DE2558143A1 - Verfahren zur decodierung von mit zwei frequenzen codierten daten - Google Patents

Description

Böblingen, den 17. Dezember 1975 jo-fe

Anmelderin: International Business Machines

Corporation, Armonk, N.Y. 10504

Amtliches Aktenzeichen: Neuanmeldung Aktenzeichen der Anmelderin: RA 974 015

Verfahren zur Decodierung von mit zwei Frequenzen codierten Daten

Die Erfindung betrifft Verfahren zur Decodierung von mit zwei Frequenzen codierten Daten (F2F-codierten Daten) nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1.

Es ist bekannt, durch Streifenbreite codierte Zeichen (zur optischen Abtastung) oder auf der Übergangszeit basierende magnetische Streifenbreiten dazu zu benutzen, Daten in einem entsprechenden Codeforraat zu codieren. Beispiele solcher Streifencodes oder Übergangs-Codierschemata finden sich in den US-PS 3 811 033, 3 708 748, 3 701 386, 2 870 429,2 887 674, 3 111 576, 3 723 710 und 3 403 377. Diese Patentliteratur ist repräsentativ für Lösungsvorschläge zum Schreiben, Lesen und Interpretieren streifencodierter oder übergangseodierter Zeichen oder Signale. Diese Systeme sind im wesentlichen für die Verwendung entweder mit magnetisch oder optisch codierten Daten gedacht. In solchen Systemen können die aufgezeichneten Zeichen optisch sichtbar und auch magnetisch lesbar sein, wie es bei Magnetschriftzeichen allgemein üblich ist. Die Zeichen können auch nur im Kontrastlicht und dunklen oder gefärbten Streifen optisch sichtbar sein. Die Zeichen können auch nur magnetisch lesbar und optisch unsichtbare magnetisch codierte Streifenmuster auf einem magnetischen Medium enthalten und denselben Zweck haben, wie optische Streifen insofern, als die Abtastung mit einem Magnetkopf gegenüber der Abtastung mit einem optischen Kopf betroffen ist. Es kann auch über Kommunikationskanäle ein Strom von Signalvariationen in Form von frequenzcodierten Signalen mit verzerrten

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Übergängen ankommen, die sich ähnlich ändern, wie diese Änderungen, die von einem Abtastkopf erzeugt werden.

Wie in Fachkreisen bekannt ist, befassen sich verschiedene der oben erwähnten Patentschriften mit Problemen des ungleichmäßigen Streifenabstandes, der Prequenzschwankungen im Signal oder Schwankungen im Zeichenabstand, die von dem nach dem Codierformat erwünschten Idealabstand abweichen. Solche Schwankungen oder Abweichungen machen die Interpretation der codierten Daten zu einem schwierigen Problem. Abweichungen in der relativen Geschwindigkeit zwischen dem Abtastkopf, der optisch oder magnetisch sein kann, und den Datenaufzeichnungen führen weitere Fehler ein, da die Übergangszeiten oder das Kreuzen der Kanten optisch sichtbarer Streifen oder magnetisch abfühlbarer Streifen sich ändert, wenn die Abtastgeschwindigkeit sich ändert, oder wenn bei der Codierung das Codiersystem unterschiedliche Transportgeschwindigkeiten erfuhr.

Während die oben erwähnten Patentschriften eine allgemeine Verbesserung bei der Abtastung, dem Schreiben und der Decodierung derartig codierter Zeichen oder bei der Interpretation solcher verzerrter Signale zeigen, bleiben zwei inhärente Probleme im wesentlichen ungelöst: Wenn die codierten Zeichen mit Farbe auf Papier oder andere ähnliche Medien gedruckt werden, neigt die Farbe dazu, in die Medien hineinzufließen und die Breite der resultierenden gedruckten Zeichen zu verändern. Dieses als "Druckstreuung" bekannte Problem führt eine inhärente Fehlerquelle ein, da die Kanten der codierten Datenstreifen nicht in der idealen Breite oder dem Abstand auftreten, in dem sie erwünscht sind. Das Problem wächst bei zunehmender Druckstreuung. Außerdem sind bestimmte Arten von Codeformaten für diese Erscheinung auch bei einer gegebenen Abtastung mit konstanter Geschwindigkeit empfindlicher als andere Codes.

Wie später noch deutlich wird, konnte die bekannte Technik für das Problem der Druckstreuung keine akzeptable Lösung anbieten. Eine

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solche .Lösung ist jedoch Voraussetzung für die Benutzung eines in der Hand gehaltenen frei beweglichen Stabes oder Abtastkopfes, wobei die Bedienungskraft den Stab frei und leicht über gedruckte Zeichen bewegt, um sie zu lesen. Es wurden zwar mit der Hand abtastbare Streifencodeformate eingeführt, die Bedienungskraft muß jedoch grundsätzlich den Abfühlstab oder den Abtastkopf mit ziemlich konstanter Geschwindigkeit und in sorgfältig vorgeschriebener Art über die Zeichen bewegen, um sie wirksam zu lesen. Das Ausmaß der zur wiederholten richtigen Ausführung erforderlichen Geschicklichkeit und Schulung ist sehr unbefriedigend. Das System mußte verbessert werden, um es auch einer nichtgeschulten Bedienungskraft zu ermöglichen, den in der Hand gehaltenen Fühler ohne besondere Schulung oder Vorbereitung über die streifencodierten Zeichen zu bewegen und sie konsistent effektiv zu lesen und die Daten richtig aus ihnen zu entnehmen.

Ein zweites der bisherigen Technik inhärentes Problem ist die Kompensation von Abweichungen bei der Abtastgeschwindigkeit oder die Kompensation von Frequenzschwankungen bei übertragenen Signalen. Systeme, die vom gemessenen Zeitintervall zwischen Signal·· übergängen vorher streifencodierter Datenbits abhängen und die Schwankungen dieser Messungen intern nach einem kontinuierlich sich ändernden Standard kompensieren, waren einigermaßen erfolgreich, wie aus den oben erwähnten Patentschriften, beispielsweise des US-PS 3 833 033 zu entnehmen ist. Unglücklicherweise ist jedoch der Beschleunigungsgrad oder die Abweichungsgeschwindigkeit bei einem von Hand geführten Abtastsystem so groß, daß die oben erwähnten Systeme nicht mehr effektiv funktionieren. Infolgedessen werden unter bestimmten Bedingungen der hohen Beschleunigung und/oder der Druckstreuung codierte Daten ungenau gelesen.

Die Auswirkungen der Beschleunigung kombiniert mit denen der Druckstreuung gestalten das Problem noch komplexer und schaffen ernsthafte schädliche Schwierigkeiten beim genauen Lesen und In-

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terpretieren von Daten, die in diesen Breitenformaten oder übergangs-Zeitfrequenzformaten codiert sind. Außerdem wird durch handgeführte Abtaster oder Fühler eine Erscheinung erzeugt, die als Schräglauf bekannt ist, und bei der die übergänge zeitlich breiter erscheinen, als sie in Wirklichkeit auf dem Medium sind, wenn die Bahn des Abtastkopfes nicht genau rechtwinkelig zur Breite der streifen- oder Übergangscodierten Daten verläuft. Wenn die Bahn des handgeführten Abtasters dann noch eine Wellenlinie und keine gerade Linie beschreibt, wird das Problem noch komplizierter.

In Anbetracht der oben geschilderten Probleme und der inhärenten Schwierigkeiten bei Abfühl- und Decodiersystemen für streifen- oder Übergangscodierte Zeichen ist es die erste Aufgabe der Erfindung, ein verbessertes Verfahren zur Kompensation der Druckstreuung bei gedruckten Streifen - oder Übergangscodierten Datenaufzeichnungen zu schaffen, so daß sie effektiv mit einem von Hand geführten Fühler auf verbesserte Weise abgefühlt werden können. Eine weitere Aufgabe der Erfindung ist eine verbesserte Codier/Decodiertechnik zur Verwendung in F2F-Signalübertragungs- oder Aufzeichnungssystemen.

Eine weitere Aufgabe der Erfindung besteht in der Angabe eines Verfahrens zur Kompensation der Beschleunigungseffekte bei der handgeführten oder anderen nicht gleichmäßigen Beschleunigungsabtastung oder bei Abtastsystemen im allgemeinen oder in nicht handgeführten Systemen auf verbesserte Weise, wodurch alle Streu-, Beschleunigungs-, Geschwindigkeitskeits- oder Frequenzverzerrungseinflüsse kompensiert werden.

Schließlich ist eine weitere Aufgabe der Erfindung die Angabe einer verbesserten Einrichtung und eines Verfahrens zur Kompensation der kombinierten Effekte der gleichzeitigen Druckstreuung und Beschleunigung.

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Die Aufgaben der Erfindung werden gelöst durch die insbesondere im Hauptanspruch angegebenen Merkmale.

Weitere Ausgestaltungen und Weiterbildungen des Gegenstandes der Erfindung sind den Unteransprüchen zu entnehmen.

Durch die Erfindung wird also der Vorteil erzielt, daß bei der Abtastung streifencodierter Daten nach dem 2F2-Code die Einflüsse von Druckstreuung und Geschwindigkeitsvariationen bei dem Abtastvorgang selbst weitgehend ausgeschaltet werden konnten.

Ausführungsbeispiele der Erfindung sind in den Zeichnungen dargestellt und werden anschließend näher beschrieben. Es zeigen:

Fig. 1 schematisch den herkömmlichen F2F-Code und einen

typischen unverzerrten Fühlerausgang oder Signalstrom,

Fig. 2A ein idealisiertes F2F-Codemuster und eine andere Drucktechnik, bei der nur die Kanten oder übergangspunkte gedruckt werden

Fig. 2B das Idealmuster der Fig. 2A durch Streuung verzerrt und eine Suchtorperiode zur Isolierung der 2F-Signalübergänge

· 3 in einem Zeitschema die logischen Operationen eines Ausführungsbeispieles der Erfindung

· ^ in einem Zeitschema die logischen Operationen

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eines· anderen Ausführungsbeispieles

Fig. 5 ein Ablaufschema eines Ausführungsbeispieles

der Erfindung

Pig. 6 in Schemaform einen logischen Schaltplan für

verschiedene Ausführungsbeispiele der hier beschriebenen Such- oder Sperrschaltungen

Fig. 7 im einzelnen einen Algorithmuswähler zur Verwendung in der in Fig. 5 gezeigten Schaltung und nur zur Streukorrektur

Fig. 8 im einzelnen einen zur Verwendung in Fig. 5

vorgesehenen Algorithmuswähler für Streuuungs- und Beschleunigungskorrekturen

Pig. 9 schematisch die Logik eines Polaritätsvergleichs-

decodierers zur Verwendung in Fig. 6

Fig. 10 im einzelnen einen Vergleich verschiedener Systeme und Verfahren

Fign. 11-14 willkürliche Codefolgen zur Ableitung der Algorithmen in Tabelle IA und IB

Pig. 15 schematisch ein Punktionsablaufdiagramm einer

in Pig. 6 verwirklichten Zeichengrenzsuchtechnik

Fig. 16 schematisch ein Funkt ions ab lauf diagramm für

eine Mitten- oder 2F-Signalübergangssuchtechnik, bei der mit einem Suchalgorithmus für die Zeichengrenze aus einem Vorlaufbit eine 2F-Suchleitfunktion erzeugt wird

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Fig. if schematisch ein Funktionsablaufdiagramm für eine

Mitten- oder 2F-Signalübergangssuchtechnik, bei der mit einem Suchalgorithmus für die Zeichengrenze aus zwei Vorlauf bits eine 2F-Suchleit?- funktion erzeugt wird,

Fig. 18 eine Algorithmusauswahllogikschaltung zur Verwendung in der Mittenübergangssperrtechnik, die in den Fign. 5 und 6 gezeigt ist und

Fign. 19-23 in einem Logikschema mathematische Berechnungsschaltungen für die Algorithmen in den Tabellen IA und IB.

Spezifische Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung zusammen mit Ablaufdiagrammen, die die Operationsfolge zeigen, werden kurz besprochen. Da jedoch eine Anzahl neuer Ausdrücke eingeführt und das auftretende und zu lösende Problem allgemein besprochen werden muß, werden in dieser Beschreibung hiermit durch Referenz die Patentanmeldungen mit der US-Seriennummer 522 210 und 538 272 eingeschlossen, wo die Art der Aufzeichnungsoder übertragungstechnik, die in Fachkreisen als "F2F-Codierung" bekannt ist, in bezug auf "Druckstreuung" genannte Erscheinung besprochen wird. Die Druckstreuung tritt auf, wenn solche Codiertechniken auf gedruckte Streifenzeichen oder Codes angewendet werden. In einem zweiten Teil der oben eingeschlossenen Anmeldung werden die Probleme der Beschleunigung des Fühlers relativ zum Datenträgermedium (oder der Gesehwxndigkeitsänderungen während der Codierung usw) besprochen, soweit sich diese Vorgänge auf das genaue Lesen oder Abfühlen auswirken. Bei der wirksamen Lösung dieses Problemes war der Technik bisher kein allgemeiner Erfolg beschieden. In einem dritten Abschnitt der oben erwähnten Anmeldung werden die kombinierten Auswirkungen von Druckstreuung und Beschleunigung beschrieben und spezifische Ausführungsbeispiele entwickelt, die eine andere universelle

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Lesetechnik und ein Gerät für die Streifen- oder übergangscodierung vorsehen, wenn diese Verzerrungen durch Druckstreuung eine Beschleunigung im Signalstrom aufweisen, der aus dem Lesen solcher Codes resultiert.

Die in den oben erwähnten Patentanmeldungen festgelegten Techniken betreffen allgemein Einrichtungen und Verfahren, mit denen zuerst die Abstände der Signalübergangszeit gemessen und dann eine Suchzeit eingestellt werden, um das Ausmaß der Druckstreuungs- und/oder Beschleunigungseffekte zu berücksichtigen, die in der ersten Meßoperation erkannt wurden, so daß Übergangscodes oder Streifencodes auf verbesserte Weise codiert bei der Abfühlung genau interpretiert werden können. In den erwähnten An-,meldungen werden zusätzliche Verfahren und Einrichtungen zum Messen und Einstellen der Abfühloperation auf die Beschleunigung allein oder die Streuung allein nach einem speziell abgeleiteten Vorhersagealgorithmus vorgesehen, der darin festgelegt wird. Kombinierte Algorithmen zur Korrektur sowohl der Druckstreuungsals auch der Beschleunigungseffekte werden darin abgeleitet und entwickelt und in besonderen Ausführungsbeispielen verwirklicht.

Der Unterschied zwischen den oben erwähnten Anmeldungen und der vorliegenden Erfindung liegt in der gewählten Lösung zur Codierung und Decodierung des in beiden Fällen verwendeten F 2F-^deformstes und in dem Verfahren zur Isolierung eines Signalelementes zu Studienzwecken. In den oben erwähnten Anmeldungen wurden die 2P-Prequenzsignalübergänge bei ihrem Auftreten abgefühlt oder gesperrt durch Errichten eines Suchtores oder eines Sperrgliedes für eine nach einem spezifischen Algorithmus vorhergesagte Länge, der für Sonderbedingungen ausgewählt wurde. Wenn ein Signalübergang während der Periode des "Suchtores" gefunden wurde, so lautete der verwendete Ausdruck, dann wurde eine digitale Eins abgefühlt. Wenn in der Suchtorperiode kein Signal auftrat, wurde das als Digital null interpretiert. Die Zeichengrenzen oder die IP-Signalübergänge im F2F-Datensignalstrom wurden von den 2F-Si-

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gnalübergangen durch das Suchtor isoliert und in der Anmeldung mit der Seriennummer 522 210 nur zu Taktierungs- und Meßzwecken benutzt. Die Umkehrung dieser Codier- und Interpretationsfunktionen und -techniken wird in der Anmeldung mit der Seriennummer 538 272 verwendet. Der Dateninhalt des P2P-Signalstromes wird interpretiert durch Isolation und anschließende Berücksichtigung der 1F-Übergänge oder der Zeichengrenzsignale, wie sie in der Anmeldung genannt werden, anstelle der Interpretation des Vorhandenseins oder Fehlens von 2P-übergangen, die stattdessen während der Suchtorzeit gesperrt oder abgefühlt werden.

Die in der oben erwähnten Patentanmeldung beschriebenen und abgeleiteten Algorithmen können hier wieder benutzt werden, um die 2P-übergänge von den IP-übergängen zu trennen. Die IP-übergänge werden jedoch hier interpretiert und nicht die 2P-übergänge. Was vorher als Suchtor bezeichnet wurde und 2P-Signalübergänge an Punkten zwischen den lF-Zeichengrenzsignalübergängen suchte und abfühlte, kann hier jetzt als "Sperrtor" benutzt werden, um die Berücksichtigung der 2P-Signalübergänge zu sperren und die IF-Signalübergänge zur Berücksichtigung abzutrennen.

Wie später noch genauer beschrieben wird, kann die Sperrtorfunktion hier dieselben Vorhersagealgorithmen benutzen, wie sie in der oben erwähnten Patentanmeldung verwendet wurden, jedoch in einer der in der früheren Erfindung beschriebenen Weise entgegengesetzten Art. Dieselben Algorithmen können verwendet werden, weil durch Sperren der 2P-Signale die IP-Grenzsignale oder die Zeichengrenzsignale zur Untersuchung und Interpretation abgetrennt werden können. Andererseits können auch neue Algorithmen mit anderen Formen, wie sie hier abgeleitet werden, in den vorgezogenen Ausführungsbeispielen benutzt werden.

Fig. 1 zeigt schematisch die bekannte F2P-Codiertechnik, angewandt an ein magnetisches Medium für die Digitalzahl 1011010. Der F2P-Code ist in Fachkreisen als Abkürzung bekannt für

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" Frequenz und Zweierfrequenz" oder "Doppelfrequenz"-Codierung. Bei dieser Technik treten von einem entsprechenden Fühler abgefühlte übergänge im Signalstrom mit einer Frequenz oder mit der zweifachen Frequenz auf.

Für bewegliche Abtaster wird unter diesen Idealbedingungen angenommen, daß sich der Fühler mit konstanter Geschwindigkeit relativ zum Datenträger bewegt und der Code ebenfalls bei konstanter Geschwindigkeit aufgezeichnet wurde. Eine digitale Eins kann als Einsignalübergang innerhalb einer gegebenen Periode der Zeit T aufgezeichnet werden, wie es in der oberen Zeile der Fig. 1 dargestellt ist, und abgefühlt werden, wie es in der unteren Zeile der Fig. 1 dargestellt ist. Eine digitale Null kann als ein Nicht-ι übergang in einem ähnlichen Zeitintervall T dargestellt werden. :

Für optisch gedruckte Streifencodes kann man sich die obere Linie in Fig. 1 vorstellen als eine Reihe von Streifen mit einfacher oder doppelter Breite und Abständen einfacher oder doppelter Breite zwischen den Streifen. Bei Abtastung durch einen geeigneten optischen Abtaster würden diese Muster einen ähnlichen Signal- ι zug erzeugen, wie er in der unteren Zeile der Fig. 1 gezeigt ist.

Wo ein elektrisches Signal durch einen magnetischen Abfühlkopf er-i zeugt wird, der eine magnetisch codierte Datenaufzeichnung ab- ! fühlt, oder durch einen optischen Abfühlkopf, der eine Reihe von ; schwarzen und weißen Streifen unterschiedlicher Breite abfühlt, stellt die untere Zeile der Fig. 1 den Ausgangssignalstrom dar.

Aus Fig. 1 ist zu ersehen, daß ein wechselndes Signal am Ausgang des magnetischen Abfühlkopfes erzeugt wird, wenn dieser über ei- ; nen geeigneten magnetischen Träger geführt wird, der ein Megnetisierungsmuster für die Digitalzahl 1011010, wie dargestellt, ; trägt. Die Magnetisierung auf dem Trägermedium wechselt zwischen zwei Magnetisierungspegeln. Verschiedene gleiche Zeitintervalle i T sind über die obere Linie in Fig. 1 verteilt gezeigt. Der hier j gezeigte bekannte F2F-Code wird bereits in Magnetstreifen-Kredit- '

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karten-Lesesystemen benutzt und natürlich auf die Kreditkarten selbst geschrieben. Außerdem wird er in einer Vielzahl von optischen Abtastanlagen genutzt, wie sie in den oben erwähnten US-Patentschriften Nr. 3 750 108 und 3 811 033 beschrieben sind. Im magnetischen Sinne tritt in Fig. 1 ein übergang von einer Magnetisierungsstufe zur anderen auf in der Mitte des Zeitintervalles T bei Blickrichtung von links nach rechts in der oberen Zeile der Fig. 1. Diese Wahl ist willkürlich, um das digitale Datenbit 1 darzustellen. Das folgende Zeitintervall T enthält keinen Signalübergang und wird somit als digitales Datenbit 0 interpretiert. Nachfolgende Zeitintervalle sind dargestellt, in denen übergänge entweder auftreten oder nicht auftreten, um die Codes 11010 zu erzeugen, die der gerade beschriebenen ersten Eins und der ersten Null folgen.

Die obere Zeile in Fig. 1 kann entweder als magnetisches Codemuster oder als magnetisches Medium oder auch als optisches Codemuster betrachtet werden, wie beispielsweise als Reihe schwarzer und weißer Streifen unterschiedlicher Breite auf einem Blatt Papier, wie es oben beschrieben wurde. Die wechselnden Signalpegel können dann entweder als unterschiedliche Magnetisierungspegel oder als wechselnde optische Reflexionspegel zwischen zwei Grundwerten, hoch und niedrig, betrachtet werden.

Es ist wünschenswert, eine Annahme zu machen und vorzuschlagen, daß dieses Übergangsmuster auch als analoges elektrisches Signal betrachtet werden kann. Nimmt man an, daß ein geeigneter Fühler des gewünschten optischen oder magnetischen Typs zum Abtasten des entsprechenden Mediums verwendet wird, so erzeugt er elektrische Signale, die in geeigneter Weise verstärkt und geformt werden können zur Erzeugung der typischen Wellenform, die in der unteren Zeile der Fig. 1 gezeigt ist. Das Wellenmuster in dieser Zeile entspricht den übergängen im Analogmuster in der oberen Zeile der Fig. 1. Alle ähnlichen Wellenfiguren werden der Einfachheit halber in den nachfolgenden Figuren weggelassen.

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Die Zusammenhänge sind jedoch so zu verstehen, daß die Übergangswelle unten in Fig. 1 die Daten- und Taktinformation enthält, die in logischen Ausführungen benutzt wird. Die Erzeugung einer geeigneten Welle bringt die Abfühlung eines Analogsignales mit einem Fühler mit sich, die Umwandlung dieses Signales in einen digitalen Ausgang in einem Analog/Digitalwandler oder einem ähnlichen Gerät, die entsprechende Verstärkung und Formung der Welle und die Erzeugung reiner Rechteckwellen, die Differenziert werden können usw. zur Erzeugung der in Fig. 1 in der unteren Zeile gezeigten Welle. Die obigen Operationen, die in den verschiedenen Bereichen der optischen bzw. magnetischen Abfühlungen wohl bekannt sind, werden hier nicht weiter erklärt. Es wird angenommen, daß ein ge- \ eigneter Fühler zusammen mit dem nötigen Wellenmodifizierungsgerät vorgesehen ist zur Erzeugung einer reinen Rechteckwelle und daß ein geeigneter Fühler ein bestimmtes codiertes Medium abtastet ; und eine Welle erzeugt, wie sie in der oberen und unteren Zeile der Fig. 1 dargestellt ist.

Die gerade beschriebene F2F-Codierung muß natürlich decodiert werden, um aus ihr den Datengehalt an Einsen oder Nullen herauszuziehen. Das erfolgt im klassischen Sinne nach der Darstellung in der US-Patentanmeldung Nr. 3 750 108. Dazu wird eine Torfunktion festgelegt, die die Ausgabe des Fühlers an ein Benutzersystem unter bestimmten Bedingungen so leitet, daß beispielsweise das Vorhandensein eines Übergangsimpulses vom Abtaster während der Zeit, in der das Suchtor offen ist, willkürlich eine binäre Eins bedeutet und das Fehlen eines Übergangsimpulses während derselben Zeit eine digitale Null. Die klassische oder ideale Taktierung des benötigten Suchtores ist in Fig. 1 in der Linie graphischer Übergänge mit der Beschriftung "Suchtor" dargestellt. In dieser Fig. 1 wird angenommen, daß die relative Geschwindigkeit zwischen dem passenden Fühler und den idealcodierten Medien so konstant ist, daß die Breiten T alle gleich sind.

Um den für eine binäre Eins wertdarsteilenden Übergang abzufüh-

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len, der genau in der Mitte des Zeitintervalles T erfolgt, ist natürlich der Aufbau eines Suchtores erwünscht, das von einem Anfangszeitpunkt des Intervalles T bis zu einem Punkt läuft, der genau drei Viertel des Intervalles T entspricht, wo das Suchtor beendet wird. Wenn ein übergang abgefühlt wird, dann ist es unzweideutig eine binäre Eins, wogegen eine eindeutige binare Null im beschriebenen Informationsgehalt steht, wenn kein übergang abgefühlt wird.

Nimmt man an, daß T die beabsichtigte Breite einer jeden Zeichenperiode ist, die entweder eine binäre Eins oder eine Null enthält, so ist die normale Länge des Suchtores zur genauen Abfühlung eines eine Eins darstellenden Überganges ohne versehentliches Aufgreifen des Überganges an den Grenzen der Zeichenzeit T gleich drei Viertel der Zeichenzeit T. Das Suchtor herkömmlicher Art beginnt beim Beginn der Zeichenzeit T und endet wenn drei Viertel der früheren Zeichenlänge erreicht sind. Ein hierzu geeigneter Mechanismus ist gezeigt beispielsweise in USP 3 750 108, wo eine spezifische Taktschaltung erklärt ist, die drei Viertel T als Suchtorperiode erzeugt. Mit dem Suchtor soll die Abfühlung der Ansprachesignale in der obersten Zeile, die von der binären Eins zwischen den Zeichenübergangen stammen, ermöglicht werden ohne Verwechslung mit dem Ansprachesignal, das aus den Zeichengrenzübergängen resultiert, die an jedem Ende eines Zeichens auftreten.

Die Aufgabe eines "Sperrtores", wie es in der vorliegenden Erfindung verwendet wird, besteht andererseits darin, eine Abfühlung der Zwischensignale zu sperren und die von den Zeichengrenzübergängen stammenden Ansprachesignale stattdessen abfühlen zu lassen. Der richtige Zeitpunkt für das Abschalten eines Sperrtores ist gleich dem Zeitpunkt für das Abschalten eines Suchtores und seine Periode wird daher von der gerade überlaufenen Zeichengrenze aus gemessen. Der tatsächliche Anfang einer Sperrtorfunktion liegt etwas hinter dem Zeichengren-

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zen-übergangssignal, z.B. bei 1/8 T_n-1* wobei T_n-1 die Breite des letzten Zeichens ist. Das wird später noch im Zusammenhang mit Fig. 3 erklärt. Die Grenzübergänge entsprechen den sogenannten "Einfrequenzsignalen".

Nach der Beschreibung des allgemeinen Bereiches der Erfindung und der Grundlagen der herkömmlichen F2F-Streifencodierung optischer oder magnetischer Zeichen werden anschließend die Probleme beschrieben, die beim Drucken optischer Streifencodes mit gewöhnlichen Medien, wie beispielsweise Farbe, auftreten.

Wenn optische Streifencodes im F2F-Code gemäß obiger Beschreibung gedruckt werden, tritt eine Erscheinung auf, die als Druckstreuung bekannt ist. Druckstreuung kann definiert werden als die Auswertung des Farbmusters aufgrund der Streuung und Diffusion der Farbe in das Papier hinein. Die resultierenden gedruckten schwarzen Streifen werden breiter als ursprünglich vorgesehen, wenn sie gedruckt wurden. Die Situation wird dadurch noch komplexer, daß die Ausweitung benachbarter schwarzer Streifen die dazwischenliegenden weißen Streifen oder Abstände auf einem optisch bedruckten Medium einengen. Beim magnetischen Äquivalent dieser Erscheinung, wobei angenommen wird, daß ein magnetisches Medium mit abwechselnden Magnetisierungsbereichen "beschrieben" wird, kann dieser Streueffekt, wie er beim optischen Druck bekannt ist, auch auftreten und eine Erscheinungsform ist als "Zeicheninterferenz" in Fachkreisen bekannt.

