JP2000307431A - 変調装置及び復調装置 - Google Patents
変調装置及び復調装置Info
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- JP2000307431A JP2000307431A JP11116045A JP11604599A JP2000307431A JP 2000307431 A JP2000307431 A JP 2000307431A JP 11116045 A JP11116045 A JP 11116045A JP 11604599 A JP11604599 A JP 11604599A JP 2000307431 A JP2000307431 A JP 2000307431A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 最短記録ピット長を制限するレーザ波長など
の制約により記録ピット長をできるだけ長くし、また、
４−９変調方法より符号化効率を向上させる。 【解決手段】 連続した２進数のデータ列をｐ＝４ビッ
ト毎に区切って４ビットの入力データ語Ｄkをｑ＝７ビ
ットの符号語Ｗkに変換する４−７変調において、７ビ
ットの符号語Ｗkは、前後の符号語Ｗkを結合した場合に
ビット「１」の連続数の最小値が３、ビット「０」の連
続数の最小値が２になり、更にビット「１」、「０」の
連続数の最大値が「１１」になるように選択されてい
る。符号語Ｗkのビット「１」が光ディスクのピットに
割り当てられ、ビット「０」がランドに割り当てられて
記録される。
の制約により記録ピット長をできるだけ長くし、また、
４−９変調方法より符号化効率を向上させる。 【解決手段】 連続した２進数のデータ列をｐ＝４ビッ
ト毎に区切って４ビットの入力データ語Ｄkをｑ＝７ビ
ットの符号語Ｗkに変換する４−７変調において、７ビ
ットの符号語Ｗkは、前後の符号語Ｗkを結合した場合に
ビット「１」の連続数の最小値が３、ビット「０」の連
続数の最小値が２になり、更にビット「１」、「０」の
連続数の最大値が「１１」になるように選択されてい
る。符号語Ｗkのビット「１」が光ディスクのピットに
割り当てられ、ビット「０」がランドに割り当てられて
記録される。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、デジタル信号を光
ディスク、磁気ディスクなどの記録媒体に記録するため
の変調装置及び復調装置に関する。
ディスク、磁気ディスクなどの記録媒体に記録するため
の変調装置及び復調装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】一般に、光ディスク媒体に記録される信
号波形は、あるビット長以下のビットは物理的に構成が
不可能あるいは、光伝送系の周波数特性から、ある反転
間隔以下では再生が不可能などの制限から、最小ランレ
ングス（記録符号系列の最小反転間隔）の制限を受け
る。また、データ再生のためにビットクロックを再生信
号から抽出しやすくするために、最大ランレングス（記
録符号系列の最大反転間隔）の制限を受ける。このよう
な条件から、最小ランレングスを３Ｔ（Ｔ＝チャネルビ
ット周期）、最大ランレングスが１１Ｔになるように変
調する方式として、ＣＤ（コンパクト・ディスク）に用
いられているＥＦＭ（イー・エフ・エム：８−１４変
調）方式や、ＤＶＤ（デジタル・バーサタイル・ディス
ク）に用いられているＥＦＭ＋（イー・エフ・エム・プ
ラス：８−１６変調）方式が従来より知られている。
号波形は、あるビット長以下のビットは物理的に構成が
不可能あるいは、光伝送系の周波数特性から、ある反転
間隔以下では再生が不可能などの制限から、最小ランレ
ングス（記録符号系列の最小反転間隔）の制限を受け
る。また、データ再生のためにビットクロックを再生信
号から抽出しやすくするために、最大ランレングス（記
録符号系列の最大反転間隔）の制限を受ける。このよう
な条件から、最小ランレングスを３Ｔ（Ｔ＝チャネルビ
ット周期）、最大ランレングスが１１Ｔになるように変
調する方式として、ＣＤ（コンパクト・ディスク）に用
いられているＥＦＭ（イー・エフ・エム：８−１４変
調）方式や、ＤＶＤ（デジタル・バーサタイル・ディス
ク）に用いられているＥＦＭ＋（イー・エフ・エム・プ
ラス：８−１６変調）方式が従来より知られている。
【０００３】ＥＦＭ方式、ＥＦＭ＋方式ともに、ランレ
ングス制限（ＲＬＬ）の規則ＲＬＬ（２，１０）により
最小ランレングスが３Ｔ、最大ランレングスが１１Ｔと
なるように変調を行う方式であり、ＥＦＭ方式では、８
ビットの入力データを一度１４ビットの符号語に変換し
た後に、３ビットの冗長ビットを付加し、１７ビットの
符号語に再構成をし、これをＮＲＺＩ変換して記録す
る。一方ＥＦＭ＋方式では、例えば特開平８−３１１０
０号公報に示されるように、上記の冗長ビットを用い
ず、８ビットの入力データを直接、１６ビットの符号語
に符号化をし、これをＮＲＺＩ変換して記録する。
ングス制限（ＲＬＬ）の規則ＲＬＬ（２，１０）により
