JPS6216619A - 符号変換装置 - 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】 （産業上の利用分野） 本発明は、ディジタル信号の伝送および記録の際に用い
る、ランレングスリミテッド符号を得るための符号変換
装置に関する。

（従来の技ｍ） 磁気テープやディスクなどに、ディジタルデータを高密
度記録する場合、通常、ランレングスリミテッド（Ｒｕ
ｎ　　Ｌｅｎｇｔｈ　　Ｌｉｍ１ｔｅｄ　、以後ＲＬＬ
と記す）符号を用いる。

＝４− 肛り符号とは、同一２進値の連続ビット数をｄ以上に以
下に制限する符号を言い、このような性質を有する符号
は、ｍビットのデータ語をｍ以上のｎビットの符号語に
変換することにより得られる。

このように、＋ｎ／ｎ変換して得られるＲＬＬ符号にお
ける１ビツトの長さＴ−＝　（ｍ／ｎ）　Ｔとなる。

したがって、ｆｌＬＬ符号における２進値の最小反転間
隔Ｔ＋＋＋ＩｎはＴ、、ｎ＝　ｄ　−Ｔ＆１となる。

一般的に、記録再生系では高周波数成分が遮断されるた
め、波形がなまる。このため、特に再生系においては波
形干渉が生じてビット誤りの大き□な原因となる。　　
　　　　　　　　　　　　　゛この波形干渉を抑えるた
めに、前記Ｔ＋ｍ１ｍは大であることが望ましい。又、
波形干渉によるピークシフトやジッタなどの時間軸変動
によるビット誤りを少なくするために、符号語における
１ヒツト長Ｔ、　（以降検出窓幅と呼ぶ）は大で返る方
が良く、加えて、セルフクロック機能を得るために、前
記には小であることが望ましい。　　”　　□以上をま
とめると、Ｔ、：大、Ｔ、、ｎ＝　ｄ　−Ｔ、：大、ｋ
：小であることが望ましい。

更に、　ＶＴＲのよう番こロータリートランスを介して
情報を送る場合、直流成分遮断の影響を無くすために、
直流成分を含まない、ＤＣフリーＲｉ，Ｌ符号を用いる
ことが望ましい。

従来、上記観点から種々のＲＬＬ符号が開発されており
、その例として、４７８変換符号（特開昭５７−１９５
３０８号公報参照）、８／９変換符号（特開昭５７−１
７６８２２号□公報参照）などがある。

前記定義に従えば、’　４／８変換符号はｄ＝２．に＝
９．　ｍ’＝４′、　ｎ　＝　８　、　Ｔ、＝’０．５
７であり、８／９変換符号は’ｄ′＝１．に＝１４．ｍ
＝８．ｎ＝９．７．＝８７９Ｔなる、共にＤＣフリー肚
り符号である。

□４／８変換符号はｍ＝４ビツトのデータ語をｎ＝８ビ
ツトの符号語に変換することにより、変換後の８ビツト
の符号語どうしの接続によって生じるビット列において
、同′−２進値の連続ビット数を２以上９以下に制限す
ると共に、このビット列には直流分を含まない。

８／９変換符号も同様である。

一般的に、直流成分を含まないｎｃフリー符号とという
のは、次に示す性質を有する符号をいう。

（ｎｃフリー符号］：符号語どうしの接続によって生じ
るビット列において、そのビット列の先頭からビット列
中の任意ビットまでの、１とＯの個数の差で定義するｒ
）ＳＶ（Ｄｊｇｉｔａｌ　　Ｓｕｍ　　Ｖａｒｉａｔｉ
ｏｎ）が常に有限である。

ｎ〉２の符号に関しては、ピッ１．！４１位でのＤＳＶ
の制御はできないので、通常、符号語単位でＯ８ｖの発
散を防止する。つまり、１つ前に送出した符号語の最終
ビットでのＤＳＶに対し、ＤＳＶと反対極性のディスパ
リティ−ＤＰ（符号語における１とＯの個数差）を有す
る符号語を選択的に使用する。

このようにすることで、ＤＳＶは発散することなく常に
有限となる。

４／８変換符号に限らず、８／９変換符号及びｄ＞２な
るＤＣフリーＲｉ、［１符号は総じて、ＤＰ＝０の符号
語に関しては１で始まる符号語（表パターンと呼ぶ）と
、表パターンの符号語の１を０，０を１にすベアー て置き換えた裏パターンの符号語とを１組にしてデータ
語に対応させる。ｎｐ＝ｏであるから、符号語単位でＤ
ＳＶが増加することはないので、ｄ、に制限を満たすよ
うに表パターンと裏パターンを選択的に用いる。

ＤＰ≠０の符号語に関しては、ＤＰ＞ＯとＤＰ＜Ｏの表
パターンの符号語と、それらの裏パターンの計４語を１
組にし、ｄ、に制限及びＤＳＶの制御のために、これら
４語を選択的に用いている。

つまり、確定した先行する符号語に対して、ｄ。

ｋ制限及びＤＳＶの制限を満たすように、これから送出
する符号語のみに制御を加えている。

（発明が解決しようとする問題点） 」二連のように、従来のＤＣフリーＲｉ土符号を得るた
めの符号変換においては、ｄ、に制限及びＤＳＶの制限
を満たすための制御を、これから送出する符号語のみに
対して行なっている。

したがって、８／９変換符号やｄｋ２なる４／８変換符
号などのＤＣフリーＲＬＬ符号においては、先行する符
号語に応じてこれから送出する符号語を選択しなければ
ならないために、データ語１語に対応する符号語は、最
低でも２語（ｎｐ＝ｏ）必要である。

これが従来例の最大の問題点であり、この制約がより高
密度記録に適したＤＣフリーＲＬＩ、符号の実現を阻ん
だ要因の第１である。

たとえば、従来のＤＣフリーＲＬＬ符号を得るための符
号変換によっては、ｄ、ｎを保ったままｋを更に小さく
するためにはＴ１．ｌを小にしなければならず、これは
高密度記録にとっては好ましくない。

一方、ｄ、Ｔ、を保ったままｋを小さくするには、符号
語長ｎを長くする他はないが、符号語長を長くすると、
回路規模、特に、符号語からデータ語を復元するための
復元回路の規模が指数関数的に増大する。

４／８変換符号を例にとると従来の符号変換では、ｄ＝
２．に＝８．ｎ＝８を実現するには、Ｔ、　＝　３／８
＝０．３７５Ｔになる。一方、ｄ＝２．　ｋ＝８．　Ｔ
１．ｌ＝０゜５Ｔを実現するｎの最小値はｎ＝１０であ
り、Ｔ、＝０゜５Ｔであるからｍ　＝　５となる。

＝９− 符号変換に要するメモリー容量Ｖ□（ｍ、ｎ）は、アド
レスｍビットで、ｎビット／ワードであるから、ｖ、　
（４，８）　＝１６・８＝１２８．Ｖ、ｎｉ　（５，１
０）　＝３２・１ｏ＝３２０ビツトであり、復号に要す
るメモリー容量ＶＤ（ｎｉｍ）は、アドレスｎビット、
ｍビット／ワードであるから、Ｖ、（８，４）　＝２５
６−４＝１０２４、　Ｖ［、（１０，５）　＝１０２４
・５．５１２０ビツトとなる。

ここでＶｏ（ｎ　、　ｍ）　＞＞Ｖ、（ｍ　、　ｎ　）
であるから、復号に要するメモリー容量が全メモリーの
大半を占めることがわかる。

一方、Ｖ、（１０，５）　／ｖｏ（ｓ、　４）　＝５テ
あり、符号語長が２ビット増えることによって復号回路
のメモリー容量は５倍になる。

このように、従来の符号変換では、更に優れたＤＣフリ
ーＲＩ上符号を得るためには、符号語長を長くする以外
にはなかったが、符号語長が長くなると回路規模が大き
くなって実現できない。

逆に言うならば、符号語長が長くても復号回路の回路規
模が巨大にならない復号手段が皆無であることが、より
高密度記録に適したＤＣフリーＲＬＬ符号の実現を阻ん
だ要因の第２である。

以上示した従来例の問題点は、ＤＣフリーＲＬＬ符号の
みならず、ＤＣフリーでないＲＬＬ符号にも共通する。

本発明の目的は、従来以上の性能が得られるＲＬＬ符号
（ＤＣフリーを含む）を、従来よりも少ないメモリー容
量で実現できる符号変換装置を提供することである。

（問題点を解決するための手段） 本発明は、上記目的を達成するため、ｍビットのデータ
語をｎビットの符号語に変換し、変換後のｎビットの符
号語どうしの接続によって生じるビット列中における同
一２進値の連続ビット数を、ｄ以上に以下に制限する符
号変換装置において。

先行する符号語ｗ１と、その符号語ｖ１に続く符号語ｖ
２との接続によりｄ、に制限違反が起るときには、符号
語Ｖｌ又はｖ２を他の符号語に置き換える手段を備えた
ことを特徴とする。

本発明は次に示すような特徴を備えた態様を含むもので
ある。

本発明の第１の態様は、２つの符合語ｖ１とｖ２を接続
することにより、ｄ、に制限違反が生じる場合には、先
行する符合語ｗ１に対してｄ、に制限を満たすように符
合語ｖ２を制御する手段と共に符合語ｗ２に応じて符合
語ｖ１をも制御する手段を用いた符号変換手段１を備え
ていることを特徴（第１の特徴）とするものである。

本発明の第２の態様は、１つ以上のｍ／ｎ変換ＲＬＬ符
号を有効に組み合わせる手段を用いたデータ語生成手段
を備えていることを特徴（第２の特徴）とするものであ
る。

本発明の第３の態様は、ＤＰ＝Ｏの符号語を持たない符
号語長ｎが奇数の場合において、ＤＳＶを有限に保つた
めの手段を用いた符号変換手段２を有することを特徴（
第３の特徴）とするものである。

本発明の第４の態様は、ｎビットの符号語をｍビットの
データ語に復元する復号回路において、ｎビットの符号
語を互いに区別するのに要するビット数を、ｎより小な
るｎ′ビットに減らすことにより、復号に要する回路規
模な従来の１／２１”−”１程度に縮小する手段゛を復
号手段として有することを特徴（第４の特徴）とするも
のである。

（作　用） 本発明の第１の特徴によりデータ語／語に対応する符号
語数を最小１語（ｏｐ＝ｏ）にでき、その結果、同一の
ｄ、に、ｎに対して、符号語の組数は従来より約２０％
以上増加するので、より大きなＴ＆１が得られる。

本発明の第２の特徴であるデータ語生成手段により、た
とえばｍ　／　ｎ変換を２つ組み合わせる結果、実質的
に（２ｍ＋１）／２ｎ変換を行なうことができるため、
取り扱う符号語長はｎのままで、Ｔ４を（ｊ／ｎ）’Ｔ
から（（２ｍ＋１）／２ｎ）Ｔに広げる二とができる。

本発明の第３の特徴により、符号語長ｎが奇数であるＤ
ＣフリーＲＬＬ符号で、ｎが偶数めＤＣフ゛リーＲＬＩ
Ｊ号′と同程度・以上の性能が得られる。

本発明の第４の特徴により、性能的には優れていながら
、回路規模が大きくなる点で使用できなかった符号語長
ｎ≧２０のＲＬＬ符号も使用できる。

以上示した４つの特徴のすべて、又はいくつかを組み合
わせることにより、同一のｄ、に、ｎに対して、従来の
肚り符号を大幅に上回るＴ、を達成するＲＬＬ符号を現
実的な回路規模で実現できる（第３の特徴はＤＣフリー
ＲＬＬ符号の場合のみ有効）。

