JPH0695644B2 - ランレングスリミテツド符号の復号装置 - Google Patents
ランレングスリミテツド符号の復号装置Info
- Publication number
- JPH0695644B2 JPH0695644B2 JP26910784A JP26910784A JPH0695644B2 JP H0695644 B2 JPH0695644 B2 JP H0695644B2 JP 26910784 A JP26910784 A JP 26910784A JP 26910784 A JP26910784 A JP 26910784A JP H0695644 B2 JPH0695644 B2 JP H0695644B2
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- Japan
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- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 産業上の利用分野 本発明は、ディジタル信号の伝送及び記録に用いられる
ランレングスリミテッド（Run Lengfh Limited）符号の
復号装置に関する。
ランレングスリミテッド（Run Lengfh Limited）符号の
復号装置に関する。
従来の技術 磁気テープやディスクなどにディジタルデータを高密度
記録する場合、通常ランレングスリミテッド符号（以降
RLL符号と記す）を用いている。
記録する場合、通常ランレングスリミテッド符号（以降
RLL符号と記す）を用いている。
RLL符号とは、同一２進値の連続ビット数をｄ以上ｋ以
下に制限する符号を言い、このような性質を有するRLL
符号は、ｍビットのデータ語（ビット長Ｔ）をｍより大
なるｎビットの符号語に変換することにより得られる。
下に制限する符号を言い、このような性質を有するRLL
符号は、ｍビットのデータ語（ビット長Ｔ）をｍより大
なるｎビットの符号語に変換することにより得られる。
このようにして得られるRLL符号において、１ビットを
識別するのに要する長さ（検出窓幅） 最小反転間隔Tmin＝ｄ・Ｔωとなる。
識別するのに要する長さ（検出窓幅） 最小反転間隔Tmin＝ｄ・Ｔωとなる。
一般的に、記録・再生系では高周波数成分が遮断される
ため波形干渉が生じる。この波形干渉を少なく抑えるた
めに前記Tminは大であることが望ましい。
ため波形干渉が生じる。この波形干渉を少なく抑えるた
めに前記Tminは大であることが望ましい。
又、波形干渉やジッタなどの時間軸変動による影響を抑
えるために、前記Ｔωは大である方が良く、加えて、セ
ルフクロック機能を得るために前記ｋは小であることが
望ましい。
えるために、前記Ｔωは大である方が良く、加えて、セ
ルフクロック機能を得るために前記ｋは小であることが
望ましい。
従来、上記観点から種々のRLL符号が開発されてきた。
一方、RLL符号を使用する場合、受信あるいは再生側に
おいて、ｎビットの符号語をｍビットのデータ語に復元
する復号装置が必要不可欠である。
おいて、ｎビットの符号語をｍビットのデータ語に復元
する復号装置が必要不可欠である。
ｎビットの符号語を直接ｍビットのデータ語に復元する
従来の復号装置においては、復号にROMを使用する場合
のメモリー容量V1はV1＝2n・ｍとなる。しかし、復号に
本質的に必要なメモリー容量Ｖ′はＶ′＝2m・ｍである
から、メモリーの利用効率Ｅを式（１）で定義すると、
ｎとｍの差 Ｅ＝V2/V1＝2m-n ……（１） が大になるにつれて、メモリーの利用効率は指数関数的
に悪化する。
従来の復号装置においては、復号にROMを使用する場合
のメモリー容量V1はV1＝2n・ｍとなる。しかし、復号に
本質的に必要なメモリー容量Ｖ′はＶ′＝2m・ｍである
から、メモリーの利用効率Ｅを式（１）で定義すると、
ｎとｍの差 Ｅ＝V2/V1＝2m-n ……（１） が大になるにつれて、メモリーの利用効率は指数関数的
に悪化する。
たとえば第１表に示す,d＝3,k＝7,m＝5,n＝12,及びＴω
＝0.417TなるRLL符号の場合には次のようになる。
＝0.417TなるRLL符号の場合には次のようになる。