最小ランレングスが３Ｔ、最大ランレングスが１１Ｔと
なるように変調を行う方式であり、ＥＦＭ方式では、８
ビットの入力データを一度１４ビットの符号語に変換し
た後に、３ビットの冗長ビットを付加し、１７ビットの
符号語に再構成をし、これをＮＲＺＩ変換して記録す
る。一方ＥＦＭ＋方式では、例えば特開平８−３１１０
０号公報に示されるように、上記の冗長ビットを用い
ず、８ビットの入力データを直接、１６ビットの符号語
に符号化をし、これをＮＲＺＩ変換して記録する。
【０００４】しかるに、ＥＦＭ方式、ＥＦＭ＋方式での
符号化効率（記録データ単位と記録符号語単位の比）は
前者が８／１７で、後者が８／１６であり、光ディスク
の記録密度の高密度化を図るためにはさらに符号化効率
の良い変調方式が望まれる。一方、一般に符号化効率を
上げるためには、最小ランレングスを大きくすることが
難しい。
符号化効率（記録データ単位と記録符号語単位の比）は
前者が８／１７で、後者が８／１６であり、光ディスク
の記録密度の高密度化を図るためにはさらに符号化効率
の良い変調方式が望まれる。一方、一般に符号化効率を
上げるためには、最小ランレングスを大きくすることが
難しい。
【０００５】また、他の従来例としては、最短記録ピッ
ト長を制限するレーザ波長などの制約により記録ピット
長をできるだけ長くするために、例えば特開平７−３０
４３１号公報に示されるように２進データ列を４ビット
毎に区切って９ビットに変換する４−９変調方法が提案
されている。この方法では、前後の９ビット符号語を結
合した場合、ビット「０」の連続が２個以下にならない
ように「１」と「１」の間に３個以上の「０」が存在す
るように４−９変調する。
ト長を制限するレーザ波長などの制約により記録ピット
長をできるだけ長くするために、例えば特開平７−３０
４３１号公報に示されるように２進データ列を４ビット
毎に区切って９ビットに変換する４−９変調方法が提案
されている。この方法では、前後の９ビット符号語を結
合した場合、ビット「０」の連続が２個以下にならない
ように「１」と「１」の間に３個以上の「０」が存在す
るように４−９変調する。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記の
４−９変調方法は、８−１７変換を行うＥＦＭ方式はも
ちろん、８−１６変換を行うＥＦＭ＋方式よりも符号化
効率が悪いという問題点がある。本発明は上記従来例の
問題点に鑑み、最短記録ピット長を制限するレーザ波長
などの制約により記録ピット長をできるだけ長くするこ
とができるとともに、４−９変調方法より符号化効率を
向上させることができる変調装置及び復調装置を提供す
ることを目的とする。
４−９変調方法は、８−１７変換を行うＥＦＭ方式はも
ちろん、８−１６変換を行うＥＦＭ＋方式よりも符号化
効率が悪いという問題点がある。本発明は上記従来例の
問題点に鑑み、最短記録ピット長を制限するレーザ波長
などの制約により記録ピット長をできるだけ長くするこ
とができるとともに、４−９変調方法より符号化効率を
向上させることができる変調装置及び復調装置を提供す
ることを目的とする。
【０００７】
【課題を解決するための手段】本発明は上記目的を達成
するために、ｑビットの符号語を直接結合した場合に符
号語の「１」の最小連続数と「０」の最小連続数とが異
なり、かつ前記「１」と「０」との最大連続数が所定数
内になるように符号化するようにしたものである。
するために、ｑビットの符号語を直接結合した場合に符
号語の「１」の最小連続数と「０」の最小連続数とが異
なり、かつ前記「１」と「０」との最大連続数が所定数
内になるように符号化するようにしたものである。
【０００８】すなわち本発明によれば、連続した２進数
の入力データ列をｐビット毎に区切ってｐビットの入力
データ語をｑ（ｐ＜ｑ）ビットの符号語に変換し、前後
の符号語を直接結合する変調装置において、前記ｑビッ
トの符号語を直接結合した場合に符号語の「１」の最小
連続数と「０」の最小連続数とが異なり、かつ前記
「１」と「０」との最大連続数が所定数内になるように
符号化する符号化手段を備えたことを特徴とする変調装
置が提供される。
の入力データ列をｐビット毎に区切ってｐビットの入力
データ語をｑ（ｐ＜ｑ）ビットの符号語に変換し、前後
の符号語を直接結合する変調装置において、前記ｑビッ
トの符号語を直接結合した場合に符号語の「１」の最小
連続数と「０」の最小連続数とが異なり、かつ前記
「１」と「０」との最大連続数が所定数内になるように
符号化する符号化手段を備えたことを特徴とする変調装
置が提供される。
【０００９】また本発明によれば、請求項２又は３のい
ずれか１つに記載の変調装置により符号化された符号語
を元のデータ語に復号化する復調装置であって、前記符
号語をアドレスとして、後続の符号語が前記複数の符号
化テーブルのどのテーブルにより符号化されたかを判定
するための判定情報と、前記複数の異なる入力データ語
を出力する復号テーブルとに基づいて、前記複数の異な
る入力データ語の１つを選択する手段を備えた復調装置
が提供される。
ずれか１つに記載の変調装置により符号化された符号語
