JP2009048765A

JP2009048765A - 復号器および符号器

Info

Publication number: JP2009048765A
Application number: JP2008259535A
Authority: JP
Inventors: Toshitomo Kaneoka; 利知金岡; Toshihiko Morita; 俊彦森田
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 2008-10-06
Filing date: 2008-10-06
Publication date: 2009-03-05

Abstract

【課題】符号の拘束長を増加させることなく、所定の制限を満足しないパスを効率的に削
除して大きな利得を得ること。
【解決手段】トレリス線図における各状態の遷移を表すパスの中から所定の条件に基づい
てパスを選択することにより符号の復号をおこなう復号器において、時刻ｋにおけるパス
が選択される場合に、時刻（ｋ−（符号の拘束長）＋１）より前の時刻において選択され
たパスの選択履歴を記憶したパスメモリの情報と、時刻ｋ−１から時刻ｋに状態が遷移す
る場合の遷移元の状態の情報とに基づいてパスの選択対象から除外すべきパスを検出する
。
【選択図】図１

Description

本発明は、トレリス線図における各状態の遷移を表すパスの中から所定の条件に基づい
てパスを選択することにより符号の復号をおこなう復号器、ＭＴＲ（Maximum Transition
Run）符号を用いて符号化され、さらに誤り訂正符号を用いて符号化された符号系列を復
号する復号器、および、情報系列を符号化する符号器に関し、特に、符号の拘束長を増加
させることなく、所定の制限を満足しないパスを効率的に削除して大きな利得を得ること
ができる復号器および復号方法に関する。

従来、磁気ディスク装置用のデータ再生技術として、パーシャルレスポンス方式（ＰＲ
方式，Partial Response方式）と最尤復号法（ＭＬ法，Maximum Likelihood法）とを組み
合わせたＰＲＭＬ（Partial Response Maximum Likelihood）方式と呼ばれる技術が開発
されている（たとえば、非特許文献１を参照）。

パーシャルレスポンス方式とは、既知の符号間干渉を導入して情報の高密度化を実現す
る技術である。たとえば、パーシャルレスポンス方式の１つであるＰＲ１方式（ＰＲ（１
，１）方式とも呼ばれる）では、「１」および「０」のビットからなる記録情報系列に対
してＰＲ（Partial Response）チャネルにより伝達特性１＋Ｄ（Ｄは１ビットの遅延を表
す）が与えられる。この場合、記録情報系列は、時刻ｋのビットと時刻ｋ−１のビットと
の和が算出され、「０」、「１」、「２」の３つの値をとる信号系列に変換される。

パーシャルレスポンス方式の伝達特性は、ａ＋ｂＤ＋ｃＤ²＋ｄＤ³＋・・・と拡張する
ことが可能であり、この伝達特性の最高次数に１を加えたものはＰＲ拘束長と呼ばれる。
たとえば、ＰＲ１方式ではＰＲ拘束長は２となり、ＰＲ２方式（ＰＲ（１，２，１）方式
とも呼ばれる。伝達特性は１＋２Ｄ＋Ｄ²である。）ではＰＲ拘束長は３となる。

また、最尤復号法とは、有限の時間内にとりうる状態を定義し、その状態の時間的な遷
移において最も確からしい遷移を選択し、選択された遷移に対応する入力系列を復号系列
として出力する復号法である。

ここで、ＰＲ１方式と最尤復号法とを組み合わせたＰＲ１ＭＬ方式に対するビタビ復号
法について説明する。図２６は、従来のＰＲ１ＭＬ方式における状態遷移表であり、図２
７は、従来のＰＲ１ＭＬ方式におけるトレリス線図である。

状態遷移表は、入力信号「０」に対応する状態Ｓ₀および入力信号「１」に対応する状
態Ｓ₁の遷移と、復号器入力の値（復号期待値とも呼ばれる）との間の対応関係を示す表
である。ここで、ｄ_k ^mnは時刻ｋ−１における状態Ｓ_mから時刻ｋにおける状態Ｓ_nに状態
が遷移する場合の復号器入力の値を表している。また、トレリス線図は、各状態Ｓ₀，Ｓ₁
の遷移を線図で表したものである。

ビタビ復号法では、トレリス線図を基にして過去の状態遷移を考慮し、現状態に遷移す
るパスを比較して、最も確からしいパスを選択する。図２８は、従来のビタビ復号法を用
いたパス選択処理について説明する図である。

時刻ｋの状態Ｓ₀では、図２７に示すように、時刻ｋ−１の状態Ｓ₀および状態Ｓ₁から
遷移するパスが存在する。ビタビ復号法では、この２つのパスにおけるパスメトリック、
すなわち２乗ユークリッド距離を算出することにより確からしいパスを選択する。同様の
処理は、時刻ｋの状態Ｓ₁に対しても実行される。パスの選択処理の終了後、パスメモリ
は、選択されたパスにおける遷移元の状態Ｓ₀，Ｓ₁の情報を保持する。

このようにして、パスが選択されていった場合に、ある時刻でパスが合流（マージ）す
る。たとえば、図２８では、時刻ｋ−５および時刻ｋ−１においてパスが合流している。
このようにパスが合流した場合に、それ以前の時刻におけるパスが確定し、パスが一本化
されることになる。この一本化されたパスは生き残りパスと呼ばれ、生き残りパスが復号
結果として出力される。

つぎに、従来の最尤復号器の機能構成について説明する。図２９は、従来の最尤復号器
の機能構成を示す図である。この最尤復号器は、ＢＭ演算部１、ＡＣＳ演算部２、パスメ
モリ３、ＰＭメモリ４を有する。

ＢＭ演算部１は、サンプル値（復号器入力にチャネルの雑音が付加された信号）に対す
るブランチメトリック（Branch Metric，ＢＭ）と呼ばれる尤度の算出をおこなう演算部
である。

ＡＣＳ演算部２は、時刻ｋ−１の状態におけるパスメトリックと時刻ｋ−１から時刻ｋ
に状態が遷移する場合のブランチメトリックとを加算し、それによって得られた時刻ｋの
状態におけるパスメトリック間の大小比較によりパスを選択するＡＣＳ（ADD, COMPARE,
SELECT）演算をおこなう演算部である。

パスメモリ３は、選択されたパスの情報を記憶するメモリである。１つの状態からは、
２つのパスが伸びるので、たとえば、図２７に示したトレリス線図において上方にあるパ
スに「０」を割り当て、下方にあるパスに「１」を割り当てて選択されたパスを特定する
。

ＰＭメモリ４は、つぎの時刻におけるＡＣＳ演算で利用するため、ＡＣＳ演算部２によ
り算出されたパスメトリックを記憶するメモリである。

このようなビタビ復号法を用いる最尤復号器において、ビットが連続的に遷移する数を
制限するＭＴＲ（Maximum Transition Run）符号が開発されている。ＭＴＲ符号を用いる
と、記録周波数を抑制することができるとともに、高次のＰＲＭＬ方式に特有の連続誤り
の発生を防止することができる。

たとえば、ＰＲ拘束長が４のＰＲＭＬ方式であるＥＰＲ４ＭＬ（Extended Partial Res
ponse 4 Maximum Likelihood）方式に、符号の３連続遷移「０１０１」および「１０１０
」を制限する６／７ＭＴＲ符号を適用した６／７ＭＴＲ符号化ＥＰＲ４ＭＬ方式がある（
たとえば、非特許文献２を参照）。

図３０は、６／７ＭＴＲ符号化ＥＰＲ４ＭＬ方式について説明する図である。図３０に
は、時刻ｋ−１の状態Ｓ_m（ｍ＝０〜７）から時刻ｋの状態Ｓ_n（ｎ＝０〜７）への状態の
遷移を表すトレリス線図が、ＥＰＲ４ＭＬ方式および６／７ＭＴＲ符号化ＥＰＲ４ＭＬ方
式のそれぞれに対して示されている。なお、ａ_kは、時刻ｋにおける復号値を表している
。

ＥＰＲ４ＭＬ方式では、状態Ｓ₂から状態Ｓ₅へと遷移するパスがあるため、３連続遷移
「０１０１」が発生してしまうが、６／７ＭＴＲ符号化ＥＰＲ４ＭＬ方式では、状態Ｓ₂
から状態Ｓ₅へと遷移するパス（このパスはビット「１」で表される）が事前状態Ｓ₂を表
すビット列「０１０」の情報に基づいて削除（パスカット）されるので、３連続遷移の発
生を防止することができる。また、パスが削除された場合には、状態Ｓ₅へつながるパス
は１つになり、パスの選択処理はおこなわれない。

