JPH07118657B2

JPH07118657B2 - ２進デ−タ符号化及び復号化方式

Info

Publication number: JPH07118657B2
Application number: JP60078514A
Authority: JP
Inventors: 輝雄古川; 稔尾崎
Original assignee: Mitsubishi Electric Corp
Current assignee: Mitsubishi Electric Corp
Priority date: 1985-04-15
Filing date: 1985-04-15
Publication date: 1995-12-18
Anticipated expiration: 2010-12-18
Also published as: US4672362A; JPS61238126A

Description

【発明の詳細な説明】〔産業上の利用分野〕この発明は、２進データを、磁気テープや磁気デイスク
若しくは、光デイスク等の記録媒体に記録し、又は、記
録媒体から再生する際に、元の２進データ列を、記録に
適した２進符号列に変換する２進データ符号化及び復号
化方式に関する。

〔従来の技術〕

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

第５図は従来の２進データ符号化方式の元の２進データ
列のビツト・パターンで、数字の0,1は夫々ビツトの論
理「０」，「１」を表わす。また、同図（ｂ）はMFM方
式（Modified FM 方式）と言われ、IBM社の磁気デイス
ク装置（型式、3330,3340,3350等）に使用されている。
同図（ｃ）は、（２−７）RLLC（ランレングス・リミツ
テド・コード;Runlength Limitted Code）と呼ばれてお
り、IBM3370磁気デイスク装置に使用されている。ま
た、同図（ｄ）は、（１−７）RLLCと呼ばれている。

第５図（ｃ）及び（ｄ）のコーデング方式は以下の発表
に紹介されている。

すなわち、（ｃ）：米国特許3,689,899、1972年ピー．
フラナゼツグエラー伝播制限付可変長RLLコーデング（U
S.Patent3,689,899、1972年P.Franaszek“Run−Length
−Limited Variable Length Coding with Error Propag
ation Limitation"）（ｄ）：日本国，公開特許公報昭52−128024 出願人，日本電気（KK）．堀口敏男名称，“２進データ符号化方式” また、前記発表例では、各符号化方式によつて変換され
た符号列は、通常「１」のビツトで、極性が反転する信
号（NRZI信号;Non Retarnto Zero Inverseと称す）とし
て、記録電流が印加され、記録媒体に記録される。

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

次に、磁気媒体、あるいは、光デイスク媒体へデータを
記録する場合に、通常の符号化方式に要求される事項と
しては、（１）記録媒体に対して高密度記録が可能である。

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

（３）装置のコストパフオーマンスの点より、ハードウ
エアー量が少ない事。

等である。これらの具体的な評価指数として以下の指数
が用いられる。

m:データ語のビツト数 n:符号語のビツト数 d:最小“0"連続数 k:最大“0"連続数 T:データ語１ビツトの時間間隔 Figure of Merit:高密度化指数通常符号化方式においては、元のデータ系列をｍビツト
毎に分離し、ｎビツトの符号語に変換する。そして、変
換された符号列において、ビツト“1"と次のビツト“1"
との間に、ｄ個からｋ個までのビツト“0"が存在するよ
うに構成される。

記録媒体にデータを高密度記録するには、最小反転間隔
（Tmin）が短くなると、前後の記録遷移状態（磁気記録
では、磁化遷移、光記録では、記録ビツト）が、互いに
干渉を受け、再生信号を復号する場合に、誤りを生じる
原因となる。又、弁別窓幅（Tw）が小さいと、再生信号
のトラツキングズレによる再生信号の変動、劣化や、媒
体互換時の再生信号の変動、トラツク間クロマトーク
や、外部ノイズあるいは、光デイスク装置においては、
デイスク傾斜によるレーザーの収差変動再生波形歪、記
録電流のズレによるビツト非対称歪など各種の再生波形
ジツターに対して復号誤りが増加する。この両パラメー
タの積を、高密度化指数（Figure of Merit）と称し、
この値が大きいほど高い評価となる。一方、データの復
号時には、再生データより復調用クロツクを作る必要が
あり、最大反転間隔（Tmax）が大きいと、クロツク作成
が困難になり、Tmax/Tmin比が小さいと、一般に符号化
コード列のスペクトラムは、低域に中心が移り、かつス
ペクトラムの分布帯域が小さくなり、再生S/N（Signal
to Noise Ratio）が向上する。

