CN104347091A - 信道比特字处理器、prml解码器和光信息记录再现装置 - Google Patents

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Abstract

本发明提供信道比特字处理器、PRML解码器和光信息记录再现装置。在使用基于枚举法的固定长度的游程长度受限码的情况下，通过简单的结构产生满足最长游程长度限制的固定长度信道比特字。本发明的信道比特字处理器具有回避列表，该回避列表记录了满足游程长度受限码的最长游程长度限制的用户比特字与不满足游程长度受限码的最长游程长度限制的用户比特字之间的差，在用户比特字不满足最长游程长度限制的情况下，利用加上上述差后的用户比特字来生成信道比特字。

Description

信道比特字处理器、PRML解码器和光信息记录再现装置
技术领域
本发明涉及利用光来记录信息的技术。
背景技术
以下说明中的用语的一部分采用在Blu-ray Disc(BD：称为“蓝光光碟”或“蓝光光盘”)中使用的表现方式(即，“称呼”)。它们在BD之外的系统中有使用其它称呼的情况，由于本领域技术人员能够容易理解，因此在以下记载中使用BD系统中的用语进行说明。
光盘记录容量的扩大主要通过以下方式实现，即，除了通过光源的短波长化和物镜的数值孔径(NA)的增大来实现之外，还通过增加每张光盘的记录层数来实现。在BD中，使用蓝色半导体激光器和NA为0.85的高NA物镜实现了两层50GB的记录容量。但记录再现光的短波长化和物镜的高NA化为接近极限的状况。
在这种状况下，作为实现光盘记录容量进一步的大容量化的方法，考虑通过单纯地缩小信道比特长度来提高线记录密度、增加面记录容量。通过在此基础上将记录层的数目增加到3～4，实现了具有100GB以上记录容量的BDXL的实用化。但该方法中码间干扰强，短的标记(mark)或空区(space，也称为空区间)的分辨率降低。BDXL中最短的标记和空区的分辨率为0。本领域技术人员应容易理解，如果在此基础上进一步缩短信道比特长度，则第二短的标记和空区的分辨率也变成0，基于PRML(部分响应最大似然)方法的解码处理失效。即，通过该方法来实现大幅度的记录密度提高有限度。
作为增加光盘的记录容量的另一方法是编码调制。其中一种已经用于BD等中。可期待编码调制发挥若干种效果。其中最可期待的效果之一是线记录密度的提高效果。作为用于该目的的编码调制，已知游程长度受限码(run-length-limited code，也称为“游程长度限制码”)。
在光盘中，再现所用的光斑直径远比记录介质的物理分辨率要大。因此，在将待记录的二进制数据(本说明书中称为用户数据)原样地与记录标记的有无对应地进行记录的情况下，存在记录的比特间隔比光斑直径小的可能性。此时，由于相邻比特(bit：位)之间的码间干扰，码判别(即，编码判别)急剧地变得困难。其结果是，无法有效地利用记录介质的分辨率。
对此，在游程长度受限码(即，游程长度受限编码)中，首先将用户数据变换成由标记和空区的长度表示的编码序列(也称为“编码串”)再进行记录。即使标记和空区的长度单位(信道比特长度：channelbit length)比光斑直径小，也能够在再现时在时间轴上判别标记和空区的长度。而为了能够以足够的分辨率进行再现，使最短标记和空区具有2信道比特以上的长度。通过这样，即使使用具有相同空间分辨率的光学系统也能够实现更高的线记录密度。
在利用游程长度受限码记录信息的情况下，本应针对记录标记和空区两者的长度加以讨论。但在以下说明中，在一起处理记录标记和空区的情况下，为了简化说明，在不造成混乱的范围内仅针对标记进行说明。例如，“最短标记的分辨率”这样的记载的意思是“最短标记和空区的分辨率”。
游程长度受限码已知主要有2个系统(两类)。一个是基于枚举法(也称为“列举法”)的固定长度码，另一个是可变长度码。当前在作为代表性的光盘的BD中使用的游程长度受限码为最短游程长度为1的可变长度码，与不进行编码调制的情况相比实现了4/3倍的线记录密度。
作为用于在满足最短游程长度限制的同时产生与用户比特字对应的固定长度信道比特字的算法，有下述非专利文献1中记载的方法。由于本领域技术人员能够容易地理解该算法，因此不在此详述。通过该算法，能够从给出的固定长度用户比特字算术地求取固定长度信道比特字(信道比特字产生)。同样地，能够通过简单的算术从信道比特字求出与其对应的用户数据字(信道比特字解调)。
现有技术文献
非专利文献
非专利文献1：IEEE TRANSACTIONS ON INFORMATIONTHEORY,VOL.43,NO.5,SEPTEMBER 1997
发明内容
发明所要解决的技术课题
上述非专利文献1中记载的方法虽然能够产生满足最短游程长度限制的固定长度信道比特字，但难以产生满足最长游程长度限制的固定长度信道比特字。