を元のデータ語に復号化する復調装置であって、前記符
号語をアドレスとして、後続の符号語が前記複数の符号
化テーブルのどのテーブルにより符号化されたかを判定
するための判定情報と、前記複数の異なる入力データ語
を出力する復号テーブルとに基づいて、前記複数の異な
る入力データ語の１つを選択する手段を備えた復調装置
が提供される。
【００１０】
【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本発明の実
施の形態を説明する。図１は本発明に係る変調装置の一
実施形態に用いられる符号化テーブルを示す説明図、図
２は図１の符号化テーブルを用いた変調処理を説明する
ためのブロック図、図３は図１の符号化テーブルを生成
するための符号器の状態遷移を示す説明図、図４は図３
の符号器における状態遷移を示す説明図、図５は本発明
に係る復調装置を示すブロック図、図６は図５の復号テ
ーブル／符号化テーブル演算器／選択器の構成を詳しく
示すブロック図、図７は図６の復号テーブルの構成を詳
しく示す説明図である。
施の形態を説明する。図１は本発明に係る変調装置の一
実施形態に用いられる符号化テーブルを示す説明図、図
２は図１の符号化テーブルを用いた変調処理を説明する
ためのブロック図、図３は図１の符号化テーブルを生成
するための符号器の状態遷移を示す説明図、図４は図３
の符号器における状態遷移を示す説明図、図５は本発明
に係る復調装置を示すブロック図、図６は図５の復号テ
ーブル／符号化テーブル演算器／選択器の構成を詳しく
示すブロック図、図７は図６の復号テーブルの構成を詳
しく示す説明図である。
【００１１】図１は一例として、連続した２進数のデー
タ列をｐ＝４ビット毎に区切り、この４ビットの入力デ
ータ語Ｄk（デシマル「０」〜「１５」で示す）をｑ＝
７ビットの符号語Ｗk（デシマルとバイナリの両方で示
す）に変換する４−７変調に用いられる符号化テーブル
１を示している。この場合、７ビットの符号語Ｗkはビ
ット「１」の連続数の最小値が３、ビット「０」の連続
数の最小値が２になり、更に前後の符号語Ｗk、Ｗk+1を
結合した場合にビット「１」、「０」の連続数の最大値
が１１になるように選択されている。そして、符号語Ｗ
kのビット「１」が光ディスクのピットに割り当てら
れ、ビット「０」がランドに割り当てられて記録され
る。なお図中Ｄ、Ｗ、Ｓに付随したｋ、ｋ＋１は、明細
書記載のとおり、添字である。
タ列をｐ＝４ビット毎に区切り、この４ビットの入力デ
ータ語Ｄk（デシマル「０」〜「１５」で示す）をｑ＝
７ビットの符号語Ｗk（デシマルとバイナリの両方で示
す）に変換する４−７変調に用いられる符号化テーブル
１を示している。この場合、７ビットの符号語Ｗkはビ
ット「１」の連続数の最小値が３、ビット「０」の連続
数の最小値が２になり、更に前後の符号語Ｗk、Ｗk+1を
結合した場合にビット「１」、「０」の連続数の最大値
が１１になるように選択されている。そして、符号語Ｗ
kのビット「１」が光ディスクのピットに割り当てら
れ、ビット「０」がランドに割り当てられて記録され
る。なお図中Ｄ、Ｗ、Ｓに付随したｋ、ｋ＋１は、明細
書記載のとおり、添字である。
【００１２】この符号化テーブル１は、入力データ語Ｄ
kに対して６つのテーブルＳk＝”０”〜”５”を有し、
２つの異なる入力データ語Ｄkに対して同一の符号語Ｗk
が重複して割り当てられている。そして、このように２
つの異なる入力データ語Ｄkに対して同一の符号語Ｗkを
割り当てても復号可能なように、テーブルＳkは次に選
択するテーブル情報Ｓk+1を有する。入力データ語Ｄkを
符号語Ｗkに変換する場合には、図２に示すように前回
の変換時に使用されたテーブルＳkを用いて変換され、
また、そのテーブルＳkと入力データ語Ｄkに基づいて次
の変換時に使用するテーブルＳk+1を選択する。ここ
に、ｋ、ｋ＋１は、データ変調単位での、ある時点ｋと
次の時点ｋ＋１を意味する。
kに対して６つのテーブルＳk＝”０”〜”５”を有し、
２つの異なる入力データ語Ｄkに対して同一の符号語Ｗk
が重複して割り当てられている。そして、このように２
つの異なる入力データ語Ｄkに対して同一の符号語Ｗkを
割り当てても復号可能なように、テーブルＳkは次に選
択するテーブル情報Ｓk+1を有する。入力データ語Ｄkを
符号語Ｗkに変換する場合には、図２に示すように前回
の変換時に使用されたテーブルＳkを用いて変換され、
また、そのテーブルＳkと入力データ語Ｄkに基づいて次
の変換時に使用するテーブルＳk+1を選択する。ここ
に、ｋ、ｋ＋１は、データ変調単位での、ある時点ｋと
次の時点ｋ＋１を意味する。
【００１３】ここで、図１において、例えば符号化テー
ブルＳk＝”１”では、（１）入力データ語Ｄk＝４、５
に対して同一の符号語Ｗk＝１０３が割り当てられ、ま
た、（２）入力データ語Ｄk＝１２、１４に対して同一
の符号語Ｗk＝１２０が割り当てられている。このよう
に同一の符号語Ｗkが複数の異なる入力データ語Ｄkに対
して割り当てられている場合には、この符号語Ｗkは、
次の符号語Ｗk+1がどの符号化テーブルＳk+1により符号
