JPS61238126A - ２進デ−タ符号化及び復号化方式 - 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】 〔産業上の利用分野〕 この発明は、２進データを、磁気テープや磁気ディスク
若しくは１元ディスク等の記録媒体に記録し、又は、記
録媒体から再生する際に、元の２進データ列を、記録に
適した２連符号列に変換する２進データ符号化及び復号
化方式に関する。

〔従来の技術〕

従来から、磁気テープ若しくは磁気ディスクのような記
録媒体に、２進データを記録するに際しては、記録密度
を向上させる為に種々の符号化方式が提案され、かつ実
用化されている。

第５回は従来の２進データ符号化方式の元の２進データ
列のビット・パターンで、数字の０．１は夫々ビットの
論理ｒＯＪ、ｒｌＪを表わす。また、同図缶）はＭＦＭ
方式ＣＭｏｄｉｆｉｅｄ　ＦＭ方式）と言われ、ＩＢＭ
社の磁気ディスク装置（型式。

３３３０．３３４０．３３５０等）に使用されている。

同図（ｃ）は、（２−７）Ｒ１，ＬＣ（うｙ　ｖ　ｙ　
ｙ　Ｘ　１）リミツテド・コード：　Ｒｕｎｌｅｎｇｔ
ｈ　Ｌｉｍ１ｔｔｅｄＣｏｄｅ　）と呼ばれてお、９．
ＩＢＭ３３７０磁気ディスク装置に使用されている。ま
九、同図（ｄ）は、（１−７）ＲＬＬＣと呼ばれている
。

第５図（ｃ）及び（ｄ）のコーデング方式は以下の発表
に紹介されている。

すなわち％　（（り　：米国特許３，６８９，８９９．
１９７２年ビー、フラナゼッグ１エラー伝播制限付可変
長ＲＬＬコーデング’（Ｕ　Ｓ　、　Ｐａｔｅｎｔ　３
，６８９，８９９゜１９７２年Ｐ　、　Ｆｒａｎａｓｚ
ｅｋ　”Ｒｕｎ−Ｌｅｎｇｔｈ　−Ｌｉｍｉｔｅｄ　Ｖ
ａｒｉａｂｌｅ　Ｌｅｎｇｔｈ　Ｃｏｄｉｎｇ　ｗｉｔ
ｈＥｒｒｏｒ　Ｐｒｏｐａｇａｔｉｏｎ　Ｌｉｍ１ｔａ
ｔｉｏｎ　’）（６）：　日本国、公開特許公報　昭５
２−１２８０２４出願人２日本電気（ＫＫ）、堀口敏男 名　称、１２進データ符号化方式１ ’！ｌ！比、前記発表例では、各符号化方式によって変
換された符号列は１通常「１」のビットで、極性が反転
する信号（ＮＲＺＩ信号：　Ｎｏｎ　Ｒｅｔａｒｎｔｏ
　Ｚ＠ｒｏ　Ｉｎｖｅｒｓｅと称す）として、記録電流
が印加され、記録媒体に記録される。

ここで、第５図〜）に示されたＭＦＨの変換アルゴリズ
ムを第６図に示す。また、第５図（ｅ）の（２゜７）Ｒ
ＬＬＣ変換アルゴリズムを第７図に、更に第５図（ｄ）
の（１，７）ＲＬＬＣ変換アルゴリズムを第８図に示す
。

次に、磁気媒体、あるいは、元ディスク媒体へデータを
記録する場合に１通常の符号化方式に要求される事項と
しては。

（！）記録媒体に対して高密度記録が可能である。

（２）伝送系（記録再生過程）で誤まりが生じた場合に
は復号データのｖＡまシ伝播が少ない。

（３）装置のコストパフォーマンスの点より、ハードウ
ェアー量が少ない事。

等である。これらの具体的な評価指数として以下の指数
が用いられる。

ｍ：データ語のビット数 ｎ：符号語のビット数 ｄ：最小＠□１連続数 に：最大＠０１連続数 Ｔ：データ語１ビツトの時間間隔 Ｔｗ；弁別窓幅　（Ｔｖ＝−ｘＴ　）　　　　　　　　
　・（１）Ｔ−；最小反転間隔　（Ｔｍ＝−（ｄ＋１　
）Ｔ）　　　　・・・（２１Ｔｍａｘ　；最大反転間隔
　（Ｔｍａｘ−−（ｋ＋１　）Ｔ）＝４３）Ｆｉ　ｇｕ
ｒｅ　ｏｆ　Ｍ＠ｒ　ｌ　ｔ　：高密度化指数通常符号
化方式においては１元のデータ系列をｍビット毎に分離
し３ｎビットの符号語に変換する。

そして、変換された符号列において、とット１）１と次
のビット＠１）との間に、ｄ個からｋ（Ｉ！でのビット
“０”が存在するように構成される。

記録媒体にデータを高密度記録するには、最小反転間隔
（Ｔｍｉｎ）が短くなると、前後の記録遷移状態（磁気
記録では、磁化遷移、光記録では、記録ビット）が、互
いに干渉を受け、再生信号を復号する場合に、誤りを生
じる原因となる。又、弁別窓幅（Ｔｗ）が小さいと、再
生信号のトラッキングズレによる再生信号の変動、劣化
や、媒体互換時の再生信号の変動、トラック間クロ彎ト
ークや。