本发明是鉴于上述问题而完成的，目的是提供在使用基于枚举法的固定长度的游程长度受限编码的情况下、通过简单的结构产生满足最长游程长度限制的固定长度信道比特字的技术。
用于解决技术课题的方式
本发明的信道比特字处理器具有回避列表(list，也称为“清单”)，该回避列表记录有满足游程长度受限码的最长游程长度限制的用户比特字和不满足游程长度受限码的最长游程长度限制的用户比特字之间的差(也记作“差分”)，在用户比特字不满足最长游程长度限制的情况下，利用加上上述差后得到的用户比特字来生成信道比特字。
本发明提供一种信道比特字处理器，其对使用基于枚举法(即，列举法)的固定长度的游程长度受限码得到的信道比特字进行处理，该信道比特字处理器的特征在于，包括：
信道比特字生成器，其使用用户比特字来生成所述信道比特字；
回避列表，其记录有满足游程长度受限码的最长游程长度限制的所述用户比特字的识别编号与不满足游程长度受限码的最长游程长度限制的所述用户比特字的识别编号之间的差；和
加法器，其将所述回避列表记录的所述差与所述用户比特字相加，其中，
所述信道比特字生成器在所述用户比特字不满足所述最长游程长度限制的情况下，利用与由所述加法器加上所述差后得到的识别编号对应的所述用户比特字来生成所述信道比特字。
本发明提供一种PRML解码器，其利用PRML法对比特帧进行解码，其中，该比特帧由使用基于枚举法的固定长度的游程长度受限码得到的信道比特字以及所述信道比特字之间的固定连接字构成，该PRML解码器的特征在于，包括：
对所述比特帧内所包含的帧同步标记进行检测的同步检测器；
计算PRML解码中的路径度量的ACS单元；和
计数器，其对从所述同步检测器检测出所述帧同步标记开始、到出现需要改变所述ACS单元的动作的ACS单元控制期间为止的时间进行计数，其中，
所述ACS单元基于所述计数器的计数结果来确定所述ACS单元控制期间，在确定到的所述ACS单元控制期间中，代替利用分支度量来计算路径度量的方式，其中，该分支度量是基于直到上一时刻为止的路径度量枚举(也称为“列举”)的分支度量，而利用从所述固定连接字的值导出的分支度量来计算路径度量。
本发明提供一种光信息记录再现装置，其包括如上所述的信道比特字处理器或PRML解码器。
发明的效果
根据本发明的信道比特字处理器，能够通过简单的结构产生满足最长游程长度限制的固定长度信道比特字。
附图说明
图1是实施方式1的信道比特字处理器30的框图。
图2是表示回避列表35的结构和数据的例子的图。
图3是信道比特字处理器30实施从信道比特字c解调用户比特字u的处理的框图。
图4是表示分别为d＝1、2、3、4时的最大的E的图表(曲线图)。
图5表示通过再现模拟(simulation：仿真)而观察到的突发错误(burst error)的例子。
图6利用曲线图表示通过利用图5所示的(4，21)PP的模拟(即，仿真)而观察到的突发错误内所包含的边沿数的出现频度(出现频率)。
图7表示数据的记录再现过程。
图8是表示编码调制和解调的过程的图。
图9表示易发生突发错误的模式存在于信道字边界附近的比特模式(bit pattern)的例子。
图10表示始终使用“1”作为连接字的情况下的帧构成例。
图11是说明基于PRML方法的解码过程的格(trellis)线图。
图12是实施方式2的PRML解码器70的框图。
图13表示信道比特字边界上的错误传输被阻止的例子的模拟结果。
图14表示限定长度(拘束長：constraint length)为5、最短游程长度为1的情况下的固定连接字附近的PRML解码器70的格线图。
图15是表示使用其它连接字的帧结构例的图。
图16表示限定长度为5、最短游程长度为1、使用零单元(zero unit)61作为连接字的情况下的PRML解码器70的格线图。
图17表示信道比特字边界上的错误传输被阻止的例子的模拟结果。
图18是表示实施方式3的光盘装置100的结构图。
附图标记说明
30……信道比特字处理器
31……加法器
32……信道比特字生成器
33……偏移(off set)计算器
34……检索器
35……回避列表
36……信道比特字解调器
70……PRML解调器
71……同步检测器
72……计数器
73……ACS单元
74……路径存储器
100……光盘装置
具体实施方式
<实施方式1>
在本发明的实施方式1中，针对在使用基于枚举法的固定长度的游程长度受限码的情况下、产生满足最长游程长度限制的固定长度信道比特字的信道比特字处理器进行说明。首先对本实施方式1中的基本思想进行说明，之后针对本实施方式1的信道比特字处理器30的具体结构进行说明。