まず、第１表のRLL符号がｄ＝3,k＝７を満たすことを示
す。第１表から明らかなように、ｄ＝3,k＝７を満たす1
2ビットの符号語は32語あり、５ビットよりなる32（＝2
5）語のデータ語に１対１対応可能である。
す。第１表から明らかなように、ｄ＝3,k＝７を満たす1
2ビットの符号語は32語あり、５ビットよりなる32（＝2
5）語のデータ語に１対１対応可能である。
なお、第１表には１で始まる表パターンの符号語と、表
パターンの１を０に、０を１にすべて置き換えた裏パタ
ーンを併記してあり、これらの符号語とデータ語との対
応は表パターンと裏パターンを１組にしてデータ語１語
に対応させる。そして、表パターンと裏パターンの選択
は次のようにして行う。
パターンの１を０に、０を１にすべて置き換えた裏パタ
ーンを併記してあり、これらの符号語とデータ語との対
応は表パターンと裏パターンを１組にしてデータ語１語
に対応させる。そして、表パターンと裏パターンの選択
は次のようにして行う。
符号語の左端における同一２進値の連続ビット数ｌが２
ならばＦ＝0,3以上ならばＦ＝１とする値Ｆと、符号語
の右端における同一２進値の連続ビット数ｒが２以下な
らばＥ＝0,3以上ならばＥ＝１とする値Ｅと、符号語の
最終ビットを示す値LBを用いて、符号語を表パターンに
するときはＹ＝0,裏パターンにするときはＹ＝１とする
値をＹとする。
ならばＦ＝0,3以上ならばＦ＝１とする値Ｆと、符号語
の右端における同一２進値の連続ビット数ｒが２以下な
らばＥ＝0,3以上ならばＥ＝１とする値Ｅと、符号語の
最終ビットを示す値LBを用いて、符号語を表パターンに
するときはＹ＝0,裏パターンにするときはＹ＝１とする
値をＹとする。
ここで、１つ前に送出した符号語のＥをE1,LBをLB1、こ
れから送出する符号語のＦをF2とすると、これから送出
する符号語に関して次式（２）によって、表−裏パター
ンの切り換えを行う。
れから送出する符号語のＦをF2とすると、これから送出
する符号語に関して次式（２）によって、表−裏パター
ンの切り換えを行う。
ただし、“”は排他的論理和、“・”は論理積、
“−”は否定を表わす。
“−”は否定を表わす。
たとえば、１つ前に送出した符号語として第１表のNo.1
の表パターンの符号語を仮定する。このときE1＝1,LB1
＝１である。次いで、これから送出しようとする符号語
が第１表のNo.2の符号語である場合、F2＝１である。し
たがって、式（２）より となり、これから送出する符号語は裏パターンにするこ
とを示す。この結果、第３図に示すように、符号語どう
しを接続しても、下線を施したその接続部においても同
一２進値の連続ビット数は３以上７以下となる。
の表パターンの符号語を仮定する。このときE1＝1,LB1
＝１である。次いで、これから送出しようとする符号語
が第１表のNo.2の符号語である場合、F2＝１である。し
たがって、式（２）より となり、これから送出する符号語は裏パターンにするこ
とを示す。この結果、第３図に示すように、符号語どう
しを接続しても、下線を施したその接続部においても同
一２進値の連続ビット数は３以上７以下となる。
同様にして、第１表の符号語どうしの接続に関しては、
式（２）に従う限りにおいては必ず、その接続部におい
てもｄ＝3,k＝７なる制限を満たすことがわかる。
式（２）に従う限りにおいては必ず、その接続部におい
てもｄ＝3,k＝７なる制限を満たすことがわかる。
以上示した第１表に示すｄ＝3,k＝7,m＝5,n＝12なるRLL
符号の復号に際しては、従来の一般的な方法によれば、
復号のためのROMの容量V1はV1＝212・５＝20480ビット
必要である。
符号の復号に際しては、従来の一般的な方法によれば、
復号のためのROMの容量V1はV1＝212・５＝20480ビット
必要である。
なお、第１表における値欄については実施例で説明す
る。
る。
発明が解決しようとする問題点 上述のように、ｄ＝3,k＝7,m＝5,n＝12なるRLL符号の復
号装置においては、高々32種類しかない符号語を識別す
るのに、12ビットすべてを用いている。これが、復号装
置におけるROMの容量を不必要に大きくする原因とな
る。
号装置においては、高々32種類しかない符号語を識別す
るのに、12ビットすべてを用いている。これが、復号装