次に１以上の４つの特徴を含む種々の実施例について詳
細に説明する。

スＭＪＬＬ　　　　　　　・ 本実施例では、前記本発明の第１の特徴である符号変換
手段１についてＤＣフリーＲＬＬ符号を例にして説明す
る。ＤＣフリーＲＬＬ符号に関しては、ＤＣブリーＲＬ
Ｌ符号における符号変換手段から、特定の条件を削除し
て得られるので詳細は省略する。

なお、本発明では符号語を分類するために、符号語の特
徴を表わすパラメータを導入しており、このパラメータ
について、第１図を用いて説明する。　　′ 第２図に示すように、ｎビットの符号語の各々について
３つのブロックに分ける。つまり、悲ビシト同一２′ｄ
Ｍ値（ＴＢ）が連続する符号語の始端部であるＬブロッ
ク、ｒビット同一２進値（ＬＢ）が連続する符号語の終
端部であるＲブロック、及び、■。

ブロックとＲブロックに囲まれるｂ（＝ｎ−Ｑ−ｒ）ビ
ットの符号語の中間部であるＢブロックである。ただし
、Ｑ　、ｎｉｎ＜Ｑ＜：１１ｍａｘ＋　ｒ＋＋＋＋＋＋
りｒ’ｃｒｍａｘとする。

本実施例で使用する符号語は、Ｑ、ｒ及びＢブロックに
関し、次の制約を満たすものに限る。

（ｉ）　　ｄ＝１の場合 ら、ｎ＝ｒ１．ｌ、、：＝：　１　＊　Ｊ−、Ｘ＝ｒ−
、、＝　ｋ　＋（ｊｊ）ｄ≧２の場合 １、ｎ＝Ｘｒ　ｒｍｉｎ＝ｄ　　Ｘｇ　１＜ｘりｄｌ　
＋　＃ｍａｘ　”　ｒｍａｘ　＝　ｋ　　ｄ　＋１（ｉ
ｉｊ）　　（ｉ）、　（ｊｉ）共に、Ｂブロックにおい
ては完全にｄ、に制限を満たす。つまり、Ｂブロックに
おいてはｄビット以下にビット以下のＯと１が交互に続
＜（ｂ’＝ｏを除く）。

本実施例では更に、α及びｒについては次のようなパラ
メータＥ、Ｆを導入する。

Ｆ　：１１ＩｌくＤ＜ｄならばＦ＝０゜ｄ（、ＱくＱ’
ならばＦ＝１゜ ｆｌ　’　＜　Ｑ　りａ、、、ならばＦ＝２Ｅ　：　ｒ
ｍｉａ　＜ｒ　＜　ａならばＥ＝Ｏ。

ｄ、＜ｒ＜ｒ’ならばＥ＝１゜ ｒ　’　＜　ｒ　りｒｍａｘならばＥ＝まただし、Ｑ’
　＋ｒ’　＝ｋかツｄ　＜Ｑ　’　、　ｄ　＜ｒ　’で
ある。なお、ｄ＝１の場合はＦ＝Ｏ及びＥ＝０の符号語
は存在しないので、以下の説明におけるＥ＝Ｏ，Ｆ＝Ｏ
の項はｄ＞２の場合のみである。

以上のように定めた４つのパラメータ（Ｆ、Ｔ１３゜Ｅ
、ＬＢ）と、符号語のディスパリティ−ＤＰ及びＤＳＶ
の値を基にして符号語どうしの接続を制御するが、この
制御というのは第３図に示す第１符号語ｗ１と第２符号
語り２との接続において、第１符号語のＲブロックと第
２符号語のＬブロックによるｒ工＋ｇ２ビットの接続部
においてもｄ、に制限を満たしくＢブロックは既にｄ、
に制限している）、かつ第１符号語の最終ビットでのＤ
ＳＶに対して、第２符号語の最終ビットでのＤＳＶを発
散方向に増大させないようにすることを意味する。

以下では、この符号語どうしの接続に関する制御規則を
接続部と呼ぶ。

本実施例では、前記４つのパラメータ（Ｆ、ＴＢ。

Ｅ、ＬＢ）とディスパリティ−ＤＰの５つのパラメータ
を用いて、符号語の組み合わせを規定しており、この組
み合わせ規則を第１表（第１．１表および第１．２表か
らなる）に示す。

第１表において、”ＣＷ−Ｎα°°は符号語の組み合わ
せの番号と、その組み合わせを構成する符号語の識別番
号であり、１つの組み合わせを構成する符号語には同一
のデータ語を対応させる。（ＤＰ。

ＴＢ、Ｆ、　Ｅ、　ＬＢ）は符号語の組み合わせを構成
する符号語に関するパラメータの値であり、”　ＥＸＡ
にＰＬＥ″′はそのパラメータによって表わせる符号語
をｄ＝２．に＝８．Ｑ’　＝ｒ’　＝４、かつＱ＝１．
４．’Ｌ　ｒ＝１．４．７のみを例示している。

更に、”　ＷＯＲＤ　”は’ＣＷ−Ｈａ”を書き換えて
、符号語の構造をわかり易くしたものであり、Ｅ＝１の
符号語に関しては°’　ｃｖ　’に、ｒｌＰ、Ｆ、Ｅに
関する情報を付加しており、Ｅ≠１の符号語に関しては
更にＬＢの情報を付加している。ただし、叶に関しては
、ＤＰ＝Ｏは１°Ｚ　ＩＩ、表パターンのＤＰ＞ＯはＩ
Ｉ　Ｐ″、表パターンのＤＰ＞０は°°Ｍ°′とし、・
・−〇は裏パターンを表わす。

たとえば、ＣＷＰＯＩは表パターンの符号語で、ＤＰ＞
Ｏ，Ｆ＝Ｏ，Ｅ＝１の符号語を表わし、ｃｗｐｏｉはＣ
ＷＰＯＩの裏パターンである。

なお、第１表における”×”はＯ又は１のいずれの値で
もよいことを示し、′×１は１×”の否定を表わす。な
お、第１表″Ｃν”の項は後述する実施例１で説明する
。

以下、第１表に示す符号語の組み合わせ方と、このよう
に組み合わせた符号語どうしの接続部について示すが、
本実施例は、Ｅ＝１の符号語のみを用いたＤＣフリーＲ
ｉ，、Ｌ符号を得るための符号変換と、その符号変換を
保ったままでＥ≠１の符号語をも用いるＤＣフリーＲＬ
Ｌ符号を得るための符号変換により成るため、Ｅ＝１の
場合と、Ｅ≠１の場合に分けて示す。

（１）　　Ｅ＝１の場合 Ｅ＝１の符号語に関する符号語の組み合わせは、ＬＢに
対する制限はなく、ＤＰ、ＴＢ、　Ｆを基準に組み合わ
せている。

つまり、 （１，１）ＤＰ＝０；　Ｆ≠１の符号語は表パターンと
裏パターンを１組にし、１組にした符号語に同１のデー
タ語を対応させる。

（１，２）ＤＰ＝Ｏ，Ｆ＝１の符号語は表パターンと裏
パターンを区別し、表パターンと裏パターンは異なるデ
ータ語を対応させる。

（１，３）　　ＤＰ≠Ｏ，Ｆ＝１の符号語は表パターン
と裏パターンを１組にし、１組にした符号語に同一のデ
ータ語を対応させる。

（１，４）ＤＰ＃Ｏ，Ｆ’１（７）符号語は、ＤＰ＞０
なる符号語の表パターンαとその裏パターンｉ、及び符
号語αとＦの値が等しく、かつ叶く０なる符号語の表パ
ターンβとその裏パターンβの４語を１組にし、１組に
した符号語に同一のデータ語を対応させる。

上記（１，１）は第１表におけるＣＷ−Ｎｉｎ＝（１，
１，１，２）と（４，１，４，２）に対応し、（１，２
）は同じ＜ＣＷ−Ｎｎ＝（２，１）と（３，１）に対応
し、（１，３）は同じくＣリ−Ｎα＝（６，１，６，２
）と（７，１，７，２）に対応し、（１，４）は同じく
Ｃｌ１ｌ　−Ｈａ　＝　（５，１〜５．４）と（８，１
〜８．４）　ニ対応する。

次に、上記（１，１）〜（１，４）に示した符号語の組
み合わせ、及びデータ語の対応関係を規定したことによ
り、符号語どうしを接続する場合にも必ずｄ、に制限を
満たし、かつ、ＤＳＶの発散を防止する符号語どうしの
接続側を定めることができる。

第１．１表 第１゛、２表 第２表に、この符号語同士の接続則を示す。なお、第２
表において、ＤＶは第２図における第１符号語の最終ビ
ットまでのＤＳＶの値で、′°ψ°′は任意の値、ＤＶ
＝１はｎｓｖ≧Ｏ，ＤＶ＝−１はＤＳＶ≦０を表わす。

同じく、Ｐは、第２図における第２符号語の表パターン
ＤＰを表わし、ｐ＝ｏはＤＰ＝Ｏ，Ｐ＝１はＤＰ＞Ｏ，
Ｐ＝−１はＤＰ＜Ｏを表わす。

同じ＜、Ｅ、ＬＢは第２図における第１符号語に関する
パラメータ、Ｆは第２符号語に関するパラメータ、Ｙは
第２符号語が表パターンと裏パターンを組み合わせてい
る場合にのみ有効であり、Ｙ＝０は表パターン、Ｙ＝１
は裏パターンを選択することを示し、Ｓは、第２符号語
としてＦ≠１である表パターンのＤＰが負の符号語を選
ぶことを示すパラメータである。さらに「ν２ｊには対
応する第１．１表のｒＷＯＲＤＪの項に示す記号付をし
ている。

なお、「Ｃν」の項は後述する実施例１で説明する。

以下、第２表について説明する。

まずｄ、に制限を満たすための接続則について＝２６− 説明する。

第１表より明らかなように、Ｆ≠１の符号語に関しては
必ず表パターンと裏パターンを組み合わせている。した
がって、第２図においてＦ≠１の符号語を第２符号語に
仮定すると、第１符号語のＬＢに応じて第２符号語を表
パターン、又は裏パターンにすることで、接続部におい
てもｄ、に制限を満たす。

つまり、第２符号語のＦ＝０のとき、第２符号語のＴＢ
＝第１符号語のＬＢとなるように、第２符号語を選択す
る（第２表Ｎα４．２．９．１１，１７，２３）。

第１符号語のＥ＝１であるから、第１符号語のＲブロッ
クにおけるｒｌ（ｄ　＜ｒ、＜ｒ’　）ビット連続する
２進値ＬＢと、第２符号語のＬブロックにおける１、（
ｘ≦１．＜　ｄ）ビット連続する２進値ＴＢ　（＝　Ｌ
Ｂ）による、接続部における同一２進値の連続ビット数
ｒ、　十＃、は、 ｄ　＜ｄ　＋　ｘ（、ｒ、十ｍ、＜ｒ’十ｄ　＜ｒ’十
ａ’　＝　ｋとなるので、接続部においてもｄ、に制限
を満たす。

第２符号語のＦ＝２のとき、第２符号語のＴＢ≠第１符
号語のＬＢとなるように、第２符号語を選択する（第２
表Ｎｎ　７　、８　、１０，１６，２２，２４）−この
場合、ｄ＜ｒ、≦ｒ　’　＜　ｋ　＊　ｄ　＜１’　＜
ａｍくれ、８≦にであり、ＬＢ≠ＴＢであるから、接続
部においてもｄ、に制限を満たす。

第２符号語のＦ＝１のとき、第２符号語のＴＢ≠第１符
号語のＬＢの場合（第２表Ｎα４　、５　、１３，１４
゜１９．２０）、ｄ≦ｒ、＜ｒ　’　＜　ｋ　、　ｄ　
’−１，’、ｅ’　＜　ｋであるから、接続部でもｄ、
に制限を満たし、ＴＢ＝ＬＢの場合（第２表＆　３　、
６　、１２，１５，１８．２２）、ｄ〈ｄ　＋　ｄ　＜
ｒ１＋ａ、’；、　ｒ’　＋ａ’　＝　ｋであるから、
接続部でもｄ、に制限を満たす。