将用户比特字集合(也称为“用户比特字集”)的元素(也称为“要素”)假定为u(i)(i＝0、1、2……、2n－1：为用户比特字编号)，并将通过非专利文献1中记载的方法求取的信道比特字的元素假定为c(i)。如果令c(p)为不满足最长游程长度限制的比特模式，则需要另外选择与u(p)对应的比特模式(bit pattern)。
首先，为了使说明简单，考虑如上所述的信道比特模式仅有c(p)一个的情况。这种情况下，通过新分配满足最长游程长度限制且等级(rank，也称为“秩”)比c(p)的等级更大的信道比特字集合的元素c(p+s)，其中s为自然数，能够产生满足最长游程长度限制且与u(p)对应的信道比特模式。等级(rank)的定义请参照非专利文献1。。
在存在不满足最长游程长度限制的第2个比特模式u(q)(q＞p)的情况下，也能够使用与上述相同的方法。即，通过对用户比特字元素c(q)分配满足最长游程长度限制且等级比u(q+s)的等级更大的u(q+t)，能够产生满足最长游程长度限制且与u(q)对应的信道比特模式。将上述s和t称为字编号偏移(offset)。以下也可同样地应对存在不满足最长游程长度限制的三个以上信道比特模式的情况。此外，对于因最短游程长度模式多次连续等游程长度限制违反之外的理由而需回避(避免)的信道比特模式，也可通过同样的方法来处理。并且，在实际的比特模式中，在存在违反最长游程长度限制的c(p)的情况下，其附近的c(p+1)、c(p+2)……等也有违反最长游程长度限制的倾向。
图1是本实施方式1的信道比特字处理器30的框图。信道比特字处理器30实现了上述思想。信道比特字处理器30具备：加法器(加法运算器)31、信道比特字生成器32和偏移计算器33。偏移计算器33还具备检索器34和回避列表35。之后对它们的详细情况进行说明。
图2是表示回避列表35的结构和数据的例子的图。为了促进理解，还标出与回避列表35关联的其它数据。从图2的最左列开始依次为：用户比特字u的用户比特字编号、表示u有无违反游程长度限制的invalid(本列中打勾的u违反限制)、将字编号偏移diff与u的用户比特字编号相加而得到的值、字编号偏移diff、记录在回避列表35中的值。为了对加上字编号偏移diff的前后进行区别，将相加前的用户比特字编号记为u，将相加后的用户比特字编号记为u’。图2所示的数据例子按u从小到大的顺序排列。图2所示的数据为用于说明的例子，并非表示实际的游程长度受限码本身。
接着说明生成回避列表35的步骤。一边使u从0依次增加1一边利用枚举法生成信道比特字候补，在考虑与连接字的组合的基础上检查(核查)是否满足游程长度限制。对于不满足游程长度限制的u，在invalid(“invalid”在此处的意思是“违反限制”(即，“不能成立”))列打勾。一边增加字编号偏移，一边生成信道比特字候补，直到满足游程长度限制。
在图2所示的例子中，u＝0～4满足游程长度限制。u＝5～7由于违反游程长度限制，因此invalid列打勾。在到达u＝8时满足游程长度限制。因此，u’＝5～7被跳过，u’＝4之后为u’＝8。此时字编号偏移diff＝3。同样地，u’＝13～14、u’＝17被跳过。随着跳过的u’的个数被累计，字编号偏移diff的值也增加。
在以上的过程中，跳过的u’的个数增加时，字编号偏移diff的值也变化。将此时的(u，diff)的组合记录在回避列表35中。若有(u，diff)的组合，则能够确定应该适用相同字编号偏移diff的值的u。以下针对其步骤进行说明。
偏移计算器33接收用户比特字u。检索器34以u作为检索键(key)来对回避列表35进行检索(即，在回避列表35中进行检索)。检索器34从回避列表35中的元素(p，diff)中寻找p≤i的元素，如果找到则将其字编号偏移diff发送到加法器31。在未找到的情况下发送0。加法器31将对u和diff进行算术加法运算而得到的值(＝u’)发送到信道比特字生成器32。信道比特字生成器32利用接收到的u’根据枚举法的算法生成信道比特字(Non Return to Zero(不归零)：NRZ形式)。
图3是信道比特字处理器30实施从信道比特字c解调用户比特字u的处理的框图(也称为模块(block)图)。为了便于说明，省略了信道比特字生成器32。图2～图3的所示的模块可一体地构成，也可分为信道比特字生成器和用户比特字解调器来构成。
信道比特字处理器30将从再现信号解码得到的信道比特序列(即，“信道比特列”或“信道比特串”)从NRZI(Non Return to Zero Inverted，翻转不归零)形式变换(也称为“转换”)成NRZ形式，以帧同步单元(frame sync unit)为基准除去连接字，分解为信道比特字c。信道比特字解调器36利用枚举法的逆变换将信道比特字c变换成准用户比特字u’。对于该过程，本领域技术人员可通过参考非专利文献1容易地理解，因此不详细说明。准用户数据字(quasi-user data word)u’由于通过图1～图2说明的方法算术地相加了字编号偏移diff，因此需要将其减去。检索器34对给出满足u’≥p+diff的最小p+diff的回避列表35的元素(p，diff)进行检索，使符号反转(即，取负)并输出到加法器31。加法器31从准用户数据字u’减去字编号偏移diff(－diff)，得到用户数据字u。