外部ノイズあるいは、元ディスク装置においては。

ディスク傾斜によるレーザーの収差変動再生波形歪、記
録電流のズレによるビット非対称歪など各種の再生波形
ジッターに対して復号誤シが増加する。この両パラメー
タの積を、高密度化指数（Ｆｉｇｕｒｅ　ｏｆ　Ｍｅｒ
ｌｔ）と称し、この値が大きいほど高い評価となる。一
方、データの復号時には、再生データより復調用クロッ
クを作る必要があり。

最大反転間隔（Ｔｍａｘ　）が大きいと、クロック作成
が困難になシ、Ｔｍａｘ／Ｔｍ１ｎ比が小さいと、一般
に符号化コード列のスペクトラムは、低域に中心が移り
、かつスペクトラムの分布帯域が小さくなり、再生Ｓ　
／　Ｎ　（Ｓｉｇｎａｌ　ｔｏ　Ｎｏ１ｓｅ　Ｒａｔｉ
ｏ　）が向上する。

第１表は、第５図に示した各種符号化方式のＦｉｇｕｒ
ｅ　ｏｆ　Ｍｅｒｉｔを示し念ものである。

第１表、各方式のＦｉｇｕｒｅ　ｏｆ　Ｍｅｒｉｔ第１
表より、（１，７）Ｒ１，ＬＣが最も高密度化指数が大
きい。すなわち、（１，７）ＲＬＬＣは、データのビツ
ト数％ｍ；２．符号語のビット数３ｎ＝３．最小“０”
連続数、ｄ＝１．最大“０”連続数、に＝７．弁別窓幅
、　Ｔｗ　＝　０．６７　Ｔ　、最小反転間隔Ｔｍ１ｎ
＝１．３３Ｔの値をもつ符号化方式のの１例である。符
号化方式において前記ｄ及びｋが決定された場合にはＴ
ｗの理論的限界が決定されること、あるいは、ｄ及びＴ
ｖｒ（Ｔｗは１ｍ。

ｎで決定される）が決定した場合には、に値の理論的限
界が決定されることが以下の論文により。

既に報告されている。

論文（１） エフ、ニー、７ラナゼツク　１９７０年、７月、アイビ
ーエム、ジャーナルレステイベロツ７’、”ＲＬＬＣに
ついてのシーケンス形態の手法（Ｆ、　Ａ　、　ＦＲＡ
ＮＡＳＺＢＫ　　１９７０．　Ｊ、Ｒ１７ＩＢＭ　Ｊｏ
ｕｒｎａｌ、Ｒｅｓ。

Ｄｅｖｅｌｏｐ’５ｅｑｕｅｎｃｅ−ｓｔａｔｅ　Ｍｅ
ｔｈｏｄｓ　ｆｏｒＲｕｎ−Ｌｅｎｇｔｈ−Ｌｉｍｉｔ
ｅｄ　Ｃｏｄｉｎｇ）論文（２） デー・チー、タングアンドエル、アール、パル１９７０
年、インフォメーションアンドコントロール、１７．４
３６−４６１°１ブロツクコードをＡクラスにするため
のノイズレス・チャンネルの強制′｛Ｄ２ｎ、Ｄ　、Ｔ
　、ＴＡＮＧ　　ａｎｄ　Ｌ、Ｒ，ＢＡＨＬ　　１９７
０゜Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　　ａｎｄ　　Ｃｏｎｔｒ
ｏｌ、１７．４３６−４６１＠ＢＬｏｃｋ　Ｃｏｄｅｓ
　ｆｏｒ　ａ　Ｃ１ａｓｓ　ｏｆＣｏｎｓｔｒａｌｎｅ
ｄＮｏｉａｅｌａｓｉ　Ｃｈａｎｎｅｌｓ’）この論文
によると、最小１０Ｉ連続数ｄ＝１とした場合、最大“
０”連続数、に値に対して、理論的限界Ｔｗは第２表の
ごとくなる。

第２表　ｄ＝１　　の場合のに対称論限界Ｔｗここで、
データ語のビット数、ｍ＝＝＋２．符号語のビット数３
ｎ＝３とした場合、符号のもつ弁別窓幅、Ｔｗ＝０．６
６Ｔであシ、符号化をおこなう場合の最大書ＯＩ連続数
、に値は６以上になる。

故に、ｍ＝２　３ｎ−３、ｄ＝＝ｇｌ　、に＝７の符号
語が存在することが明確になってい九。一方、この符号
化方式を構成する手法として％ｍ／ｎ変換をおこない。

この変換により、符号化が達成できない場合には、Ｖｎ
が一定であるという規則の上でｍ値を大きくしてｓ　ｎ
ｌ／’ｎ変換をおこなう。すなわち、可変調符号により
構成できることが、第７図の（２，７）ＲＬＬＣ符号化
方式の特許他等で示されている。

