JP2005078687A - 変調装置及び変調方法並びに復調装置及び復調方法 - Google Patents

Abstract

【課題】 ＤＳＶ制御を実行しながら入力データ語を情報語へ符号化し、ブロック単位でＬＤＰＣ符号を組織符号として求め、検査ビット情報を情報語列に挿入した符号語列を出力させる変調装置において、ＤＳＶ制御の連続性とＤＣ成分の抑圧を実現する。
【解決手段】 ４−６変調部１２では、入力データ語Ｄ(k)に対し必要に応じて２つの情報語候補Ｃ(k)a,Ｃ(k)bを示し、ＤＳＶの絶対値を小さくする方の情報語の選択によってＤＳＶ制御を施した（１，７）ＲＬＬ規則の情報語列を出力する。パリティ生成・挿入部１３では、ＬＤＰＣ符号の生成行列を用いた演算で検査ビット列を求め、各検査ビットを３ビットの変換符号（１つの反転ビットを含む）へ割り当て、各変換符号を情報語列に挿入して出力する。各変換符号の符号列は４−６変調部１２へ戻され、そのＣＤＳをその時点のＤＳＶに加算してＤＳＶの更新を行う。
【選択図】図２

Description

本発明はディジタル情報信号の変調／復調処理技術に係り、特に、ｍビット単位（ｍ：４の整数倍の自然数）のデータ語を（１，ｋ）ＲＬＬ（Run Length Limited）規則（ｋは９〜１２）を満たすｎビット単位（ｎ：６の整数倍の自然数）の情報語へ符号化する変調方式であって、ＬＤＰＣ（Low Density Parity Check：低密度パリティ検査）符号の検査ビット情報を情報語列に挿入しながらＤＳＶ（Digital Sum Value）制御を実行する変調装置及び変調方法を提供し、また前記変調が施された出力符号語を復調するための装置及び方法も併せて提供するものである。

従来から、光ディスクや磁気ディスク等の記録媒体にディジタル情報信号を記録するための記録変調方式としては、データ語（データビット）を（１，ｋ）ＲＬＬ規則の情報語へ変換する方式が採用されており、特に（１，７）ＲＬＬは最も一般的に適用されている方式である。

しかし、（１，７）ＲＬＬ規則の情報語はそのビットパタンによっては大きなＤＣ成分が生じるため、光ディスク装置のサーボ信号帯域に情報信号成分のスペクトルが混入してサーボ機能に悪影響を生じる恐れがある。
この問題は、基本的にはＤＳＶを０に収斂させることにあり、下記特許文献１では特定ビットパタンの繰り返しを防止することにより、また下記特許文献２では（１，７）ＲＬＬ規則を乱さないように冗長ビットを挿入することによりＤＣ成分を抑圧する対策が提案されている。
また、下記特許文献３では、（１，８）ＲＬＬ規則による８／１２変調を用いて、最長ランを（１，７）ＲＬＬ規則に比べて情報語数に余裕を持たせることにより、その余裕分をＤＣ成分の抑圧制御に用いる提案を行っている。

更に、下記非特許文献１によると、記録媒体に対する高密度記録によるＳ/Ｎ比の低下に対応するためにＬＤＰＣ符号を用い、且つＤＣ成分を抑圧した（１，７）ＲＬＬ規則での変調方式が提案されている。
ここに、ＬＤＰＣ符号は復号特性に優れており、ターボ符号、ＲＡ符号(Repeat and Accumulate符号)と並んで符号長を長くしていくことによりシャノン限界に近い性能を発揮すること、また、ブロック誤り率特性がよく、ターボ符号などの復号特性にみられるエラーフロア現象が殆ど生じない等の利点があり、誤り訂正符号として注目を集めている。

特開平６−１９５８８７号公報 特開平１０−３４０５４３号公報 特開平２０００−１０５９８１号公報 ＩＳＯＭ/ＯＤＳ ２００２（Joint International Symposium on Optical Memory and Optical Data Storage Topical Meeting 2002） テクニカルダイジェスト、ｐ．３７７−３７９ 「DC-Free(d，k)Constrained Low Density Parity Check(LDPC) Codes」 Hongwei Song， Jingfeng Liu， B.V.K. Vijaya Kumar

ところで、前記非特許文献１では、（１，ｋ）ＲＬＬ規則を満たすと共にＬＤＰＣ生成行列による符号化が可能であり、ＤＣ成分の抑圧も実現できることが開示されているが、情報語列に対してパリティビットとＤＣ制御用ビットを挿入する方式を採用している。
その場合、パリティビットの極性によってはＤＣ制御が行えない場合があり、ＤＣ制御を確実に行うためにはそれだけＤＣ制御用ビットを多用しなければならず、結果的に記録密度（符号化レート）を上げることが難しくなるという問題点がある。

そこで、本発明は、入力データ語をＤＳＶ制御が施された情報語へ符号化し、１ブロック単位の情報語列に対してＬＤＰＣ符号の各検査ビットを挿入するに際して、前記検査ビットを３ビットの変換符号として挿入し、所定のＲＬＬ規則を満たしながら、より少ない冗長ビット数でＤＳＶ制御も連係させることが可能な変調装置と変調方法を提供し、またその変調方式による符号語列を元のデータ語に復号するための復調装置と復調方法を提供することを目的として創作された。

第１の発明は変調装置と変調方法に係る。
その変調装置は、入力データ語列のｍビット単位（但し、ｍは４の自然数倍）の各データ語をｎビット単位（但し、ｎは６の自然数倍であって、ｍ＜ｎとする）の各情報語に符号化し、冗長ビットも含めて（１，ｋ）ＲＬＬ規則でｋ＝９〜１２を満たす符号語列に変調して出力する変調装置であって、複数の異なる選択テーブルからなり、各選択テーブルにおいてデータ語に対する情報語と次に適用されるべき選択テーブル情報とを対応付けると共に、同一のデータ語についてＣＤＳ（Codeword Digital Sum）の極性が異なる情報語を異なる選択テーブルに配置せしめた符号化テーブルと、今回の入力データ語と１つ前のデータ語に係る情報語のＬＳＢ側のゼロラン数とその情報語に対応付けられた前記選択テーブル情報とを用いて、今回のデータ語に対する情報語を前記選択テーブル情報で特定された選択テーブルだけから選択すべきか、又は、それ以外に他の選択テーブルに存在するＣＤＳの極性が異なる情報語も候補として選択すべきかを判定する判定手段と、前記判定手段の判定結果に基づいて、情報語が単一の選択テーブルだけから選択される場合には、その情報語を出力させると共にその情報語のＣＤＳを演算して先行情報語列のＤＳＶに加算し、また、複数の選択テーブルに情報語の候補がある場合には、各情報語について演算したＣＤＳのそれぞれを先行情報語列のＤＳＶに加算し、各加算後のＤＳＶの絶対値が最小となる情報語を選択出力させると共に前記先行情報語列のＤＳＶに前記選択情報語のＣＤＳを加算するＤＳＶ制御・情報語出力手段と、前記ＤＳＶ制御・情報語出力手段が出力した情報語をブロック単位で処理し、ＬＤＰＣ符号を１ブロックの情報語ビット列と検査ビット列とからなる組織符号として求めるための生成行列を用いて各検査ビットを求める検査ビット演算手段と、予め設定された所定条件に基づいて、前記各検査ビットに対して３ビット中に１つの反転ビットを含んだ変換符号を割り当てる符号割り当て手段と、１ブロックの情報語列の各情報語の間に前記各変換符号を挿入した符号語列、又は１ブロックの情報語列の後に前記各変換符号が連続した符号列を連結させた符号語列を構成して出力する符号語出力手段と、前記各変換符号を連続させた符号列に係るＣＤＳを求め、前記先行情報語列のＤＳＶに加算して更新させるＤＳＶ更新手段とを具備したことを特徴とするものである。
また、変調方法は、入力データ語列のｍビット単位の各データ語をｎビット単位の各情報語に符号化し、冗長ビットも含めて（１，ｋ）ＲＬＬ規則でｋ＝９〜１２を満たす符号語列に変調して出力する変調方法であって、複数の異なる選択テーブルからなり、各選択テーブルにおいてデータ語に対する情報語と次に適用されるべき選択テーブル情報とを対応付けると共に、同一のデータ語についてＣＤＳの極性が異なる情報語を異なる選択テーブルに配置せしめた符号化テーブルを備え、今回の入力データ語と１つ前のデータ語に係る情報語のＬＳＢ側のゼロラン数とその情報語に対応付けられた前記選択テーブル情報とを用いて、今回のデータ語に対する情報語を前記選択テーブル情報で特定された選択テーブルだけから選択すべきか、又は、それ以外に他の選択テーブルに存在するＣＤＳの極性が異なる情報語も候補として選択すべきかを判定する判定手順と、前記判定手順で得られた判定結果に基づいて、情報語が単一の選択テーブルだけから選択される場合には、その情報語を出力させると共にその情報語のＣＤＳを演算して先行情報語列のＤＳＶに加算し、また、複数の選択テーブルに情報語の候補がある場合には、各情報語について演算したＣＤＳのそれぞれを先行情報語列のＤＳＶに加算し、各加算後のＤＳＶの絶対値が最小となる情報語を選択出力させると共に前記先行情報語列のＤＳＶに前記選択情報語のＣＤＳを加算するＤＳＶ制御・情報語出力手順と、前記ＤＳＶ制御・情報語出力手順で出力される情報語をブロック単位で処理し、ＬＤＰＣ符号を１ブロックの情報語ビット列と検査ビット列とからなる組織符号として求めるための生成行列を用いて各検査ビットを求める検査ビット演算手順と、前記各検査ビットに対して３ビット中に１つの反転ビットを含んだ変換符号を割り当てる符号割り当て手順と、１ブロックの情報語列の各情報語の間に前記各変換符号を挿入した符号語列、又は１ブロックの情報語列の後に前記各変換符号が連続した符号列を連結させた符号語列を構成して出力する符号語出力手順と、前記各変換符号を連続させた符号列に係るＣＤＳを求め、前記先行情報語列のＤＳＶに加算して更新させるＤＳＶ更新手順とを実行することを特徴とするものである。

