JPS6318821A

JPS6318821A - 符号化方法

Info

Publication number: JPS6318821A
Application number: JP62068172A
Authority: JP
Inventors: ジヨン・スコツト・エジンバーガー; アービンド・モチバイ・パテル
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1986-04-24
Filing date: 1987-03-24
Publication date: 1988-01-26
Also published as: BR8701783A; EP0243708A1; CA1262189A; JPH036699B2; AU7188887A; AU593096B2; US4707681A

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】Ａ、産業上の利用分野本発明はＭ　Ｌ　（Ｍａｘｉｍｕｍ　Ｌｉｋｅｌｉｈｏ
ｏｄ　：最大尤度）検出法を採用するＰ　Ｒ（Ｒａｒｔ
ｉａｌ　Ｒｅ５ｐｏｎｓｅ　：パーシャルリスポンス）
チャネルに適するエンコーダに関する。

Ｂ、従来技術部分応答最大尤度（Ｐａｒｔｉａｌ　Ｒｅ５ｐｏｎｓｅ
　ＭａｘｉｍｕｍＬｊ、ｋｅｌｉｈｏｏｄ　：　Ｐ　Ｒ
Ｍ　Ｌ　）技法がディジタル通信チャネルに長い間利用
されてきている。例えば、Ｙ、　Ｋａｂａｌ　ａｎｄ　
Ｓ、　Ｐａ５ｕｐａｔｈｙ、　”Ｐａｒｔｉａｌ−Ｒｅ
ｓｐｏｎｓｅＳｉｇｎａｌｉｎｇ”、　ＩＥＥＥ　Ｔｒ
ａｎｓ、　Ｃｏｍｍｕｎ、　Ｔｅｃｈｎｏｌ、。

Ｖｏｌ、　Ｃ０Ｍ−２３，ｐｐ、　９２１−９３４．　
Ｓｅｐｔｅｍｂｅｒ　１９７５；Ｒ，Ｗ、　Ｌｕｃｋｙ
、　Ｊ、　５ａｌｚ　ａｎｄ　Ｅ、　Ｊ、　Ｗｅｌｄｏ
ｎ、　Ｊｒ、。

ＰＲＩＮＣＩＰＬＥＳ　ＯＦ　ＤＡＴＡ　ＣＯＭＭＵＮ
ＩＣＡＴＩＯＮＳ、　Ｎｅｗ　Ｙｏｒｋ：ＭｃＧｒａｗ
−Ｈｉｌｌ、　１９６８；　Ｇ、　Ｄ、　Ｆｏｒｎｅｙ
、　Ｊｒ、、　”ＴｈｅＶｉｔｅｒｂｉ　Ａｌｇｏｒｉ
ｔｈｍ”、　Ｐｒｏｃ、　ＩＥＥＥ、　Ｖｏｌ、　６１
．　ＰＩ）。

２６ｇ−２７８，Ｍａｒｃｈ　　１９７３；　　ａｎｄ
　　Ｊ、Ｍ、Ｗｏｚｅｎｃｒａｆｔａｎｄ　　１．　　
Ｍ、　　Ｊａｃｏｂｓ、　　ＰＲＩＮＣＩＰＬＥＳ　　
ＯＦ　　ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮＥＮＧＩＮＥＥＲ
ＩＮＧ、　Ｎｅｗ　Ｙｏｒｋ：　Ｗｉｌｅｙｔ　１９６
５．を参照のこと。大容量記憶装置の記録チャネルに対
するＰＲＭＬ信号発生及び検出の原理についてもよく知
られている。例えば、Ｇ、　Ｄ、　Ｆｏｒｎｅｙ、　”
ＭａｘｉｍｕｍＬｉｋｅｌｉｈｏｏｄ　５ｅｑｕｅｎｃ
ｅ　Ｅｓｔｉｍａｔｉｏｎ　ｏｆ　ＤｉｇｉｔａｌＳｅ
ｑｕｅｎｃｅｓ　ｉｎ　ｔｈｅ　Ｐｒｅｓｅｎｃｅ　ｏ
ｆ　ＩｎｔｅｒｓｙｍｂｏｌＩｎｔｅｒｆｅｒｅｎｃｅ
”、ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓ、　Ｉｎｆｏｒｍ、Ｔｈｅｏ
ｒｙ、　Ｖｏｌ。

ＩＴ−１８，ｐｐ、３６３−３７８．　Ｍａｙ　１９８
２；　Ｈ，Ｋｏｂａｙａｓｈｉ。

“Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎ　ｏｆ　Ｐｒｏｂａｂｉｌｉ
ｓｔｉｃＤｅｃｏｄｉｎｇ　ｔ。

Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｍａｇｎｅｔｉｃ　Ｒｅｃｏｒｄｉｎ
ｇ”、　ＩＢＭ、　Ｊ、　ＲＥＳ。

ＤＥＶＥＬＯＰ、、　Ｖｏｌ、　１５．　ｐｐ、　６４
−７４．　Ｊａｎｕａｒｙ１９７１；ａｎｄ　Ｋ、　Ｎ
ｉｓｈＮ１５ｈｉ　ａｎｄ　Ｋ、　ｌ５ｈｉｉ、”Ａ　
ＤｅｓｉｇｎＭｅｔｈｏｄ　ｆｏｒ　Ｏｐｔｉｍａｌ　
Ｅｑｕａｌｉｚａｔｉｏｎ　ｊｎ　ＭａｇｎｅｔｉｃＲ
ｅｃｏｒｄｉｎｇ　Ｃｈａｎｎｅｌｓ　ｗｉｔｈ　Ｐａ
ｒｔｉａｌ　Ｒｅ５ｐｏｎｓｅＣｈａｎｎｅｌ　Ｃｏｄ
ｉｎｇ”、　ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓ、　Ｍａｇｎ、、Ｖ
ｏｌ。

ＭＡＧ−１９，ｐｐ、　１７１９−１７２１．　Ｓｅｐ
ｔｅｍｂｅｒ　１９８３．を参照のこと。

従来のピーク検出磁気記録チャネルにおけるデータ検出
は、先ずアナログ信号を微分し、次にその微分された信
号をゼロ交差検出器で検出して検出ウィンド内のゼロ交
差事象の存在あるいは不存在を決定することによって達
成される。ディジタル通信チャネルでのデータ検出は、
送られた信号の振幅の周期的なサンプリングに一般に基
づいている。

ノイズや他の不完全要素が存在しない場合、ピーク検出
での誘導信号のゼロ交差は、変換が書込まれる刻時に対
応する回数だけ起きる。事前補完、連続長さ制限（Ｒｕ
ｎ−Ｌｅｎｇｔｈ−Ｌｉｍｉｔｅｄ；　ＲＬ　Ｌ　）符
号化、及びより複雑な検出器がピーク検出システムの動
作を拡張してきた。

サンプルされ或いは刻時された検出においては、信号の
振幅は周期的にサンプルされ、このようなサンプルを表
わすデータがそこから解釈される。

最大尤度（ＭＬ）検出は、サンプルが解釈されるときに
、エラーの可能性を最小にする。

サンプルした振幅の検出により、複数の抽出回数におい
て各入力に対応する非ゼロサンプル振幅相互の干渉の存
在が予期される。このような信号は部分応答（ＰＲ）信
号と言われ、ＰＲ信号を伝送するチャネルはＰＲチャネ
ルと言われる。

ＭＬ検出は、費用及び複雑な考察の点を除けば、ピーク
検出や他の応用にも同様に利用できるにも拘らず、典型
的にはＰＲチャネル（以下、ＰＲＭＬ　チャネルという
）において利用されている。

典型的には、ある与えられたチャネル帯域幅において、
ＰＲ信号は全応答信号よりもデータ変換率が高い。ここ
で、全応答信号は抽出回数の１つを除いた全てにおいて
ゼロ振幅を有する信号である。

最も正確な検出及び解決のために良好な状態とするよう
に読みかえし信号をフィルタル処理することに加えて、
データの符号化のような、他の技法が用いられてＭＬ検
出器の性能が向上される。

記録チャネルでの使用のためのデータの符号化について
も知られている。各々、ピーク検出システム中で用いら
れるＲＬＬコードにおいて、ゼロの最小及び最大連続数
を指定するところの（ｄ、ｋ）制約は、データ信号のセ
ルフクロッキング特性を維持する間の符号量干渉を減ノ
」為させる。

ＰＲＭＬチャネルでは、チャネルコードはクロッキング
及び自動利得制御（ＡＧＣ）情報を提供するようにも用
いられ得る。名目上のゼロサンプルの最大連続数が制限
されなければならないため、Ｋ制約はＰＲＭＬチャネル
のためのチャネルコード要求を指定するときに依然とし
て適している。

しかしながら、ゼロより大きい（ゼロ以外の）ｄを有す
るＲＬＬコードはＰＲＭＬチャネルには必要がない。と
いうのは、ＩＳＩに対する補償はＭＬ検出器中に固有だ
からである。

