JP2000134101A - 符号化回路 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 複数の符号語候補についての演算を効率的に
行う。 【解決手段】 １つの情報語を入力し、これに対する複
数の符号語についての直流成分ＣＤＳを複数のＲＯＭ１
０−０〜１０−ｊ−１から出力する。そして、加算器１
２−０〜１２−ｊ−１において、ＣＤＳをそれぞれ積算
してＤＳＶを求め、｜ＤＳＶ｜比較器１４においてＤＳ
Ｖが最小のものを検出する。そして、ＧＳ回路１８及び
ＲＬＬ回路２２において、選択されたＤＳＶ最小の符号
語を発生し、出力する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ビット数ｍ（０＜
ｍの自然数）の情報語をビット数ｎ（ｍ≦ｎの自然数）
の符号語に変換する符号化回路に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来より、デジタルデータの記録再生に
おいて、ｍビット情報語をｎ（ｍ≦ｎ）ビットの符号語
に変換してからデジタル変調を行っている。

【０００３】例えば、ｍビットの情報語はＲＬＬ符号化
によりｎビットの符号語に変換される。このＲＬＬ符号
化では、ビット「１」とビット「１」の間に存在する
「０」の個数をｄ個以上でかつｋ個以下にするという制
限を課して符号化を行う。このようなＲＬＬ符号を
（ｄ，ｋ；ｍ，ｎ）ＲＬＬ符号という。

【０００４】ＲＬＬ符号は、一般に、入力される情報語
と現在の状態に基づいて、決定される。これは、関数ｈ
を用いることで、時刻ｋにおける符号語を、 ｃ_K＝ｈ（ｓ_K，ｂ_K） ・・・（１） と表現できる。ただし、ｓ_Kは時刻ｋにおける状態を示
し、ｂ_Kは、時刻ｋで入力された情報語を示す。また、
符号語が生成された後には、状態の遷移が発生する。状
態遷移の関数をｆとすると、時刻ｋ＋１での状態は、 ｓ_K+1＝ｆ（ｓ_K，ｂ_K） ・・・（２） となる。このように、状態の遷移に基づいて、ＲＬＬ符
号化は行われる。

【０００５】さらに、ＲＬＬ符号について、ＮＲＺＩ変
調等が行われる。ＮＲＺＩ変調は、ＲＬＬ符号をビット
「１」において極性を反転し、ビット「０」において極
性を反転しない変調を行うものである。

【０００６】このような符号化によって、変調後の記録
信号や伝送信号の信号波形列の特性を記録媒体、記録ヘ
ッド伝送媒体などの特性に適合したものに変換できる。
例えば、上述のような信号処理系には交流結合素子が存
在し、信号波形列が直流成分を持つと、交流結合素子に
よりその波形が歪んでしまう。そこで、符号化によっ
て、信号波形列の直流成分または低周波成分を抑制して
いる。

【０００７】信号波形の直流成分または低周波成分の評
価には、ＤＳＶ（Digital Sum Value）やＣＤＳ（Codew
ord Digital Sum）が用いられる。ＤＳＶは、ビット
「１」の値を＋１、ビット「０」の値を−１として、記
録信号の波形列の開始時点からの累積値を求めたもので
あり、ＤＳＶの絶対値が小さいほど直流成分または低周
波成分が小さい。また、ＣＤＳは１つの符号語における
ＤＳＶである。

【０００８】また、ＲＬＬ符号におけるｄは、記録信号
における極性の最小反転間隔（Ｔｍｉｎ）に対応する。
記録密度を高めると記録信号の反転間隔はそれだけ小さ
くなり、再生信号が波形干渉によって歪みやすくなる。
そこで、ｄをなるべく大きくして記録信号における最小
反転間隔Ｔｍｉｎ大きくしたいという要求がある。

