JPS6043263A - 符号化復号化方式 - Google Patents
符号化復号化方式Info
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- JPS6043263A JPS6043263A JP14920583A JP14920583A JPS6043263A JP S6043263 A JPS6043263 A JP S6043263A JP 14920583 A JP14920583 A JP 14920583A JP 14920583 A JP14920583 A JP 14920583A JP S6043263 A JPS6043263 A JP S6043263A
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- Japan
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-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/14—Digital recording or reproducing using self-clocking codes
- G11B20/1403—Digital recording or reproducing using self-clocking codes characterised by the use of two levels
- G11B20/1423—Code representation depending on subsequent bits, e.g. delay modulation, double density code, Miller code
- G11B20/1426—Code representation depending on subsequent bits, e.g. delay modulation, double density code, Miller code conversion to or from block codes or representations thereof
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の技術分野〕
本発明は磁気テープ、磁気ディスク等を媒体とした磁気
記録書化装置の情報１．込み−Ｃ出し系に使用されるデ
ィジタル符号化復号化方式に関するものである。
記録書化装置の情報１．込み−Ｃ出し系に使用されるデ
ィジタル符号化復号化方式に関するものである。
磁気記録再生装置に使用される符号化復号化方式の一例
として、ジョーク・Ｖ・ジャコピ（Ｇｅｏ−ｒｇｅ Ｖ
、 Ｊａｃｏ、カｙ）著「データ密度を大きくするだめ
の新しい先取りコード（Ａ Ｎｅｗ Ｌｏｏｋ−Ａｈｅ
ａｄ Ｃｏｄｅｆｏｒ Ｉｎｃｒｅａｓｅｄ Ｄａｔａ
Ｄｅｎｓｉｔｙ） Ｊ （ＩＥＥＥ トランザクジョ
ンｅオン・マグネティクスＩＶＩＡＧ−１３巻第５号、
１９７７年９月１２０２頁以下）は３ＰＭ（Ｔｈｒｃｅ
Ｐｏ５ｉｔｉｏｎ Ｍｏｄｕｌａｔｉｏｎ）方式とし
て知られる符号化復号化方式を概説している。このａＰ
Ｍ方式ではデータを３ビツト毎に区切り３ビツト長のデ
ータワードに対して表１に示すような変換規則を使って
６ビツトのコードワードに変換した後、コードソード１
０１を０１０に変換し、更にコードワード″１”のとこ
ろで反転（トランジション）を行う。同様な符号化復号
化方式については、従来より特開昭５４−８０７２６号
公報を始めとして種々提案されている。これらの符号化
復号化方式を使って磁気記録再生を行う場合、隣り合う
２つの反転の最小反転間隔Ｔｍ１ｎが長い程、データ記
録密度が高くなり好ましく、最大反転間隔Ｔｍａｘが短
い程、衿生時におけるクロック再生が容易となる。前記
ａＰＭ方式の場合、データワードのピットセルの期間を
Ｔとした時、最小反転間隔Ｔｍ ｉ ｎは１．５Ｔとな
り、最大反転間隔Ｔｍａｘは６Ｔとなる。従って、この
３ＰＭ万式を用いてデータ列を符号化して記録した場合