第１の発明によれば、符号化テーブルと判定手段（手順）とＤＳＶ制御・情報語出力手段（手順）によってＤＶＳ制御を実行しながらデータ語を情報語へ符号化してゆくが、１ブロック分のデータ語が情報語へ符号化される度にＬＤＰＣ符号の検査ビットが求められる。
そして、２値情報である各検査ビットを３ビットの変換符号に割り当て、その各変換符号を情報語列に挿入するか又は情報語列の後に変換符号の符号列を連結させた符号語列を構成して出力させる。
その場合、符号語列となった状態でのＤＳＶは情報語列だけで求められているＤＳＶと異なるため、各変換符号を連続させた符号列に係るＣＤＳを求め、情報語列だけで求められたＤＳＶに対してそのＣＤＳを加算することでＤＳＶの更新を行う。
符号語列における実際の信号変化状態に関しても、変換符号は３ビット中に１つの反転ビットを含んでおり、また各変換符号のパターンを決定する各検査ビットは“0”と“1”をランダムにとるため、ＤＣ成分に与える影響は殆どない。

第２の発明は、前記第１の発明の変調装置及び変調方法によって得られた符号語列をデータ語列に復調する復調装置と復調方法に係る。
その復調装置は、１ブロック単位の入力符号語列に対して最大事後確率復号方法を適用して推定符号語ビット列を復号する第１手順と、その推定符号語ビット列を情報語列部分と各変換符号とに分離すると共に、分離した各変換符号を前記変調装置側の符号割り当て手段で適用した条件に基づいて検査ビットに復号する第２手順と、前記変調装置側で適用した生成行列とＬＤＰＣ符号（前記情報語列部分と前記各検査ビット）との演算により前記第１手順で復号した推定符号語ビット列に誤りがあるか否かを判定する第３手順と、前記第３手順で誤りがあると判断された場合に前記演算結果に基づいたパラメータを生成して第１手順から第３手順を繰り返させる第４手順とを実行する符号語列復号手段と、データ語と情報語の対応関係を前記変調装置側の符号化テーブルと逆の関係で定義したテーブルであり、今回の情報語へ対応付けられる各データ語を１つ後の情報語を得る際に適用される選択テーブル別に分類し、今回の情報語と前記選択テーブル情報とから今回の情報語に対応するデータ語を一義的に読み出すことが可能な構造の復号テーブルと、今回の情報語に係るＬＳＢ側のゼロラン数と１つ後の情報語とを用い、前記変調装置側において１つ後の情報語を符号化した際の選択テーブル情報を求める選択テーブル情報解析手段と、今回の情報語と前記選択テーブル情報とを用いて、今回の情報語に対応するデータ語を前記復号テーブルから読み出して出力させるデータ語出力手段とを具備したことを特徴とするものである。
また、復調方法は、データ語と情報語の対応関係を前記変調方法で適用した符号化テーブルと逆の関係で定義したテーブルであり、今回の情報語へ対応付けられる各データ語を１つ後の情報語を得る際に適用される選択テーブル別に分類し、今回の情報語と前記選択テーブル情報とから今回の情報語に対応するデータ語を一義的に読み出すことが可能な構造の復号テーブルを備え、１ブロック単位の入力符号語列に対して最大事後確率復号方法を適用して推定符号語ビット列を復号する第１手順と、その推定符号語ビット列を情報語列部分と各変換符号とに分離すると共に、分離した各変換符号を前記変調方法における符号割り当て手順で適用した条件に基づいて検査ビットに復号する第２手順と、前記変調方法において適用した生成行列とＬＤＰＣ符号（前記情報語列部分と前記各検査ビット）との演算により前記第１手順で復号した推定符号語ビット列に誤りがあるか否かを判定する第３手順と、前記第３手順で誤りがあると判断された場合に前記演算結果に基づいたパラメータを生成して第１手順から第３手順を繰り返させる第４手順とからなる符号語列復号手順と、今回の情報語に係るＬＳＢ側のゼロラン数と１つ後の情報語とを用い、前記変調方法において１つ後の情報語を符号化した際の選択テーブル情報を求める選択テーブル情報解析手順と、今回の情報語と前記選択テーブル情報とを用いて、今回の情報語に対応するデータ語を前記復号テーブルから読み出して出力させるデータ語出力手順とを実行することを特徴とするものである。

この発明によれば、符号語列復号手段（手順）において、符号語列に含まれる変換符号を検査ビットに戻し、情報語列部分と検査ビットで構成されるＬＤＰＣ符号と変調側で適用した生成行列との演算結果を確認しながらsum-productアルゴリズムによって誤り訂正を施した符号語列を復号する。
そして、データ語と情報語の対応関係を変調側の符号化テーブルと逆の関係で定義した復号テーブルを用い、データ語出力手段（手順）が今回の情報語と選択テーブル情報解析手段（手順）が求めた選択テーブル情報とを検索キーとして、今回の情報語に対応するデータ語を出力させる。

尚、前記第１の発明において、検査ビットに対して割り当てられる変換符号を、３ビット中に１つの反転ビットを含むと共に、その中央のビットを検査ビットの２値情報と一致させるようにしておけば、前記第２の発明における符号語列復号手段（手順）で前記中央のビットの２値情報をそのまま検査ビットとすればよく、その復号が極めて簡単になる。
その場合、検査ビットが反転ビットであれば前後のビットを非反転ビットとし、検査ビットが非反転ビットであれば前後の何れかのビットを反転ビットとする。

第１の発明は、ｍビット単位の各データ語をｎビット単位の各情報語に符号化し、冗長ビットも含めて（１，ｋ）ＲＬＬ規則でｋ＝９〜１２を満たす符号語列に変調して出力する変調装置又は変調方法において、復号特性に優れたＬＤＰＣ符号の検査ビット情報を少ない冗長ビット数で情報語列に挿入又は連結させながら、連続的なＤＳＶの制御とＤＣ成分の抑圧を実現する。
第２の発明は、前記第１の発明の変調装置又は変調方法で得られる符号語列をsum-productアルゴリズムによって復号し、復号した符号語列中の情報語列を元のデータ語列に復号する。
尚、検査ビット情報は３ビット中に１つの反転ビットを含んだ変換符号とされるが、その中央のビットを前記検査ビットの２値情報と一致させておけば、復号側で変換符号を検査ビットへ戻すことが容易になる。

以下、本発明の「変調装置及び変調方法並びに復調装置及び復調方法」の実施例について図面を用いながら詳細に説明する。
但し、実施例１では４ビット単位のデータ語列を（１，９）ＲＬＬ規則を満たす６ビット単位の符号語列に符号化して出力する変調装置を、また実施例２では実施例１の変調装置によって得られた符号語列を元のデータ語列に復号して出力する復調装置を例にとって説明する。