Fig. 2A zeigt ein Beispiel eines im F2F-Format geschriebenen Binärcode für das Zeichen 101100, und zwar für einen idealen F2F-Code ohne Druckstreuung. Die direkt unter Fig. 2A gezeigte Fig. 2B zeigt die Situation für denselben Code mit vorhandener Druckstreuung, wo eine Ausweitung der gedruckten Streifen erfolgte. In Fig. 2B wird die Breite der schwarzen Streifen,

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durch die gekreuzten Bereiche in den Figuren 2A und 2B dargestellt, um einen willkürlichen und unkontrollierten Betrag durch das Verlaufen der Farbe vergrößert. Fig. 2B zeigt somit ein gestreutes F2F-Codemuster. Außerdem zeigt diese Figur den nichtdifferenzierten Signalzug, der von einem primären Fühler beim optischen oder magnetischen Lesen der entsprechend codierten Medien erzeugt wurde. Die Abschaltzeit des Sperrtores oder die Länge Τ*_ε, die für eine gegebene Zeichenzeit t T vorhergesagt werden könnte, kann durch neue aus den nachfolgenden Tabellen IA und IB ausgewählte Algorithmen bestimmt werden, worin T_n-1 die Breite des zweitletzten Zeichens, α ein veränderlicher Ausdruck ist, der mit einem bestimmten Wert angenommen wurde, und worin K ein Streufaktor ist, dessen Ableitung und Beschreibung sich in der US-Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210 findet.

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TABEi₁Li

CD O CD OO 0ύ K)

Vl	T	Bedingunger; T '1O" Comp.	Pos .	KP	Konstante ßeschwin- digkt. keine .Streuuni * - 2aVl	Beschleunigung keine Streuung	n-l	Tn-1	i,
ti Q H	ti Q Il	gerade	Neg.			T		Tn-2
IIQII	Il Q It	ungerade	Pos.		n-l	n-l	Vl
ItQIt	ItQtI	ungerade	Neg.			T . n-l	'Tn-2'
ItQM	II Q It	gerade	Neg.		n-l ^ - ;	T ■n-l	Tn-1
It1II	IIQII ItQIl	-erzwun gen ge rade	Pos .		Φ (1 + α } n-l KX - '	Tn-1	Tn-2	ta)
"1" .	ItQII Il QtI	erzwun gen, ge rade '	Pos.		Tn-1 dt«)	T n-l	Tn-1- Tn-2	+ a)
it^ti It1It	IM II.	ungerade	Neg.		T f 1 + α ) χη-1 vx - ;	Vi	Tn-1 n-2	+ a)
IIQII	IM It	ungerade	erzwun- Pos< gen gerade		T, (1 + α) n-l —	Tn-1	T , Χη-2	"fr" Qt J
iiQti	ItTtI	erzwungen gerade NeS-		T , (l + α) n-l v - ;	Tn-1
IM Il	ti T It		Tn-2	t a);
IM Il	Tn-1

(Für aie Vorderflanke des Zeichengrenzsuchfensters verwendet man - ; für die Hinterflanke + ; für die Zeichengrenze - r..0.)

κ ^; C- G ;

worin: ji < α <, 1/2 - K /1 und 0 <. K < 1.0 . -----

L -Sachfensterbreite für die Differenz_;zwischen vorderer und hinterer Impulsflanke.

cn cn oo

TABLE IB

CD O CO OC*

ÖD -V

T n-1

Tn-2

Bedingungen T "0" Comp. K n-1 ^ ρ

Pos.

konstante Geschwindigkeit keine Streuung

r2(l±o)+

K 2

j- 2 (Ih)-

K

[(l+a) -

J

2TpI

and

Δ Konstante Ge- schwindigkt. mit ShTXMlIlVl(T

2Τ

χ: O

ti QM

I-Q H

'"gerade

Neg.

φ -n-1

C (l+a) +

J

U r2Cl+a)+2 -j

and

Δ ~

2Tn

"O"

H0H

unger.

Pos.

φ

r2(l+a)-

Jl J

2fd

and

Δ =

2αΤη-1

MQH

Il r\ Il υ

unger.

Heg.

φ "n-1

* *Τι "^ Ii J

P-J

and

Δ =

' 2αΤη-1

HQM

M0II

gerade

Neg.

T , n-1

-2 -,

[(l + a)-^]

and

Δ =

2Τ , - 2qi |n~^) " 2+jK J

ι

It -] It It-I ti

M -| Il "C"

erzwung gerade

Pos.

φ "n-1

and

Δ =

ΤΦ 21Kd

-U I

H-] Il M -] Il

Μ,-).! "0"

erzwung gerade

Pos .

T n-1

and

Δ =

= 2aTn-l

"0"

tt η It

unger.

Neg. ·

"n-1

and

Δ :

"0"

tt η it

unger.

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m "n-1

Δ =

Ml Il

ti ~l t!

erzwung f Q v> ^ rl rt

Neg.

H-] Il

t! η It

erzwung gerade

TABLE IB

73 JD

Sf

^Ln-1

•ο¹

Ii τ it

ItT II

II-! »I

Il T Il

HT Il

n-2

"0"

HQtI

ItQII HQII

n-\ tt

Bedingungen

n-1

"0" Comp. K

gerad

ungei\.d

unger.

gerade

erzwung

erzwung
gerade

ungerad

unger.

erzwung
gerade

erzwung
gerade

Pos

Neg.

Pos

Meg.

Neg,

Pos

Pos

Neg.

Pos,

Neg. konstante Geschwindigkeit keine
Streuung

n-2

■n-2

^T„ ι I^KJ

T ( ⁿ~¹) Q J-E)

n-2

T , 4*
n-2

I^K

Δ Beschleunigung
mit Streuung

and

n-1

^xn-2 (2-JK

and Λ =

n-2

and Δ=2αΤ ,
n-1

and Δ =

and Δ=8αΤ.

n-1

■n-2

and Δ=8αΤ

and Δ=2αΤ (=

and Δ=2αΤ

j_K

icn ! tn

2 5 ;i"-143

Die Bedingungen für die Auswahl des richtigen Algorithmus sind dieselben wie die, die in der oben erwähnten Patentanmeldung für die Paktoren in deren Tabelle 1-5 entwickelt wurden. Ihre Bedeutung wird später beschrieben.

Die nachfolgend aufgeführte Gleichung (1) ist die Grundaussage für das Abschalten eines Sperrtores bei vorliegender Streuung in der codierten F2F-Zeichenkette. Die hier ebensogut brauchbare Gleichung (1) wurde in der gleichzeitig laufenden erwähnten Patentanmeldung entwickelt und wird wegen ihrer Länge hier nicht inoch einmal wiederholt.

ig

T +T - / n-2 n-l\ "Y ⁽ 2 '

Der Streukoeffizient ist definiert als γ und kann bestimmt werden von einem Zeichen zum anderen. Damit wird eine monotone Variation des Streufaktors γ innerhalb eines gedruckten Zeichens (das aus mehreren Bits besteht) und von einem Zeichen zum anderen möglich. Um γ am Anfang zu bestimmen und danach die Sperrtore richtig einzustellen, sieht die vorliegende Erfindung außer der Interpretation der codierten Daten wenigstens ein Vorlaufzeichen oder •ein Bit vor, das mit den Daten zu derselben Zeit auf dem Medium aufgezeichnet wird wie die Originaldaten. Das Vorlaufbit, das eine !digitale Eins besonderer Art ist, liefert dem Benutzersystem die Information zur Bestimmung des Streukoeffizienten für ein neu gedrucktes Zeichen. Es erscheint in dieser Erfindung mit jedem aus mehreren Bits bestehenden gedruckten oder magnetisch codierten oder jedem anderen F2F-Zeichensignal, wie sie beispielsweise von einem Kommunikationskanal kommen.

Eine Sperrtorfunktion würde gelöscht, während das Vorlaufbit abgefühlt wird. Das Sperrtorintervall für das erste Datenbit nach dem Vorlaufζeichen, ungeachtet, ob es sich um eine Eins oder eine Null handelt, kann festgelegt werden durch Bestimmung des Streukoeffizienten γ für das betreffende Zeichen aus dem Vor-

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laufζeichen. Monotone Änderungen in der Streuung innerhalb des Zeichens können durch die kontinuierliche Anwendung des Streualgorithmus bei fortschreitender Zeichenabtastung korrigiert werden. Wie in der erwähnten gleichzeitig laufenden Patentanmeldung vollständig ausgeführt wurde, gibt es unterschiedliche Streueffekte für verschiedene Zeitintervalle T_n-2, T_n-1, abhängig von ihrem Inhalt an binären Nullen oder Einsen.

Es soll insbesondere eine Einrichtung vorgesehen werden, mit der die Toleranz für Beschleunigungseffekte in F2F-Decodiersyste"men vergrößert werden kann. Die in Tabelle 2 der oben erwähnten Patentanmeldung zusammengefaßten Algorithmen und ihre Ableitungen bieten eine genaue Möglichkeit zum Ausgleich von Geschwindigkeitsänderungen und sagen das Ende eines Suchtores auch bei starker Beschleunigung genau voraus.

Nach der Besprechung der Probleme bei der Kompensation der Druckstreuung und der Beschleunigungseffekte ist klar, daß ein wirklich vielseitiges System in der Lage sein muß, gleichzeitig sowohl die Beschleunigungs- als auch die Druckstreueffekte zu kompensieren. Die nachfolgende Beschreibung befaßt sich im einzelnen mit einem solchen System und liefert spezielle Ausführungsbeispiele und bestimmte Verbesserungen in diesen Ausführungsbeispielen, die die Grundlage mehrerer wirklich universell funktionierender P2P-Codelesetechniken und -geräte bilden.

Aus den Figuren 2A und 2B ist zu ersehen, daß bei gleichmäßiger Verteilung der Zeichenstreifen in der Breite aufgrund eines Druckes von F2F-Zeichen es wichtig ist, daß die Zeichenbreite einer binären Eins konstant und von der Streuung unabhängig ist. Die Zeichenbreite binärer Nullen ändert sich jedoch durch die •Streuung, so daß sie breiter oder schmaler sein können als im Idealzustand. Die Konsistenz der Zeichenbreite für die binäre Eins, die von der Streuung unabhängig ist, führt zu ihrer Wahl als Vorlaufbit, das mit einem alleinstehenden Mehr-Bit-Zeichen

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zu verbinden ist. Wie vorher bereits ausgeführt wurde, soll in jedes codierte Zeichen ein Vorlaufbit eingeschlossen werden, an dem der Grad der Druckstreuung gemessen und die Korrektur errechnet werden kann. Außerdem möchte man gerne eine Reihe von Zeichengrenzübergangssignalen haben, die bei der Auswertung der auftretenden Beschleunigung gemessen werden kann. Zwei eine binäre Eins darstellende Vorlaufbits dienen hierzu entsprechend der ausführliehen Beschreibung in der oben erwähnten US-Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210.

Für die dem oder den Vorlaufbits folgenden Datenbits wird die Sperrtorlänge mit Hilfe eines der beiden in Tabelle 1 der erwähnten Patentanmeldung aufgeführten Algorithmen für den Pall T_n-1 = 1 und T __ = 1 vorhergesagt, wobei es keine Rolle spielt, ob die Datenbits binäre Einsen oder Nullen sind. Die Wahl des entsnrechenden Algorithmus aus der Tabelle 1 wird unter den obigen Bedingungen für T^ aus der nachfolgenden Beschreibung ersichtlich. Wenn eine positive Streuung gegeben ist, so ist 2T. größer als T_n-1 und das Gegenteil gilt für die negative Streuung. Im einzelnen wird das in der erwähnten gleichzeitig laufenden Patentanmeldung erklärt und daher hier nicht wiederholt.

Die folgende Tabelle 1 aus der oben erwähnten Patentanmeldung enthält fünf Spalten.

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cn ο co

-ν O OO

TABELLE 1

ID

■n-l

»Π ti

ItT Il

^kn-2

¹C"

Zustand'

n-l*"n-2

¹n-l^>Tn-2

n-l n-2

T , >T _ n-l n-2

n-l n-2

^Tn-l^>Tn-2

^Tn-1^<2TA

^Tn-1^>2TA

Lösung erster Ordnung

"sg

'sg

Γ%Τ 'Vi'

(3-2K)

2(2-K)

(3-?Κ

Sg 2Ί

(3-2K) sg IT^ ^ η-1^;

(3+K-)

3g

, ⁽³:ν

'sg 5

n-l

(3-2K) P

^Lsg

(3+

2(2-K ν
P

2(2+K_p)

/;π-ι■

'*η-2'

.. Λ-1. ■n-2

(3+K

(3-2K)

(Τ_τ

(2+Κ )^ά ·
P

^r~-

(3+Κ ) 2-Κ)
P₁₁ P

n-l

■η-2

'sg

sg

(3+Κ )

(3-2K)

"π-2

Um die obigen Algorithmen in die allgemeine Form umzuwandeln, setzt man überall ^C an die Stelle der Zahl 3₃ wo sie auftritt. · ' ^: "'" _: -

2558U3

Die ersten beiden Spalten definieren den binären Inhalt, der sich

in den mit T _Λ und T ~ bezeichneten Datensymbolen findet. Hiern-i η-ά

bei handelt es sich um zwei Symbole, die dem fraglichen Symbol vorausgehen, das abzufühlen und zu interpretieren ist. Die dritte Spalte der Tabelle 1 definiert Steuerbedingungen, und zwar darauf, ob die Breite des Zeichens T_? größer oder kleiner ist als die von T * nach den Definitionen in der oben erwähnten Patentanmeldung. Die vierte Spalte führt den Lösungsalgorithmus erster Ordnung für Streubedingungen alleine zum Abschalten eines Suchtores auf. Die vierte Spalte gibt somit einen Algorithmus, der zum Abschalten eines Sperrtores benutzt werden kann, um die Druckstreuung alleine zu berücksichtigen. Die letzte Spalte führt den Algorithmus auf, mit dem ein Sperrtor unter Berücksichtigung der Druckstreuung und der Beschleunigung beendet wird.

Wie bereits oben ausgeführt wurde, kann jeder der in den Tabellen 1 bis 5 der oben erwähnten Patentanmeldung aufgeführten Algorithmen dazu benutzt werden, Vorhersagen für die Beendigung eines Sperrtores zu treffen. Vorgezogene Algorithmen in einer äquivalenten, aber leichter zu benutzenden Form, als sie in den Tabellen IA und IB gezeigt sind, werden hier in den vorgezogenen Ausführungsbeispielen benutzt. Die Auswahlkriterien für Algorithmen aus den Tabellen 1 bis 5 der erwähnten Patentanmeldung können hier ebenfalls für die Algorithmen aus den Tabellen IA und IB angewandt werden.

Die Äquivalenz der Gleichungen in Tabelle 5 (die dieselben sind wie die in Tabelle 1, jedoch andere Auswahlkriterien haben) der Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 110 mit den Gleichungen in der obigen Tabelle IB wird nachfolgend gezeigt.

Betrachtet man die Bedingungen:

T = »o

n-2
T_n-1 = Gerade "0"

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- 24 K = Positiv

so lautet die in Tabelle IB gegebene Gleichung:

T _Λ 2+K r- Tf-T-

= T ₁ (ffiS=i) 2—^ 2(1-«) + M Gl. (a)

ⁿ * ^Tn-2 (2-K_p)^ L 2 J

Die Gleichung in Tabelle 1 oder 5 der erwähnten Patentanmeldung lautet für dieselben Auswahlbedingungen:

T_n-1 2+K Γ3+Κ_~ί

T₁ = T (,2-1) I -5-ßj Gl. (b) sgl n-1 T_n__{2 (2}__K jZ L ^ J

Zu beachten ist, daß der Koeffizient

T „ 2+K T ( ^n-1 ) P

¹^"^{1 T}n-2 (2-K )²

in beiden Darstellungen identisch ist. Um die vollständige Identität der Ausdrücke zu beweisen, braucht man nur zu zeigen ₃ daß die Gleichung (c) wahr ist.

Setzt man _α = I/¹* (ein vorgezogener Nominalwert) in Gleichung (c) ein, so ergibt sich:

2(1-1/4) + g²= 2(3/4) +^= -g-²· 01. (d)

Dieses Ergebnis ist identisch mit der rechten Steite der Gleichung (c). Diese Analyse zeigt, daß der Algorithmus für die oben gegebenen Bedingungen entsprechend den Tabellen 1 und 5 der erwähnten Patentanmeldung mathematisch identisch ist mit den Algorithmen in der obigen Tabelle IB für dieselben AlgorithmusauswahIbedin-

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ORIGtNAL INSPECTED

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gungen.

Die Gleichheit kann für jeden Algorithmus gezeigt werden, indem man in der oben beschriebenen Weise vorgeht, dieser Beweis wird hier jedoch der Einfachheit halber nicht geliefert.

Anschließend wird zusammen mit einem die Arbeitsweise beschreibenden Ablaufdiagramm ein spezifisches Ausführungsbeispiel einer elektronischen Logikschaltung beschrieben, die zum Empfang der übergangssignale von einem entsprechenden magnetischen oder optischen Fühler oder von einem Datenübertragungskanal konstruiert ist, wobei angenommen wird, daß diese Signale richtig verstärkt und von Störungen befreit wurden.

Die in den Tabellen IA und IB aufgeführten Algorithmen verlangen die Benutzung einiger mathematischer Berechnungen für die Teilungsund Multiplikationsfunktionen sowie für Addition und Subtraktion. Es kann angenommen werden, daß ein entsprechend zur Ausführung dieser Punktionen programmierter allgemeiner Rechner für diese Operationen geeignet ist. In den Ausführungsbeispielen ist das jedoch nicht der Fall, da die Benutzung eines kostspieligen Vielzweckrechners für die Errechnung der verschiedenen Produkte, Quotientensummen usw. für die Algorithmen zu teuer und mühsam in der Verwendung in einem wirtschaftlichen F2F-Codeleser und -prozessor wäre. Die vorgezogenen Ausführungsbeispiele verlassen sich daher auf integrierte Schaltungen mit Standardlogikkomponenten zur Ausführung dieser Funktionen. In Anbetracht der jetzt laufenden Technologie und der niedrigen Kosten auch so komplizierter Schaltungsmuster, wie sie beschrieben werden, ist es vorteilhafter, echte Logikschaltungen zum Ausführen der mathematischen Operationen zu bauen. Die betroffenen Verfahren bei der Lösung der Algorithmen und der Anwendung der Ergebnisse sind jedoch genau dieselben und vollständig gleichwertig, ob nun die Ergebnisse auf einem Vielzweckrechner errechnet werden oder von logischen Manipulationen der zu beschreibenden arithmetisch-logischen Schal-

⁹⁷⁴ °¹⁵ 6 0 9 8 3 2/0832

tungen stammen.

Wie bereits ausgeführt wurde, ist die Benutzung wenigstens eines Vorlaufzeichens, das ein binäres Einerbit enthält, vor jeder Nachricht im F2F-Code erwünscht, so&ß die Streuung der ersten Daten errechnet werden kann, bevor diese Daten tatsächliche gelesen werden. Ein oder zwei Vorlaufbits können dazu benutzt werden und der Vorteil bei der Verwendung von zwei Vorlaufbits liegt darin, daß Beschleunigungsberechnungen und -korrekturen vorgenommen werden können, bevor das erste Datenbit tatsächlich gelesen wird, anstatt daß man wartet und das erste Datenbit zusätzlich zu dem Vorlaufbit benutzen muß, wie es zuerst in der erwähnten anderen Patentanmeldung beschrieben wurde, um die Beschleunigung zu berechnen, wenn nur ein Vorlaufbit verwendet wird.

Fig. 3 zeigt in einem Zeitdiagramm die Reihenfolge der Vorgänge, die nach der vorliegenden Erfindung zur Decodierung eines F2F-Code mit einem bipolaren Fühler und einem Vorlaufbit vor jeder codierten Nachricht erforderlich sind. Fig. 4 unterscheidet sich von Fig. 3 dadurch, daß vor den Daten zwei Vorlaufbits stehen. Fig. 5 ist ein System-Funktionsablaufdiagramm, welches für die Zeitdiagramme der Figuren 3 und 4 gilt. Die Figur 6 zeigt ein Logikdiagramm in schematischer Form und stellt die Schaltungsausführungen für verschiedene F2F-Codeabtaster- und Verarbeitungssysteme dar, die für Vorhersagefunktionen erster und zweiter Ordnung ausgelegt sein können und mit zwei Vorlaufbits arbeiten und auf Wunsch auch mit einem Vorlaufbit und einem Datenbit, um F2F-Zeichen in richtiger Form mit Beschleunigungs- und Streukorrekturen zu definieren und zu decodieren.

Fig. 7 zeigt ein detailliertes Logikdiagramm für den in Fig. 6 dargestellten Algorithmuswähler-Logiksteuerblock. Die Funktionslogikkonfigurationen für alle Decodieralgorithmen der Tabellen 1 bis 5, die zur Implementierung sowohl der Systemkonfiguration der ersten als auch der zweiten Ordnung gebracht werden, die in

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Pig. 6 gezeigt sind, sind im einzelnen in der oben erwähnten Patentanmeldung dargestellt. Logische Konfigurationen für die Algorithmen der Tabellen IA und IB werden hier aufgeführt. Anschließend werden die Zeitdiagramme in den Figuren 3 und 4 beschrieben.

Fig. 3 enthält 15 horizontale Wellenzüge, die verschiedene unterschiedliche Zeitfunktionen darstellen. Die oberste Linie zeigt die Doppelfrequenzsymbole oder F2F-Symbole für ein Zeichen 00110, dem ein aus einer binären Eins bestehendes Vorlaufbit vorausgeht. Dieses Bit muß vorgesehen werden, damit man eine Druckstreukompensationsmessung vor dem ersten Datenbit ausführen kann. Die Form der binären Eins im Vorlaufbit muß so sein, daß sie im ersten Zeitabschnitt mit einem gedruckten schwarzen Streifen (oder einem ähnlichen Übergangserzeugungselement) beginnt. In der oben erwähnten. Patentanmeldung wird das als "Phase A" beschrieben.

Die Zeile 2 zeigt eine Reihe bidirektionaler Impulse, die man entweder von einer optischen oder von einer magnetischen Abfühleinrichtung erhält, die den Codeträger abtastet, oder von einer anderen Quelle wie einem Kommunikationskanal. Die Spitzen der Ab- ' fühlimpulse in der Zeile 2 entsprechen zeitlich sehr genau den ; ZustandeÜbergängen des F2F-Code in Zeile 1.

Zeile 3 zeigt die Betätigung des logischen Datentores zum oberen Pegel durch den Abfühlimpuls entsprechend dem Ende des ersten Sperrtores in Zeile 6. Dieses Tor würde durch das System lange genug offen gehalten, um eine entsprechende Anzahl codierter ι Bits nach einem vorgeschriebenen Zeichenformat zu empfangen.

j Die Zeile 4 ist beschriftet mit "Referenzimpulstor" und durch ; dieses in der vorliegenden Erfindung neue logische Signal soll ! das erste Fühlerausgangssignal für Datenzeichengrenze zu einem Register geleitet werden können als Referenz für den Vergleich mit späteren Signalen. Das Referenzimpulstor verriegelt effektiv eine Polaritätsverriegelung zum späteren Vergleich. Das Referenz-

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impulstor ermöglicht insbesondere das Endübergangssignal des Vorlaufbits aus einer binären Eins, das vor den Daten steht.

Die Einzelheiten des Systems gestatten die Lagerung eines Sperrtores zu den richtigen Zeitpunkten, um Änderungen der Abtastgeschwindigkeit aufgrund der Beschleunigung des Fühlers (oder durch die Verzerrung des geschriebenen F2F-Code als Ergebnis des Aufzeichnungsmechanismus) und/oder der Druckstreuung zu berücksichtigen.

Zeile 5 zeigt die zeitliche Einteilung des Suchtores in der erwähnten Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210 und ist nur zum Vergleich mit Zeile 6 wiedergegeben.

Zeile 6 zeigt das Sperrtor, mit dem eine Übertragung der Doppelfrequenzsignale in das Datenschieberegister gesperrt wird. Die Sperrtorsignale entsprechen in der Beendigungszeit den Hinterflanken der Suchtorzeiten in Zeile 5 und beginnen an irgendeinem willkürlichen Zeitpunkt hinter dem Referenzimpulstor oder den Zeichengrenzübergängen.

Zeile 7 is ein Referenzimpuls, der durch das Referenzimpulstor in Zeile 4 zugelassen wird. Die Polarität dieses Impulses ist in der vorliegenden Erfindung wichtig, um den Inhalt der nichtgesperrten Impulse zu decodieren, die ihm folgen.

Zeile 8 zeigt die ungesperrten Fühlerimpulse, die durch den Fühlerausgang in Zeile 2 erzeugt würden. Diese Impulse werden durch das Fehlen des Sperrtores zugelassen und entsprechen den Zeichengrenzübergängen in Zeile 2.

Die Zeilen 9 und 10 sind die Datensignale, die an das Datenregister als das Ergebnis eines Polaritätsvergleichs-Decodierprozesses gesendet werden, der für die vorliegende Erfindung als neu angesehen wird.

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9 i-. c; ο λ Wl _ 29 - *~ ^wJ '

Wie in den Zeilen 9 und 10 gezeigt ist, erscheint ein Impuls auf der "Eins"-Datenleitung, wenn der abgefühlte Signalimpuls dieselbe Polarität hat wie der vorhergehende Impuls. Ein Impuls erscheint auf der ^t!O"-Datenleitung, wenn der abgefühlte Signalimpuls die entgegengesetzte Polarität hat wie der vorhergehende Impuls. Das ist das Wesen des neuen Codier-Decodierschemas der vorliegenden Erfindung. Der Referenzimpuls der Zeile 6 ist der erste für diesen Vergleich benutzte Impulse (für das erste Datenbit) und dann wird das erste Datenbit als Referenz für das zweite Datenbit benutzt usw.

Zeile 11 zeigt Schiebeimpulse für die Datenregister, die von den Vorderflanken der Sperrtorsignale abgeleitet werden.

Zeile 12 ist die n-Puls-Zahlverzögerung zum Zählen von η Datenimpulsen gleich η Bits in einem gegebenen Codezeichenformat. Die Beendigung der η Zählverzögerung stellt das gesamte System zurück.

Zeile 13 ist das Systemrückstellsignal, betätigt durch Erreichen einer Zahl η in Zeile 12.

Zeile 14 ist ein festes Verzögerungstor, das durch den ersten Datensignalübergang eingeleitet wird. Wenn η Datensignale nicht in einer vorgeschriebenen Zeit empfangen werden, wird das System durch dieses Signal zurückgestellt und ein Fehler oder eine erneute Abfrage wird angezeigt.

Zeile 15 ist das Rückstellsignal, abgeleitet von der Hinterflanke des Verzögerungstores der Zeile 14.

Fig. 4 unterscheidet sich von Fig. 3 dadurch, daß zwei Vorlaufbits benutzt werden. Die Benutzung von zwei Vorlaufbits zeigt ein Ausführungsbeispiel, für welches Korrekturen zweiter Ordnung (Beschleunigungsvorhersage) für die ersten und alle nachfolgenden Datenbits gemacht werden können. Da keine Vorhersagefunktion er-

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-30- 2 b 5 8 1 4 3

forderlich ist, während die Vorlaufbits abgefühlt werden (es ist bereits dem System bekannt, daß zwei Vorlaufbits, die aus binären Einsen bestehen, gelesen werden müssen, was bedeutet, daß fünf Impulse abgefühlt werden müssen, bevor Daten empfangen werden, können), die Zeitregister T _. und T„₂ mit gemessenen Zeitintervalldaten gefüllt werden. Dadurch wird ein selbstverriegelndes System geschaffen mit genauen Streu-, Geschwindigkeits- und Beschleunigungsdaten, bevor die codierte Nachricht gelesen wird. Die Verwendung eines Vorlaufbits kann nach den Ausführungen in der erwähnten Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210 angepaßt werden und dazu benutzt werden, eine Vorhersage zweiter Ordnung zu schaffen; die Beschleunigungsdaten muß man jedoch von den Zeitintervallmessungen gewinnen, die vom ersten Datenbit einer codierten Nachricht abgeleitet werden zusammen mit dem Vorlaufbit, und dieses Verfahren ist etwas weniger erwünscht als die Verwendung von zwei Vorlaufbits.