他方、Ｋ制約はＰＲＭＬチャネルのために要求されるた
だ１つの制約ではない。ＭＬ検出は最も近い過去データ
の評価器に対して１つより多いオプションが開放される
ことを要求するので、検出遅延及びハードウェアの複雑
性を共に制限するように付加的制約が望まれる。入力信
号のデータ列が偶数の添字付のサンプルの部分列と奇数
の添字付のサンプルの部分列とにデマルチプレックス（
インターリーズ）され、また、ＭＬ検出が各部分列に独
立的に採用されるとすれば、各部分列中の連続する名目
上のゼロサンプルの数に対する制約は、検出遅延及びハ
ードウェア（の複雑さ）を制限する。このように、ＮＲ
ＺＩデータ表現によって、要求される制限は、偶数添字
及び奇数添字の部分列双方での連続するゼロの最大数に
対するものとなる。双方の部分列中での連続するＮＲＺ
エゼロの最大数はに□制約と言われ、また、インターリ
ーブされるデータ列（元のデータ列のこと。）に対する
に制約と類似している。

連続長さ制約を有する符号化手法は、許容されるコード
語列の数（即ち、コード語の数のこと。）を２ｎより少
なくなるように制限する。ここで。

ｎはデータのビット数である。そのようなコードの（変
換）率は、１データビット対１コードピツトよりも小さ
な整数比として表わされる。このように、８ビットデー
タバイトが９ビットコ一ド語に写像されると、符号化率
（変換率）は８／９である。

Ｃ０発明の概要本発明はＭＬ検出法を採用したＰＲチャネルに適したエ
ンコーダに関する。このエンコーダによれば、頻繁な非
ゼロ（復帰）サンプル操作を行う上においてチャネルの
タイミング及び利得制限回路の動作を改善できる。更に
、このエンコーダは、データ評価器の処理の最中に、経
路メモリ中に経路余裕をつくり出すことにより、ＭＬ検
出器の複雑さを制限する。

本発明によるエンコーダは、（ｄ、に／に工）と記され
る３つのパラメータｄ、Ｋ、及びに工によって特徴づけ
られる。パラメータｄ及びＫは、チャンネル出力コード
ピット列（即ち、コード語のこと。）中のゼロの連続長
さく連続数）の最小及び最大値を表わし、ここでゼロの
連続長さは検出処理中の沈黙期間に関係する。パラメー
タに工は特別な全ての偶数のあるいは奇数の部分列中の
ゼロの最大連続長さを表わす。本発明を用いた符号化手
法では、ＰＲＭＬチャネルの文脈中ではゼロの最小連続
長さは適切ではないので、ｄは０に等しい。正確なタイ
ミング及び利得制限のためには小さなＫが望ましく、小
さな値のに□はＭＬ検出器中で要求される経路メモリの
大きさを減小させる。

特に、本発明はディスク記憶装置でのディジタルデータ
の磁気記録での利用のためのＰＲＭＬコード制約に関す
る。しかしながら、ここでの符号化及び復号化のための
符号化手法制約及び装置は、ＭＬ検出を採用する全ての
ＰＲ信号発生システムに適用できる。

本発明の後述する実施例によれば、変換比率が８／９、
（０，に／に□）の値が（０，３／６）及び（０，４／
４）である。後述の実施例では、これらのパラメータを
有し変換比率８／９の符号化及び復号化の捜し出し表を
含む最適化された順次論理回路を提供する。

Ｄ、実施例本発明の一実施例では、（０，４／４）制約下の変調比
率８／９のＲＬＬブロック符号化手法によって、８ビッ
トデータから２７９種の９ビットのコード語が与えられ
る。コード語の全ての連鎖（ビットパターンのこと。）
が（ｄ、に／にユ）制約に従うような少なくとも２５６
種の９ビットワ一ド語が独立に特定され得るようになっ
ている。

本発明の一実施例を用いた符号化手法は、８ビットのデ
ータから９ビットのコード語への変調（変換）のための
特別な役割を果し、この符号化手法は、逆方向からの対
称読み出し性を保持するとともに、互いに同様の構造を
有するデータ及びコード語の区画を創り出す。データの
区画は別々に特定可能であり、コード語への全写像は簡
単なプール関数に従って区画ビットをゲート通過させる
ことにより実行される。

Ｙを次のように表わし、Ｙは（０、Ｋ／に□）制約下の
符号化手法における９ビットコ一ド語であるとする。

Ｙ＝　（Ｙ工、Ｙ２）Ｙｌ、Ｙ４．Ｙ、、Ｙ６．Ｙ、、
Ｙ、、　ｙｓ）　（１）符号化済ビット配列（コード語のビットパターンのこと
。）の全てに対する制約に＝４が達成されるためには、
（ビットパターンの）両端に連続する３つのゼロを有し
たり両端を除いた内側に５つの連続する５つのゼロを有
するような９ビットのビットパターンを除外しなければ
ならない。このような制約は次のプール関係式により与
えられる。