この実施例の変調装置に係る基本的構成は図１に示され、次のような概略的動作によってディジタル情報信号を変調する。
先ず、変調されるべき画像や音声等のディジタル情報信号は予め離散化手段（図示せず）によってバイナリ系列に変換されており、この変調装置１に入力されると、フォーマット部１１によってフォーマット化［誤り訂正符号の付加やセクタ構造化等］が施されて４ビット単位のデータ語列（ソースコード系列）となる。
前記データ語列は４−６変調部１２に入力されるが、４−６変調部１２では符号化テーブルを用いて４ビット単位のデータ語を（１，７）ＲＬＬ規則を満たす６ビット単位の情報語に符号化してパリティ生成・挿入部１３へ出力する。
その場合、１つ前のデータ語に係る情報語のＬＳＢ側のゼロラン数に応じて、その後のデータ語について選択肢がある時には２つの情報語候補を提示し、その時点でのＤＳＶが小さくなる情報語を選択することによりＤＳＶ制御を実行する。
パリティ生成・挿入部１３は、予めＬＤＰＣ符号を組織符号として求めるための生成行列を用意しており、４−６変調部１２が出力する情報語を１ブロック（Ｎ個の情報語）単位でセーブし、前記生成行列に対して１ブロック分の情報語ビット列とパリティに相当する未知の検査ビット列とからなる列ベクトルを乗算した演算式から各検査ビットを求める。
検査ビットの数はパリティ生成行列の構成によるが、パリティ生成・挿入部１３では所定の条件で各検査ビットに対して３ビットの変換符号（１つの反転ビットを含む）を割り当て、各変換符号を各情報語の間に挿入した１ブロック分の符号語列を作成してＮＲＺＩ（Non Return to Zero Inverted）変換回路１４へ出力する。尚、その符号語列は（１，９）ＲＬＬ規則を満たすことになる。
また、パリティ生成・挿入部１３は変換符号のビット列を４−６変調部１２へ戻し、４−６変調部１２が１ブロック分の情報語を出力させた段階でのＤＳＶを更新しておく。
４−６変調部１２とパリティ生成・挿入部１３は以上の動作を繰り返すことにより、入力データ語を１ブロック単位で前記符号語列に変換してＮＲＺＩ変換回路１４へ出力するが、ＮＲＺＩ変換回路１４では前記符号語列をＮＲＺＩ記録方式の信号に変換し、その変換後の信号が記録駆動回路１５によって記録媒体１６に記録されるか、又は伝送符号化回路１７で符号化圧縮等がなされた後に伝送路へ出力される。

そして、この変調装置１の特徴は、４−６変調部１２が4ビット単位のデータ語を（１，７）ＲＬＬ規則を満たす6ビット単位の情報語へＤＳＶ制御を行いながら符号化する点、パリティ生成・挿入部１３がパリティ生成行列と情報語ビット列から求めた各検査ビットに３ビットの変換符号を割り当て、各情報語の間に各変換符号を挿入した（１，９）ＲＬＬ規則を満たす符号語列を作成する点、及び１ブロック分の処理毎に変換符号のビット列を４−６変調部１２へ戻してＤＳＶの更新を行う点にあり、以下、その特徴について具体的に説明する。

図２は４−６変調部１２のブロック回路図とその回路に対するパリティ生成部１３の接続関係を示す。
先ず、４−６変調部１２は、情報語候補判定部２１と、符号化部２２と、２つの情報語メモリ２６，２７と、各情報語メモリ２６，２７と対の関係にある各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９と、絶対値比較部３０と、メモリ制御・情報語出力部３１とからなり、各部は図示するように接続されている。
また、符号化部２２は、４ビット単位のデータ語Ｄ(k)を６ビット単位の情報語Ｃ(k)に変換するための符号化テーブル２３と、符号化テーブルアドレス演算部２４とを備えていると共に、フレーム毎に同期語を生成して挿入するための同期語生成部２５も備えている。

ここでは、説明の便宜上、先に符号化テーブル２３の構成について説明しておく。
この実施例では、（１，７）ＲＬＬ規則を満たす６ビット情報語の種類として図３（Ａ）に示す２１種類の符号を採用し、符号化テーブル２３ではそれらの情報語を図４に示すテーブル構造に組み込んでいる。
図４において、Ｄ(k)は入力データ語（デシマル表記）、Ｃ(k)は符号化部２２から出力される情報語（デシマル及びバイナリ表記）である。
また、Ｓnow＝０〜３はテーブル番号を示し、その各テーブルにおいて情報語Ｃ(k)に対応付けられたＳnextは、情報語Ｃ(k)を出力させた場合に次に参照されるべき選択テーブル情報を示している。
従って、符号化テーブル２３はＳnow＝０〜３で示される４つの選択テーブルからなり、ある入力データ語Ｄ(k)に対応する情報語Ｃ(k)が選択テーブルＳnowで求められた場合に、その選択テーブルＳnowにおいて次に参照されるべき選択テーブル情報Ｓnextが示され、次の入力データ語Ｄ(k＋1)に対する情報語Ｃ(k+1)が選択テーブルＳnextで求められるようになっている。
但し、図２に示すように、符号化テーブル２３からは２種類の情報語Ｃ(k)a，Ｃ(k)bが選択出力される。
ここに、Ｃ(k)aは前記選択テーブル情報Ｓnextに基づいて設定された選択テーブルＳnowから求められ、Ｃ(k)bは情報語候補判定部２１による判定結果が“選択肢有り”の場合に別の選択テーブルから求められるものであるが（“選択肢無し”の場合にはＣ(k)b＝Ｃ(k)aとなる）、これらについては後述する。

（１，７）ＲＬＬ規則を満たすための基本的規則は、直前に出力させた情報語Ｃ(k)のＬＳＢ側からみたゼロラン数とその次に出力させる情報語Ｃ(k+1)のＭＳＢ側からみたゼロラン数の和が７以下であればよく、情報語Ｃ(k)のＬＳＢ側からみたゼロラン数に対してＣ(k+1)として原理的に採用可能な６ビット情報語パターンの関係は図３（Ｂ）のようになる。
この符号化テーブル２３では、図３（Ｂ）の情報語パターンの内の一部を用いており、各選択テーブルＳnowに対する各情報語Ｃ(k)の配置及び各情報語Ｃ(k)に対する選択テーブル情報Ｓnextの設定の仕方によって、入力データ語系列に対して常に（１，７）ＲＬＬ規則を満たす出力情報語系列が得られるように合理的に構成されている。

ところで、各選択テーブルＳnow＝０〜３内では異なる入力データ語Ｄ(k)に対して同一の情報語Ｃ(k)が対応付けられている。例えば、選択テーブルＳnow＝０では、Ｄ(k)＝０，１にＣ(k)＝［000001］が、Ｄ(k)＝２，３にＣ(k)＝［010001］が、Ｄ(k)＝４〜６にＣ(k)＝［010010］が、Ｄ(k)＝７，８にＣ(k)＝［010101］が、Ｄ(k)＝９〜１１にてＣ(k)＝［010100］が、Ｄ(k)＝１２，１３にＣ(k)＝［000000］が、Ｄ(k)＝１４，１５にＣ(k)＝［010000］が対応付けられている。
しかし、同一の情報語Ｃ(k)が対応付けられている異なるデータ語Ｄ(k)については選択テーブル情報Ｓnextが異ならしめてあり、次のデータ語Ｄ(k+1)に対する情報語C(k+1)が異なる選択テーブルで求められるため、復調側では前記符号化テーブル２３全体で構成されるその規則性を解析することにより、情報語Ｃ(k)を一義的にデータ語Ｄ(k)に対応付けることができる。

この実施例の変調装置では、４−６変調部１２とパリティ生成・挿入部１３が共働的に動作して上記に特徴として示した機能を合理的に実現し、ＤＳＶ制御を有効に施した（１，９）ＲＬＬ規則の符号語列を得るようになっている。
以下、図５のフローチャートを参照しながらその動作手順を説明する。
先ず、予め符号化部２２においては符号化テーブル２３の初期状態が設定され、最初のデータ語に対して何れの選択テーブルＳnowを適用するかが決定される（S1）。
そして、フォーマット部１１にデータ語Ｄ(1)が入力されたことが確認されると、同期語生成部２５が同期語を生成して情報語メモリ２６へ出力し、メモリ制御・情報語出力部３１がそのまま情報語メモリ２６から同期語を読み出してＮＲＺＩ変換回路１４へ転送する（S2，S3）。即ち、同期語についてはスルー出力させる。
次に、符号化開始時の最初のデータ語Ｄ(1)が入力されるが、図５の（注）に示すように、そのデータ語Ｄ(1)に限っては、初期設定した前記選択テーブルＳnowからデータ語Ｄ(1)に対応する情報語Ｃ(1)が各情報語メモリ２６，２７へ出力され、各情報語メモリ２６，２７がその情報語Ｃ(1)をセーブすると共に、各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９がその情報語Ｃ(1)に係るＮＲＺＩ記録方式の信号のＤＳＶを求めてセーブする。
即ち、図５のフローチャートでは符号化開始時の最初のデータ語Ｄ(1)に係る処理はステップS2，S3以外は適用されず、前記処理がなされるだけである。

一方、前記処理以降のデータ語Ｄ(k)の入力に対しては図５のステップS2〜S18の動作手順がそのまま適用される。
従って、ここでは「k」をブロック内でのデータ語の順番として定義し、一般的にデータ語Ｄ(k)が入力された際の処理について説明することとする。
先ず、データ語Ｄ(k)がフォーマット部１１から情報語候補判定部２１へ入力されるが（S4）、その時点においては１つ前のデータ語Ｄ(k-1)について符号化された情報語Ｃ(k-1)a，Ｃ(k-1)bが符号化部２２から各情報語メモリ２６，２７へ出力されてセーブされており、また各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９が符号化開始時からその情報語Ｃ(k-1)a，Ｃ(k-1)bまでのＤＳＶを求めてセーブしている。即ち、１つ前のデータ語Ｄ(k-1)は後述のステップS6〜S9で処理されており、前記状態になっている。