Wenden wir uns nun zu Fig. 5, die eine auf das Zeitdiagramm der Fig. 4 anwendbare Systemfunktionsablauftabelle zeigt. In Fig. 5 werden hereinkommende Pulssignale von einem primären Fühler und Verstärker oder einer anderen Quelle wie einem Kommunikationska- ^; nal, die nicht Teil dieser Erfindung sind, an den Eingang des ^! Lesesystems mit der nachfolgenden Logik und den Steuerfunktionen und Folgen angelegt. ■

Beginnend oben in Fig. 5A werden hereinkommende Signale untersucht. Es wird die Frage gestellt, ob der erste Fühlerimpuls be- ; reits empfangen wurde. Wenn kein Impuls empfangen wurde, wird ein Abfühlimpulszähler um eins erhöht und ein Zeitzähler von : null gestartet, um Zeitperioden zu zählen oder Taktimpulse eines , Referenztaktgebers entsprechend der Länge T (wie bereits definiert wurde). Das Terminaldatenregister zum Festhalten der schließt lieh auszugebenden Daten wird zu diesem Zeitpunkt ebenfalls auf null zurückgestellt. Das System erwartet den Empfang des zweiten Fühlerimpulses. Wenn der zweite Impuls empfangen wird, erhöht es ' den Impulszähler und initiert das feste Verzögerungstor.

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Das System wartet auf den Empfang des dritten Fühlerimpules. Wenn der dritte Impuls empfangen ist, werden verschiedene Schritte unternommen. Zuerst wird der Abfühlimpulszähler um eins erhöht und der T -Zähler gestoppt, wodurch die Messung der Länge des ersten Vorlaufsymboles beendet ist. Der T_A-Zähler wird gestartet, um die Messung des ersten Zeitabschnittes des nächsten Vorlaufzeichens zu beginnen und der Anzeiger T „ (oder ein zweiter Anzeiger) wird auf den Einerzustand geschaltet. Der Inhalt des T -Zählers wird in einem ersten und in einem zweiten Speicher gespeichert und der Inhalt des zweiten Speichers wird in das Register K geladen. Der

ι tr

;T_n~Zähler und der Speicher T_n-1 (der erste Speicher) werden auf IO zurückgestellt und der T -Zähler wieder zum Zählen gestartet. Das System erwartet den Empfang des vierten Fühlerimpulses.

Bei Empfang des vierten Fühlerimpulses wird der Fühlerimpulszähler um eins erhöht und das Referenzimpulstor durch den vierten Fühlerimpuls initiiert, leicht verzögert, so daß ein Triggern eines Referenzimpulses vermieden wird, und das System erwartet dann den Empfang des Endes des zweiten Vorlaufzeichens am fünften Impuls. Bei Empfang des vierten Fühlerimpulses wird auch der T_A-Zähler gestoppt und die Periode für T_A, der erste Zeitabschnitt im zweiten Vor-laufzeichen, wird in ein Register in der Recheneinheit K geladen. Wie oben gesagt wurde, wartet das System auf den Empfang des fünften Fühlerimpulses am Ende des zweiten Vorlaufzeichens.

Am fünften Fühlerimpuls wird der erste Anzeiger (oder die Verriegelung T_n-1) auf binär "1" geschaltet und ein Gerade-UngeradejPlip-flop (oder ein Anzeiger) wird in die Geradestellung geschalltet. Der Fühlimpulszähler wird ebenfalls um eine weitere Zahl erhöht. Die Polaritätsvergleichsdecodiereinheit wird dann betätigt. , Es wird die Frage gestellt "Ist die Zahl im Impulszähler für die abgefühlten Impulse gleich 6 oder größer"? An dem Punkt im System, wo die beiden Vorlaufbits oder Zeichen gelesen wurden, ist die £ahl 5. Die Antwort lautet daher "nein" und das System hindert ^{das T} _n~^ReS^iste^r daran, weitere Taktimpulse zu zählen. An diesem

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Punkt ist die Länge des zweiten Vorlaufzeichens gemessen als eine Zahl T . Ein Zähler für die abgelaufene Zeit, durch den die für die Berechnung notwendige Zeit berücksichtigt werden soll, wird danngestartet und die Zahl im Zähler T in den Speicher für Tl (oder den ersten Speicher) geladen. Der Inhalt des ^-Registers wird auch in ein Register in der Recheneinheit K kopiert, um einen Anfangswert für die Messung des zweiten Vorlaufzeichens zu ergeben.

Der K -Faktor wird dann berechnet und im Algorithmusregister K gespeichert. Die Zähler T_ft, T werden auf null zurückgestellt. Der T -Zähler wird von null gestartet, um Tal als Messung der Länge des nächsten Zeichens.

Der T -Zähler wird von null gestartet, um Taktimpulse zu zählen

Die Frage wird gestellt "Ist dieses das erste Datenbit-Sperrtor?" und wenn die Antwort "ja" lautet, wird weiter gefragt "Ist die Zahl im Abfühlimpulszähler 6 oder größer?" Die Antwort lautet an diesem Punkt "nein" oder "ja", abhängig davon, ob ein weiterer Impuls zu dieser Zeit abgefühlt wurde. Wenn die Antwort "nein" lautet, beendet das System das Referenzimpulstor, initiiert das Sperrtor zum Blockieren der Passage von Impulsen und initiiert einen Verzögerungsimpuls von beispielsweise einer halben Mikrosekunde Dauer. Die Datentorverriegelung wird dann in die Einerstellung gestellt, um das Datentorsignal anzuheben und das System fragt "Sind alle Sperrtor-Startregisterstufen 0?" Es erwartet die Antwort "ja" und wenn die Antwort "ja" ist, hört das System auf, die Sperrtor-Startregister herunterzuzählen. Dann wird die Frage gestellt: "Sind η Schiebeimpulse im Datenschieberegister ausgeführt worden, wenn η gleich der Anzahl der für ein beliebiges Datenzeichenformat abzufühlenden Bits ist?" Wenn die Antwort "nein" lautet und das feste Verzögerungstor noch nicht beendet ist, erwartet das System den Empfang des nächsten Fühlerimpulses und wenn dieser Impuls empfangen ist, kehrt es zu dem mit einem X in einem Kasten in Fig. 5 bezeichneten Punkt zurück, um den Fühlerimpulszähler wieder zu erhöhen und den Betrieb fortzusetzen.

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_ 33 - 25hnU

Wenn das feste Verzögerungstor beendet wurde, werden die Daten im Schieberegister an das Benutzersystem übertragen und alle Register und Anzeiger werden auf null zurückgesetzt, ausgenommen die Terminal-Datenregister, und das System kehrt zum Anfang zurück.

Wenn die Zahl im Abfühlimpulszähler "ja" ist, wird das Datenregister verschoben und der Polarxtätsvergleichsdecodierer gepulst; der Schxebexmpulszähler wird um eins erhöht und wie oben wird die Frage gestellt, ob alle Sperrtorstartregxsterstufen null sind, und der Prozeß läuft weiter wie oben.

Wenn auf die Frage, ob dieses das erste Datenbit-Sperrtor ist, die Antwort "nein" lautet, wird sofort die Frage gestellt, ob mit Ausnahme der wertniederen Bitposition im Sperrtorstartregister alle Positionen null sind und es wird eine bestätigende Antwort erwartet. Wenn ein "ja" auf diese Frage empfangen wird, wird die Sperrtorperiode angefangen und die Frage gestellt, ob die Abfühlimpulszahl 6 oder größer ist und das System fährt wie oben von dem Punkt an fort, wo die Frage "6 oder größer" das zweite Mal gestellt wird.

Wenn die Frage zum ersten Mal gestellt wird und die Antwort "ja" lautet, wird gefragt, ob der abgefühlte Impuls eine binäre Eins war. Lautet die Antwort "ja",wird weiter gefragt, ob der Ungerade-Gerade-Anzeiger auf ungerade steht, und wenn die Antwort "ja" lautet, wird das Vorzeichen von K umgekehrt, der erste Anzeiger wird auf eine Eins gesetzt (die Verriegelung T_n_l) und eine Eins wird in das Datenregister eingetragen. Der Ungerade-Geradeanzeiger T_n-1 wird dann auf gerade gesetzt und das ^-Register am weiteren Zählen der Taktimpulse gehindert. Wenn der abgefühlte Impuls als binäre Null ermittelt wird, wird stattdessen der erste Anzeiger der Verriegelung T_n-1 auf eine Null gesetzt und das Datenregister mit einer Null geladen und der Ungerade-Gerade-Anzeiger in den Zustand gesetzt, der dem Zustand entgegengesetzt ist, den er ge-

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_ 34 - 25S8U3

rade innehatte und das System kehrt dazu zurück, das T -Register am Zählen von Taktimpulsen wie dargestellt zu hindern.

Zu dem Zeitpunkt, an dem die Register T. und T auf null zurück-

/* Xl

gestellt werden und das Register T wieder anfängt zu zählen, wird auch die Frage gestellt, ob der erste und der zweite Anzeiger, also die Verriegelungen T_n-1 bzw. T _p, auf eins stehen. Wenn die Antwort "nein" lautet, fährt das System mit dem mit einem A markierten Kasten fort, der zur Algorithmuswähler-Steuerlogik in Fig. 7 führt (das ist dieselbe Logik, wie sie in Fig. 31 der oben erwähnten Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210 gezeigt ist) .

Wenn jedoch sowohl der erste als auch der zweite Anzeiger auf 1 steht, wird die Frage gestellt, ob diese Einsen Vorlaufbits darstellen, und wenn das der Fall ist und eine magnetische Aufzeichnung gelesen wird, wird gefragt, ob K errechnet werden soll. Wenn die Antwort auf diese Frage "ja" lautet, wird der K -Algorithmus untersucht und der Algorithmus für K wird errechnet. Das Vorzeichen des K wird in ein Register oder einen Riegel gesetzt, der für K negativ auf 0 gesetzt wird und für K positiv auf 1. Der Wert in absoluten Ausdrücken von K wird in entsprechenden Speichern gespeichert und die Register T_n-1 und T_n_₂ sowie T_A in der K -Recheneinheit werden auf 0 zurücksgestellt.

Wenn K nicht errechnet werden soll, wird die K -Verriegelung auf eine Eins gesetzt und damit ein positiver K -Wert angezeigt und der absolute Wert von K=O wird in die Algorithmusregister eingegeben. Wenn keine magnetische Aufzeichnung gelesen wird, wird das K -Algorithmusregister untersucht und K automatisch errechnet.

Wenn die Algorithmuswahl beendet ist, tritt der Algorithmuswähler wieder in das Ab lauf diagramm ein an den mit C in Fig. 5 markierten Punkt und die Frage wird gestellt, ob die vorhergesagte Sperrtorendzeit errechnet wurde. Wenn die Berechnung beendet ist,

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werden die Sperrtorendzeit und der Deltawert für die Zeit, an der •das nächste Sperrtor zu beginnen hat, ausgegeben. Der Deltawert wird in das Sperrtor-Startregister geladen. Die errechnete Sperrtor-Endzeit wird auf eine Ablaufzeit-Kompensatoreinheit übertragen und die Algorithmuswählersteuerung wird auf 0 zurückgestellt, der Ablaufzähler wird gestoppt und die Ablaufzeit, die inzwischen vergangen ist, von der vorhergesagten Sperrtorbeendigung abgezogen. Wenn die Differenz positiv ist, wird der Rest in dem Sperrtorbeendigung-Abwärtszählregister gespeichert, welches dann gestartet wird zum Abwärtszählen, und der Dateninhalt des Registers ;T _Λ in der ersten Stufe wird in das Register T₉ (die zweite Stufe) übertragen und T _^ (die erste Stufe) auf 0 zurückgestellt, Wenn die Differenz nicht positiv ist, ist ein Fehler aufgetreten und ein Fehlersignal wird erzeugt, alle Register oder Anzeiger werden auf 0 zurückgestellt mit Ausnahme des Terminal-Datenregisters und das System kehrt zum Anfang zurück.

Wenn das Register T * auf 0 zurückgestellt ist und im Ablaufzeit kompensator eine positive Differenz festgestellt wurde, wird der Zustand des ersten Anzeigers, der Verriegelung T₁, in die ^Verriegelung T _„ (oder dem zweiten Anzeiger) übertragen und der erste Anzeiger wird auf 0 zurückgesetzt und der Ablaufzeitzähler ebenfalls. Das System fragt, ob alle Sperrtor-Endregisterpositionen mit Ausnahme des wertniederen Bit auf 0 stellen, und wenn das der Fall ist, wird die Sperrtortreiberverriegelung auf 0 gesetzt, um das Sperrtor zu beenden und die Abfühlimpulse an die Polaritätsvergleichereinheit laufen zu lassen. Wenn alle Stufen kies Sperrtor-Endregisters 0 sind, wird das Abwärts zählen dieser Register gestoppt, das Sperrtor-Startregister für die nächste Sperrperiode beginnt abwärts zu zählen und es wird die Frage gestellt, ob η Schiebeimpulse ausgeführt wurden und das System arbeitet weiter wie vorher an diesem Punkt im Diagramm.

Fig. 5 enthält auch eine Anzahl eingekreister Blocks mit normalerweise geöffneten und geschlossenen Schaltern, die in sich mit

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dem Buchstaben S bezeichnet sind. Diese Schalter sind normalerweise wie dargestellt geöffnet oder geschlossen und werden dazu benutzt, den Fluß im System umzuschalten, wenn keine Druckstreuung im Streifencode oder im verarbeiteten F2F-Signal angenommen wird, so daß das System eine Sperrtor-Endzeit errechnet, basierend auf den Beschleunigungsfaktoren allein, wie es im Diagramm der Fig. 5 gezeigt ist. Die Schalter S dienen dazu, Funktionen zu umgehen oder auszuschalten, die nicht nötig sind, wenn Beschleunigungskorrekturen alleine ausgeführt werden.

Was gerade beschrieben wurde, ist das System, welches die in Fig. 4 gezeigten Zeiteinteilungen benutzt und erzeugt für einen Zwei-Vorlauf-Zeichen-F2F-Codestrom. Ein Signalsystem mit einem Vorlaufζeichen wird im wesentlichen ähnlich gebaut wie das für zwei Vorlaufζeichen gezeigte, die ersten Kästen im Ablaufdiagramm werden jedoch entfernt oder so modifiziert, daß die Funktionen unter Verwendung des ersten Vorlaufzeichens alleine ausgeführt würden. Das wurde schon früher in der oben erwähnten gleichzeitig laufenden US-Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210 gemäß den dort erscheinenden Figuren 21A und 21B gezeigt. Obwohl diese Figuren für ein Suchtorsystem und nicht für ein Sperrtorsystem gedacht sind, wie es oben beschrieben wurde, sind diese Funktionen die Umkehrung voneinander und die Zeiteinteilungen, und andere logische Funktionen sind nur leicht unterschiedlich. Die Operationen zum Beenden entweder eines Suchtores oder eines Sperrtores sind identisch, da die Länge dieser Tore und der Endpunkt ungefähr dieselben sind.

In Fig. 6 ist ein Logikdiagramm für drei vorgezogene Ausführungsbeispiele des F2F-Code-Interpretationssystems gezeigt, ein System nach im Ablaufdiagramm der Fig. 5 gegebenen Anweisungen ■betrieben. Die verschiedenen Ausgabealgorithmusfunktionen sind jedoch unterschiedlich und das Diagramm 6 zeigt die spezifischen Logikschaltungen für die Errechnung dieser Algorithmen nicht. Diese sind separat in den Figuren 19 bis 23 hierin und in den

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Figuren 24A bis 24G meiner früheren Anmeldung mit der Seriennummer 522 210 gezeigt, wenn die Algorithmen der Tabellen 2 bis 5 meiner gleichzeitig laufenden Anmeldungen zur Vorhersage einer Sperrtorbeendigung benutzt werden.

Für Fachleute ist klar, daß das, was bisher beschrieben wurde, die Umkehrfunktion dessen ist, was in meiner gleichzeitig laufenden Anmeldung mit der Seriennummer 522 210 festgestellt wurde. In dieser Erfindung wird der mittlere Übergangsimpuls oder das Doppelfrequenzsignal daran gehindert, durch das Interpretationssystem zu laufen. Der Anfangspunkt und die Dauer der Sperrtorfunktion kann mit denen identisch sein, die für das Suchtor in der Seriennummer 522 210 festgelegt wurden, und die nur den mittleren Impuls oder den übergang durchlaufen ließen.

Aus diesen Überlegungen geht hervor, daß durch die Daten das Signal entweder am mittleren übergang durch sein Vorhandensein oder Fehlen oder an einem Zeichengrenzübergang codiert werden kann, mit einer anderen Charakteristik dieses Signales selbst,wie der Polarität oder der Richtung des Impules am übergang. Verwendet man die Zeichengrenzübergänge zur Codierung der Daten, so ergeben sich verschiedene Vorteile: Ein übergang wird echt abgefühlt und muß während jeder Datenbitzeit erscheinen, um gültig zu sein, in dem früheren in meiner oben erwähnten Anmeldung beschriebenen System kann der Übergangsimpuls jedoch vorhanden sein oder auch nicht. Diese Situation läßt ein inhärentes Problem entstehen, bei dem durch irgendeinen Fehler oder magnetische Interferenzeffekte zwischen den Zeichen ein zentraler übergang nicht genau abgefühlt oder verfehlt wird wegen einer Störung im Datenstrom und falsch als das Vorhandensein einer 0 interpretiert wird. Diese Situation läßt die Möglichkeit eines unerkannten Lesefehlers entstehen. Durch Codierung der Daten in der Polarität der Zeichengrenzübergänge ist jedes Mal ein Impuls vorhanden, wenn Daten in eindeutiger Weise zu lesen sind, da es die Polarität des Signales ist, die wichtig ist. Das Fehlen eines Signales zu der Zeit, in

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der ein Zeichengrenzübergang fällig ist, wird als Fehlerhinweis angezeigt.

Interferenzeffekte zwischen den Zeichen an Zeichengrenzübergangs-Signalen sind weniger schwer als bei Doppelfrequenzsignalübergängen. Dieses Merkmal erhöht die Zuverlässigkeit beim Lesen und Decodieren magnetisch codierter Daten. Somit sind offensichtlich verschiedene Arten der Codierung und Decodierung möglich.

Wenden wir uns zur Fig. 10, so ist dort ein Vergleich von vier ι Techniken zum Codieren und Decodieren von F2F-Daten graphisch dargestellt. In der oberen Zeile (A) ist ein typischer F2F-Datenstrom gezeigt, den zwei Vorlaufζeichen aus binären Einsen vorausgehen, entsprechend der Ausführung in meiner oben erwähnten Anmeldung mit der Seriennummer 522 210. Eine willkürliche Folge von Nullen und Einerdaten, die dem mittleren übergangssignal in jedem Zeichen zugeordnet sind, folgt den Vorlaufζeichen. An den Zeichengrenzen sind kleine Pfeile gezogen, um die Richtung des Impulses entweder positiv verlaufend oder negativ verlaufend anzuzeigen. Diese können als die Polarität eines Abfühlimpulses betrachtet j werden. . j

Wenn der Zeichengrenzübergang als Datenträgerelement benutzt wer- ' den soll, muß die Polarität des Signales abgefühlt und relativ

zu einer Referenz interpretiert werden. .

Im vorliegenden System, wie es in Zeile C der Fig. 10 festgelegt ι

ist, wird ein Referenzimpulstor um den Terminal ζ ei chenüb er gang \

des zweiten (letzten) Vorlaufzeichens herum aufgebaut. Die PoIa- j

rität dieses Zeichengrenzüberganges wird vorrübergehend in einem ! Register gespeichert als die Referenz für Vergleichszwecke mit

der nächsten abgefühlten Zeichengrenzübergangspolarität. '■

Um dieselben Datenkombinationen aus Nullen und Einsen zu enthalten,! die für das zentrale übergangsimpuls-Codierschema festgelegt wur-

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den, soll als willkürliche Vereinbarung die Polarität des Signales bei Übereinstimmung der Referenz eine 1 anzeigen und bei Nichtübereinstimmung eine 0.

Durch Vergleich der Zeilen B und C der Figur 10 sieht man, daß bis auf das Referenztorsignal, welches zum Aufgreifen der Polarität des Referenzimpulses notwendig ist, die Dauer der Sperrtorfunktion genau dieselbe ist wie die Suchtorfunktion der Zeile C. Der Hauptunterschied liegt darin, daß die Suchtorfunktion der Zeile B, wie sie in meiner oben erwähnten gleichzeitig laufenden !Anmeldung mit der Seriennummer 522 210 identifiziert ist, nur das mittlere übergangssignal durch das System zur Interpretation !durchläßt, während das System in Zeile C nur den Durchgang des !mittleren Überganges durch das System sperrt. Auf diese Weise werden die Zeichengrenzübergänge isoliert.

Eine von der SN 522 210 verschiedene aber ebenfalls zur Isolierung des mittleren Überganges zur Untersuchung geeignete Technik wäre die Sperrung der Zexchengrenzübergänge durch Aufbau von Sperrtoren um jede Zeichengrenze herum gemäß der Darstellung in Zeile p. Dieses System ist ähnlich wie das in Zeile B gezeigte, aber der Anfangspunkt für den ungesperrten oder "Suchteil" in der Mitte eines jeden Zeichens beginnt etwa später in der Zeile D als Ün der Zeile B, da ein Zeichengrenzübergangssperrtor auf beiden !Seiten der vermuteten Lage der Zeichengrenze erweitert werden muß. dadurch wird die Sperrfunktion etwas in das nächste Zeichen hinjsin erweitert, während das in Zeile B gezeigte System die Suche Unmittelbar am Zeichengrenzübergang oder kurz danach beginnen kann, wie es in meiner gleichzeitig laufenden Anmeldung SN 522 beschrieben ist. Zeile E zeigt noch eine weitere Variation, in öer die Zeichengrenzen isoliert werden können zur Untersuchung durch den Aufbau von Suchtoren, das Abfühlen der Polarität des Vorliegenden Überganges an der Zeichengrenze und ihren Vergleich init einer Referenz, wie es bei dem in Zeile C gezeigten System geschieht, durch Sperren des mittleren Impules.

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Es ist zusehen, daß die Zeilen C₃. D und E Systeme zeigen, die sich voneinander primär in dem Zeichenelement unterscheiden, das zur Aufnahme der Daten ausgewählt wird, und in der Art, in der das gewählte Element isoliert wird. Die Längen der verschiedenen Tore, ob es nun Suchtore oder Sperrtore sind, ist bezogen auf die in Zeile E gezeigten Tore, die als "Zeichengrenzübergangssuchtore" definiert werden könnten.

Wie kurz entwickelt wird, können Algorithmen zur Definition des Anfangs- und Endpunktes eines Zeichengrenzsuchtores universell geschrieben werden und die entwickelten Vorhersagen können angewandt werden zur Erzeugung von Zeichengrenzübergangs-Sperrtoreη die die genaue Umkehrung der Zeichengrenzübergangssuchtore sind. ■Mit den Algorithmen kann auch der mittlere übergang gesperrt werden, indem man ein mittleres Impulsübergangssperrtor baut, wie es im System der Zeile C gezeigt und hier als "mittleres oder 2F-übergangsimpulssperrtorsystem" beschrieben ist.

;Aus Zeile E der Fig. 10 ist zu ersehen, daß Algorithmen für die Vorhersage des Anfanges eines Suchtores, SGS, und des Endes eines Suchtores, SGT, für einen Zeichengrenzübergang in jedem Zeichen entwickelt werden können. Diese Algorithmen benutzen an den Vorlauf zeichen oder vorhergehenden Datenzeichen vorgenommene Messungen. Die Technik zur Durchführung solcher Messungen und der Aufstellung solcher Vorhersagen unterscheidet sich sowohl in der Form des Algorithmus, als auch in der Implementierung von der Form, die in meiner gleichzeitig laufenden Anmeldung mit der iSeriennummer 522 210 beschrieben ist. Die Algorithmen und ihr Anwendungsverfahren werden nachfolgend entwickelt, einige Vergleiche mit den übrigen Zeilen der Fig. 10 sind jedoch angebracht.

Es ist zu sehen, daß die Wellenformlinie D genau dieselbe ist wie die in Linie E, daß jedoch die Zeichenübergänge an den Grenzen in der Linie D gesperrt und nicht durchgelassen werden. Der

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Anfang des Zeichengrenzsperrtores, IGS₅ ist genau derselbe wie der Anfang des Zeichengrenzsuchtores, SGS, in der Linie E. In ähnlicher Weise ist das Ende des Zeichengrenzsperrtores IGT in Linie D genau dasselbe wie dieselbe Vorhersage für das Suchtorende SGT der Linie E. Die in der Linie D codierten Daten müssen natürlich durch das Vorhandensein oder Fehlen des mittleren Überganges codiert sein, da die Zeichengrenzen nicht abgefühlt oder zum System weitergeleitet werden, ausgenommen für Zeitmessungen. Somit werden die Daten auf der Linie D anders codiert und Decodiert als die auf der Linie E, wo die Zeichengrenzen selbst isoliert und in der Polarität abgefühlt werden, wird verglichen mit der Referenz. Der mittlere übergang auf der Linie E wird vor dem Decodiersystem gesperrt und nur zu Meßzwecken zur Errechnung der Streukorrekturen benutzt.

In Linie C wird der mittlere Impuls gesperrt und man kann beobachten, daß das Ende eines mittleren Impulssperrtores IGT derselben Messung entspricht, die als Sperrtoranfangspunkt oder Suchtoranfangspunkt der Zeilen D und E für die Zeichengrenze benutzt wurde. Außerdem kann man sehen, daß für das folgende Zeichen der Anfang des Sperrtor IGS dem Ende des Suchtores SGT in Linie E oder dem Ende des Sperrtores für den Zeichenübergang JGT in Linie D entspricht. Daraus geht hervor, daß ein Satz von Vorhersagen, basierend auf den Streu- und Beschleunigungskorrekturen, mit den Messungen aus den Vorlaufzeichen und vorhergehenden Datenbits in jedem der Systeme C, D und E benutzt werden kann, obwohl sich die Implementierungen unterscheiden und auch das Verfahren zur Codierung unß Decodierung der Daten anders ist.

Wie bereits vorher beschrieben wurde, muß im System der Linie C ein Referenztor aufgebaut werden, um die Polarität der Endgrenze des Vorlaufzeichens abzugreifen. Da der mittlere übergang gesperrt werden muß, kann das Sperrtor irgendwo hinter dem Ende des Vorlaufzeichens begonnen werden unmittelbar vor dem Datenanfang. Für diesen Zweck kann der Referenztorimpuls selbst benutzt

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werden, wie es in Zeile C gezeigt ist. Das gerade begonnene Sperrtor endet an einem Punkt IGT, der dem Zeitpunkt entspricht, der für den Anfang eines Zeichengrenzsuchtores SGS in Linie E errechnet werden könnte. Es ist jedoch klar, daß die in den Zeichengrenzen der Linie C und der Linie E vorhandenen Daten dieselben sind, daß die Systeme in den Linien C und E jedoch die genaue gegenseitige Umkehrung insoferne sind, als der Mittenübergang in der Linie C gesperrt wird und nur die Zeichengrenzen durchgelassen werden, in der Linie E jedoch nur die Zeichengrenzen durch die Suchtore isoliert und weitergeleitet werden. Die Implementationen und die verwendeten Schaltungen unterscheiden sich voneinander. Wie außerdem hervorgeht, ist das Grundverfahrn zur Isolierung der Zeichengrenzen in ähnlicher Weise in den Linien C und E die gegenseitige Umkehrung und in beiden Fällen wird eine Decodierung des Mittenüberganges im System gesperrt. Daraus kann man ersehen, daß das sogenannte "Mittenübergangssperrtor" in Linie C das genaue Äquivalent zu der Periode zwischen den "Zeichenübergangs suchtoren" in Linie E ist. Was das Ende eines Suchtores in Linie E genannt wird, ist der Anfang eines Sperrtores in Linie C usw.

Wendet man sich einem Vergleich der Linien B und D zu, so sieht man, daß das Sperren der Zeichengrenzübergänge, wie es in Linie D gezeigt ist, ungefähr dasselbe ist wie die Festlegung eines Suchtores für den mittleren übergang in Linie B, außer daß der Anfang des Suchtores in Linie B zeitlich früher liegen muß als die Vorhersage, die für das Ende des Sperrtores in Linie D erzeugt worden wäre. Da die Dateninformation nicht an den Zeichengrenzen codiert ist, kann das Suchtor in Linie B am Zeichengrenzübergang oder unmittelbar danach begonnen werden, während das Sperrtor in Linie D geringfügig vor der Zeichengrenze begonnen und etwas dahinter beendet werden muß, um sicherzustellen, daß die Zeichengrenze tatsächlich gesperrt wird.