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

第１表より、（1,7）RLLCが最も高密度化指数が大き
い。すなわち、（1,7）RLLCは、データのビツト数、ｍ
＝2,符号語のビツト数、ｎ＝3,最小“0"連続数、ｄ＝1,
最大“0"連続数、ｋ＝7,弁別窓幅、Tw＝067T,最小反転
間隔Tmin＝1.33゜Ｔの値をもつ符号化方式の１例であ
る。符号化方式において前記ｄ及びｋが決定された場合
にはTwの理論的限界が決定されること、あるいは、ｄ及
びTw（Twは、m,nで決定される）が決定した場合には、
ｋ値の理論的限界が決定されることが以下の論文によ
り、既に報告されている。

論文（１）エフ、エー、フラナゼツク 1970年、７月、アイビーエ
ム、ジャーナルレスデイベロツプ、“RLLCについて
のシーケンス形態の手法”（F.A.FRANASZEK 1970.July
IBM Journal.Res.Develop“Sequence−state Methods f
or Run−Length−Limited Coding）論文（２）デー・テー．タングアンドエル．アール．バル 19
70年．インフオメーシヨンアンドコントロール.17.
436−461“ブロツクコードをＡクラスにするためのノイ
ズレス・チヤンネルの強制”（D.T.TANG and L.R.BAHL
1970.Information and Control.17.436−461“BLock Co
des for a Class of Constrained Noiseless Channel
s"）この論文によると、最小“0"連続数ｄ＝１とした場合、
最大“0"連続数、ｋ値に対して、理論的限界Twは第２表
のごとくなる。

ここで、データ語のビツト数、ｍ＝２、符号語のビツト
数、ｎ＝３とした場合、符号のもつ弁別窓幅、Tw＝0.66
゜Ｔであり、符号化をおこなう場合の最大“0"連続数、
ｋ値は６以上になる。

故にｍ＝2,n＝3,d＝1,k＝７の符号語が存在することが
明確になつていた。一方、この符号化方式を構成する手
法として、m/n変換をおこない。この変換により、符号
化が達成できない場合には、m/nが一定であるという規
則の上でｍ値を大きくして、m/n変換をおこなう。すな
わち、可変調符号により構成できることが、第７図の
（2,7）RLLC符号化方式の特許他等で示されている。

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

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

これは、通常磁気デイスクあるいは光デイスクのような
記録再生装置においては、データは、セクター単位で構
成されており、各セクターは、セクターマーク，デー
タ，誤正符号等により構成されている。IBM3370型のデ
イスク装置では、誤り誤正能力を、１ブロツク512バイ
トのデータに関して、９ビツトの単一バースト誤りが訂
正可能である。訂正能力を向上させた場合には総データ
量が増加し、線記録密度が増加して、誤り率が低下す
る。この点より第８図の（1,7）RLLC符号について考察
すると、変換された符号系列において、１ビツトあるい
は２ビツトの誤りが発生した場合、復号時の最大エラー
数（復号エラーが発生した最初と最後の間のビツト数）
を、Error max（at1bit）と称い、平均復号エラー数をE
rror Aver（at 1 bit）とする。Error maxは、復号アル
ゴリズムの特異個所を調べることにより判定するが、Er
ror Averは、2^12-1周期のＭ系列疑似ランダム信号を、4
000bit取り出し、（1,7）RLLC符号化により、6000bitに
変換し、その符号列の任意の個所を、エラー長１ビツト
又は２ビツトにて6000point誤まらせ、各誤まりのポイ
ント毎に復号のエラー数を計算した。

結果を第３表に示す。又、１ビット誤り、及び２ビット
誤りの最大復号エラーが発生するパターン例（最悪ケー
ス）を第９図に示す。

ここで、誤り伝搬が最悪ケースをとる場合について説明
する（本願発明の方式及び従来方式とも、共通的取扱い
を行う）。

まず、符号化方式のデータ対応として、２ビット単位の
元データを、D_(n)（＝｛D_2n,D_2n+1｝）とし、D_(n)に対
応した３ビットの符号をZ_(n)（＝｛Z_3n,Z_3n+1,
Z_3n+1｝）とする。

符号化及び復号化のケースとして、以下の３つのケース
がある。

（イ）D_(n)⇔Z_(n) ・・・２ビット/3ビット変換（ロ）｛D_(n),D_(n+1)｝⇔｛Z_(n),Z_(n+1)｝・・・４ビット/6ビット変換（ハ）｛D_(n-1),D_(n)｝⇔｛Z_(n-1),Z_(n)｝・・・４ビット/6ビット変換また、誤り符号をZ_(n)′で記述する。