<实施方式1：总结>
如上所述，本实施方式1的信道比特字处理器30具备回避列表35，利用回避列表35产生信道比特字，其中，该回避列表35保存用于确定应该适用同一字编号偏移diff的一个以上的用户比特字u的值。由此，能够以简单的结构产生满足最长游程长度限制的信道比特字。
此外，回避列表35保存应当适用同一字编号偏移diff的一个以上的用户比特字的字编号中最小者和对应该字编号的diff的值的组合。由此，不需要对所有的用户比特字u保存diff的值，因此能够使回避列表35的大小(size)极小。
<实施方式2>
在实施方式1中，针对在使用固定长度的游程长度受限码的情况下生成/解调满足最长游程长度限制的信道比特字的结构例进行了说明。在这样的固定长度调制中，由于信道比特字的长度固定(一定)，因此在信道比特字边界附近产生的错误不易传输这方面是有利的。但在信道比特字边界附近存在易于产生突发错误的模式的情况下，由于在跨边界的区域产生突发错误而使得错误传输(即，传播)到相邻的信道字的可能性变高。
因此，本发明的实施方式2中针对抑制这种错误传输的结构例进行说明。首先对错误的具体例子进行说明，之后对抑制错误传输的结构例进行说明。
编码调制除了提高线记录密度的效果之外，还能够实现防止0或1过度连续的效果等多种功能。在光盘中最重视如下方式：通过在编码调制处理过程中施加游程长度限制，不缩小光斑直径地通过编码转换(即，码转换)来提高线记录密度。BD中使用的、最短游程长度为1的1-7 PP编码，与没有编码调制的情况相比实现了4/3倍的线密度。
基于游程长度受限码的线记录密度提高率E由以下式1表示。d和C分别为最短游程长度和容量(capacity)。
E＝(d+1)C……(式1)
C由以下式2表示。
C＝log2λ……(式2)
λ为由下式3表示的特征方程式的最大实根(即，实数根)。k为最长游程长度。
zk+2-zk+1-zk-d+1+1＝0……(式3)
图4是表示基于以上各式分别为d＝1、2、3、4时的最大的E的图表。由于在BD的情况下E＝4/3，为了实现例如400GB/disc，与BD相比需要使线记录密度为3/2倍。即，需要能够实现E≥2的(d，k)的组合。根据图4所示的曲线图可知需要使d＝4。通过以上各式求出的E为理论值，现实中能够定义的编码调制中通常比它小。
编码调制(即，码调制)为从编码序列集合A使mi比特的编码与另一编码序列集合B中的ni比特的编码以一对一的方式对应的映射(转换)，其中m、n、i为自然数。作为实用的编码调制方式已知有可变长度码和基于枚举法的固定长度码。
如非专利文献1所述，固定长度码调制利用短的连接字将固定长度的信道比特字相互之间连接，其中该固定长度的信道比特字是满足根据用户数据选择的游程长度限制的固定长度的信道比特字(即，固定长度码调制利用短连接字来连接满足根据用户数据选择的游程长度限制的固定长度的信道比特字彼此)。此时，连接字内的各比特的值，包括进行连接的前后的信道比特字在内按照满足游程长度限制的方式被选择。
在此，若令连接字的长度为a，则固定长度码调制的有效线记录密度提高率E*由以下式4给出。
E*＝{(d+1)m}/{n+a}……(式4)
在部分响应(partial response)方式中，振幅越小的模式越易于产生错误。因此，在使用以前开发的调制编码的情况下，经常考虑将最短标记的连续出现次数抑制在一定数目之下。此外，在部分响应方式中存在：模式彼此之间欧氏距离(Euclidean distance：欧几里得距离)差越小，越易于误判别的倾向。而在BDXL这样出现分辨率为0的2T标记的方式中，存在即使欧氏距离差较大也因含有2T标记而无法忽略误判别的多种模式。同样的现象也出现在增大最短游程长度d并且将最短标记长度缩短到相当于BDXL的最短标记长度的情况下。进一步地，在最短游程长度d较大的情况下，仅次于最短标记的短标记长度之间的分辨率之差较小，因此，包含仅次于最短标记的短标记的模式等更复杂，长的突发错误成为问题。这种突发错误的存在带来了如下问题。
(A)在短标记连续出现的区域中，存在以一个错误为开端(引子)，以与该区域整体相近的长度产生突发错误，最初的错误的影响范围被扩大的可能性。
(B)由于多个边沿同时移位(shift)，出现了变换表(即，转换表)中不存在的信道比特模式，导致解调错误。