Es wäre zu beachten, daß die nachfolgend entwickelten Algorith-

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men für den Anfangs- und Endpunkt des Zeichenübergangssuchtores wie besprochen für das Zeichenübergangssperrtor oder für ein Mittenübergangs sperrtor benutzt werden können. Diese unterscheiden sich jedoch in der Form von den für das Mittenübergangssuchtor in Linie B entwickelten Algorithmen nach der Definition in meiner gleichzeitig laufenden Anmeldung mit der Seriennummer 522 210. Der Grund ist offensichtlich: Die zur Definition eines Suchtores in Linie B verwendeten Algorithmen nehmen Vorhersagemessungen vor und dehnen ein Suchtor von einer Zeichengrenzzeit bis zu einer Suchtorendzeit aus, die für die Systeme der Linie C, D und E entwickelten Algorithmen, verwenden jedoch Messungen und Vorhersagen, die theoretisch definieren, wo die nächste Zeichengrenze auftreten sollte und dann einen berechneten Betrag addieren oder subtrahieren, um Anfang und Ende eines Suchtores oder Sperrtores

'zu definieren. Die Messungen für die Systeme C, D und E und die darauf basierenden Vorhersagen reflektieren im wesentlichen eine um eine vorhergesagte Zeichengrenze herum, die noch nicht aufgetreten ist, vorgenommene Messung, während diejenigen in Linie B 'eine Messung darstellen, die an einer bereits abgefühlten Zeichen-

,grenze beginnt.

Wie der scharfsinnige Beobachter zweifelsohne vermuten wird, ; müssen die in meiner gleichzeitig laufenden Patentanmeldung j mit der Seriennummer 522 210 entwickelten Algorithmen zur Been-

digung eines Suchtores, d.h. der Dauer des Suchtores, tatsächlich ■ dieselben sein wie die neuen zur Vorhersage des Anfangs oder Endes des Such- oder Sperrtores für das System in Linie E entwickelten Algorithmen, die als Messungen um ein vorhergesagtes Auftreten des nächsten Zeichengrenzüberganges reflektiert und gemessen vom Auftreten des ersten Zeichengrenzüberganges sind. Das ist tatsächlich der Fall, wie nachfolgend klargemacht wird.

Zusammenfassend kann gesagt werden, daß bisher vier mögliche Variationen beschrieben wurden, in denen Daten im P2P-Signalformat co- ; iiert und decodiert werden können. Daten können durch das Vorhan-

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densein oder Fehlen des mittleren oder 2P-Signalüberganges dargestellt werden, wie es oben beschrieben wurde. Diese Daten können entweder durch das positive Suchen nach dem mittleren übergang mit Algorithmen isoliert werden, wie sie in meiner gleichzeitig laufenden Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210 entwickelt wurde, oder der mittlere übergang selbst kann gesperrt werden mit Algorithmen, wie sie nachfolgend entwickelt werden, so daß nur die Zeichengrenzübergänge für den Datengehalt übrig bleiben, wie es oben beschrieben wurde. In ähnlicher Weise können Suchtore gebaut werden, um die Zeichengrenzen echt zu suchen und der eventuell vorhandene mittlere Impuls wird gesperrt oder die Zeichengrenzen können mit Sperrtoren gesperrt werden, die aus den im System gemachten Messungen vorhergesagt werden, und der mittlere Impuls kann zur Untersuchung isoliert werden.

Aus dem Umstand, daß dieselben Messungen auf vielerlei Art verwendet werden können, die immer die gegenseitige Umkehrung darstellen, und die Daten auf zwei verschiedene Arten codiert werden können, kann man ersehen, daß es vier Verfahren zur Codierung und Decodierung von F2F-Daten gibt durch Verwendung entweder eines Suchtores oder eines Sperrtores, entweder für den mittleren Oder für den Grenzübergangsimpuls. Wie man sieht, ist das Sperren der Zeichengrenzen äquivalent der Suche nach dem mittleren übergang und das Sperren des mittleren Übergangs äquivalent der Suche nach Zeichengrenzen. Während man zwar sagen kann, daß das Suchen nach einem mittleren übergang und den durch Vorhandensein oder Fehlen codierten Daten äquivalent ist dem Sperren der Grenzübergänge, so daß nur der mittlere übergang übrig bleibt, so sind die Verfahren jedoch grundsätzlich verschieden. Die Algorithmen für das Anfangen und Beenden der Suche oder der Sperrfunktionen basieren nicht auf derselben Art von Vorhersage, d.h., das Suchen nach der Zeichengrenze verlangt die Vorhersage des Punktes, an dem die nächste Zeichengrenze auftreten sollte, und die Benutzung der so getroffenen Vorhersage zur Isolierung einer mittleren Grenze oder zum Sperren einermittleren Grenze unter-

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scheidet sich im Verfahren und in der Implementation wesentlich von der Vorhersage, wann das nächste Suchtor nach einem mittleren übergang enden sollte, um eine Interferenz mit einer Zeichengrenze zu vermeiden, wie es in meiner früheren Anmeldung mit der Seriennummer 522 210 geschah. Jetzt ist klar, daß, während das Suchen nach Zeichengrenzen Torperioden aufbauen kann, die zum Sperren des Mittelimpulses benutzt werden können und diesem äquivalent sind, sich die Grundverfahren wesentlich sowohl in der Art der Codierung und Decodierung der Daten (durch den zum Datentransport benutzten Teil des Zeichens), als auch durch die Implementierung unterscheiden, die zur Ausführung des Verfahrens notwendig ist. Somit werden hier drei separate und verschiedene Verfahren zusätzlich zu dem Verfahren beschrieben, das in meiner gleichzeitig laufenden Anmeldung mit der Seriennummer 522 210 beschrieben ist. Jedes Verfahren hat eine andere Implementierung in einem vorgezogenen Ausführungsbeispiel, alle benutzen jedoch gemeinsame Algorithmen zur Definition der entsprechenden Such- oder Sperrzeiten.

Finden wir uns nun zu Pig. 11, so werden die Algorithmen zur Definition des Anfanges und Endes eines Suchtores für einen Zeichengrenzübergang abgeleitet, wie sie in Linie E der Pig. IO gezeigt sind. Anschließend werden diese Algorithmen auf die Systeme der Linien C, B und E der Fig. 10 angewandt.

Die Ableitung der Lösung erster Ordnung zur Vorhersage von Anfangs- und Endzeitpunkt für ein Suchtor zum Auffinden der Zeichengrenze wird für die Bedingung gegeben, in der "H" geschrieben ist und anschließend eine Eins oder eine Null folgt. Die Lösung erster Ordnung gilt nur für die Streuung, wenn keine Beschleunigung vorliegt. In Zeile A der Fig. 11 wird ein typischer F2F-Code in nichtgestreuten oder idealen Abmessungen für eine willkürliche Folge 110 oder 111 geschrieben. Der nominelle Zeichengrenzübergang, der die letzte Eins oder Null beendet, ist in seiner Lage bezeichnet durch eine vertikale gestrichelte Linie.

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In Zeile B der Fig. 11 ist die gestreute Konfiguration für den Code der Zeile A gezeigt.

Wie in meiner gleichzeitig laufenden Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210 definiert ist, ist ein gestreuter Koeffizient K definiert als

2T — T

v- _ A ρ /₁ γ

K_p ,- (D

worin T. die Breite des ersten Zeitabschnittes einer binären Eins im gestreuten oder nichtgestreuten Zustand und T die Gesamtbreite des betrachteten Zeichens ist. Setzt man in Gleichung (1) für T. = T /2 + 2S ein, und löst den Aufdruck nach S auf, so

A P

ergibt sich:

KxT
S = (2)

Aus Zeile B der Fig. 1 geht hervor, daß die normale Suchtordefinition und Isolation des letzten Grenzüberganges für die letzte 0 oder 1 im Zeitabschnitt T im Idealfall von 3M.T bis 5/4 T reicht. Das ist so, weil dieses die Nomalgrenzen sind, auf die das Suchtor in jeder Richtung um den Nominal ze ich engrenzübergangspunkt ausgedehnt werden kann, ohne in die Nachbarschaft überzugreifen, in der die mittleren übergänge für eine binäre Eins im Zeitabschnitt T oder im folgenden Abschnitt T + 1 erscheinen würden. Das Nominalende des Suchtores T _? ist dann gleich (5M)T + S₃ wie es unter der Zeile B gezeigt ist. Die Breite des Suchtores auf jeder Seite, der Nominalzeichenübergangsgrenzlinie kann in allgemeiner Form als eine variable ^α χ Τ definiert werden.

^Tsg2 ⁼ (^5/4)^Tp ^{+ s was} wiederum gleich ist T (3)

In der obigen Gleichung (3) zeigt die linke Seite einen Nominal-

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punkt zur Beendigung des Suchtores. Der nominelle Anfang des Suchtores T * wäre dann gleich:

(3M)T +S = T+S=ot (If)

T = T^, wenn keine Beschleunigung vorliegt. Also ist in diesem Falle T. = T _. und T₂ = T _p^{s we}ü beide binäre Einsen sind und die Länge einer binären Eins im F2F-Code durch die Streuung nicht beeinflußt wird, wie es in meiner gleichzeitig laufenden Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210 vollständig erklärt ist.

Setzt man die Gleichung (2) in die obigen Ausdrücke für T₁ und T₂ in Gleichung (3) und Gleichung (4) ein, so erhält man die neuen Gleichungen (5) und (6)

_ ^Tn-1

was gleich ist

^Tn-1 Ε ^{+ct) +} Τ*-! ^und

¹ E 4 ^oder

Vl &■"«)+ S (6)

Daraus geht hervor, daß die Ausdrücke für T₁ und T₂ ^^{n der} Form parallel sind. Für die allgemeinen Ausdrücke, in denen α = nominell 1 verwendet wird, ist folgendes zu berücksichtigen: i !Damit der Ausdruck in Gleichung (5) eine echte Darstellung ist, ;

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- Af₈ - 255RU3

kann gezeigt v/erden, daß

η (1 +α ) = 5 (7)

ist, und löst man die Gleichung (6), so ergibt sich

α = l/k (8)

Die Gleichung (8) definiert den Nominalwert von α. Unter Bezug auf den Teil C in Fig. 11 ist zu sehen, daß

S <a T < ^ -S (9)

Das ist die durch die in Zeile C in Pig. 11 wiedergegebenen Messungen gezeigte Beziehung. Setzt man den Ausdruck für S in Gleichung (2) ein in die Gleichung (9), so ergibt sich

KxT T KxT

PP <a m < _£ _ PP

Eliminiert man T , so erhält man einen Wert für den zulässigen Bereich, der die Form annehmen kann

KK

p ^a± l/i - -Jk (H)

Aus den obigen Gleichungen (5) und (6) sollte hervorgehen, daß ein allgemeiner Ausdruck für die Suchtorlänge wie folgt geschrieben werden kann

In Gleichung (12) ist α definiert innerhalb des obigen Bereiches und K hat einen Mindestwert von 0 und einen Höchstwert von 1, wie in meiner gleichzeitig laufenden Patenanmeldung mit der Serien-¹ nummer 522 210 unterstrichen wurde. Das ist die Gleichung, wie sie

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- 49 - 255143

in Tabelle IA in der Spalte mit der Überschrift "Konstante Geschwindigkeit Breite gestreut" erscheint. Es ist die siebte Eintragung von oben und entspricht den Zuständen T_n-1 = I₃ T_n-2 = I₅ K positiv und der T ^ 0 Ungerade-Gerade-Anzeiger wird in den geraden Zustand gezwungen.

In Fig. 12 ist eine Ableitung für die Lösung erster Ordnung mit positivem K gegeben für den Zustand 00 und eine anschließende Eins oder eine Null. Wie bei der für Fig. 11 gegebenen Ableitung ist K definiert gleich

^2τλ - T~

V^p

Der Ausdruck in der obigen Gleichung (2) für S ist ebenfalls derselbe. Aus Zeile B der Fig. 12 geht hervor, daß das nominale Ende des Suchtores liegt bei

^Tsg2 = ^(5/4)T _P + S = T_{p +} S ₊a_Tp. Außerdem geht hervor, daß

^Tsgl = <3M)T_p ⁺ S

im Nominalzustandj was gleichzusetzen ist mit T + S - ^aT für den

P P

allgemeinen Fall. Aus den Zeilen B und C der Fig. 12 gehen die obigen Ausdrücke hervor. Wenn keine Beschleunigung vorliegt, schreibt das Grundmerkmal des F2F-Code vor, daß die Länge der Zeichen ohne vorhandene Streuung überall gleich ist. Aus der Zeile B ist zu ersehen, daß T₁ = T «, + 2 im Streuzustand ist, und setzt man den Ausdruck für S aus der Gleichung (2) ein, so ergibt sich

K χ Τ

T=T + PP 1 n-1 2

Da jetzt keine Beschleunigung vorliegt, ist T = T. und gleich Tp,

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2 5 5 a H 3

d.h., die Länge der Zeichen ist konstant. Man kann sehen, daß die

obige Gleichung in Ausdrücken von T und man also T₁ für T ein, so ergibt sich:

geschrieben ist, setzt

KxT

m _ rp ι.

¹I " n-1

Ordnet man den obigen Ausdruck um, so daß drückt wird, so ergibt sich:

durch T_n-1 ausge

rp - rp -

P 1

2-K

Eliminiert man den Ausdruck S aus der Gleichung für so ergibt sich:

■ ^T

sgl

Setzt man den oben gegebenen Ausdruck für T

und

in den obigen Ausdruck für den Suchtor-Endzeitpunkt ein, so ergibt^{1 Si0h}

φ
¹

(3+K.

SgI

2-K

( - ¹Ii-I X

2-K

Löst man die beiden obigen Ausdrücke nach α auf, so findet man, daß der Nominalwert beträgt α = 1/4 und kehrt man jetzt zur Fig. 12 in die Zeile C zurück, so sieht man, daß

S< T_p £

Daraus findet man, daß der zulässige Wertbereich für genau dort

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- 51 - 255R-143

liegt, wo er vorher für die frühere Ableitung aus Fig. 11 festgelegt wurde. Eine verallgemeinerte Form für die obigen beiden Gleichungen kann in einer Gleichung wie folgt zusammengefaßt werden:

2(l+a) + ^V

sgnl

Diese Gleichung erscheint in Tabelle IB als erste Eintragung in der Spalte mit der Überschrift "Konstante Geschwindigkeit mit Streuung". Die Fign. 13 und 14, die in der Zeichnung gezeigt sind, gelten für andere Kombinationen digitalen Inhaltes 0 und 1 mit anschließender 1 und 0.

In der für die Fign. 11 und 12 oben gezeigten Technik können die übrigen Algorithmen für die dargestellten Figuren für den Code mit konstanter Geschwindigkeit und Streuung abgeleitet werden. Der Einfachheit halber werden diese Ableitungen hier nicht wiederholt, da sie genau der oben gezeigten Form folgen und dieselben Substitutionen und die Maße angeben, die in den entsprechenden Figuren gezeigt sind, wo der aus der Figur abgeleitete Algorithmus mit der Figur gezeigt ist.

für die Lösung zweiter Ordnung der in Fig. 12 dargestellten Situation kehren wir zur Zeile B der Fig. 12 zurück. Wie früher schon ifür das reine Streusystem gesagt wurde, ist T ₂ = (5/4)T +S, iras gleich ist T+S+αΤ und T - = (3/4)07+8, was gleich ist

br tr OgJ ^)

ι T +S-oT · Wie in der oben erwähnten Patentanmeldung gezeigt wird, 'ist ein Ausdruck zur Korrektur von T auf Beschleunigung

^T _P = ^Ti ^x

Setzt man den Ausdruck für T in die obigen Ausdrücke für das Suchtor 1 und das Suchtor 2 ein, so ergibt sich:

^Tsg2 ⁼ (5M)T₁ χ ψ- + S was gleich ist _T

(1 + a) T₁ χ -J^ +S

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was gleich ist

(1 - a) T₁ χ (Λ + S.

Aus den obigen Ausdrücken geht hervor, daß 5/4 = 1 +_a und 3/4 1 - α ist. Um daher beide obigen Nominalwerte zu erfüllen, muß α = 1/4 sein, was auch vorher richtig war. Setzt man den Ausdruck ein für _K

S = T-E- χ Τ ^J ρ

und rp

ΓΠ — ΓΠ

P " 1
so ergibt sich

K T„

Setzt man diesen Wert für S in die obigen Gleichungen ein, so erhält man

_{p 1}

^Tsg2 = ¹^l C^) [}«£] = Τ, φ

^Tsgl ^{= 1/4T}i ⁽tT^ L^5+KPJ ^{= T}l ^nP L^¹-^) ⁺T| J (!7)

Aus Zeile B der Fig. 12 erhält man die Ausdrücke für T₁ und T, durch T_n-1 bzw. T_n_₂ und sieht daraus, daß T₂ = T₂ - 2S und T₁ = T_n-1 + 2S ist. Setzt man die Ausdrücke für S in diese Gleichungen ein, so ergibt sich:

φ _ n-2

² " ^2+Kp

2T\ ψ _ n-1

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609832/08 3 2

255^:?U3

Setzt man diese Ausdrücke in die obigen Gleichungen für das Suchtor ein, so ergibt sich:

T „ 2+K_
-1 ⁽T"

und
oder

m _ m

^Tsg2 - Vl

= ^1/2

sg

Vl η ■*-

_2+K

n-2 (.i
T „ 2 + K

(2-K

2(l+ct)

(18)

(19)

Mit Ausnahme des Vorzeichens von α sind die obigen Gleichungen auf der rechten Seite identisch. Die Gleichungen können wie nachfolgend angegeben in einer allgemeinen Form zusammengeschrieben werden, wobei der Anfang des Zeichengrenzsuchtores der Benutzung eines negativen Alphawertes und das Ende des Suchtores dem positiven Alphawert entsprechen:

rp - rp

^Tsg - Vl

Diese Gleichung erscheint in Tabelle IB als erste Eintragung mit der Überschrift "Beschleunigung mit Streuung".

In den Pign. 13 und 14 ist die Situation für die anderen Kombinationen von Einsen und Nullen wie oben beschrieben gezeichnet. Die Ableitung für die Lösungen zweiter Ordnung folgen demselben Verfahren, wie es oben beschrieben wurde, und benutzen dieselben Substitutionen und die in den Figuren angegebenen Dimensionen. Das führt zur Ableitung der in den Fign. aufgeführten Algorithmen. Die Ableitungen werden hier nicht im einzelnen aufgeführt, da sie demselben Verfahren folgen, das im obigen Beispiel beschrieben wurde.

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Wie für Fachleute zu erkennen ist, können die Ausdrücke für Beschleunigung mit Streuung für Anfang und Ende des Suchtores aufgeteilt werden, um den Ausdruck für die Streuung alleine zu erhalten, indem man einfach den Ausdruck T₁ZT₂ entfernt, der den Ausdruck für die Korrektur der Beschleunigung bildet. Der resultierende Ausdruck für konstante Geschwindigkeit mit vorhandener Streuung kann noch weiter unterteilt werden in ein System mit konstanter Geschwindigkeit und ohne Streuung, indem man einfach K=O setzt. In ähnlicher Weise ergibt sich ein Ausdruck für die Beschleunigung allein ohne Streuung, wenn K in dem Ausdruck für Beschleunigung mit Streuung gleich 0 ist. Die zuletzt genannten Ausdrücke für konstante Geschwindigkeit und keine Streuung und Beschleunigung ohne Streuung sind in Tabelle IA mit denselben Bedingungen für T _,,, T₂ usw. gezeigt und lassen sich leicht, wie eben beschrieben, aus den allgemeinen Ausdrücken ableiten, die für Streuung bei konstanter Geschwindigkeit und Beschleunigung plus Streuung entwickelt wurden.

Aus Zeile E in Fig. 10 kann entnommen werden, daß die oben entwickelten Algorithmen auch dazu benutzt werden können, den Anfang eines Suchtores SGS oder das Ende SGT vorherzusagen, um einen Zeichengrenzübergang wie in Linie E dargestellt zu isolieren. Dieselben Vorhersagen mit geändertem Namen, der ihre Benutzung wiedergibt, können in Linie D der Fig. 10 dazu benutzt werden, Zeichengrenzübergangssperrtore um die Zeichengrenzübergänge herum aufzubauen unter Benutzung genau derselben vorhergesagten Messungen. In letztem Fall ist das Datenelement jedoch das 2F-Signal.

Diese selben Bedingungen können auch in Zeile C dazu benutzt werden, eine Sperrfunktion für das übergangssignal in der Mitte aufzubauen, wo die Beendigung der Sperrfunktion gegeben ist durch den Algorithmus, der den Anfang des Suchtores in Zeile E vorhersagt, und der Anfang der folgenden Sperrfunktion für das folgende Zeichen ist durch denjenigen Algorithmus gegeben, der das Ende

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des Suchtores in Zeile E definiert. Um diese Ausdrücke für Systeme zu implementieren, wie sie in Zeile C der Pig. IO gezeigt sind, würde das erste Sperrtor gleichzeitig mit dem Referenztorimpuls (oder an seinem Ende) beginnen und enden an dem Wert, der unter Verwendung der Algorithmen für die Zeile E errechnet wurde, die den Anfang der Suchtorzeit ergeben, das äquivalent ist zum Ende !der Sperrtorzeit in Zeile C. Damit würde das Sperrtor für das erste mittlere übergangssignal im ersten Datenzeichen in der Zeile des dargestellten Code auch konstruiert.

Die Zeit zum Anfang des Sperrtores für das zweite Datenzeichen ergibt sich aus dem ersten Messungssatz und der Vorhersagen als gleich mit der gewünschten Suchtorendzeit in Zeile E. Das Ende ¹ des Sperrtores für das zweite Datenzeichen ist gleich der Anfangszeit des Suchtores in Zeile E, vorhergesagt für das zweite Zeichen mit den Algorithmen, die sich auf Zeile E beziehen.

iDie richtigen zu wählenden Ausdrücke für die Erzeugung von Sperr- ^:toren in dem in Zeile C der Fig. 10 gezeigten System sind daher diejenigen, die einen Algorithmus, basierend auf dem Inhalt von j Einsen und Nullen der beiden vorhergehenden Zeichen sowie das j Vorzeichen von K und die Gerade-Ungerade-überlegungen aufgreijfen zur Auswahl des richtigen Algorithmus, basierend auf diesen !Bedingungen, wie es in meiner gleichzeitig laufenden Patentanmeljdung mit der Seriennummer 522 210 beschrieben wird. Durch Verwen-J dung des negativen Alphaausdruckes zur Definition des Endes des i Sperrtores und des positiven Alphaausdruckes zur Definition des Anfanges des Sperrtores für das dem in Frage kommende Zeichen folgende Zeichen können außerdem die anderen Sperrtore für die 'mittleren übergänge entwickelt werden usw.

!Anfangs- und Endzeit für die verschiedenen Torfunktionen, die die Vorhersagealgorithmen benutzen, werden natürlich von der Zeichen-I grenze am Anfang eines Zeichens gemessen. Ein Betriebssystem muß !daher vorgesehen werden mit Einrichtungen zum Messen der Perioden

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von Grenze zu Grenze und von Grenze zum mittleren übergang, um
die Paktoren von K zu errechnen usw., wie es in meiner früheren
Anmeldug mit der Seriennummer 522 210 gelehrt wird. Außerdem
sollte klar sein, daß die Algorithmen zur Definition des Endpunktes für die mittleren übergangssuchtore in der Seriennummer ₁ 522 210 hier benutzt werden können, um die Endpunkte für die mitt-l leren Übergangssperrtore zu definieren. Diese Algorithmen sind : in der vorhergehenden Tabelle 1 und den nachfolgenden Tabellen \ 2 bis 5 aufgeführt. \

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1 32LLE

tO I'

n-2

"C"

"I¹

Bedingungen m Comp.'

unser

ros.

gerade

gerade

unger,

Pos

-eg,

³OS

Neg.

gerade ?os

unger.

Keg.

Pos.

«es;.

Pos .

Keg.

Lösung erster Ordnuno"

2-IKj-

' SE

-r.-l 2

'se:

^f 3-IKJ)

"sg

5+ IK

'sg

T.-l

r 3 + ι ?: ρ

η-: zvieiter Ordnung

^Tn-1

n-1

I- IK

2- IK

'η-1

^ai -IKJ]

'η-1

η-1

Π-.

²Ί^κ

ι ν r τ ο

1"Pl ¹^-Z "

'η-1 1 _ 11-

[(■

η-1

ζ- ικ Γ τ

'η-2

τ = Γ¹"¹ η sg T^ ^Lj

^η-1

_η_₂

Tte obige- Algorithmen in,die allgemeine Form zu überführen, setzt man 4C für die Zahl 3 ein , wo sie auch auftritt. ....

N)

CD O CO 00

00

°° 00 CO

ro

Tabelle 3

^Ln-1

"η"

tin»

η»

»nit

•n-2

η»

it η»

Il T It

ItT ti

"1"

It

Bedingungen

' . "0". Comp. n-1 I _v *

erziw, ung,

kerade

_ungerade

ungerade

gerade

erzwung.
gerade

erzwang,
gerade

ungerade

ungerade

erzwunger
gerade

erzwunge
gerade

Pos

Neg.

Pos

Neg.

Neg.

Pos

Pos .

Lösung erster Ordnung

'sg

'Sg

■n-1

(3-IK

I^kpI'

n-1

(3+

n-1

"sg

n-1

"sg

■n-1

sg

c 3+

■n-1

sg

c 3-

Lösung zweiter Ordnung

•n-1

2+IKJ T

-> I 1 Ph Π —-L . tyr .Τ ^.

3 ^^5 11* I' Φ I rJ-* Ö Tv i

^d~W\ ^Tn-2 ' P» ²"|^Kp|

^kn-l

2-IK I

IKJ T . I Pi> n-1

p]

Vl

,ν _π 1

I pt ²⁷F

-|V

[3 ^ (1

n-2

-¹^ ⁺iv

-l

n-1

^kn-l

C3

l-l

n-1 n n-1

[3

n-2

I^kpP

Um obige Algorithmen~±n die allgemeine Form zu überführen, setzt man 4C Tür die Zahl 3 ein, wo sie auch auftritt. "

' BELL

^Ln-1

"O"

»m»

tin»

OD O CD <X> C*> NJ

IM It

ItO"

ItT ti

"n-2

ungerade

ti Q tr

gerade

»η»

bedingungen

gerade

ungerade

ungerade

;erade'

geraae

ungerade

erzwungen
gerade

erzwungen
p-erade

Pos

Neg,

Pos .

Neg.

Pos.

Neg.

Pos

Neg.

Pos

Neg,

(M tt

1"

erzwungen
gerade

erzwungen
gerade .·

Pos

Neg,

Lösung erster Ord: nung

"T

„-l

"Sg

_sg

'SE

■n-1

sg

'sg

n-1

'Sg

•n-1

'Sg

Lösung zweiter Ordnung

n-2

^T _8g - ^xn Vx

^Ln-2

T_n , (3-3K_nI) (2+jK p

n-1 ⁽T^{n:ii) C}

n-2

^τ·* ■ Vx <£Τ^} c-

n-2

[2+jX Π

'sg n-1

³fp

T.

n-2

Un obige Algorithmen in die allgemeine Form zu überführen, setzt man 4C für die Zahl 3 ein, wo sie auch auftritt. , - ^:

TABELLE 5

^Ln-1

^Ln-2

Bedingungen

^Ln-1

•o¹

Lösung erster Ordnung

Lösung zweiter Ordnung

Pos

n-1

ungerade

Neg.