ここで、４−６変調部１２は、入力データ語Ｄ(k)に対する符号化処理を行う前に、各情報語メモリ２６，２７の前記情報語Ｃ(k-1)a，Ｃ(k-1)bの一方をパリティ生成・挿入部１３へ選択出力させ、各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９を書き換える手順を実行する（S5）。
その具体的な処理手順は図６のフローチャートに示される。
前記情報語Ｃ(k-1)a，Ｃ(k-1)bが後述のステップS6，S7において“選択肢有り”の判定がなされたものか否かを確認し、“選択肢有り”の場合（即ち、Ｃ(k-1)a≠Ｃ(k-1)bの場合）には、絶対値比較部３０で各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９がセーブしているＤＳＶの絶対値を比較し、メモリ制御・情報語出力部３１が小さい方の絶対値に対応する情報語を情報語メモリ２６又は２７から選択して出力させる（S41，S42）。
また、その場合には、非選択側となった情報語メモリ２６又は２７の情報語とＤＳＶ演算メモリ２８又は２９のＤＳＶを、前記選択側の情報語とＤＳＶに書き換える（S43）。
従って、ＤＳＶを小さくする方の情報語がパリティ生成・挿入部１３へ出力されると共に、選択側の情報語メモリとＤＳＶ演算メモリの内容はそのままであるが、非選択側のそれらは選択側の内容と同一となる。
一方、逆に“選択肢無し”の場合（即ち、Ｃ(k-1)a＝Ｃ(k-1)bの場合）には、メモリ制御・情報語出力部３１が情報語メモリ２６側の情報語Ｃ(k-1)aを読み出してパリティ生成・挿入部１３へ出力させるだけであり、各情報語メモリ２６，２７及び各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９の内容はそのまま保持される（S41→S44）。

図５に戻って、ステップS5での前記処理が完了すると、今回の入力データ語Ｄ(k)について情報語候補判定部２１での解析判定処理が実行される（S6）。
この情報語候補判定部２１での具体的な処理手順は図７のフローチャートに示される。
その前提として、図２に示すように、情報語候補判定部２１に対しては、入力データ語Ｄ(k)が入力されていると共に、１つ前のデータ語Ｄ(k-1)について符号化された情報語Ｃ(k-1)と、符号化部２２が出力した選択テーブル情報Ｓnextとが入力されている。
但し、選択テーブル情報Ｓnextは、１つ前のデータ語Ｄ(k-1)についての情報語Ｃ(k-1)を求めた際に、図４の符号化テーブル２３において選択された選択テーブルＳnow内で前記データ語Ｄ(k-1)に対応したものであり、また、前記データ語Ｄ(k-1)に対して２つの異なる情報語Ｃ(k-1)a，Ｃ(k-1)bを出力していた場合には、符号化部２２がメモリ制御・情報語出力部３１から得た情報語Ｃ(k-1)に対応する方の選択テーブル情報Ｓnextとされる。
そして、情報語候補判定部２１では、前記選択テーブル情報Ｓnextを今回選択されるべき第１の選択テーブルＳnowとして設定した後、図７に示す解析判定手順へ移行する。

情報語候補判定部２１では、先ず情報語Ｃ(k-1)のＬＳＢ側のゼロラン数を確認して条件分けを行い、各条件下に次のような処理を行ってその判定結果を符号化部２２へ出力する。
（1） 前記ゼロラン数が０，３又は６の場合には、データ語Ｄ(k)に対応して出力すべき情報語Ｃ(k)a，Ｃ(k)bは共に今回選択されるべき選択テーブルＳnowだけから求められるものとし、“選択肢無し”の判定情報を符号化部２２へ出力する（S21，S22）。従って、この場合には単一の選択テーブルＳnowでデータ語Ｄ(k)に対応する情報語が選択されることになり、当然にＣ(k)a＝Ｃ(k)bである。
（2） 前記ゼロラン数が４の場合には更に条件分けがなされ、今回選択されるべき選択テーブルがＳnow＝３であって、且つデータ語Ｄ(k)が０〜３（デシマル）のときには、もう1つの情報語の候補がＳnow＝１から求められるべきであるとし、“選択肢有り”の判定情報とＳnow＝１の情報とを符号化部２２へ出力する（S23，S24，S25）。
また、今回選択されるべき選択テーブルＳnow＝２であって、且つデータ語Ｄ(k)が７〜１５（デシマル）のときには、もう1つの情報語の候補がＳnow＝１から求められるべきであるとし、“選択肢有り”の判定情報とＳnow＝１の情報とを符号化部２２へ出力する（S23，S26，S27）。
一方、前記ゼロラン数が４の場合であって、前記各条件を満たさないときには、前記（1）の場合と同様に、“選択肢無し”の判定情報を符号化部２２へ出力する（S24→S22，S26→S22）。
（3） 前記ゼロラン数が５の場合にも条件分けがなされ、今回選択されるべき選択テーブルがＳnow＝３であって、且つデータ語Ｄ(k)が０又は１（デシマル）のときには、もう1つの情報語の候補がＳnow＝１から求められるべきであるとし、“選択肢有り”の判定情報とＳnow＝１の情報とを符号化部２２へ出力する（S28，S29，S30）。
また、今回選択されるべき選択テーブルＳnow＝２であって、且つデータ語Ｄ(k)が１０〜１５（デシマル）のときには、もう1つの情報語の候補がＳnow＝１から求められるべきであるとし、“選択肢有り”の判定情報とＳnow＝１の情報とを符号化部２２へ出力する（S28，S31，S32）。
一方、前記ゼロラン数が５の場合であって、前記各条件を満たさないときには、前記（1）の場合と同様に、“選択肢無し”の判定情報を符号化部２２へ出力する（S29→S22，S31→S22）。
（4） 前記ゼロラン数が１又は２の場合には、今回選択されるべき選択テーブルがＳnow＝２であって、且つデータ語Ｄ(k)が０又は２（デシマル）のときには、もう1つの情報語の候補がＳnow＝０から求められるべきであるとし、“選択肢有り”の判定情報とＳnow＝０の情報とを符号化部２２へ出力する（S33，S34，S35）。
更に、ステップ34でデータ語Ｄ(k)が０又は２（デシマル）であるという条件を満たさないときであっても、前記ゼロラン数が１であって、且つデータ語Ｄ(k)が１２又は１３（デシマル）のときには、今回の情報語のＭＳＢが１になるという条件下に、もう1つの情報語の候補がＳnow＝０から求められるべきであるとし、“選択肢有り”の判定情報とＳnow＝０の情報とを符号化部２２へ出力する（S34，S36〜S39）。
一方、前記ゼロラン数が１又は２の場合であって、前記各条件を満たさないときには、前記（1）の場合と同様に、“選択肢無し”の判定情報を符号化部２２へ出力する（S37→S22，S38→S22）。
尚、ステップS33及びステップS36においてＮＯの場合には、Ｃ(k-1)がゼロラン数として取り得ないものであるためエラーとなる。

図５に戻って、符号化部２２では、情報語候補判定部２１から前記の解析判定結果を得るが、“選択肢有り”の判定情報が得られた場合には、先に符号化部２２から受けた選択テーブル情報Ｓnextに基づいて設定される第１の選択テーブルＳnowと、前記判定情報に付加されている他の選択テーブル情報に基づく第２の選択テーブルＳnow'とを設定し、符号化テーブルアドレス演算部２４がそれら選択テーブルＳnow，Ｓnow'における今回のデータ語Ｄ(k)に対する各情報語Ｃ(k)a，Ｃ(k)bのアドレスを求めて指定し、各情報語Ｃ(k)a，Ｃ(k)bを各情報語メモリ２６，２７へ出力させる（S7，S8）。
一方、“選択肢無し”の判定情報が得られた場合には、符号化部２２から受けた選択テーブル情報Ｓnextに基づいて設定される選択テーブルＳnowのみを設定し、符号化テーブルアドレス演算部２４がその選択テーブルＳnowにおける今回のデータ語Ｄ(k)に対する情報語をアドレス指定し、その情報語をＣ(k)a，Ｃ(k)bとして各情報語メモリ２６，２７へ出力させる（S7→S9）。従って、この場合にはＣ(k)a＝Ｃ(k)bであり、各情報語メモリ２６，２７へは同一の情報語が出力される。
尚、各情報語メモリ２６，２７には１つ前のデータ語Ｄ(k-1)に係る情報語Ｃ(k-1)a，Ｃ(k-1)bが残っているが、符号化部２２から今回出力された各情報語Ｃ(k)a，Ｃ(k)bによって上書きされることになる。