〔１ビット誤りのケース〕誤りの１ビットはZ_(n)内の１ビットが誤ったとする。こ
のときの復号誤り伝搬の可能性のある元データは以下と
なる。

（１）符号化ケースが（イ）の場合で、誤り符号Z_(n)′
が発生しても、復号化ケース（イ）になる場合 ⇒最大D_(n)の誤り（２）符号化ケースが（イ）の場合で、誤り符号Z_(n)′
の発生により、復号化ケース（ロ）になる場合 ⇒最大D_(n),D_(n+1)の誤り以下、符号化ケースと、誤り発生により復号化ケースの
変化に対応して、誤りが発生する可能性の元データを下
表にまとめる。

この表より、最大誤り伝搬の可能性のあるケースは、符
号化ケースが（ロ）⇒復号化ケース（ハ）と、符号化ケ
ースが（ハ）⇒復号化ケース（ロ）の場合である。

従来方式（第９図）と本願発明の方式は、符号化ケース
（ロ）、復号化ケース（ハ）の場合の例を示している。
従来方式では最大誤り伝搬長は６ビットの例が存在す
る。しかし、本願発明の方式では上記すべてのケースに
おいて、最大誤り伝搬長は５ビットとなる。その理由
は、明細書第19頁の実施例で説明しているごとく本符号
化及び復号化のアルゴリズムより、誤り可能性のあるD
_(n-1),D_(n),D_(n+1)の元データの内、D_(n-1)の前半ビッ
トは誤りを生じない。

〔２ビット誤りのケース〕本説明での２ビット誤りは、別名ピークシフト誤りとも
称され、符号データが「10→01」又は「01→10」と誤る
場合の考察である。

今、誤り符号を、Z_(n),Z_(n+1)とする。誤りの最悪伝搬
ケースは符号化が｛D_(n-1),D_(n)｝⇔｛Z_(n-1),Z_(n)｝・・・４ビット/6ビット変換｛D_(n+1),D_(n+2)｝⇔｛Z_(n+1),Z_(n+2)｝・・・４ビット/6ビット変換のケースであり、誤り符号Z_(n)′,Z_(n+1)′により、復
号化が以下になる場合、誤り発生可能性のある元データ
は、D_(n-1),D_(n),D_(n+1),D_(n+2)の８ビットデータ長と
なる。従来方式（第９図）は、この例を示している。

Z_(n-1)⇒D_(n-1) ｛Z_(n),Z_(n+1)｝⇒｛D_(n),D_(n+1)｝ Z_(n+2)⇒D_(n+2) しかるに、本願発明の符号化方式（第２図）は、明細書
第19頁の実施例で説明するアルゴリズムを用いているの
で、常にD_(n-1)の前半ビットと、D_(n+2)の後半ビットは
誤りを生じない。

また、（1,7）RLLCは、符号列での１ビツトエラー及び
２ビツトエラーの最大復号エラー、及び平均復号エラー
が大きく、この点が第１の欠点であつた。

（ロ）セクター内の同期信号が一意的に決定すること。

先述した如く、デイスク装置においては、セクター毎に
データが管理されており、毎セクターにおいては、セク
ターの始まりを示すセクター同期信号、及び、セクター
内での復号クロツク外れに対処するためのサブ同期信号
が入つている。この構成図を、第10図に示す。第10図Ａ
は、データの構成例であり、同時Ｂ及びＣは、サブ同期
を（1,7）RLLC方式で符号化した時の変換パターンの１
例である。サブ同期の先頭は、“10"で始まる場合が最
も変換パターンの変化が少ない事は、第８図のアルゴリ
ズムより明らかである。しかし、この場合においても、
同期部分の変換パターンは一意的に定まらなくなる。そ
の理由は、（1,7）RLLCにおいては同期の前で変換が完
了した場合Ｂと、同期を含めて４ビツトから６ビツトの
変換がおこなわれた場合Ｃが発生し、その時の変換パタ
ーンが異なるためである。