图5表示通过再现模拟而观察到的突发错误的例子。再现信号基于通过光学模拟求得的光学响应，通过与信道比特模式的卷积(畳み込み：convolution)而求得。信道比特模式为对随机用户比特字序列实施日本特开2003-273743号公报中记载的(4，21)PP编码调制而得到。光学响应的计算条件为：光斑光波长＝405nm，物镜NA＝0.85。信道比特长度为22.3nm。根据以上条件，最短标记长度变得与BDXL的最短标记长度相等。再现信道利用PR(1，1，1，1，1，1，1，1，1，1，1)ML。
图6利用曲线图表示通过利用图5所示的(4，21)PP的模拟而观察到的突发错误内所含的边沿数的出现频度(频率)。曲线图的横轴为突发错误内所包含的边沿数，表示突发的长度。如果是单独的边沿位移(edge shift)则为1，而最短标记的移动为2。从图6可知，在(4，21)PP中单独的边沿位移错误的比例(比率)较小，而突发错误占了大半。其中最多观察到的是连续错误数为2的情况。
图7表示数据的记录再现过程。但仅抽出说明所需的部分，进行了简化。调制器3利用规定的编码调制方式对用户数据进行编码调制。调制器3的输出为NRZ形式的比特序列数据。NRZ形式的比特序列数据，与标记边界对应的比特记为“1”，除此之外的比特记为“0”。NRZI变换器(也称为“NRZI转换器”)101将“1”和“0”分别变换(即，转换)成与标记和空区对应的NRZI形式。光拾取器2将其信号记录到光盘1中。
再现数据时，光拾取器2将记录在光盘1中的信号以光学方式再现，转换成电信号。由于光斑的大小有限，因此产生码间干扰。PRML解码器5在消除该码间干扰的同时从再现信号对信道比特序列进行解码。NRZ变换器102将解码得到的信道比特序列从NRZI形式变换成NRZ形式。解调器4将NRZ变换器102的输出解调为二进制数据。以上的过程中，如果没有发生错误或者时刻偏差，则解调器4的输出与原用户数据一致。
图8是表示编码调制和解调的过程的图。在调制时，根据变换表，作为用户比特序列集合20内的元素的用户比特序列24被变换成信道比特序列集合22内的对应的信道比特序列25。用户比特序列集合与信道比特序列集合以一对一的映射相关联。即，解调是调制的逆映射。为了使该编码调制成立，必须使信道比特序列候补集合的大小与用户比特序列集合的大小相等或者在用户比特序列集合的大小之上。一般而言，如图8所示，信道比特序列候补集合更大。即，存在变换表中未登记的信道比特序列候补(以下记为剩余比特序列26)。将以剩余(excess，也称为“超过量”或“多余量”)比特序列26为元素的集合(“集合”也称为“集”)称为剩余比特序列集合23。因此，如图8所示的例子那样，在再现过程中发生错误的情况下，由于这个原因，存在再现后的比特序列变为剩余比特序列26的可能性。这种情况下，由于不能基于变换表进行解调，因此需要进行例外处理(异常处理)，使得解调器的结构复杂化。这对于可变长度码和固定长度码都同样。
在突发错误中，在较多的情况下多个边沿同时向相同方向移动。因此，在可变长度变换的情况下，信道字边界判别失败(失效)。在可变长度变换中，为了实施解调时的信道字边界判别而采用前缀模式(prefix pattern)条件。前缀模式条件是指，在信道比特模式的开始部分(最前头部分)不包含比它短的信道比特模式。
然而，如果发生突发错误，则前缀模式被识别成其它模式。其结果是，信道字的边界变得不同于没有错误时。将该错误的边界称为伪信道字边界。将被伪信道字边界划分的信道字称为伪信道字。当然，解调结果也与没有错误时不同，在此将其称为伪用户比特序列。虽然解调结果错误也是问题，但更严重的，由于信道字边界的判别出错，出现变换表中没有的信道字，导致不能进行解调。此时需要异常处理。进一步地，信道字边界的判别错误，在其之后也连锁地传输，存在在比解码时的突发错误的范围更大的范围发生解调错误的可能性。以下为了简便起见，将这种信道字边界的判别错误称为边界错误。此外，将边界错误向后方传输的现象称为边界错误传输，将解调处理不能继续的情况称为解调错误。
在固定长度调制的情况下，由于信道字的长度固定，不会发生边界错误传输。但在信道字边界附近存在易于发生突发错误的模式的情况下，在跨越该信道字边界的区域发生突发错误、错误传输到相邻的信道字的可能性变高。此外，在固定长度调制中，为了相对地降低连接比特序列的影响、提高E*值，使m和n的值尽可能地大。即，增加信道字长度。因此，错误越过信道字边界传输时的影响尤其地大。
图9表示易于发生突发错误的模式存在于信道字(channel word)边界附近的比特模式的例子。图9(a)上方(上层)表示正确的信道比特字(channel bit word)序列。图9(b)表示图9(a)所示的模式因向左移位1T的突发错误而使得错误传输到相邻的信道字的例子。虚线包围的比特序列为连接字(connection word)。在图9(a)下方(下层)，由于信道字B中产生的向左移位1T的突发错误，连接字内的比特“1”被挤到信道字A(带下划线的比特“1”)。因此信道字A的解码结果也成为错误。