それ故、今、同一のｍ３ｎ、ｄ、にの値をもつ符号化方
式を考えた場合、前記（２＋及び（３）項に関して以下
の内容が実用上重要な項目となる。

（イ）伝送系での誤り発生に対する復号誤〕ビット数の
平均と最大復号エラー数。

これは、通常磁気ディスクあるいは元ディスクのような
記録再生装置においては、データは、セクタ一単位で構
成されておシ、各セクターは、セクターマーク、データ
、誤正符号等より構成されている。ＩＢＭ３３７０型の
ディスク装置では。

誤フ誤正能力を、１ブロツク５１２バイトのデータに関
して、９ビツトの単一バースト誤りが訂正可能である。

訂正能力を向上させた場合には総データ量が増加し、線
記録密度が増加して、誤り率が低化する。この点よフ第
８図の（１，７）ＲＬＬＣ符号について考察すると、変
換された符号系列において、１ビツトあるいは２ピツト
のｌＩりが発生した場合、復号時の最大エラー数（復号
エラーが発生した最初と最後の間のビット数）を。

Ｅｒｒｏｒ　ｍａｘ　（ａｔ　１ｂｉｔ）と称し、平均
復号エラー数をＥｒｒｏｒ　Ａｖｅｒ　（ａｔ　１　ｂ
ｉｔ）とする。ＥｒｒｏｒｍａＸは、復号アルゴリズム
の特異個所を調べることにより判定するが％Ｅｒｒｏｒ
　Ａｖｅｒは、２１２−１周期のＭ系列疑似ランダム信
号を、４０００　ｂｉｔ取り出し、（１，７）ＲＬＬＣ
符号化により、５ｏｏｏｂｉｔに変換し、その符号列の
任意の個所を、エラー長１ビット又は２ピツトにて６０
００ｐｏｌｎｔ　ｗ４’ｌラセ、各課！りのポイント毎
に復号のエラー数を計算した。

結果を第３表に示す０又、１ビツト誤シ及び、２ビット
誤りの最大復号エラーが発生するパターン例を第９図に
示す０ 第３表　複合エラー数の演算結果 また、（１，７）ＲＬＬＣは、符号列での１ビツトエラ
ー及び２とットエラーの最大復号エラー及び平均復号エ
ラーが大きく、この点が第１の欠点であった。

（ロ）セクター内の同期信号が一意的に決定すること０ 先述した如く、ディスク装置においては、セクター毎に
データが管理されており、毎セクターにおいては、セク
ターの始ｆ！シを示すセクター同期信号、及び、セクタ
ー内での復号クロック外れに対処するためのサブ同期信
号が入っている。この構成図を、第１０図に示す。第１
０図Ａは、データの構成例であシ、同図Ｂ及びＣは、サ
ブ同期を（１，７）ＲＬＬＣ方式で符号化した時の変換
パターンの１例である。サブ同期の先頭は％　′１０′
で始まる場合が最も変換パターンの変化が少ない事は、
第８図のアルゴリズムよシ明らかである。

しかし、この場合においても、同期部分の変換パターン
は一意的に定まらなくなる。その理由は、（１，７）Ｒ
ＬＬＣにおいては同期の前で変換が完了した場合Ｂと、
同期を含めて４ピツトから６ビツトの変換がおこなわれ
た場合Ｃが発生し、その時の変換パターンが異なるため
である。

同期信号は、変換された符号列よシ、復号なしで、符号
パターンとして検出しなければならない。

なぜなら、復号時には、３ビツト毎の復号用クロックが
必要であり、これを決定するが、符号列よシ検出された
同期信号であるからである。又、同期信号の別の役割と
してデータに誤正符号を付加する場合、一般的に知られ
九２次元符号の構成と。

データ内で、信号のドロップアウト等により再生クロッ
クのＰ　Ｌ　Ｌ　（Ｐｈａｓｅ　Ｌｏｃｋｅｄ　Ｌｏｏ
ｐ　）が外れる事が生じる、このときサブ同期によシ２
次元符号構成のデータフォーマット上再生データの位置
をセットし直す事に使用する。もしセットし直さないと
、後の復号データが総てエラーとなるからである。この
意味においても、サブ同期を、確実に検出する必要があ
り、各符号化方式において、同期信号のパターンは、一
意的に変換がおこなわれる符号化方式でなければならな
い。この点が（１，７）ＲＬＬＣの第２の欠点である。

（ハ）符号化、復号化ハードウェアー量。

第１）図に、（１，７）ＲＬＬＣ符号化方式のプ党ツク
図を示す。変換方法としては１元の２進データを、まず
端子１）に入力し１元データに同期したグロックを端子
１よ多入力するとシリアル／パラｖ　Ｎシフトレジスタ
２によって２　ｂｉｔ／３ｂｉｔ変換ロジック３及び４
ｂｉｔ／６ｂｉｔ変換ロジツク５によシそれぞれ３ｂｉ
ｔ符号及び６ｂｉｔ符号に変換される。一方、２　ｂｉ
ｔ変換か４　ｂｉｔ変換かを決定するために、２ビツト
毎に発生するクロック及び元データクロック、また判定
用データが端子１２よシ判定回路４に入力される。前記
判定回路４は、カウンター及び四シックで構成され、デ
ータが１００１の場合に＃ｉ、６ビツトに変換させるた
め。