同期信号は、変換された符号列より、復号なしで、符号
パターンとして検出しなければならない。なぜなら、復
号時には、３ビツト毎の復号用クロツクが必要であり、
これを決定するのが、符号列より検出された同期信号で
あるからである。又、同期信号の別の役割としてデータ
に誤正符号に付加する場合、一般的に知られた２次元符
号の構成と、データ内で、信号のドロツプアウト等によ
り再生クロツクのPLL（Phase Locked Loop）が外れる事
が生じる、このときサブ同期により２次元符号構成のデ
ータフオーマツト上再生データの位置をセツトし直す事
に使用する。もしセツトし直さないと、後の復号データ
が総てエラーとなるからである。この意味においても、
サブ同期を、確実に検出する必要があり、各符号化方式
において、同期信号のパターンは、一意的に変換がおこ
なわれる符号化方式でなければならない。この点が（1,
7）RLLCの第２の欠点である。

（ハ）符号化、復号化ハードウエアー量。

第11図に、（1,7）RLLC符号化方式のブロツク図を示
す。変換方法としては、元の２進データを、まず端子11
に入力し、元データに同期したクロツクを端子１より入
力するとシリアル／パラレルシフトレジスタ２によつて
2bit/3bit変換ロジツク３及び4bit/6bit変換ロジツク５
によりそれぞれ3bit符号及び6bit符号に変換される。一
方、2bit変換か4bit変換かを決定するために、２ビツト
毎に発生するクロツク及び元データクロツク、また判定
用データが端子12より判定回路４に入力される。前記判
定回路４は、カウンター及びロジツクで構成され、デー
タが“00"の場合には、６ビツトに変換させるため、2bi
t/3bit変換ロジツク３及び4bit/6bit変換ロジツク５の
出力をセクター６により切り換え、変換された６ビツト
のデータがパラレル／シリアルシフトレジスター７に入
力される。このパラレル／シリアルシフトレジスタ７は
端子９に入力された3/2倍のクロツクにより、シリアル
データとして出力される。このシフトロード信号を、６
ビツト期間入れないように判定回路４にて制御する。
又、2bit/3bit変換ロジツク３及び4bit/6bit変換ロジツ
ク５は、第８図の変換アルゴリズムにおける“X"論理を
“1"として変換がおこなわれるため、変換された符号列
において、“11"が検出されると“10"に変換する機能を
もつロジツク及びラツチ回路で構成されるロジツク及び
ラツチ回路８を介して、変換符号列が端子10に出力され
る。復号は、上記諸動作の逆であり、機能的な構成は、
符号化と同じである。このように、符号化及び復号化
は、各種の制御信号を作成し、その構成がやや複雑（第
３の欠点）である。

〔発明が解決しようとする問題点〕

従来の２進データ符号化及び復号化方式は以上のように
構成されているので変換アルゴリズムの（1,7）RLLC符
号化、復号化方式としては、他の方式に比べ、高密度指
数が最も大きいが、誤まり発生時の復号誤りビツト長
が大きい。データ内の同期信号が符号化により一意的
に定まらない。符号化、復号化のハードウエアー構成
が複雑である。という問題点があつた。

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

〔問題点を解決するための手段〕

本発明は、２ビツトデータを３ビツト符号に変換し、最
小“0"連続数ｄ＝1,最大“0"連続数ｋ＝７の符号列を構
成するもので、変換アルゴリズムとして配慮すべき事柄
を誤り発生時、復号誤りビツトの伝播を小さくする事、同期信号が一意的な変換パターンとなること、符号化、復号化ハードウエアーが簡単に構成できるこ
と、を満足するようにしたものである。

〔作用〕

この発明における２進データ符号化及び復号化方式は２
進データ列を２ビツト毎に分離し、その分離した２ビツ
ト毎のデータ系列を３ビツト符号系列に変換する際に、
変換が行われる２ビツトデータと、該２ビットデータの
前１ビツトデータ及び後１ビットデータ、更に直前に変
換された３ビツト符号との各論理により、一意的に３ビ
ツト符号に変換を行い、前記変換した３ビツト符号列を
任意の連続する１の間に１個以上７個以下の“0"が存在
するようにする。