化されたかを検出することにより入力データ語Ｄkに復
号することができる。
ブルＳk＝”１”では、（１）入力データ語Ｄk＝４、５
に対して同一の符号語Ｗk＝１０３が割り当てられ、ま
た、（２）入力データ語Ｄk＝１２、１４に対して同一
の符号語Ｗk＝１２０が割り当てられている。このよう
に同一の符号語Ｗkが複数の異なる入力データ語Ｄkに対
して割り当てられている場合には、この符号語Ｗkは、
次の符号語Ｗk+1がどの符号化テーブルＳk+1により符号
化されたかを検出することにより入力データ語Ｄkに復
号することができる。
【００１４】すなわち、上記（１）における符号語Ｗk
＝１０３が入力データ語Ｄk＝４の場合には次の符号化
テーブルは表のＳk+1により”１”が選択され、入力デ
ータ語Ｄk＝５の場合には次の符号化テーブルは”２”
が選択される。この場合、図１に示すように符号化テー
ブルＳk＝”１”、Ｓk＝”２”間では、同じ符号語が存
在しない（重複していない）ので、次の符号語Ｗk+1が
どの符号化テーブルＳk+1により符号化されたかを検出
することができる。
＝１０３が入力データ語Ｄk＝４の場合には次の符号化
テーブルは表のＳk+1により”１”が選択され、入力デ
ータ語Ｄk＝５の場合には次の符号化テーブルは”２”
が選択される。この場合、図１に示すように符号化テー
ブルＳk＝”１”、Ｓk＝”２”間では、同じ符号語が存
在しない（重複していない）ので、次の符号語Ｗk+1が
どの符号化テーブルＳk+1により符号化されたかを検出
することができる。
【００１５】同様に、上記（２）における符号語Ｗk＝
１２０が入力データ語Ｄk＝１２の場合には次の符号化
テーブルＳk+1は”４”が選択され、入力データ語Ｄk＝
１４の場合には次の符号化テーブルＳk+1は”５”が選
択される。この場合にも同様に、符号化テーブルＳ
k＝”４”、Ｓk＝”５”間では、同じ符号語が存在しな
い（重複していない）ので、次の符号語Ｗk+1がどの符
号化テーブルＳk+1により符号化されたかを検出するこ
とができる。
１２０が入力データ語Ｄk＝１２の場合には次の符号化
テーブルＳk+1は”４”が選択され、入力データ語Ｄk＝
１４の場合には次の符号化テーブルＳk+1は”５”が選
択される。この場合にも同様に、符号化テーブルＳ
k＝”４”、Ｓk＝”５”間では、同じ符号語が存在しな
い（重複していない）ので、次の符号語Ｗk+1がどの符
号化テーブルＳk+1により符号化されたかを検出するこ
とができる。
【００１６】この実施形態によれば、例えば入力データ
語Ｄk、Ｄk+1、Ｄk+3、Ｄk+4・・・＝０、２、４、６、
８・・・の場合、次のような符号語変換と次の符号化用
のテーブル選択を行う。 （１）Ｄk＝０のとき、テーブルＳk＝”０”により 符号語Ｗk＝１１１１００１ 次のテーブルＳk＝”０” （２）Ｄk+1＝２のとき、テーブルＳk＝”０”により 符号語Ｗk+1＝１１１００１１ 次のテーブルＳk＝”０” （３）Ｄk+2＝４のとき、テーブルＳk＝”０”により 符号語Ｗk+2＝１１００１１１ 次のテーブルＳk＝”１” （４）Ｄk+3＝６のとき、テーブルＳk＝”１”により 符号語Ｗk+3＝１１０００００ 次のテーブルＳk＝”４” （５）Ｄk+4＝８のとき、テーブルＳk＝”４”により 符号語Ｗk+4＝００１１１１１ 次のテーブルＳk＝”１” ・・・ したがって、上記の符号語Ｗk〜Ｗk+4を結合した７×５
ビットの２進列は、 １１１１００１１１１００１１１１００１１１１１００
０００００１１１１１・・・ になり、ビット「１」、「０」の連続数の最大値が１１
になる条件を満たす。
語Ｄk、Ｄk+1、Ｄk+3、Ｄk+4・・・＝０、２、４、６、
８・・・の場合、次のような符号語変換と次の符号化用
のテーブル選択を行う。 （１）Ｄk＝０のとき、テーブルＳk＝”０”により 符号語Ｗk＝１１１１００１ 次のテーブルＳk＝”０” （２）Ｄk+1＝２のとき、テーブルＳk＝”０”により 符号語Ｗk+1＝１１１００１１ 次のテーブルＳk＝”０” （３）Ｄk+2＝４のとき、テーブルＳk＝”０”により 符号語Ｗk+2＝１１００１１１ 次のテーブルＳk＝”１” （４）Ｄk+3＝６のとき、テーブルＳk＝”１”により 符号語Ｗk+3＝１１０００００ 次のテーブルＳk＝”４” （５）Ｄk+4＝８のとき、テーブルＳk＝”４”により 符号語Ｗk+4＝００１１１１１ 次のテーブルＳk＝”１” ・・・ したがって、上記の符号語Ｗk〜Ｗk+4を結合した７×５
ビットの２進列は、 １１１１００１１１１００１１１１００１１１１１００
０００００１１１１１・・・ になり、ビット「１」、「０」の連続数の最大値が１１
になる条件を満たす。
【００１７】図３において、円で囲まれた「０」から
「２１」の数字は、符号語Ｗkを上記のビット「１」の
連続数の最小値が３、ビット「０」の連続数の最小値が
２、ビット「１」、「０」の連続数の最大値が１１にな
るように制限する符号器の状態遷移を示している。ま
た、矢印が状態の遷移を示し、矢印に付された「０」又
は「１」が状態の遷移とともに出力される符号語Ｗkの
１ビット（符号ビット）を意味する。例えば内部状態が
「０」のとき、次の時点（符号化後のビット間隔単位）