图9(a)所示的例子是基于现有技术(以往技术)来选择连接字的方式。在现有技术中，连接字能够在考虑前后的信道比特字的基础上在满足游程长度限制的范围内任意地选择。因此，在连接字的端部存在“1”的情况下易于发生错误传输。
图9(b)与现有技术不同，表示使用固定比特序列“010”作为连接字的情况。图9(b)上方表示易于发生突发错误的模式存在于信道字边界附近的比特模式的例子。在图9(b)下方，由于信道字B中产生的向左移位1T的突发错误，连接字的比特“1”被向左挤出1T。但由于仍留在连接字的范围内，因此不影响信道比特字A的解码结果。这样，通过始终使用特定的比特模式(bit pattern)作为连接字，能够防止错误(error)传输到相邻的信道字。在以上例子中，例如能够选择性地使用“010”或者“000”作为连接字。
图10表示连接字始终使用“1”的情况下的帧构成例。将该始终为“1”的连接字称为固定边沿63。一帧的范围是：从帧同步单元60开始到即将为下一帧的帧同步单元60之前为止。信道字62根据之前说明的方法从用户数据产生。由于最短游程长度限制，固定边沿的前后至少有d个“0”连续。即，在2d+1时间中模式被限定。将这d个连续的“0”称为零单元61。
在存在强的码间干扰的情况下，使用PRML(Partial ResponseMaximum Likelihood：部分响应最大似然)法对信道比特进行解码是有效的。如果如上所述地将已知模式出现在特定位置(即，特定处或特定部位)作为前提，则不仅能防止错误传输到相邻的信道字，而且能够提高该位置的附近的解码性能。以下针对利用PRML法的解码器的具体结构进行说明。
为了利用图10的帧结构来提高解码性能，PRML解码器的结构需要做特别的设计。即，需要根据限定的模式出现的时间，在每个时刻改变PRML解码器的ACS(Add Compare Select，称为“加比选”或“相加比较选择”)单元内的分支度量(branch metric，也称为“分支量”)的计算方法。利用格线图说明其状况。
图11是说明基于PRML法的解码过程的格线图。为了简便起见，例示了限定长度为3、最短游程长度为1的情况。图11表示利用图10说明过的固定连接字附近的分支度量。格线图下侧的数值为以固定连接字的出现时刻(＝0)为基准的时刻。由虚线表示的状态是：由于模式(pattern)被固定连接字确定，因此在解码时不需考虑，即、可作为无效的状态对待的状态。由虚线表示的分支是：以无效的状态为起点或终点，因此在解码是不需考虑，即、可作为无效的分支对待的分支。
ACS的处理在与无效的状态或分支有关时和无关时不同。在如时刻1的状态“00”那样，虽然状态有效但从上一时刻(时刻0)延伸出的分支的其中之一为无效分支的情况下，由于所选择的分支是另一有效的分支，因此在路径存储器(path memory)74(之后在图12中说明)中输入成为该有效的分支的起点的状态。此外，在上一时刻为止的路径度量加上针对有效分支计算得到的分支度量来作为新的路径度量即可。如时刻0的状态“00”那样，在状态无效的情况下，在路径存储器74中输入表示为无效状态的值。由此，在利用回溯(trace back)方式进行路径合并(path merge)时，对于被设定有表示在回溯的开始时刻为无效状态的值的路径不进行回溯。
以上的动作需要在正确地掌握固定连接字的位置的基础上实施。即，需要将固定连接字的出现时间(timing，也称为“定时”)通知给PRML解码器内的ACS单元。下面针对具有这种方式的PRML解码器的结构进行说明。
图12是实施方式2的PRML解码器70的框图。PRML解码器70具备同步检测器71、计数器72、ACS单元73和路径存储器74。
PRML解码器70再现的信号，在被输入到ACS单元73的同时也被输入到同步检测器71中。同步检测器71利用图10所示的帧同步单元60检测帧的开头(最前头)。在固定长度调制中由于信道字长度固定，因此固定连接字按固定时间间隔出现。因此在检测出帧的开头后，以固定时间间隔如上所述地控制ACS单元73的动作即可。计数器72在同步检测器71检测到帧开头时，从此时刻开始对信道时钟进行计数，将应改变ACS单元73的动作的时间(timing)通知ACS单元73。ACS单元73根据该通知在必要的期间(图11的例子中从时刻﹣1到2)如上所述地改变ACS动作。ACS单元73的处理结果保存在路径存储器74中。