２ｂｌｔ／３ｂｉｔ変換ロジツク３及び４　ｂｉｔ／６
ｂｉｔ変換ロジック５の出力をセクター６により切シ換
え、変換された６ピツトのデータがパラレル／シリアル
シフトレジスターＴに入力される。このバラン、Ｆ＋／
／シリアルシフトレジスタ７は端子９に入力さて出力さ
れる。このシフトロード信号を、６ピツト期間入れない
ように判定回路４にて制御する。

又％２ｂｉｔ／３ｂｉｔ変換薗ジッグ３及び４ｂ　ｉ　
ｔ７６ｂｉｔ変換ロジック５は、第８図の変換アルゴリ
ズムにおけるｌ　Ｘ　Ｉ論理を１）１として変換がおこ
なわれるため、変換され念符号列において、　　”１）
”が検出されると１）０１に変換する機能をもつロジッ
ク及びラッチ回路で構成されるロジック及びラッチ回路
８を介して、変換符号列が端子１０Ｋａｉ力される０復
号は、上記諸動作の逆であり１機能的な構成は、符号化
と同じである。このように、符号化及び復号化は、各種
の制御信号を作成し、その構成がやや複雑（第３の欠点
）である。

〔発明が解決しようとする問題点〕

従来の２進データ符号化及び復号化方式は以上のように
構成されているので変換アルゴリズムの（１，７）ＲＬ
ＬＣ符号化、復号化方式としては、他の方式に比べ、高
密度化指数が最も大きいが。

■ＩＡＩ！り発生時の復号誤りビット長が大きい。■デ
ータ内の同期信号が符号化により一意的に定まらない。

■符号化、復号化のハードウェアー構成が複雑である。

という問題点があった。

本発明は、上記のような問題点を解消するためになされ
たもので（１，７）ＲＬＬＣ方式と同一の高密度化指数
をもち、かつ、（１，７）ＲＬＬＣ方式の欠点を解決し
九新しい２進データ符号化及び復号化方式を提供するこ
とを目的とする。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明は、２ビツトデータを３ビット符号に変換し、最
小ｌＯ１連続数ｄ＝１．最大１０″連続数に＝７の符号
列を構成するもので、変換アルゴリズムとして配慮すべ
き事柄を ■誤９発生時、復号誤りビットの伝播を小さくする事、 ■同期信号が一意的な変換パターンとなること、■符号
化、復号化ハードウェアーが簡単に構成できること、 を満足するようにしたものである。

〔作用〕

この発明における２進データ符号化及び復号化方式は２
進データ列を２ビツト毎に分離し、その分離し九２ビツ
ト毎のデータ系列を３ビット符号系列に変換する際に、
変換が行われる２ビツトデータと、誤２ビツトデータの
前１ビツトデータ及び後２ビットデータ、更に直前に変
換された３ビット符号との各論理によシ、−意的に３ビ
ット符号に変換を行い、前記変換した３ビット符号列を
任意の連続する１０間に１個以上７個以下の“０”が存
在するようにする。

〔実施例〕

以下、この発明の一実施例を図について説明する。第１
図はこの発明のアルゴリズム（解法）を示し九もので、
基本的な変換アルゴリズムを以下に示す。

今、２とットデータを＊　　（Ｉ）２ｎｊＤ２ｎ＋１　
）で与えられる。但し、変換パターンを（Ｍ３ｎ、Ｍ３
ｎ＋□。

Ｍ５＝Ｚｎ＋２）とすると、（１）式が得られる。

この基本変換式により、２ビツトデータ間で、隣接する
ビットが共に１）１でない限り、最小１０″連続数ｄ＝
１．最大“０”連続数に＝７を満足することは明らかで
ある。

もし、２とットデータが｛Ｄ２ｎ、Ｄ２ｎ、Ｄ２ｎ＋□
）。

｛Ｄ２ｎ、Ｄ２　ｎ＋５＊　Ｄ２　ｎ＋１．）ｅと続く
とき、２ビツトデータで％　Ｄ２ｎ＋１”Ｄ２ｎ＋３＝
１の場合には。

となる。（第２次復号） Ｍ５ｎ＝Ｄ２ｎＸＤ２ｎ＋５ Ｍ５＝Ｚｎ＋１”Ｍ３ｎｘＭ３＝Ｚｎ ＋２Ｍ５ｎ＋２＝Ｄ２ｎ＋１ｘＤ２ｎ ＋４としも続＜Ｍ５（ｎ＋１）＝Ｍ３（ｎ＋１）＋１＝
Ｍ３（ｎ＋□）＋２−０とする（第２次変換）事によシ
、すべての符号列において、最小“０”連続数ｄ−１，
最大６０１連続数に＝７を満足させることができる。

ま九、復号化方式の構成は以下の如く行う。

今、３ビット符号を（Ｍ、、、Ｍ３ｎ＋□、Ｍ３ｎ＋２
３とし九とき、続く、３ビット符号（Ｍ５　（＝Ｚｎ＋
１　）　１Ｍ５　（ｎ　＋　１　）　＋　１　ｙ　Ｍ　
５　（ｎ＋　１　）　＋　２　’が｛０、０、０｝パタ
ーンでない限ル、復号データ｛Ｄ２ｎ、Ｄ２１）　ｔ　
Ｄ２　Ｈ＋１’ＩＩｉ。