同様に、ＥＰＲ４ＭＬ方式では、状態Ｓ₅から状態Ｓ₂へと遷移するパスがあるため、３
連続遷移「１０１０」が発生してしまうが、６／７ＭＴＲ符号化ＥＰＲ４ＭＬ方式では、
状態Ｓ₅から状態Ｓ₂へと遷移するパス（このパスはビット「０」で表される）が事前状態
Ｓ₂を表すビット列「１０１」の情報に基づいて削除されるので、３連続遷移の発生を防
止することができる。

ここで、連続遷移の制限長はできるだけ短く、かつ、符号化率はできるだけ高い方が望
ましいが、実際には理論的な限界が存在する。４連続遷移を制限するＭＴＲ符号としては
、１６／１７ＭＴＲ符号が開発されている（たとえば、非特許文献３を参照）。

このような方法を用いることにより、「０１０・・・」という信号系列が「１０１・・
・」という信号系列であると誤るパターン、あるいは、「１０１・・・」という信号系列
が「０１０・・・」という信号系列であると誤るパターンをすべて除去することができ、
信号の利得を改善することができるようになる。

大沢，岡本，斎藤，「高密度ディジタル磁気記録のための信号処理技術」，電子情報通信学会論文誌，社団法人電子情報通信学会，C-II Vol.J81-C-II，No.4，pp.393-412，１９９８年４月． B.Brickner，J.Moon，"Design of a Rate 6/7 Maximum Transition Run Code"，IEEE Transactions on Magnetics，Vol.33，No.5，September 1997. T.Nishiya，K.Tsukano，T.Hirai，S.Mita，T.Nara，"Rate 16/17 Maximum Transition Run (3;11) Code on an EEPRML Channel with an Error-Correcting Postprocessor"，IEEE Transactions on Magnetics，Vol.35，No.5，September 1999.

しかしながら、上述した従来技術では、長さがＬの連続遷移の発生を防止する最尤復号
器の状態数は２^L以上としなければならないという問題があった。一般に最尤復号器の状
態数はＰＲ拘束長に従う。すなわち、長さがＬの連続遷移の発生を防止するためには、Ｐ
Ｒ拘束長が連続遷移制限長よりも大きくなるようにして上記状態数に係る条件を満足させ
る必要があった。たとえば、３連続遷移を禁止するＭＴＲ符号では、ＰＲ拘束長を４とし
、最尤復号器の状態数を２^(4-1)＝８とする必要があった。

最尤復号器のＰＲ拘束長が増加すると、最尤復号器の回路規模が急激に増大する。たと
えば、ＰＲ拘束長が１増えると、回路規模が２倍になる。そのため、ＰＲ拘束長を増加さ
せることなく、いかに効率的に連続遷移制限長などの制限を満足しないパスを削除して大
きな利得を得ることができるかが重要な課題となっている。

この発明は、上述した従来技術による問題点を解消するためになされたものであり、符
号の拘束長を増加させることなく、所定の制限を満足しないパスを効率的に削除して大き
な利得を得ることができる復号器および符号器を提供することを目的とする。

上述した課題を解決し、目的を達成するため、本発明は、トレリス線図における各状態
の遷移を表すパスの中から所定の条件に基づいてパスを選択することにより符号の復号を
おこなう復号器であって、時刻ｋにおけるパスが選択される場合に、時刻（ｋ−（符号の
拘束長）＋１）より前の時刻において選択されたパスの選択履歴に係る情報を記憶する記
憶手段と、前記記憶手段により記憶された情報と時刻ｋ−１から時刻ｋに状態が遷移する
場合の遷移元の状態の情報とに基づいてパスの選択対象から除外すべきパスを検出するパ
ス検出手段と、を備えたことを特徴とする。

また、本発明は、上記発明において、前記パス検出手段は、前記記憶手段に記憶された
情報におけるビット列と特定のビット列との間で各ビットの一致判定をおこない、当該一
致判定の結果に基づいてパスの選択対象から除外すべきパスを検出することを特徴とする
。

また、本発明は、上記発明において、前記特定のビット列は、ビットが連続して反転す
るビット列であることを特徴とする。

また、本発明は、上記発明において、前記特定のビット列は、同一ビットが連続するビ
ット列であることを特徴とする。

また、本発明は、上記発明において、前記パス検出手段は、前記記憶手段に記憶された
情報におけるビット列のビットをカウントすることによりパスの選択対象から除外すべき
パスを検出することを特徴とする。

また、本発明は、上記発明において、前記パス検出手段は、前記ビット列において連続
して反転するビットをカウントすることによりパスの選択対象から除外すべきパスを検出
することを特徴とする。

また、本発明は、上記発明において、前記パス検出手段は、前記ビット列において連続
する同一ビットをカウントすることによりパスの選択対象から除外すべきパスを検出する
ことを特徴とする。

また、本発明は、上記発明において、前記パス検出手段により検出されたパスに繋がる
過去に選択されたパスを変更することによりパスの選択対象から除外すべきパスをパスの
選択対象に含め、パスの選択を実行するパス選択手段をさらに備えたことを特徴とする。

また、本発明は、上記発明において、前記パス選択手段によりパスの選択が実行された
場合に、選択されたパスの遷移先の状態の尤度情報を、当該パスの遷移元の状態における
過去の時点の復号結果に係る尤度情報に基づいて生成する尤度情報生成手段をさらに備え
たことを特徴とする。

また、本発明は、ＭＴＲ（Maximum Transition Run）符号を用いて符号化され、さらに
誤り訂正符号を用いて符号化された符号系列を復号する復号器であって、前記符号系列に
含まれる誤り訂正符号を用いて誤り訂正をおこなう誤り訂正手段と、前記誤り訂正手段に
より誤り訂正がなされた後、ＭＴＲ符号を用いて符号化された符号系列を復号するＭＴＲ
復号手段と、を備えたことを特徴とする。

また、本発明は、上記発明において、トレリス線図における各状態の遷移を表すパスの
中から所定の条件を満足しないパスをパスの選択対象から除外してパスを選択することに
より符号系列の復号をおこなうパス選択復号手段をさらに備え、前記誤り訂正手段は、前
記パス選択復号手段により復号された符号系列に含まれる誤り訂正符号を用いて誤り訂正
をおこなうことを特徴とする。

また、本発明は、情報系列を符号化する符号器であって、情報系列をＭＴＲ（Maximum
Transition Run）符号を用いて符号化するＭＴＲ符号化手段と、前記ＭＴＲ符号化手段に
より符号化された符号化系列を誤り訂正符号を用いて符号化する誤り訂正符号化手段と、
を備えたことを特徴とする。

また、本発明は、上記発明において、トレリス線図における各状態の遷移を表すパスの
中から所定の条件に基づいてパスを選択することにより符号の復号をおこなう復号方法で
あって、時刻ｋにおけるパスを選択する場合に、時刻（ｋ−（符号の拘束長）＋１）より
前の時刻において選択されたパスの選択履歴に係る情報を記憶する記憶工程と、前記記憶
工程により記憶された情報と時刻ｋ−１から時刻ｋに状態が遷移する場合の遷移元の状態
の情報とに基づいてパスの選択対象から除外すべきパスを検出するパス検出工程と、を含
んだことを特徴とする。

本発明によれば、時刻ｋにおけるパスが選択される場合に、時刻（ｋ−（符号の拘束長
）＋１）より前の時刻において選択されたパスの選択履歴に係る情報を記憶し、記憶した
情報と時刻ｋ−１から時刻ｋに状態が遷移する場合の遷移元の状態の情報とに基づいてパ
スの選択対象から除外すべきパスを検出することとしたので、符号の拘束長を増加させる
ことなく、所定の制限を満足しないパスを効率的に削除して大きな利得を得ることができ
るという効果を奏する。

また、本発明によれば、記憶した情報におけるビット列と特定のビット列との間で各ビ
ットの一致判定をおこない、当該一致判定の結果に基づいてパスの選択対象から除外すべ
きパスを検出することとしたので、除外すべきパスを効率的に検出することができるとい
う効果を奏する。