〔実施例〕

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

今、２ビツトデータを、｛D_2n,D_2n+1｝で与えられる。
但し、変換パターンを｛M_3n,M_3n+1,M_3n+2｝とすると、
（１）式が得られる。

この基本変換式により、２ビツトデータ間で、隣接する
ビツトが共に“1"でない限り、最小“0"連続数ｄ＝1,最
大“0"連続数ｋ≦７を満足することは明らかである。

もし、２ビツトデータが｛D_2n,D_2n+1｝，｛D_2(n+1),D
_2(n+1)+1｝，と続くとき、２ビツトデータで、D_2n+1＝D
_2(n+1)＝１の場合には、 M_3n＝D_2n×D_2(n+1) M_3n+2＝D_2n+1×D_2(n+1)+1 とし、続くM_3(n+1)＝M_3(n+1)+1＝M_3(n+1)+2＝０とする
（第２次変換）事により、すべての符号列において、最
小“0"連続数ｄ＝1,最大“0"連続数ｋ＝７を満足させる
ことができる。

また、復号化方式の構成は以下の如く行う。

今、３ビツト符号を｛M_3n,M_3n+1,M_3n+2｝としたとき、
続く、３ビツト符号｛M_3(n+1),M_3(n+1)+1,M_3(n+1)+2｝
が｛0,0,0｝パターンでない限り、復号データ｛D_2n,D
_2n+1｝は、 D_2n＝M_3n,D_2n+1＝M_3n+2 となる。（基本的復号）もし、｛M_3(n+1),M_3(n+1)+1,M_3(n+1)+2｝が、｛0,0,0｝
パターンの場合には、 D_2n＝M_3n,D_2n+1＝１となる。

そして、この場合には D_2(n+1)＝1,D_2(n+1)+1＝M_3n+2 …（２）となる。（第２次復号）第２次復号方式において、｛D_2(n+1)2,D_2(n+1)+1｝を復
号することは、６ビツトの符号語を、４ビツトのデータ
に復号することに相当する。この第２次復号方法によら
ずに、常に３ビツトの符号語を２ビツトのデータに復号
するには、以下の復号アルゴリズムを用いる。

すなわち、もし、｛M_3(n+1),M_3(n+1)+1,M_3(n+1)+2｝が
｛0,0,0｝パターンの場合には、 D_2n＝M_3n,D_2n+1＝１もし、｛M_3n,M_3n+1,M_3n+2｝が｛0,0,0｝パターンの場合
には、 D_2n＝1,D_2n+1＝M_3(n-1)+2 とすればよい。

このように変換アルゴリズムを構成することにより、符
号列において、復号時、｛M_3n,M_3n+1,M_3n+2｝・｛M
_3(n+1),M_3(n+1)+1,M_3(n+1)+2｝…と続く３ビツト符号列
を復号する場合、仮に、M_3n+1が誤まつても、｛M_3n,M
_3n+1,M_3n+2｝が基本的変換で変換されている場合、その
大多数は、 D_2n＝M_3n D_2n+1＝M_3n+2 となり、復号誤りは発生しない。

また、〔M_3n,M_3n+1,M_3n+2｝が、基本的変換されていた
として、１ビツト誤りにより、｛0,0,0｝のパターンに
変換された場合、復号データは、直前の２ビツトにま
で、誤まりが拡大することが予想されるが、想定される
すべてのパターンを計算した結果、このケースの復号デ
ータ伝播長は、１ビツト＝25％２ビツト＝50％３ビツト＝25％となり、誤りは伝播しない。

さらに、同期信号においては、その先頭の２ビツトを、
“01"又は“00"とすることにより、同期信号は、前のデ
ータの変換に影響されず、一意的にその変換パターンが
決定される。

さらに、符号化，復号化において、常に２ビツトデータ
を３ビツト符号に変換する。あるいは、常に３ビツト符
号を２ビツトデータに復号する方法として、以下の符号
化，復号化方式を提示する。まず、符号化方式として、
２ビツト毎に分離された２進データ列を｛D_2n,D_2n+1｝
（０＜ｎ＜∞）とし、変換される３ビツト符号列を、
｛M_3n,M_3n+1,M_3n+2｝（０＜ｎ＜∞）としたとき、 Y_n＝D_2n+1×D_2(n+1) Z_n＝M_3n+M_3n+1＋M_3n+2とすると、符号化される３ビツト｛M_3n,M_3n+1,M_3n+2｝は、（３）
式で表わされる。

復号化方式として、３ビツト毎に分離された２進データ
列を｛M_3n,M_3n+1,M_3n+2｝，（０＜ｎ＜∞）とし、変換
される２ビツトデータ列を｛D_2n,D_2n+1｝，（０＜ｎ＜
∞）としたとき、 Z_n＝M_3n＋M_3n+1＋M_3n+2とすると、復号される２ビツト｛D_2n,D_2n+1｝は（４）式となる。