"sg

T » 1/2 T

se n-1

3g η 1

⁽²fp|⁾

llfl"

ungerade

Pos

"0"

gerade

Neg,

sg

T . (3-25C ρ (2-K η ι i_ ο C2-HjK_pp²

η-2

"0"

"0"

erzwungen gerade^

Neg.

n-1

'sg

τ = τ

sg r

T_n , (3-2JKI) (2+JKJ)

crzv.'ungen gerade

Pos

^Ln-1

.⁽²fpP

ungerade

Pos

n-1

'sg

³"^

'n-2

^[2fpP'

ungerade

Neg.

n-1

sg

'pi

■²f_f

(Vl₁ T

[2-jK_p|]

ti

It·] It

erzwungen gerade

Pos

^Tsg ■ ¹T¹ C3_fpp

T « T ,
sg n-1

n-2

erzwungen gerade''

Neg.

n-1

sg

C3-

T - T sg

n-1 ^T_n2 ^; ^~ΊΓ~^}

⁰⁰Um obige Algorithmen .-in-die allgemeine-Form- zu überführen, setzt man 4C für dj.e Zahl 3 in, wo sie auch auftritt.

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In Fig. 6 wird eine Diskussion des logischen Diagrammes für verschiedene Ausführungsbeispiele einschließlich des der vorliegenden Erfindung beschrieben. In Fig. 6 ist der Systemgrundtaktgeber oder Zeitimpulsgenerator 1 schematisch mit einem Ausgang dargestellt. Dieser Ausgang ist ein CP oder Taktimpulsausgang. Der Taktgeber 1 besteht z.B. aus einem Oszillator, der mit der Taktgrundfrequenz des Systems, z.B. 1 Megahertz, arbeitet und, obwohl der Oszillator stabil sein sollte, kann eine Drift ausgeglichen werden, solange sie schrittweise erfolgt. Der Taktgeber würde auch eine geeignete Impulsformaschaltung halten, um einen beständigen Zug, z.B. enger Impulssignale mit der Taktgrundfrequenz (Oszillator) zu liefern. Einzelheiten eines solchen Oszillators oder Multivibrators sind Fachleuten allgemein bekannt und werden daher hier nicht weiter gezeigt oder erklärt. An verschiedenen Punkten im logischen Diagramm der Fig. 6 sind die Verbindungen zum Grundtaktgeber 1 gezeigt als CP ohne die Verbindungsleitungen, die nur unnötig zur Verwirrung des Diagrammes beitragen würden.

Wie früher schon beschrieben wurde, sollte der Sensor 2 entweder als magnetischer Lesekopf oder als ein optisches Abgriffsystem verstanden werden, welches über den entsprechenden Typ eines mit zwei Frequenzen codierten Mediums geführt wird, um die den Code bildenden übergangssignale abzugreifen. Ein äquivalentes System würde einen Signalzug von Impulsen von einem Kommunikationskanal empfangen. Der Fühler 2 bildet für sich keinen Teil dieser Erfindung, er ist aber ein Gerät nach dem Stand der Technik, das bei der Erzeugung der Grundeingangssignale, die in der Erfindung benutzt werden sollen, verwendet wurde.

Der Fühler 2 ist mit einer Verstärker- und Signalformaschaltung verbunden, die kontinuierlich aktiviert wird. Der Ausgang des Verstärkers 3 ist ein Zug bipolarer Impulse, der verstärkt und von unkontrollierten Störungen gereinigt ist.

Die Primärsignale von der Verstärker- und Impulsformaschaltung 3

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werden gleichzeitig sowohl an einen Inverter 4 als auch an einen Kaskodeninverter 5 angelegt, der zwei eingeschaltete Eingänge braucht. Die Funktion des Inverters 4 besteht darin, alle negativ verlaufenden Impulse vom Verstärker 3 aufzunehmen und sie in positiv verlaufende Impulse umzukehren. Die resultierenden Impulse werden an den Kaskodeninverter 6 angelegt und erzeugen negativ verlaufende Impulse, wenn der Kaskodeninverter 6 ebenfalls durch das Fehlen eines Sperrtorsignales vom Inverter 7 betätigt wird. Die Ausgabe des Kaskodeninverters 6, die negativ verläuft, wird wieder im Inverter 8 invertiert, um einen positiv verlaufenden Impuls zu erzeugen. Auf diese Weise kann im Rest des logischen Diagrammes eine positive Logik verwendet werden. Dieser Impuls ist als der negative Impuls bezeichnet, weil er am Eingang zum Inverter 4 einen negativ verlaufenden Impuls benötigt, um diese Ausgabe zu erzeugen.

Der Eingang zum Kaskodeninverter 5» wenn der Inverter 5 ebenfalls durch den Eingang vom Inverter 7 betätigt wird (der das Fehlen eines Sperrtorsignales ist), nimmt positiv verlaufende Impulse vom Verstärker 3 und invertiert in negativ verlaufende Impulse. Diese Signale werden im Inverter 9 erneut invertiert zu einer positiven Impulsausgäbe.

Das negative und das positive Signal werden an das ODER-Glied angelegt und die Ausgabe des ODER-Gliedes 10 ist der Impuls SP_Q oder der rohe Abfühlimpuls, der für Taktierungszwecke an verschiedenen Punkten im logischen Diagramm gemäß der Darstellung durch das Zeichen SP_Q verwendet wird. Die Verbindungsleitungen j sind der Einfachheit halber weggelassen. Die Ausgabe SP_Q wird ' auch an eine Impuls ver zögerungs einheit 11 angelegt, um das ver- ' zögerte Impulssignal SP. zu erzeugen. Dieses Signal wird wiederum an eine Verzögerungseinheit 12 angelegt, um das verzögerte Signal \ SPg zu erzeugen, was wiederum in der Ver zögerungs einheit 13 verzögert wird, um das Signal SP, zu erzeugen, welches wiederum in der Einheit 14 verzögert wird, um den Impuls SP₂, zu entwickeln.

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Die Impulse SP₁ - SPj, werden auch zu Taktierungszwecken an verschiedenen Punkten im Diagramm nach Angabe verwendet.

In Fig. 6 werden das Anfangsimpulssignal SP_Q und seine vier verzögerten Ableitungen zur Taktierung der verschiedenen Schaltelemente der Fig. 6 verwendet. Damit ist sichergestellt, daß die Folge von Ein- und Ausschaltzuständen der verschiedenen Elemente mit genügender Zeit zur Stabilisierung zwischen den Umschaltungen erfolgt_s wie es Fachleuten allgemein bekannt ist.

Beim Abfühlen des ersten Impulses SP_Q wird die in der O-Stufe des Registers 16 stehende 1 in die erste Stufe verschoben und beim Auftreten des ersten verzögerten Impulses SP₁ wird das UND-Glied 17 betätigt. Die Ausgabe des UND-Gliedes 17 wird zur Erzeugung des Terminal-Datenregister-Rückstellsignales X benutzt, das anderweitig im Logikdiagramm verwendet wird. Die Ausgabe des UND-Gliedes 17 wird auch durch das ODER-Glied 18 zum Einschalten der Zelltorverriegelung 19 verwendet. Diese startet durch das UND-Glied 2I₉ das T -Register, den Zähler 2O₃ der Jeden Taktimpuls CP zählt, der durch das UND-Glied 21 geleitet wird. Das TA-Register 22 läßt man zu diesem Zeitpunkt nicht zählen, da zwei Vorlaufbits in diesem Ausführungsbeispiel benutzt werden und die T,.-Zahl erst mit ersten Zeitabschnitt im zweiten Vorlaufbit gestartet wird (begonnen am dritten Impuls SP_Q). Wie jedoch im einzelnen in meiner gleichzeitig laufenden Patentanmeldung beschrieben ist, ist jede Hälfte eines Vorlaufbits für das Messen von T_A willkürlich.

Beim Auftreten des zweiten Impulses SP_Q wird die in der ersten Stufe des Schieberegisters 16 stehende 1 in die zweite Stufe geschoben. Beim Auftreten des ersten verzögerten Impulses SP₁ vom zweiten Impuls SP_Q wird das UND-Glied 23 betätigt. Das UND-Glied 23 schaltet ein festes Verzögerungstor 24, das ein Univibrator ist, ein. Die Ausschaltausgäbe des Verzögerungstores 24, die nach der festgelegten Verzögerungsperiode auftritt, wird in der Einheit

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25 differenziert zur Erzeugung eines Impulses, der das Ende der ersten festen Verzögerungsperiode (PDG) signalisiert.

Beim Auftreten des dritten Abfühlimpulses SP_Q wird die 1 in der zweiten Stufe des Schieberegisters 16 in die dritte Stufe verschoben. Das UND-Glied 26 wird beim Auftreten des ersten verzögerten Impulses SP₁ vom dritten Abfühlimpuls SP_Q betätigt. Die Ausgabe des UND-Gliedes 26 wird über das ODER-Glied 27 geführt, um die Zahltorverriegelungen 19 zurückzustellen. Diese hört auf, über das UND-Glied 21 Taktimpulse im T -Register, Zähler 20, zu zählen.

Das UND-Glied 26 ist ebenfalls mit der T_A-Zahltorverriegelung verbunden, um über das UND-Glied 30 das Zählen der Taktimpulse CP im T.-Register im Zähler 22 zu starten. Das UND-Glied 26 ist auch mit dem ODER-Glied 31 verbunden. Dieses speist mehrere UND-Glieder 32, um den Inhalt des Zählers 20 in das T^-Register 33 zu leiten. Das UND-Glied 26 ist über eine Verbindung zum ODER-Glied 34 ebenfalls angeschlossen, welches den zweiten Anzeiger 35 auf 1 setzt. Die Zahl T wird auch auf η Leitungen an das T _.-Register 43 im K -Berechnungsblock 44 angelegt. Die Zahl T wird weiter auf η Leitungen an das T ^-Register 45, das (T _₁)/2-Register 46 und das (T _₁)/4-Register 47 angelegt, die alle in der Algorithmusrecheneinheit 48 enthalten sind.

Die 1 in der dritten Stufe des Abfühlimpulsregisters 16 wird auch dazu benutzt, gleichzeitig mit dem zweiten verzögerten Impuls SP₂ das UND-Glied 36 zu betätigen. Beim Zusammenfallen mit dem dritten verzögerten Abfühlimpuls SP wird die dritte Stufe des Registers 16 dazu benutzt, das UND-Glied 37 zu betätigen. Die Ausgabe des UND-Gliedes 36 wird über das ODER-Glied 39 weitergeführt, um die Ausgabe des T^^-Registerzählers 33 über die UND-Glieder 40 an das T_n_₂-Register 4l zu leiten.

Beim Auftreten des dritten verzögerten Abfühlimpulses SP, und

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dem Zusammenfallen mit einer 1 in der dritten Stufe des Ab fühl· impulsschieberegisters 16 wird das UND-Glied 37 betätigt. Dieses stellt über das ODER-Glied 49 das T_n-Zählregister 20 zurück und über das ODER-Glied das T ^-Register 33· Durch mehrere UND-Glieder 51 überträgt es außerdem den Inhalt des T_n_₂~Registers 41 an das T _₂~Register 52 im K -Block 44 und an das T_n_₂-Register 53 in der Algorithmuseinheit 48.

Zu diesem Zeitpunkt ist die Messung der Länge des ersten vollen Vorlaufbit, die im T_n-Register 20 gespeicherte Zahl, beendet und in den Algorithmusfunktionsblock 44 für K geladen und in das T ^,-Register 33 sowie das T ₂~Register 41 geschoben.

Beim Auftreten des vierten verzögerten Impulses SPj., abgeleitet vom dritten Abfühlimpuls SP₀, wird das UND-Glied 38 betätigt. Die Ausgabe des UND-Gliedes 38 wird über das ODER-Glied 18 dazu benutzt, das T -Zähltor 19 so zu schalten, daß es für das Messen des nächsten Zeichens zu zählen beginnt.

Beim Auftreten des vierten Abfühlimpulses SP~ wird die 1 im Abfühlimpulsschieberegister 16 in die Viertelstufe geschoben. Beim Zusammentreffen mit dem ersten verzögerten Impuls SP^ wird dadurch das UND-Glied 54 betätigt. Die Ausgabe des UND-Gliedes 54 erzeugt folgende Ergebnisse. Sie wird an die Verriegelung 29 angelegt, um die T.-Zahl zu beenden, durch das UND-Glied 30 der Taktimpulse im T.-Registerzähler 22. Das geschieht, da hier das Ende des ersten Zeitabschnittes im zweiten Vorlaufbit liegt und die Breite des ersten Zeitabschnittes in diesem Vorlaufbit ist zur Benutzung hier definiert mit T..

Die Ausgabe von der vierten Stufe des Abfühlimpulsregisters 16 wird auch dazu benutzt, gleichzeitig mit dem zweiten verzögerten Impuls SP₂ das UND-Glied 56 zu betätigen. Die Ausgabe des UND-Gliedes 56 leitet die Ausgabe des T_A~RegisterZählers 22 über UND-Glieder 57 auf η parallelen Leitungen an das Τ,,-Regi-

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ster 58, das im K -Punktionsblock 44 enthalten ist. Die η Leitungen werden um ein werthohes Bit verschoben, um im Register 58 den Inhalt von 2 χ T_A zu erzeugen.

Wenn die Viertelstufe des Registers 16 eingeschaltet ist, wird das UND-Glied 59 beim Auftreten des vierten verzögerten Impulses SPn betätigt, um die Referenzimpulstorverriegelung 60 einzuschalten. Dadurch wird ein Tor festgelegt, daß den nächsten Impuls von den Fühlern gestattet. Dieses ist der Referenzimpuls. Er wird dazu benutzt, die Polarität und den Inhalt des ersten Datenimpulses zu bestimmen, der dem Referenzimpuls folgt. Das erfolgt in einer Polaritätsvergleichereinheit 61, die separat in Pig. 9 dargestellt ist.

Beim Auftreten des fünften Abfühlimpulses SP_Q, der das Ende des zweiten Vorlaufzeichens und auch der Referenzimpuls ist, wird die fünfte Zelle des Schieberegisters 16 betätigt. Dadurch wird eine Ausgabe 5 erzeugt, die als Takt- und Bedienungssignal an verschiedenen Punkten im Logikdiagramm benutzt wird. Gleichzeitig mit dem ersten verzögerten Impuls SP., vom fünften Abfühlimpuls SP_Q wird das UND-Glied 62 betätigt, über das ODER-Glied 27 stellt dieses die Zahltorverriegelung 19 zurück und stoppt die Zählung des T_n~Registerzählers 20 über das UND-Glied 21. Das ist das Ende des zweiten Vorlaufbit.

Zur Zsit SP^ wird die Ausgabe der fünften Stufe des Zählers 16 wie oben beschrieben an das UND-Glied 62 angelegt., Die Ausgabe des UND-Gliedes 62 v/ird über das ODER-Glied 63 dazu benutzt, die AblaufzeitVerriegelung 64 einzuschalten. Diese startet über das UND-Glied 65 das Zählen der Taktimpulse im Zähler 66, um die abgelaufene Zeit vom Datenanfang an zu messen. Die Ausgabe des UND-Gliedes 62 wird außerdem an das ODER-Glied 67 angelegt, um die Türverriegelung 68 oder den ersten Anzeiger auf 1 zu schalten. Die Ausgabe des UND-Gliedes 62 wird auch an das ODER-Glied 69 angelegt, um den Ungerade-Geradeanzeiger 70 in den Gerade-Zustand Q zu versetzen.

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Die Ausgabe von der fünften Zeile des Schieberegisters 16 wird auch an die UND-Glieder 71, 72 und 73 angelegt. Das UND-Glied 71 wird bei Auftreten des zweiten verzögerten Impulses SP₂ be tätigt. Mit seiner Ausgabe wird über das ODER-Glied 31 die Ausgabe des T_n-Registers 20 durch die UND-Glieder 32 wie oben geleitet .

pie Ausgabe von der fünften Zelle des Registers 16 wird auch an Idas UND-Glied 72 angelegt. Beim Zusammentreffen mit dem dritten verzögerten Impuls SP, liefert es eine Ausgabe, die über das ODER-Glied 77 den T_A-Registerzähler 22 zurückstellt.

bas UND-Glied 73 wird durch die 1 in der fünften Zelle des Registers 16 bei Auftreten des vierten verzögerten Impulses SPj, betätigt. Mit diesem Signal wird über das ODER-Glied 18 die ZahlenleitVerriegelung 19 eingeschaltet und dadurch über das UND-Glied 21 der T_n~Registerzähler 20 wieder zum Zählen gestartet.

Das UND-Glied 80 stellt gleichzeitig mit dem Auftreten eines TaktImpulses CP und des 5-Signales die Referenzimpulstürverriegelung 60 zirück, wodurch das Referenzimpulstor beendet wird.

Wenn der sechste Impuls abgefühlt wird, bewegt sich die im Regijster 16 stehende 1 in die sechste Stufe, wodurch das UND-Glied j15 abgeschaltet und eine weitere Verschiebung des Registers 16

gestoppt wird. Die Einerausgäbe der sechsten Stufe des Registers 16 wird gemäß Darstellung durch das Zeichen 6 für verschiedene !Punktionen benutzt. Das zeigt dem System an, daß die Vorlaufzeiichen gelesen wurden und alle nachfolgenden an den Decodierer geleiteten Impulse Zeichengrenzimpulse sind.

!Wenn das UND-Glied 65 Taktimpulse CP leitet, zählt der Ablaufzeitzähler 66 diese während der Zeit, in der die Berechnung der !.vorhergesagten Sperrtorendzeit im Block 48 erfolgt. Wenn die Sperrtorvorhersage im Bloek 48 komplett ist, wird ein Abschluß-

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signal T an die Rückstellverriegelung 64 gegeben, um den Ablaufzeitzähler 66 vor dem Auftreten des nächsten Zeichenübergangsabfühlimpulses SP_Q zu stoppen. Das Signal T betätigt auch die UND-Glieder 85, um die Ausgabe vom Register 86 für die vorhergesagte Sperrtorendzeit und von der -Werteinheit 74 auf N-Leitungen parallel in das Register 87 für die vorhergesagte Sperrtorendzeit und das Suchtorendregister 42 (oder Sperrtoranfang) zu leiten. Das Signal (T) wird auch an eine Verzögerungseinheit 88 angelegt und stellt nach einer kurzen Verzögerung über das ODER-Glied 89 das T. -Register 86 zurück. Das verzögerte Signal T wird auch zur Rückstellung an die Algorithmuswähler-Steuerlogik 90 angelegt. Diese Vorgänge stellen den Algorithmuswähler zurück und die Sperrtor-Vorhersagezeiteinheiten auf 0, so daß sie für die nächste Zeichenzeit T_n benutzt werden können.

Die Subtraktionseinheit 91 errechnet dann die Differenz zwischen dem Inhalt des Registers 86 für die vorhergesagte Sperrtorendzeit und der verstrichenen Zeit vom Zähler 66. Das Ergebnis wird auf η parallelen Leitungen über das UND-Glied 92 ausgegeben und '■ parallel in das Sperrtorendregister (oder Suchtoranfangsregister) 93 geladen, welches beim Anlegen eines internen Taktsignales von ; der Subtraktionseinheit beginnt, die Abwärts zähl verriegelung 94 ; herunterzuzählen, wodurch das UND-Glied 95 eingeschaltet wird I und das Sperrtorendregister 93 mit der Geschwindigkeit der Taktimpulse CP abwärts zu zählen beginnt. Der interne Takt von der Subtraktionseinheit wird über das ODER-Glied 39 dazu benutzt, die Ausgabe des T^^Registers 33 über die UND-Glieder 40 in : das T_n_₂-Register 41 zu leiten. Dieser selbe Taktimpuls, in der I Verzögerungseinheit 96 etwas verzögert, wird über das ODER-Glied j 100 zum Rückstellen des AblaufZeitzählers 66 und der T ₄-Ver- I

XlT X i

riegelung 68 über das ODER-Glied 97 in die Ausschaltstellung benutzt. Dieser verzögerte Impuls stellt auch über das ODER-Glied 50 das T .-Register 33 auf 0 zurück. Der nichtverzögerte Takt- ;

impuls leitet gemäß früherer Benutzung die Ausgaben der T „-

n~1 ι

Verriegelung 68 über die UND-Glieder 98 und 99 sowie das ODER- I

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Glied 34 in die Eingänge der T_n_₂ Verriegelung 35, so daß zu dem Zeitpunkt, an dem die T _.-Verriegelung 68 auf "aus" gestellt wird, durch den verzögerten Impuls von der Verzögerungseinheit der Inhalt der Verriegelung 68 bereits in die T_n_₂~Verriegelung 35 übertragen wurde.

Die Nullseite der T ^-Verriegelung 68 zeigt eine 0 an und wird an die Algorithmuswählersteuerung 90 angelegt. Die Nullausgabe von der T _.-Verriegelung 68 wird über das UND-Glied 98 an die ^^-Verriegelung 35 übertragen, wenn die T ^-Verriegelung auf 0 steht, wenn der erste Taktimpuls von der Subtraktionseinheit auftritt. Die Nullausgabe von der T₂-Verriegelung 35 wird als Eingabe zum Algorithmuswählersteuerkasten 90 benutzt.

Wenn das Sperrtorendregister 93 abwärtszählt, erreichen schließlich alle Stufen dieses Registers mit Ausnahme des wertniedersten Bit die 0. Wenn dieser Zustand eintritt, wird das UND-Glied 101 betätigt und damit die Sperrtorverriegelung 79 zurückgestellt. Wenn der Inhalt des Registers 93 für das Sperrtorende 0 erreicht, wird das UND-Glied 102 betätigt, um die Abwärtszählverriegelung 94 zurückzustellen in Erwartung des Anfanges des nächsten Sperrtores. Dadurch wird das Sperrtorendregister leer gelassen und auch das Signal (s) erzeugt.

Mit der Ausgabe (s) vom UND-Glied 102 wird die Abwärtszählverriegelung 75 auf 1 geschaltet. Durch das UND-Glied 76 wird dann der Inhalt des Suchtorendregisters 42 (oder Sperrtoranfangsregisters) bei jedem Taktimpuls heruntergezählt, weil beim fünften Impuls SP_ die Daten beginnen und das Sperrtor kurz nach Beginn der Daten angefangen oder das Suchtor beendet werden muß.

Das Sperrtoranfangsregister (oder das Suchtorendregister) 42 zählt abwärts und erreicht schließlich den Zustand, in dem alle Bitpositionen mit Ausnahme der wertniedersten 0 sind. An diesem Punkt wird das UND-Glied 78 beim nächsten Taktimpuls CP betätigt

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zur Erzeugung einer Ausgabe, die die Suchtorverriegelung 79 ausschaltet und das Sperrtor für den Mittelimpuls startet oder das
Suchtor für die Zeichengrenze beendet. Dadurch wird das Sperrtorsignal angehoben, das an verschiedenen Punkten im Diagramm benutzt , wird. j

Wenn alle Bitpositionen im Register 42 0 sind, wird das UND-Glied \ 110 betätigt, um die Zähltorverriegelung 75 zurückzustellen und ! das Abwärtszählen des Registers 42 zu beenden.

Die Ausgabe des UND-Gliedes 102 wird an das UND-Glied 103 ange- ί

legt, welches voll betätigt wird, wenn 2ⁿ-Schiebeimpulse aufge- i

treten sind durch den Inhalt des SchiebeimpulsZählers 84 über das |

ODER-Glied 104, um einen Verzögerungs-Univibrator 105 einzuschal- '

ten. Die Ausgabe der Verzögerungseinheit 105 wird in der Einheit ^:

106 zu einem Rückstellsignal @ differenziert. Das ODER-Glied ι 104 hat drei andere Eingänge, die es zur Erzeugung (g) treiben.

Dieses sind der feste Verzögerungstorimpuls (FDG) von der Diffe- ι

rentiatoreinheit 25, die Ausgabe vom UND-Glied 107 und eine Feh- | leranzeige bei Auftreten eines Fehlers. Das UND-Glied 107 wird
durch den binären Inhalt des Zählers 84 und den Impuls SP betätigt .

Wenn der Schiebeimpulszähler 84 genug Schiebeimpulse für einen
kompletten 2ⁿ-Code gezählt hat, wobei η willkürlich ist, und
kein Sperrtor vorliegt, erzeugt der nächste abgefühlte Impuls
SP₀ ein Rückstellsignal R über das UND-Glied 107. Dieses Signal
wird über das ODER-Glied 104 angelegt und betätigt den Univibrator 105, dessen Ausgabe im Differentialtor 106 zu einem Rückstellsignal (R) differentiert wird, mit dem alle Elemente im System zurückgestellt werden, wo das Zeichen R steht. Das Rückstellsignal wird auch dazu benutzt, den Inhalt des Datenschieberegisters 83 über die UND-Glieder I08 an das Enddatenregister
109 zu leiten.

Verschiedene andere Steuerfunktionen treten wie folgt auf.

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Beim ersten verzögerten Impuls SP. und bei einer in die sechste Position des Registers 16 geschobenen 1 wird das UND-Glied 113 betätigt, um über das ODER-Glied 63 den Ablaufzeitzähler 64 auf 1 zu schalten und das Zählen der abgelaufenen Zeit im Zähler 66 zu beginnen. Die UND-Glieder 114 und 115 werden außerdem betätigt, um die O-Daten oder 1-Daten von der Datenverriegelung 116 weiterzuleiten und den ersten Anzeiger 68 auf 1 oder 0 zu setzen über die ODER-Glieder 67 bzw. 97- Das UND-Glied 117 wird be-Itätigt, um über das ODER-Glied 27 die T_n~Zählverriegelung 19 I zurückzustellen und so die Zählimpulse zu stoppen, um T im Zähler 20 zu messen. Wenn ein Signal © vom Ungerade-Gerade-Anzeiger _:70 vorliegt und einen ungeraden Zustand anzeigt, wird zu dieser !Zeit außerdem das UND-Glied 118 betätigt und der Inhalt des K-Polaritätsriegels oder Anzeigers 119 in den Kurzzeit-K -Polaritätsanzeiger 120 über die UND-Glieder 121 bzw. 122 übertragen, um die Umkehrung der K -Polarität zur Berücksichtigung einer ,ungeraden 0 hinter der letzten abgefühlten 1 zu erleichtern, wie es im einzelnen in der oben erwähnten Patentanmeldung mit der jSeriennummer 522 210 beschrieben ist. Bei jedem Auftreten eines !Impulses SP^ (nach dem Auftreten des fünften abgefühlten Impul-'ses SP₀, was bedeutet, daß Daten in der Verriegelung 166 stehen) oder des dritten abgefühlten Impulses SP_Q, wenn nur ein Vorlaufzeichen verwendet wird, werden außerdem die UND-Glieder 123 und 124 betätigt, um den 1- oder O-Inhalt der Datenverriegelung 116 in die Eingangszelle des Datenregisters 83 zu leiten.

!Es ist zu beachten, daß alle SP₀~Signale, die den Doppelfrequenzsignalübergängen im Datenstrom entsprechen, durch eine Sperrtorfunktion IG blockiert werden, die über den Inverter 7 an die Inverter 5 und 6 angelegt wird, die als UND-Glieder arbeiten. Dadurch soll das Laden von Einsen oder Nullen verhindert werden, die sonst gelesen würden, wenn die Doppfelfrequenzimpulse an den Decodierer 61 weitergeleitet würden, der gemäß obiger !Beschreibung nur die Zeichengrenzimpulse interpretiert.

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Wie bereits oben besprochen wurde, wird das Signal IG durch den Inverter 188 und der Steuerung des Sperrtoranfangsregisters 42 und des Sperrtorendregisters 93 erzeugt, die ihrerseits wiederum durch die Sperrtorlängenvorhersagealgorithmen der Tabellen IA₅ IB oder 1-5 der gleichzeitig laufenden Patentanmeldung gesteuert werden und nach den Bedingungen der Tabellen 1-5 entsprechend der Beschreibung im Zusammenhang mit der gleichzeitig laufenden Patentanmeldung, Serien Nummer 522 210, ausgewählt werden, wo diese Algorithmen für die Umkehrfunktion als 2F-Suchtorvorhersagen benutzt werden.

Beim zweiten verzögerten Impuls SPp und einer 1 in der sechsten Zelle des Registers 16 wird das UND-Glied 112 betätigt. Damit wird über das ODER-Glied 31 und die UND-Glieder 32 die übertragung der Zahl im T -Register 20 in das T _^ Register. 33, 43, 45, 46 und 47 gesteuert. Zu dieser Zeit werden außerdem die UND-Glieder 125 und 126 betätigt, um den Inhalt aus Einsen oder Nullen der Verriegelung 116 in den Ungerade-Geradeanzeiger 70 durch das ODER-Glied 69 zu leiten und den Anzeiger 70 auf gerade zu zwingen, wenn eine 1 vorliegt oder ihn an den entgegengesetzten Zustand zu setzen, wenn eine 0 vorliegt. Bei Vorhandensein eines Signales V vom Ungerade-Gerade-Anzeiger 70 wird das UND-Glied 127 betätigt zur übertragung des Inhaltes des Kurz- :zeit-K -Anzeigers 120 durch die UND-Glieder 128 und 129 zurück in die K -Polaritätsverriegelung 119 in invertierter Reihenfolge, um über das ODER-Glied 130 und 13I die in der Verriegelung 119 angezeigte Polarität zu wechseln. Die ursprüngliche Polarität von K wird zur Zeit CP nach Abschluß des Vergleiches im Vergleicher 132 eingegeben, dessen Ausgabe durch die UND-Glieder 133 und 134 durch die ODER-Glieder 130 und 131 geleitet wird.