また、本発明によれば、特定のビット列は、ビットが連続して反転するビット列である
こととしたので、ビット列のビットの連続遷移数を効率的に制限することができるという
効果を奏する。

また、本発明によれば、特定のビット列は、同一ビットが連続するビット列であること
としたので、ビット列の同一ビットの連続数を効率的に制限することができるという効果
を奏する。

また、本発明によれば、記憶した情報におけるビット列のビットをカウントすることに
よりパスの選択対象から除外すべきパスを検出することとしたので、除外すべきパスを効
率的に検出することができるという効果を奏する。

また、本発明によれば、ビット列において連続して反転するビットをカウントすること
によりパスの選択対象から除外すべきパスを検出することとしたので、ビット列のビット
の連続遷移数を効率的に制限することができるという効果を奏する。

また、本発明によれば、ビット列において連続する同一ビットをカウントすることによ
りパスの選択対象から除外すべきパスを検出することとしたので、ビット列の同一ビット
の連続数を効率的に制限することができるという効果を奏する。

また、本発明によれば、検出されたパスに繋がる過去に選択されたパスを変更すること
によりパスの選択対象から除外すべきパスをパスの選択対象に含め、パスの選択を実行す
ることとしたので、復号結果の候補となる符号語の数が減少するのを防止でき、利得のロ
スを最小限に抑えることができるという効果を奏する。

また、本発明によれば、パスの選択が実行された場合に、選択されたパスの遷移先の状
態の尤度情報を、当該パスの遷移元の状態における過去の時点の復号結果に係る尤度情報
に基づいて生成することとしたので、復号結果の候補となる符号語の数が減少するのを防
止し、利得のロスを最小限に抑える軟出力復号器を容易に構成することができるという効
果を奏する。

また、本発明によれば、符号系列に含まれる誤り訂正符号を用いて誤り訂正をおこない
、誤り訂正をおこなった後、ＭＴＲ符号を用いて符号化された符号系列を復号することと
したので、ＭＴＲ復号時のエラー伝播の原因となるエラーをＭＴＲ復号の実行前に訂正す
ることができ、エラー伝播を抑制することができるという効果を奏する。

また、本発明によれば、トレリス線図における各状態の遷移を表すパスの中から所定の
条件を満足しないパスをパスの選択対象から除外してパスを選択することにより符号系列
の復号をおこない、復号した符号系列に含まれる誤り訂正符号を用いて誤り訂正をおこな
うこととしたので、所定の条件を満足させつつ、ＭＴＲ復号時のエラー伝播の原因となる
エラーをＭＴＲ復号の実行前に訂正することができ、エラー伝播を抑制することができる
という効果を奏する。

また、本発明によれば、情報系列をＭＴＲ符号を用いて符号化し、符号化した符号化系
列を誤り訂正符号を用いて符号化することとしたので、ＭＴＲ復号時のエラー伝播の原因
となるエラーをＭＴＲ復号の実行前に誤り訂正符号を用いて訂正することができる符号化
系列を生成することができるという効果を奏する。

以下に添付図面を参照して、本発明に係る復号器および符号器の好適な実施例を詳細に
説明する。

まず、本発明に係る復号処理の概念について説明する。図１は、本発明に係る復号処理
の概念について説明する図である。図１には、ＰＲ拘束長が４（状態数が８）であり、４
連続遷移を禁止する復号処理の例が示されている。

図１に示すように、この復号処理では、図３０で説明した方法とは異なり、最尤復号器
の遷移パスをすべて存在させる。また、パスメモリは、時刻ｋにおけるパスが選択される
場合に、時刻（ｋ−（ＰＲ拘束長）＋１）、すなわち、時刻ｋ−３より前の時刻において
選択されたパスの選択履歴に係る情報を記憶している。

そして、この復号処理では、各状態Ｓ₀〜Ｓ₇に対応するパスメモリのビット値と時刻ｋ
−１における事前状態Ｓ₀〜Ｓ₇を表すビット値とを監視して、つぎの時刻ｋにおける状態
遷移において禁止パス（図１では、ビット列が「０１０１０」となるパス）を検出し、そ
の禁止パスを削除する。

このように、パスメモリに記憶されたビット値を参照することにより、ＰＲ符号の拘束
長を増加させることなく、連続遷移制限長を満足しないパスを効率的に削除して大きな利
得を得ることができる。

図２は、実施例１に係る最尤復号器の機能構成を示す図である。図２に示すように、こ
の最尤復号器は、ＢＭ演算部１０、ＡＣＳ演算部１１、パスメモリ１２、ＰＭメモリ１３
、禁止パス検出部１４を有する。

ＢＭ演算部１０は、サンプル値（復号器入力にチャネルの雑音が付加された信号）に対
するブランチメトリックと呼ばれる尤度の算出をおこなう演算部である。具体的には、Ｂ
Ｍ演算部１０は、時刻ｋにおいて状態Ｓ_mから状態Ｓ_nに状態が遷移する場合のブランチメ
トリックＢＭ_mn（ｋ）を次式により算出する。

ここで、σ²は白色ガウス雑音の分散であり、ｙ_kは時刻ｋにおける復号器入力であり、ｄ
_k ^mnは時刻ｋにおけるｙ_kの期待値である。

ＡＣＳ演算部１１は、時刻ｋ−１の状態におけるパスメトリックと時刻ｋ−１から時刻
ｋに状態が遷移する場合のブランチメトリックとを加算し、それによって得られた時刻ｋ
の状態におけるパスメトリック間の大小比較によりパスを選択するＡＣＳ演算をおこなう
演算部である。

具体的には、ＡＣＳ演算部１１は、時刻ｋにおいて状態Ｓ_nに状態Ｓ_mおよび状態Ｓ_m'か
ら遷移する２つのパスのパスメトリックＰＭ_n ⁰（ｋ）およびＰＭ_n ¹（ｋ）を次式により算
出する。

ここで、ＰＭ_m（ｋ−１）およびＰＭ_m'（ｋ−１）はそれぞれ時刻ｋ−１における状態
Ｓ_mおよび状態Ｓ_m'のパスメトリックであり、ＢＭ_mn（ｋ）およびＢＭ_m'n（ｋ）はぞれぞ
れ状態Ｓ_mおよび状態Ｓ_m'から状態Ｓ_nに状態が遷移する場合のブランチメトリックである
。

そして、ＡＣＳ演算部１１は、２つのパスのパスメトリックＰＭ_n ⁰（ｋ）およびＰＭ_n ¹
（ｋ）の大小関係を比較し、次式に基づいてパスの選択をおこなう。

その際、ＡＣＳ演算部１１は、後に説明するパス選択禁止フラグが有効であるか否かの
情報を禁止パス検出部１４から取得し、パス選択禁止フラグが有効であるパスがある場合
にそのパスをパスの選択対象から除外する。

具体的には、ＡＣＳ演算部１１は、パス選択禁止フラグが有効であるパスのブランチメ
トリックＢＭ_m'n（ｋ）を、次式に示すように非常に大きな値∞に設定し、当該パスが選
択されないようにする。

また、ＡＣＳ演算部１１は、パスを選択した場合に、そのパスにより特定される状態遷
移の遷移元の状態に対応するパスメモリの内容を遷移先の状態に対応するパスメモリに複
製し、さらに、遷移先の状態に対応するパスメモリに、遷移元の状態を表すビットの１ビ
ット目の値を記憶させる。

たとえば、時刻ｋ−１において「０１」で表される状態Ｓ₁のパスメモリに「・・・０
０１１１」というビット列が記憶されており、時刻ｋにおいて状態Ｓ₁から状態Ｓ₂への遷
移パスが選択された場合には、ＡＣＳ演算部１１は、状態Ｓ₂のパスメモリに「・・・０
０１１１」という状態Ｓ₀のパスメモリの内容が複製され、さらに、遷移元の状態Ｓ₁を表
すビット「０１」の１ビット目の値「０」が記憶されて、状態Ｓ₂のパスメモリの内容は
「・・・００１１１０」となる。

パスメモリ１２は、選択されたパスの情報を記憶するメモリである。そして、パスメモ
リ１２に記憶された情報に基づいて生き残りパスが探索され、探索された生き残りパスが
復号データとして読み出される。