次に、各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９が各情報語メモリ２６，２７の書き換え後の各情報語Ｃ(k)a，Ｃ(k)bに係るＣＤＳを演算し、それまでの過程で求められているＤＳＶに加算してその値を書き換える（S10）。
その場合、各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９のＤＳＶはステップS5（図６のステップS43）において同一値になっているため、各ＤＳＶは今回選択された情報語Ｃ(k)a，Ｃ(k)bのＣＤＳ分だけ増減されることになる。

そして、以上の手順が完了すると、次のデータ語Ｄ(k+1)がフォーマット部１１から入力され、以降、ブロックの最終データ語Ｄ(N)に係る情報語が求められるまでステップS4〜S10の手順が繰り返し実行される（S11→S12→S4〜S11）。
従って、その繰り返し過程におけるステップS5（図６のステップS42）では、その都度、各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９がセーブしているＤＳＶの絶対値が小さい方に対応する情報語メモリ２６又は２７の情報語がパリティ生成・挿入部１３へ選択出力されることになる。

ここで、データ語Ｄ(k)；４，５，１，２，１５，３，１１・・・（デシマル）が入力された場合を具体例として、前記手順によるＤＳＶ制御機能を検証してみると、図９に示すような状態で推移してゆくことになる。
データ語Ｄ(k)；４，５の状態では情報語が第１の選択テーブルＳnowだけからＣ(k)aが選択出力されるが、次のデータ語Ｄ(k)；１においては第１の選択テーブルＳnow＝２と第２の選択テーブルＳnow'＝０にそれぞれ情報語候補Ｃ(k)a；（33=“100001”），Ｃ(k)b；（9=“000001”）が存在する。
そして、Ｃ(k)aを選択した場合にはＤＳＶが＋７となり、Ｃ(k)bを選択した場合にはＤＳＶが−３になることから、この状態ではＤＳＶの絶対値が小さい方のＣ(k)b側が選択出力されることになる。
次のデータ語Ｄ(k)；２，１５の状態では、前記４，５の場合と同様に、第１の選択テーブルＳnowだけから情報語Ｃ(k)aが選択されるが、その次のデータ語；３では再び各選択テーブルＳnow＝３とＳnow'＝１にそれぞれ情報語候補Ｃ(k)a；（37=“100101”），Ｃ(k)b；（5=“000101”）が存在する。
この場合には、Ｃ(k)aを選択した場合にはＤＳＶが−３となり、Ｃ(k)bを選択した場合にはＤＳＶが−５になるため、ＤＳＶの絶対値の比較によって前記とは逆にＣ(k)aが選択出力されることになる。
以降、同様にして、２つの情報語候補Ｃ(k)a，Ｃ(k)bが有る場合には常にＤＳＶの小さい方の情報語が選択出力されるが、前記の各状態について情報語ビット列とＮＲＺＩ記録信号波形とＤＳＶを対照させてみると図１０に示すような推移態様となる。
同図から明らかなように、パリティ生成・挿入部１３へ出力された情報語ビット列は、（１，７）ＲＬＬ規則を満たしていると共に、ＤＳＶの増大が抑制されてＤＣ成分の少ない記録信号波形になるビット列として得られている。

ところで、図５のステップS4〜S10の繰り返しによって1ブロック分のデータ語Ｄ(1)〜Ｄ(N)に係る情報語Ｃ(1)〜Ｃ(N)が求まるが、ブロックの最終の情報語Ｃ(N)が求まった段階ではステップS5と同様の処理が実行され、パリティ生成・挿入部１３には１ブロック分の情報語列がセーブされることになる（S11→S13）。
ここで、パリティ生成・挿入部１３では図８のフローチャートに示される処理手順を実行する。
但し、ここでは４−６変調部１２とパリティ生成・挿入部１３が３１２個の情報語を１ブロックとして処理するものとし、パリティ生成・挿入部１３がＬＤＰＣ符号を組織符号で求めるためのパリティ生成行列として、次の数式１に示す行列：Ｈを用意しているものとする。

即ち、1ブロック分のＮ（３１２）個の情報語列はビット列でみると１８７２ビット（=６×Ｎ）であるが、１１７個の検査ビットを生成させるために、１１７行・１９８９列の構成とされている。
また、この生成行列は、その右側の１１７行・１１７列の正方形領域における対角線に沿った成分は全て「１」であり、その正方形領域における前記対角線より右上側領域の成分は全て「０」とされていると共に、前記対角線より左側の領域については「０」又は「１」の成分が配設されるが、「１」の成分が疎な領域となっている。
尚、ＬＤＰＣ符号に関連した前記生成行列の構成と演算については、例えば、「低密度パリティ検査符号とその復号法」（和田山著，トリケップス刊）に詳細に記載されている。

ここで、パリティ生成・挿入部１３へブロックの最終情報語Ｃ(k)が入力されて１ブロック分の情報語列：Ｃ(1)，Ｃ(2)，・・・，Ｃ(312)がセーブされた状態になると、その情報語列に係るビット列を［ｕ(1)，ｕ(2)，・・・・・・・，ｕ(1872)］、未知の検査ビットを［ｐ(1)，ｐ(2)，・・・，ｐ(117)］として、次の数式２に係る行列式を演算して各検査ビットを求める（S51，S52）。具体的には、１１７元連立方程式を解くことによって各検査ビット［ｐ(1)，ｐ(2)，・・・，ｐ(117)］が求まることになる。

次に、パリティ生成・挿入部１３は求められた各検査ビットｐ(1)，ｐ(2)，・・・，ｐ(117)に対して３ビットの変換符号を割り当てるための手順を実行する（ステップS53〜S61）。
前提として、後述するように出力符号語列を作成する際には、「i」を１〜１１７として、ｐ(i)に割り当てられた変換符号ｐc(i)を情報語Ｃ(i)と情報語Ｃ(i+1)の間に挿入することになる。
そこで、先ず情報語Ｃ(i)のＬＳＢが“0”か“1”の何れであるかを確認する（S53，S54）。
そして、そのＬＳＢが“0”であってｐ(i)が「０」として求まっていた場合にはｐ(i)に対して変換符号“100”を割り当て、逆にｐ(i)が「１」として求まっていた場合にはｐ(i)に対して変換符号“010”を割り当てる（S55〜S57）。
一方、ＬＳＢが“１”であってｐ(i)が「０」として求まっていた場合にはｐ(i)に対して変換符号“001”を割り当て、逆にｐ(i)が「１」として求まっていた場合にはｐ(i)に対して変換符号“010”を割り当てる（S58〜S60）。
この手順は１１７個の検査ビットｐ(i)の全てについて実行され、１１７個の各変換符号：ｐc(1)，ｐc(2)，・・・，ｐc(117)が求められる（S54〜S61→S54）。

前記のように検査ビットｐ(i)に対して３ビットの変換符号の割り当てを行う理由は次のような点にある。
（ａ） 図４の符号化テーブル２３と図７の解析判定手順によれば、情報語列に係るビット列［ｕ(1)，ｕ(2)，・・・・・・・，ｕ(1872)］が（１，７）ＲＬＬ規則を満たすようになっていると共に、ＮＲＺＩ記録方式での連続した信号反転を防止するために“1”のビットが連続しないように配慮されている。即ち、高密度記録の光ディスク等では、“1”のビットが連続して信号反転が連続すると記録信号を読み出せなくなる場合があり、これを防止するために前記配慮がなされている。
従って、もし、検査ビットｐ(i)をそのまま情報語Ｃ(i)と情報語Ｃ(i+1)の間に挿入すると、検査ビットｐ(i)が「１」である場合には後述の出力符号語列においてビット“1”の連続が頻繁に発生し、前記趣旨が完全に損なわれることになる。
（ｂ） 検査ビットｐ(i)と変換符号ｐc(i)の関係を見れば明らかなように、変換符号ｐc(i)における３ビット中の中央のビットは検査ビットｐ(i)と共通している。
従って、後述の復調装置側で変換符号ｐc(i)を検出して検査ビットｐ(i)に戻す場合に、変換符号ｐc(i)の前記中央ビットを確認するだけで、直ちに検査ビットｐ(i)が得られるという利点がある。
（ｃ） 変換符号は“100”，“001”，“010”の何れかになるため、図４の符号化テーブル２３と図７の解析判定手順に基づいて選択された如何なる情報語が前後に位置しても、後述の出力符号語列は（１，９）ＲＬＬ規則を満たすものとなる。