Auch wird bei jedem Impuls SPp während der Zeit, in der eine Eins in der fünften Zelle des Registers 16 steht und der erste und zweite Anzeiger 68 bzw. 35 beide auf 1 stehen, das UND-

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Glied 135, ein Vorlaufbit-Zustandsanzeiger, betätigt. Dieses UND-Glied liefert eine Ausgabe, mit der festgestellt wird, ob K zu berechnen ist, da zwei Einsen notwendig sind, um einen Wert von K zu errechnen. Diese Wahl erfolgt, wie anschließend beschrieben. Die Ausgabe des UND-Gliedes 135 wird an die UND-Glieder 136 und 137 angelegt, die durch die Ausgabe einer schaltbar gesteuerten Verriegelung 138 gesteuert werden, deren Zustand durch die Stellung des Wahlsehalters 139 bestimmt wird. Der Schalter 139 bestimmt, ob ein Streukoeffizeint K berechnet werden muß. Wenn eine magnetische Aufzeichnung interpretiert wird, ist die K -Berechnung nicht immer notwendig. Wenn eine K -Berechnung nicht gewählt wird, schaltet das UND-Glied 136 die UND-Glieder l40 und 141 ab. Das UND-Glied 14O gibt im eingeschalteteen Zustand den Berechnungsbefehl für K an die K-Einheit 44, an den Vergleicher 132 und an die Recheneinheit 142 zur Zeit des Impulses SP_Q. Das UND-Glied l40 wird durch SP₀, die Ausgabe des UND-Gliedes I36 und die Ja-Ausgäbe der Verriegelung 143 eingeschaltet, die durch den Wählschalter 144 eingeschaltet wird, der die Wahl gestattet, ob K„ zu berechnen ist oder nicht. Das UND-Glied 141 stellt über das ODER-Glied 145 das T_n_₂-Register 52 und das T_n-1-Register 43 sowie die

zwei T.-Register 58 zurück, wenn K nicht berechnet werden soll. ά ρ

Mit dieser Ausgabe wird die Polarität der K -Verriegelung 115 über das ODER-Glied I30 positiv erzwungen, so daß ein Algorithmus gewählt werden kann, auch wenn kein Wert für K berechnet wird. Die Ausgabe des UND-Gliedes l4l wird außerdem über das ODER-Glied 146 zum Rückstellen des K
Algorithmusrecheneinheit 48 benutzt.

ODER-Glied 146 zum Rückstellen des K -Registers 147 in der

Wenn eine Ausgabe Z von der Datenverriegelung 148 vorliegt, wird beim Impuls SP₂ auch das UND-Glied 149 betätigt, um über das ODER-Glied 145 das T_n_₂~Register 52, das T_n_^Register 43, und die zwei T.-Register 58 zurückzustellen, sobald beide Anzeiger 68 und 35 auf 1 stehen, weil die Register gelöscht werden müssen, bevor neue Meßwerte zur eventuell notwendigen Be-

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- ⁿ - 2558H3

rechnung eines K -Wertes zur Zeit SP, empfangen werden können.

Das UND-Glied 150 wird durch die Einerausgabe von den Anzeigern oder Riegeln 68 und 35 betätigt, um über den Inverter 151 eine Eingabe zum UND-Glied 152 zu geben, sobald zwei Einsen nicht vorhanden sind und der K -Wert nicht errechnet wird, so daß der Algorithrauswählerregier 90 über das ODER-Glied 153 zur Impulszeit SP, eine Eingabe empfängt gleichzeitig mit dem Datenleitsignal von der Verriegelung 148, damit eine Wahl eines Algorithmus während der Datenbits möglich wird, wenn keine K -Berechnung erfolgt.

Am Ende der K -Berechnung in der Einheit 142 wird das Rechnungsergebnis auf η Leitungen durch das UND-Glied 154 an das K -Register 147 ausgegeben. Das Signal "Berechnung beendet" von der Einheit 142 wird an das UND-Glied 154 angelegt, um dieses zu betätigen, und auch an einer Verriegelung 155» um sie einzuschalten. Das Signal wird außerdem an eine Verzögerungseinheit 156 angelegt, deren Ausgabe zusammen mit dem "Ein"-Ausgang der Verriegelung an ein UND-Glied 157 angelegt wird und so ein Eingang zur Algorithmuswählersteuerung 90 gebildet wird. Damit wird dem Wähler mitgeteilt, daß er einen Algorithmus zur Vorhersage der richtigen Endzeit eines Sperrtores wählen soll, sobald K berechnet wurde.

Beim Auftreten des dritten verzögerten Impulses SP^, wird, wenn gleichzeitig eine Eins in der sechsten Zelle des Registers 16 steht, das UND-Glied 158 betätigt und liefert einen Eingang durch die ODER-Glieder 77 bzw. 49 zum Rückstellen der Zähler 20 und

Nach dem vierten verzögerten Impuls SP₁, und einer Eins in der sechsten Zelle des Registers 16 wird das UND-Glied 159 betätigt zur Lieferung einer Eingabe durch das ODER-Glied 18 an die Zahltorverrigelung 19, um das Zählen im Zähler 20 zu starten.

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2558U3

Wenn das erste Sperrtorsignal 16 vom Inverter 188 anliegt und eine Eins in der fünften Zelle des Registers 16 steht und ein Taktimpuls auftritt, schaltet das UND-Glied 160 die Datentorverriegelung 148 über eine Verzögerungseinheit löl ein.

Bei einem negativen Ergebnis vom Ablaufζeitkompensator₅ Subtraktionseinheit 91, ist der abgegebene Impuls ein Fehlersignal, weil !die Berechnung über die Zeit zur Beendigung des Sperrtores hinaus-j

!gelaufen ist. Dieses etwas in der Einheit 162 zur Stabilisierung !des Systems verzögerte Fehlersignal wird als Systemrückstellsignal ! (g) an zahlreichen Punkten im System darstellungsgemäß angelegt.

Nachdem das Register 16 eine Eins in der sechsten Zelle hat, pasjsiert folgendes. Das Abzählen des Sperrtoranfangsregisters 42 be-I ginnt, wenn das UND-Glied 102 lauter .Nullen im Sperrtorendregister 93 erkennt, über das UND-Glied 112 und das ODER-Glied 31 iwrd 'die Zahl T -Register 20 außerdem übertragen über die UND-Glieder

32 in die T .-Register, und zwar aus folgenden Gründen.

;Zuerst handelt es sich hier um den ersten Zeichenübergang nach \ dem Ende des zweiten Yorlaufbits. An diesem und an jedem Daten-J zeichenende müssen die Zähltore geöffnet werden, um das Zählen von CP für den Datenempfang zu beginnen, und das erfolgt an jedem größerem Zeichenübergang danach. Die Zwischenübergänge, wenn sol-I ehe vorhanden sind, werden durch das Sperrtor gesperrt, wenn es eingeschaltet ist und die Hauptübergänge werden durch das negierte Sperrtorsignal am Inverter 7 durchgelassen.

Unter Bezug auf das Zeitdiagramm in Fig. 4 und das logische Ab- ; laufdiagramm in Fig. 5 ist jetzt zu ersehen, daß die Arbeitsweise des in Fig. 6 gezeigten Ausführungsbeispieles dem folgenden allgemeinen Muster folgt: Wenn das System den Anfang von Impulsen abfühlt, werden die Impulse gezählt, bis genügend Impulse gesammelt wurden, um festzustellen, daß das erste Vorlaufbit abgefühlt wur-I de. Die Zeit für die ersten drei abzufühlenden Impulse wird eben-

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" ^7β - 2558Η3

falls als eine Anzahl von Taktimpulsen gemessen und zur späteren Verwendung als T _o in der K -Algorithmuseinheit gespeichert.

n— c. ρ

Die nächsten beiden Taktimpulse werden ebenfalls abgewartet und der erste Zeitabschnitt im zweiten Vorlaufbit, T., wird als Zahl der Taktimpulse gemessen. Auch diese Zahl ist für die Berechnung von K zu speichern. Wenn der fünfte Impuls abgefühlt wird, wurde das Ende der beiden Vorlaufbits erreicht und der Datenanfang liegt vor. Dann werden entsprechende Schritte unternommen, um das Datenleittor zu schalten und die Zeiteinteilung in den verschiedenen Meßregistern und die Berechnung einer vorhergesagten Sperrtorendzeit, basierend auf den beiden gelesenen Vorlaufbits, zu starten. Da auch das zweite Vorlaufbit gemessen wurde, wird seine Zeit, definiert als T_n-1 und die vorhergehende Zeit T_n-1, definiert als T _₂, in der K -Algorithmuseinheit, benutzt, so daß

K errechnet werden kann. Wenn K berechnet ist und ein entsprep P

chender Algorithmus, basierend auf der Bedingung, daß T _₁ eine 1 ist, T₂ eine 1, die Polarität von K berechnet und das Ungerade-Gerade-Flipflop auf den Geradezustand gesetzt ist, gewählt wurde, dann wird der Algorithmus in der Algorithmuseinheit laufen gelassen mit dem berechneten K und den beiden gemessenen Perioden T₁ und T „. Dadurch wird bestimmt, wann das Sperrtor theoretisch nach dem Auftreten des fünften Impulses SP_Q enden sollte. Da die Zeit für diese verschiedenen Berechnungen gleichzeitig mit dem Sperrtor weiterläuft, wird auch eine Zeitablaufzahl für die Dauer des Sperrtores gehalten, bis die Berechnung beendet ist. Die zur Berechnung gebrauchte Zeit wird dann von der vorhergesaten Sperrtorendzeit abgezogen und ergibt die korrigierte Sperrtorendzeit. Wenn diese Zeit abgelaufen ist, hört das Sperrtor auf. Wenn während der Einsehaltzeit des Sperrtores ein Impuls abgefühlt wird, wird er in diesem System gesperrt und die verschiedenen Riegel werden nicht beeinflußt. Das System mißt die Zeitabschnitte dann weiter. Allgemein ist die Betriebsart folgende: Zu Beginn eines jeden Datenbit wird eine Ablaufzeitzahl begonnen, ein Sperrtor betätigt und Berechnungen ange-

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stelltj um die ideale Länge für das Sperrtor vorherzusagen. Wenn das Ergebnis berechnet ist, wird es durch Subtraktion mit der abgelaufenen Zeit verglichen. Ein positives Ergebnis, das die noch verbleibende Zeit bis zum Ende des Sperrtores anzeigt, wird in einem Zähler gespeichert, der dann heruntergezählt wird. Bei der Zahl 0 oder in der Nähe von 0 endet das Sperrtor. Wenn ein Impuls aufgetreten ist, was immer der Fall sein sollte, während der Zeit, in der das Sperrtor nicht eingeschaltet war, wird eine 1 oder 0 in dem Datenschieberegister nach der Polaritätsvergleichs« decodieroperation gespeichert und die Operation läuft gemäß der nachfolgenden genaueren Beschreibung weiter.

Wie aus Fig. 6 hervorgeht, ist das Gerät so ausgelegt, daß es zwei Zexchenübergangsperioden festhält. Der festgehaltene Bericht ist eine Aufzeichnung des Vorzeichens von K und der Zustände von T _λ und T _₂, ob sie 0 oder 1 sind, und der Längen der Perioden T _. und T _p. Die Algorithmen der Tabellen 1 bis 5 und IA und IB zeigen diese Bedingungen (ausgenommen die Längen von T * und T_n-2) als die Auswahlfaktoren zum Wählen des für eine gegebene Sperrtorvorhersage anzuwendenden Algorithmus. Der Streufaktor K hat verschiedene Einflüsse, wenn er positiv oder negativ ist und auch unterschiedliche Auswirkungen abhängig davon, ob er auf eine 0 oder eine 1 angewendet wird. Die Art der Einflüsse und die Reihenfolge, in der diese auftreten, wurde vollständig in der gleichzeitig laufenden Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210 beschrieben.

Systemmessungen und Berechnungen werden dazu verwendet, die Phase einer binären 1 zusammen mit dem Grad der möglicherweise auftretenden Druckstreuung zu bestimmen. Wie bereits vollständig in der oben erwähnten Patentanmeldung beschrieben wird, wird der Grad der Druckstreuung bestimmt durch den Wert des Streukoeffizienten K. Wie bereits bekannt ist, kann K eine Größe im Bereich OKI haben. Die Polarität des Streukoeffizienten

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K ist abgeleitet von den Zeitmessungen an den verschiedenen Breiten der Signalübergangsperiode gemäß obiger Beschreibung und resultiert in der Errechnung entweder einer positiven oder einer
negativen Streuung gemäß obiger Beschreibung. Die Auswirkung der
Druckstreuung ist eine Verzerrung der gemessenen Breite eines 0-Zeichens im Typ P2F, während die Breite binärer Einsen bei diesem Codierschema konstant bleibt ungeachtet der Phasen der Einsen.

In dieser Erfindung wird die Verzerrungsfreiheit des codierten
Einerzeichens im F2F~Code benutzt, wobei nur die Streuung betrachtet wird.

Die Breitenschwankung der Nullzeichen im F2F-Codeformat bei gegebener positiver oder negativer Druckstreuung fordert eine Verfolgung des UmstandeSj ob das der letzten 1 folgende Nullzeichen
in der Reihe von Nullen hinter der 1 ungerade oder gerade ist.
Außerdem muß verfolgt werden, ob die letzte angezogene 1 eine
1 der Phase A oder der Phase B ist. Bei einem gegebenen positiven K -Wert ist beispielsweise die gemessene Breite ungerader Nullen ι hinter einer 1 der Phase A größer als bei der nichtgestreuten 0. \ Umgekehrt werden die geraden Nullen hinter der letzten angezogenen! 1 schmaler gemessen als die ideale oder nichtgestreute. Die ent- j gegengesetzte Situation tritt für dieselben Nullen hinter einer ; 1 auf, die eine Charakteristik der Phase B hat. Die Situation ist j in den Pign. 28A und 28B der oben erwähnten Patentanmeldung ge- ί zeigt und wird hier nicht wiederholt. ^!

Die in den Tabellen IA, IB und 1 bis 5 angegebenen Sperrtorvorher-i sagealgorithmen erster und zweiter Ordnung verwenden die Streu- |

konstante K in den Berechnungen. Größe und Polarität der Streu- I konstanten K wird immer bei einem Minimum gemessen und errechnet _; durch die Benutzung von ein oder zwei Vorlaufbits oder ein oder ! zwei Daten-Einsen, die am Anfang einer jeden im P2P-Code codierten Zeichenfolge vorgesehen sind oder die im Datenstrom auftreten. i

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-79- 2558 U3

Wie vorher bereits beschrieben wurde, sind die Vorlaufbits binäre Einsen und es müssen natürlich Einsen der Phase A sein, die einen Streifen im ersten Zeitabschnitt haben, so daß der Anfang j des Zeitabschnittes richtig erkannt wird.

Aus dem in Fig. 6 gezeigten System geht jetzt hervor, daß in meiner gleichzeitig laufenden Patentanmeldung das Flipflop 70 I für T _Λ ungerade-gerade verfolgt, ob die angezogene 1 eine 1

l n—i

j der Phase A oder eine 1 der Phase B ist. Auf diese Weise wurden jin einem vorgezogenen Ausführungsbeispiel in der gleichzeitig !laufenden erwähnten Patentanmeldung zwei Flipflops verwendet, ^;um das Verständnis der Systemoperation zu vereinfachen. Die Mes-[sung von T „ ist natürlich äquivalent der Messung von T _o für I n—J. n £-

den nächstfolgenden Zeitabschnitt, da die Messung T_n-1 im vorliegenden Zeitrahmen T _o im nächstfolgenden Zeitrahmen wird.

j Xi-cL

;Aus dieser Überlegung folgt, daß ein einziges Ungerade-GeradeiFlipflop zur Verfolgung des Ungerade-Gerade-Zustandes eines Nullbit von T₁ verwendet werden kann, und außerdem kann die Phasenbezeichnung des angezogenen Einerbit kontrolliert werden.

ι Die Tabellen 3, 4 und 5 in der oben erwähnten Patentanmeldung !führen Algorithmusbedingungen auf, die zur Steuerung der Wahl !des gegebenen Vorhersagealgorithmus in einem Ungerade-Gerade- ;Flipflop gebraucht werden, wie es hier in Fig. 6 gezeigt ist. Die Algorithmus-Auswahlbedingungen unterscheiden sich klar von denen, die für das System mit zwei Flipflops in den Tabellen 1-2 angegeben sind. Drei der vier Bedingungen sind in beiden Systemen ähnlich, d.h., die binären Zustände der Riegel T-, und T₂ ^und eine Spalte, die die Polarität des errechneten Streukoeffizienten K angibt. Der Zustand des Ungerade-Gerade-Anzeigers, der in Tajbelle 3 aufgeführt ist, ist jedoch genau die Umkehrung des in tabelle 2 aufgeführten Zustandes. Die Umkehrung ist offensiehtjlieh, da die Zeit T_n-2 immer neben einer Zeit T ^₁ liegt. Wenn JT_n-2 und T_n-1 beispielsweise beide 0 sind und T_n_₂ ist ungerade, !so folgt daraus, daß T_n-1 gerade ist und umgekehrt, wenn T_n-1 ge-

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- so - 2 5 5 B U 3

rade ist, muß T __? ungerade sein. Der zwischen den in Tabelle und Tabelle 3 angegebenen Bedingungen bestehende Unterschied liegt darin, daß der Ungerade-Gerade-Zustand von T^ eingesetzt wird für den Ungerade-Gerade-Zustand von T_n_₂ ^ⁿ Tabelle

In dem System, in dem die Algorithmuswahl durch die Bedingungen der Tabelle 3 bestimmt wird, dient das Gerade-Ungerade-Flipflop zwei Zwecken, nämlich einmal der Verfolgung des Umstandes, ob die 0 im Zeitabschnitt T _. ungerade oder gerade ist und wenn es sich nicht um eine 0 handelt, wird das Flipflop in den Gerade-Zustand gezwungen, da jede einer I₅ die vorhanden sein muß, folgende 0 natürlich ungerade ist. Wenn das Plipflop zweitens ungerade ist und im Intervall T_n abgefühlt wird, wird die K -Polaritätsverriegelung umgekehrt, wobei das Plipflop als Leitfunktion benutzt wird, so daß die richtige Umkehrung und das Vorzeichen die Differenz in der Phase A oder Phase B der 1 berücksichtigen.

In Pig. 6 wurde unter Verwendung des Anzeigers 70 ein echtes logisches Diagramm aufgebaut, wie es bei Verwendung nur eines Flipflop anstelle von zweien aufgebaut wurde.

Aus Fig. 5 ist ^zu ersehen, daß mehrere eingekreiste Zeichen einen normalerweise geöffneten Schalter zeigen und ein Zeichen S in einem Kreis ist an verschiedenen Punkten oder an verschiedenen Funktionskästen im Ablaufdiagramm der Fig. 5 eingetragen. Durch die S-Schalter soll die gezeigte spezifische Punktion kurzgeschlossen oder logisch abgeschaltet werden, oder es sollen gezeigte Punktionen angeschaltet werden, abhängig davon, ob die Schalter normalerweise geöffnet oder geschlossen dargestellt sind. Alle normalerweise geöffneten Schalter wurden geschlossen und alle normalerweise geschlossenen Schalter geöffnet, umßas Diagramm in Fig. 5 so zu modifizieren, daß es ein System zeigt, welches nur die Beschleunigung ohne jegliche Streuungkorrektur korrigiert. Solche Systeme müssen z.B. für Magnetstreifen- oder

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- si - 2 5 5 ?ΓΗ 3

Kartenleser benutzt werden oder für einen Kommunikationskanal, in dem keine Streuung vorliegt.

Fig. 32 der oben erwähnten Patentanmeldung zeigt den Algorithmus-Wähler, der für ein System benützt wurde, in dem Beschleunigung und Streuung korrigiert werden soll-en. Die Algorithmuswählerteile der Pign. 31 und 32 der erwähnten Patentanmeldung, die zwischen den Kästen mit den Beschriftungen A und C liegen., sind zwischen dieselben Kästen A und C in Fig. 5 zu deren Vervollständigung zu schieben, falls das in Fig. 5 beschriebene System für die Korrektur nur der Streuung oder der Streuung und der Beschleunigung verwendet werden soll. Außerdem kann in beiden Ablaufdiagrammen, in denen Streuung und Beschleunigung korrigiert werden, die verbesserte Formel für die Berechnung von K , die auch die Beschleunigung der K -Berechnung berücksichtigt, auf Wunsch verwendet werden, wie es in der erwähnten Patentanmeldung beschrieben ist.

Das Schemadiagramm einer Funktionslogikschaltung in Fig. 9 für die Polaritätsvergleicherdecodiereinheit 61 in Fig. 6 wird anschließend beschrieben. Die Eingänge zum Decodierer 6l sind die Datenleitsignale Z , das Referenzimpulsleitsignal vom Impulsgenerator 60 und die positiven und negativen Ausgänge P und N von den Invertern 8 und 9, die die hereinkommenden Signale vom Verstärker 3 verarbeiten. Ein Schiebeimpuls vom Schiebeimpulstreiber 82 wird ebenfalls darstellungsgemäß angelegt. Die verwendete Decodiertechnik arbeitet nach folgendem Prinzip.

Die Polarität des angezogenen Impulses wird vorrübergehend gespeichert und der erste Datenimpuls damit verglichen. Wenn der erste Datenimpuls eine mit der des angezogenen Impulses übereinstimmende Polarität hat, wird eine 1 decodiert. Wenn die Polarität des ersten Datenimpulses mit der des angezogenen Impulses nicht übereinstimmt, wird eine 0 decodiert. Danach wird die Polarität des Referenzimpulses nicht länger gespeichert und die

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Polarität des ersten Datenimpulses als Referenz für den zweiten Datenimpuls gespeichert usw. Da die 2F- oder Doppelfrequenzimpulse durch das Sperrtorsignal daran gehindert werden, zu den positiven und negativen Eingängen des Decodierers öl durchzulaufen, wird die Dateninformation an Zeichengrenzübergängen codiert, die dann als positive und negative Eingangssignale an den Decodierer öl weitergeleitet werden. Der Decodierer öl interpretiert die Polarität der Signale so, daß sie den ursprünglich durch Vorhandensein oder Fehlen des mittleren oder 2F-übergangsimpulses in einem F2F-Datenstrom im F2F-Code geschriebenen Daten entsprechen. Durch Codierung der Daten an den Zeichengrenzübergängen in Form der Signalpolaritatsumkehrungen wird die Charakteristik des F2F-Code ausgenutzt, die eine Messung und Korrektur der Streuung und/ oder Beschleunigung ermöglicht und damit wird jede zeitliche oder Streckenabhängigkeit der Decodiertechnik eliminiert. Die Benutzung der Algorithmen zur Vorhersage des richtigen Endes der Datensperrzeit, um den mittleren der 2F-übergangssignalimpulse auszuschalten, wird ermöglicht durch Anwendung des F2F-Codeformates entsprechend der Beschreibung in der oben erwähnten Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210. Durch Codierung bzw. Decodierung mittels Polaritätsvergleich können die Daten direkt in Form der Polaritätsumkehrung im Signalstrom codiert werden, der weder zeitlich, noch von der Geschwindigkeit des Abtasters, noch von der Druckstreuung abhängig ist. Obwohl der resultierende codierte F2F-Datenstrom verzerrt werden kann, wie es aus der Natur des F2F-Code hervorgeht, kann er nach den Ausführungen in der oben erwähnten Patentanmeldung korrigiert werden wegen der eindeutigen Charakteristik, die in der Benutzung binärer Einsen als Anfangsmeßzeichen liegt, von denen Streuungs- und Beschleunigungskorrekturfaktoren nach den obigen Ausführungen abgeleitet werden können.

Die in Fig. 9 gezeigte Schaltung decodiert die hereinkommenden Polaritätssignale durch Vergleich miteinander wie folgt. Wenn das angezogene Impulstor öO eingeschaltet ist, wird das Signal '

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-83- 2553U3

ian die UND-Glieder 164 und I65 so angelegt, daß das Auftreten entweder eines positiven Impulsausganges vom Verstärker 3 oder eines negativen Impulsausganges das entsprechende UND-Glied 164 joder 165 betätigt. Die Ausgaben der UND-Glieder 164 und I65 werden über die ODER-Glieder I66 und I67 zum Einschalten eines Kurzzeitspeichers oder Riegels I68 zur selben Zeit angelegt, wie der hereinkommende positive oder negative Impuls an die UND-Glieder I69 oder 170 angelegt werden, die betätigt werden, wenn das Datenleitsignal eingeschaltet ist. Dieses lädt das Kurzzeitregister oder den Riegel 17I mit der Polarität des ersten empfangenen Datensignales nach Empfang des Referenzimpulses, der als Impuls definiert ist, der während der Zeit zugelassen wird, in jder das Referenzimpulsleitsignal eingeschaltet ist.

,In den Kurzzeitspeicher I68 wird die Polarität des Referenzimjpulses gesetzt, wie oben angegeben. Sein Ausgang entweder auf der Leitung P oder N wird wie dargestellt dann mit dem er jsten hereinkommenden Datenimpuls in den UND-Gliedern 172 bis !Verglichen. Wenn der erste Datenimpuls positiv ist, wird er an !die UND-Glieder 172 und 175 angelegt, die beide einen Eingang 'vom Datenleitsignal empfangen. Jedoch nur das UND-Glied 172 wird ivoll geschaltet, da es seinen dritten Eingang vom positiven Ausigang des Kurzzeitspeichers 168 empfängt. Dadurch wird über das ,ODER-Glied 176 angezeigt, daß eine 1 decodiert wurde. Wenn aber ;der Referenzimpuls negativ war und der erste Datenimpuls ebenfalls, wird das UND-Glied 173 voll eingeschaltet und erzeugt eine ähnliche Einerausgabe. Wenn der Referenzimpuls nicht dieselbe Polarität hat wie der erste Datenimpuls, werden entweder das UND-Glied ΠH oder das UND-Glied 175 durchgeschaltet und die Null-Ausgangsleitung wird durch das ODER-Glied 177 mit einem Signal beaufschlagt.

Nachdem in den UND-Gliedern 172 bis 175 der erste hereinkommende Datenimpuls mit dem Referenzimpuls verglichen wurde, wird an 'die UND-Glieder I78 und 179 ein Schiebeimpuls angelegt, um die

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Ausgabe vom Kurzzeitspeicher 171 in- den Speicher 168 zu laden. Der Inhalt des Kurzzeitspeichers 171 ist bekanntlich die Polarität des ersten Datenimpulses. Diese Polarität wird jetzt in den Kurzzeitspeicher 168 geladen und dient als Referenzimpuls für den zweiten Datenimpuls, wenn dieser ankommt. Der zweite Datenimpuls wird in den Kurzzeitspeicher 171 geladen und wird nach dem nächsten Schiebeimpuls zum Referenzimpuls für den dritten Datenimpuls usw.

Durch Codierung und Decodierung der F2F-Daten mit Hilfe der Polarität sumkehrungen an den Zeichengrenzen wurde die erwünschte Charakteristik des F2F-Code, die Korrekturen und Einstellungen für Beschleunigung und Druckstreuung ermöglicht, beibehalten und dazu verwendet, den mittleren übergang oder den Doppelfrequenzimpuls auszusperren, der zu Decodierzwecken mit einer Referenz in der Polarität verglichen werden kann. Dieses Schema ist der normalen F2F-Codierung und Decodierung überlegen, wo das Fehlen oder das Vorhandensein eines Signales während eines jeden Suchchtores als wertdarstellender Datenvorgang betrachtet wird. Im vorliegenden System ist die Taktierung einfacher einzuhalten, weil ein Datenimpuls an jedem Zeichen empfangen werden muß und sonst liegt ein Fehler vor.