【０００９】一方、ＲＬＬ符号におけるｋは、極性の反
転の最大反転間隔Ｔｍａｘに対応する。極性が判定しな
い間は再生パルスは得られない。従って、再生信号から
正確なクロックを再生することが難しくなる。また、極
性の反転間隔が長くなると直流成分の変動が大きくな
る。そこで、ｋをなるべく小さくしたいという要求があ
る。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】このように、符号化に
当たっては、ＤＳＶをなるべく小さくしたいという要求
がある。ＤＳＶを小さくするには、ｎ／ｍを大きくし、
多数の符号候補を発生し、その中でＤＳＶが最も低くで
きるものを採用すればよい。しかし、この方法では、多
数の符号候補を算出してそのＤＳＶをすべて演算しなけ
ればならず、演算量が多くなってしまう。また、すべて
のＤＳＶの演算が終了するまで、符号候補をメモリに記
憶しておかなければならない。従って、回路規模が大き
くなってしまうという問題がある。

【００１１】また、ｄ，ｋについての制限をきつくする
と、符号化における自由度が減少してしまい、発生でき
る符号候補が減少し、効果的な符号化が行えなくなると
いう問題がある。

【００１２】本発明は、上記課題に鑑みなされたもので
あり、回路規模の増大を抑制して効果的に符号化を行う
ことができる符号化回路を提供することを目的とする。

【００１３】

【課題を解決するための手段】本発明は、ビット数ｍ
（０＜ｍの自然数）の情報語をビット数ｎ（ｍ≦ｎの自
然数）の符号語に変換する符号化回路において、１つの
Ｐ（Ｐ≧１）個の情報語からなる情報ブロックに対し複
数のＰ個の符号語からなる符号ブロック候補を発生した
際の各Ｐ個の符号語からなる符号ブロック候補について
の直流成分を計算する直流成分計算手段と、計算された
複数の直流成分の値の中から直流成分が小さくなるＰ個
の符号語からなる符号ブロック候補を選択する選択手段
と、選択されたＰ個の符号語からなる符号ブロック候補
を発生する符号化を行う符号化手段と、を有し、前記直
流計算手段の演算を予め演算のための値が記憶されてい
るＲＯＭを利用して行うことを特徴とする。

【００１４】このように、複数の符号語候補の直流成分
をＲＯＭを利用して算出することができる。そこで、複
数の計算を並列して高速に行うことができる。そして、
直流成分が最低になる符号語を選ぶことができるため、
効果的に直流成分を低減することができる。

【００１５】また、前記マルチモード符号語発生手段
は、ガロア体加算型演算や畳み込み演算を用いたガイデ
ッドスクランブル（ＧＳ：Guided Scramble）を行うこ
とが好適である。

【００１６】また、本発明は、ビット数ｍ（０＜ｍの自
然数）の情報語をビット数ｎ（ｍ≦ｎの自然数）の符号
語に変換するデジタル変調回路において、１つのＰ（Ｐ
≧１）個の情報語からなる情報ブロックに対しＰ個の符
号語からなる符号ブロックにおける最大反転間隔につい
ての制限を緩和して複数のＰ個の符号語からなる符号ブ
ロック候補を発生した際の各Ｐ個の符号語からなる符号
ブロック候補についての最大反転間隔を計算する最大反
転間隔計算手段と、計算された複数の最大反転間隔の値
の中から間隔が小さくなるＰ個の符号語からなる符号ブ
ロック候補を選択する選択手段と、選択されたＰ個の符
号語からなる符号ブロック候補を発生する符号化を行う
符号化手段と、を有し、前記最大反転間隔計算手段の演
算を予め演算のための値が記憶されているＲＯＭを利用
して行うことを特徴とする。

【００１７】最大反転間隔についての制約を基本的には
行わないことによって、自由度の高い符号化が行える。
また、複数の方式における最小の最大反転間隔を選択す
るため、最大反転間隔が不当に大きくなってしまうこと
を防止することができる。そして、ＲＯＭを利用するた
め、複数のＲＬＬ符号化についての評価を行っても、演
算を容易かつ高速に行うことができる。