、最大反転間隔が大きいために再生時におけるセルフク
ロックが容易でないと言う欠点があった。
として、ジョーク・Ｖ・ジャコピ（Ｇｅｏ−ｒｇｅ Ｖ
、 Ｊａｃｏ、カｙ）著「データ密度を大きくするだめ
の新しい先取りコード（Ａ Ｎｅｗ Ｌｏｏｋ−Ａｈｅ
ａｄ Ｃｏｄｅｆｏｒ Ｉｎｃｒｅａｓｅｄ Ｄａｔａ
Ｄｅｎｓｉｔｙ） Ｊ （ＩＥＥＥ トランザクジョ
ンｅオン・マグネティクスＩＶＩＡＧ−１３巻第５号、
１９７７年９月１２０２頁以下）は３ＰＭ（Ｔｈｒｃｅ
Ｐｏ５ｉｔｉｏｎ Ｍｏｄｕｌａｔｉｏｎ）方式とし
て知られる符号化復号化方式を概説している。このａＰ
Ｍ方式ではデータを３ビツト毎に区切り３ビツト長のデ
ータワードに対して表１に示すような変換規則を使って
６ビツトのコードワードに変換した後、コードソード１
０１を０１０に変換し、更にコードワード″１”のとこ
ろで反転（トランジション）を行う。同様な符号化復号
化方式については、従来より特開昭５４−８０７２６号
公報を始めとして種々提案されている。これらの符号化
復号化方式を使って磁気記録再生を行う場合、隣り合う
２つの反転の最小反転間隔Ｔｍ１ｎが長い程、データ記
録密度が高くなり好ましく、最大反転間隔Ｔｍａｘが短
い程、衿生時におけるクロック再生が容易となる。前記
ａＰＭ方式の場合、データワードのピットセルの期間を
Ｔとした時、最小反転間隔Ｔｍ ｉ ｎは１．５Ｔとな
り、最大反転間隔Ｔｍａｘは６Ｔとなる。従って、この
３ＰＭ万式を用いてデータ列を符号化して記録した場合
、最大反転間隔が大きいために再生時におけるセルフク
ロックが容易でないと言う欠点があった。
表 １
〔発明の目的〕
本発明はこのような事情を考慮してなされたもので、そ
の目的とするところは、最小反転間隔が長く、かつ最大
反転間隔が３ＰＭ方式より短い、セルフクロックの容易
な符号化復号化方式を提供することにある。
の目的とするところは、最小反転間隔が長く、かつ最大
反転間隔が３ＰＭ方式より短い、セルフクロックの容易
な符号化復号化方式を提供することにある。
本発明はデータワードのブロック長を３ビツトとして、
ａＰＭ方式と同様な変換規則に従ってコードワードに変
換した後、 ａＰＭ方式で最大反転間隔を示すコードワ
ード列の中の０”符号のいくつかを、前後のグループと
の関係から、従来ａＰＭ方式では存在していないコード
ワ・−ドパターンになるように１”符号に変換して、２
値データ列を符号化し、またこの符号化されたコードワ
ード列を上記の変換の逆変換を行って復号化するように
したものである。
ａＰＭ方式と同様な変換規則に従ってコードワードに変
換した後、 ａＰＭ方式で最大反転間隔を示すコードワ
ード列の中の０”符号のいくつかを、前後のグループと
の関係から、従来ａＰＭ方式では存在していないコード
ワ・−ドパターンになるように１”符号に変換して、２
値データ列を符号化し、またこの符号化されたコードワ
ード列を上記の変換の逆変換を行って復号化するように
したものである。
このようにして本発明によれば、コードワード列の隣接
する′°１”の間の６０”の数が最小で２個、最大で８
個となり、これをコードワードの１”が存在するところ
で反転した場合、その最小反転間隔Ｔｍ１ｎが１．５Ｔ
最大反転間隔Ｔｍａｘが４．５Ｔとなる。
する′°１”の間の６０”の数が最小で２個、最大で８
個となり、これをコードワードの１”が存在するところ
で反転した場合、その最小反転間隔Ｔｍ１ｎが１．５Ｔ
最大反転間隔Ｔｍａｘが４．５Ｔとなる。
ただし上記Ｔはデータワードのビットセル期間である。
従って最小反転間隔を３ＰＭ方式と同じにした上で最大
反転間隔を十分に短くした情報記録を行い得るので、再
生時におけるセルフクロックが容易であるという利点が
ある。
反転間隔を十分に短くした情報記録を行い得るので、再
生時におけるセルフクロックが容易であるという利点が
ある。
以下、図面を参照して本発明の一実ノ゛崩例を説明する
。
。
第１図は本発明の符号化復号化方式を適用しで構成され
る情報記録再生装置の概略構成図であり、１は符号化装
置、２は復号化装置である。符号化装＠１は入力された