以上示したように、Ｆ≠１の符号語の場合は表パターン
と裏パターンを組み合わせることにより、ｄ、に制限を
満たすことができ、Ｆ＝１の符号語の場合は表パターン
でも裏パターンのいずれでもｄ、に制限を満たすことが
わかる。

次に、ＤＳＶ制限について説明する。

ＤＣフリーにするためのＤＳＶ制限とは、先に赤したよ
うに、ＯＳＶが発散方向に増大していくことを防ぐ制御
のことである。

先行する符号語の最終ビットでのＤＳＶの値をＤＳＶ　
１、これから送出する符号語のディスパリ芋イーをＤＰ
とすると、 ＤＳＶ２　＝　ＤＳＶＩ　＋　ＤＰ となる。

ＤＰ＝０の場合、ＤＳＶ２はＤＳＶＩニ対して発散方向
に。

増加することはないので、この場合、ＤＳＶに関する制
御はなくてよい、したがって、ＤＰ＝Ｏの符号語に関し
ては先に示したｄ、に制限を満たすための接続部だけが
必要となる（第２表＆１〜８）。

ＤＰ≠Ｏの場合、ＤＳＶ２をＤＳＶＩに対して発散方向
に増加させないためには、ＤＰの極性がＤＳＶＩと反対
であればよい。

つまり、ＤＳＶｌ〉０ノときはＤＰ＜　Ｏ、ＤＳＶＩ＜
　ＯのときはＤＰ＞Ｏとなるように符号語を選択する。

こうすることにより、ＤＳＶが発散することはない。

なお、ＤＳＶ１＝Ｏのときは、ＤＰ≠０の符号語を接続
することにより、ＤＳＶ２はＤＳＶ　１に対して発散方
向に増加するが、このＤＳＶ２は後続の符号語のＤＰに
より、ＤＳＶが更に発散方向へ増大しないように制御□
される。したがって、ＤＳＶ１＝Ｏを区別して取り扱う
必要はない。　　゛ 以降、ＤＳＶ１＝ＯはＤＳＶＩ＞　Ｏ（７）場合ト同様
に取り扱う。ただし、ＤＳＶの加算についてはＤＳＶ１
＝Ｏを区別する。

以上のことから、ＤＰｆ−Ｏの符号語に関しては、ＤＰ
＞ＯとＤＰ＜Ｏの１９％語を備えていなければならない
。　　。

、したがって、ＤＰ≠Ｏ，Ｆ＝１の符号語についでは、
表パターン及び裏パターンのいずれでもｄ。

ｋ制限を満たすし、表パターンと裏パターンのＤＰは極
性が反対であるから、表パターンと裏パターンを１組に
すれば、ｄ、に制限とＤＳＶ制限を共に満たすように符
号語を選択できる（第２ｉＮｎ１２〜１５．１８〜２１
）。

ＤＰ≠０．Ｆ≠１の符号語については、ｄ、に制−加一 限を満たすために表パターンと裏パターンを組み合わせ
る。しかしながら、たとえば、ｄ、に制限を満たすため
に裏パターンにすることでＤＳＶＩと叶が同極性になる
場合がある。このような場合には、裏パターンのＤＰの
極性がＤＳＶ　１の極性と異なる符号語を用いなければ
ならない。これは表パターンの場合についても同じであ
る。

以上のことから、ＤＰ≠０．Ｆ≠１の符号語に関しては
（１，４）に示したように符号語を組み合わせることに
より、ｄ、に制限とＤＳＶ制限を共に満たすように符号
語を選択できる（第２表Ｎα９〜１１，１６゜１７．２
２〜２４）。

ｄ、に制限及びＤＳＶ制限を満たすための、第２表に示
す符号語どうしの接続則をまとめると次のようになる。

ただし、ＬＢは第１符号語のＲブロックを構成する２進
値、ＤＳＶＩは第１符号語の最終ピッｉ−でのＤＳＶの
値であり、第２符号語はす２と表わす。

（１，ａ）　　Ｗ２がＤＰ＝Ｏ，Ｆ＝Ｏの場合、ＬＢ＝
１のとき、す２は表パターン、 ＬＢ＝０のとき、す２は裏パターンにする。

（１，ｂ）　　リ２がＤＰ＝０．Ｆ＝２の場合、ＬＢ＝
１のとき、Ｗ２は裏パターン、 ＬＢ＝０のとき１ｗ２は表パターンにする。

（１，ｃ）　　ｕ２がｒ）Ｐ＝Ｏ，Ｆ＝１の場合、第１
符号語には全く独立にＷ２ｔｉｌ一定める。

（１、ｄ）　　Ｗ２（７）表パターンのＤＰ＞Ｏ，Ｆ＝
１の場合、ＤＳＶＩ≧０（７）とき、ｖ２は裏パターン
、ＤＳＶＩ＜０のとき、ｖ２は裏パターンにする。

（１，ｅ）　　Ｗ２の表パターンのＤＰ＜Ｏ，Ｆ＝１の
場合、ＤＳＶｌ≧００とき、Ｗ２は表パターン、ｏｓｖ
ｔ＜ｏのとき、ｌ１１２は裏パターンにする。

（１，ｆ）Ｗ２のｒｌＰ≠ｏ、Ｆ＝Ｏ（７）場合、ＤＳ
ＶＩ≧０かツＬＢ＝１（７）とき、讐２はＯＰく０の表
パターン、 ＤＳＶＩ≧０かツＬＢ＝’０（７）とき、υ２はＤＰ＜
０（７）裏パターン、 ＤＳＶＩ＜Ｏか−）ＬＢ＝１のとき、す２はｏｐ＞ｏの
表パターン、 ＤＳＶＩ＜Ｏか−）ＬＢ＝Ｏ（７）とき、す２はＤＰ＞
０（７１表パターンにする。

（１，ｇ）　　Ｗ２のＤＰ＃Ｏ，Ｆ＝２の場合、ＤＳＶ
Ｉ、？　ＯカッＬＢ＝　１　ｃ７）　トｉｉ！、Ｗ２ｔ
：ＪＩＤＰ＜　Ｏ（７）裏パターン、 ＤＳＶｌ〉０カツＬＢ＝０ノドき、ｖ２はＤＰ＜０（７
）表パターン、 ＤＳＶＩ＜ＯかつＬＢ＝１のとき、す２はＤＰ＞　Ｏ（
７）裏パターン、 ＤＳＶＩ＜Ｏか−）ＬＢ＝Ｏ１７）トき、ＩＩ＋２はｏ
ｐ＞　Ｏ（７）表パターンにする。

以上にように定めた、（１，１）〜（１，４）に示す符
号語の組み合わせとデータ語との対応関係、及び（１、
ａ）〜（１，ｇ）に示す符号語どうしの接続則によりＥ
＝１の符号語のみを用いたＤＣフリーＲＬＬ符号を構成
できる。

このようにして構成したＤＣフリーＲＬＬ符号の中にも
、従来以上の性能を示すものも数多くあり、十分実用可
能である。しかし、本実施例では更に強力なりＣフリー
ＲＬＬ符号を得るべく、今示したＥ＝１の符号語のみを
用いる符号変換手段を何ら変更することなく、Ｅ≠１の
符号語をも使用できる符号変換手段を付加している。

以下、上記符号変換手段を保ったまま、Ｅ≠１の符号語
をも使用するための符号変換手段について示す。

（ＩＩ）　　Ｅ≠１の場合について、 Ｅ≠１の符号語に対する符号語の組み合わせは、Ｅ＝１
のときの符号語の組み合わせに加えて、ＬＢに関する組
み合わせを導入する。つまり。

（ｌＴ、１）　　ＤＰ＝Ｏ，Ｆ≠１．Ｅ≠１．ＬＢ＝Ｏ
の表パターンの符号語αは、αとＦ、Ｅ、叶の値が等し
くＬＢ＝１の表パターンの符号語βと、それらの裏パタ
ーンｉ、Ｔの計４語を１組にし、１組にした符号語に同
一のデータ語を対応させる。

（１１，２）　　叶＝Ｏ，Ｆ＝１．Ｅ≠１．ＬＢ＝Ｏの
符号語αは、αとＦ、　Ｅ、　ＤＰ、　ＴＢの値が等し
く、ＬＢ＝１の符号語βとを１組にし、１組にした符号
語に同一のデータ語を対応させる。

（ｎｉ３）　　ＤＰ≠Ｏ，Ｆ＝１．Ｅ≠１．　、　ＬＢ
＝　Ｏの表パターンの符号語αは、αとＤＰ、　Ｆ、　
Ｅ、　ＤＰの値が−潤一 等しく、ＬＢ＝１の表パターンの符号語βと、それらの
裏パターンａ、Ｔの計４語を１組にし、１組にした符号
語に同一のデータ語を対応させる。

（１１，４）　　ＤＰ＞Ｏ，Ｆ≠１．Ｅ≠１．ＬＢ＝０
の表パターンの符号語αは、αとＯＰ、Ｆ、Ｅの値が等
しく、ＬＢ＝１の表パターンの符号語βと、ＤＰ＜Ｏで
あり、かつαとＦ、Ｅ、ＬＢの値が等しい表パターンの
符号語γと、γと叶、Ｆ、Ｅの値が等しい表パターンの
符号語δと、それらの符号語α、β、γ。

δ（＋）ＪＫパターン；　＊　’ｆ　ｇ　ｙ　ｇ　＆の
計８語を１組にし、１組にした符号語に同一のデータ語
を対応させる。

上記（ｎｉｔ）は第１．２表におけルＣＷ−Ｈａ　＝　
（９，１〜９．４）、（１０，１〜１０．４）、（１５
，１〜１５．４）、（１６，１〜１６．４）に対応し、
（１１，２）はＣト翫＝（１１，１，１１，２）、（１
２，１゜１２．２）、（１３，１，１３，２）、（１４
，１，１４，２）に対応し、（１１，３）は０％１−Ｈ
ａ　＝　（ＩＱ、１〜１９．４）１．（２０，１〜２０
．４）。

（２３，１，２３，２）、（２４，１，２４，２）に対
応し、（Ｉ［，４）はＣｗ−Ｈａ　＝　（１７，１〜１
７．８）、（１８，１〜１８．８）、（２１，１。

２１．８）、（２２，１，２２，８）に対応する。

上記（１１，１）〜（１１，４）と、前記（１，１）〜
（１，４）の相異は、ＬＢに関する組み合わせを含んで
いるか否だけである。言い換えると、Ｅ≠１の符号語に
ついて、（ｒ、ｉ）〜（１，４）に従って符号語と組み
合わせ、更に、その組み合わせた結果の符号語の組と、
ＤＰ、　Ｆ　、　ＴＢ、　Ｅの値が等しく、ＬＢの異な
る符号語の組を組み合わせると（１１，１）〜（ＩＩ　
、４）の組み合わせになる。

したがって、第３図において、第１符号語のＥ＝１の場
合、第２符号語のＥ≠１であっても、（１，ａ）〜（１
，ｇ）に示す接続部をそのまま適用しても、ｄ、に制限
及びＤＳＶ制限を共に満たすことができる。この場合、
第２符号語の１、ＢはＯでも１でもよい。

一方、第２図における第１符号語のＥ≠１の場合、（１
、ａ）〜（１，ｇ）の接続部だけでは、明らかにｄ、に
制限違反が起こる。

たとえば、第１符号語のＥ＝ＯかつＬＢ＝Ｏであり、第
２符号語のＦ＝１．ＤＰ＝Ｏ，ＴＢ＝１のとき、第２符
号語は其のままの形で現われるので、接続部においてｄ
制限に違反する。