では「１」に移って符号ビット「１」を出力する。
「２１」の数字は、符号語Ｗkを上記のビット「１」の
連続数の最小値が３、ビット「０」の連続数の最小値が
２、ビット「１」、「０」の連続数の最大値が１１にな
るように制限する符号器の状態遷移を示している。ま
た、矢印が状態の遷移を示し、矢印に付された「０」又
は「１」が状態の遷移とともに出力される符号語Ｗkの
１ビット（符号ビット）を意味する。例えば内部状態が
「０」のとき、次の時点（符号化後のビット間隔単位）
では「１」に移って符号ビット「１」を出力する。
【００１８】また、図３に示す符号器において、内部状
態「０」、「１」からは符号ビット「０」を出力するこ
とはなく、内部状態「１１」からは符号ビット「１」を
出力することはない。そのため、この符号器により生成
される符号語Ｗkは、ビット「１」、「０」の連続数の
最小値がそれぞれ３、２に制限される。また、符号ビッ
ト「１」、「０」の最大連続数はそれそれ、その符号ビ
ットを生成する内部状態の連続数で決まり、ここでは１
１に制限される。
態「０」、「１」からは符号ビット「０」を出力するこ
とはなく、内部状態「１１」からは符号ビット「１」を
出力することはない。そのため、この符号器により生成
される符号語Ｗkは、ビット「１」、「０」の連続数の
最小値がそれぞれ３、２に制限される。また、符号ビッ
ト「１」、「０」の最大連続数はそれそれ、その符号ビ
ットを生成する内部状態の連続数で決まり、ここでは１
１に制限される。
【００１９】図４は図３に示す符号器により生成される
符号語の内、内部状態「０」、「１」から生成される７
ビット符号語と、この７ビット符号語を生成する状態遷
移を示している。図４において、「初期状態」が図３に
示す符号器において７ビット符号語を生成する過程にお
ける初期状態を示し、「終了状態」が７ビット符号語を
生成した後に遷移した状態を示し、「符号語（１０
進）」が７ビット符号語を示し、「状態遷移」がこの過
程におけるビット毎の状態の遷移を示している。
符号語の内、内部状態「０」、「１」から生成される７
ビット符号語と、この７ビット符号語を生成する状態遷
移を示している。図４において、「初期状態」が図３に
示す符号器において７ビット符号語を生成する過程にお
ける初期状態を示し、「終了状態」が７ビット符号語を
生成した後に遷移した状態を示し、「符号語（１０
進）」が７ビット符号語を示し、「状態遷移」がこの過
程におけるビット毎の状態の遷移を示している。
【００２０】図４に示す符号生成過程と状態遷移を２２
個の状態全てについて求め、４ビットの入力データ語Ｄ
kについて、例えば下記に示す文献”フィニット−ステ
ート モジュレーション コード フォー データ ス
トーレッジ”（Finite-State Modulation Codes for Da
ta Storage）, B. H. Marcus他、IEEE Journal on sele
cted areas in Communication, vol.10. No.1, January
1992で公知のように、復号可能なように状態の分割と
併合を行うことにより、図１に示すような符号化テーブ
ル１を得ることができる。
個の状態全てについて求め、４ビットの入力データ語Ｄ
kについて、例えば下記に示す文献”フィニット−ステ
ート モジュレーション コード フォー データ ス
トーレッジ”（Finite-State Modulation Codes for Da
ta Storage）, B. H. Marcus他、IEEE Journal on sele
cted areas in Communication, vol.10. No.1, January
1992で公知のように、復号可能なように状態の分割と
併合を行うことにより、図１に示すような符号化テーブ
ル１を得ることができる。
【００２１】次に図５〜図７を参照して復調回路につい
て説明する。図５において、符号語系列とビットクロッ
クが同期検出回路１１とシリアル／パラレル変換器１２
に印加される。同期検出回路１１はこの符号語系列とビ
ットクロックに基づいて７ビット＝１ワードのワードク
ロックを生成してシリアル／パラレル変換器１２と、復
号テーブル参照アドレス生成部１３と復号テーブル／符
号化テーブル演算器／選択器１４に供給する。シリアル
／パラレル変換器１２はビットクロックとワードクロッ
クに基づいてシリアルな符号語系列をパラレル７ビット
の符号語Ｗkに変換して復号テーブル参照アドレス生成
部１３に供給する。復号テーブル参照アドレス生成部１
３は、この実施形態では、７ビットの符号語Ｗkをその
まま復号テーブル参照アドレスとして復号テーブル／符
号化テーブル演算器／選択器１４に供給する。
て説明する。図５において、符号語系列とビットクロッ
クが同期検出回路１１とシリアル／パラレル変換器１２
に印加される。同期検出回路１１はこの符号語系列とビ
ットクロックに基づいて７ビット＝１ワードのワードク
ロックを生成してシリアル／パラレル変換器１２と、復
号テーブル参照アドレス生成部１３と復号テーブル／符
号化テーブル演算器／選択器１４に供給する。シリアル