２値データ列を以下に説明するようにコードワード列に
符号化するもので、記録装置３はそのコードワード列を
入力し、そのコードワード列中で１′″を検出する都度
、記録イｆ）号を反転して記録媒体４に情報を記録して
いイ）。この記録媒体４に記録された情報は再生装置５
によって再生され、復号化装置２によって、再生データ
が前記符号化処理と逆の符号変換処理をジけて元の２値
データ列が再現されるものとなっている。
る情報記録再生装置の概略構成図であり、１は符号化装
置、２は復号化装置である。符号化装＠１は入力された
２値データ列を以下に説明するようにコードワード列に
符号化するもので、記録装置３はそのコードワード列を
入力し、そのコードワード列中で１′″を検出する都度
、記録イｆ）号を反転して記録媒体４に情報を記録して
いイ）。この記録媒体４に記録された情報は再生装置５
によって再生され、復号化装置２によって、再生データ
が前記符号化処理と逆の符号変換処理をジけて元の２値
データ列が再現されるものとなっている。
ところで、本方式における符号化は次のようにして行わ
れる。符号化装置１では、先ず入力された２値テ一タ列
を３ビツト長のデータワードに区切り、３ＰＭ方式と同
様な表１に示すような変換規則を使って６ピツトのコー
ドワードに変換した後コードワード”１０１’″を”０
１０″′に変換する。このように変換でれたコードワー
ドに対し、前後のグループのコードワードの関係から更
に一７Ｑ ２ （ａ）のコードワ−ド列を表２（ｂ）の
コードワード列に変換する。
れる。符号化装置１では、先ず入力された２値テ一タ列
を３ビツト長のデータワードに区切り、３ＰＭ方式と同
様な表１に示すような変換規則を使って６ピツトのコー
ドワードに変換した後コードワード”１０１’″を”０
１０″′に変換する。このように変換でれたコードワー
ドに対し、前後のグループのコードワードの関係から更
に一７Ｑ ２ （ａ）のコードワ−ド列を表２（ｂ）の
コードワード列に変換する。
ここでＰ １＋ Ｐ ２〜Ｐ６は現在のコードワードの
グループ、Ｐ １１Ｐ２〜Ｐ６は前のグループのコード
ワード、Ｐ＋、Ｐ２〜Ｐ６は後のグループのコードワー
ドでらる。
グループ、Ｐ １１Ｐ２〜Ｐ６は前のグループのコード
ワード、Ｐ＋、Ｐ２〜Ｐ６は後のグループのコードワー
ドでらる。
！（２の×はパ１″′またはｕ０７１の任怠のビットを
表わし−Ｃいる。表２の変換においてはｔｄがｔｌ １
７１の時にはＰ＋、Ｐ２＋Ｐ３は共に０“となるのでＰ
４＋Ｐ ｓ ＋Ｐ ６＋Ｐ １＋Ｐ２が共に１“０”で
あればＰｓとＰ６を０″から“１″に変換する。またＰ
６がｕ１″の時にはＰ ａ ＋ Ｐ４１ Ｐ ｓが共に
ＩＩ ＯＩ＋となるので、Ｐ ６ ＋ Ｐ １ ＊ Ｐ
２が共に１０７１８であれはＰｓを０”から（１１ｊ
ｌに′変換する。ＰＩとＰｓが′１′″の時にはＰ２
、Ｐｓ １Ｐ３１Ｐ４が共に４１０１１となるので、Ｐ
４ 、Ｐｓ １Ｐ６１ＰＩ ＩＦ５が共に０”であれば
、Ｐ６とＰｓを°０″から°゛１″に変換すると共に、
Ｐらを°゛ｌ”から”０”に変換する。このような変換
によってコードワード列の隣接する１”の間の”０”の
最大１同数は減少し、表２による変換後には最大８個と
々りて最大反転間隔Ｔｍａｘは３ＰＭ方式の６．０Ｔか
ら４．５Ｔに小さくなる。従って、最小反転間隔を１５
ＴとしてａＰＭ方式と等しく、最大反転間隔が４．５Ｔ
と十分短くすることが出来るので、コードワード列の１
”を検出する都度記録信号を反転して情報記録を行う場
合に記録密度が高く、杓生時ｅこおけるセルフクロック
が容易である等の効呆かある。
表わし−Ｃいる。表２の変換においてはｔｄがｔｌ １
７１の時にはＰ＋、Ｐ２＋Ｐ３は共に０“となるのでＰ
４＋Ｐ ｓ ＋Ｐ ６＋Ｐ １＋Ｐ２が共に１“０”で
あればＰｓとＰ６を０″から“１″に変換する。またＰ
６がｕ１″の時にはＰ ａ ＋ Ｐ４１ Ｐ ｓが共に
ＩＩ ＯＩ＋となるので、Ｐ ６ ＋ Ｐ １ ＊ Ｐ
２が共に１０７１８であれはＰｓを０”から（１１ｊ
ｌに′変換する。ＰＩとＰｓが′１′″の時にはＰ２
、Ｐｓ １Ｐ３１Ｐ４が共に４１０１１となるので、Ｐ