Es wurde ein wirklich universelles F2F-Code-Leseverfahren und ein Gerät beschrieben, das sowohl optische als auch magnetische Codesysteme mit Druckstreuung und Beschleunigung oder auch eines von beiden behandeln kann. Zur Verwendung der vorliegenden Erfindung braucht kein ganz neues System konstruiert zu werden. In gegebenen Systemen beispielsweise, in denen bereits ein Fühler und ein Verstärker usw. zur Erzeugung der F2F-Signalübergänge bei der Abtastung eines Aufzeichnungsträgers eingebaut sind oder beim Empfang von F2F-Daten von einem Kommunikationsmedium braucht man nur die Schaltung des entsprechenden Schaltdiagrammes von der vorliegenden Erfindung zu bauen und es an den Ausgang des AbfrageVerstärkers anzuschließen und die Ausgabe der so erzeugten Schaltung ist dann die Codeausgabe für ein Benutzersystem. Das

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heißt, daß die vorliegende Erfindung als F2F-Code-Lese- und -interpretationssystem ein selbständiges integriertes Gerät ist und bei voller Wirkung einfach in vorhandene Systeme eingesteckt werden kann.

Es folgt eine Beschreibung eines Ablaufschemadiagramms, das ein Ausführungsbeispiel dieses Systems nach dem in Zeile E der Fig. 10 gezeigten Verfahren definiert. Nach der Beschreibung des Ablaufschemas wird ein Logikdiagramm eines vorgezogenen Ausführungsbeispieles der Erfindung gezeigt und beschrieben, das zur Ausführung des Verfahrens gebaut wurde. Modifikationen am Logikdiagramm und Ablaufdiagramm zur Anpassung an die in Zeile D gezeigten Systeme werden ebenfalls gegebenen sowie eine Beschreibung eines Ablaufdiagrammes, welches die Arbeitsweise eines solchen Systems zeigt.

Fig. 15 zeigt ein schematisches Ablaufdiagramm eines Systems, das die Zeichengrenzübergänge sucht und die Polaritätsdecodieroperationen daran ausführt. Die Operationen zum Lesen der ersten zwei Vorlaufbits sind dieselben, wie sie bereits oben beschrieben wurden und werden daher hier nicht wiederholt. Die Operationsbeschreibung mit dem durch ein X in einem Kasten bezeichneten Punkt, nach dem der Abfühlimpulszähler erhöht und die Polaritätsvergleichs-Decodiereinheit betätigt wird. Diese beiden Funktionen werden nach dem Empfang des fünften Abfühlimpulses am Ende des zweiten Vorlaufzeichens beendet. Als nächstes wird das T Register am Zählen gehindert und die Frage gestellt, ob die Impulszahl 6 oder größer ist. Wenn die Antwort ja lautet, was frühestens am Ende des ersten Datenbits der Fall ist, wird weiter gefragt, ob der Impuls als eine 1 ermittelt wurde. Wenn die Antwort auf diese Frage nein lautet, wird der T .-Anzeiger oder Riegel auf 0 gesetzt, und die 0 in das Datenregister eingegeben und der Ungerade-Gerade-Anzeiger in das Gegenteil seiner jeweiligen Stellung geschaltet. Die Operation wird fortgesetzt durch Starten und Ablaufzeitzahl und Initiierung der Taktierung, die ab-

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laufen muß vor dem Anfang des nächsten Suchtores für eine Zeichengrenze .

Wenn der mit einer Impulszahl von 6 oder mehr abgefühlte Impuls als eine 1 ermittelt wurde, wird die weitere Frage gestellt, ob das Ungerade-Gerade-Flipflop auf ungerade steht. Lautet die Antwort ja, dann wird das Vorzeichen der K -Polarität umgekehrt, wenn die Antwort jedoch nein lautet, läuft das System weiter bis zu dem Punkt, den es nach der oben erwähnten Polaritätsumkehrung im Bedarfsfall erreicht und setzt den T -Riegel auf 1, gibt eine 1 in das Datenregister ein und zwingt das Flipflop ^_n-1 in den geraden Zustand. Die Tabelle läuft dann weiter zu demselben Punkt, an dem der Ablaufzeitzähler gestartet wird, und die Zeit zum ersten Suchtor angefangen wird.

Die Länge des Zeichens, die im T -Register gespeicherte Zahl, wird in das Register T _^ und in das Register T₂ gruppiert, die im K -Algorithmus-Rechenblock liegen. Die Register T. und

P ^A

T werden auf 0 zurückgestellt und das Zählen am nächsten Taktimpuls nur in das T -Register begonnen. An diesem Punkt wird die Frage gestellt, ob beide Anzeiger, die Riegel T . und T _o,

n~ χ n— c.

auf 1 geschaltet sind. Wenn die Antwort nein lautet, läuft das System weiter zu dem mit dem Buchstaben A bezeichneten Kasten, wo es in einer Algorithmusauswahleinheit eintrifft, die den bereits beschriebenen identisch ist.

Wenn die Antwort auf die obige Frage ja lautet, wird weiter gefragt, ob es sich um Vorlaufbits handelt. Wenn die Antwort ja ^; lautet und eine magnetische Aufzeichnung gelesen wird, wird wei- · ter gefragt, ob K berechnet werden soll. Wenn'die Anwort nein Iau4 tet, wird die K -Verriegelung auf 1 geschaltet und damit angezeigt, daß K positiv ist und ein Wert von K=O wird in die , Register für K gespeichert; die Register T _., T _ und T. werden in der K -Recheneinheit auf 0 zurückgestellt und das Sy- I stem läuft weiter zum Kasten "A", wo ein Algorithmus gewählt ' wird.

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Wenn es sich nicht um eine magnetische Aufzeichnung handelt oder wenn K berechnet werden soll und es sich um eine magnetische Aufzeichnung handelt, untersucht das System das K -Algorithmusregister und errechnet K nach dem gezeigten Algorithmus. Wenn diese Berechnung fertig ist, wird die Frage gestellt, ob K positiv ist. Ist das der Fall, wird eine Verriegelung auf 1 geschaltet, wenn nicht, wird sie auf 0 geschaltet und der K -Wert in die entsprechenden Register gespeichert. Das System arbeitet

weiter und stellt die Register T_n-1* ^T _n-2 ^{und T}A ^{in der K} _p"^Ein" heit zurück und geht weiter zur Auswahl eines Algorithmus.

Wenn ein Algorithmus gewählt wurde, kehrt das System zum Ablauf- \diagramm am Kasten C zurück und fragt, ob die Zeit vom Ende des ,letzten Vorlaufbits bis zum Anfang oder der Vorderflanke des ersten Zeichengrenzsuchtores als Ergebnis des gewählten Algorithmus bereits errechnet wurde und wartet auf eine positive Antwort. ;Wenn diese empfangen wurde, wird die richtige Dauer des Suchtores für die erste Zeichengrenze als ein Deltawert in das Suchtorendregister geladen und der Zähler für die abgelaufene Zeit wird !gestoppt. Die errechnete Idealzeit für den Anfang des Suchtores 'zusammen mit der Zahl für die abgelaufene Zeit werden in einem !Ablaufzeitvergleicher übertragen, wo der Dateninhalt des Zählers ;für die abgelaufene Zeit subtrahiert wird von der vorhergesagten !Zeit bis zum Anfang des ersten Suchtores. Wenn die Differenz positiv ist, ist kein Fehler aufgetreten und das System läuft weiter; wenn die Differenz jedoch negativ ist, wird dadurch eine Fehlerbedingung angezeigt und alle Register und Verriegelungen werden auf 0 zurückgestellt und das System kehrt zum Anfang zurück.

!Nimmt man an, daß die Differenz positiv ist, so speichert das !System diese positive Differenz im Suchtoranfangsregister und izählt das Register weiter herunter. Der Dateninhalt des Registers T_n-1 wird in das Register T_n_₂ übertragen und das Register

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T _Λ auf O zurückgestellt. Die Stellung der Verriegelung T _Λ wird in die Verriegelung T _₂ übertragen und die Verriegelung T _. auf O zurückgestellt und der Ablaufzeitzähler für T_n-1 wird auf O gesetzt. Wenn das Suchtoranfangsregister den Wert 0 oder annähernd 0 erreicht, wird die Suchtortreiberverriegelung angehoben und die Polaritätsvergleichereinheit betätigt. Wenn alle Suchtoranfangsregisterpositionen auf 0 stehen₃ wird das Abwärtszählen dieses Registers beendet und es wird begonnen, das Dauerregister, die Suchtorendzahl oder den Deltawert von der Algorithmuseinheit abwärts zu zählen. Wenn alle Stufen im Suchtorjendregister auf 0 oder annähernd 0 heruntergezählt sind, wird das Suchtor beendet und die Suchtortreiberverriegelung 0 geschaltet. Wenn alle Stufen des Suchtorendregisters 0 sind, wird das Abwärtszählen beendet und ein Schiebeimpulsinitiiert, um die Ausgabe von der Polaritätsvergleicherdecodiereinheit an das Datenschieberegister zu legen und ein Schiebeimpulszähler wird um 1 erhöht.

Es wird die die Frage gestellt, ob ein Abfühlimpuls gleichzeitig mit dem Suchtor gefunden wurde. Wenn kein Impuls gefunden wurde, wird ein Fehiersignal erzeugt. Wenn der Impuls gefunden wurde, wird die Frage gestellt, ob das feste Verzögerungstor beendet ist. Wenn das der Fall ist, wird ein Fehlersignal erzeugt, wenn es aber noch nicht geendet hat, wird die Frage gestellt, ob N iSchiebeimpulse ausgeführt wurden und wenn nicht, existiert das !System am Block X und kehrt im Ablaufdiagramm an den Punkt zu- !rück, der mit Block X markiert ist, um den Betrieb fortzusetzen. !Wenn N Schiebeimpulse ausgeführt wurden, werden die Daten an das Datenschieberegister übertragen, das System wird zurückgestellt !und kehrt zum ersten Anfangspunkt zurück.

•Die Logik zur Ausführung der oben erwähnten Funktionen für eine ■Zeichengrenzübergangssuchtortechnik mit Polaritätsvergleichsdecodierer wurde in Fig. 6 ausgeführt. Dort sind die Wahlschalter 178 und 179 gezeigt. Die Wahlschalter werden zusammen betätigt,

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so daß 178 in die Suchposition IP und der Schalter 179 aus der Suchposition 2F geschaltet wird, so daß ein Referenzimpuls und die Einschaltsignale an die Polaritätsvergleicherdecodiereinheit öl wie dargestellt angelegt werden können.

Wenn das Suchtoranfangsregister 93 lauter Nullen erreicht mit Ausnahme des wertniedersten Bit, wird das UND-Glied 101 betätigt, wie es oben für die MittenübergangsSperrtechnik beschrieben wurde. Dadurch wird eine Ausgabe erzeugt, die an das UND-Glied I80 angelegt wird, welches durch das Signal Qy vom Wahlschalter I8I vorbereitet ist, der eingeschaltet ist zum Wählen einer lF-Suchfunktion. Der Schalter 182 ist auf Erde geschaltet, wenn die IP-Suche gewünscht wird, so daß die Ausgabe des UND-Gliedes I83 an Erde kurzgeschlossen wird. Der Wahlschalter 184 würde genauso eingeschaltet, als ob er zum Sperren der Mittenübergangsimpulse geschaltet würde.

Die Verriegelung I85 wird verriegelt, wenn der fünfte Ab fühlint· puls, das Ende des zweiten Vorlaufbit, erreicht worden ist. Dadurch wird eine Ausgabe an das UND-Glied I86 angelegt, das durch den Schalter 184 und durch die Ausgabe vom ODER-Glied 187 vorbereitet ist, das durch den Referenzimpulsgenerator 60 betätigt sein kann.

Die Ausgabe des somit voll durchgeschalteten UND-Gliedes 186 wird an einen Inverter 188 angelegt, um ein Sperrtorsignal zu erzeugen, wenn der Mittenübergang mit den Zeichengrenzsuchtoralgorithmen gesperrt werden soll, wie es oben beschrieben wurde.

Die Ausgabe vom ODER-Glied 187 wird auch an das UND-Glied I89 angelegt, das anderweitig vorbereitet ist, wenn das K - Zeichen eingeschaltet ist, weil der Schalter I8I die 1F-Suchtechnik wählt. Wenn das UND-Glied I89 eingeschaltet ist, wird seine Ausgabe an einen Inverter 190 angelegt, dessen Ausgabe eine 2F-Suchtorfunktion zur Verwendung in einem anderen noch zu beschreiben-

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den System ist. Die Aufgabe des Inverters 190 wird ebenfalls an das UND-Glied I83 angelegt, so daß das A für das Mittelimpulssuchtorsystem erzeugt oder abgeschnitten werden kann unter Steuerung des Schalters 182.

Wenn unter Verwendung des Schaltbildes der Fig. 6 nach einer Zeichengrenze gesucht werden soll, werden die verschiedenen Steuerschalter 178, 179, I8l, 182, 184 auf die entsprechende Position zur Durchführung einer 1F-Suche wie angegeben gesetzt und die Operation läuft weiter wie oben beschreiben. Die Operation ist kurz gesagt folgende: Wenn die Initiierungszeit für den Start der ersten Zeichengrenzsuche durch die Algorithmuseinheit errechnet wurde, wird der Wert in das Suchtoranfangsregister 93 geladen (nachdem dieser Wert für die abgelaufene Zeit korrigiert wurde). Wenn das Suchtoranfangsregister 93 auf 0 herunterzählt, wird das Suchtor vom UND-Glied 101 initiiert, welches an die Verriegelung 79 angelegt wird und diese einschaltet, um das Suehtorsignal zu erzeugen. Dieses Signal wird an verschiedene Punkte wie dargestellt, angelegt, wenn das Suchtorsignal vorhanden ist und die verschiedenen Steuerschalter I78, I79, I8I, 182 und 184 auf die entsprechenden Positionen für die IP-Suche oder die Zeichengrenzsuche gesetzt sind, das oben beschriebene Sperrtorsystem nicht arbeitet, die Pehlererkennungsschaltung aber in derselben Weise arbeitet. Das Vorhandensein einer eingeschalteten Suchtorfunktion ist die Ausgabe von der Verriegelung 79 ₃ die an das UND-Glied 191 angelegt wird. Das UND-Glied 191 wird betätigt, wenn ein Impuls SP_Q während der Zeit ab ge fühlt wird, in der ein Suchtor eingeschaltet ist. Wenn das der Fall ist, stellt eine Ausgabe vom UND-Glied 191 die Verriegelung I96 so zurück, daß kein Fehlerfunktionssignal erzeugt wird. Die Verriegelung I96 wird ursprünglich eingeschaltet durch das Suchtorstartsignal, wie dargestellt. Die Ausgabe von der Verriegelung 196 wird an das UND-Glied 194 angelegt und wenn das Suchtorendsignal gleichzeitig mit der Ausgabe der Verriegelung 196 auftritt, wird durch Verriegeln der Verriegelung 195 im Ein-Zustand ein Fehler ange-

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zeigt. Die Ausgabe des UND-Gliedes 194 wird auch an das ODER-Glied 104 angelegt zur Erzeugung einer Sy st einrückst el lung , deren Punktion oben beschrieben wurde.

Die Arbeitsweise des Systems wurde oben beschrieben für den 'Sperrtorbetrieb für die mittleren oder 2F-Frequenzsignale und jwurde jetzt beschrieben mit Bezug auf die Zeichengrenzsuchopejration. Anschließend wird die Arbeitsweise des Systems bei der Suche nach den mittleren Übergangsimpulsen oder den 2F-Impulsen beschrieben.

JDie verschiedenen Steuerschalter 178, 179, 181, 182 und 184 sind ialle auf die entsprechende Position für eine 2F- oder eine Mitjtenübergangssuche gestellt. Wenn das Zeichengrenz-Suchtor-Anfangsiregister 93 eine Ausgabe erzeugt, wird diese an das UND-Glied |18O angelegt, das durch das Vorhandensein eines %) -Signales !betätigt wird. Das K-Signal wird erzeugt, wenn der Schalter 181 jin der 2F-Stellung steht. Die Ausgabe vom UND-Glied l80 schaltet das ODER-Glied 192 so, daß die Bedingungsverriegelung 116 auf 0 gesetzt wird, so daß der Inhalt der Datenzeichen richtig berüekjsichtigt wird, wie in kürze zu sehen sein wird. Die Ausgabe wird auch an das ODER-Glied 193 angelegt, so daß der Schiebeimpuls 382· einen Schiebeimpuls für den Schiebeimpuls zähler 84 erzeugt und für das Schieberegister 83, um den Empfang des nächsten Datenbit vorzubereiten. Die Ausgabe von Zeichengrenzsuchtoranfangsregister 93 wird ebenfalls wie vorher an die Verriegelung 79 angelegt, um ein Suchtorsignal zu erzeugen. Das wird an das ODER-Glied I87 angelegt, welches ebenfalls durch das Referenzimpulstor betätigt wird, falls dieses auftreten sollte. Die Ausgabe vom ODER-Glied I87 wird an das UND-Glied 189 angelegt, welches durch den Schalter I81 betätigt wird, der für die 2F-Suche oder die Mittenübergangssuche eingeschaltet ist. Außerdem wird sie an das UND-Glied 186 angelegt, welches durch den Schalter 184 abgeschaltet ist, so daß kein Sperrtorsignal für das 2F-System ader das Mittenimpuls-Sperrtorsystem erzeugt wird. Das UND-Glied

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I89 wird, wie bereits gesagt, betätigt und über den Inverter erzeugt es ein 2F-Suchtorsignal. Es wird an verschiedene Punkte im Diagramm, soweit benötigt, angelegt und direkt dem UND-Glied I83 zugeführt.

Bei Vorhandensein eines Abfühlimpulses während der Zeit, in der das 2F-Suchtorsignal eingeschaltet ist, wird das UND-Glied I83 betätigt zur Erzeugung der \kj -Ausgabe, die an das ODER-Glied

197 angelegt wird, um eine 1 in die Verriegelung Ho zu setzen. Das 2F-Suchsignal wird an die UND-Glieder 123 und 124 angelegt, so daß bei Auftreten entweder eines Impulses während der Mittenübergangs suchtorperiode oder das Fehlen während dieser Periode Daten richtig als 1 oder 0 von den Bedingungsausgängen der Verriegelung 116 durch die UND-Glieder 123 oder 123 in die erste Zelle des Datenschieberegisters 83 geladen werden. Die Polaritätsvergleicherdecodiereinheit öl wird durch den Schalter 179 abgeschaltet und die UND-Glieder 114, 115, 125 und 126 werden während des 2F--Suchbetriebes nach der oben beschriebenen Betriebsart eingeschaltet, so daß der richtige Betrag der K -Funktion gehalten werden kann, um die Polarität beizubehalten, wenn K nicht mit

jeder neu auftretenden 1 neu berechnet wird.

Im Zusammenhang mit den Fign. 18 bis 23 werden der Algorithmuswähler und die Arithmetiklogikschaltungen zur Berechnung der Algorithmusfunktionen in den Tabellen IA und IB erklärt. In Fig. 18 ist ein Schemadiagramm für die Funktionslogik eines Algorithmuswählers 90 gezeigt, wie er in Blockform in Fig. 6 dargestellt ist. Die verschiedenen Eingänge zum Algorithmuswähler 90 nach Darstellung in Fig. l8 sind in Fig. 6 gezeigt. Die UND-Glieder

198 und 199 empfangen die Eingangsbedingung T ₂ ⁼ ° oaev 1. Die UND-Glieder 200 und 201 empfangen die Eingangsbedingungen

T^ * = 0 und 1. Die Verriegelung 202 wird auf die Eingangsbedinn— j.

gung 0 oder 1 gestellt entsprechend dem Inhalt von T_-2=O oder 1. Die Verriegelung 203 wird auf den Inhalt 0 oder 1 gestellt, abhängig vom Inhalt T_-1 = O oder 1. Beide Verriegelungen 202 und

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203 sind mit ausgewählten UND-Gliedern 204 verbunden und liefern einen Einschalteingang für diese. Die UND-Glieder 204 sind auch wahlweise mit Eingängen für das Vorzeichen des K-Faktors von der Algorithmusrecheneinheit für K versehen und mit einer Gerade- oder Ungerade-Anzeige vom Gerade-Ungerade-Flipflop für die Bedingung T_n-1 = 0 gerade oder ungerade.

Der in Fig. 18 gezeigte Wähler gilt für eine 8-Algorithmeneinheit oder für ein System, welches Suchtore für eine Umgebung mit Streuung und Beschleunigung berechnet. Wähler für weniger Algorithmen, wie sie gebraucht werden, wenn nur eine Streuung vorhanden ist, können nach denselben Grundlinien aufgebaut werden wie der in Fig. 18 gezeigte Wähler, sind jedoch einfacher, wie Fachleuten ohne weiteres klar ist, die die Fig. 18 für die komplexere Wählerschaltung betrachtet haben.

Die Wählerschaltung in Fig. 18 übernimmt die Wahl für die Funktionsablauftabelle der Fig. 8.

Wenn ein gegebenes UND-Glied voll betätigt ist, wird seine Ausgabe an eine Verriegelung 206 zum Wählen eines Algorithmus 1-8 angelegt. Die Algorithmen 1-3 erhielten willkürliche Zahlen von unten nach oben, um den in der letzten Spalte der Tabelle IB von unten nach oben aufgeführten Algorithmen zu entsprechen. Die ODER-Glieder 205 dienen dazu, eine Ausgabe zu liefern, sobald das erste, zweite oder dritte UND-Glied 204 voll betätigt sind, da die Algorithmen 7 oder 8 unter zwei verschiedenen Bedingungssätzen gewählt werden können, wie in den Wahlfaktoren der Tabelle IB gezeigt ist. Die Ausgänge von den Verriegelungen 206 werden einzeln an die UND-Glieder 207 angelegt, um die Suchtoralgorithmus aus gäbe zu wählen und die DeItawertausgäbe von der Algorithmuswählerschaltung, die in den Fign. 19 bis 23 gezeigt ist.

Die Algorithmusrechenlogikschaltungen in Fig. 19 führen alle in Tabelle IB in der letzten Spalte aufgeführten Algorithmen

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für die kombinierte Beschleunigung und Streuung aus. Fig. 20 zeigt die Algorithmusberechnungsschaltung für die Bedingung,

daß T „ und T ~ beide eine 0 enthalten und T _Λ gerade oder η— χ n— d. η— χ

ungerade mit positivem oder negativem K sein kann für den Fall, wo eine konstante Geschwindigkeit vorliegt, d.h., keine Beschleunigung mit Streuung vorhanden ist. Fig. 20 ist für die komplexesten mathematischen Berechnungen für das Null-Beschleunigungssystem mit den in Tabelle IB für diese Bedingung aufgeführten Algorithmen. Fachleuten ist klar, daß Fig. 20 leicht so modifiziert werden kann, daß durch Änderung der Vorzeichen der Addierer- und Subtraktionseinheiten andere Algorithmen erhalten werden oder zur Entfernung der Multiplikation oder Division durch zwei oder vier Faktoren entsprechend die anderen Algorithmen für konstante Geschwindigkeit abgeleitet werden können, und daher werden diese nicht einzeln angegeben.

In Fig. 19 ist die Algorithmusrechensehaltung zur Berechnung der Algorithmen unter Null-Beschleunigungsbedingungen für die Tabelle IB für die konstante Geschwindigkeit mit den Streualgorithmen Nr. 1, 2j 5 und 6 (numeriert von unten in der Tabelle IB) gezeigt. Die Eingänge sind der Wert von T _Λ vom Register

η™ χ

für T ρ ein numerischer Einerwert, ein Wert von α , ein numerischer Wert 2j der absolute Wert von K und der numerische Wert 4. Diese Werte werden, wie dargestellt, kombiniert zur Erzeugung der +a-Gleichungsausdrücke für den Algorithmus Nr. unten in Tabelle IB in der Spalte mit der Überschrift "Konstante Geschwindigkeit mit Streuung". Das Vorzeichen des Addierers wird verändert, um die minus α-Form zu erhalten und das Vorzeichen der Subtrahiereinheit wird verändert, um den Algorithmus zu bekommen. Die Algorithmen 5 und 6 sind gleiche Algorithmen 2 und 1 und werden daher in derselben Weise ausgeführt.

Die Wahl der entsprechenden Ausgabe wurde durch das UND-Glied von der entsprechenden Ausgabe des Algorithmuswählers in Fig. wie vorher beschrieben, geleitet.

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In den Figuren 19 bis 23 sind keine großen Einzelheiten in den Punktionsalgorithrausschaltungen für Addition, Subtraktion, Multiplikation und Division gezeigt, weil der Aufbau geeigneter ■Schaltungen dieser Art und anderer PunktionsIogiksehaltungen zur Behandlung dieser mathematischen Berechnungen für jeden Algorithmus in den Tabellen IA und IB in Fachkreisen bekannt ^!ist. Standardausführungen über die Systeme finden sich in fol·· Igender Literatur: "Arithmetic Operations in Digital Computers" j von Richards; Van Nostrand, 1955, ^?TA Signed Binary Multiplication Technique," von Andrew D. Booth, im Quarterly !Journal of Mechanics and Applied Methamatics, Vol. 4, Teil 2, 1I95I, Seiten 236-240. Ebenso "Fast, Economical Binary Divider", !von A. B. Gardiner in Electronics Letters, 18. November 1911, j Vol. 7, Nr. 23, Seiten 691-692. Ein anderer Artikel ist "A Synchronous Binary Restoring Divider Array," von A. B. Gardiner, in Electronics Letters, 9. September 1971» Vol. J₃ Nr. 18, Seiten 542-544. Die einzelnen Schaltungen, ihre entsprechenden Signalspannungspegel und andere Betriebsbedingungen sind natürlich wahlfrei, abhängig von der Art der angewandeten Technik ^:und daher sind die arithmetisch-logischen Punktionen nur durch ■ Zeichen dargestellt und es wird kein Versuch unternommen, eine genaue Schaltung zu zeigen, die zur Ausführung dieser Funktionen hergestellt werden könnte.

In Fig. 20 sind die aritmetisch-logischen Schaltungen für die Algorithmen Nr. 3, 4, 7 und 8 gezeigt. Wie aus der Tabelle IB zu entnehmen ist, ändern sich die verschiedenen Vorzeichen in den aufgeführten Algorithmen entsprechend, um die gewünschte Algorithmusausgabe zu erhalten, und das wurde in Fig. 20 gezeigt. ; Der Deltawert und der Suchtor-Ausgabewert werden beide durch ^! das UND-Glied 207 gewählt, wie vorher im Zusammenhang mit Fig. 18 und 19 besprochen wurde.

Die spezifische, in Fig. 20 gezeigte, Schaltung errechnet die Form des Algorithmus, der einen negativen absoluten Wert von K_p/2 hat im Zähler und einen positiven absoluten Wert von K im

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Nenner. Das geschieht für den positiven Alphaausdruck oder die Form der Suchtorvorhersagt. Verändert man das Vorzeichen des Alpha-Addierers in einen Subtrahenten und vertauscht man beide Vorzeichen des Addierers und des Subtrahenten, wie angegeben, so erhält man die anderen Algorithmen und ihre verschiedenen Formen und die Deltawerte nach Angabe in Tabelle IB.

Die Figuren 21 bis 23 zeigen Algorithmusberechnungseinheiten zur Berechnung der Werte der Algorithmen 3 bis 8 in Tabelle IB in der Spalte mit der Überschrift "Beschleunigung mit Streuung". Fig. 21 erzeugt die Ausgaben der positiven Alphaform für Algo-' rithmus 6 und durch Veränderung der entsprechenden Vorzeichen nach Angabe würde man die positive Alphaform für Algorithmus erhalten. Das Vorzeichen des Ausdruckes 1 j^_a vürde entsprechend den Angaben in Fig. 21 verändert.

Fig. 22 zeigt die Algorithmusschaltung für die Algorithmen Nr. und 4 zusammen mit den Deltawerten für diese Algorithmen.

Fig. 23 erzeugt die Algorithmusausgaben für die Algorithmen 7 und 3 zusammen mit den Deltawerten.