（Ｙ□＋Ｙ２＋Ｙ、）　　（ｙ２＋ｙ３＋ｙ４＋ｙ、＋
ｙ、）（Ｙ　３　＋　Ｙ　４　＋　ｙ　ｓ　＋　ｙ　６
＋　ｙ　７　）　　（Ｙ　４　＋　Ｙ　Ｓ　＋　Ｙ　ｓ
＋Ｙ７＋Ｙ、）　　　（Ｙ、＋Ｙ、ｌ＋Ｙ９）＝１　　
　　　（２）同様に、制約に□＝４が達成されるために
は、全ての奇数ビット位置のビット配列（ビットパター
ン）についての次の（３）式、及び、全ての偶数ビット
位置のビット配列についての次の（４）式が成立しなけ
ればならない。

（Ｙ工＋ｙ、＋ｙ５）（Ｙｓ＋ｙ７＋ｙ９）＝１　　（
３）（Ｙ、＋Ｙ、＋Ｙ、）（ｙ４＋ｙ６＋ｙｓ）＝ｌ　
（４）２７９種の値の９ビット配列は前出の各式（２）
、（３）、及び（４）を満足し、それらの１０進表示の
等価値は第４図中に与えられている。ここで、２３種の
余分なコード語は特殊な用途即ち望ましくないコード語
パターンを除外する代替物として利用され得る。

第１図において、８ビットデータＸと９ビットコ一ド語
Ｙは次のように与えられる。

Ｘ＝　（Ｘ工、Ｎ２）Ｎ３、Ｎ４、Ｎ５、Ｎ６、Ｎ７、
Ｘ、）　　　　（５）Ｙ＝　（Ｙユ、Ｎ２）Ｎ３、Ｎ４、ＹＳ、Ｙ、、Ｙ、、
Ｙｅ、　Ｎ９）　　　　（６）コード語を指定するための最初の区画Ｍは、データ中の
ビットの組み合せから構成され、そこでは、８ビットデ
ータＸの最初と最後の４ビットが、各々、何ら変更を加
えられずに、９ビットコ一ド語の最初と最後の４ビット
に写像され得る。この区画における９ビットコ一ド語の
中間ビット即わち５番目のビットは常に１である。こう
して、区画Ｍは次の関係式で特定さ得る１６３種のコー
ド語を含む。

Ｍ＝　（Ｘ□＋Ｘ、＋Ｘ３）　　（ｘ４＋ｘｓ）　　（
ｘ、、＋Ｘ７　＋　Ｘｓ）　＋　Ｎ２　Ｎ７　　　　　
　　　　（７）第２の区画Ｍ１は、データ中のビットの
組み合せから構成され、Ｙの最初の４ビットはＸの最初
の４ビットと同じである。こうして、ＭはＭ工を含み、
Ｘ中の最初の４ビットの次式で与えられる特殊な構造に
より１２種の異なるコード語指定を行う。

Ｍ工＝Ｍ＋　（Ｘ工＋Ｘ、）Ｎ４　　　　　（８）残り
の８１種のコード語の指定は区画Ｎ□、Ｒ工。

及びＳ□に分割され、これらは各々、４２種、７種、及
び３２種のコード語指定を特定する。これらの指定は、
Ｘの最初の４ビットについての次の式で与えられる６Ｎ、＝Ｍ　（Ｘ１＋Ｘ、）Ｎ４　　　　　　（９）Ｒｘ
　＝　Ｍ　＋（Ｘ、　＋　Ｎ３）　＋　Ｎ２　　　　　
（１０）Ｓ工＝　（ｘ工＋Ｘ２＋　Ｎ３）　　　　　　
　（１１）本実施例を用いた符号化手法では逆方向読み
取り対称性が得られる。これは、Ｘの最後の４ビットが
、Ｙの最初の４ビットに対して対称的に即ち逆読み方向
に、Ｙの最後の４ビットに写像されることを意味する。

こうして、先程の残りの８１種のコード語指定の最後の
４ビットは区画Ｍ２）Ｎ２）Ｒ２及びＮ２により与えら
れ、これらは区画Ｍ１、Ｎ１、Ｒ工、及びＳ工の対称相
手である。特に、Ｎ２）Ｎ２）Ｎ２）Ｒ２）及びＮ２は
、表Ｉ中に示されるように、式（８）、（９）、（１０
）、及び（１１）とは対称的な論理式により与えられる
Ｘの最後の４ビットの排他的構造により特定される。