ＰＭメモリ１３は、ＡＣＳ演算部１１により算出されたパスメトリックを記憶するメモ
リである。ＰＭメモリ１３により記憶されたパスメトリックは、つぎの時刻ｋ＋１におけ
るＡＣＳ演算の実行時に、ＡＣＳ演算部１１により読み出される。

禁止パス検出部１４は、特定の禁止パターンとパスメモリの値との間で値の一致検出を
ビットごとにおこない、全ビットが一致したパスがある場合にそのパスに対応するパス選
択禁止フラグを有効にする。

図３は、実施例１に係る禁止パス検出処理について説明する図である。なお、図３は最
尤復号器のＰＲ拘束長が３で状態数が４である場合の禁止パス検出処理について示してあ
る。また、図４は、状態数が４の場合の状態遷移表である。ここで、復号器入力ｄ_k ^mnは
、現時刻ｋにおいて事前状態Ｓ_mから現状態Ｓ_nに状態が遷移した場合の復号器入力を表し
ている。

図３に示すように、禁止パス検出部１４は、パスメモリ１２に記憶された値と禁止パタ
ーンの各値との間で値が一致するか否かをビットごとに検出する。この一致判定は、ビッ
トごとに排他的論理輪の否定（ｎｏｔＥＸＯＲ）を算出することにより実行することが
できる。

そして、禁止パス検出部１４は、禁止パターンと事前状態および次状態により構成され
るビット列が４連続遷移を有するビット列「１０１０１」または「０１０１０」となる場
合に、４連続遷移を発生させる次状態への遷移パス（状態Ｓ₂→状態Ｓ₁または状態Ｓ₁→
状態Ｓ₃）の選択を禁止するため、当該遷移パスに対応するパス選択禁止フラグを有効に
する。

図５は、禁止パターンの生成規則について説明する図である。状態数が４の最尤復号器
において、ＭＴＲ符号の禁止パターンが「０１０１０」である場合には、事前状態のビッ
トが「０１」であり、次時刻のビットが「０」であるので、パスメモリの禁止パターンは
「０１」となる。

また、状態数が４の最尤復号器において、ＭＴＲ符号の禁止パターンが「１０１０１」
である場合には、事前状態のビットが「１０」であり、次時刻のビットが「１」であるの
で、パスメモリの禁止パターンは「１０」となる。

さらに、図５には、図１に示したような状態数が８の最尤復号器の例が示されている。
すなわち、状態数が８の最尤復号器において、ＭＴＲ符号の禁止パターンが「０１０１０
」である場合には、事前状態のビットが「１０１」であり、次時刻のビットが「０」であ
るので、パスメモリの禁止パターンは「０」となる。

また、状態数が８の最尤復号器において、ＭＴＲ符号の禁止パターンが「１０１０１」
である場合には、事前状態のビットが「０１０」であり、次時刻のビットが「１」である
ので、パスメモリの禁止パターンは「１」となる。

なお、ここでは、ＭＴＲ符号の禁止パターンが「０１０１０」または「１０１０１」で
あり、状態数が４または８の場合について説明したが、パスメモリの禁止パターン長およ
び禁止パスの検出をおこなう状態は、ＭＴＲ符号の禁止パターンや状態数に応じて変化す
るので、それらはＭＴＲ符号の禁止パターンや状態数に応じて適切に選択される。

上述してきたように、本実施例１では、時刻ｋにおけるパスが選択される場合に、パス
メモリ１２が、時刻（ｋ−（符号の拘束長）＋１）より前の時刻において選択されたパス
の選択履歴に係る情報を記憶し、禁止パス検出部１４が、パスメモリ１２に記憶された情
報と時刻ｋ−１から時刻ｋに状態が遷移する場合の遷移元の状態の情報とに基づいてパス
の選択対象から除外すべきパスを検出することとしたので、符号の拘束長を増加させるこ
となく、所定の制限を満足しないパスを効率的に削除して大きな利得を得ることができる
。

また、本実施例１では、禁止パス検出部１４が、パスメモリ１２に記憶された情報にお
けるビット列と特定のビット列との間で各ビットの一致判定をおこない、当該一致判定の
結果に基づいてパスの選択対象から除外すべきパスを検出することとしたので、除外すべ
きパスを効率的に検出することができる。

また、本実施例１では、上記特定のビット列は、「１０１０・・・」あるいは「０１０
１・・・」のようにビットが連続して反転するビット列であることとしたので、ビット列
のビットの連続遷移数を効率的に制限することができる。

ところで、上記実施例１では、連続遷移数を制限するＭＴＲ符号を用いた場合のパスの
削除処理について説明したが、磁化反転間隔を制限するＲＬＬ（Run Length Limited）符
号において、磁化反転間隔を制限することもできる。そこで、本実施例３では、ＲＬＬ（
Run Length Limited）符号において、磁化反転間隔を制限する場合について説明する。

ここでは、８／９（０，４）ＲＬＬ符号を用いて説明をおこなう。８／９（０，４）Ｒ
ＬＬ符号では、磁化反転を「１」で表現するＮＲＺＩ（Non Return to Zero Inverse）変
調において、ビット「１」と「１」との間の「０」の個数（ランレングス）が４個以下と
なるよう制限される。この場合、復号器出力においては、「０」および「１」の連続数が
５個以下となるように制限される。

ここで、最尤復号器の機能構成は、図２で説明したものとほぼ同様であり、禁止パス検
出部１４の機能が実施例１とは異なる。そこで、本実施例２では、禁止パス検出部１４の
機能の説明をおこなうこととし、実施例１と同様の機能を有する他の機能部の説明は省略
する。

図６は、実施例２に係る禁止パス検出処理について説明する図である。本実施例２にお
ける禁止パス検出部１４は、パスメモリ１２に記憶された値と禁止パターンの各値との間
で値が一致するか否かをビットごとに検出する。この一致判定は、ビットごとに排他的論
理輪の否定（ｎｏｔＥＸＯＲ）を算出することにより実行することができる。

そして、禁止パス検出部１４は、禁止パターンと事前状態および次状態により構成され
るビット列が、６個連続ビット列「００００００」または「１１１１１１」となる場合に
、６連続ビット列を発生させる次状態への遷移パス（状態Ｓ₀→状態Ｓ₀または状態Ｓ₃→
状態Ｓ₃）の選択を禁止するため、当該遷移パスに対応するパス選択禁止フラグを有効に
する。

そして、ＡＣＳ演算部１１は、パス選択禁止フラグが有効であるか否かの情報を禁止パ
ス検出部１４から取得し、パス選択禁止フラグが有効であるパスがある場合にそのパスを
ＡＣＳ演算におけるパス選択対象から除外する。

上述してきたように、本実施例２では、禁止パス検出部１４が、パスメモリ１２に記憶
された情報におけるビット列と、同一ビットが連続するビット列との間で各ビットの一致
判定をおこない、当該一致判定の結果に基づいてパスの選択対象から除外すべきパスを検
出することとしたので、復号器出力におけるビット列の同一ビットの連続数を効率的に制
限することができる。

なお、本実施例２では、ＲＬＬ符号においてビット「１」と「１」との間の「０」の個
数（ランレングス）を制限する場合について示したが、ＭＴＲ符号においても同様にラン
レングスの制限を考慮することもできる。

また、実施例１および実施例２で説明した禁止パスの一致判定方法を用いることにより
、連続的に遷移するビット列や同一ビットが連続するビット列以外にも任意のビット列パ
ターンを除外するよう最尤復号器を容易に構成することができる。さらに、除外するビッ
ト列パターンの条件を複数設定することも可能である。

ところで、上記実施例１および２では、禁止パスの一致検出をおこなうこととしたが、
パスメモリに記憶されたパスを特定するビット列の遷移数をカウントし、禁止遷移数に達
した場合に次時刻における遷移パスを削除することとしてもよい。そこで、本実施例３で
は、パスメモリに記憶されたパスを特定するビット列の遷移数をカウントする場合につい
て説明する。

図７は、実施例３に係る最尤復号器の機能構成を示す図である。図７に示すように、こ
の最尤復号器は、ＢＭ演算部２０、ＡＣＳ演算部２１、パスメモリ２２、ＰＭメモリ２３
、ビット値監視部２４、禁止パス検出部２５を有する。