Ｄ２　ｎ＝”５　ｎｓ　Ｄ２　ｎ＋１＝Ｍ５　ｎ＋２と
なる。（基本的復号） もし−”５（ｎ＋１）”５（ｎ＋１）＋１’Ｍ３（ｎ＋
１）＋２）が、（ｏ、ｏ、ｏ）パターンの場合には。

Ｄ２ｎ＝Ｍ３ｎ、Ｄ２ｎ＋□＝１　となる。

そして、この場合には Ｄ２（ｎ＋１）：”　　＊Ｄ２（ｎ＋１）＋１＝Ｍ５ｎ
＋２・・・　　（２１ Ｍ　ｘ　ｍＪ、ｆ　ｍＭ＊−一つ）が基本的臂換で賛換
されてい（１＋ｉ　）＋１　）を復号することは、６ビ
ツトの符号語を、４ビツトのデータに復号することに相
当する。この第２次復号方法によらずに、常に３ビツト
の符号語を２ビツトのデータに復号するには、以下の復
号アルゴリズムを用いる。

すなわち、もし、（Ｍ５（ｎ＋□）１Ｍ５（ｎ＋□）＋
□。

Ｍ５　（＝Ｚｎ＋１　）　＋２　）が（ｏ、ｏ、ｏ）パ
ターンの場合には、 Ｄ２ｎ＝Ｍ３ｎ、Ｄ２ｎ＋１＝１ もし、（Ｍ３ｎＩＭ５ｎ＋□ｔＭ５ｎ−４−２）が（ｏ
、ｏ。

０）パターンの場合には、 Ｄ２Ｂ＝”　　＊　　Ｄ２Ｂ＋１＝Ｍ５（Ｈ−１）＋２
とすればよい。

このように変換アルゴリズムを構成することにエフ、符
号列において、復号時、（ｙ（、、、Ｍ５ｎ＋１ｐＭ５
　＝Ｚｎ＋２　）　”　（Ｍ５　（ｎ＋ｘ　）　、Ｍ、
　（ｎ＋１　）＋１　？’５（ｎ＋１）＋２１　　・・
・と続く３ビット符号列を復号する場合、仮に、Ｍ　３
　ｆｉ　＋　１が誤まっても、　（Ｍ３ｎｔ−−ｊｎｆ
ＡＦ”＋りｎ＋Ｚ　Ｊ　＃−ローｒｕＪ　、ρ−メー、
ρ−Ｊｊ’＋　−喝＋　−＋　−Ｄ２ｎ＝Ｍ３ｎ Ｄ２ｎ＋１＝’３Ｂ＋２ となシ、復号誤りは発生しない。

！！念、”３ｎｔＭ３ｎ＋□、Ｍ３ｎ＋２）　　が、基
本的変換されていたとして、１ビツト誤シにより、｛０
、０、０｝のパターンに変換された場合、復号データは
、直、前の２ビツトにまで、誤まりが拡大することが予
想されるが、想定されるすべてのパターンを計算した結
果、このケースの復号データ伝播長は。

１ビツト＝２５％ ２ビツト＝５０チ ３ピツト＝２５チ となり、誤りは伝播しない。

さらに、同期信号においては、その先頭の２ビツトを、
“０”１又は１００１とすることによシ、同期信号は、
前のデータの変換に影響されず、一意的にその変換パタ
ーンが決定される。

さらに、符号化、復号化において、常に２ビツトデータ
を３ビット符号に変換する。あるいは。

常に３ビット符号を２とットデータに復号する方法とし
て、以下の符号化、復号化方式を提示する。

まず、符号化方式として、２ビツト毎に分離された２進
データ列を｛Ｄ２ｎ、ＤｚＨｅＤｚＨ＋ｔ）（０＜ｎ＜
ａ：１）とし、変換される３ビット符号列を、　　（Ｍ
３ｎＩＭ５Ｈ＋ｘｔＭ３ｎ＋２）（０＜ｎ＜ｃｏ）　と
しｆｔＪ−１、Ｙｎ”Ｄ２ｎ＋１ｘＤ２（ｎ＋１） Ｚｎ＝Ｍ３ｎ＋Ｍ３ｎ＋１＋Ｍ、、＋２　　とすると。

符号化される３ビツト（Ｍ、、、Ｍ３ｎ＋□、Ｍ３ｎ＋
２）は、（３）式で表わされる。

復号化方式として、３ビツト毎に分離された２進データ
列を（Ｍ３ｎ、Ｍ、　ｎ＋□、Ｍ３ｎ＋２）、（Ｑ＜ｎ
＜∞）とし、変換される２ビツトデータ列を｛Ｄ２ｎ、
Ｄ２ｎ＊Ｄ２ｎ４４）＊（０＜ｎ＜∞）としタトキ、ｚ
ｎ＝Ｍ３ｎ十Ｍ５ｎ＋１十Ｍ３ｎ＋２　とすると。

復号される２ビツト’　Ｄ２ｎ　、Ｄ２ｎ＋１）は（４
１式となる。

但し、積又は、加算記号は、論理演算のＡＮＤ及びＯＲ
とする。

次に、この符号化、復号化方式において、変換された符
号化列に１ビット誤り、あるいは２ビット誤りが発生し
たときの、復号時の最大エラー数（Ｅｒｒｏｒ　ｍａｗ
　）と、平均復号エラー数（ＥｒｒｏｒＡｖｅｒ　）を
、前記従来の（１，７）ＲＬＬＣと同様、計算をおこな
った◇その結果を第４表に示す。