【００１８】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態（以下
実施形態という）について、図面に基づいて説明する。

【００１９】「第１実施形態」図１は、第１実施形態
（ガロア体加算を用いた例）の全体構成を示す図であ
る。符号化処理を受けた情報語は、ｊ個のＲＯＭ１０−
０〜１０−ｊ−１に入力される。これらＲＯＭ１０−０
〜１０−ｊ−１は、入力されてくる情報語によってアド
レスされ、対応する値を出力する。この出力値は、入力
される情報語に一定の方式で符号語に変換した場合にお
けるその符号語についてのＣＤＳ値及び極性データであ
り、ＲＯＭ１０−０〜１０−ｊ−１の１つ１つは、それ
ぞれ異なる符号語に変換した場合のＣＤＳ値及び極性デ
ータを出力する。

【００２０】すなわち、本実施形態では、ガイデッドス
クランブルを利用したマルチモードコードを利用し複数
の符号語を発生する。そして、ＲＯＭ１０−０〜１０−
ｊ−１から発生するのは、このガイデッドスクランブル
を施した後、ＲＬＬ符号化を行った符号についてのＣＤ
Ｓ値及び極性データである。

【００２１】ここで、入力される情報語はｍビットでの
データであるが、Ｌ個ずつまとめたブロック毎に入力さ
れる。そして、このＬ個の情報語に対応する一つのＣＤ
Ｓ値及び極性データが出力される。すなわち、Ｌ個の情
報語がＬ・ｍビット毎に順次入力され、Ｌ・ｎビットの
符号語についてのＣＤＳ値及び極性データが順次出力さ
れる。

【００２２】このＣＤＳ値と極性データは、それぞれ対
応する加算器１２−０〜１２−ｊ−１に入力されるこの
加算器１２−０〜１２−ｊ−１は、ＣＤＳを対応する極
性に従って順次積算し、ｊ個の符号語候補についてＤＳ
Ｖを得る。

【００２３】加算器１２−０〜１２−ｊ−１の出力は、
｜ＤＳＶ｜比較器１４に入力される。この｜ＤＳＶ｜比
較器１４は、ｊ個の加算器１２−０〜１２−ｊ−１から
入力されるＤＳＶの大きさを比較し、どのＤＳＶが最も
小さいかを検出する。

【００２４】入力されてくる情報語は、遅延回路１６を
介し、ＧＳ回路１８に入力される。このＧＳ回路１８に
は、｜ＤＳＶ｜比較器１４からの信号に応じたスクラン
ブルデータを発生するスクランブルＲＳ符号発生回路２
０からのスクランブルデータが供給され、ここでＧＳ処
理がなされる。ＧＳ回路１８には、ＲＬＬ回路２２が接
続されており、スクランブルされたデータについて、Ｒ
ＬＬ符号化処理がなされる。

【００２５】ここで、このＧＳ回路１８及びＲＬＬ回路
２２において行われる符号化処理は、｜ＤＳＶ｜比較器
１４において、検出された｜ＤＳＶ｜が最も小さなＲＯ
Ｍ１０−０〜１０−ｊ−１の１つで想定した符号化に対
応する。すなわち、ｊ個の符号語についてＤＳＶを評価
し、最も｜ＤＳＶ｜が小さくなる符号化が選択され、こ
の符号化がＧＳ回路１８、ＲＬＬ回路２２において行わ
れる。そして、このＲＬＬ回路２２の出力が、符号語と
して出力される。

【００２６】このように、本実施形態によれば、ＧＳに
よる複数の符号語をＲＯＭ１０−０〜１０ｊ−１を利用
して算出することができる。そこで、複数の計算を並列
して高速に行うことができる。そして、｜ＤＳＶ｜比較
器１４において、｜ＤＳＶ｜が最低になる符号語を選ぶ
ことができるため、効果的に直流成分の低減を図ること
ができる。