全てのビット位置カー１に符号化された配列（ビットパ
ターン）になることを避けるため、中間ビットＹ、が代
ってゼロに変換されて他の有効なコード語が創り出され
る。第１図のエンコーダ１００の論理式が表■中に示さ
れている。

第１図において、符号化される変数Ｘニーｘ８は符号器
１０ｏのゲート１０１−１０６，１０８−１１２．１１
４−１１８，１２０−１２２．１２４−１２７、及び１
３０−１４２に受信される。

これらの変数に応じてゲート１０７−１１０が各々コー
ド語指定の区画Ｍ工、Ｎ□、Ｒ１、及びＳｌを創り出す
。同様に、ゲート１１３−１１６がコード語指定の区画
Ｍ２）Ｎ２）Ｒ２）及びＮ２を創り出す。最後に符号化
された変数ＹニーＹ９がゲート１１７、１１９．　１２
１．　１２８、１２９、１３４．１３８．１３９、及び
１４１により各々創り出される。

一方、デコーダ機能は、９ビット配列Ｙ中のビットパタ
ーンの互いに排他的な構造（同一でないビットパターン
のこと。）を用いてＸの構成要素のための論理式を得る
ことにより、符号器中に同様の区画を特定する。第２図
のデコーダの復号化式が表■に示されている。

符号化されている変数ＹニーＹ、は、第２図のデコーダ
２００のゲート２０１−２０４．２０７−２１８、及び
２２５−２３４に受信される。コード化されていない変
数即ちデータを再生するための逆方向読み取りコード語
区画Ｍ１．　ＮＬ、　Ｒ１、及びＳｌは、コード化され
ている変数ＹニーＹ、に応じてゲート２ｏ５．２０７．
２０９、及び２１２により各々嘲り出される。同様に、
区画Ｍ２）Ｎ２）Ｒ２）及びｓ　、　ハ、ゲー）−２０
６，２０８゜２１０、及び２１４により各々創り出され
る。最後に、データＸ、−Ｘ、がゲート２１５．２１９
．２１６．２２１．２２２．２１７．２２０、及び２１
８により各々創り出される。

なお、第１図中、Ｘｌ−ＸＩ＋が入力される８本のライ
ンが受信部であり、全てのゲートとそれらの組み合せラ
インが変換部である。

本発明の第２実施例では、変換比率が８／９、Ｋ＝３、
Ｋ１＝６である。（Ｏ１３／６）ブロック符号化のため
のコード語指定の区画は表■中に与えられ、この表■は
区画ＭＬ、Ｍｚ、Ｎ３、Ｍ、Ｅ、　Ｎ□、Ｒ工、Ｓｌ、
Ｎ２）Ｒ２）及びＮ２の論理式を示している。表■は第
５Ａ、５Ｂ図のエンコーダ５００のための符号化論理機
能も示している。

デコーダ機能は９ビットコ一ド語Ｙの構造を用いた（Ｙ
のビットの組み合せにより得られる）区画Ｍ、　Ｅ、Ｎ
１、Ｒ工、ＳいＮ２）Ｒ２）及びＮ２を特定する。これ
らの区画の論理式は、第６Ａ、６Ｂ図のデコーダ６００
の復号化論理機能と同様に、表■中に示されている。

第５Ａ、５Ｂ図において、エンコードする変数Ｘ１−Ｘ
、はエンコーダ５００のゲート５０１−５５４に受信さ
れる。これらの変数に応じて、ゲー）−５０１−５０３
，５５５，５２０，５０５，５５６，５１３がコード語
区画Ｍ１、Ｎ２）Ｎ３、Ｍ。

Ｅ、　Ｎ□、Ｒ工、及びＳ工を各々創り出す。同様に、
ゲート５１５．５５７．５１９がコード語区画Ｎ２）Ｒ
２）及びＮ２を創り出す。最後に符号化された変数Ｙ□
−Ｙ、が各々ゲート５５８　５６５により創り出される
。

一方、符号化された変数ＹニーＹ、は第６Ａ、６Ｂ図中
のデコーダ６００のゲー１−６０１−６４１に受信され
る。復号化のための区画Ｅ工、Ｎ工、Ｒ工及びＳ工は、
符号化された変数Ｙ１−Ｙ、に応じて、各々、ゲート６
０１．６０４．６０７及び６０８により創り出される。

同様にして、区画Ｍ□、Ｎ２）Ｒ２及びＮ２は各々ゲー
ト６０２．６０９．６１１及び６１２により創り出され
る。また、復号化されたデータＸニーＸ、はゲート６４
２−６４９により各々与えられる。