又、１ビツト誤シ及び２ビツト誤シの最大復号エラーが
発生するパターン例を第９図に示す。

第４表　最大エラー数及び平均復号エラー数前記第３表
で示し九、従来の（１，７）ＲＬＬＣ方式に対して、す
べて小さな復号ｗＡシ伝播特性をもっている。さらに、
特記すべき事として、復号時５ビツト以上の誤シ伝播が
生じる場合には、符号化系列よシ、誤シが生じ九事を示
すイレージヤ情報が見つかることである。これは、本符
号化方式においては、任意に変換され九３ビット符号パ
ターンと、それに続く３ビツト符号パターンが、共に”
ｏ、ｏ、ｏ’のパターンは発生しないアルゴリズムにな
っている。しかるに、復号時に５ビツト以上の伝播が生
じる誤りパターンには、常に、符号化系列にて、復号化
すべき３ビツトパターンが連続して”ｏｏｏ’パターン
となる事である。

通常誤り訂正符号は、数ビットで構成されるシンボル単
位で、誤り訂正処理がおこなわれる。誤まシが、数シン
ボルに及ぶ場合１通常では訂正不可能な場合においても
、そのシンボルが誤まっている事を示す、イレージヤ信
号を得ることができるなら、訂正符号能力は、格段に高
くなる。

なお、符号化系列にて誤まシが発生した場合。

最小１０Ｉ連続数ｄ冨１．最大“０”連続数に＝７を満
足しないパターンの検出信号も上記イレージヤ信号とし
て使用可能な事は明らかである。例えば符号化系列にお
いて１）１）パターンが発生した場合や、ｋ〉７のパタ
ーンが発生し念場合である。

次に１本発明の符号化、復号化方式のハードウェアー構
成の一実施例について第３図及び第４図を用いて説明す
る。

第３図は、符号化回路及び、復号化回路共用のハードウ
ェアー構成であり、第４図は、入出力データの波形を示
す。

まず、符号化の場合には端子１５から入力される符号化
復号化制御信号が１）＠となり、ロジック回路１９を制
御する。そして、第４図の元データ（イ）が端子１４に
入力され、元データクロック（ロ）が端子１３に入力さ
れ、シリアル／パラレルシフトレジスタ１８により、パ
ラレルデータとなってロジック回路１９に入力される。

そしてロジック回路１９によシ変換された３ビット符号
は、ロジック回路１９の０□＊０２＋０５より、パラレ
ル／シリアルシフトレジスタ２０に入力される。変換ア
、ｙｖ　ｉ　リスムは後述するこのシフトレジスタ２◎
には、端子１Ｔに入力する符号クロック（ハ）と、端子
１６に入力する符号クロック（ハ）の３周期毎にシフト
ロードするサブクロッグに）が入力され、信号に）が“
０”になる時に、このパラレル／シリアルシフトレジス
タ２０の入力データをラッチし、変換符号をシリアルデ
ータとして、シリアル／パラレルシフトレジスタ２１に
出力する。シフトレジスタ２１は、遅延した３ビツトの
変換符号をロジック回路１９に入力すると共に、変換符
号列（ホ）を端子２２に出力する。復号時には、端子１
５の符号化復号化制御信号が“０”となり、ｑシッフ回
路１ｓに入力する。変換時と同様に、符号化されたデー
タ列（イ）が端子１４に入夛、符号クロック（ロ）が端
子１３に入力される。又、符号クロック（ロ）を、　２
／３分周した復号クロック（ハ）が、端子１Ｔに入力さ
れる。シリアル／パラレルシフトレジスタ１８にょシリ
アルデータは、ロジック回路１９により復号変換され、
シフトレジスタ２０に入る。パラレル／シリアルシフト
レジスタ２０にハ、復号クロックを１の２周期毎にシフ
トロードするサックロックに）が端子１６よシ入力され
、信号に）が１０ｍになる時にこのシフトレジスタ２０
のデータをラッチ。

後変換時と同様にシフトレジスタ２１を介して。

出力端子２２に復号データを出力する。

なお、端子２３は誤〕の発生を示すフラグ信号の出力端
子であシ、復号時、ロジック回路のＩ０〜工、に入力す
る符号化データ列に、　　”１）’が発生する場合、あ
るいは、？プクロツクに）が、＠０−の時、■工〜Ｉ６
が共Ｋ　”０”の場合に、誤りフラグとして、出力され
る。ロジック回路の論理は、変換時には、前述のＳ□変
換表にし九がい復号時にはＳ２変換表に従って変換され
る。ロジック回路の論理式は、入力Ｉ□〜Ｉ□２に対し
、出力０□〜Ｏ１，は（５）式となる。