置におけるROMの容量を不必要に大きくする原因とな
る。
一般的に、符号語長ｎを大きくすると、前記d,k,Tωの
いずれかを改善できることが知られている。しかしなが
ら、復号装置のROMの容量により、ｎが大なるRLL符号の
使用は事実上不可能であった。
いずれかを改善できることが知られている。しかしなが
ら、復号装置のROMの容量により、ｎが大なるRLL符号の
使用は事実上不可能であった。
問題点を解決するための手段 本発明は、前記問題点を解決するため、復号装置におけ
るROMの容量を減らすことを目的とし、ｎビットを複数
のブロックに分割し、その分割したブロック毎に仮復号
し、その仮復号した結果の組み合わせを基にデータ語を
復号するという、２段階の復号操作を行うことを特徴と
するものである。
るROMの容量を減らすことを目的とし、ｎビットを複数
のブロックに分割し、その分割したブロック毎に仮復号
し、その仮復号した結果の組み合わせを基にデータ語を
復号するという、２段階の復号操作を行うことを特徴と
するものである。
作 用 上記の構成によれば、たとえば、ｎビットの符号語を第
１図に示すように、n1ビットとn2ビットの２つのブロッ
クに分割する。又、このn1ビットのブロックにおいて生
じるビットパターン数を 、n2ビットのブロックにおいて生じるビットパターン数
を とする。
１図に示すように、n1ビットとn2ビットの２つのブロッ
クに分割する。又、このn1ビットのブロックにおいて生
じるビットパターン数を 、n2ビットのブロックにおいて生じるビットパターン数
を とする。
このとき、n1ビットのブロックにおいて現われるP1個の
ビットパターンは、Q1ビットを用いて互い区別でき、同
様に、n2ビットのブロックにおいて現われるP2個のビッ
トパターンは、Q2ビットを用いて互いに区別できる。
ビットパターンは、Q1ビットを用いて互い区別でき、同
様に、n2ビットのブロックにおいて現われるP2個のビッ
トパターンは、Q2ビットを用いて互いに区別できる。
したがって、この場合、ｎビットの符号語はQ1＋Q2ビッ
トで互いに区別できる。このとき、n1ビットのブロック
のビットパターンをQ1ビットに仮復号する手段と、n2ビ
ットのブロックのビットパターンをQ2ビットに仮復号す
る手段が共にROMによるものとすると、復号に要するROM
の総容量V2は次式（３）で与えられる。
トで互いに区別できる。このとき、n1ビットのブロック
のビットパターンをQ1ビットに仮復号する手段と、n2ビ
ットのブロックのビットパターンをQ2ビットに仮復号す
る手段が共にROMによるものとすると、復号に要するROM
の総容量V2は次式（３）で与えられる。
一般的に、ｎビットの符号語をＬ個の小ブロックに分割
し、その分割したni（１ｉL, ビットのブロックにおいて現われるビットパターン数を とすると、このPi個のビットパターンはQiビットにより
互いに区別でき、従って、復号装置におけるROMの総容
量は式（４）となる。
し、その分割したni（１ｉL, ビットのブロックにおいて現われるビットパターン数を とすると、このPi個のビットパターンはQiビットにより
互いに区別でき、従って、復号装置におけるROMの総容
量は式（４）となる。
したがって、VL＜ｍ・2nとなれば復号装置におけるROM
の容量は従来よりも少くなる。式（４）の第１項は仮復
号に要するROMの容量であり、式（４）の第２項は最終
的な復号に要するROMの容量であるから、 にしなければ、ROM容量削減の効果は小さい。
の容量は従来よりも少くなる。式（４）の第１項は仮復
号に要するROMの容量であり、式（４）の第２項は最終
的な復号に要するROMの容量であるから、 にしなければ、ROM容量削減の効果は小さい。
一方、niビットのブロックにおいて現われるPi個のビッ
トパターンはQiビットで互いに区別できるが、Qiビット
の情報をより有効にするには、Piは２のベキ乗にできる
だけ近い値であることが望ましい。
トパターンはQiビットで互いに区別できるが、Qiビット
の情報をより有効にするには、Piは２のベキ乗にできる
だけ近い値であることが望ましい。
要約すると、次に示す（ｉ），（ii）がｎビットの符号
語を分割する指針となる。
語を分割する指針となる。
（ii）Pi2Qi 実施例 次に、実施例を用いて、本発明により復号装置に要する