图13表示信道比特字边界的错误传输被阻止的例子的模拟结果。光学响应的计算条件为：光斑光波长＝405nm，物镜NA＝0.85。再现信号基于通过光学模拟求得的光学响应，通过与信道比特模式的卷积求得(信道比特长度为48nm)。信道比特模式，通过对随机的用户数据序列实施具有上述规律性的最短游程长度为1的固定长度调制而生成。该调制若按照惯例表示则相当于(1，7；10，18；1)RLL。因此，每18信道比特插入固定连接字。解码中所用的PR类(class)为PR(1，2，2，2，1)ML。图13的横轴的1格相当于5信道比特或者信道时钟。
图13的下半部分图示有输向均衡器的输入波形、输向解码器的输入波形和目标波形。图13的上半部分图示了以下二进制信号：(a)原信道比特模式(NRZI形式)；(b)利用本实施方式2的PRML解码器70对输入波形进行解码而得到的结果；(c)(a)与(b)的比较结果(如果出错则为“1”)；(d)利用现有的PRML法进行解码而得到的结果；(e)(a)与(d)的比较结果(如果出错则为“1”)。用纵向的虚线表示固定连接字的位置。
参考图13(e)可知，在利用现有的PRML法进行解码的情况下，突发错误夹着信道比特字边界发生。这是因为在该信道比特字边界附近存在易于发生突发错误的组合的模式。另一方面，参考图13(c)可知，利用本实施方式2的PRML解码器70的解码结果中不包含错误。与固定连接字相距12T的错误也被消除。
图14表示限定长度为5、最短游程长度为1的情况(即对应图13的例子)下的固定连接字附近的PRML解码器70的格线图。表示方法遵从图11。可知在这种情况下需要在从时刻﹣2到时刻3为止的6个时刻控制ACS单元73的动作。若令限定长度为L，则需要控制ACS单元73的动作的ACS单元控制范围的长度M由下式5给出。
M＝2d+L－1……(5)
在以上的例子中，在由最短游程长度和限定长度所决定的固定连接字的整个影响范围中在每个时刻控制ACS单元73的动作。为了实现它，需要设置针对ACS单元73内的所有状态和分支改变动作的功能。但这导致电路和控制的复杂化。因此，考虑例如在图14的情况下仅在从时刻2到时刻3控制ACS的动作。虽然仅在一个时刻之间，但是通过在该期间中限制ACS单元73的动作，使得所有路径必定在时刻0通过与固定连接字对应的状态。在该条件下对与图13相同的信号进行解码，得到相同的结果。但并不是一定总能够得到相同的结果，如果对长度106信道比特的信号的解码结果进行比较，在仅在固定边沿附近的一个时刻期间对状态进行控制的情况下，信道误码率从9.01×10-4稍微地劣化到9.62×10-4。而另一方面则具有能够大幅度地简化ACS单元73的结构的效果。
图15是表示使用其它连接字的帧结构例的图。在以基于PRML法的解码为前提的情况下，不必使用特定的比特模式作为连接字。因此，在图15中使用零单元61即与最短游程长度等长“0”作为连接字。信道字62通过之前说明的方法从用户数据产生。由于使用零单元61作为连接字，因此至少有d个“0”连续。即，在d时刻中模式被限定。
令连接字为零单元61的情况，与使用固定连接字的情况相比，信道字相互连接所需的部分的长度实质缩短。因此，尤其在最短游程长度大的情况下，易于提高调制编码的实际效率E*。但为了遵守最长游程长度限制，对在信道字的两端连续出现“0”的情况的限制变得严格。
图16表示限定长度为5、最短游程长度为1、使用零单元61作为连接字的情况下的PRML解码器70的格线图。表示方法遵从图11。但令零单元(以NRZI表示为“00”或“11”)位于状态模式的中央的时刻为时刻0。可知这种情况下需要遍及从时刻﹣1到时刻2的4个时刻地控制ACS单元73的动作(即，需要在从时刻﹣1到时刻2的4个时刻控制ACS单元73的动作)。若令限定长度为L，则需要控制ACS单元73的动作的ACS单元控制范围的长度M由下式6给出。
M＝d+L－2……(6)
图17表示信道比特字边界的错误传输被阻止的例子的模拟结果。计算条件等与图13的例子相同。该调制若按照惯例表示则相当于(1，11；10，16；1)RLL。因此，每16信道比特插入“0”作为连接字。
图17的下半部分图示有输向解码器的输入波形和目标波形。图17的上半部分表示以下二进制信号：(a)原信道比特模式(NRZI形式)；(b)利用本实施方式2的PRML解码器70对输入波形进行解码而得到的结果；(c)(a)与(b)的比较结果(如果出错则为“1”)；(d)利用现有的PRML法进行解码的结果；(e)(a)与(d)的比较结果(如果出错则为“1”)。连接字的位置用纵向的虚线表示。
参考图17(e)可知，在利用现有的PRML法进行解码的情况下，突发错误夹着信道比特字边界发生。这是因为在该信道比特字边界附近存在易于发生突发错误的组合的模式。另一方面，参考图17(c)可知，在利用本实施方式2的PRML解码器70的结果中不包含错误。这样可知，即使使用零单元61作为连接字也可获得与使用固定连接字时大致同等的效果。
在使用零单元61作为连接字的情况下，也可与使用固定连接字的情况同样地仅在部分时刻的期间(例如从图16的时刻1到2的期间)控制ACS单元73的动作。