表■及び■中の式を満足する２７２種の有効な９ビット
バイナリ−列（ビットパターン）の１０進数表示の等価
値が第７図に示されている。第４図中の数値は対称的で
あるが（即ち、示されている各９ビットコ一ド語にとっ
て、これらのビット順序を反転させることによって生成
した数値もまた示されている。）、第７図中の数値はそ
のように対称的でない。

上述の実施例では、Ｋ工が増加したり、変換比率が減小
したり、あるいはブロック長が増大したりすることなく
してはＫを減小できないような最適ブロック符号化手法
であった。同様に、Ｋが増加したり、変換比率が減小し
たり、あるいはブロック長が増大したりすることなくし
てはに工を減小できない。

Ｆ０発明の効果上述のように本発明によれば、ＮＲＺ法等に特に適した
エンコーダを提供できる。

表！Ｏ、４／４エンコーダ阿＝（Ｘ１＋Ｘ２＋Ｘ３）・（Ｘ４＋Ｘ５）・（Ｘ６＋
Ｘ７＋Ｘ８）＋Ｘ２・Ｘ７Ｍｌ＝Ｍ＋（Ｘ１＋Ｘ３）−
Ｎ４　　　　Ｎ２＝Ｍ＋（Ｘ８＋Ｘ６）・Ｘ５Ｎｔ＝Ｔ
・（ｘｔ＋ｘ３）−ｘａ　　　　Ｎ２＝マ・（Ｘ８＋Ｘ
６）　・Ｘ５Ｒ１＝Ｍ−（Ｘｌ＋Ｘ３）・Ｎ２　　　　
Ｒ２＝Ｍ・（Ｘ８＋Ｘ６）・Ｘ７Ｓ１＝（Ｘ１＋Ｘ２＋
Ｘ３）　　　　　５１＝（Ｘ８４Ｘ７＋Ｘ６）Ｙ１＝Ｘ
１＋Ｒ１＋ＳＬ・Ｎ４Ｙ２＝■・Ｘ２＋Ｒ１＋５ＬＹ３＝Ｘ３＋Ｒ１＋５ｌ−Ｎ４Ｙ４＝旧・Ｘ４＋Ｎ１・５こΣ十Ｒ１・°デーＴｅ５ｔ
　・　（て＋３２）Ｙ５＝Ｍ−（Ｘｉ−Ｎ２・Ｎ３・Ｎ
４・Ｎ５−Ｎ６−Ｎ７・Ｎ８）Ｙ６＝Ｍ２・Ｘ５＋Ｎ２
・Ｘ’ア＋Ｒ２・Ｘ５＋Ｓ２−　　（Ｘ）「＋　ｓ　ｉ
　）Ｎ７＝Ｘ６＋Ｒ２＋Ｓ２−Ｎ５５２−Ｘ５Ｙ８＝＋Ｒ２＋５２Ｎ９＝Ｘ８＋Ｒ２＋Ｓ２−Ｎ５表　　■ ０．４／４デコーダ阿＝Ｙ５＋Ｙ１・Ｙｌ・Ｎ３・Ｎ４・Ｎ６・Ｎ７・Ｎ８
・Ｎ９Ｘ１＝（Ｎ１＋Ｎ１）・ＹＩＸ２＝Ｍ１・Ｎ２＋Ｎ１−Ｙ４＋ＲＩＸ３＝（Ｎ１＋Ｎ１）−Ｎ３Ｘ４＝Ｍｌ−Ｎ４＋Ｒ１・Ｎ４＋Ｓ１・Ｙ３Ｘ５＝Ｍ１
−Ｎ６＋Ｒ２−Ｎ６＋Ｓ２−Ｎ７Ｘ６＝（Ｎ２＋Ｎ２）
・Ｎ７Ｘ７＝Ｍ２・Ｎ８＋Ｎ２−Ｙ６＋Ｒ２Ｘ８＝（Ｎ２＋Ｎ２）・Ｎ９表■ ０．３／６エンコーダＮ１＝Ｘ１＋Ｘ２＋Ｘ３　Ｎ２＝Ｘ７＋Ｘ８　Ｎ３＝Ｘ