【００２７】以上は、ＧＳとしてガロア体加算を用いた
場合について説明したが、ＧＳとしても畳み込み演算を
用いた場合も同様である。図１２にその構成を示す。図
１のスクランブルＲＳ符号発生回路２０が畳み込み用初
期データ発生回路２０ａに置き換えられた構成になって
いる。畳み込み用初期データ発生回路２０ａからは、｜
ＤＳＶ｜比較器１４からの信号に応じたｒビットの初期
データが発生し、ＧＳ回路１８に送られ畳み込み演算が
なされる。

【００２８】「ガロア体加算型ＧＳ」次に、ガロア体加
算型ＧＳに適用した場合の構成について、図２に基づい
て説明する。

【００２９】ＧＦ（２^P）上のガロア体加算型ＧＳで
は、まず、情報語から、リードソロモン符号化器により
生成多項式を用いて、図６（ａ）のようなリードソロモ
ン符号を生成する。これによって、Ｒビットのパリティ
が付加される。この例では、情報部がＫバイト、ＲＳ符
号はＮバイトであり、Ｎ−Ｋバイト＝Ｒビットである。

【００３０】ガロア体加算型ＧＳでは、図６（ａ）のＲ
Ｓ符号に対し、図６（ｂ）のｊ種類のスクランブルＲＳ
符号を加算することで、図６（ｃ）に示すｊ種類のスク
ランブルドＲＳ符号を生成する。この時、スクランブル
ＲＳ符号の情報部は、Ｌ・ｍビット毎に同一のデータを
与える。またパリティ部は、情報部のデータにより、Ｒ
Ｓ符号の生成多項式から一意に決定される。そして、ｊ
種類のスクランブルドＲＳ符号に対して、ｍビット単位
でＲＬＬ符号化を行いｎビットの符号語を生成すること
で図６（ｄ）のＲＬＬ符号を生成する。この時、Ｌ・ｎ
ビット単位でＤＳＶを計算し、｜ＤＳＶ｜が０に近いも
のが符号語として選択される。

【００３１】本実施形態では、上述の処理をＲＯＭを用
いて行う。ＲＯＭ１０においては、ＲＳ符号から切り出
されたＬ・ｍビットと現在のパリティ位置を示す［ｌｏ
ｇ₂（Ｒ／（Ｌ・ｍ）＋１）］ビットからなるデータと
直前の符号化状態を示すＳビットからなるデータが入力
される。ただし、［Ａ］（上記の場合は、Ａ＝ｌｏｇ₂
（Ｒ／（Ｌ・ｍ）＋１））は、Ａ以上でかつ最小の整数
を示す。この時に、［ｌｏｇ₂（Ｌ・ｎ＋１）］ビット
からなるＣＤＳと１ビットからなる極性と遷移後の状態
Ｓビットが出力される。

【００３２】実際に、図７に示すｍ＝２、ｎ＝３、ｄ＝
１、ｋ＝７の（１，７）ＲＬＬ符号と図８に示す情報部
７０バイト、パリティ部１０バイト（＝８０ビット）の
符号についてＲＯＭ１０を適用してみる。この場合、符
号はａ，ｂ，ｃ，ｄの４状態から構成されるため、Ｓ＝
２ビットとなる。また、Ｌ＝１とした場合、パリティ位
置を示すビットは、［ｌｏｇ₂（８０／（１・２）＋
１）］＝６となるため、ＲＯＭの入力ビットは、１０ビ
ットとなる。ここで、パリティの位置（パリティ位置番
号）は、図９のように定義される。すなわち、Ｒビット
のパリティのＬ・ｍビット毎に１，２．３、・・・，Ｒ
／Ｌ・ｍの位置番号が対応される。出力ビットは、ＣＤ
Ｓが［ｌｏｇ₂（１・３＋１）］＝２、極性ビットが１
ビット、状態が２ビットとなるため、合計で５ビットと
なる。このためＲＯＭの容量は、２¹⁰（ｗｏｒｄｓ）×
５（ｂｉｔｓ）＝５ｋとなる。ｊ種類のＲＯＭが存在す
るため、トータルでは、５ｋ×ｊとなる。