但し、積又は、加算記号は、論理演算のAND及びORとす
る。

次に、この符号化，復号化方式において、変換された符
号化列に１ビツト誤り、あるいは２ビツト誤りが発生し
たときの、復号時の最大エラー数（Error max）と、平
均復号エラー数（Error Aver）を、前記従来の（1,7）R
LLCと同様、計算をおこなつた。その結果を第４表に示
す。又、１ビツト誤り及び２ビツト誤りの最大復号エラ
ーが発生するパターン例を第２図に示す。

前記第３表で示した、従来の（1,7）RLLC方式に対し
て、すべて小さな復号誤り伝播特性をもつている。さら
に、特記すべき事として、復号時５ビツト以上の誤り伝
播が生じる場合には、符号化系列より、誤りが生じた事
を示すイレージヤ情報が見つかることである。これは、
本符号化方式においては、任意に変換された３ビツト符
号パターンと、それに続く３ビツト符号パターンが、共
に“0,0,0"のパターンは発生しないアルゴリズムになつ
ている。しかるに、復号時に５ビツト以上の伝播が生じ
る誤りパターンには、常に、符号化系列にて、復号化す
べき３ビツトパターンが連続して“000"パターンとなる
事である。通常誤り訂正符号は、数ビツトで構成される
シンボル単位で、誤り訂正処理がおこなわれる。誤まり
が、数シンボルに及ぶ場合、通常では訂正不可能な場合
においても、そのシンボルが誤まつている事を示す、イ
レージヤ信号を得ることができるなら、訂正符号能力
は、格段に高くなる。

なお、符号化系列にて誤まりが発生した場合、最小“0"
連続数ｄ＝1,最大“0"連続数ｋ＝７を満足しないパター
ンの検出信号も上記イレージヤ信号として使用可能な事
は明らかである。例えば符号化系列において“11"パタ
ーンが発生した場合や、ｋ＞７のパターンが発生した場
合である。

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

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

まず、符号化の場合には端子15から入力される符号化復
号化制御信号が“1"となり、ロジツク回路19を制御す
る。そして、第４図の元データ（イ）が端子14に入力さ
れ、元データクロツク（ロ）が端子13に入力され、シリ
アル／パラレルシフトレジスタ18により、パラレルデー
タとなつてロジツク回路19に入力される。そしてロジツ
ク回路19により変換された３ビツト符号はロジツク回路
19の0₁,0₂,0₃より、パラレル／シリアルシフトレジスタ
20に入力される。変換アルゴリズムは後述するこのシフ
トレジスタ20には、端子17に入力する符号クロツク
（ハ）と、端子16に入力する符号クロツク（ハ）の３周
期毎にシフトロードするサブクロツク（ニ）が入力さ
れ、信号（ニ）が“0"になる時に、このパラレル／シリ
アルシフトレジスタ20の入力データをラツチし、変換符
号をシリアルデータとして、シリアル／パラレルシフト
レジスタ21に出力する。シフトレジスタ21は、遅延した
３ビツトの変換符号をロジツク回路19に入力すると共
に、変換符号列（ホ）を端子22に出力する。復号時に
は、端子15の符号化復号化制御信号が“0"となり、ロジ
ツク回路19に入力する。変換時と同様に、符号化された
データ列（イ）が端子14に入り、符号クロツク（ロ）が
端子13に入力される。又、符号クロツク（ロ）を、2/3
分周した復号クロツク（ハ）が、端子17に入力される。
シリアル／パラレルシフトレジスタ18によりパラレルデ
ータは、ロジツク回路19により復号変換され、シフトレ
ジスタ20に入る。パラレル／シリアルシフトレジスタ20
には、復号クロツク（ハ）の２周期毎にシフトロードす
るサブクロツク（ニ）が端子16より入力され、信号
（ニ）が“0"になる時にこのシフトレジスタ20のデータ
をラツチ、後変換時と同様にシフトレジスタ21を介し
て、出力端子22に復号データを出力する。