次に、パリティ生成・挿入部１３は、前記のように変換符号ｐc(i)を情報語Ｃ(i)と情報語Ｃ(i+1)の間に挿入するという条件で、情報語：Ｃ(1)〜Ｃ(312)と各変換符号：ｐc(1)，ｐc(2)，・・・，ｐc(117)とからなる符号語列を作成し、ＮＲＺＩ変換回路１４へ出力させる（S62）。
従って、１ブロック分について出力される符号語列は［C(1)，pc(1)，C(2)，pc(2)，・・・，C(117)，pc(117)，C(118)，C(119)，・・・・・・，C(312)］となり、各情報語Ｃ(1)〜Ｃ(117)まではその直後にそれぞれ各変換符号ｐc(1)，ｐc(2)，・・・，ｐc(117)が付加され、以降は情報語Ｃ(178)，Ｃ(179)，・・・・・・，Ｃ(312)が連続した構成になる。

更に、パリティ生成・挿入部１３は全ての変換符号：ｐc(1)，ｐc(2)，・・・，ｐc(117)のビット列を４−６変調部１２の各情報語メモリ２６，２７へ出力する（S63）。
但し、この場合において、各情報語メモリ２６，２７はブロックの最終情報語Ｃ(312)はそのまま保持し、変換符号：ｐc(1)，ｐc(2)，・・・，ｐc(117)のビット列を別領域にセーブする。
そして、４−６変調部１２の各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９が前記変換符号のビット列のＣＤＳを演算し、その時点でセーブしているＤＳＶに加算して値を更新しておく（S64）。
その場合、実際の符号語列は前記のように個々の変換符号ｐc(i)［i=1〜117］が各情報語Ｃ(1)〜Ｃ(117)の直後に挿入されたものとなり、変換符号のビット列のＣＤＳをその時点のＤＳＶに加算した値は必ずしも正確なＤＳＶを反映することにはならない。
しかしながら、上記数式２から求められる検査ビットｐ(i)［i=1〜117］は一般的に「１」と「０」をランダムにとること、及び前記のように各変換符号ｐc(i)［i=1〜117］は“100”，“001”，“010”の何れかであって、ＮＲＺＩ記録方式では３ビット内に反転ビット“1”を含むことから、ＤＣ成分に与える影響は殆どなく（ビットパタンによって生じるＤＳＶの誤差は±１である）、前記問題は無視し得る。
尚、パリティ生成・挿入部１３が各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９へ前記ＣＤＳを直接出力できる回路構成としておき、各ＤＳＶ演算メモリ２８，２９が加算による更新だけを実行するようにしてもよい。

ここで、図５に戻って、前記のようにしてステップ14での処理手順が完了すると、４−６変調部１２は次回のステップS5の手順実行を禁止する設定を行った後、次のブロックに係る最初のデータ語Ｄ(1)を取り込んでステップS14〜S12の手順を1ブロック分について繰り返し実行し、ブロックの最終データ語Ｄ(k)の情報語Ｃ(k)を求めた時点で再びステップS14，S15を実行する（S16，S17→S4〜S15）。
また、データ語Ｄ(N)がフレームの最終符号語であって、符号化処理を終了しない場合には、ステップS2に戻って新たに同期語を生成した後、前記のステップS4〜S16を繰り返すことになる（S16→S18→S2〜S16）。

その結果、パリティ生成・挿入部１３からＮＲＺＩ変換回路１４へ出力される符号語列は、図１１（Ａ）に示すように、ブロック単位で［C(1)，pc(1)，C(2)，pc(2)，・・・，C(117)，pc(117)，C(118)，C(119)，・・・・・・，C(312)］の構成となり、（１，７）ＲＬＬ規則を満たす６ビットの情報語列に前記態様で各変換符号が挿入されることで（１，９）ＲＬＬ規則を満たす符号語列になっており、連続した出力状態で常にＤＳＶ制御を継続的に施した符号語列として順次出力されてゆく。

ところで、この実施例では、情報語の間に変換符号を挿入したブロック単位の符号語列を出力させているが、図１１（Ｂ）に示すように、情報語列の後にそのまま変換符号列を連続させた出力符号語列［C(1)，C(2)，C(3)，・・・，C(312)，ｐc(1)，ｐc(2)，・・・，ｐc(117)］の構成としてもよい。
この場合にも、（１，９）ＲＬＬ規則は満たされ、ＤＳＶについてはむしろ誤差のない制御が可能になるが、情報語列部分Ｃ(1)，Ｃ(2)，Ｃ(3)，・・・，Ｃ(312)と変換符号列部分ｐc(1)，ｐc(2)，・・・，ｐc(117)とで信号反転間隔が異なり、特に変換符号列部分で短周期での信号反転が集中的に発生するという問題がある。

また、この実施例では４ビット単位のデータ語を６ビット単位の情報語へ符号化する場合について説明したが、一般的に、ｍビット単位のデータ語をｎビット単位の情報語へ符号化することは符号化テーブルの構成を変えることによって可能であり、その場合にもこの実施形態の原理は適用できる。（但し、ｍは４の整数倍、ｎは６の整数倍であり、ｍ＜ｎとする。）
特に、この実施例による符号化とパリティ生成・挿入とＤＳＶ制御に係る基本的構成は、符号化レートを低下させても問題がないような場合には、Blue-ray Discフォーマットで用いている１７pp符号（「Blue-ray Disc System Description Blue-ray Disc Rewritable Format Part 1」に記載）に対しても適用できる。

更に、この実施形態では、３１２個の情報語を１ブロック（１８７２ビット）として１１７ビットの検査ビットを生成・付加させるようにしているが、伝送レートを向上させるためには情報語列側のビット数を増大させて検査ビットの数を減少させることが有利である。
この問題については、ＬＤＰＣ符号の生成行列の作成の仕方によって改善させることが可能であり、復調側も含めたシステム全体の特性を考慮して最適なＬＰＤＣ行列を用意すればよい。
尚、この実施形態では同期語に対してパリティ演算を行っていないが、情報語の場合と同様にパリティ演算を行ってパリティビットを付加してもよい。

前記実施例１において、パリティ生成・挿入部１３から出力された符号語列は、ＮＲＺＩ変換回路１４でＮＲＺＩ記録方式の信号に変換された後、記録駆動回路１５によって記録媒体１６に記録されるか、又は伝送符号化回路１７で符号化圧縮等がなされた後に伝送路へ出力される。
この実施例の復調装置は、前記記録媒体１６から再生した符号語列、又は伝送路を介して受信した圧縮データを伸長処理した後の符号語列を、ブロック単位で元のデータ語列へ復号するものであり、その基本的構成は図１２に示される。

以下、この復調装置の動作を、図１３のフローチャートを参照しながら説明する。
先ず、１ブロック分の符号語ビット列がＭＡＰ（Maximum A Posteriori Probability）復号部５１に入力されると、同復号部５１では事後確率最大復号法による演算で符号語ビット推定値を求め、それをパリティ復号部５２へ出力する（S71,S72）。
この符号語ビット推定値は、変調装置１側で符号化した１ブロック分の符号語ビット列［C(1)，pc(1)，C(2)，pc(2)，・・・，C(117)，pc(117)，C(118)，C(119)，・・・・・・，C(312)］が２２２３ビットであることから、同ビット数のビット列［ｂ(1)，ｂ(2)，・・・・・・，ｂ(2223)］となる。

パリティ復号部５２では、前記ビット列［ｂ(1)，ｂ(2)，・・・・・・，ｂ(2223)］を前記符号語ビット列における情報語部分と変換符号部分とに分離し、３ビットの各変換符号を１ビットの検査ビットに戻す（S73）。
具体的には、ｂ(9w+1)〜ｂ(9w+6)［但し、w=0〜116］及びｂ(1054)〜ｂ(2223)が情報語部分のビット：u'(1)，u'(2)，・・・・・・，u'(1872)に相当し、各変換符号はｂ(9w+7)〜ｂ(9w+9)からなる３ビットであるが、その各変換符号における中央のビット［即ち、ｂ(9w+8)］がそのまま検査ビットに対応し、ｂ(8)，ｂ(17)，・・・・，ｂ(1044)をそれぞれ検査ビットｐ'(1)，ｐ'(2)，・・・・，ｐ'(117)とする。
これは、実施例１の変調装置１における検査ビットｐ(i)に対する変換符号の割り当て手順（図８のステップS54〜S61）で、変換符号の中央のビットが検査ビットと一致するように設定されていることに基づく。

次に、ＬＤＰＣ復号部５３では、上記ＬＤＰＣ符号の生成行列（数式１）に対してパリティ復号部５２で求めた情報語ビット列と検査ビット列とからなる［u'(1)，u'(2)，・・・・・・，u'(1872)，ｐ'(1)，ｐ'(2)，・・・・，ｐ'(117)］の転置行列を乗算し、その演算結果が０になるか否かを確認する（S74,S75）。
この演算結果が０でない場合には、ＬＤＰＣ復号部５３はＭＡＰ復号部５１へ繰り返し復号のためのパラメータを出力し、ＭＡＰ復号部５１がそのパラメータに基づいて誤り訂正を実行することにより再び符号語ビット推定値を求める（S75→S76→S72）。
また、その符号語ビット推定値について再び前記ステップS73,S74の処理が実行され、以降、ステップS74の演算結果が０になるまで、ＭＡＰ復号部５１とパリティ復号部５２とＬＤＰＣ復号部５３での処理が繰り返される。