／パラレル変換器１２はビットクロックとワードクロッ
クに基づいてシリアルな符号語系列をパラレル７ビット
の符号語Ｗkに変換して復号テーブル参照アドレス生成
部１３に供給する。復号テーブル参照アドレス生成部１
３は、この実施形態では、７ビットの符号語Ｗkをその
まま復号テーブル参照アドレスとして復号テーブル／符
号化テーブル演算器／選択器１４に供給する。
【００２２】図６は復号テーブル／符号化テーブル演算
器／選択器１４の構成を詳しく示し、図７は図６の復号
テーブルの構成を示している。参照アドレス（７ビット
符号語Ｗk）は図７に示すような構成の復号テーブル１
４−１と符号化テーブル演算器１４−２に印加される。
復号テーブル１４−１はＲＯＭで構成され、図７に示す
ように７ビット符号語Ｗkをアドレスとして２ビットの
判定情報と、２通りのデータ語候補Ｄk０、Ｄk１（４ビ
ット×２）の合計１０ビットのデータが記憶されてい
る。
器／選択器１４の構成を詳しく示し、図７は図６の復号
テーブルの構成を示している。参照アドレス（７ビット
符号語Ｗk）は図７に示すような構成の復号テーブル１
４−１と符号化テーブル演算器１４−２に印加される。
復号テーブル１４−１はＲＯＭで構成され、図７に示す
ように７ビット符号語Ｗkをアドレスとして２ビットの
判定情報と、２通りのデータ語候補Ｄk０、Ｄk１（４ビ
ット×２）の合計１０ビットのデータが記憶されてい
る。
【００２３】２ビットの判定情報は、後続の符号語Ｗ
k+1がどの符号化テーブルＳk＝”０”〜”５”により符
号化されたかを示し、次の３通りに分けることができ
る。 「０」：後続の符号語Ｗk+1に関係なく復号可能 「１」：後続の符号語Ｗk+1が符号化テーブルＳk＝”
１”，”２”のどちらで符号化されたかによりデータ語
Ｄkが決まる。 「２」：後続の符号語Ｗk+1が符号化テーブルＳk＝”
４”，”５”のどちらで符号化されたかによりデータ語
Ｄkが決まる。
k+1がどの符号化テーブルＳk＝”０”〜”５”により符
号化されたかを示し、次の３通りに分けることができ
る。 「０」：後続の符号語Ｗk+1に関係なく復号可能 「１」：後続の符号語Ｗk+1が符号化テーブルＳk＝”
１”，”２”のどちらで符号化されたかによりデータ語
Ｄkが決まる。 「２」：後続の符号語Ｗk+1が符号化テーブルＳk＝”
４”，”５”のどちらで符号化されたかによりデータ語
Ｄkが決まる。
【００２４】そこで、復号テーブル１４−１の２通りの
データ語Ｄk０、Ｄk１として、図７に示すように判定情
報＝０の場合には一意に決まる同一のデータ語が記憶さ
れ、判定情報＝１の場合には後続符号語の符号化テーブ
ルＳk＝”１”、”２”における各データ語候補がそれ
ぞれ記憶され、判定情報＝２の場合には後続符号語の符
号化テーブルＳk＝”４”、”５”における各データ語
候補がそれぞれ記憶されている。復号テーブル１４−１
から読み出された判定情報は１ワード遅延部１４−３を
介して符号化テーブル演算器１４−２に印加され、ま
た、２通りのデータ語候補Ｄk０、Ｄk１は１ワード遅延
部１４−４を介して選択器１４−５に印加される。
データ語Ｄk０、Ｄk１として、図７に示すように判定情
報＝０の場合には一意に決まる同一のデータ語が記憶さ
れ、判定情報＝１の場合には後続符号語の符号化テーブ
ルＳk＝”１”、”２”における各データ語候補がそれ
ぞれ記憶され、判定情報＝２の場合には後続符号語の符
号化テーブルＳk＝”４”、”５”における各データ語
候補がそれぞれ記憶されている。復号テーブル１４−１
から読み出された判定情報は１ワード遅延部１４−３を
介して符号化テーブル演算器１４−２に印加され、ま
た、２通りのデータ語候補Ｄk０、Ｄk１は１ワード遅延
部１４−４を介して選択器１４−５に印加される。
【００２５】符号化テーブル演算器１４−２は参照アド
レス（後続の符号語Ｗk＋１）と前の判定情報に基づい
て、２通りのデータ語候補Ｄk０、Ｄk１の内の正しいデ
ータ語Ｄkを選択するための信号を選択器１４−５に出
力する。符号化テーブル演算器１４−２の動作を次のよ
うなＣ言語で示す。 if (判定情報 == 0){ Dk = Dk0; if (判定情報 == 1){ if (Wk+1==(121 || 113 || 115 || 097 ||103 || 096 || 064 || 078 || 028 || 099 || 014 || 120 )) Dk = Dk0; if (Wk+1==(001 || 003 || 015 || 007 || 065|| 067 || 112 || 071 || 079 || 030 || 000 )) Dk = Dk1; } elseif (判定情報==2){ if (Wk+1==(001 || 003 || 060 || 007 || 015 || 031 || 028 || 056 || 0 14 || 030 || 028 )) Dk = Dk0; if (Wk+1==(121 || 113 || 115 || 057 || 127 || 063 || 112 || 126 || 0 62 || 120 || 124 )) Dk = Dk1; }