４ 、Ｐｓ １Ｐ６１ＰＩ ＩＦ５が共に０”であれば
、Ｐ６とＰｓを°０″から°゛１″に変換すると共に、
Ｐらを°゛ｌ”から”０”に変換する。このような変換
によってコードワード列の隣接する１”の間の”０”の
最大１同数は減少し、表２による変換後には最大８個と
々りて最大反転間隔Ｔｍａｘは３ＰＭ方式の６．０Ｔか
ら４．５Ｔに小さくなる。従って、最小反転間隔を１５
ＴとしてａＰＭ方式と等しく、最大反転間隔が４．５Ｔ
と十分短くすることが出来るので、コードワード列の１
”を検出する都度記録信号を反転して情報記録を行う場
合に記録密度が高く、杓生時ｅこおけるセルフクロック
が容易である等の効呆かある。
以下余白
このような符号化処理は第２図において次のようにして
行われる。入力される２値データ列は端子１１から３ビ
ツトのシフトレジスタ１２に直列に入力され、３ビツト
で並列に出力され符号器１３に加えられる。符号器１３
は表１に示すような変換規則によって３ビツト長のデー
タワードから６ビツト長のコードワードに変換する回路
で、表１に示すようにデータワードをＡ＋ ｌＡ２１Ａ
３ ！コードワードをＰ １ ＋ Ｐ ２ ＋ Ｐ ３
ｒ Ｐ ４ ＋ Ｐ ５ ＋ Ｐ ６とずれば次の如
く論理演算される。Ｐ６は常に°０″である。
行われる。入力される２値データ列は端子１１から３ビ
ツトのシフトレジスタ１２に直列に入力され、３ビツト
で並列に出力され符号器１３に加えられる。符号器１３
は表１に示すような変換規則によって３ビツト長のデー
タワードから６ビツト長のコードワードに変換する回路
で、表１に示すようにデータワードをＡ＋ ｌＡ２１Ａ
３ ！コードワードをＰ １ ＋ Ｐ ２ ＋ Ｐ ３
ｒ Ｐ ４ ＋ Ｐ ５ ＋ Ｐ ６とずれば次の如
く論理演算される。Ｐ６は常に°０″である。
ＰＩ ＝ＡＢ ＋ＡＣ（１１
Ｐ２＝ＡＢ （２）
Ｐ３＝ＡＢＣ（３）
Ｐ４＝ＡＢＣ＋ＡＢＣ（４１
Ｐ５＝ＡＢＣ＋ＡＢＣ＋ＡＢＣｆ５）
符号器１３の出力のＰｌはエクスクル−シブオア１４と
検出器１５に出力Ｐ２は６ビツトレジスタ１６と検出器
１７に出力Ｐ３１Ｐ４１Ｐ５１Ｐ６は６ビツトレジスタ
１６に加えられる。６ビツトレジスタ１６のＰｓ 、Ｐ
６の出力は検出器１５に加えられてコードワード列の１
０１が検出される。６ビツトレジスタのＰ ５ ＋ Ｐ
６の出力はそれぞれエクスクル−シブオア１８．１９
にも加えられ、コードワードの１０１が検出器れだ時、
検出器１５の出力によって符号器１３の出力Ｐ１と、６
ビツトレジスタ１６の出力Ｐ５．Ｐ６が符号を変えられ
１０１が０１０に変換される。
検出器１５に出力Ｐ２は６ビツトレジスタ１６と検出器
１７に出力Ｐ３１Ｐ４１Ｐ５１Ｐ６は６ビツトレジスタ
１６に加えられる。６ビツトレジスタ１６のＰｓ 、Ｐ
６の出力は検出器１５に加えられてコードワード列の１
０１が検出される。６ビツトレジスタのＰ ５ ＋ Ｐ
６の出力はそれぞれエクスクル−シブオア１８．１９
にも加えられ、コードワードの１０１が検出器れだ時、
検出器１５の出力によって符号器１３の出力Ｐ１と、６
ビツトレジスタ１６の出力Ｐ５．Ｐ６が符号を変えられ
１０１が０１０に変換される。
６ビツトレジスタの出力Ｐ １ ＋ Ｐ ２は共に検出
器２０゜２１と６ビツトレジスタ２２に、出力Ｐ３はエ
クスクル−シブオア２３に出力Ｐ４は検出器１７と、６
ビツトレジスタ２２に加えられエクスクル−シブオア１
８．１９の出力はそれぞれエクスクル−シブオア２４．
２５を介して６ビツトレジスタ２２に加えられる。また
エクスクル−シブオア２３の出力はエクスクル−シブオ
ア２６．２７を介して６ビツトレジスタ２２に加えられ
る。６ビツトレジスタ２２のＰｌとＰ４ 、Ｐｓの出力
は検出器２１と並列入力の６ビツトシフトレジスタ２８
に入力され、Ｐ２゜Ｐｓの出力は６ビツトシフトレジス
タ２８に、Ｐ６の出力は検出器１７，２０．２１と、エ
クスクル−シブオア２９を介して６ビツトシフトレジス
タ２８に加えられる。このように接続された検出器１７
は表２におけるＰ６＝Ｉ Ｐ４＝Ｐ５＝Ｐｅ＝Ｐｔ＝Ｐ
２＝０を検出する回路で、その出力はエクスクル−シブ
オア２３．２５に接続されてＰｓとＰ６の符号を”０’