ＢＭ演算部２０は、サンプル値（復号器入力にチャネルの雑音が付加された信号）に対
するブランチメトリックの算出をおこなう演算部である。具体的には、ＢＭ演算部２０は
、時刻ｋにおいて状態Ｓ_mから状態Ｓ_nに状態が遷移する場合のブランチメトリックＢＭ_mn
（ｋ）を式（１）により算出する。

ＡＣＳ演算部２１は、時刻ｋ−１の状態におけるパスメトリックと時刻ｋ−１から時刻
ｋに状態が遷移する場合のブランチメトリックとを加算し、それによって得られた時刻ｋ
の状態におけるパスメトリック間の大小比較によりパスを選択するＡＣＳ演算をおこなう
演算部である。

また、ＡＣＳ演算部２１は、後に説明するパス選択禁止フラグが有効であるか否かの情
報を禁止パス検出部２５から取得し、パス選択禁止フラグが有効であるパスがある場合に
そのパスを選択対象から除外する。

さらに、ＡＣＳ演算部２１は、パスを選択した場合に、そのパスにより特定される状態
遷移の遷移元の状態に対応するパスメモリの内容を遷移先の状態に対応するパスメモリに
複製し、さらに、遷移先の状態に対応するパスメモリに、遷移元の状態を表すビットの１
ビット目の値を記憶させる。

パスメモリ２２は、選択されたパスの情報を記憶するメモリである。そして、パスメモ
リ２２に記憶された情報に基づいて生き残りパスが探索され、探索された生き残りパスが
復号データとして読み出される。

ＰＭメモリ２３は、ＡＣＳ演算部２１により算出されたパスメトリックを記憶するメモ
リである。ＰＭメモリ２３により記憶されたパスメトリックは、つぎの時刻ｋ＋１におけ
るＡＣＳ演算の実行時に、ＡＣＳ演算部２１により読み出される。

ビット値監視部２４は、パスメモリ２２に記憶された最新のビットと、その１時刻前の
ビットとを監視して、パスメモリ２２に記憶されたビット列におけるビット値の遷移数を
カウントする処理をおこなう。

図８は、ビット値の遷移数カウント処理について説明する図である。図８には、図４に
示した４状態の状態遷移表に従って状態が遷移する場合のパスメモリの内容が示されてい
る。すなわち、状態Ｓ₁は「０１」に対応し、状態Ｓ₂は「１０」に対応する。また、各状
態にはビットの遷移数を記憶するカウンタが設けられる。

ビット値監視部２４は、ＡＣＳ演算により状態Ｓ_m（ｍ＝０，１，２，３）から状態Ｓ_n
（ｎ＝０，１，２，３）に状態が遷移した場合に、遷移元の状態Ｓ_mのカウンタが保持す
る符号付きの値を遷移先の状態Ｓ_nのカウンタに複製する。このカウンタが保持する符号
付きの値については以下に詳しく説明する。

続いて、ビット値監視部２４は、現時刻において状態Ｓ_nのパスメモリ２２に記憶され
た最新のビットが、１時刻前のビットと同符号であるか否かを調べる。ここで、ビットの
符号は、ビットが「１」である場合に「＋」、ビットが「０」である場合に「−」と定義
する。

そして、状態Ｓ_nのパスメモリに記憶された最新のビットが「１」であり、かつ、その
ビットが１時刻前のビットと同符号である場合には、ビット値監視部２４は、連続遷移数
をカウントする状態Ｓ_nのカウンタの値を初期値「＋１」にリセットする。

また、状態Ｓ_nのパスメモリに記憶された最新のビットが「０」であり、かつ、そのビ
ットが１時刻前のビットと同符号である場合には、ビット値監視部２４は、連続遷移数を
カウントする状態Ｓ_nのカウンタの値を初期値「−１」にリセットする。

さらに、状態Ｓ_nのパスメモリに記憶された最新のビットが「０」であり、かつ、その
ビットが１時刻前のビットと異なる符号である場合には、ビット値監視部２４は、状態Ｓ
_nのカウンタの値に「＋１」を加えた値を新しいカウント値として記憶する。

また、状態Ｓ_nのパスメモリに記憶された最新のビットが「１」であり、かつ、そのビ
ットが１時刻前のビットと異なる符号である場合には、ビット値監視部２４は、状態Ｓ_n
のカウンタの値に「−１」を加えた値を新しいカウント値として記憶する。

図８の例では、時刻ｋ−２において、状態Ｓ₁のＡＣＳ演算により状態Ｓ₂から状態Ｓ₁
への遷移パスが選択され、状態Ｓ₁のパスメモリには時刻ｋ−３において状態Ｓ₂のパスメ
モリが保持する情報が複製され、さらに、状態Ｓ₂を表すビット「１０」の１ビット目の
情報「１」が追加されている。

この場合、ビット値監視部２４は、遷移元の状態Ｓ₂のカウンタが保持する符号付きの
値（図示せず）を遷移先の状態Ｓ₁のカウンタに複製する。そして、時刻ｋ−２において
状態Ｓ₁のパスメモリに記憶された最新のビットは「１」、１時刻前のビットは「１」で
あるので、最新のビットが１時刻前のビットと同符号となり、ビット値監視部２４は、状
態Ｓ₁のカウンタを初期値「＋１」にリセットする。

時刻ｋ−１においては、状態Ｓ₂のＡＣＳ演算により状態Ｓ₁から状態Ｓ₂への遷移パス
が選択され、状態Ｓ₂のパスメモリには時刻ｋ−２において状態Ｓ₁のパスメモリが保持す
る情報が複製され、さらに、状態Ｓ₁を表すビット「０１」の１ビット目の情報「０」が
追加されている。

この場合、ビット値監視部２４は、遷移元の状態Ｓ₁のカウンタが保持する符号付きの
値「＋１」を遷移先の状態Ｓ₂のカウンタに複製する。そして、時刻ｋ−１において状態
Ｓ₂のパスメモリに記憶された最新のビットは「０」、１時刻前のビットは「１」である
ので、最新のビットが１時刻前のビットと異なる符号となり、ビット値監視部２４は、状
態Ｓ₂のカウンタ値に「＋１」を加えた値「＋２」を新しい状態Ｓ₂のカウンタ値として記
憶する。

図７の説明に戻ると、禁止パス検出部２５は、ビット値監視部２４によりカウントされ
たカウント値の情報を取得し、状態Ｓ₂のカウント値が「＋２」である場合には、状態Ｓ₂
から状態Ｓ₁への遷移パスに対するパス選択禁止フラグを有効にし、時刻ｋのＡＣＳ演算
において遷移パスの選択候補から当該遷移パスを除外する。これにより、「１０１０１」
という４連続遷移が発生しないようにすることができる。

また、状態Ｓ₁のカウント値が「−２」である場合には、禁止パス検出部２５は、状態
Ｓ₁から状態Ｓ₂への遷移パスに対するパス選択禁止フラグを有効にし、時刻ｋのＡＣＳ演
算において遷移パスの選択候補から当該遷移パスを除外する。これにより、「０１０１０
」という４連続遷移が発生しないようにすることができる。

カウント値が「＋２」あるいは「−２」以外の場合には、禁止パス検出部２５は、パス
選択禁止フラグを無効にする。

図９は、ビット値の遷移数カウント処理を用いて実現されるビタビ復号処理について説
明する図である。図９には、誤りを含む再生信号が最尤復号器に入力された場合に４連続
遷移となるパスを削除することにより正しい信号に適切に復号される様子が示されている
。

図９に示すように、ＡＣＳ演算部２１は、状態Ｓ₁のカウント値が「−２」である場合
に、状態Ｓ₁から状態Ｓ₂への遷移パスを削除し、「０１０１０」という４連続遷移が発生
しないようにする。

また、ＡＣＳ演算部２１は、状態Ｓ₂のカウント値が「＋２」である場合に、状態Ｓ₂か
ら状態Ｓ₁への遷移パスを削除し、「１０１０１」という４連続遷移が発生しないように
する。

上述してきたように、本実施例３では、ビット値監視部２４が、パスメモリ２２に記憶
された情報におけるビット列のビットをカウントすることによりパスの選択対象から除外
すべきパスを検出することとしたので、除外すべきパスを効率的に検出することができる
。