（例＞、、、、１１０　　ｔｔｔｔｏｏ、、、、（ｄ＝
２の場合）このような場合、Ｅ＝ＯかつＬＢ＝１の符号
語を第１符号語に用いると、ｄ、に制限を満たすように
なる。

つまり、第、１符号語ｗ１が（Ｆ　、　ＴＢ、Ｅ　、　
ＬＢ）（Ｅ≠１）の場合、前記（１，ａ）〜（１−Ｌ”
ｇ）に従って第２符号語を接続したときに、その接続部
においてｄ。

ｋ制ｐｕｉ反が起：：ルナラば、ｖｌヲ（Ｆ　、　ＴＯ
，Ｅ　、　ＬＢ）に置き換える（“−１は否定）。

なお、ｖｌを置き換えるのは次の場合である。ただし、
Ｅ、ＬＢは符号語（ｖｌ）のＲブロックに関するパラメ
ータ、Ｆ、ＴＯは第２符号語（ｖｌ）のＬブロックに関
するパラメータである。

（Ｉｌ、ａ）　　１１のＥ＝０，１１１２のＦ〉１、か
つＬＢ≠’ＴＨのとき、 （Ｉｌ、ｂ）　　１１１（ｉＦ）Ｅ＝２．　Ｍ２ノＦ＝
１、かッＬＢ　＝　ＴＩＩのと′き、 （Ｉｌ、ａ）の場合、ｖｌをＬＤ　＝　ＴＢとなるよう
に置き−えると、接続部における同一２進値の連続ビッ
ト数ｒ＋９は、Ｅ＝Ｏよりｄ−ｘ≦ｒ：＜ｄ−１，Ｆ〉
１よりｄ＜ｆｌくに−ｄ＋１であるから、ｄ＋１≦２ｄ
−ｘ（、ｒ＋Ｑ（、ｋ　　（−”、１＜ｘ＜ｄ−１，）
となり、接続部においてもｄ、に制限を満たす。

（ｎｉｂ）の場合、Ｅ＝２はｄ　＜ｒ　’　＜　ｒ　り
ｋ　−ｄ＋ｉ、Ｆ＝１はｄ＜Ｑくに−ｄ＋１を表わし、
Ｌ８≠ＴＢとなるように１１を置き換えるから、接続部
においてもｄ、に制限を満たす。

ところで、ｖｌのＦ＝Ｏの場合は前記接続部（１゜ａ）
、（１、ｆ）より明らかなように、ＴＢ　＝　ＬＢとな
るようにｖｌを選択するので、Ｖｔを置き換える必要は
ない。

１１１のＥ＝２．　ｖｌのＦ＝２（７）場合も同様に、
前記接続部（１、ｂ）、（１、ｇ）よりＴＢ　＃　ＬＢ
となるようにｌ１１２を選択するので、ｗｌを置き換え
る必要はない。

したがって、第１符号語ｖ１のＥ≠１の場合において、
（ＩＩ’、ａ）あるいは（Ｉｌ、ｂ）が成り立つときに
は第１符号語を置き換えることによりｄ、に制限を満た
すことがわかる。

更に、（ＩＩ　、１）〜（Ｉｌ、４）に示すように、Ｅ
≠１の符号語の組み合わせにおいては、ＬＢ＝Ｏの表パ
タ−ンの符号語０は、符号語Ｏと１１Ｐ、Ｆ、Ｅの値が
等しいＬＢ＝１の表パターンの符号語１と必ずペアにな
っており、裏パターンについても同様である。

したがって、」−述のように、第１符号語のＬｎを換え
るために第１符号語全体を置き換えても、それが表パタ
ーン、裏パターンにかかわらずＦ、ＤＰ。

Ｅの値が等しく、ＬＢだけが異なる符号語と組み合わせ
ているので、実質的には第１符号語の１８だけを変えた
ことになり、前後の符号語との関係等、−切矛盾は起き
ない。

以−Ｉ−示したように、本実施例においては、第１表に
示すように符号語を組み合わせることにより、ｄ、に制
限及びＤＳＶ制限を共に満たす符号語を必ず選択できる
。

次に、本実施例を実現するための回路構成とその動作に
ついて、第１図のブロック図と第４図の動作フロー図を
用いて説明する。

まず、ｍビットのデータ語を取り込み保持しく第４図２
０１）、この出力を第１図に示す４つの符号変換回路、
すなわち、符号変換回路１　（１０１）、符号変換回路
２　（１０２）、符号変換回路３　（１０３）及びび符
号変換回路４　（１０４）に同時に加える。なお、符号
変換回路１〜４をＣＣｉ〜ＣＣ４と記すものとする。

又、ＣＣｉ〜ＣＣ４の符号語出力ＣＷＩ〜ＣＷ４はシリ
アル出力とする。

ＣＣｉ　（＋０１）では、基準にする符号語Ｃ１１ｌと
それらのＦ、Ｅ及びＤＰの値ＤＰＩを生成する。この符
号語Ｃ１１ｌ］は、第１表の符号語の組の中から１語づ
つ選べばよい。

本実施例では、第１．１表におけるＣｉｔｌＺ］、１と
、第１．２表におけるＣＷＺＩＯＩ、ＣすＺ１２１以外
はすべて、ＴＢ＝１である符号語の中からＣｌ１１１を
選んでいる。

ＣＣ２（１，０２）テは、ＣｉＮＩノＥ＝１．（７）場
合には、ＣＷＩとＴＢ、Ｆ、Ｅの値が等しく、ＤＰＩと
極性の異なるＤＰの値ＤＰ２を有する符号語を生成し、
Ｃ１ｄｌのＥ≠１の場合には、ＣｌとＴＢ、　Ｆ　、　
Ｅ　、ＬＢの値が等しく、ＤＰＩと極性の異なるＩ］Ｐ
の値ＤＰ２を有する符号語を生成する。

なお、ＣＣ２で生成する符号語をＣ１１１２とする。又
、ＤＰ１＝Ｏのとき、Ｃｕ２は存在しない。

ＣＣ３（１０３）では、ＣすｌのＥ≠１の場合のみ、Ｃ
υ１とＤＰ、ＴＢ、Ｆ、　Ｅの値が等しく、Ｌｎの値だ
けが異なる符号語Ｃｌ１１３を生成する。したがって、
Ｃ１０にはＥ＝１の符号語は含まれない。

ＣＣ４（１０４）では、Ｃ１１１のＥ≠１．、ＤＰＩ≠
０の場合のみ、Ｃす２とＤＰ、ＴＢ、Ｆ、　Ｅの値が等
しく、１４Ｂの値だけが異なる符号語ＣＷ４を生成する
。したがって、Ｃ１４には叶＝０の符号語とＥ＝１の符
号語は含まれない。

以上示したＣυ１〜ＣＷ４と第１表に示す各符号語との
対応関係を第１表”Ｃｖｏの項に示す。なお、第１表１
′Ｃυ”の項における−８は上記符号語ＣＷＩ〜Ｃｗ４
の１°゛をＩＩ　ＯＩＩに、０′をｕ１１′にすべて置
き換えることを示す。

第１表より明らかなように、符号語ＣＷＩ〜Ｃ１１４に
関するＦ、Ｅはすべて等しいので、Ｆ、Ｅの値はＣＣｉ
（１０１）にみで生成すればよい。又、Ｃ１ｌとＣ１０
のＤＰの値は等しく、Ｃ１０とＣｌ１１４のＤＰの値は
等しいので、叶の値に関してはＣＣｉ（１０１）とＣＣ
２（１０２）で生成すればよい。

以−に示したように、入力のｍピッ１−のデータ語に対
応する符号語の組とそれらのｒ）Ｐ、Ｆ、Ｅの各値（Ｍ
〜雨を除く）が得られる。

一方、このようにして得られる符号語と先行する符号語
す１との接続に関しては、先述のように、す１のＥの値
Ｅ′にかかわらず、第２表に示す接続剤に従わなければ
ならない。

すなわち、第２表に示す関係を満たすＹ及びＳＣＣｌＣ
す２ を生成し、Ｓにより（）と（）のいずれＣ１０Ｃｌ１１
４ かの組を選択し、Ｙの値により裏パターンにするか否か
を制御しなければならない。

第１図におけるＬｌ（１０５）がこのＹ、Ｓを生成する
論理回路である。第２表より明らかなように、Ｙ、Ｓを
生成するには、す１の最終ビットでのＤＳＶの値が負で
あるか否かを表わす値ＤＶと、上記Ｅ′と、Ｗ１の最終
ビットＬＢ’、及び現入力データに対応する符号語のＦ
の値と、ＤＰＩが正、０、負のいずれであるかを示す値
Ｐが必要である。

第１図のＬ２（１０６）はＰを生成する論理回路であり
、Ｄフリッププロップ（以降ＯＦＦと略記）　（１０７
）はｖｌのＥの値Ｅ′　を保持し、０ＦＦ（１０８）は
ｖｌ（７）ＬＢの値ＬＢ’を保持する。さらに、ＤＶは
、ＤＳＶの値を保持する０ＦＦ（１０９）の出力のサイ
ンビットをそのまま用いることができる。

コノようにして、ＤＶ、Ｐ、　Ｆ、　Ｅ’　、　ＬＢ’
を得ることができ、したがって、第２表に示すＹ、Ｓを
生成できる。

なお、第２表”ＣＭ“の項にＹ、Ｓに対応するＣＭＩ　
〜ＣＶ４及び０１１〜ＣＶ４を示す。ただし、Ｃ１１２
，Ｃ１１４゜Ｃ１１２，Ｃｖ４はＥ≠１の場合のみ有効
である。

第１図において、２ｔｏｌのマルチプレクサ（１１０゜
１１１．１１２）は、Ｌｌ　（１０５）の出力Ｓにより
切り換わり、たとえば、Ｓ＝０のときはＣｗｌ、ＤＰＩ
、Ｃ１１３を選択しＳ＝１のときはＣｌ２．ＤＰ２．Ｃ
ｌ４を選択する。

コノ結果、ＤＶ、Ｐ、　Ｅ’　、　ＬＢ’、Ｆの多値に
対応する符号語とＤＰの値がマルチプレクサ（１１０，
１１１゜１１２）の出力に現われる。

このうち、マルチプレクサ（１１０）の出力ＣＶＡ　（
＝Ｃす１　ｏｒ　Ｃｌ２）を排他的論理和ゲート（１１
３）の一方の入力端子に加え、もう一方の入力端子には
Ｌｌ（１０５）の出力Ｙを加える。この結果、Ｙの値に
応じて、排他的論理和ゲート（１１３）の出力には、Ｃ
ＶＡがそのまま現われる（Ｙ＝Ｏ）か、ＣＷＡ（７）　
”　１　”と′０″がすべて置き換わったＣＶＡが現わ
れる。この排他的論理和ゲート（１１３）の出力に現わ
れる符号語をＣｉＩＡＥとする。

同じく、マルチプレクサ（１１１）の出力ＣＶＢ（＝Ｃ
Ｗ３ｏｒ　Ｃｉ＋１４）と、ＬＬ（１０５）からの出力
Ｙとの排他的論理和をとる排他的論理和ゲート（１１４
）の出力には。

ＣｗＢがそのまま現われるか（Ｙ＝Ｏ）、ＣｗＢノ１′
１１′と１０１がすべて置き換わった並が現われる（Ｙ
＝１）。この排他的論理和ゲート（１１４）の出力に現
われる符号語をＣｉｉ！ＢＥとする。