但し％　Ｙ□＝Ｉ□ｘ工。

Ｙ２＝Ｉ３ｘＩ４ ２□＝Ｉ　、＋Ｉ　、＋Ｉ　、。

ｚ　２＝ｏ　□＋ｏ　２＋ｏ　。

Ｐ□＝Ｉ　１＋Ｉ　２＋Ｉ　５ Ｐ　２＝Ｉ　、＋Ｉ　、＋Ｉ　６ で与えられる。

〔発明の効果〕

以上のように、この発明によれば、高密度指数の大きな
、符号化及び復号化方式で、かつ、ｗＡｂ伝播が少なく
、かりに誤まった場合にも、誤りを示す検出機能が高く
、同期信号が一意的に変換され、かつ変復調ハードウェ
アーが簡単に構成できる２進データ符号化及び復号化方
式を使用するようＫしたので、磁気ディスク装置や、元
ディスク装置等の再生データの信頼性が大幅に向上し、
大容量の装置が実用化できる効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は１本発明の符号化、復号化方式アルゴリズム図
、第２図は、本発明の符号化復号化方式の最大誤シバタ
ーン図、第３図は、本発明の符号化、復号化共用ハード
ウェアーの一構成図、第４図は、第１０図の説明波形図
、第５図は、変調方式の符号化データ図、第６図はＭＦ
Ｍ符号化アルゴリズム図、第７図は（２，７）ＲＬＬＣ
符号化アルゴリズム図、第８図は（１，７）ＲＬＬＣ符
号化アルゴリズム図、第９図は（１，７）ＲＬＬＣの最
大誤りパターン図、第１０図は（１，７）ＲＬＬＣの同
期変換パターン図、第１）図は（１゜７）ＲＬＬＣ符号
器の一構成図である。 １８はシリア／Ｌ’　／　ハラレ〃シフトレジスタ、１
９はロジック回路、２Ｇはパラレル／シリアルシフトレ
ジスタ、２１はパラレル／シリアルシフトレジスタ。 第１図 （ａ）符号化アノにコリス゛人 Ｍｇｎ＝　０２ｎ　ｘ　（Ｙｉ　＋２ｉ）Ｍ３ｎ　＋１
＝Ｆ７Ｍｘ　Ｍｉｉｉｘ（絹＋”ｌ；　）Ｍ３ｎ＋２＝
０２ｎ＋１ｘ（１？６：１＋Ｚ’ｉｉ：コ）ｘ＜Ｙｎ＋
Ｙｎ×０２ｔｎ＋１）＋１＞（ｂ）復号イＬアルコリｒ
ム Ｄ２ｎ　＝　Ｍ：ｓｎ　＋Ｚｎ Ｃ）２ｎ＋１＝　Ｚｎ＋ｔ　＋　Ｍ：ｓｎ＋２ＸＺｎ＋
１＋　Ｚｎ　Ｘ　Ｍｓ（ｎ−１）＋２但し、２ピツト等
のデー１ｙｌｌＬ　　｛Ｄ２ｎ、Ｄ２ｎ、Ｄ２ｎ＋１）
　　Ｃｏ＜ｎ＜ｔｘｈ＞とし。 符号化デー９列を　（Ｍｉｎ　、　Ｍ罪＋１９Ｍ閣＋２
）（０＜ｎ＜ψ）ヒにヒき。 Ｙｎ＝Ｄａｎ＋１ｘＤ２ｎ＋５ Ｚｎ＝　Ｆ４：ｓｎ＋Ｍｉｎ＋１＋　Ｍａｎｉａ　　Ｔ
与χう収イ。 （ａ）　１ピ・シト誤り　　　第　２　図（ｂ）、２ビ
ット誤り １８ニジリアル／ＪＰラレＪレフフトレフ゛スゲ１つ一
ロフシク００路 ２０：ノーラレル／シ９７）レンフトレラ゛スゲ２１；
ノＶフレルｌンリアルシフトレジスタ第４図 （Ａ）符号化時 （Ｂ）Ｂ化時 （ホ） ′　第６図 （ａ）９元データｌ＋　　ｏｌ＋　　＋ｉｏ　　＋ｌ＋
　　ｏｌｏ　　１）ｏ　　ｏｌ（ｂ）、ＭＦＭ　１ｏ＋
ｏｏｌｏ＋ｏ１ｏｏｏ＋ｌｏ＋ｏｏ１＋ｏｏ＋ｌｏｏ＋
ｏｌ（Ｃ）／２．７１ＲＬＬＣｌ　ｌ　ＯＯｏｌｏ　Ｉ
　Ｏｏｌｏ　ＯＯＩ　ｌｏ　ＯＯｏｌｏ　０１　ｏｌｏ
　００　ｏｌ（ｄ＞５１．７）ＲＬＬｃｌＯｏ　ｏｌ＋
　ｏ　ｉｏ　＋　ｏｐ　ｏ　ｏｌｏ　＋　ｏｌｏ　＋　
ｏｌ第６図 （但し、×は、直前の′ｔｆ号語の神゛数田陰理）（Ａ
）１　ｔ”／ｋｍ！Ｊ　　第９図 （Ｂ）２ｅ”／糾ｉ４り 第１０図