ROMの総容量を従来より少なく、しかも簡単にできるこ
とを詳細に示す。
ROMの総容量を従来より少なく、しかも簡単にできるこ
とを詳細に示す。
本実施例で使用するRLL符号は第１表に示すｄ＝3,k＝7,
m＝５及びｎ＝12、したがって なる特徴を有する。
m＝５及びｎ＝12、したがって なる特徴を有する。
このRLL符号の符号語長はｎ＝12である、本実施例では
ｎ＝12をn1＝６及びn2＝６の２つのブロックに分ける、
このとき、n1＝６ビットの第１ブロックに現われるビッ
トパターン、及び、n2＝６ビットの第２ブロックに現わ
れるビットパターンは各々第２表のようになる。
ｎ＝12をn1＝６及びn2＝６の２つのブロックに分ける、
このとき、n1＝６ビットの第１ブロックに現われるビッ
トパターン、及び、n2＝６ビットの第２ブロックに現わ
れるビットパターンは各々第２表のようになる。
第２表より明らかなように、第１ブロックのビットパタ
ーン数P1＝4,第２ブロックのビットパターン数P2＝13で
あるから、前記Q1＝2,Q2＝４となるので、第２表の各ビ
ットパターンをQi（ｉ＝1,2）ビットを用いて表わした
値（16進表記）は第２表のR1,R2となる。
ーン数P1＝4,第２ブロックのビットパターン数P2＝13で
あるから、前記Q1＝2,Q2＝４となるので、第２表の各ビ
ットパターンをQi（ｉ＝1,2）ビットを用いて表わした
値（16進表記）は第２表のR1,R2となる。
したがって、復号装置に必要なROMの総容量は式（３）
よりV2＝２・26＋４・26＋５・26＝704ビットとなる。
これは従来の復号装置に必要なROMの容量V1＝20480ビッ
トに比べて、約1/29である。
よりV2＝２・26＋４・26＋５・26＝704ビットとなる。
これは従来の復号装置に必要なROMの容量V1＝20480ビッ
トに比べて、約1/29である。
なお、裏パターン入力に対しては、符号語の先頭ビット
が０であるから裏パターンであることを容易に検出でき
る。したがって、裏パターンの場合は表パターンに戻し
てから、本発明の復号装置に送るようにする。
が０であるから裏パターンであることを容易に検出でき
る。したがって、裏パターンの場合は表パターンに戻し
てから、本発明の復号装置に送るようにする。
次に、本発明の復号装置の回路構成を、第２図に示すブ
ロック図を用いて詳細に説明する。
ロック図を用いて詳細に説明する。
まず、再生されて来る符号語は、シリアル−パラレル変
換器１（S/P）及び、12ビットのＤフリップフロップ２
（DFF）で符号語単位で保持する。そして、Ｄフリップ
フロップ２に保持された12ビットの符号語の先頭ビット
は、インバータ３を通して12個の２入力の排他的論理和
ゲート４の一方の入力端子に送る、又、12個の２入力排
他的論理和ゲート４のもう一方の入力端子には、Ｄフリ
ップフロップ２の出力をそのまま送る。
換器１（S/P）及び、12ビットのＤフリップフロップ２
（DFF）で符号語単位で保持する。そして、Ｄフリップ
フロップ２に保持された12ビットの符号語の先頭ビット
は、インバータ３を通して12個の２入力の排他的論理和
ゲート４の一方の入力端子に送る、又、12個の２入力排
他的論理和ゲート４のもう一方の入力端子には、Ｄフリ
ップフロップ２の出力をそのまま送る。
こうすることで、12個の２入力排他的論理和ゲート４の
出力には必ず表パターンの符号語が現われる。
出力には必ず表パターンの符号語が現われる。
次いで、12個の２入力排他的論理和ゲート４の出力端子
に現われた表パターンの符号語の内、上位６ビットつま
り符号語の第１ブロックをROM5のアドレス端子に送り、
一方、下位６ビットつまり符号語の第２ブロックをROM6
のアドレス端子に送る。
に現われた表パターンの符号語の内、上位６ビットつま
り符号語の第１ブロックをROM5のアドレス端子に送り、
一方、下位６ビットつまり符号語の第２ブロックをROM6
のアドレス端子に送る。
この結果、ROM5の出力には入力の６ビットに対応する２
ビットの値R1が現われROM6の出力には入力の６ビットに
対応する４ビットの値R2が現われる。
ビットの値R1が現われROM6の出力には入力の６ビットに
対応する４ビットの値R2が現われる。
そして、最後に、合計６ビットになるR1とR2をROM7に送