２＋Ｘ４＋Ｘ５＋Ｘ７Ｍ＝Ｍ１−Ｍｌ−Ｎ３　　　Ｅ＝
Ｘ１−Ｎ２−Ｎ３・Ｎ４−Ｎ４−Ｎ５−Ｎ６−Ｎ７−Ｘ
８Ｎ１＝　（Ｘ１＋Ｘ３）−Ｎ４　　　　　　　　　　
　　　　　　Ｎ２＝Ｍ１・（Ｘ８＋Ｘ６）−Ｘ５Ｒ１＝
ｓｘ−Ｃｘ２＋ｘｓ−Ｎ６）−エ驚「「Ｒ２＝＋４１・
（Ｘ８＋Ｘ６）−Ｘ５Ｓ１．Ｎ２−ｐ−（Ｘ１＋Ｘ３）
・Ｎ４　　Ｓ２．Ｎ３−（Ｘ１＋Ｘ３）・Ｘ８Ｙ１＝（
Ｅ−Ｍ＋Ｎ１）−Ｘ１＋Ｒ１−Ｘ４＋Ｒ２−（Ｘ４＋Ｘ
７）＋Ｓ１　・Ｎ３−　（ｘ１＋Ｘ６）Ｙ２＝（Ｅ−Ｍ
＋Ｎ１）・Ｘ２＋Ｒ１・う（３＋Ｒ２−（Ｘ４＋Ｘ７）
＋Ｓ１・Ｘ１＋５２Ｙ３：（Ｍ＋Ｎ１）　・Ｘ３＋Ｎ２
＋Ｒ１・Ｘ１＋Ｒ２・（Ｘ４＋Ｘ７）＋ＳＬＹ４＝（Ｅ
−Ｍ＋Ｎ１）・Ｘ４＋Ｎ２・Ｘ４＋Ｒ１＋５２Ｙ５１・
河Ｙ６＝（ｉＦＭ＋Ｎ２）・Ｘ５＋Ｒ１＋Ｒ２＋Ｓ２・Ｘ
６Ｙ７＝（Ｍ＋Ｎ２）・Ｘ６＋Ｎ１・αｇ＋ｘ６）＋＋
ｕ・ｘｓ＋Ｒ２−ｏ＋ｓｔ＋ｓｚＹ８＝（Ｍ＋Ｎ２）　
・Ｘ７＋Ｎ１−（Ｘ５＋Ｘ６）＋Ｒ１・Ｘ５＋Ｒ２・Ｎ
６゜十３１−　（Ｘｌ＋Ｘ６）＋Ｓ：ＬＸＩｙ９＝（Ｔ
−Ｍ＋Ｎ２）−Ｘ８＋Ｎ１　・（Ｘ５＋Ｘ６）＋Ｒ１・
ｘ２＋Ｘｓ−（Ｒ２＋Ｓ１）＋Ｓ２・Ｘ３表■ ０．３／６デコーダＥ＝Ｙ１・Ｙｌ・Ｎ４・Ｎ５・Ｎ６・Ｎ９　　Ｍ＝Ｙ５
＋ＥＮ１還・（Ｙ１＋Ｙ３）・Ｎ４・π　　　　Ｎ２＝
Ｙ１・Ｙｌ・Ｙ６Ｒ１＝Ｍ・（ｙｔ＋ｙ２・Ｎ３）・Ｎ
４・Ｎ６　　Ｒ２＝Ｍ−（Ｙ１＋Ｙ２）・Ｎ４・Ｎ６Ｓ１＝阿・Ｎ４・Ｎ６　　　　　Ｓ２＝（Ｍ＋Ｙ１＋Ｙ
３）Ｘ１＝Ｅ＋（Ｍ＋Ｎ１）・Ｙ１＋Ｒ１ΔシＳ１・Ｎ
２＋Ｓ２・Ｎ８Ｘ２＝Ｅ＋（Ｍ＋Ｎ１）−Ｎ２＋Ｒ１−
Ｎ９Ｘ３＝（Ｍ＋Ｎ１）・Ｎ３＋Ｒ１−迅Ｓ１・（Ｙ１
＋Ｙ２）＋Ｓ２・Ｎ９Ｘ４＝Ｅ＋（Ｍ＋Ｎ１＋Ｎ２）−
Ｎ４＋Ｒ１・Ｎ１＋Ｒ２・Ｙｌ−Ｎ２Ｘ５＝Ｅ＋（Ｍ＋
Ｎ２）　・Ｎ６＋Ｎ１−Ｎ８−Ｎ９＋Ｒ１−Ｎ８＋ｙ９
−　（Ｒ２＋Ｓ１）Ｘ６＝（Ｍ＋Ｎ２）・Ｎ７＋Ｎ１・
Ｎ７・Ｎ８＋Ｒ１・Ｎ７＋Ｒ２・Ｎ８＋Ｓ１・（Ｙｌ・
Ｙ２＋Ｙ８）＋Ｓ２・Ｎ６Ｘ７＝（Ｍ＋Ｎ２）−Ｎ８＋
Ｒ２−Ｙｌ・Ｎ３Ｘ８＝Ｅ＋（Ｍ＋Ｎ２）・Ｎ９＋Ｒ２
・Ｙ７＋Ｓ２