″から”１”に変換する。検出器２０は表２におけるＰ
６＝１．Ｐ６＝Ｐ１；Ｐ２＝０を検出する回路で、その
出力はエクスクル−シブオア２６に接続され、 Ｐｓの
符号を０”から°゛１”に変換する。災に検出器２１は
表２におけるＰ１＝Ｐｓ＝１ 、 Ｐ４＝Ｐ５＝Ｐ６＝
Ｐ］＝ｐ２＝ｏを検出する回路で、その出力はエクスク
／−シブオア２４，２７．２９に加えられてＰ６とＰｓ
の符号を０”から１１”にＰｓの符号をパ１＃からＩ′
０＃に変換する。すなわち検出器１７，２０．．２１と
エクスクル−シブオア２３，２４，２５，２６，２７゜
２９によって表２の（ａ）から（ｂ）への符号変換が行
われ、隣接する′１＃の間の°０″の最大個数が８個と
制限されたコードワード列が端子３ｏに出力される。
器２０゜２１と６ビツトレジスタ２２に、出力Ｐ３はエ
クスクル−シブオア２３に出力Ｐ４は検出器１７と、６
ビツトレジスタ２２に加えられエクスクル−シブオア１
８．１９の出力はそれぞれエクスクル−シブオア２４．
２５を介して６ビツトレジスタ２２に加えられる。また
エクスクル−シブオア２３の出力はエクスクル−シブオ
ア２６．２７を介して６ビツトレジスタ２２に加えられ
る。６ビツトレジスタ２２のＰｌとＰ４ 、Ｐｓの出力
は検出器２１と並列入力の６ビツトシフトレジスタ２８
に入力され、Ｐ２゜Ｐｓの出力は６ビツトシフトレジス
タ２８に、Ｐ６の出力は検出器１７，２０．２１と、エ
クスクル−シブオア２９を介して６ビツトシフトレジス
タ２８に加えられる。このように接続された検出器１７
は表２におけるＰ６＝Ｉ Ｐ４＝Ｐ５＝Ｐｅ＝Ｐｔ＝Ｐ
２＝０を検出する回路で、その出力はエクスクル−シブ
オア２３．２５に接続されてＰｓとＰ６の符号を”０’
″から”１”に変換する。検出器２０は表２におけるＰ
６＝１．Ｐ６＝Ｐ１；Ｐ２＝０を検出する回路で、その
出力はエクスクル−シブオア２６に接続され、 Ｐｓの
符号を０”から°゛１”に変換する。災に検出器２１は
表２におけるＰ１＝Ｐｓ＝１ 、 Ｐ４＝Ｐ５＝Ｐ６＝
Ｐ］＝ｐ２＝ｏを検出する回路で、その出力はエクスク
／−シブオア２４，２７．２９に加えられてＰ６とＰｓ
の符号を０”から１１”にＰｓの符号をパ１＃からＩ′
０＃に変換する。すなわち検出器１７，２０．．２１と
エクスクル−シブオア２３，２４，２５，２６，２７゜
２９によって表２の（ａ）から（ｂ）への符号変換が行
われ、隣接する′１＃の間の°０″の最大個数が８個と
制限されたコードワード列が端子３ｏに出力される。
このようにして本方式による符号化処理は隣接する１″
の間の０＃の個数が多い時に、前後のグループのコード
ワードから特定のパターンを検出し、ａＰＭ方式では存
在しないコードワードパターンに沁換してパ０″′の続
く個数を制限している。
の間の０＃の個数が多い時に、前後のグループのコード
ワードから特定のパターンを検出し、ａＰＭ方式では存
在しないコードワードパターンに沁換してパ０″′の続
く個数を制限している。
尚、本発明は上記実施例に限定されるものではない。例
えば上記実施例では最初の符号変換を表１を使って行っ
ているが８種類のデータワードとコードワードの対応関
係は任意ににめればよく、要はその対応関係を１対１に
定めればよい。そしてその対応関係に応じて論理処理の
アルゴリズムをｉ１′１１換えればよい。をするに本発
明はその要旨を逸脱しない範囲で種々変形して実施する
ことが出来る。
えば上記実施例では最初の符号変換を表１を使って行っ
ているが８種類のデータワードとコードワードの対応関
係は任意ににめればよく、要はその対応関係を１対１に
定めればよい。そしてその対応関係に応じて論理処理の
アルゴリズムをｉ１′１１換えればよい。をするに本発
明はその要旨を逸脱しない範囲で種々変形して実施する
ことが出来る。
第１図は本発明方式が適用される記録再生装置の概略構
成図、第２図は符号化装置の構成図である。 １・・・符号化装置、２・・・復号化装置、１２・・・
３ビツトシフトレジスタ、 １６．２２・・・６ビツトレジスタ、 １５．１７，２０．２１・・・検出器、１４．１８，１
９，２３，２４，２５，２６，２７．２９・・・エクス