ると、その出力には第１表の値の項に示す。入力R1及び
R2に対応するデータ語が現われ、これが、復号装置の出
力となる。
ると、その出力には第１表の値の項に示す。入力R1及び
R2に対応するデータ語が現われ、これが、復号装置の出
力となる。
以上示したように、本実施例の回路構成は極めて簡単で
あり、しかも、従来より大幅にROMの容量が少なくなる
という特長があり、実用上極めて有用である。
あり、しかも、従来より大幅にROMの容量が少なくなる
という特長があり、実用上極めて有用である。
なお、本発明はこの実施例で用いたRLL符号のみなら
ず、すべてのRLL符号に対して有効であり、又、符号語
のブロック分けも２分割にとどまらず、３分割以上でも
ROMの総容量削減の効果保てるだけでなく、符号語長の
長いRLL符号については、３分割以上により更に大きなR
OMの総容量削減効果がある。
ず、すべてのRLL符号に対して有効であり、又、符号語
のブロック分けも２分割にとどまらず、３分割以上でも
ROMの総容量削減の効果保てるだけでなく、符号語長の
長いRLL符号については、３分割以上により更に大きなR
OMの総容量削減効果がある。
発明の効果 以上詳細に示したように、本発明はRLL符号の復号装置
において、ｎビットの符号語を複数のブロックに分割
し、その分割したブロック毎に仮復号し、その仮復号し
た結果を用いて最終復号値を得るという２段階の復号操
作を行うことによって、簡単な回路構成によって復号に
要するROMの総容量を従来より大幅に削減できる。たと
えば、ｄ＝3,k＝7,m＝5,n＝12なるRLL符号に対しては、
従来に比べてROMの総容量を約1/29に削減できる。
において、ｎビットの符号語を複数のブロックに分割
し、その分割したブロック毎に仮復号し、その仮復号し
た結果を用いて最終復号値を得るという２段階の復号操
作を行うことによって、簡単な回路構成によって復号に
要するROMの総容量を従来より大幅に削減できる。たと
えば、ｄ＝3,k＝7,m＝5,n＝12なるRLL符号に対しては、
従来に比べてROMの総容量を約1/29に削減できる。
このように、本発明によるランレングスリミテッド符号
の復号装置を用いることで、従来よりも復号装置を小さ
くできるだけでなく、復号装置を小さくできることによ
り、より高密度記録に適する符号語長の長いRLL符号の
使用も可能になる等、実用上極めて大きな効果がある。
の復号装置を用いることで、従来よりも復号装置を小さ
くできるだけでなく、復号装置を小さくできることによ
り、より高密度記録に適する符号語長の長いRLL符号の
使用も可能になる等、実用上極めて大きな効果がある。
なお、本明細書ではROMの容量を１つの指針として本発
明の効果を示したが、復号装置においてROMを使用せ
ず、論理回路のみで復号する場合にも同様の効果がある
ことは言うまでもない。
明の効果を示したが、復号装置においてROMを使用せ
ず、論理回路のみで復号する場合にも同様の効果がある
ことは言うまでもない。
第１図は符号語の２分割説明図、第２図は本発明の一実
施例における復号回路のブロック図、第３図は符号語ど
うしの接続説明図である。 １……シリアル−パラレル変換器、２……Ｄフリップフ
ロップ、３……インバータ、４……排他的論理和ゲー
ト、5,6……ROM,7……ROM。
施例における復号回路のブロック図、第３図は符号語ど
うしの接続説明図である。 １……シリアル−パラレル変換器、２……Ｄフリップフ
ロップ、３……インバータ、４……排他的論理和ゲー
ト、5,6……ROM,7……ROM。
Claims (6)
- 【請求項１】ｍビットのデータ語をｎビットの符号語に
変換して、変換後のｎビットの符号語どうしの接続によ
って生じるビット列中の同一２進値の連続ビット数をｄ
以上ｋ以下に制限するｎビットのランレングスリミテッ
ド符号を、ｍビットのデータ語に逆変換するランレング
スリミテッド符号の復号装置において、このｎビットを
２以上の整数値Ｌに対して、 なる関係を満たす各々がniビットよりなるＬ個のブロッ
クに分割する分割手段と、正の整数値Qiに対して、前記
niビットのブロックに現れるビットパターン数piが2Qi
-1より大かつ2Qi以下であるとき、前記niビットを各々
区別するための前記Qiビットの情報を前記niビットの入