【００３３】ＲＯＭ内部の計算方法を説明する。本例で
は、スクランブルＲＳ符号の情報部のデータは、“０１
０１０１・・・０１０１”と“０１”が繰り返されるデ
ータにより構成されているとする。まず、ＤＳＶの計算
がＲＳ符号の情報部で行われていた場合について説明す
る。現在の状態がａ（００）、２ビットの入力が“０
０”であったとする（この時のパリティビット位置は０
となる）。このとき、まず、スクランブルＲＳ符号との
ＥＸ−ＯＲがとられるため、（００）｛ＥＸ−ＯＲ｝
（０１）＝（０１）となる。この“０１”に対して、図
７を用いてＲＬＬ符号化を行うと、符号語は“０００”
となり、次の状態はｃ（１０）となる。符号語“００
０”はＣＤＳが−３、極性は−となる。３ビットからな
る符号のＣＤＳは図１０に示すように−３，−１，＋
１，＋３の４種類のため、それぞれのＣＤＳを表現する
ビットがＲＯＭから出力されることとなる。この場合、
ＣＤＳとして“００”が極性として“０”が出力される
こととなる。

【００３４】ＤＳＶの計算がＲＳ符号のパリティ部で行
われる場合も同様である。スクランブルＲＳ符号のパリ
ティ部は一意に決まるため、位置番号が入力されると、
その位置番号に対応したデータと入力情報語とのＥＸ−
ＯＲ演算が行われる。以下は、同様である。

【００３５】この例では、Ｌ＝１の場合について説明し
たが、Ｌ＝２、３、・・・の場合でも同様である。Ｌ＝
２の場合は、ＥＸ−ＯＲ演算に用いられるデータは“０
１０１”の４ビットとなる。従って、図７のＲＬＬ符号
化テーブルを入力データ４ビット、出力データ６ビット
のものに作り直せば、ＣＤＳと極性を求めることができ
る。

【００３６】従って、このＲＯＭ１０の出力を加算器１
２に入力することによって、ＤＳＶを計算することがで
きる。ＲＯＭ１０は、図１に示すように、複数設け、そ
れぞれのＲＯＭ１０において加算するスクランブルＲＳ
が異なるようになっている。そこで、各ＲＯＭ１０から
の出力に基づいて得られたＤＳＶの大きさを比較するこ
とで、最適のＧＳを選択することができる。なお、ＲＳ
符号にはＧＳの内容を示すダミービットを重畳してお
く。

【００３７】「畳み込み演算型ＧＳ」畳み込み演算型Ｇ
Ｓでは、Ｍ（＝ｃ・ｍ）ビット（ただし、ｃは１以上の
自然数）の情報系列の直前にｒビットの冗長語を付加す
る。そして、この冗長語と所定ビットの情報語のＥＸ−
ＯＲ演算、加算結果と次の所定ビットの情報語のＥＸ−
ＯＲ演算という演算を繰り返して行うことでＧＳを行
う。従って、ｒビットの冗長語の内容によって、ＧＳが
行われた符号語の内容が異なる。

【００３８】本実施形態では、この演算により得られる
符号語のＣＤＳ及び極性データを出力に得るために、Ｒ
ＯＭ１０を利用する。すなわち、このＲＯＭ１０には、
Ｌ・ｍビットの情報語、ｒビットの畳み込み用演算デー
タ及びＳビットの状態ビットを入力する。そして、ＲＯ
Ｍ１０の出力にＣＤＳ及び極性データを得る。

【００３９】すなわち、本実施形態では、上述の処理を
ＲＯＭを用いて行う。ＲＯＭ１０においては、ＲＳ符号
から切り出されたＬ・ｍビットと、切り出されたデータ
とＥＸ−ＯＲ演算を行うためのｒビットからなるデータ
（直前の変換済みデータ）と、直前の符号化状態を示す
Ｓビットからなるデータが入力される。この時に、［ｌ
ｏｇ₂（Ｌ・ｎ＋１）］ビットからなるＣＤＳと１ビッ
トからなる極性と遷移後の状態Ｓビットが出力される。

