｏｏｉｉ”の影響度Ｓは−２であるのでラン
合計をゼロに近づける。以上検討してきた例は先行のＡ
ｎのシンボルが０に等しいと仮定していた。先行のＡｎ
のシンボルが１の場合も０の場合とほぼ同様である。た
だしＡｎに対する４つのビットのバリューが表１に示す
ように異なるものとなる。
に維持するようにする。すなわちＤＣ成分をゼロにする
。たとえばラン合計が正であればデータ・ストリング”
１０１”につき”００１１”のＡＩを選ぶ。このＡｉの
バリュー”ｏｏｉｉ”の影響度Ｓは−２であるのでラン
合計をゼロに近づける。以上検討してきた例は先行のＡ
ｎのシンボルが０に等しいと仮定していた。先行のＡｎ
のシンボルが１の場合も０の場合とほぼ同様である。た
だしＡｎに対する４つのビットのバリューが表１に示す
ように異なるものとなる。
符号化データを生成するのにルックアップテーブルを用
いると、符号化データの履歴と無関係に符号化データの
ＤＣ成分をゼロに維持する際に柔軟性が生じる。
いると、符号化データの履歴と無関係に符号化データの
ＤＣ成分をゼロに維持する際に柔軟性が生じる。
表１
ｂＩ＝ 符号化すべき情報ビット
ＦＩ： ちストリーム中の符号語
Ｓ ： ラン合計への寄与度。符号語に先行する飽和レ
ベルが負であるとした値。
ベルが負であるとした値。
Ｇ１発明の効果
この発明によれば複雑な構成をとることなく、しかも磁
気記録にも適用できるクロック再生手法が実現される。
気記録にも適用できるクロック再生手法が実現される。
図面はこの発明の一実施例を示すブロック図である。
１４・・・・拘束符号化器、１５・・・・パーシャル・
リスポンス符号化器、２０．２２・・・・パーシャル・
リスポンス復号化器、２４・・・・拘束符号化器。
リスポンス符号化器、２０．２２・・・・パーシャル・
リスポンス復号化器、２４・・・・拘束符号化器。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 デジタル・データを表わす２値ビット・ストリームを符
号化し、そののち復号化するデータの符号化および復号
化方法において、 上記２値ビット・ストリームをランレングスリミテッド
符号およびパーシャル・リスポンス符号で符号化するス
テップと、 上記符号化ステップで符号化されたデータ・ストリーム
を第１のパーシャル・リスポンス符号で復号化してタイ
ミング信号を再生するステップと、上記符号化ステップ
で符号化されたデータ・ストリームを第２のパーシャル
・リスポンス符号で復号化して上記２値ビット・ストリ
ームを再生するステップとを有することを特徴とするデ
ータの符号化および復号化方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US666842 | 1984-10-31 | ||
| US06/666,842 US4609907A (en) | 1984-10-31 | 1984-10-31 | Dual channel partial response system |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61108226A true JPS61108226A (ja) | 1986-05-26 |
| JPH028496B2 JPH028496B2 (ja) | 1990-02-26 |
Family
ID=24675711
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP60194033A Granted JPS61108226A (ja) | 1984-10-31 | 1985-09-04 | データの符号復号化方法 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4609907A (ja) |
| EP (1) | EP0180403B1 (ja) |
| JP (1) | JPS61108226A (ja) |
| CA (1) | CA1222057A (ja) |
| DE (1) | DE3586035D1 (ja) |
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH01256251A (ja) * | 1988-03-18 | 1989-10-12 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | コード化方法 |
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