一方、２ｔｏｌのマルチプレクサ（１１５）の一方の入
力には、マルチプレクサ（１１２）の出力ＤＰＸを加え
、もう一方の入力には、　ＤＰＸを極性反転回路（１１
６）で極性を反転した一ＤＰＸを加える。そして、Ｌｌ
（１０５）ノ出カニヨリそレラＤＰＩ（Ｙ　＝　０　＞
９−ＤＰＩ（Ｙ　＝　１　）のいずれか一方を選択する
。

マルチプレクサ（１１５）の出力には、排他的論理和ゲ
ート（１１３）、（１１４）の出力に現われる符号語の
ＤＰの値口ＰＸＸが現われる。　　　□加算器（１１７
）では、このＤＰＸＸ’ｋ、ｗｌの最”終ビットでのＤ
ＳＶの値と加算した後、口Ｓｖの値を保持する０ＦＦ（
１０９）　ｉ：　、前記ｃｗ＾Ｅ及びＣＶＢＨ（７）最
終ビットが現われた後に取り込む。

０ＦＦ（１１８）はＣｕＡＥの先頭ビットＴＢを取り込
み、保持する。

シフトレジスタ（１１９，１２０）は、ｖｌを置き換え
るための遅延用であり、符号語長がｎビットのとき、ｎ
段必要である。

一方、０ＦＦ（１１８）にとり込んだＴＢと、　ＯＦＦ
（１０ｇ）に保持しているＬＢ’と、ＣＣｉ（１０１）
からのＦと、０ＦＦ（１０））に保持しているＥ′の値
を用いて、前記（■。

ａ）及び（ｎｉｂ）に示す論理を実現するのがＬ３（１
２１）に示す論理回路である。　　・ Ｌ３（１２１）の出力Ｓ′は２ｔｏｌのマルチプレクサ
（１２２）に送る。マルチプレクサ（１２２）はＳ′の
値に４５一 応じて、シフトレジスタ（１１９）の出力と、シフトレ
ジスタ（１２０）の出力のいずれかを選択し、送出する
。そして、符号語１語を送出し終った後、つまり、ｖｌ
の最終ビットＬＢ’がマルチプレクサ（１２２）の出力
に現われた後（第４図２０２　Ｙｌｌ！Ｓ）、次のｍビ
ットのデータ語に対して符号変換を行う。

このように１ｍビットのデータ語を順次符号変換し−で
得られるマルチプレクサ（１２２）の出力には、ｄ、に
制限されたＤＣフリー符号が現われる。

以上示したように、本実施例は第１図に示した回路構成
により実暁できる。

逆ｉｔ、このようにして得られるＤＣフリーＲＬＬ符号
から元のデータ語を復元する復号器に関しては、符号語
１語に対して重複してデータ語を割り当てていない。言
い換えれば、受信した符号語に対応す為データ語は唯一
つであるから、公知の復号器で十分復号できる。なお、
復号に要する回路規模を大幅に削減セきる復号手段につ
いては実施例４で示す。　　　　　　・　・ 次に、本実施例に基づいて実際に構成した、ｄ＝２．に
＝８．ｎ＝８なるＤＣフリーＲＬＬ符号について説明す
る。

第４表に、符号語の組み合わせ及び各符号語の（Ｆ、丁
Ｂ、Ｅ、ＬＢ）を示す。

第４表において、ＮＱｏ、２．１７は第１表のＣｌ１−
Ｈａ　＝　（３，１）に対応し、ＮＱ］、、３．４はＣ
１１Ｉ−Ｎｎ＝（２，１）に対応し、Ｎα５〜９はｃｗ
−ｇα＝（６，２，６，１）に対応し、Ｎｎ１０，１１
はＣＷ−Ｎｎ＝（１，２，１，１）ニ対応し、Ｎｎ１２
はＣＷ−Ｎｎ＝（１２，２，１２，１）に対応し、Ｎｎ
１３はＣトＮα＝（１１２，１１，１，）に対応し、Ｎ
α１４はＣ１１ｌ−Ｎａ二（２３，４〜２３．１）に対
応し、Ｎα１５はＣＷ−Ｎｏ＝　（９，４〜９．１）に
対応し、Ｎｎ１６はＣ１ｊ−Ｎａ　＝　（５，４〜５．
１）に対応する。ただし、Ｘ＝１．ρｊ　＝　ｒｌ　＝
＝４である。

第４表より明らかなように、符号語の組数は１８である
から、４ビツトのデータ語（１６語）に対応でき、たと
えば第４表のＮｎ　Ｏ−Ｎα１５の符号語の組にデータ
語を対応させる。

このように、符号語の組とデータ語を対応させて、実際
に符号変換を行なった結果を第３表に示す。

第３表において、ｕＮα″は便宜的に付した順番であり
、特に意味はない。ＩＩ　Ｄ　１１はデータ語の値であ
り、第５表のＮｎに対応する。”　Ｃ，ＷＯＲＤ　”は
符号語を表わし、”　Ｔ、ＷＯＲＤ　”は符号語を示し
、”　ＤＰ　”は表パターン、及び裏パターンのＤＰの
値であり、ＤＳＶはその符号語の最終ビットでのＤＳＶ
の値であり、Ｃにおける°゛申゛°は第１符号語を置き
換えたことを示す印である。

なお、第４表の第１列の符号語を基準の符号語としてい
る。つまり、第１２列の符号語のＯＰ、ＬＢに基づいて
符号変換を行なっている。

第４表において、ＤＳＶが発散方向に増大することはな
く、これらの符号語をそのまま直列接続した結果のビッ
ト列における、同一２進値の連続ビット数も２以上８以
下であり、ｄ、に制限を満たしていることがわかる。

この例は、ｄ　＝　２　、　ｋ　＝　８　、　ｍ　＝　
４　、　ｎ　＝　８　シたがって、Ｔ１．ｌ＝０．５Ｔ
のＤＣフリーＲＬＬ符号であり、従来の４７８変換符号
よりｋが小さい。言い換えると、従来のｄ＝２．に＝８
．ｎ＝８で得られたＤＣフリーＲＬＬ符号のＴ１．ｌよ
りＴ１．ｌを広くできるという特徴を有する。

本実施例における上記説明においては、Ｅ≠１の符号語
に関しては、（ＤＰ、ＴＢ、　Ｆ　、　Ｅ　、　ＬＢ）
の符号語と、（ＤＰ、ＴＢ、　Ｆ　、　Ｅ　、　Ｉ、Ｂ
）の符号語の組み合わせのみについて説明したが、（Ｄ
Ｐ、Ｔ１３．　Ｆ　、　Ｏ、ＬＢ）の符号語と（ＤＰ、
ＴＢ、　Ｆ　、　２　、　ＬＢ）の符号語の組み合わせ
も可能である。

何故ならば、基準の符号語を（ＤＰ、ＴＢ、Ｆ、　Ｏ。

ＬＢ）とし、この符号語を第１符号語ｖ１とする。この
とき、ｖｌを置き換えなければならないのは、第２符号
語り２との間に、前記（１１，ａ）の条件が成り立つ場
合のみである。つまり、ｗｌのＥ＝Ｏ，Ｗ２のＦ〉１、
かつＬＢ≠ＴＢの場合である。

ココで、Ｗ２（７）　Ｆ　〉１は、ｄ≦ｌ≦ｋを表わし
、Ｅ＝２はｄ＜ｒ’　＜、ｒくｋを表わすから、ＬＢ≠
ＴＢであれば、（１’）Ｐ、ＴＢ、　Ｆ　、　０　、　
ＬＢ）の符号語のかわりに（叶、ＴＢ、　Ｆ　、　２　
、　ＬＢ）なる符号語を用いても、ｄ。

ｋ制限を満たすことがわかる。なお、ＤＰは等しいので
ＤＳＶには何の変化もなく、又、Ｆ、ＴＢは等しいので
先行する符号語とのｄ、に制限も満足する。

したがって、第１表に示す符号語の組み合わせに、（Ｄ
Ｐ、ＴＢ、　Ｆ　、　Ｏ、ＬＢ）なる符号語と、（ＤＰ
、ＴＢ。

Ｆ、２．ＬＢ）なる符号語の組み合わせを加えても、Ｄ
ＣフリーＲＬＬ符号を構成できる。

更に、Ｆ＝１．Ｅ≠１の符号語に関して、ＬＢ＝０とＬ
Ｂ＝１の符号語を組み合わせた結果、組み合わせに余っ
た符号語は、Ｆ＝２の符号語として取り扱う。

このように取り扱うことで符号語の組数を増やすことが
できる。

以上示した符号変換方法を用いて、新たに構成したＤＣ
フリーＲＬＬ符号の構成例の一部を次に示す。

（ｄ＋に＋ｍｔ　ｎ）＝　（Ｌ　７ｔ　８＋　１４Ｌ（
２ｔ　８＋１５．２４）、（３、１５，１６，３２）な
お、これらのＤＣフリーＲＬＬ符号は、前記Ｘ＝［ｄ／
２］又はＸ　＝　ｄ　−［ｄ／２］かつ、ＩＩ’　＝　
［ｋ／２］、ｒ’　＝　ｋ　−［ｋ／２］又はＩ’　＝
ｋ　−［ｋ／２］　、ｒ’＝［ｋ／２］のとき得られる
。ただし、［］はガウス記号であり、［Ａ］はＡを越え
ない最大の整数を表わす。

計算機を用いて、符号語の組数番求めると、Ｘ。

Ω′及びｒｌが前記の値のいずれかの値をとるときに、
符号語の組数は最大になる。

ところで、本実施例はＤＣフリーでない肛１．符号を得
るための符号変換装置としても有用である。

ＤＣフリーでない肛り符号というのは、ＤＳＶ及びＤＰ
に関して一切の制御を行なわず、ｄ、に制限だけを満た
す符号を言う。

したがって、本実施例においては、ＤＰ＝ＯとＤＰ≠Ｏ
を区別していたが、これらの区別をなくしすべての符号
語をＤＰ＝０の符号語として取り扱えばよい。

この結果得られるＲＬＬ符号の構成例の一部を次に示す
。なお、この場合も、！、＃’及びｒｌは前記の値にお
いて最大になる。

（ｄ、に＋　ｍ、ｎ）＝　（２ｔ　１０，８，１２Ｌ　
（２，ＩＬ１５、２２）、　（２、１３，１３，１９）
、　（３、１０，１０，２０）。

（３、１２，８、１６）、　（３、１３，１２，２３）
＊ｆｌｔ！ｆｌｆｆ２ 本実施例では本発明の第２の特徴であるデータ生成手段
ついて説明する。

本実施例は符号語とデータ語との対応関係に関し、従来
では対応させるデータ語がないために捨てられていた符
号語の組を、有効に生かすためのものである。

通常、何らかの符号変換手段によって得られる、ｎビッ
トの符号語の組数をＣ（２１１１りＣ＜２１Ｉ′＋１）
個とす゛ると、この０個のうちの２”個だけをデータ語
に対応させる。したがって、Ｃ−２ｍ個の符号語は使用
されなかった。

本実施例では、上記従来例の欠点を克服すべく、次のよ
うなデータ語生成手段を実現した。すなわち、各々が同
一のｄ、ｋを満たす同一の符号変換手段により得られる
ｉ□ｘｂ□Ｘ〉２）個の肚り符号（ＤＣフリー符号を含
む）に関し、このうち第ｉ　　（１＜ｉ　＜１１ｎａｘ
）番目のＲＬＬ符号の符号語長をｎｉ、この符号におけ
る有効な符号語の組数をＣ６（２町くｃ、　（２ｍ　ｌ
　＋　１　）とする。