【００４０】実際に、図７に示すｍ＝２，ｎ＝３の
（１，７）ＲＬＬ符号とｒ＝４の畳み込み演算について
ＲＯＭ１０を適用してみる。この場合、符号はａ，ｂ，
ｃ，ｄの４状態から構成されるため、Ｓ＝２ビットとな
る。Ｌ＝２とした場合、入力は１０ビットとなる。出力
ビットは、ＣＤＳが［ｌｏｇ₂（２・３＋１）］＝３、
極性ビットが１ビット、状態が２ビット、次に変換を行
うためのデータが４ビットとなるため、合計で１０ビッ
トとなる。このためＲＯＭの容量は、２¹⁰（ｗｏｒｄ
ｓ）×１０（ｂｉｔｓ）のＲＯＭとなる。

【００４１】ＲＯＭ内部の計算方法を説明する。現在の
状態がａ（００）、４ビットの入力が“０００１”であ
ったとする。また、直前の符号化結果が“１１０１”で
あったとする。このとき、まず、入力情報語と直前の符
号語とのＥＸ−ＯＲがとられるため、（０００１）｛Ｅ
Ｘ−ＯＲ｝（１１０１）＝（１１００）となる。この１
１００に対して、ＲＬＬ符号化を行うと、状態は情報語
１１によりａからｂへ、次の情報語０１によりｂからｃ
（１０）に遷移する。この時に計算される符号語は“０
０１０１０”となるため、ＣＤＳが−２、極性は−とな
る。６ビットからなる符号のＣＤＳは−６，−４，−
２，０，＋２，＋４，＋６の７種類であり、−２に対応
したＣＤＳを表現する３ビットがＲＯＭから出力される
こととなる。

【００４２】なお、本例では、畳み込み演算としては、
単純な１ビットを利用した畳み込み演算の例を示した
が、その他のビットも利用した、より複雑な畳み込み演
算を用いてもＲＯＭの容量は同等となる。

【００４３】「第２実施形態」図４に、第２実施形態に
係る装置の構成を示す。この第２実施形態においては、
ＲＬＬ符号化におけるｋの制約をなくしこれを無限大と
する。これによって、符号化率の高いＲＬＬ符号を用い
た符号化が行える。

【００４４】ＲＯＭ３０−０〜３０−ｊ−１には、入力
されてくる情報語に対応するＲＬＬ符号を得、このＲＬ
Ｌ符号の最大ランレングスを出力するためのデータが記
憶されている。

【００４５】すなわち、１つのＲＯＭ３０は、図５に示
す構成を有しており、Ｌ・ｍビットの情報語と、フィー
ドバックされる状態Ｓが入力され、対応する符号語につ
いての最大ランレングスと符号語の最初に発生したラン
レングスと最後に発生したランレングスを出力する。図
５（ａ）は、ガロア体加算の場合を示しており、図５
（ｂ）は畳込みの場合を示している。

【００４６】そこで、ランレングス比較器３２−０〜３
２−ｊ−１には、各情報語についての最大ランレングス
が順次入力されてくる。また、同時に、２つの符号語間
でのランレングスが境界部計算器３１において計算され
る。そして、このランレングス比較器３２は、順次入力
されてくる最大ランレングスと符号語間でのランレング
スを順次比較し、符号系列内での最大ランレングスを検
出し、これを出力する。

【００４７】ランレングス比較器３２−０〜３２−ｊ−
１の出力は、最大ランレングス比較器３４に入力され
る。最大ランレングス比較器３４は、最大ランレングス
が最小であるＲＯＭ３０−０〜３０−ｊ−１を検出し、
このＲＯＭ３０−０〜３０−ｊ−１におけるＧＳ符号化
を採用することの指示信号を出力する。