レス（後続の符号語Ｗk＋１）と前の判定情報に基づい
て、２通りのデータ語候補Ｄk０、Ｄk１の内の正しいデ
ータ語Ｄkを選択するための信号を選択器１４−５に出
力する。符号化テーブル演算器１４−２の動作を次のよ
うなＣ言語で示す。 if (判定情報 == 0){ Dk = Dk0; if (判定情報 == 1){ if (Wk+1==(121 || 113 || 115 || 097 ||103 || 096 || 064 || 078 || 028 || 099 || 014 || 120 )) Dk = Dk0; if (Wk+1==(001 || 003 || 015 || 007 || 065|| 067 || 112 || 071 || 079 || 030 || 000 )) Dk = Dk1; } elseif (判定情報==2){ if (Wk+1==(001 || 003 || 060 || 007 || 015 || 031 || 028 || 056 || 0 14 || 030 || 028 )) Dk = Dk0; if (Wk+1==(121 || 113 || 115 || 057 || 127 || 063 || 112 || 126 || 0 62 || 120 || 124 )) Dk = Dk1; }
【００２６】上記演算において、判定情報 ＝０の場合
にＤk＝Ｄk０としたが、Ｄk０＝Ｄk１であるのでどちら
を選択してもよい。 したがって、この復調装置によれ
ば、データ語Ｄkを現在（前）の符号語Ｗkと、判定情報
と後続の符号語Ｗk+1により復調することができる。
にＤk＝Ｄk０としたが、Ｄk０＝Ｄk１であるのでどちら
を選択してもよい。 したがって、この復調装置によれ
ば、データ語Ｄkを現在（前）の符号語Ｗkと、判定情報
と後続の符号語Ｗk+1により復調することができる。
【００２７】なお、上記の復号テーブル（ＲＯＭ）１４
−１は７ビットの符号語Ｗkをそのままアドレスとした
が、代わりにＲＯＭの容量を小さくするために符号語Ｗ
kを７ビットより少ないビット数に処理してアドレスと
してもよい。
−１は７ビットの符号語Ｗkをそのままアドレスとした
が、代わりにＲＯＭの容量を小さくするために符号語Ｗ
kを７ビットより少ないビット数に処理してアドレスと
してもよい。
【００２８】
【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、ｑ
ビットの符号語を直接結合した場合に符号語の「１」の
最小連続数と「０」の最小連続数とが異なり、かつ前記
「１」と「０」との最大連続数が所定数内になるように
符号化するようにしたので、最短記録ピット長を制限す
るレーザ波長などの制約により記録ピット長をできるだ
け長くすることができるとともに、ｐ＝４、ｑ＝７なる
４−７変調としたので、４−９変調方法より符号化効率
を向上させることができる。
ビットの符号語を直接結合した場合に符号語の「１」の
最小連続数と「０」の最小連続数とが異なり、かつ前記
「１」と「０」との最大連続数が所定数内になるように
符号化するようにしたので、最短記録ピット長を制限す
るレーザ波長などの制約により記録ピット長をできるだ
け長くすることができるとともに、ｐ＝４、ｑ＝７なる
４−７変調としたので、４−９変調方法より符号化効率
を向上させることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明に係る変調装置の一実施形態に用いられ
る符号化テーブルを示す説明図である。
る符号化テーブルを示す説明図である。
【図２】図１の符号化テーブルを用いた変調処理を説明
するためのブロック図である。
するためのブロック図である。
【図３】図１の符号化テーブルを生成するための符号器
の状態遷移を示す説明図である。
の状態遷移を示す説明図である。
【図４】図３の符号器における状態遷移を示す説明図で
ある。
ある。
【図５】本発明に係る復調装置を示すブロック図であ
る。
る。
【図６】図５の復号テーブル／符号化テーブル演算器／
選択器の構成を詳しく示すブロック図である。
選択器の構成を詳しく示すブロック図である。
【図７】図６の復号テーブルの構成を詳しく示す説明図
である。
である。
１，Ｓk＝”０”〜”５” 符号化テーブル １４−１ 復号テーブル １４−２ 符号化テーブル演算器 １４−５ 選択器（符号化テーブル演算器１４−２とと
もに選択手段を構成する。）
もに選択手段を構成する。）
Claims (4)
- 【請求項１】 連続した２進数の入力データ列をｐビッ
ト毎に区切ってｐビットの入力データ語をｑ（ｐ＜ｑ）
ビットの符号語に変換し、前後の符号語を直接結合する
変調装置において、 前記ｑビットの符号語を直接結合した場合に符号語の
「１」の最小連続数と「０」の最小連続数とが異なり、
かつ前記「１」と「０」との最大連続数が所定数内にな
るように符号化する符号化手段を備えたことを特徴とす
る変調装置。 - 【請求項２】 前記符号化手段は、所定の規則で複数の
異なる入力データ語に対して共通の符号語が重複して割
り当てられた複数の符号化テーブルを備え、前記複数の