【図面の簡単な説明】

第１図及び第２図は各々本発明によるエンコーダの一実
施例及びこのエンコーダに適したデコーダを示すブロッ
ク図、第３図は第１．２．５Ａ、５Ｂ及び６Ａ、６Ｂ図中の図
形記号の意味を示す図、第４図は前記一実施例により得られた９ビットデ一タ語
と等価な１０進表示の数値を示す図、第５Ａ、５Ｂ図及
び第６Ａ、６Ｂ図は前記以外の実施例のエンコーダ及び
このエンコーダに適したデコーダを示すブロック図、第７図は第５Ａ、５Ｂ図のエンコーダにより得られた９
ビットデ一タ語と等価な１０進表示の数値を示す図であ
る。出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション代理人　　弁理士　　岡　　１）　次　　生（外１名）ＡＮＤ　　　　　　　　　　　　　　０ＲＦＩＧ、　３７０　１１１　１６５　２１０２ｔ、９　３０９　３５
５４０２　！、：４３４８６７１　１１３　１６６　２
１１　２５０　３１０　３５フ　＋−０３４，，５４５
７７３１１Ａ　　１６フ　２１３　２５１　３１１　３
５８　　ＡＯ５４４６４８９７５１１７１７４２１５２
５４３１４３６１Ｚ、０７４５３　４９１７７　１１３
　１７５　２１７　２５５　３Ｌ５　３６２４Ｃ１９４
５４４９３７８１１９１７７２ＬＳ　　２７４　３１７
　３６３　４１０　４５５　４９４８２１２２　１フ９
　２２１　２７８　３１９　３６６　４１３　４５８　
４９７８６　１２５　１８２　２２３　２３１　３２７
　３６９　４１５　　ムロ１　４９９８７　１２５　１
！ＩＤ　　２２’＋２３２　３２９　３７０　Ｊ９　４
６２　５Ｇ１９０　　Ｌ４１　１８６　２２９　２！１
５　３３１　３７３　４２２　４６５　５０３９１　１
４２　１８７　２３０　２５６　３３３　３７ム　１−
２３　４６６　５０５９：３　１４］　　１８９　２２
１　２８７　３％　　３７５　４２５　４６７　５０６
９４　１４５　１９０　２３３　２９１　３３５　３フ
７　　：、２７　４６９　５０７９５　１４６　１９１
　２３４　２９３　３３３　３７ｉ１　４２９　４フ０
５０９１０：！　　１５１　２０１　２３９　２９９　
３４５　３８３　　ｔ＆３４４７５１０３　１５３　２
０２　２ムｌ　　３０１　３４６　３９３　４３５　　
＋、７７１０６　１５５　２０５　２４３　３０３　３
４９　３９フ　ム３８　４７９１０９　１５８　２０７
　２４６　３０６　３５１　３９９　４４１　　ム８３
１１０　１５９　２０９　２４７　３０７　２５４４０
１　４４２４＋１１５ＦＩＧ、”７手　　続　　ネ市　　正　　書（方式）％式％１、事件の表示昭和６２年　特許願　第６８１７２号２）発明の名称エンコーダ３、補正をする者事件との関係　　特許出願人４、代理人５、補正命令の日付６、補正の対象明細書の図面の簡単な説明の欄７、補正の内容明細書第２３頁第９行乃至第１１行の「第５Ａ、５Ｂ図
・・・・ブロック図、」を次の文章に改める。「第５図は第５Ａ図と第５Ｂ図との連結関係を示す図、第５Ａ図及び第５Ｂ図は両方の図で前記以外の実施例の
エンコーダを示すブロック図。第６図は第６Ａ図と第６Ｂ図との連結関係を示す図、

Claims

【特許請求の範囲】

（１）コード語のビットパターン中のゼロの連続数の最
小値及び最大値についての制約を受けながらＭビットの
データをＮビットのコード語に変換するエンコーダにお
いて、前記コード語の偶数ビット位置の配列から成る偶
数部分列及び奇数ビット位置の配列から成る奇数部分列
の各々についてのゼロの連続数の最大値についても制約
を設けたことを特徴とするエンコーダ。
（２）特許請求の範囲第１項において、前記Ｍビット及
びＮビットは各々８ビット及び９ビットであることを特
徴とするエンコーダ。
（３）特許請求の範囲第２項において、前記コード語の
ゼロの連続数の最小値及び最大値は各々０及び４であり
、前記偶数部分列及び奇数部分列の最大値は４であるこ
とを特徴とするエンコーダ。
（４）特許請求の範囲第２項において、前記コード語の
ゼロの連続数の最小値及び最大値は各々０及び３であり
、前記偶数部分列及び奇数部分列の最大値は６であるこ
とを特徴とするエンコーダ。