なお、有効な符号語の組というのは、この６個の符号語
の組から任意の２ｍ１個の符号語の組を選□んでも、ｄ
、に制限を満たすものを示す。□ここで、すべてのＣ１
の積をＰとする。つまり、となる最小の１□８をｌ＋ａ
ｉｎとすると、　１＋ｓｌ工個のＲＬＬ符号を組み合わ
せることで、ｍ＝　”Ｃ”　ｗｅ、＋１ピツ１へ１ トのデータ語に対応できるため、実質的な、Ｔ、＝従来
の場合、１１１個のｌｌ１ｌ／ｎｉ変換を単に組み合わ
せるだけであるから、Ｔｕ’　＝　（”ｘ”ＩＩｌ＋）
／ｎＴ＝１＝ｔ （ｍ、−１）／ｎＴとなる。したがって、Ｔ１．Ｉ＞Ｔ
、、、′であるＺＪＳら、本実施例により従来よりＴ、
を広くできる。

たとえば、Ｃｚ　＝　１２７．ｃ２〒６５の場合、上記
Ｐ＝Ｃ□・Ｃ，＝１２７．、ｘ、６５＝８２５５＞、８
１９２＝　２１３となり、ｎｉビットの肛り符号とｎビ
ットのＲＬＬ符号を、本実施例で示にた手順に従っ、て
輯み合わせることにより、１３ビツトのデータ語に対応
できる。

従声ノ符号変換手段では、２６〈Ｃ工＝　Ｃ２（２’で
あるか、ら、組み合わせても１２ビツトのデータ語にし
か対応できない。

本実施例においては、一般的には、Ｃｉ（１＜ｉ＜１１
）個、の符号語の組を有するｎｉビットのＲＬＬ符号に
対模する一一、夕語をＲｉ　（０りＲｉ　＜Ｃ１−ｘ）
とすると。

ｍ、ビットのデニタｍＱ工は次式（１＞で与えられる。

Ｑ１＝Ｒ，＋Ｃ□・（Ｒ，＋Ｃ，・（Ｒ，＋Ｃ，・（Ｒ
４＋・・・・・・＋Ｃｉ＋ｅｉｎ−４・Ｒ＋ｍ＋ａ））
・・・）したがって、次の演算を繰り返すことにより、
１番目のＲＬＬ符号に対するデータ語Ｒｉを得る。

Ｒ，＝Ｑ、　ｍｏｄ　ｅ、　　　　　　　　　　　（２
）Ｏｒ−ｘ　＝　［Ｑ＋／ＣＨ］　、ｊ、＝　］〜Ｌｍ
ｉｎ　　　　（３）たとえば、ｉｌＩ、Ｉｌ＝　２　ｚ
　ｍ　：＝１３．　Ｃ□＝＝１２７．　Ｃ，＝６５の先
の例では、Ｏ＜Ｑ□＜２１３−１　＝８１９１である。

したがって、Ｏ＜Ｑ□＜［８１９１／６５］　＝１２６
であるからＯ＜Ｒ２＜１２６となり、Ｒ２は１２７個の
値をとるので０２ビツトのＲｉ，１、符号のすべての符
号語の組とデータ語とを１対１対応できる。

逆に、Ｒ，（１＜ｉ　’：　ｊｍｉ　ｎ）から元のデー
タ語０□を再生するには、式（１）から明らかなように
、式（２）の演算をｉ　＝ｉ、、ｎからｉ−１まで繰り
返せばよい。

Ｑｉ　”Ｃ＝１．−（Ｑ、＋、　＋Ｒ，）、　　ただし
Ｑｉｍ＋、、、＝Ｏ（４）次に、第５図、第６図のブロ
ック図を用いて本実施例の実現手段について説明する。

第５図は、式（２）及び（３）を実現するための回路構
成を示す。

まず第５図で、ｍビットのデータ語０゜をマルチプレク
サ（７０１）の端子Ｂを通して０ＦＦ（７０２）に取り
込み保持する。一方、カウンタ（７０３）は、Ｑｌに対
応する値ｉ＝１を生成すると共に、マルチプレクサ（７
０１）の切り換え信号を生成する。この結果、マルチプ
レクサ（７０１）の出力には端子Ａの値が現われる。カ
ウンタ（７０３）はこの値ｉ　＝　１をＲＯＭ（ド−Ｅ
ＡＤ　０ＮＬＹ牡ＭＯＲＴ）　（７０４）に送ると、Ｒ
ＯＭ（７０４）の出力にはｉ＝１に対応するＣ工を生成
し、この値Ｃ１を除算器（７０５）と剰余計算器（７０
６）に送る。

一方、０ＦＦ（７０２）の出力Ｑ□も除算器（７０５）
と剰余計算器（７０６）に送る。

除算器（７０５）はＤＦＦ（７０２）の出力をＲＯＭ（
７０４）の出力で整数除算する機能を有し１式（３）で
示す演算を行う。この結果、除算器（７０５）の出力に
は０□が現われる。

剰余計算器（７０６）は、ＤＦＦ（７０２）の出力をＲ
ＯＭ（７０４）の出力で割った余りを計算する。つまり
式（２）の演算を行う。したがって、Ｑｌ、Ｃ□に対す
る剰余計算器（７０６）の出力にはＲｉが現われる。

次に、除算器（７０５）の出力０□をマルチプレクサ（
７０１）の端子Ａを通して叶Ｆ（７０２）に送り、取り
込み保持する。同時にカウンタ（７０３）はｉ＝２を送
出する。

この動作をｉ＝１□１．、まで繰り返すことにより、剰
余計算器（７０６）の出力にＲ，（ｌ＜ｊ＜ｉ□ｉｎ）
を順に得ることができる。ｉ　：１．ｎｉｎになりＲｉ
ｍ１ｎを送出した後は、マルチプレクサ（７０１）を切
り換え、ｉ＝］にリセットすることで新たなｍビットの
データ語に対する符号変換を行える。

本実施例を実施例１と組み合わせるには、第１図におけ
る４つの符号変換回路（１０１〜１０４）を最大ｉ□１
ｎ組用意し、ｉの値を基に符号変換回路の組を切り換え
るようにすればよい。

最大１ｍ１ｎ組というのは、ｎｉ（１≦１　’；−１ｍ
　＋　ｎ　）がすべて異なる場合に１ｍ１ｎ組になるこ
とを意味し、ｊｎｉ。個のＥＬＬ符号の符号語長ｎｉが
すべて等しければ、符号変換回路は１組でよい。

次に、第６図は、第５図により得られるＲｉから元のｍ
ビットのデータ語Ｑ１を復号するための回路の構成図で
あり、式（４）を実現するためのものである。

第６図において、順番に送られて来るＲ、（Ｒ□、Ｒ２
゜・・・＋ＲＩｍｉｎ）をデマルチプレクサ（８０１）
により、ｍビットのデータ語単位で２つのＦＴＬＯ（Ｆ
ｊｒｓｔ　Ｔｎ　Ｌａ５ｔＯｕｔ）メモリ（８０２，８
０３）に交互に書き込む。

一方、マルチプレクサ（８０４）では、書込みを行って
いないＦＩＬＯメモリの方から、Ｒｉ＋ｗｉｎ＋ＲＩ＋
ａ。−□。

・・・、Ｒ２，Ｒ□の順番に読み出す・デマルチプレク
サ（８０１）とマルチプレクサ（８０４）は互いに異な
るＦＩＬＯメモリと接続し、データ語ｊ１１゜位で接続
するＦＩＬＯメモリを切り換えるための制御信号はカウ
ンタ（８０５）で生成する。

マルチプレクサ（８０４）の出力Ｓ、と０ＦＦ（８０６
）の出力０．＋１の和を計算する加算器（８０７）の出
力と、カウンタ（８０５）からの値ｉに対応する値Ｃ１
を生成するＲＯＭ　（８０８）の出力との積を計算する
乗算器（８０ｆｌ）の出力には、式（４）で示したＱ、
が現オ）れる。なお、カウンタ（８０５）の出力ｉはｊ
□。から１まで順に減−５８〜 少し、ＤＦＦ（８０６）はｌ＝ｌ＋ｓｌｎのときにその
内容を零にする。

たとえば、マルチプレクサ（Ｊ］０４）の出力がＲｉｍ
１ｎとする。このとき、カウンタ（８０５）の出力は１
＝１１゜であり、したがって、ＲＯＭ　（８０８）の出
力はＣ１ｍ１ａ−ｘとなる。又、０ＦＦ（８０６）の出
力Ｑｉ＋＋＋ｉ。；、＝０であるから、加算器（８０７
）の出力はＲｉ＋ｓｉ。となり、乗算器（８０９）の出
力Ｑｉ　ｗａ　ｉ　ｎ　＝　Ｃｌ　ｗａ　ｉ　ｎ−□・
Ｒｉ＋ｓｉｏとなる。

これは式（４）において、ｌ”１ｓｉｎを代入して得ら
れる０、、□に他ならない。

上述の動作をｉ＝１まで繰り返した後、乗算器（８０９
）の出力Ｑ１を０ＦＦ（８１０）に取り込み保持する。

そして、１＝ｌａｉｎにリセットすると同時にデマルチ
プレクサ（８０１）、マルチプレクサ（８０４）”を切
り換え、さらに、ＤＦＦ（８０６）をクリアする。

こうすることで、Ｒ，（１＜ｉ＜１１ｏ）から元のｍビ
ットのデータ語Ｑ１を復元できる。

以上示したように、本実施例により符号語の組数が２の
べき乗でなくても、そのすべての符号語の組にデータ語
を対応させることができ、その結果、従来のＲＬＬ符号
（ｎｃフリーを含む）をそのまま用いても、従来よりＴ
、の広いＲＬＬ符号が得られる。

したがって、従来よりも符号語の組数を多くできる。実
施例１の符号変換手段１と本実施例を用いることで、更
に優れたＲＬＬ符号（ＤＣフリーを含む）が得られる。

たとえば、（ｄ、　ｋ、　ｎ）　＝　（２，１０，２０
）に対して、ＤＣフリーＲＬＬ符号を実施例１を用いて
捕成する場合、符号語の組数は６２０９となる。ただし
、ｘ　＝ｄ／２＝　１　、−’　＝　ｒ　’　＝に／２
＝　５である。

ここで、ｘ　”　２　ｍ　ｎｕ　＝ｎｘ　＝２０とする
とＣ，＝　６２０９゜Ｃ，＝６２０９．　ｎ　＝ｎｉ＋
ｎｉ　＝４０となりＰ　＝　（６２０９）”　；？２１
となるから、ｍ＝２５ビツトのデータ語を符号変換でき
、したがって、丁、＝　２５／４０　＝　０．６２５Ｔ
となる。

従来の符号変換手段によれば、２″″＜：６２０９＜２
”であるから、ｍ＝１２となり、したがって、Ｔ、＝１
２／２０＝０．６７にしかならない。

このように１本実施例に示したデータ語生成手段を用い
れば、データ語に関して簡単な演算を行なうだけで従来
の符号変換手段よりＴ、を広げることができ、その実用
的効果は大である。　　　′去】０１旦 本実施例では、本発明の第３の特徴である符号変換手段
２について説明する。

先に従来例の項及び実施例１で示したように、ディスパ
リティ−ＤＰが非零の符号語に関しては。

ＤＰ＞ＯとＤＰ＜Ｏの符号語を必ず組み合わさなければ
ならないのに対し、叶＝０の符号語には、このようなり
Ｐに関する組み合わせの制約はない。

したがって、データ語１語に対応する符号語数は、ＤＰ
＃０の場合ＤＰ’＝　０の２倍必要となる。このことは
、ＤＰ＝Ｏの符号語を持たない符号−長ｎが奇数のＤＣ
フリーＲＬＬ符号が、ＤＰ＝Ｏの符号語を有するｎが偶
数のＤＣフリーＲＬＬ符号に比べて、性能的に劣る唯一
の原因である。