また、本実施例３では、ビット値監視部２４が、ビット列において「１０１０・・・」
あるいは「０１０１・・・」のように連続して反転するビットをカウントすることにより
パスの選択対象から除外すべきパスを検出することとしたので、ビット列のビットの連続
遷移数を効率的に制限することができる。

ところで、上記実施例３では、連続遷移数を制限するＭＴＲ符号に対してビットの遷移
数をカウントすることによりパスの削除をおこなう場合について説明したが、磁化反転間
隔を制限するＲＬＬ符号においてもビットの連続数をカウントしてパスの削除をおこなう
ことにより、磁化反転間隔を制限することもできる。そこで、本実施例４では、ＲＬＬ符
号において、ビットの連続数をカウントしてパスの削除をおこなうことにより、磁化反転
間隔を制限する場合について説明する。

ここで、最尤復号器の機能構成は、図７で説明したものとほぼ同様であり、ビット値監
視部２４および禁止パス検出部２５の機能が実施例３とは異なる。そこで、本実施例４で
は、ビット値監視部２４および禁止パス検出部２５の機能の説明をおこなうこととし、実
施例３と同様の機能を有する他の機能部の説明は省略する。

本実施例４のビット値監視部２４は、パスメモリ２２に記憶された最新のビットと、そ
の１時刻前のビットとを監視して、パスメモリ２２に記憶されたビット列におけるビット
値の連続数をカウントする処理をおこなう。

図１０は、ビット値の連続数カウント処理について説明する図である。図１０には、図
４に示した４状態の状態遷移表に従って状態が遷移する場合のパスメモリの内容が示され
ている。すなわち、状態Ｓ₀は「００」に対応する。

ビット値監視部２４は、ＡＣＳ演算によりある状態Ｓ_m（ｍ＝０，１，２，３）からあ
る状態Ｓ_n（ｎ＝０，１，２，３）に状態が遷移した場合に、遷移元の状態Ｓ_mのカウンタ
が保持する符号付きの値を遷移先の状態Ｓ_nのカウンタに複製する。このカウンタが保持
する符号付きの値については以下に詳しく説明する。

続いて、ビット値監視部２４は、現時刻において状態Ｓ_nのパスメモリ２２に記憶され
た最新のビットが、１時刻前のビットと異なる符号であるか否かを調べる。ここで、ビッ
トの符号は、ビットが「１」である場合に「＋」、ビットが「０」である場合に「−」と
定義する。

そして、状態Ｓ_nのパスメモリに記憶された最新のビットが「０」であり、かつ、その
ビットが１時刻前のビットと異なる符号である場合には、ビット値監視部２４は、ビット
の連続数をカウントする状態Ｓ_nのカウンタの値を初期値「＋１」にリセットする。

また、状態Ｓ_nのパスメモリに記憶された最新の選択パスが「１」であり、かつ、その
ビットが１時刻前のビットと異なる符号である場合には、ビット値監視部２４は、ビット
の連続数をカウントする状態Ｓ_nのカウンタの値を初期値「−１」にリセットする。

さらに、状態Ｓ_nのパスメモリに記憶された最新のビットが「０」であり、かつ、その
ビットが１時刻前のビットと同符号である場合には、ビット値監視部２４は、状態Ｓ_nの
カウンタの値に「＋１」を加えた値を新しいカウント値として記憶する。

また、状態Ｓ_nのパスメモリに記憶された最新のビットが「１」であり、かつ、そのビ
ットが１時刻前のビットと同符号である場合には、ビット値監視部２４は、状態Ｓ_nのカ
ウンタの値に「−１」を加えた値を新しいカウント値として記憶する。

図１０の例では、時刻ｋ−３において、状態Ｓ₀のＡＣＳ演算により状態Ｓ₀から状態Ｓ
₀への遷移パスが選択され、状態Ｓ₀のパスメモリには時刻ｋ−４において状態Ｓ₀のパス
メモリが保持する情報に、状態Ｓ₀を表すビット「００」の１ビット目の情報「０」が追
加されている。

この場合、状態Ｓ₀のパスメモリに記憶された最新のビットは「０」、１時刻前のビッ
トは「１」であるので、最新のビットが１時刻前のビットと異なる符号となり、ビット値
監視部２４は、状態Ｓ₀のカウンタを初期値「＋１」にリセットする。

時刻ｋ−２においては、状態Ｓ₀のＡＣＳ演算により状態Ｓ₀から状態Ｓ₀への遷移パス
が選択され、状態Ｓ₀のパスメモリには時刻ｋ−３において状態Ｓ₀のパスメモリが保持す
る情報に、状態Ｓ₀を表すビット「００」の１ビット目の情報「０」が追加されている。

この場合、状態Ｓ₀のパスメモリに記憶された最新のビットは「０」、１時刻前のビッ
トは「０」であるので、最新のビットが１時刻前のビットと同符号となり、ビット値監視
部２４は、状態Ｓ₀のカウンタ値に「＋１」を加えた値「＋２」を新しい状態Ｓ₀のカウン
タ値として記憶する。

時刻ｋ−１においては、状態Ｓ₀のＡＣＳ演算により状態Ｓ₀から状態Ｓ₀への遷移パス
が選択され、状態Ｓ₀のパスメモリには時刻ｋ−２において状態Ｓ₀のパスメモリが保持す
る情報に、状態Ｓ₀を表すビット「００」の１ビット目の情報「０」が追加されている。

この場合、状態Ｓ₀のパスメモリに記憶された最新のビットは「０」、１時刻前のビッ
トは「０」であるので、最新のビットが１時刻前のビットと同符号となり、ビット値監視
部２４は、状態Ｓ₀のカウンタ値に「＋１」を加えた値「＋３」を新しい状態Ｓ₀のカウン
タ値として記憶する。

本実施例４の禁止パス検出部２５は、ビット値監視部２４によりカウントされたカウン
ト値の情報を取得し、状態Ｓ₀のカウント値が「＋３」である場合には、状態Ｓ₀から状態
Ｓ₀への遷移パスに対するパス選択禁止フラグを有効にし、時刻ｋのＡＣＳ演算において
遷移パスの選択候補から当該遷移パスを除外する。これにより、「００００００」という
６個連続ビット列が発生しないようにすることができる。

また、状態Ｓ₃のカウント値が「−３」である場合には、禁止パス検出部２５は、状態
Ｓ₃から状態Ｓ₃への遷移パスに対するパス選択禁止フラグを有効にし、時刻ｋのＡＣＳ演
算において遷移パスの選択候補から当該遷移パスを除外する。「１１１１１１」という６
個連続ビット列が発生しないようにすることができる。

カウント値が「＋３」あるいは「−３」以外の場合には、禁止パス検出部２５は、パス
選択禁止フラグを無効にする。

上述してきたように、本実施例４では、ビット値監視部２４が、ビット列において「１
１１・・・」あるいは「０００・・・」のように連続する同一ビットをカウントすること
によりパスの選択対象から除外すべきパスを検出することとしたので、ビット列の同一ビ
ットの連続数を効率的に制限することができる。

なお、本実施例４では、ＲＬＬ符号においてビット「１」と「１」との間の「０」の個
数（ランレングス）を制限する場合について示したが、ＭＴＲ符号においても同様にして
ランレングスの制限をおこなうこともできる。また、除外するビット列パターンの条件を
複数設定することも可能である。

また、上記実施例１〜４では、ビタビ復号法を用いた最尤復号器に対して本発明を適用
した場合について説明してきたが、パスメモリあるいはパスメモリと同等な機能を有する
メモリを利用した最尤復号器であれば同様に本発明を適用することができる。たとえば、
軟入力・軟出力が可能な軟出力ビタビアルゴリズム（SOVA，Soft Output Viterbi Algori
thm）を用いた最尤復号器に対して本発明を適用することができる。

ところで、上記実施例１〜４では、ＰＲ拘束長が、連続遷移制限長やランレングス制限
長などの制限長以下である最尤復号器においてパスを削除する場合について説明したが、
パスの削除によりパスメトリックの比較対象となる符号語の数が減少してしまうため、そ
れを防止して利得のロスを最小限に抑えるようにしてもよい。