【００４８】情報語は、遅延回路３６を介し符号器３８
に入力され、この符号器３８には、最大ランレングス比
較器３４からの指示信号が入力されている。そこで、こ
の符号器３８は、最大ランレングス比較器３４からの指
示に従って、ＧＳの手法が選択実行され、その後ＲＬＬ
符号化が行われる。

【００４９】なお、符号器３８は、図１のスクランブル
ＲＳ符号発生回路２０、ＧＳ回路１８、ＲＬＬ回路２２
に対応する。また、図１２の畳み込み用初期データ発生
回路２０ａ、ＧＳ回路１８、ＲＬＬ回路２２に対応す
る。

【００５０】このように、ＲＬＬ符号化では、ｋについ
ての制約を基本的には行わないため、自由度の高い符号
化が行える。また、複数の方式における最小の最大ラン
レングスを選択するため、最大ランレングスが不当に大
きくなってしまうことを防止することができる。そし
て、ＲＯＭを利用するため、複数のＲＬＬ符号化につい
ての評価を行っても、演算を容易かつ高速に行うことが
できる。

【００５１】実際に、（ｄ，∞）符号に畳み込み演算Ｇ
Ｓを適用した場合について説明する。

【００５２】ＲＯＭ３０においては、ＲＳ符号から切り
出されたＬ・ｍビットと切り出されたデータとのＥＸ−
ＯＲ演算を行うためのｒビットからなるデータ（直前の
変換済みデータ）と直前の符号化状態を示すＳビットか
らなるデータが入力される。この時に、Ｌ・ｎビットの
符号語内で発生した最大の“０”の連続数と符号語内の
最初に発生した“０”の連続数と最後に発生した“０”
の連続数が出力される。ビット数は、いずれも、［ｌｏ
ｇ₂Ｌ・ｎ］となる。ここで、最初に発生した“０”の
連続数と最後に発生した“０”の連続数は、図１１に示
すように定義される。これらの情報を用いて、２つのＬ
・ｍビットの符号語を接続したときの境界部における０
ランレングスを計算できる。

【００５３】実際に、ｍ＝１、ｎ＝１、（０，∞）符号
（ＮＲＺ符号）とｒ＝４の畳み込み演算についてＲＯＭ
３０を適用してみる。この場合、情報語がそのまま符号
語となるためＳ＝０ビットとなる。Ｌ＝４とした場合、
入力は８ビットとなる。出力ビットは、Ｌ・ｎビット内
で発生した最大の“０”連続数と最初と最後に発生した
“０”の連続数がそれぞれ［ｌｏｇ₂４・１］＝２ビッ
ト、状態が０ビット、畳み込みの演算結果が４ビットと
なるため、合計で１０ビットとなる。このためＲＯＭの
容量は、２⁸（ｗｏｒｄｓ）×１０のＲＯＭとなる。

【００５４】ＲＯＭ内部の計算方法を説明する。４ビッ
トの入力が“０００１”であったとする。また、直前の
符号化結果が“１１０１”であったとする。このとき、
まず、入力情報語と直前の符号語とのＥＸ−ＯＲがとら
れるため、（０００１）｛ＥＸ−ＯＲ｝（１１０１）＝
（１１００）となる。この“１１００”に対して、ＮＲ
Ｚ符号化を行うと、符号語は“１１００”となるため、
最大の“０”の連続数は２、最初に発生した“０”の連
続数は０、最後に発生した“０”の連続数は２となる。

【００５５】図４の境界部計算器３１に示すように、Ｒ
ＯＭから出力された符号語の最初に発生した“０”のラ
ンレングスと直前の符号語の最後に発生した“０”のラ
ンレングスを加算して、符号語の境界部分で“０”のラ
ンレングスを計算する。この値と、符号語内で発生した
最大の“０”のランレングスから符号系列内に発生した
“０”ランレングスの最大値を計算する。