本実施例においては、ｎが奇数の場合に、ＩＤＰＩ＝１
なる符号語に関してのみＤＳＶ制限を満たすための符号
語の組み合わせを行なわないＲＬＬ符号と。

１ＤＰｌ＝１の符号語に関してもＤＳＶ制限を満たすた
めの符号語の組み合わせを行なうＤＣフリー肛１４符号
を組み合わせる巳とにより、ｎが奇数であっても、ｎが
偶数の場合と同等以上の性能が得られる。

以下１本実施例について詳細に説明する。

先に示したように、ＤＳＶが発散方向に増大しなければ
ＤＣフリー符号となる。したがって、第３図にお′いて
第１符号語に先行する符号語の最終ビットデータノＤＳ
Ｖノ値ＤＳＶＯと、第１符号語ノＤＰ＝ＤＰＩが同極性
セあって、第１符号語の最終ビットでのＤＳＶの値ｔｉ
ｓｖｔが、ＤＳＶＯに対して発散方向に増加しても、第
２符号語のｏｐ＝ｏｐ２ｒ＝より、この発散方向に増加
したＤＳＶの増加分（ＤＳＶＩ　−ＤＳＶＯ）が必ず打
ち渭されるならば、第２符号語の最終ビットでの口Ｓｖ
の値ＤＳＶ２は、ｏｓｖｏに対して発散方向に増大する
ことはなく、このような性質を有する符号はＤＣフｉＪ
−符号となる。

たと支ば、第１の符号として、符号語長が０１（奇数）
ビットであり、ＩＤＰＩ＝１の符号語に関しては口Ｓｖ
制限を満たすための符号語の組み合わせは行′なわ豐、
Ｊ　Ｄ’Ｐ　ｌ≧３なる符号語に関しては、Ｄｉｖ制限
を満たすための符号語の組み合わせを行なうＲＬＩ、符
号を仮定する。

第２の符号として、符号語長がＲ２（奇数）ビットであ
り、ＩＤＰＩ≧１なる符号語に関して、ＤＳＶ制限を満
たすための符号語の組み合わせを行なうＤＣフリーＲＬ
Ｌ符号を仮定する。

なお、第１の符号において、符号変換するデータ語ｍ１
ビツト、第２の符号においてはｍ２ビツトとする。

このとき、ｍ　＝　（ｍ、　＋１１１２）ビットの語を
ｍ□ビットの語とｍ２ビツトのデータ語に分け、−〇ビ
ットのデータ語を第１の符号を用いて符号変換し、ｍ２
ビツトのデータ語を前記第２の符号？用いて符号変換す
る。

ここで、第１の符号語に先行する符号語の最終ビットで
のＤＳＶの値ｎ５ｖｏに対して、第１の符号語のディス
パリティ−（ＤＰＩ）がＩＤＰＩ〉３ならば、前記定義
よりｄ、に制限を満たしつつ、ＤＳＶＯと反対極性のＤ
Ｐ　＝　ＤＰＩを有する符号語が存在するので、この場
合ＤＳＶ制限を満たす。又、第２の符号は完全なりＣフ
リーＲＬＬ符号であるから、第１の符号語に関し、ＩＤ
ＰＩ〉３の場合、ＤＳＶＯニ対シテ、第２の符号語の最
終ビットでのＤＳＶの値ＤＳＶ２が発散方向に増大する
ことはない。

一方、第１の符号語に関し、１ＤＰＩ＝１の場合、ＤＳ
ＶＯと叶１が同極性になることもある。たとえば、ＤＳ
ＶＯ〉Ｏ、ＤＰＩ＝　１、コノトキ、第１の符号語ノ最
終ピットチ（７）ＤＳＶ（７）値ｎ５ｖｉは、ＤＳＶ１
＝ＤＳＶＯ＋　１〉０となる。

ところが、このＤＳＶＩに対し、第２の符号語としては
、このＤＳＶｌと反対極性の叶（＝ＤＰ２）を有する符
号語を選び、しかもＩＤＰ２１．Ｔｈｌであるから、必
ずＤＳＶ２＜ＤＳＶＯ＜ＤＳＶＩとなり、ＤＳＶ２はＤ
ＳＶＯに対して発散方向に増大しない。

ＤＳＶＯ＜　０　、　ＤＰＩ＝　−１（７）ときも全く
同様テアリ、又、ＤＳＶＯとＤＰＩが逆極性のときは、
ＤＳＶＩもＤＳＶＯニ対して発散方向に増大しない。

このように、前記定義による第１の符号と第２の符号を
交互に用いることにより、ＤＣフリーＲＬＬ符号が得ら
れる。

本実施例は従来のＲＬＬ符号及びＤＣフリーＲＬＬ符号
に対して用いても効果はあるが、本発明の実施例１、更
に実施例２と組み合わせることで、より強力なりＣフリ
ーＲｉ、Ｉ４符号を構成できる。

たとえば、実施例１において、ｄ＝１．に＝７゜ｎ＝９
に対して１ＤＰＩ＝］の符号語のみを叶＝０の符号語と
して取り扱うことにより得られる肛り符号を、前記第１
の符号とし、ｄ　＝　１．　、　ｋ　＝　７　、　ｎ＝
９に対して実施例１により得られるＤＣＣフリーＲｉ、
符号を、前記第２の符号とする。

このとき、第１の符号における符号語の組数Ｃ１＝３３
５、第２の符号語の組数Ｃ，＝　２１０である。このＣ
□ｔｃ２に対して更に実施例２を適用すると、Ｐ＝Ｃ□
・Ｃ２＝７０３５０＞６５５３６＝２１′となり、１６
ビツトのデータ語を符号変換できる。

したがって、Ｔ１．ｌ＝　１６／１８Ｔ　＝　８／９Ｔ
となり、従来の８７９変換符号と１４は等しいが、ｋは
半分の７になり、本実施例により、従来の８７９変換符
号よりも高密度記録し二適したＤＣフリーＲＬＬ符号が
得られる。

以上示したように、ｎが奇数の場合、従来のＤＣフリー
ＲＬＬ符号よりも高密度記録が可能なｎｃフリーＲＬＬ
符号が得られる本実施例の実用的効果は非常に大きい。

失着Ｍ土 本実施例では、本発明の第４の特徴である復号手段につ
いて説明する。

本実施例により、ｎビットの符号語を互いに区別するの
に要するビット数をｎより小なるｎ′ビットにすること
で、復号に要する回路規模を従来の１／２”−”’程度
にできる。

以下、本実施例について第４表に示す、ｄ＝２゜ｋ　＝
　８　、　ｍ　＝　４　、　ｎ　＝　８なるＤＣフリー
ＲＬＬ符号を例にして示す。

第４表の符号語の組のうち、Ｎｕ　Ｏ〜１５の組にデー
タ語を対応させる。このとき、復号器では受信したｎビ
ットの符号語がＮαＯ〜１５のいずれに属するかを判別
して対応するデータ語を出力する。

ここで、受信した符号語に関して表パターンと裏パター
ンが１組になっている場合には、表パターンに戻してか
ら復号するものと定めると、復号の対象となる符号語は
第４表における第１列及び第３列の符号語になる。

なお、表パターンと裏パターンが１組になるのは、第１
表より、ＤＰ＝ＯかっＦ≠１の場合と、ＯＰ≠Ｏの場合
である。つまり、ＤＰ＝ＯかっＦ＝１の符号語以外はす
べて表パターンと裏パターンは１組になっている。

したがって、受信した符号語のＤＰとＦの多値を求めＤ
Ｐ＝ＯかつＦ＝１でないことを検出すれば、復号対象を
第４表の第１列及び第３列に限定できる。

このように、復号対象の符号語を第４表のＮｌｌ０〜１
５のうちの第１列と第３列の符号語に限定すると、それ
らの符号語の前４ビツトに現われるビットパターンは第
３表に示す８通り、後４ビツトに現われるビットパター
ンは第４表に示す８通りである。

なお、第５表及び第６表における°ｌ　Ｎａｕはビット
パターン番号、”Ｂ、Ｐ、”はビットパターン、”Ｃｏ
ｄｅ　Ｎｎ’はこのビットパターンがｉわれる。

第４表における符号語の組番号を表わす。

たとえば、第５表の＆２に示す”　ｏｏｏｏ　”は第４
表におけるＮα４の符号語の前４ビツトに現われること
を示し、第４表のＮ（１２に示す’１１１１”は第４表
におけるＮα４，７の符号語の後４ビツトに現われるこ
とを示す。

したがって、第４表の第１列及び第３列の各符号語は、
第５表及び第６表の”Ｎａｌ′を用いて表わすことがで
きる。つまり、受信した符号語のＤＰ＝０かつＦ＝１で
なければ、その符号語を表パターンにし、その結果得ら
れる符号語の前４ビツトに呪われるビットパターン番号
と、後４ビツトに現われるビットパターン番号とを用い
て、受信した符号語を互いに区別できる。

前４ビツトのビットパターン数も、後４ビツトのビット
パターン数も共に８通りであるから、各々３ビツトで表
わせるので、符号語識別に要するビット数は６になる。

この６ビツトに対して、４ビツトのデータ語を復号する
から；復号に要するメモリー容量ｖ、＝２’Ｘ４＝２５
６ビツトである。

また、符号後の前後４ビツトにおけるビットパターン番
号もメモリーにより生成する場合、この、　　２　ツ（
７）　ｆｉ　−１−ＩＪ−容量Ｖ２＝２（２’ｘ３）＝
９６ビツトとなる。

したがって、復号に要するメモリーの総声量Ｖ＝Ｖ、＋
Ｖ２＝３５２ビットとなり、従来の復号手段において必
要なメモリー容量Ｖｏ（８，４）　＝１０２４ビットに
比べｒＶＤ（８，４）／Ｖ＝３５２／１０２４　１／３
となる。

次に、ｄ　＝＝　２　、　ｋ　＝　８　、　ｎ　＝　８
なる第４表に示すＤＣフリーＲＬＬ符号を例にとり、本
実施例の実現手段について第７図のブロック図を用いて
説明する。

第７ＷＩｊ、：おいて、送られて来るシリアルな符号！
！暫クシリアル−パラレル変換器／Ｐ（９０１）でｎ　
（＝、　８　）ビットのパラレル値に変換する。０ＦＦ
（９０２）はこのパラレル値を符号語単位で取り込み保
持する。したがって、０ＦＦ（９０２）の出力には第４
表＆Ｏ〜１５の５符号語のいずれかが現われる。

一方、送られて来るシリアルな符号語における１の個数
をカウンタ（９０３）で計数し、コンパレータＣＰ（９
０４）でその計算値が［ｎ／２’］　＝　４に等しくな
い力（どうか比較する。すなわち、コンパレータＣＰ（
９が現゛われる。この値をＤＦＦ　（９０５）に０ＦＦ
（９０２）と同時に取り込み保持する。

同じく、送＾れて来るシリアルな符号語のＬブロックに
おける同一２進値の連続ビット数Ｑを計数するために、
ＤＦＦ（９０６）、排他的論理和ゲート（９０７）、論
理和ゲート（９０８）、口ＦＦ　（９０９）、カウンタ
（９１０）を用いる。すなわち、符号語における第ｉビ
ットと、ＯＦＦ’（９０６）に”門持している第（ｉ−
１）ビットとの排他的論理−を求めるＨＸＯＲゲート（
９０７）の出力には、第（ｉ＋１）ビットと第ｉビット
が等しければＯｌ等しくなければ１が現われる。

この値を２人力の論理和を求めるＯＲゲート（９０８）
、ｉ、方。端□、。加え、もう一方。端□、。は。ＦＦ
（９０９）の出力を加える。なお、　０ＦＦ（９０６）
の入力が符号−の−頭ビットである期間のみ、０ＦＦ（
９０９）の１力を一制的にＯにする。