前記演算結果が０になると、復号が正常に行われたものとみなし、ＬＤＰＣ復号部５３は情報語部分のビット列：u(1)，u(2)，・・・・・・，u(1872)だけを同期検出回路５４とシリアル／パラレル変換器５５へ出力する。
同期検出回路５４は同期語の信号検出に基づいてワードクロックをシリアル／パラレル変換器５５へ出力し、シリアル／パラレル変換器５５がビット列：u(1)，u(2)，・・・・・・，u(1872)を６ビット単位の情報語Ｃ(1)，Ｃ(2)，Ｃ(3)，・・・・・・，Ｃ(312)へ順次変換してゆく（S77）。

そして、変換された各情報語Ｃ(k)は、実施例１の変調装置１側でデータ語Ｄ(k)を情報語Ｃ(k)へ符号化した際のアルゴリズムと逆のアルゴリズムでデータ語Ｄ(k)へ復号される（S78〜S82）。
先ず、情報語はワードレジスタ５６へ出力されて１ワード遅延処理がなされる。
ここでは、先に出力されてワードレジスタ５６にセーブされている情報語をＣ(k-1)とし、その次の情報語Ｃ(k)がシリアル／パラレル変換器５５で変換された段階を想定する。
ワードレジスタ５６の情報語Ｃ(k-1)はアドレス生成部５７と判定情報検出部５8へ出力されるが、判定情報検出部５８では図１４に示す判定テーブルを用いて判定情報を出力させる（S78）。
その判定情報は、情報語Ｃ(k-1)のゼロラン数に応じて、次の情報語Ｃ(k)がどの符号化テーブルによって符号化されたものであるかを示すものであり、３種の情報（「０」，「１」，「２」）のいずれかが出力される。

次に、状態演算器５９にはシリアル／パラレル変換器５５の情報語Ｃ(k)と前記判定情報検出部５８の判定情報が入力されており、次のプログラム（Ｃ言語で記述）に基づいて求めた状態Ｓ(k)を前記アドレス生成部５７へ出力させる（S79）。
≪プログラム≫
if (判定情報== 0)［
if (C(k)がＳnow=０にある符号語)
S(k)=0;
else if (C(k)がＳnow=１にある符号語)
S(k)=1;］
if (判定情報== 1)［
if (C(k)がＳnow=１にある符号語)
S(k)=1;
else if (C(k)がＳnow=２にある符号語)
S(k)=2;
else if (C(k)がＳnow=３にある符号語||1)
S(k)=3;
else if (C(k)==0&&C(k-1)==32)
S(k)=3;
else if (C(k)==0&&C(k-1)==42)
S(k)=2;］
if (判定情報== 2)［
if (C(k)がＳnow=３にある符号語||9||5||2)
S(k)=3;
else if (C(k)がＳnow=２にある符号語||4||10||8)
S(k)=2;
else if (C(k)==21)
S(k)=0;］

従って、アドレス生成部５７にはワードレジスタ５６の情報語Ｃ(k-1)と状態演算器５９が求めた状態Ｓ(k)とが入力されるが、それらの入力情報に基づいてアドレス生成部５７は復号テーブル６０におけるデータ語Ｄ(k-1)のアドレスデータを生成する（S80）。
ここで、復号テーブル６０は、図１５に示すように、情報語Ｃ(k-1)と状態Ｓ(k)によってデータ語Ｄ(k)が一義的に特定される構成を有しており、前記アドレスデータを受けたデータ出力部６１が復号テーブル６０のデータ語Ｄ(k-1)を読み出して出力させることになる（S80）。
そして、１ブロック分の情報語Ｃ(1)，Ｃ(2)，Ｃ(3)，・・・・・・，Ｃ(312)について前記ステップS78〜S80の手順を繰り返して実行することにより１ブロック分のデータ語Ｄ(1)，Ｄ(2)，Ｄ(3)，・・・・・・，Ｄ(312)を復号する（S81→S82→S78〜S80）。
また、後続するブロックについてもステップＳ71〜S83の手順を繰り返すことで入力された符号語ビット列を連続的にデータ語へ復号してゆく（S83→S71〜S82）。

具体的には、一例として情報語列が010000，001001，000001，000101，010001であった場合を想定すると、図１６に示すような復号結果が得られる。
先ず、Ｃ(k-1)＝010000に係る判定情報はそのＬＳＢ側のゼロラン数が４であることから「２」となる。
前記プログラムによれば、判定情報が２であって次の情報語Ｃ(k)が001001（デシマルで９）の場合には状態Ｓ(k)＝３として求まる。
従って、図１５の復号テーブル６０においてＣ(k-1)＝010000で状態Ｓ(k)＝３に該当するデータ語Ｄ(k-1)として１５が求まることになる。
同様にして、001001のゼロラン数は０であって判定情報は「０」となり、後続する情報語000001（デシマルで１）は符号化テーブルでＳnow＝０にあるためＳ(k)＝０となって、001001に係る符号語として０が求まる。また、000001，000101についても同様の手順でそれぞれデータ語１，２が求まる。

即ち、ステップS78〜S80の復号手順は、変調装置１側の符号化処理に対応した復号処理を実行するものであり、情報語Ｃ(k)が生成された符号化テーブルＳnowを状態番号Ｓ(k)として1つ前の情報語Ｃ(k-1)に対応するデータ語Ｄ(k-1)を求めるようになっている。
その場合、変調装置１側の符号化段階で“選択肢有り”の判定がなされてＤＳＶ制御の対象となった情報語についても正常に復号できることは当然である。

本発明に係る変調装置（実施例１）の基本的構成図である。 ４−６変調部のブロック回路図とその回路に対するパリティ生成部の接続関係を示す図である。 （Ａ）は（１，７）ＲＬＬ規則を満たす６ビット情報語の種類を示す表であり、（Ｂ）は情報語Ｃ(k)のＬＳＢ側からみたゼロラン数に対してＣ(k+1)として原理的に採用可能な6ビット情報語パターンの関係を示す表である。 符号化テーブルの構成を示す図である。 ４−６変調部とパリティ生成・挿入部が実行する動作手順を示すフローチャートである。 図５のステップS5,S13に係る詳細手順を示すフローチャートである。 図５のステップS6,S7に係る判定手順の詳細を示すフローチャートである。 図５のステップS14に係る「ＬＤＰＣの検査ビットの生成」・「変換符号の割り当て」・「符号語列の作成出力」・「ＤＳＶの書き換え」の手順を示すフローチャートである。 具体的なデータ語の入力状態において４−６変調部が実行するＤＳＶ制御状態を示した表である。 図９の事例で出力される情報語をＮＲＺＩ変換した後の記録信号の変化状態とＤＳＶとを示すグラフである。 パリティ生成・挿入部から出力されるブロック符号語列の構成を示す図であり、（Ａ）は各情報語間に変換符号を挿入した場合、（Ｂ）は1ブロック分の情報語列の後に変換符号列を連結させた場合である。 本発明に係る復調装置（実施例２）の基本的構成図である。 復調装置の動作手順を示すフローチャートである。 判定情報検出部が用いる判定テーブルの構成を示す図である。 復号テーブルの構成を示す図である。 具体的な情報語の入力状態において復調装置で求められる判定情報と状態Ｓ(k)及び出力データ語の関係を示す表である。

符号の説明

１…変調装置、１１…フォーマット部、１２…４−６変調部、１３…パリティ生成・挿入部、１４…ＮＲＺＩ変換回路、１５…記録駆動回路、１６…記録媒体、１７…伝送符号化回路、２１…情報語候補判定部、２２…符号化部、２３…符号化テーブル、２４…符号化テーブルアドレス演算部、２５…同期語生成部、２６，２７…情報語メモリ、２８，２９…ＤＳＶ演算メモリ、３０…絶対値演算部、３１…メモリ制御・情報語出力部、５１…ＭＡＰ復号部、５２…パリティ復号部、５３…ＬＤＰＣ復号部、５４…同期検出回路、５５…シリアル／パラレル変換器、５６…ワードレジスタ、５７…アドレス生成部、５８…判定情報検出部、５９…状態演算器、６０…復号テーブル、６１…データ出力部。

Claims (8)