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. （１）２進データ列をシリアル・パラレル・シフトレジ
   スタで２ビツト毎に分離し、該分離したデータ系列を３
   ビツト符号系列にロジツク回路で変換し、前記変換に際
   し、該変換がおこなわれる２ビツトデータと、該２ビツ
   トデータの前１ビツトデータおよび後２ビツトデータ、
   更に、直前に変換された３ビツト符号との各論理により
   、前記ロジツク回路及びパラレル・シリアル・シフトレ
   ジスタとによつて一意的に３ビツト符号に変換し、前記
   変換した３ビツト符号列を任意の連続する１の間に、１
   個以上７個以下の“０”が存在するようにした２進デー
   タ符号化及び復号化方式。
2. （２）２進データ列を２ビツト毎に分離し、該分離した
   ２ビツト毎のデータ系列を３ビツト符号列に変換するに
   際し、下記変換表、 Ｍ＿３＿ｎ＝Ｄ＿２＿ｎ×（＠Ｙ＿ｎ＿−＿１＠＋＠Ｚ
   ＿ｎ＿−＿１＠）Ｍ＿３＿ｎ＿＋＿１＝＠Ｍ＿３＿ｎ＠
   ×＠Ｍ＿３＿ｎ＿＋＿２＠×（＠Ｙ＿ｎ＿−＿１＠＋＠
   Ｚ＿ｎ＿−＿１＠）Ｍ＿３＿ｎ＿＋＿２＝Ｄ＿２＿ｎ＿
   ＋＿１×（＠Ｙ＿ｎ＿−＿１＠＋＠Ｚ＿ｎ＿−＿１＠）
   ×（＠Ｙ＿ｎ＠＋Ｙ＿ｎ×Ｄ＿２＿（＿ｎ＿＋＿１＿）
   ＿＋＿１） ここで、２ビツト毎に分離される２進データ列を｛Ｄ＿
   ２＿ｎ、Ｄ＿２＿ｎ＿＋＿１｝（０＜ｎ＜∞）とし、変
   換される３ビツト符号列を｛Ｍ＿３＿ｎ、Ｍ＿３＿ｎ＿
   ＋＿１、Ｍ＿３＿ｎ＿＋＿２｝（０＜ｎ＜∞）としたと
   き、 Ｙ＿ｎ＝Ｄ＿２＿ｎ＿＋＿１×Ｄ＿２＿（＿ｎ＿＋＿１
   ＿）Ｚ＿ｎ＝Ｍ＿３＿ｎ＋Ｍ＿３＿ｎ＿＋＿１＋Ｍ＿３
   ＿ｎ＿＋＿２、で示される変換アルゴリズムに従つて３
   ビツト符号が構成されることを特徴とする特許請求の範
   囲第１項記載の２進データ符号化及び復号化方式。
3. （３）符号化された上記２進データ列を３ビツト毎に分
   離し、該分離した３ビツト毎の符号系列を元の２ビツト
   データ列に復号するに際し、変換がおこなわれる３ビツ
   ト符号と、該３ビツト符号の後３ビツト符号と直前の１
   ビツトの各論理とにより一意的に元の２ビツトデータが
   復号されるようにしたことを特徴とする特許請求の範囲
   第１項記載の２進データ符号化及び復号化方式。
4. （４）符号化した上記２進データ列を３ビツト毎に分離
   し、該分離した３ビツト毎の符号系列を元の２ビツトデ
   ータ列に復号するに際し、下記変換表Ｄ＿２＿ｎ＝Ｍ＿
   ３＿ｎ＋＠Ｚ＿ｎ＠ Ｄ＿２＿ｎ＿＋＿１＝＠Ｚ＿ｎ＿＋＿１＠＋Ｍ＿３＿ｎ
   ＿＋＿２×Ｚ＿ｎ＿＋＿１＋＠Ｚ＿ｎ＠×Ｍ＿３＿（＿
   ｎ＿−＿１＿）＿＋＿２ ここで、３ビツト毎に分離された２進データ列を｛Ｍ＿
   ３＿ｎ、Ｍ＿３＿ｎ＿＋＿１、Ｍ＿３＿ｎ＿＋＿２｝（
   ０＜ｎ＜∞）とし、変換される２ビツトデータ列を｛Ｄ
   ＿２＿ｎ、Ｄ＿２＿ｎ＿＋＿１｝（０＜ｎ＜∞）とした
   とき、 Ｚ＿ｎ＝Ｍ＿３＿ｎ＋Ｍ＿３＿ｎ＿＋＿１＋Ｍ＿３＿ｎ
   ＿＋＿２で示される変換アルゴリズムにて元の２ビツト
   データが復号されるようにしたことを特徴とする特許請
   求の範囲第３項記載の２進データ符号化及び復号化方式
   。
5. （５）３ビツト毎に分離した符号系列を｛Ｍ＿３＿ｎ、
   Ｍ＿３＿ｎ＿＋＿１、Ｍ＿３＿ｎ＿＋＿２｝（０＜ｎ＜
   ∞）としたとき、復号を行なおうとする３ビツト符号と
   、直後の３ビツト符号が共に｛０、０、０｝の論理をも
   つ場合、および、符号系列において決定されている“１
   ”のビツト間の“０”の連続ビツト数の規則が所定の値
   以外の場合に、符号系列より、復号データが誤まりであ
   ることを示すフラグ信号を出力するようにしたことを特
   徴とする特許請求の範囲第４項記載の２進データ符号化
   及び復号化方式。