すなわち、図３０に示したような静的なパス削除処理においては、削除されたパス以外
のすべてのパスの符号語についてパスメトリックの比較がおこなわれ、最尤復号処理が実
行されるが、実施例１〜４で示した動的なパス削除処理においては、過去の時点でパスの
削除処理がおこなわれているため、パスメトリックの比較対象となる符号語の数が減少し
てしまう。そのため、ＰＲ拘束長の条件に対しては最尤復号となるが、制限長の条件に対
しては最尤復号とはならず、利得のロスが発生する。

そこで、本実施例５では、パスメトリックの比較対象となる符号語の数が減少するのを
防止して利得のロスを最小限に抑える場合について説明する。

図１１は、実施例５に係る最尤復号器の機能構成を示す図である。図１１に示すように
、この最尤復号器は、ＢＭ演算部３０、ＡＣＳ演算部３１、パスメモリ３２、ＰＭメモリ
３３、禁止パス検出部３４、Δ値メモリ３５を有する。

ＢＭ演算部３０は、サンプル値（復号器入力にチャネルの雑音が付加された信号）に対
するブランチメトリックの算出をおこなう演算部である。具体的には、ＢＭ演算部１０は
、時刻ｋにおいて状態Ｓ_mから状態Ｓ_nに状態が遷移する場合のブランチメトリックＢＭ_mn
（ｋ）を式（１）により算出する。

ＡＣＳ演算部３１は、時刻ｋ−１の状態におけるパスメトリックと時刻ｋ−１から時刻
ｋに状態が遷移する場合のブランチメトリックとを加算し、それによって得られた時刻ｋ
の状態におけるパスメトリック間の大小比較によりパスを選択するＡＣＳ演算をおこなう
演算部である。

図１２は、実施例５におけるＡＣＳ演算処理におけるトレリス線図を示す図であり、図
１３は、実施例５におけるＡＣＳ演算処理について説明する図である。図１２は、図４に
示した４状態の状態遷移表に従って状態が遷移する場合のトレリス線図である。

ＡＣＳ演算部３１は、時刻ｋにおいて状態Ｓ_nに状態Ｓ_mおよび状態Ｓ_m'から遷移する２
つのパスのパスメトリックＰＭ_n ⁰（ｋ）およびＰＭ_n ¹（ｋ）を式（２）および式（３）を
用いて算出する。

また、ＡＣＳ演算部３１は、２つのパスのパスメトリックＰＭ_n ⁰（ｋ）およびＰＭ_n ¹（
ｋ）の差の絶対値

を算出する。

ただし、ＡＣＳ演算部３１は、後に説明するパス選択禁止フラグが有効であるか否かの
情報を禁止パス検出部３４から取得し、パス選択禁止フラグが有効であるパスがある場合
にそのパスを選択対象から除外する。

この場合、ＡＣＳ演算部３１は、状態Ｓ_m'から状態Ｓ_nへと遷移するパスが選択対象か
ら除外されたものとすると、状態Ｓ_nに状態Ｓ_mおよび状態Ｓ_m'から遷移する２つのパスの
パスメトリックＰＭ_n ⁰（ｋ）およびＰＭ_n ¹（ｋ）を次式により算出する。

ここで、Δ_m'（ｋ−１）は時刻ｋ−１において状態Ｓ_m'に時刻ｋ−２における２つの状
態から遷移する場合の２つの遷移パスのパスメトリックＰＭ_m ⁰（ｋ−２）およびＰＭ_m' ¹
（ｋ−２）の差の絶対値

である。

そして、ＡＣＳ演算部３１は、２つのパスのパスメトリックＰＭ_n ⁰（ｋ）およびＰＭ_n ¹
（ｋ）の大小関係を比較し、式（４）に基づいてパスの選択をおこなう。すなわち、ＡＣ
Ｓ演算部３１は、禁止パス検出部３４により検出された選択対象から除外すべきパスに繋
がる時刻ｋ−３において選択されたパスを変更することにより、パスの選択対象から除外
すべきパスをパスの選択対象に含め、パスの選択を実行する。

ここで、選択対象から除外されたパスが選択された場合には、ＡＣＳ演算部３１は、パ
スメモリ３２を更新する際に、除外されたパスの遷移元の状態のパスメモリ３２において
、時刻ｋ−３に選択された遷移パスを示すビット値を反転させる。

図１２および図１３には、時刻ｋ−１から時刻ｋにかけて、「１０１０１」という４連
続遷移を発生させる状態Ｓ₂から状態Ｓ₁への遷移パスが除外される場合が示されている。

図１３に示すように、時刻ｋ−１の状態Ｓ₂から時刻ｋの状態Ｓ₀への遷移パスが時刻ｋ
の状態Ｓ₀におけるＡＣＳ演算により選択された場合には、その遷移パスは禁止パス検出
部３４により検出された遷移パスではないので、ＡＣＳ演算部３１は、時刻ｋの状態Ｓ₀
のパスメモリの更新時に、時刻ｋ−１の状態Ｓ₂のパスメモリの内容を変更することなく
用いる。

一方、時刻ｋ−１の状態Ｓ₂から時刻ｋの状態Ｓ₁への遷移パスが時刻ｋの状態Ｓ₁のＡ
ＣＳ演算において選択された場合には、その遷移パスは禁止パス検出部３４により検出さ
れた遷移パスであるので、ＡＣＳ演算部３１は、時刻ｋの状態Ｓ₁のパスメモリの更新時
に、時刻ｋ−１の状態Ｓ₂のパスメモリの内容「・・・１１０」において、時刻ｋ−３に
選択された遷移パスを示すビット値「０」を反転させる。

図１１の説明に戻ると、パスメモリ３２は、選択されたパスの情報を記憶するメモリで
ある。そして、パスメモリ３２に記憶された情報に基づいて生き残りパスが探索され、探
索された生き残りパスが復号データとして読み出される。

ＰＭメモリ３３は、ＡＣＳ演算部３１により算出されたパスメトリックを記憶するメモ
リである。ＰＭメモリ３３により記憶されたパスメトリックは、つぎの時刻ｋ＋１におけ
るＡＣＳ演算の実行時に、ＡＣＳ演算部３１により読み出される。

禁止パス検出部３４は、実施例１または実施例２で説明したように、特定の禁止パター
ンとパスメモリの値との間で値の一致検出をビットごとにおこない、全ビットが一致した
パスがある場合にそのパスに対応するパス選択禁止フラグを有効にする。

Δ値メモリ３５は、ＡＣＳ演算部３１が式（８）を用いて算出したパスメトリックの差
Δ_n（ｋ）を記憶するメモリである。ＡＣＳ演算部３１は、パスの削除がおこなわれる場
合に、Δ値メモリ３５に記憶された値を参照し、式（１０）を用いてパスメトリックの算
出をおこなう。

なお、ここでは、パス選択禁止フラグの設定を実施例１および２で説明したような禁止
パターンの一致判定により実行することとしたが、実施例３および４で説明したようにビ
ット数をカウントすることによりパス選択禁止フラグの設定をおこなうこととしてもよい
。

図１４は、実施例５の変形例に係る最尤復号器の機能構成を示す図である。図１４に示
すように、この最尤復号器は、ＢＭ演算部４０、ＡＣＳ演算部４１、パスメモリ４２、Ｐ
Ｍメモリ４３、ビット値監視部４４、禁止パス検出部４５、Δ値メモリ４６を有する。

ここで、ＢＭ演算部４０、パスメモリ４２、ＰＭメモリ４３、ビット値監視部４４、禁
止パス検出部４５は、図７で説明した最尤復号器のＢＭ演算部２０、パスメモリ２２、Ｐ
Ｍメモリ２３、ビット値監視部２４、禁止パス検出部２５と同様のものである。

ＡＣＳ演算部４１は、時刻ｋ−１の状態におけるパスメトリックと時刻ｋ−１から時刻
ｋに状態が遷移する場合のブランチメトリックとを加算し、それによって得られた時刻ｋ
の状態におけるパスメトリック間の大小比較によりパスを選択するＡＣＳ演算をおこなう
演算部である。

このＡＣＳ演算部４１は、パス選択禁止フラグが有効であるか否かの情報を禁止パス検
出部４５から取得し、パス選択禁止フラグが有効であるパスがある場合にそのパスを選択
対象から除外する。