1. 入力データ語列のｍビット単位（但し、ｍは４の自然数倍）の各データ語をｎビット単位（但し、ｎは６の自然数倍であって、ｍ＜ｎとする）の各情報語に符号化し、冗長ビットも含めて（１，ｋ）ＲＬＬ（Run Length Limited）規則でｋ＝９〜１２を満たす符号語列に変調して出力する変調装置であって、
   複数の異なる選択テーブルからなり、各選択テーブルにおいてデータ語に対する情報語と次に適用されるべき選択テーブル情報とを対応付けると共に、同一のデータ語についてＣＤＳ（Codeword Digital Sum）の極性が異なる情報語を異なる選択テーブルに配置せしめた符号化テーブルと、
   今回の入力データ語と１つ前のデータ語に係る情報語のＬＳＢ側のゼロラン数とその情報語に対応付けられた前記選択テーブル情報とを用いて、今回のデータ語に対する情報語を前記選択テーブル情報で特定された選択テーブルだけから選択すべきか、又は、それ以外に他の選択テーブルに存在するＣＤＳの極性が異なる情報語も候補として選択すべきかを判定する判定手段と、
   前記判定手段の判定結果に基づいて、情報語が単一の選択テーブルだけから選択される場合には、その情報語を出力させると共にその情報語のＣＤＳを演算して先行情報語列のＤＳＶ（Digital Sum Value）に加算し、また、複数の選択テーブルに情報語の候補がある場合には、各情報語について演算したＣＤＳのそれぞれを先行情報語列のＤＳＶに加算し、各加算後のＤＳＶの絶対値が最小となる情報語を選択出力させると共に前記先行情報語列のＤＳＶに前記選択情報語のＣＤＳを加算するＤＳＶ制御・情報語出力手段と、
   前記ＤＳＶ制御・情報語出力手段が出力した情報語をブロック単位で処理し、ＬＤＰＣ（Low Density Parity Check）符号を１ブロックの情報語ビット列と検査ビット列とからなる組織符号として求めるための生成行列を用いて各検査ビットを求める検査ビット演算手段と、
   予め設定された所定条件に基づいて、前記各検査ビットに対して３ビット中に１つの反転ビットを含んだ変換符号を割り当てる符号割り当て手段と、
   １ブロックの情報語列の各情報語の間に前記各変換符号を挿入した符号語列、又は１ブロックの情報語列の後に前記各変換符号が連続した符号列を連結させた符号語列を構成して出力する符号語出力手段と、
   前記各変換符号を連続させた符号列に係るＣＤＳを求め、前記先行情報語列のＤＳＶに加算して更新させるＤＳＶ更新手段と
   を具備したことを特徴とする変調装置。
2. 前記符号割り当て手段が検査ビットに対して割り当てる変換符号は、３ビット中に１つの反転ビットを含むと共に、その中央のビットを前記検査ビットの２値情報と一致させたものである請求項１に記載の変調装置。
3. 入力データ語列のｍビット単位の各データ語をｎビット単位の各情報語に符号化し、冗長ビットも含めて（１，ｋ）ＲＬＬ規則でｋ＝９〜１２を満たす符号語列に変調して出力する変調方法であって、
   複数の異なる選択テーブルからなり、各選択テーブルにおいてデータ語に対する情報語と次に適用されるべき選択テーブル情報とを対応付けると共に、同一のデータ語についてＣＤＳの極性が異なる情報語を異なる選択テーブルに配置せしめた符号化テーブルを備え、
   今回の入力データ語と１つ前のデータ語に係る情報語のＬＳＢ側のゼロラン数とその情報語に対応付けられた前記選択テーブル情報とを用いて、今回のデータ語に対する情報語を前記選択テーブル情報で特定された選択テーブルだけから選択すべきか、又は、それ以外に他の選択テーブルに存在するＣＤＳの極性が異なる情報語も候補として選択すべきかを判定する判定手順と、
   前記判定手順で得られた判定結果に基づいて、情報語が単一の選択テーブルだけから選択される場合には、その情報語を出力させると共にその情報語のＣＤＳを演算して先行情報語列のＤＳＶに加算し、また、複数の選択テーブルに情報語の候補がある場合には、各情報語について演算したＣＤＳのそれぞれを先行情報語列のＤＳＶに加算し、各加算後のＤＳＶの絶対値が最小となる情報語を選択出力させると共に前記先行情報語列のＤＳＶに前記選択情報語のＣＤＳを加算するＤＳＶ制御・情報語出力手順と、
   前記ＤＳＶ制御・情報語出力手順で出力される情報語をブロック単位で処理し、ＬＤＰＣ符号を１ブロックの情報語ビット列と検査ビット列とからなる組織符号として求めるための生成行列を用いて各検査ビットを求める検査ビット演算手順と、
   前記各検査ビットに対して３ビット中に１つの反転ビットを含んだ変換符号を割り当てる符号割り当て手順と、
   １ブロックの情報語列の各情報語の間に前記各変換符号を挿入した符号語列、又は１ブロックの情報語列の後に前記各変換符号が連続した符号列を連結させた符号語列を構成して出力する符号語出力手順と、
   前記各変換符号を連続させた符号列に係るＣＤＳを求め、前記先行情報語列のＤＳＶに加算して更新させるＤＳＶ更新手順と
   を実行することを特徴とする変調方法。
4. 前記符号割り当て手順で検査ビットに対して割り当てる変換符号は、３ビット中に１つの反転ビットを含むと共に、その中央のビットを前記検査ビットの２値情報と一致させたものである請求項３に記載の変調方法。
5. 請求項１又は請求項２の変調装置によって得られた符号語列をデータ語列に復調する復調装置であって、
   １ブロック単位の入力符号語列に対して最大事後確率復号方法を適用して推定符号語ビット列を復号する第１手順と、その推定符号語ビット列を情報語列部分と各変換符号とに分離すると共に、分離した各変換符号を前記変調装置側の符号割り当て手段で適用した条件に基づいて検査ビットに復号する第２手順と、前記変調装置側で適用した生成行列とＬＤＰＣ符号（前記情報語列部分と前記各検査ビット）との演算により前記第１手順で復号した推定符号語ビット列に誤りがあるか否かを判定する第３手順と、前記第３手順で誤りがあると判断された場合に前記演算結果に基づいたパラメータを生成して第１手順から第３手順を繰り返させる第４手順とを実行する符号語列復号手段と、
   データ語と情報語の対応関係を前記変調装置側の符号化テーブルと逆の関係で定義したテーブルであり、今回の情報語へ対応付けられる各データ語を１つ後の情報語を得る際に適用される選択テーブル別に分類し、今回の情報語と前記選択テーブル情報とから今回の情報語に対応するデータ語を一義的に読み出すことが可能な構造の復号テーブルと、
   今回の情報語に係るＬＳＢ側のゼロラン数と１つ後の情報語とを用い、前記変調装置側において１つ後の情報語を符号化した際の選択テーブル情報を求める選択テーブル情報解析手段と、
   今回の情報語と前記選択テーブル情報とを用いて、今回の情報語に対応するデータ語を前記復号テーブルから読み出して出力させるデータ語出力手段と
   を具備したことを特徴とする復調装置。
6. 請求項２の変調装置によって得られた符号語列をデータ語列に復調する場合において、前記符号語列復号手段が実行する第２手順では、各変換符号の中央のビットの２値情報をそのまま検査ビットとして復号することとした請求項５に記載の復調装置。
7. 請求項３又は請求項４の変調方法によって得られた符号語列をデータ語列に復調する復調方法であって、
   データ語と情報語の対応関係を前記変調方法で適用した符号化テーブルと逆の関係で定義したテーブルであり、今回の情報語へ対応付けられる各データ語を１つ後の情報語を得る際に適用される選択テーブル別に分類し、今回の情報語と前記選択テーブル情報とから今回の情報語に対応するデータ語を一義的に読み出すことが可能な構造の復号テーブルを備え、
   １ブロック単位の入力符号語列に対して最大事後確率復号方法を適用して推定符号語ビット列を復号する第１手順と、その推定符号語ビット列を情報語列部分と各変換符号とに分離すると共に、分離した各変換符号を前記変調方法における符号割り当て手順で適用した条件に基づいて検査ビットに復号する第２手順と、前記変調方法において適用した生成行列とＬＤＰＣ符号（前記情報語列部分と前記各検査ビット）との演算により前記第１手順で復号した推定符号語ビット列に誤りがあるか否かを判定する第３手順と、前記第３手順で誤りがあると判断された場合に前記演算結果に基づいたパラメータを生成して第１手順から第３手順を繰り返させる第４手順とからなる符号語列復号手順と、
   今回の情報語に係るＬＳＢ側のゼロラン数と１つ後の情報語とを用い、前記変調方法において１つ後の情報語を符号化した際の選択テーブル情報を求める選択テーブル情報解析手順と、
   今回の情報語と前記選択テーブル情報とを用いて、今回の情報語に対応するデータ語を前記復号テーブルから読み出して出力させるデータ語出力手順と
   を実行することを特徴とする復調方法。
8. 請求項４の変調方法によって得られた符号語列をデータ語列に復調する場合において、前記符号語列復号手順における第２手順では、各変換符号の中央のビットの２値情報をそのまま検査ビットとして復号することとした請求項７に記載の復調方法。
   

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