<实施方式2：总结>
如上所述，本实施方式2的PRML解码器70使用固定比特序列作为信道比特字之间的连接字。由此，即使在使用固定长度码的情况下，也能够抑制突发错误传输到相邻的信道比特字的影响。
此外，本实施方式2的PRML解码器70，在固定连接字出现的时刻使ACS单元73内的格线图中的状态和分支无效化并中止路径度量(path metric)运算，使用从固定连接字导出的状态和分支。由此，能够利用固定连接字高效地实施解码处理。
<实施方式3>
图18是本发明的实施方式3的光盘装置100的结构图。通过旋转电机152使光盘1旋转。光拾取器151包括：以用于记录再现的光源和物镜为代表的光学系统等。光拾取器151利用滑块(slider)153实施寻址(seek)。主电路154指示寻址、和旋转电机的旋转等。主电路154安装有执行实施方式1～2中所说明的编码调制和解调的各电路(信道比特字处理器30、PRML解码器70)、解码信号处理电路、聚焦和跟踪用反馈控制器等处理系统、微处理器、和存储器等。固件(Firmware)155控制光盘装置100整体的动作。固件155保存在主电路154内的存储器中并由微处理器执行。

Claims (11)

1.一种信道比特字处理器，其对使用基于枚举法的固定长度的游程长度受限码得到的信道比特字进行处理，该信道比特字处理器的特征在于，包括：
信道比特字生成器，其使用用户比特字来生成所述信道比特字；
回避列表，其记录有满足游程长度受限码的最长游程长度限制的所述用户比特字的识别编号与不满足游程长度受限码的最长游程长度限制的所述用户比特字的识别编号之间的差；和
加法器，其将所述回避列表记录的所述差与所述用户比特字相加，其中，
所述信道比特字生成器在所述用户比特字不满足所述最长游程长度限制的情况下，利用与由所述加法器加上所述差后得到的识别编号对应的所述用户比特字来生成所述信道比特字。
2.如权利要求1所述的信道比特字处理器，其特征在于：
所述回避列表保存有识别值，该识别值用来确定应当适用同一所述差的一个以上的所述用户比特字，
所述信道比特字生成器根据所述回避列表保存的所述识别值来确定应当对所述用户比特字适用的所述差，并对所述用户比特字适用确定到的该差。
3.如权利要求2所述的信道比特字处理器，其特征在于：
所述识别值由最小用户比特字识别值和与所述最小用户比特字识别值对应的所述差的组合构成，其中该最小用户比特字识别值用来确定应当适用同一所述差的一个以上的所述用户比特字中识别编号最小的用户比特字，
所述信道比特字生成器，通过对所述用户比特字的识别编号与所述最小用户比特字识别值进行比较，确定应当对所述用户比特字适用的所述差，并对所述用户比特字适用确定到的该差。
4.如权利要求1所述的信道比特字处理器，其特征在于：
所述信道比特字处理器具备将所述信道比特字解调为用户比特字的信道比特字解调器，
所述信道比特字解调器使用由所述加法器减去所述差后得到的所述信道比特字来解调用户比特字。
5.一种PRML解码器，其利用PRML法对比特帧进行解码，其中，该比特帧由使用基于枚举法的固定长度的游程长度受限码得到的信道比特字以及所述信道比特字之间的固定连接字构成，该PRML解码器的特征在于，包括：
对所述比特帧内所包含的帧同步标记进行检测的同步检测器；
计算PRML解码中的路径度量的ACS单元；和
计数器，其对从所述同步检测器检测出所述帧同步标记开始、到出现需要改变所述ACS单元的动作的ACS单元控制期间为止的时间进行计数，其中，
所述ACS单元基于所述计数器的计数结果来确定所述ACS单元控制期间，在确定到的所述ACS单元控制期间中，代替利用基于直到上一时刻为止的路径度量枚举的分支度量来计算路径度量的方式，而利用从所述固定连接字的值导出的分支度量来计算路径度量。
6.如权利要求5所述的PRML解码器，其特征在于：
所述ACS单元，在所述ACS单元控制期间通过使与所述固定连接字对应的状态值无效、并且使从所述无效的状态值派生出来的分支无效，使用从所述固定连接字的值导出的分支度量。
7.如权利要求5所述的PRML解码器，其特征在于：
所述固定连接字内的规定位置的比特值为NRZ编码序列中的“1”。
8.如权利要求5所述的PRML解码器，其特征在于：
所述固定连接字内的规定位置的比特值为NRZ编码序列中的“0”。
9.一种光信息记录再现装置，其特征在于，包括：
权利要求1所述的信道比特字处理器。
10.一种光信息记录再现装置，其特征在于，包括：
权利要求4所述的信道比特字处理器。
11.一种光信息记录再现装置，其特征在于，包括：
权利要求5所述的PRML解码器。
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