こうすることで、符号語の先端ではＤＦＦ（９０９）の
出力は必ずＯになり、したがって、０ＦＦ（９０９）の
出力が１になるのは、符号語１語の中で１７ブロツクが
終了して時点である。

カウンタ（９］０）はＤＦＦ（９０９）がＯのときのこ
符号語のビット周期でカウントする。したがって、■、
ブロックのビット数のみをカウントするためには、■、
ブロックが終了した後は、次の符号語が現われるまでは
カウンタ（９１，０）はその計数値を保持しなければな
らない。

このため［こ、ＯＲゲート（９０Ｂ）を用いている。一
度ＤＦＦ（９０９）の出力が１になれば、ＯＲゲート（
９０８）の出力は必ず１になり、ＤＦＦ　（９０９）の
出力も１のままである。

したがって、カウンタ（９１０）は計数せず、Ｌブロッ
クのビット数を保持する。なお、０ＦＦ（９０６）の入
力に符号語の先頭ビットが現われた時点で、カウンタ（
９］０）のＨ１数値をＯにリセットする。

コンパレータＣＰ（９１１）はカウンタ（９１０）の計
数値じｄ以−１−に′以下、つまりＦ＝１ならばＯ，Ｆ
≠］ならば１を生成する。

０ＦＦ（９１２）は、コンパレータＣＰ（９］１）の出
力と、０ＦＦ（９０２）と同時に取り込み保持する。

以上の結果、ＤＦＦ（９０２）の出力に新たな符号語が
現われるのと同時に、ＤＦＦ（９０５）の出力にその符
号語のＤＰ≠０か否かを表わす値が現われ、ＤＦＦ（９
１２）の出力にはその符号語のＦ≠１か否かを表わす値
が現われる。

そして、　０ＦＦ（９０２）の出力のうち、符号語の先
頭ビットの否定をとるＮＯＴゲー１−（９］３）の出力
と０ＦＦ（９０５）の出力及びＤＦＦ（９１２）の出力
の論理積を求めるため＋７）ＡＮＤゲート（９１４）の
出力には、ｎＰ≠Ｏ、Ｆ≠１、符号語の先頭ビット≠１
のときに１が現われる。

ＡＮＤゲート（９１４）（７）出力と、Ｔ）ＦＦ（９０
２）　（７）出力の排他的論理和を求めるｎ（＝８）個
のＥＸＯＲゲート（９１５）の出力には、第４表の第１
列と第３列（Ｎ（１０〜１５）に示す符号語のいずれか
が現われる。

８個のＥＸＯＲゲート（９１５）の出力のうち、符号語
の先頭から４ビツト目までをＲＯＭ（９１６）に加え、
のこりの４ビツトをＲＯＭ（９１７）に加える。

ＲＯＭ（９１６）では、第５表にしたがって、入力の４
ビツトに対応する３ビツトを出力とし、ＲＯＭ（９］７
）では第６表にしたがって、入力の４ビツトに対応する
３ビツトを出力する。

ＲＯＭ（９１６）及びＲＯＭ（９１７）の出力６ビツト
をＲＯＭ（９１８）の入力に加えると、その出力には０
ＦＦ（９０２）に取り込んだ符号語に対応するデータ語
が現われる。

以上示したように、第７図に示す構成の回路により本実
施例の復号手段を実現できる。

なお、実施例の復号手段を従来の復号手段に置きかえる
だけで実施例２及び実施例３との組み合わせも容易に実
現できる。

一般的には、受信したｎビットの符号語のＤＰ＝Ｏかつ
Ｆ＝１でなければその符号語を表パターンにし、この結
果の符号語をｉ分割して得るｉ個の小ブロック（ｎｉビ
ット）におけるビットパターン番号を各々生成し、これ
らビットパターン番号に対応するデータ語を復号する。

ただしΣｎ１＝ｎである。

このとき、各０１ビツトでのビットパターン数が最小に
なるようにｉの値及び使用する符号語を選べば復号に要
するメモリー容量は最小になる。更に、本実施例は、符
号語長が長くなればなる程、メモリーの削減効果が高く
なるので非常に有用である。

以上示したように、本実施例により復号に要するメモリ
ー容量を従来より大幅に減らすことができる。したがっ
て、従来回路規模の点で実用化が困難であった、符号語
長が長いＲｉ１符号の使用を可能にする本実施例の実用
的効果は非常に大きい。

なお、本実施例は、実施例２においてｉｍｌ、、＝２と
した場合における第５図に示す構成の回路と、第１図に
おける４つの符号変換回路１０１〜１０４を、前記第１
の符号用と第２の符号用の２組用いて、交互に切り換え
得るようにした第１図に示す構成の回路を直列接続する
ことにより、符号変換回路を実現できる。

逆に、ｉ、。＝２とした場合における第６図に＝７４＝ 示す構成の回路と、前記第１の符号用と、第２の符号用
の復号回路を交互に切り換えるようにした復号回路を直
列接続することにより、復号回路を実現できる。

（発明の効果） 本発明により、符号語の組数を従来より多くできるため
、同一のｄ、に、ｎに対して、従来よりもＴ、を大きく
広げることができ、加えて、符号語の組数が２のべき乗
でなくても、そのすべての符号語の組にデータ語を対応
させることを可能にしたことにより、Ｔ、を従来より更
に大きくでき、しかも、符号語を区別するのに要するビ
ット数を少なくしたことにより、メモリー容量を小さく
できる。

又、符号語長が奇数の場合でも、符号語長が偶数の場合
と同等の性能が得られた。

このように、本発明は従来以上の性能を有する（ＤＣフ
リー）肛り符号を従来より少ないメモリー容量で実現で
きるので、ディジタル映像信号記録のみならず、ディジ
タルオーディオ信号記録等、高密度ディジタル信号記録
に用いる符号変換装置としての実用性は高い。

第　　　３　　　表 第　　５　　表 第　　６　　表

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の実施例１の符号変換手段１を実現す
る回路構成を表わすブロック図、第２図は符号語の構成
を表わす図、第３図は符号語どうしの接続を表わす図、
第４図は第１図の動作の流れを示すフロー図、第５図は
、実施例２のデータ語生成手段を実現する回路構成を示
すブロック図。 第６図は、第５図により分割生成したデータ語を復元す
るための回路構成を示すブロック図、第７図は実施例４
の復号手段を実現するための回路構成を示すブロック図
である。 １０１〜１０４・・・符号変換回路、１０５，１０６，
１２１・・・論理回路、１０７〜１０９，１１８，７０
２，８０６，８１０，９０２゜９０５．９０６，９０９
，９１２・・・　Ｄフリップフロップ、１１０−１１２
，１１５，１２２，７０１．８０１，８０４・・・マル
チプレサク、１１６・・・極性反転回路、１１７，８０
７・・・加算器、１１９，１２０・・・シフトレジスタ
、７０３，８０５゜９０３．９１０・・・カウンタ、７
０４，８０８，９１６〜９１８・・・Ｒｅａｄ　０ｎｉ
ｙ　Ｍｅｍｏｒｙ、７０５−・・整数除算器、７０６・
・・剰余計算器、８０２，８０３−・Ｆｊｒｓｔ　Ｉｎ
　Ｌａ５ｔＯｕｔ　Ｍｅｍｏｒｙ、８０９　・・・乗算
器、９０１　・・・シリアル−パラレル変換器、９０４
，９１１・・・比較器。 特許出願人　松下電器産業株式会社 □ 第２図 第３図 第４図

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. （１）ｍビットのデータ語をｎビットの符号語に変換し
   、変換後のｎビットの符号語どうしの接続によって生じ
   るビット列中における同一２進値の連続ビット数を、ｄ
   以上ｋ以下に制限する符号変換装置において、 先行する符号語Ｗ１と、その符号語Ｗ１に続く符号語Ｗ
   ２との接続によりｄ、ｋ制限違反が起るときには、符号
   語Ｗ１又はＷ２を他の符号語に置き換える手段を備えた
   ことを特徴とする符号変換装置。
2. （２）前記置き換える手段が、 符号語を、ｌビット同一２進値ＴＢが連続する符号語の
   始端部Ｌブロックと、ｒビット同一２進値ＬＢが連続す
   る符号語の終端部Ｒブロックと、ＬブロックとＲブロッ
   クに囲まれたｂ＝ｎ−ｌ−ｒビットの符号語の中間部Ｂ
   ブロックに分け、ｂ＝０であるか又はＢブロックにおい
   て完全にｄ、ｋ制限を満たし、かつ、ｄ≧２のときは、
   ｘ≦ｌ≦ｋ−ｄ＋１、ｄ−ｘ≦ｒ≦ｋ−ｄ＋１、１≦ｘ
   ≦ｄ−１、ｄ＝１のときは１≦ｌ≦ｋ、１≦ｒ≦ｋを満
   たす符号語のみを生成する手段を有する ことを特徴とする特許請求の範囲第（１）項記載の符号
   変換装置。
3. （３）前記置き換える手段が、 ２以上ｉ＿ｍ＿ｉ＿ｎ以下の値ｉとし、同一のｄ、ｋを
   満たすそれぞれの符号語長がｎ＿ｉであるｉ＿ｍ＿ｉ＿
   ｎ種類の符号語の組数をＣ＿ｉとし、［Ａ］を越えない
   最大の整数を表わす記号と定めるとき、ｍビットのデー
   タ語の値Ｑ＿１に対して、ｉ＝１からｉ＿ｍ＿ｉ＿ｎま
   で順番にＲ＿ｉ＝Ｑ＿ｉｍｏｄＣ＿ｉ、Ｑ＿ｉ＿＋＿１
   ＝［Ｑ＿ｉ／Ｃ＿ｉ］なる演算を行なう手段を備え、前
   記Ｒ＿ｉを前記第ｉ番目の符号に対するデータ語とする
   ことを特徴とする特許請求の範囲第（１）項又は第（２
   ）項記載の符号変換装置。
4. （４）前記置き換える手段が、 符号語どうしの接続によって生じるビット列の先頭から
   、前記ビット列における任意ビットまでの１と０の個数
   の差をＤＳＶ、符号語における１と０の個数の差をＤＰ
   とするとき、これから送出する符号語Ｗ２に関して、｜
   ＤＰ｜＝１の場合は先行する符号語Ｗ１の最終ビットで
   のＤＳＶの値ＤＳＶ１には無関係に前記符号語Ｗ２を選
   び、｜ＤＰ｜＞１の場合は前記ＤＳＶ１とＤＰの極性が
   反対である符号語を前記Ｗ２とする手段を備える第１の
   符号変換手段と、 ｜ＤＰ｜≧１の場合において、前記ＤＳＶ１と前記ＤＰ
   の極性が反対である符号語を前記Ｗ２とする手段を備え
   る第２の符号変換手段と、 これらの符号変換手段を交互に用いる手段とを備えたこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第（３）項記載の符号変
   換装置。
5. （５）ｍビットのデータ語をｎビットの符号語に変換し
   、変換後のｎビットの符号語どうしの接続によって生じ
   るビット列中における同一２進値の連続ビット数を、ｄ
   以上ｋ以下に制限する符号変換装置において、 先行する符号語Ｗ１と、その符号語Ｗ１に続く符号語Ｗ
   ２との接続によりｄ、ｋ制限違反が起るときには、符号
   語Ｗ１又はＷ２を他の符号語に置き換える手段と、 符号語長ｎの符号語をΣｎ＿ｉ＝ｎなる関係を満たすｉ
   個のそれぞれがｎ＿ｉビットよりなる小ブロックに分割
   して、各ｎ＿ｉビットのビットパターン番号を生成する
   手段と、 そのｉ個のビットパターン番号に基づいてｎビットの符
   号語に対応するデータ語を複合する手段と、 を備えたことを特徴とする符号変換装置。