【００５６】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
ＲＯＭを用いて、複数の演算を並列して高速に行うこと
ができ、効率のよい符号化が行える。

【図面の簡単な説明】

【図１】 第１実施形態の符号化回路（ガロア体加算を
用いた例）の構成を示すブロック図である。

【図２】 ガロア体加算型のＲＯＭの構成を示す図であ
る。

【図３】 畳み込み演算型のＲＯＭの構成を示す図であ
る。

【図４】 第２実施形態の符号化回路の構成を示すブロ
ック図である。

【図５】 ｋ出力のためのＲＯＭの構成を示す図であ
る。

【図６】 ＧＳの処理例を示す図である。

【図７】 （１，７）ＲＬＬ符号テーブルを示す図であ
る。

【図８】 ＧＳの処理例を示す図である。

【図９】 パリティ位置番号を示す図である。

【図１０】 ＣＤＳ及び極性データとＲＯＭ出力との対
応例を示す図である。

【図１１】 first_kとlast_kの説明図である。

【図１２】 第１実施形態の符号化回路（畳み込み演算
を用いた例）の構成を示すブロック図である。

【符号の説明】

１０（１０−０〜１０−ｊ−１） ＲＯＭ、１２（１２
−０〜１２−ｊ−１）加算器、１４ ｜ＤＳＶ｜比較
器、１６ 遅延回路、１８ ＧＳ回路、２０ スクラン
ブルＲＳ符号発生回路、２２ ＲＬＬ回路、３０（３０
−０〜３０−ｊ−１） ＲＯＭ、３２（３２−０〜３２
−ｊ−１） ランレングス比較器、３４最大ランレング
ス比較器、３６ 遅延回路、３８ 符号器。

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ビット数ｍ（０＜ｍの自然数）の情報語
   をビット数ｎ（ｍ≦ｎの自然数）の符号語に変換する符
   号化回路において、 １つのＰ（Ｐ≧１）個の情報語からなる情報ブロックに
   対し複数のＰ個の符号語からなる符号ブロック候補を発
   生した際の各Ｐ個の符号語からなる符号ブロック候補に
   ついての直流成分を計算する直流成分計算手段と、 計算された複数の直流成分の値の中から直流成分が小さ
   くなるＰ個の符号語からなる符号ブロック候補を選択す
   る選択手段と、 選択されたＰ個の符号語からなる符号ブロック候補を発
   生する符号化を行う符号化手段と、 を有し、 前記直流計算手段の演算を予め演算のための値が記憶さ
   れているＲＯＭを利用して行うことを特徴とする符号化
   回路。
2. 【請求項２】 請求項１に記載の回路において、 前記マルチモード符号語発生手段は、ガロア体加算型演
   算を用いたガイデッドスクランブルを行うことを特徴と
   する符号化回路。
3. 【請求項３】 請求項１に記載の回路において、 前記マルチモード符号語発生手段は、畳み込み演算を用
   いたガイデッドスクランブルを行うことを特徴とする符
   号化回路。
4. 【請求項４】 ビット数ｍ（０＜ｍの自然数）の情報語
   をビット数ｎ（ｍ≦ｎの自然数）の符号語に変換する符
   号化回路において、 １つのＰ（Ｐ≧１）個の情報語からなる情報ブロックに
   対しＰ個の符号語からなる符号ブロックにおける最大反
   転間隔についての制限を緩和して複数のＰ個の符号語か
   らなる符号ブロック候補を発生した際の各Ｐ個の符号語
   からなる符号ブロック候補についての最大反転間隔を計
   算する最大反転間隔計算手段と、 計算された複数の最大反転間隔の値の中から間隔が小さ
   くなるＰ個の符号語からなる符号ブロック候補を選択す
   る選択手段と、 選択したＰ個の符号語からなる符号ブロック候補の符号
   化を行う符号化手段と、 を有し、 前記最大反転間隔計算手段の演算を予め演算のための値
   が記憶されているＲＯＭを利用して行うことを特徴とす
   る符号化回路。