力に対する出力とする仮復号手段と、前記仮復号手段の
出力のすべてを入力としこの入力に基づいて前記ｎビッ
トの符号語に対応するデータ語を出力すると最終復号手
段を備えることを特徴とするランレングスリミテッド符
号の復号装置。 - 【請求項２】１で始まる符号語を表パターン、０で始ま
る符号語を裏パターンと呼ぶとき、分割手段が復号しよ
うとする符号語を表パターンに変換する手段を兼ね備え
ることを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のランレ
ングスリミテッド符号の復号装置。 - 【請求項３】ｉ、ni、Qi、ｍ及び に対してQi・2ni＜ｍ・2Qかつ前記piが２のベキ乗に近
い値となるように前記ni、及びｉを選ぶことを特徴とす
る特許請求の範囲第１項記載のランレングスリミテッド
符号の復号装置。 - 【請求項４】分割手段がシリアルイン・パラレルアウト
のシフトレジスタとＤフリップフロップより成り、前記
仮復号手段が前記niビット入力Qiビット出力のメモリー
であり、前記最終復号手段が ビット入力、ｍビットの出力のメモリーであることを特
徴とする特許請求の範囲第３項記載のランレングスリミ
テッド符号の復号装置。 - 【請求項５】メモリーがRead Only Memoryであること
を特徴とする特許請求の範囲第４項記載のランレングス
リミテッド符号の復号装置。 - 【請求項６】ｄ＝３、ｋ＝７、ｍ＝５及びｎ＝12なるラ
ンレングスリミテッド符号に関して、前記Ｌ＝２、n1＝
６、n2＝６であることを特徴とする特許請求の範囲第４
項記載のランレングスリミテッド符号の復号装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP26910784A JPH0695644B2 (ja) | 1984-12-19 | 1984-12-19 | ランレングスリミテツド符号の復号装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP26910784A JPH0695644B2 (ja) | 1984-12-19 | 1984-12-19 | ランレングスリミテツド符号の復号装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61145934A JPS61145934A (ja) | 1986-07-03 |
| JPH0695644B2 true JPH0695644B2 (ja) | 1994-11-24 |
Family
ID=17467765
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP26910784A Expired - Lifetime JPH0695644B2 (ja) | 1984-12-19 | 1984-12-19 | ランレングスリミテツド符号の復号装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0695644B2 (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| NL8702903A (nl) * | 1987-12-03 | 1989-07-03 | Philips Nv | Werkwijze en inrichting voor het optekenen van informatie op een registratiedrager, alsmede een inrichting voor het uitlezen van de opgetekende informatie. |
| JP2594699B2 (ja) * | 1990-11-09 | 1997-03-26 | 富士通株式会社 | ５ｂ６ｂ符号則逆変換回路 |
-
1984
- 1984-12-19 JP JP26910784A patent/JPH0695644B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS61145934A (ja) | 1986-07-03 |
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