クル−シブオア、 ２８・・・６ビツトシフトレジスタ。
成図、第２図は符号化装置の構成図である。 １・・・符号化装置、２・・・復号化装置、１２・・・
３ビツトシフトレジスタ、 １６．２２・・・６ビツトレジスタ、 １５．１７，２０．２１・・・検出器、１４．１８，１
９，２３，２４，２５，２６，２７．２９・・・エクス
クル−シブオア、 ２８・・・６ビツトシフトレジスタ。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 ２値データ列を３ビツト長のデータワードに区切り、上
記８棟類のデータワードを（０，０，０，０，１゜０）
、 （（１，０，０，１，０，０） 、（０，１，０，
０，０，０） 、（０，１，０，０，１，０）（０，０
，１，０，０，０）、（１，０，０，０，０，０） 、
（１，０，０，０，１，０） 。 （１，０，０，１，０，０）からなるコードワードに対
応はせて、Ｔｈｆｌ記２値データ列を区切った各データ
ワードをそれぞれコードワードに変換する第１の変換手
段と、変換されたコードワード列中の（１，０，１）を
（０，１，０）に変換する第２の変換手段と、変換され
／ｊコードワードが（０，０，０，０，０，０）で、前
のグループのコードワードの６番目のビットが（１）で
、後のグル−フ゛のコードワードの１番目と２看〒目の
ビットが共に（０）の時に（０，０，０，０，０，０）
を（０，０，１，０，０゜■）に変換し、変換コードワ
ードが（０，０，０，０，０，１）で、前のグループの
コードワードの６番目のビットが（０）の時に（０，０
，０，０，０，１）を（０，０，１，０，０，１）に変
換し更に変換されたコードワードが（０，０，０，０゜
１．０）で、前のグループのコードワードが（１，０゜
０．０，０．０）の時に、前のグループのコードワード
を（１，０，０，０，０，１）に、上記（０，０，０，
０，１，０）を（０゜０．１ 、Ｏ，０，０）に変換す
る第３の変換手段を使って前記２値データ列を符号化し
、符号化データ列を上記対応関係に従って逆変換して復
号化することを特徴とする符号化復号化方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14920583A JPS6043263A (ja) | 1983-08-17 | 1983-08-17 | 符号化復号化方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14920583A JPS6043263A (ja) | 1983-08-17 | 1983-08-17 | 符号化復号化方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6043263A true JPS6043263A (ja) | 1985-03-07 |
Family
ID=15470118
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP14920583A Pending JPS6043263A (ja) | 1983-08-17 | 1983-08-17 | 符号化復号化方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6043263A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7787526B2 (en) | 2005-07-12 | 2010-08-31 | Mcgee James Ridenour | Circuits and methods for a multi-differential embedded-clock channel |
-
1983
- 1983-08-17 JP JP14920583A patent/JPS6043263A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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