符号化テーブルの各々は、次の入力データ語に対して選
択する符号化テーブル選択情報を有することを特徴とす
る請求項１記載の変調装置。 - 【請求項３】 ｐ＝４、ｑ＝７であって、７ビットの符
号語を直接結合した場合に符号語の「１」の最小連続数
が「３」、「０」の最小連続数が「２」であり、かつ前
記「１」と「０」の最大連続数が「１１」であることを
特徴とする請求項１又は２記載の変調装置。 - 【請求項４】 請求項２又は３のいずれか１つに記載の
変調装置により符号化された符号語を元のデータ語に復
号化する復調装置であって、 前記符号語をアドレスとして、後続の符号語が前記複数
の符号化テーブルのどのテーブルにより符号化されたか
を判定するための判定情報と、前記複数の異なる入力デ
ータ語を出力する復号テーブルとに基づいて、前記複数
の異なる入力データ語の１つを選択する手段を備えた復
調装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11116045A JP2000307431A (ja) | 1999-04-23 | 1999-04-23 | 変調装置及び復調装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11116045A JP2000307431A (ja) | 1999-04-23 | 1999-04-23 | 変調装置及び復調装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000307431A true JP2000307431A (ja) | 2000-11-02 |
Family
ID=14677354
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11116045A Withdrawn JP2000307431A (ja) | 1999-04-23 | 1999-04-23 | 変調装置及び復調装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2000307431A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2002063622A1 (fr) * | 2001-02-08 | 2002-08-15 | Sony Disc Technology Inc. | Generateur de signaux de modulation pour produire un disque original de disque optique |
| WO2018068634A1 (zh) * | 2016-10-11 | 2018-04-19 | 阿里巴巴集团控股有限公司 | 二进制数据的编码、解码方法和装置 |
-
1999
- 1999-04-23 JP JP11116045A patent/JP2000307431A/ja not_active Withdrawn
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2002063622A1 (fr) * | 2001-02-08 | 2002-08-15 | Sony Disc Technology Inc. | Generateur de signaux de modulation pour produire un disque original de disque optique |
| US7054244B2 (en) | 2001-02-08 | 2006-05-30 | Sony Disc & Digital Solutions, Inc. | Modulation signal generator for producing original disc of optical disc |
| WO2018068634A1 (zh) * | 2016-10-11 | 2018-04-19 | 阿里巴巴集团控股有限公司 | 二进制数据的编码、解码方法和装置 |
| RU2725763C1 (ru) * | 2016-10-11 | 2020-07-06 | Алибаба Груп Холдинг Лимитед | Способы и устройства для кодирования и декодирования двоичных данных |
| US10785277B2 (en) | 2016-10-11 | 2020-09-22 | Alibaba Group Holding Limited | Methods and devices for encoding and decoding binary data |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A300 | Withdrawal of application because of no request for examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 20060704 |