- Wie bereits herausgestellt wurde, ist unten in Tabelle IA der Deltawert lediglich die Differenz zwischen der Berechnung der Algorithmusvorhersage mit einem positiven Alphaausdruck und der erneuten Berechnung mit einem negativen Alphaausdruck, um die Breite des Suchtorfensters zu definieren. Die Wahl der entspre-

ί chenden Ausgabe wird geleitet über die UND-Glieder 207 von der entsprechenden Ausgabe des AlgorithmusWählers in Fig. 18 gem. obiger Beschreibung. Die Schaltung für die Algorithmen Nr. 1 und 2 für Beschleunigung mit Streuung wurden nicht gezeigt, da Fachleute aus den bereits gezeigten Schaltungen ohne weiteres ableiten können, wie die Schaltung für diese einfachen Formen der Algorithmen 1 und 2 aufgebaut sein muß.

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Wie schon früher gesagt wurde, kann gezeigt werden, daß die Algorithmen in den Tabellen IA und IB in der Pormjidie den Anfang eines Zeichengrenzsuchtores vorhersagen, äquivalent sind den Algorithmen in den Tabellen 1 bis 5, die das Ende eines 2F-Signalsuchtores vorhersagen, wie es in der erwähnten Patentanmeldung mit der Seriennummer 522 210 beschrieben ist. Es sollte daher offensichtlich sein, daß speziell für das Mittensignal-Sperrsystem und das Mittensignal-Suchsystem, die mit den Zeiehengrenzsuchtoralgorithmen arbeiten, die Algorithmen in den Tabellen 1 bis 5 für diejenigen in Fig. 8 eingesetzt werden können, wie sie durch die Algorithmuswähler ausgewählt werden, und die Ergebnisse würden mathematisch gleich der Vorhersage errechnet, die man mit den Algorithmen der Tabellen IA oder IB erhält. Die Algorithmen der Tabellen IA und IB sind jedoch allgemeiner und nützlicher, da sie nicht nur das Ende eines 2F-Suchtores, sondern auch den Punkt vorhersagen, an dem der Zeichengrenzübergang auftreten sollte, und sie sagen die Hinterflanke eines Suchtorfensters für diese Zeichengrenze voraus. Die in der in den Tabellen IA und IB gezeigten Form beschriebenen Algorithmen eignen sich also für eine Vielzahl von Anwendungen über die in den Tabellen 1 bis 5 gegebenen hinaus.

ΉΑ $1% 015 "

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Claims (5)

1. . ₉₈ _ 2558U3

   PATENTANSPRÜCHE

   Verfahren zur Decodierung P2P-codierter Daten zur Gewinnung des korrekten digitalen Inhalts, dadurch gekennzeichnet, daß den Multibit-Datenblöcken mindestens ein erstes Vor- i laufssyiribol vorausgeht, das zwei Doppelfrequenzzeitschlitze; oder nominelle Halbsymbolbreiten aufweist, und vom Ende die-ises Vorlauf symbols die Zeit vorhergesagt wird, zu der der ',

   nächste Symbolgrenzenübergang auftreten sollte und die Dauer der Suche nach den Einzelsymbolgrenzenübergangen aufgrund der Vorhersage gesteuert wird und die Symbolgrenzenübergänge für eine Decodierung isoliert werden, im übrigen aber folgende Verfahrensschritte durchgeführt werden:

   a) Messung der Breite des ersten Vorlaufssymbols und, nach Durchführung der Messung, Wiederholung des Schrittes a) für das nachfolgende Symbol,

   b) Speicherung der Polarität des Symbolgrenzenübergangssignals als Bezugswert am Ende der genannten Breitenmessung des ersten Symbols,

   c) Vorhersage der Idealzeiten für Start und Ende der ge- j nannten Syrabolgrenzen-Suchperioden gemäß folgendem Algorithmus:

   ^Tsg = Vl ^{(1 +a)}

   wobei α ein variabler Koeffizient ist, der im Bereich von 0 bis 1/2 frei gewählt ist und sein Optimum bei ^α = l/H hat und T die vorhergesagte ideale Zeit für

   ag

   die Symbolgrenzensuchzeit ist und T_n-1 die letzte Symbolbreitenmessung angibt,

   d) Abfühlen des nächsten Symbolgrenzenübergangssignals während der genannten Suchperiode, Speicherung der Polarität dieses Signals in einem Zwischenspeicher, Vergleich der Polarität des Übergangs mit der Bezugspolari-

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   tat und, wenn die genannten Polaritäten übereinstimmen, Eingabe einer binären 1 in ein Datenregister, Beenden der Wiederholung des Schrittes a), Wiederaufnahme der Symbolbreitenmessung für das nachfolgende Symbol, wenn die genannten Polaritäten nicht übereinstimmen und Eingabe einer binären 0 in das Datenregister, Beenden des Schrittes a) und Wiederaufnahme des Schrittes a) und e) Speicherung der Polaritätsangabe im Zwischenspeicher als nächste Bezugspolarität und Portsetzung des Verfahrensablaufs mit Schritt c).
2. 2. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet,

   daß in Fällen, in denen die Zeittperioden oder Breiten zwischen Signalübergängen, die den beiden Frequenzen entsprechen, die ursprünglich zur Codierung der Daten verwendet wurden, durch Verbreiterung verzerrt sind, wenn sie am Decodierer empfangen werden, so daß ihre Signalübergangspunkte gegenüber den Originalfrequenzübergangszeitpunkten versetzt sind, zur Decodierung folgende Verfahrensschritte ausgeführt werden:

   ; - a) Messung der Breite jedes der beiden Zeitabschnitte im ersten Symbol,

   b) Messung der Breite des ersten Symbols und, nach Durchführung der Messung, Wiederholung des Schrittes b) für das nachfolgende Symbol,

   c) Speicherung der Polarität des Symbolgrenzenübergangssignals als Bezugspolarität am Ende der genannten Symbolbreitenmessung,

   d) Einstellen eines ersten und zweiten Indikators in den binären Einszustand,

   e) Verdopplung des Meßwertes des genannten Zeitabschnitts

   f) Division der Differenz zwischen den verdoppelten Zeitabschnitt-Meßwerten und der genannten Symbolbreitenmessung durch den Wert der genannten Symbolbreitenmessung

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   - loo - 2 5 ί „" - 4 3

   zur Bildung eines Quotienten

   g) Zuteilung eines algebraischen Vorzeichens zu den Quotienten, wobei das Vorzeichen positiv ist, wenn der verdoppelte Zeitabschnittswert größer ist, als der Wert der genannten Symbolbreitenmessung und negativ ist, wenn der verdoppelte Zeitabschnittsmeßwert kleiner ist als der Meßwert der Symbolbreitenmessung des ersten Zeitabschnitts des Symbols und die genannten Vorzeichen für den zweiten Zeitabschnitt des genannten Symbols umgekehrt werden,

   h) Untersuchung des Zustandes des ersten Indikators und wenn dieser sich im Zustand binär 0 befindet, Einstellung eines Ungerade/Geradeindikators in seinem entgegengesetzten Zustand, in dem er sich zuvor befand und wenn sich der erste Indikator im Zustand Binär 1 befindet, Einstellen des genannten Ungerade/Geradeindikators in den Zustand gerade,

   i) Ausfall eines Algorithmus und Vorhersage einer idealen Länge für die Suchzeitmessung der Symbolgrenze, wobei der Algorithmus nach folgenden Beziehungen gewählt wird: _R .

   b) T
   Sg n-1 c) T
   Sg - φ
   n-1 d) T
   Sg n-1 wobei α

   2(+ et) - U

   ^{1 i}

   2(1+α) + 2

   ein variabler Koeffizient ist, der im Bereich K.^ bis 1/2 - K ,^ frei und mit α = 1/4 optimal gewählt ist und T die vorhergesagte Idealzeit für die Symbolgrenzsuchzeit, T _₁ die letzte Symbolbreitenmessung und K der ab-

   LL J- Jt^

   solute Wert des Quotienten sind und die genannten Algo-

   RA 974 015

   609832/0 832

   INSPECTED

   U3

   rithmen (a), (b), (c) oder (d) gemäß folgenden Kriterien ausgewählt werden:

   Wenn der Zustand sowohl des ersten, wie auch des zweiten Indikators eine 1, des Ungerade/Gerade-Indikators gerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, dann wähle Algorithmus (a).

   wenn der Zustand sowohl des ersten als auch des zweiten Indikators eine 1, des Ungerade/Gerade-Indikators gerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle Algorithmus (b);

   wenn der Zustand des zweiten Indikators 1 und des ersten Indikators 0, des Ungerade/Gerade-Indikators gerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, dann wähle Algorithmus (c);

   wenn der Zustand des zweiten Indikators 1, des ersten Indikators 0, des Ungerade/Gerade-Indikators ungerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (d);

   wenn der Zustand des zweiten und des ersten Indikators 0, des Ungerade/Gerade-Indikators ungerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle Algorithmus (c);

   wenn der Zustand des zweiten und ersten Indikators 0, des Ungerade/Gerade-Indikators ungerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (d); wenn der Zustand des ersten und des zweiten Indikators 0, des Ungerade/Gerade-Indikators gerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle Algorithmus (d); wenn der Zustand des ersten und zweiten Indikators 0, des Ungerade/Gerade-Indikators gerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (c); wenn der Zustand des zweiten Indikators eine 0, des ersten eine 1, des Ungerade/Gerade-Indikators gerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle Algorithmus (b);

   RA 974 015

   609832/0832 ORIGINAL INSPECTED

   255BU3

   wenn der Zustand des zweiten Indikators 0, des ersten Indikators 1, des Ungerade/Gerade-Indikators gerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (a);

   j) Ersetzen des Zustandes des zweiten Indikators durch den Zustand des ersten,

   k) Abfühlen des nächsten Symbolgrenzenübergangssignals, Speichern der Polarität des Übergangs in einen Zwischenspeicher, Vergleichen der Polarität des Signalübergangs mit der Bezugspolarität und, wenn die Polaritäten übereinstimmen, Einstellen des ersten Indikators auf 1, Eingeben einer 1 in das Datenregister, überprüfen des Zu- [

   Standes des Ungerade/Gerade-Indikators und, wenn er j ungerade ist, Ändern des Vorzeichens des Quotienten, wenn; aber die Signalpolaritäten nicht übereinstimmen, Eingabe einer 0 in das Datenregister und Einstellen des er- ; sten Indikators auf 0,

   1) Beenden der Symbolbreitenmessung und Wiederaufnahme der Symbolbreitenmessung, wenn ein Symbolbreitenübergang abgefühlt wird und Wiederaufnahme der Operation mit dem Verfahrensschritt h) und schließlich

   m) Speichern der Polaritätsangabe im Zwischenspeicher als ; nächste Bezugspolarität.
3. 3. Verfahren nach Anspruch 1 und/oder 2, dadurch gekennzeichnet,

   daß bei einer Verzerrung durch Verbreiterung und durch Beschleunigungseffekte bei der Abtastung und Codierung der \

   Daten der Verfahrensablauf gegenüber Anspruch 2 wie folgt ; geändert ist: ' _;

   Im Verfahrens schritt b) wird nach der Messung der Breite des ersten Symbols dieser Meßwert in einem ersten und zweiten Schritt gespeichert und es werden die Schritte a) und b) für das nachfolgende Symbol wiederholt, ferner wird der erste und zweite Indikator auf binär 1 und der Ungerade/Geradeindikator auf den Gerade-Zustand eingestellt,

   RA 974 015

   609832/0832

   2558U3

   nach dem Schritt e) wird der Schritt el) ausgeführt: überprüfen des Zustands des ersten Indikators, wenn dieser binär 1 ist, folgt Schritt f),

   Verfahrensschritt h) entfällt und es folgt ein neuer Verfahrensschritt il):

   Auswahl eines Algorithmus und Vorhersage einer idealen Län ge für die Symbolgrenzen-Suchzeitmessung, wobei der Algorithmus nach folgenden Gesichtspunkten gewählt wird:

   ■ Vi <«^> I«¹* ·> -

   ⁽°> ^Tsg

   ^Tsg ^{= T}n-1 <5^S=i sg η ι i_n_₂

   (g) T_e = T ., (fflS^i) [1-LB ![(l+a)^?⁰] oder

   IKJ 1-ψ ]ΐ(1±

   wobei α ein variabler und frei wählbarer Wert im Bereich von K _/i} bis 1/2 - K^ und mit α = 1/4 optimal gewählt ist, T ist der vorhergesagte ideale Wert für die Symbolgrenzsuchzeit, T_n-^ der Meßwert der ersten gespeicherten Symbolbreitenmessung, T_n-2 ist der zweite gespeicherte Symbolbreitenmeßwert und K ist der absolute Wert des genannten Quotienten, wobei die genannten Algorithmen (a), (b),

   RA 97^ 015

   609832/0832

   (d), (e), (f), (g) oder (h) nach den folgenden Kriterien ausgewählt werden:

   Wenn die ersten und zweiten Indikatoren binär 1 anzeigen, der Ungerade/Gerade-Indikator gerade angibt und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, dann wähle Algorithmus (a);

   wenn der erste und zweite Indikator binär 1 anzeigt, der Ungerade/Gerade-Indikator gerade angibt und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, dann wähle Algorithmus (b); wenn der zweite Indikator einer 1 und der erste Indikator eine 0 anzeigt, der Ungerade/ Gerade-Indikator ungerade angibt und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, dann wähle Algorithmus (c);

   wenn der erste Indikator eine 0, der zweite Indikator eine 1 und der Ungerade/Gerade-Indikator ungerade anzeigt und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, dann wähle Algorithmus (d);

   wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 0 und der Ungerade/Gerade-Indikator ungerade angibt und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, dann wähle Algorithmus (f); wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 0 und der Ungerade/Gerade-Indikator ungerade angeben und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, dann wähle Algorithmus (e);

   wenn beide Indikatoren eine 0 und der Ungerade/Gerade-Indikator gerade angibt und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, dann wähle Algorithmus (f); wenn die beiden Indikatoren 0 und der Ungerade/Gerade-Indikator gerade angeben und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, dann wähle den Algorithmus (e); wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 1 und der Ungerade/Gerade-Indikator gerade anzeigen und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, dann wähle Algorithmus (g) und
   wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 1 und der

   RA 974 015

   6 09832/0832

   Ungerade/Gerade-Indikator gerade anzeigen und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, dann wähle Algorithmus (h); nach Verarbeitungsschritt g) folgt folgender Verarbeitungs-

   schritt gl):

   Ersetzen des Inhalts des zweiten Speichers durch den Inhalt

   des ersten Speichers,

   anstelle der Verfahrensschritte k) bis m) folgen folgende

   Verfahrens s ehrit t e:

   kl) Abfragen des nächsten Symbolgrenzenübergangssignals, Speichern der Polarität des Signals in einem Zwischenspeicher, Speichern der Polarität des übergangssignals mit der Bezugspolarität und, wenn diese übereinstimmen, Einstellen des ersten Indikators auf 1 und Eingabe einer 1 in das Datenregister,

   11) Beenden der Symbolbreitenmessung und Wiedereinleiten der Symbolbreiten- und Zeitabschnittmessungen, Speicherung des zuletzt gemessenen Wertes der Symbolbreite im ersten Speicher, Einstellen des Ungerade/Gerade-Indikators auf gerade und Wiederaufnahme der Operation mit Verfahrensschritt d), wenn jedoch die Polaritäten nicht übereinstimmen, Beendigung der Symbolbreitenmessung, Wiedereinleiten der Schritte a) und b) für das nächste Symbol und Speicherung des zuletzt gemessenen Wertes der Symbolbreite im ersten Speicher und Eingabe einer 0 ins Datenregister, Einstellen des ersten Indikators auf 0, Einstellen des Ungerade/Gerade-Indikators in seine entgegengesetzte Position und Wiederaufnahme der Operation mit dem Schritt g) und

   ml) Speicherung der sich im Zwischenspeicher befindlichen Polarität als nächste Bezugspolarität.
4. 4. Verfahren nach einem oder mehreren der Ansprüche 1 bis 3, dadurch gekennzeichnet,

   daß für den Fall, daß bei der Abfühlung oder Codierung der Daten andere Signalübergangsabstände vorliegen, als die

   RA 97¹* 015

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   ORIGINAL INSPECTED

   2568143

   Abstände der Originalfrequenz- oder Zeitübergänge vorliegen, folgende Verfahrensschritte durchgeführt werden:

   a) Messen jedes der beiden Zeitabschnitte im ersten Symbol, '

   b) Messen der Gesamtbreite des ersten Symbols, Vervollständigung der Messung, Speicherung des Meßwertes in einem ersten und zweiten Speicher und Wiederaufnahme des Ver- '■ fahrens bei Schritt b), für das nächste Symbol und Ein- ' stellen eines ersten und zweitens Indikators auf binär ;

   c) Speichern der Polarität des Symbolgrenzenübergangssignals am Ende der Symbolbreitenmessung als Bezugswert,

   d) Verdopplung des Meßwertes des Zeitabschnittes,

   e) Teilen der Differenz zwischen dem verdoppelten Zeitabschnittswert und dem Symbolbreitenmeßwert durch den Symbolbreitenwert zur Ermittlung eines Quotienten,

   f) Zuteilen eines algebraischen positiven oder negativen Vorzeichens für diesen Quotient, wobei das Vorzeichen positiv ist, wenn der verdoppelte Wert des Zeitabschnittes größer ist als die Symbolbreite und negativ, wenn dieser Wert kleiner als die Symbolbreite ist, vorausgesetzt, daß eine Zeitabschnittsmessung bezüglich des ersten Zeitabschnittes im ersten Symbol durchgeführt wurde und daß die Vorzeichen für den zweiten Zeitabschnitt der im ersten Symbol gemessen wurde, umgekehrt sind,

   g) überprüfen des Zustandes des ersten Indikators und wenn dieser eine binäre 0 enthält, Einstellen des Ungerade/ Gerade-Indikators in seine entgegengesetzte Lage, wenn jedoch der erste Indikator binär 1 angibt, dann Einstellen des Ungerade/Gerade-Indiaktors auf gerade,

   h) Auswählen eines Algorithmus und Vorhersagen einer idealen Länge für die Symbolgrenzensuchzeitmessung, wobei der Algorithmus aus den folgenden Möglichkeiten ausgewählt wird:

   RA 974 015

   609832/0832

   -107- 25BRU3

   ^ ΓΠ *

   η-2

   ^Τη-1 VP₁ T

   η"¹ 'V₂' * (2-JEy )' Vl ⁽VJ> I ₍₂.|₎₂ 3·

   (g) T_sg = Vi ⁱⁱr⁼¹⁾ ιΐ-ψιι^ι*)-ψ u ^oder

   fn *■* γπ / ι η. ^ Γ

   wobei ein variabler Koeffizaent ist, der wahlweise im Bereich von K ,u bis 1/;S - K .^ und maximal mit ^α ί 1/4 gewählt ist, wobei T der vorhergesagte ideale Wert für die Symbolgrenzensuchzeit,T ^ die erste gespeicherte Symbolbreite, T_n_₂ die zweite gespeicherte Symbolbreite und K der absolute Wert des Quotienten ist und die Algorithmen (a), (b), (c), (d), (e), (f), (g) oder (h) gemäß folgenden Kriterien ausgewählt werden:

   wenn die ersten und zweiten Indikatoren binär 1, der Ungerade/Gerade-Indikator gerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (a); wenn erster und zweiter Indikator binär 1, der Ungerade/Gerade-Indikator gerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, dann wähle Algorithmus (b); wenn der zweite Indikator 1, der erste Indikator 0, der Ungerade/Gerade-Indikator ungerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle Algorithmus (c);

   RA 974 015

   609832/0832

   2 5 5 Π 1 4 3

   wenn der erste Indikator O₅ der zweite Indikator 1, der Ungerade/Gerade-Indikator ungerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (d)j wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 0, der Ungerade/Gerade-Indikator ungerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (f); wenn der zweite Indidator 0, der Ungerade/Gerade-Indikator ungerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle Algorithmus (e);

   wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 0 und der Ungerade/Gerade-Indikator gerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle Algorithmus (f); ; wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 0, der Ungerade/Gerade-Indikator gerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (e); i wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 1, ' der Ungerade/Gerade-Indikator gerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (g) und wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 1, der Ungerade/Gerade-Indikator gerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle Algorithmus (h),

   i) Ersetzen des Wertes des zweiten Indikators mit dem ersten,

   j) Ersetzen des Inhalts des zweiten Speichers durch den Inhalt des ersten Speichers,

   k) Abfühlen des nächsten Symbolgrenzenübergangssignals, Speichern der Polarität des Signals in einen Zwischen- i speicher, Vergleich der Polarität mit der Bezugspolari-j tat und wenn diese übereinstimmen, Einstellen des er- > sten Indikators auf 1, Eingabe einer 1 in das Datenregister, Abfragen des Zustandes des Ungerade/Ge- ' rade-Indikators und wenn dieser ungerade ist, Ändern des Vorzeichens des Quotienten, wenn jedoch die Polaritäten nicht übereinstimmen, Einstellen des ersten Indikators auf 0 und Eingabe einer 0 in das Datenregister,

   RA SIk 015

   609832/083 2

   1) Beendigung der Symbolbreitenmessung und Speicherung des Meßwerts im ersten Speicher und Wiederaufnahme des Verfahrens mit der Symbolbreitenmessung, wenn der Symbolgrenzenübergang abgefühlt wurde und Wiederaufnahme der Operation mit dem Schritt g) und

   m) Speichern der Polarität im Zwischenspeicher als nächste Bezugspolarität.
5. 5. Verfahren nach Anspruch 1, bei dem mindestens zwei binäre Einsen als Vorläufer oder erste Symbole den Datenblöcken vorausgehen,
   gekennzeichnet durch folgende Verfahrensschritte:

   a) Messen der Breite beider VorlaufSymbole,

   b) Einstellen eines ersten und zweiten Indikators auf binär1,

   c) Messen jedes der beiden Zeitabschnitte in jedem der beiden Symbole und am Ende des zweiten Symbols Wiederaufnahme der Symbolbreitenmessung und der Zeitabschnittsmessung für das nachfolgende Symbol,

   d) Speichern des Symbolgrenzenübergangssignals am Ende der zweiten Symbolbreitenmessung als Bezugspolarität,

   e) Abfragen des Zustandes des ersten und zweiten Indikators und wenn beide binär 1 sind und die ZeitabsehnittsmessuHg bezüglich des ersten Zeitabschnittes beider Symbole durchgeführt wurde, Teilen der Zeitabschnittsmessung durch die Symbolbreite des Symbols, in dem die Zeitabschnittsmessung durchgeführt wurde und Subtrahieren hiervon die Breite des zweiten Symbols, geteilt durch die Summe der ersten Symbolbreite und zweiten Symbolbreite und Verdopplung des Resultats zur Erzielung eines Ausbreitungskorrekturfaktors, das aber, wenn die Zeitabschnittsmessung im zweiten Zeitabschnitt beider Symbole vorgenommen wurde, eine Subtraktion der ersten Symbolbreite vorgönommen wird, geteilt durch die Summe der Breite des ersten und zweiten Symbols und Verdoppelung des Resultats zur Gewinnung eines Ausbreitungskorrekturfaktors und, wenn erster und zweiter und zweiter Indikator 0 enthalten,

   RA 974 015

   609832/0832

   Weiterarbeiten mit Verfahrensschritt g),

   f) Zuteilung eines algebraischen positiven oder negativen
   Vorzeichens zu dem Ausbreitungskorrekturfaktor, wobei
   dieses Zeichen positiv ist, wenn der Quotient, der sich
   aus dem durch die Symbolbreite dividierten Zeitabschnitt ^! ergibt, größer und negativ ist, wenn der Quotient kleiner als die entsprechende Symbolbreite, geteilt durch die j Summe der ersten und zweiten Symbolbreiten, und wenn die ' Zeitabschnittsmessung bezüglich des ersten Zeitabschnit- ! tes beider Symbole durchgeführt wurde, das Vorzeichen je4 doch entgegengesetzt ist, wann immer die Zeitabschnitts-

   messung im zweiten Zeitabschnitt jedes der genannten \

   Symbole durchgeführt wurde,

   g) überprüfen des ersten Indikators, wenn dieser binär 1 ;

   ist, Einstellen eines Ungerade/Gerade-Indikators auf ge- i rade, wenn der Indikator jedoch binär 1 ist, Einstellen ₍ des Ungerade/Gerade-Indikators auf seinen entgegenge- I

   setzten Zustand, !

   g) Auswahl eines Algorithmus und Vorhersage einer idealen
   Länge für die Symbolgrenzensuchzeitmessung, wobei dieser ■ Algorithmus unter den folgenden Algorithmen ausgewählt ; wird:

   (a) T = τ [(Ijvct) -¹

   (b) T_sg = T_n-1 [(1+ct)

   2(+ot) - EpJ

   sg " n-1 [—2+ΪΠ 1» ^oder

   ΓΠ _ ITI p

   sg " n-1 [ 5^g_n ]

   wobei α ein variabler Koeffizient ist, der wahlfrei im
   Bereich von K _/i} bis 1/2-IC _/2t und optimal bei 1/4 gewählt ist und T der vorhergesagte Ideale Zeitwert für
   die erste Symbolgrenzenübergangssuchzext, T_n-1 die letz-

   RA 97^ 015

   609832/0832

   - Ill -

   2553U3

   te Symbolbreitenmessung und K der absolute Wert des im Verfahrensschritt d) errechneten Resultats ist und die Algorithmen (a), (b), (c) oder (d) gemäß folgender Kriterien gewählt werden:

   Wenn der Zustand des ersten und zweiten Indikators 1, des Ungerade/Gerade-Indikators gerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (a); wenn erster und zweiter Indikator 1, der Ungerade/ Gerade-Indikator gerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv istj wähle Algorithmus (b); wenn der zweite Indikator 1, der erste Indikator O₉ der Ungerade/Gerade-Indikator ungerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle Algorithmus (c); wenn der zweite Indikator 1, der erste Indikator 0 und der Ungerade/Gerade-Indikator ungerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (d); wenn zweiter und erster Indikator 0, der Ungerade/Gerade-Indikator ungerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle (c);

   wenn der Zustand des zweiten und ersten Indikators 0, des Ungerade/Gerade-Indikators ungerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (d); wenn der erste und zweite Indikator 0, der Ungerade/Gerade-Indikator gerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, wähle Algorithmus (d); wenn der Zustand beider Indikatoren 0, des Ungerade/Gerade-Indikators gerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (e); wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 1 und der Üngerade/Gerade-Indikator gerade und das Vorzeichen des Quotienten positiv ist, dann wähle Algorithmus (b); wenn der zweite Indikator 0, der erste Indikator 1, der Ungerade/Gerade-Indikator gerade und das Vorzeichen des Quotienten negativ ist, wähle Algorithmus (a);

   RA 974 015

   609832/0832

   2558H3

   i) Ersetzen des Zustande des zweiten Indikators durch den Zustand des ersten Indikators, '

   j) Abfühlen des nächsten Symbolgrenzenübergangssignals, Speichern des Polaritätssignals im Zwischenspeicher, Vergleichen der Polarität des Übergangssignals mit der Bezugspolarität, und wenn die Polaritäten übereinstimmen), Einstellen des ersten Indikators auf 1, Eingabe einer 1 · in das Datenregister und Abfrage des Zustandes des ! Ungerade/Gerade-Indikators und wenn dieser ungerade ist, Ändern des Vorzeichens des Ausbreitungskorrekturfaktors, der im Verfahrensschritt f) zugeteilt i

   worden war und wenn der Symbolgrenzenübergang abgefühlt wurde, Beendigung der Symbolbreitenmessung und Wiederauf* nähme der Zeitabschnitts- und Symbolbreitenmessung für ; das nachfolgende Symbol und Wiederaufnahme der Operation¹ beim Verfahrenschritt e), wenn jedoch die Polaritäten nicht übereinstimmen, Beendigung der Symbolbreitenmessung beim Symbolgrenzenübergang, Eingabe einer 0 in das Datenregister und Einstellen des ersten Indikators auf ; 0, Wiederaufnahme der Symbolbreiten und Zeitabschnitts- ; messungen für das nachfolgende Symbol und Rückkehr zum Verfahrensschritt g) und

   k) Speicherung der Polarität im Zwischenspeicher als nächste Bezugspolarität.

   ;6. Verfahren nach einem oder mehreren der Ansprüche 1 bis 5*

   dadurch gekennzeichnet,

   daß die ideale Startzeit für die Symbolgrenzenübergangs- ; Zeitmessung gegeben ist durch die -(α-Form) der Algorithmen und die ideale Endzeit für die Symbolgrerizensuchzeit gegeben ist durch die -(α-Form) des jeweiligen Algorithmus.

   RA 974 015

   609832/083 2