なお、端子23は誤りの発生を示すフラグ信号の出力端子
であり、復号時、ロジツク回路のI₁〜I₆に入力する符号
化データ列に、“11"が発生する場合、あるいは、サブ
クロツク（ニ）が、“0"の時、I₁〜I₆が共に“0"の場合
に、誤りフラグとして、出力される。ロジツク回路の論
理は、変換時には、前述のS₁変換表にしたがい復号時に
はS₂変換表に従つて変換される。ロジツク回路の論理式
は、入力I₁〜I₁₂に対し、出力0₁〜O₄は（５）式とな
る。

但し、Y₁＝I₁×I₂ Y₂＝I₃×I₄ Z₁＝I₈＋I₉＋I₁₀ Z₂＝O₁＋O₂＋O₃ P₁＝I₁＋I₂＋I₃ P₂＝I₄＋I₅＋I₆ で与えられる。

〔発明の効果〕

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

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の符号化，復号化方式アルゴリズム
図、第２図は、本発明の符号化復号化方式の最大誤りパ
ターン図、第３図は、本発明の符号化，復号化共用ハー
ドウエアーの一構成図、第４図は、第10図の説明波形
図、第５図は、変調方式の符号化データ図、第６図はMF
M符号化アルゴリズム図、第７図は（2,7）RLLC符号化ア
ルゴリズム図、第８図は（1,7）RLLC符号化アルゴリズ
ム図、第９図は（1,7）RLLCの最大誤りパターン図、第1
0図は（1,7）RLLCの同期変換パターン図、第11図は（1,
7）RLLC符号器の一構成図である。 18はシリアル／パラレルシフトレジスタ、19はロジツク
回路、20はパラレル／シリアルシフトレジスタ、21はパ
ラレル／シリアルシフトレジスタ。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】２進データ列を２ビット毎に分離し、該分
離したデータ系列を３ビット符号系列に変換するに際
し、該変換がおこなわれる２ビットデータと、該２ビッ
トデータの前１ビットデータおよび後１ビットデータ、
更に、直前に変換された３ビット符号との論理により、
一意的に３ビット符号に変換し、該変換した３ビット符
号列の任意の連続する１の間に、１個以上７個以下の
“0"が存在するようにした２進データ符号化及び復号化
方式。
【請求項２】２進データ列を２ビット毎に分離し、該分
離した２ビット毎のデータ系列を３ビット符号列に変換
するに際し、下記変換表、ここで、２ビット毎に分離される２進データ列を｛D_2n,
D_2n+1｝（０＜ｎ＜∞）とし、変換される３ビット符号
例を｛M_3n,M_3n+1,M_3n+2｝（０＜ｎ＜∞）としたとき、 Y_n＝D_2n+1×D_2(n+1) Z_n＝M_3n＋M_3n+1＋M_3n+2, で示される変換アルゴリズムに従って３ビット符号が構
成されることを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の
２進データ符号化及び復号化方式。
【請求項３】符号化された上記２進データ列を３ビット
毎に分離し、該分離した３ビット毎の符号系列を元の２
ビットデータ列に復号するに際し、変換が行われる３ビ
ット符号と、該３ビット符号の後３ビット符号と直前の
１ビットの各論理とにより一意的に元の２ビットデータ
が復号されるようにしたことを特徴とする特許請求の範
囲第１項記載の２進データ符号化及び復号化方式。
【請求項４】符号化した上記２進データ列を３ビット毎
に分離し、該分離した３ビット毎の符号系列を元の２ビ
ットデータ列に復号するに際し、下記変換表ここで、３ビット毎に分離された２進データ列を｛M_3n,
M_3n+1,M_3n+2｝（０＜ｎ＜∞）とし、変換される２ビッ
トデータ列を｛D_2n,D_2n+1｝（０＜ｎ＜∞）としたと
き、 Z_n＝M_3n＋M_3n+1＋M_3n+2 で示される変換アルゴリズムにて元の２ビットデータが
復号されるようにしたことを特徴とすると特許請求の範
囲第３項記載の２進データ符号化及び復号化方式。
【請求項５】３ビット毎に分離した符号系列を｛M_3n,M
_3n+1,M_3n+2｝（０＜ｎ＜∞）としたとき、復号を行おう
とする３ビット符号と、直後の３ビット符号が共に｛0,
0,0｝の論理をもつ場合、および、符号系列において決
定されている“1"のビット間の“0"の連続ビット数の規
則が所定の値以外の場合に、符号系列より、復号データ
が誤りであることを示すフラグ信号を出力するようにし
たことを特徴とする特許請求の範囲第４項記載の２進デ
ータ符号化及び復号化方式。