その際、ＡＣＳ演算部４１は、Δ値メモリ４６に記憶されたパスメトリックの差の情報
を用いて、図１１で説明した最尤復号器のＡＣＳ演算部３１と同様のＡＣＳ演算をおこな
う。また、Δ値メモリ４６は、ＡＣＳ演算部４１が式（８）を用いて算出したパスメトリ
ックの差を記憶するメモリである。

上述してきたように、本実施例５では、ＡＣＳ演算部３１あるいはＡＣＳ演算部４１が
、禁止パス検出部３４あるいは禁止パス検出部４５により検出された選択対象から除外す
べきパスに繋がる過去に選択されたパスを変更することにより、パスの選択対象から除外
すべきパスをパスの選択対象に含め、パスの選択を実行することとしたので、復号結果の
候補となる符号語の数が減少するのを防止でき、利得のロスを最小限に抑えることができ
る。

ところで、上記実施例５では、ビタビ復号をおこなう最尤復号器において、パスメトリ
ックの比較対象となる符号語の数が減少するのを防止する場合について説明したが、軟出
力ビタビアルゴリズム（SOVA）を用いる最尤復号器においても同様に符号語の数が減少す
るのを防止するようにしてもよい。そこで、本実施例６では、軟出力ビタビアルゴリズム
を用いる最尤復号器において符号語の数が減少するのを防止する場合について説明する。

図１５は、実施例６に係る最尤復号器の機能構成を示す図であり、図１６は、パスの削
除を含む場合の尤度算出処理について説明する図であり、図１７は、時刻ｋ−１の状態Ｓ
₀および状態Ｓ₂から時刻ｋの状態Ｓ₁に状態が遷移する場合のトレリス線図である。

なお、図１６には、図４に示した４状態の状態遷移表に従って状態が遷移する場合、特
に、図１７に示すように、時刻ｋ−１の状態Ｓ₀および状態Ｓ₂から時刻ｋの状態Ｓ₁に２
つのパスが伸びており、時刻ｋの状態Ｓ₁におけるＡＣＳ演算により２つのパスのうち１
つが選択される場合について示している。ただし、処理対象とするパスはこれに限定され
ず、その他のパスに対しても以下に説明するものと同様の処理を容易に実行することがで
きる。

図１５に示すように、この最尤復号器は、ＢＭ演算部５０、ＡＣＳ演算部５１、パスメ
モリ５２、ＰＭメモリ５３、禁止パス検出部５４、Δ値メモリ５５、尤度更新部５６、尤
度メモリ５７を有する。

ＢＭ演算部５０は、サンプル値（復号器入力にチャネルの雑音が付加された信号）に対
するブランチメトリックを算出するＢＭ演算（図１６の（ａ））をおこなう演算部である
。具体的には、ＢＭ演算部５０は、時刻ｋにおいて状態Ｓ_mから状態Ｓ_nに状態が遷移する
場合のブランチメトリックＢＭ_mn（ｋ）を式（１）により算出する。

ＡＣＳ演算部５１は、時刻ｋ−１の状態におけるパスメトリックと時刻ｋ−１から時刻
ｋに状態が遷移する場合のブランチメトリックとを加算し、それによって得られた時刻ｋ
の状態におけるパスメトリック間の大小比較によりパスを選択するＡＣＳ演算をおこなう
演算部である。

具体的には、ＡＣＳ演算部５１は、時刻ｋにおいて状態Ｓ_mに状態Ｓ_nおよび状態Ｓ_m'か
ら遷移する２つのパスのパスメトリックＰＭ_n ⁰（ｋ）およびＰＭ_n ¹（ｋ）を式（２）およ
び式（３）を用いて算出するＡＤＤ演算（図１６の（ｂ））をおこなう。

ただし、ＡＣＳ演算部５１は、後に説明するパス選択禁止フラグが有効であるか否かの
情報を禁止パス検出部５４から取得し、パス選択禁止フラグが有効であるパスがある場合
にそのパスを選択対象から除外する。

この場合、状態Ｓ_m'から状態Ｓ_nへと遷移するパスが選択対象から除外されたものとす
ると、ＡＣＳ演算部５１は、状態Ｓ_nに状態Ｓ_mおよび状態Ｓ_m'から遷移する２つのパスの
パスメトリックＰＭ_n ⁰（ｋ）およびＰＭ_n ¹（ｋ）を式（９）および式（１０）を用いて算
出するＡＤＤ演算（図１６の（ｂ））をおこなう。

その後、ＡＣＳ演算部５１は、２つのパスのパスメトリックＰＭ_n ⁰（ｋ）およびＰＭ_n ¹
（ｋ）の大小関係を比較し、式（４）に基づいてパスを選択するＣＯＭＰＡＲＥ演算（図
１６の（ｃ））をおこなう。

また、ＡＣＳ演算部５１は、２つのパスのパスメトリックＰＭ_n ⁰（ｋ）およびＰＭ_n ¹（
ｋ）の差の絶対値を式（８）により算出するΔ値演算（図１６の（ｄ））をおこなう。こ
こで算出されたパスメトリックの差は、次時刻におけるＡＤＤ演算（図１６の（ｂ））に
おいて選択対象から除外されるパスがある場合に用いられる。

さらに、ＡＣＳ演算部５１は、ＣＯＭＰＡＲＥ演算（図１６の（ｃ））の結果に基づい
て、パスメモリの内容を更新する。図１６では、状態Ｓ₁のパスメモリの内容を更新する
場合が示されている。

具体的には、ＡＣＳ演算部５１は、ＣＯＭＰＡＲＥ演算（図１６の（ｃ））の結果が「
真」である場合には、状態Ｓ₁のパスメモリにビット値「０」を追加し、状態Ｓ₁のパスメ
モリの内容を更新する。

ここで、ＣＯＭＰＡＲＥ演算では、式（４）のＰＭ_n ⁰（ｋ）が状態Ｓ₀から状態Ｓ₁への
遷移パスに対応する状態Ｓ₁のパスメトリック、ＰＭ_n ¹（ｋ）が状態Ｓ₂から状態Ｓ₁への
遷移パスに対応する状態Ｓ₁のパスメトリックを表すとすると、

である場合に、「真」であると判定し、

である場合には、「偽」であると判定する。

また、ＡＣＳ演算部５１は、ＣＯＭＰＡＲＥ演算（図１６の（ｃ））の結果が「偽」で
ある場合には、状態Ｓ₁のパスメモリにビット値「１」を追加し、パスメモリの内容を更
新する。

さらに、ＡＣＳ演算部５１は、パス選択禁止フラグが有効か否か、パス選択禁止フラグ
が有効である場合は、パス選択禁止フラグが有効であるパスがＣＯＭＰＡＲＥ演算（図１
６の（ｃ））において選択されたか否かを判定する除外パス選択判定（図１６の（ｅ））
をおこなう。

図１８は、除外パス選択判定における判定基準を示す図である。図１８に示すように、
ＡＣＳ演算部５１は、パス選択禁止フラグが無効である場合に、判定結果を「ｄｅｃＡ」
とする。

また、ＡＣＳ演算部５１は、パス選択禁止フラグが有効であり、パス選択処理において
除外されたパスとは異なるパスが選択された場合には、判定結果を「ｄｅｃＢ」とする。
さらに、ＡＣＳ演算部５１は、パス選択禁止フラグが有効であり、パス選択処理において
除外されたパスが選択された場合には、判定結果を「ｄｅｃＣ」とする。

さらに、ＡＣＳ演算部５１は、除外パス選択判定（図１６の（ｅ））の判定結果が「ｄ
ｅｃＣ」である場合に、実施例５の場合と同様にして、状態Ｓ₁のパスメモリに新たに追
加されたビット値の１時刻前のビット値を反転させ、状態Ｓ₁のパスメモリの内容を更新
する。

図１５の説明に戻ると、パスメモリ５２（図１６のＰ０〜Ｐ３）は、選択されたパスの
情報を記憶するメモリである。そして、パスメモリ５２に記憶された情報は、禁止パス検
出部５４および尤度更新部５６により参照される。

ＰＭメモリ５３は、ＡＣＳ演算部５１により算出されたパスメトリックを記憶するメモ
リである。ＰＭメモリ５３により記憶されたパスメトリックは、つぎの時刻ｋ＋１におけ
るＡＣＳ演算の実行時に、ＡＣＳ演算部５１により読み出される。

禁止パス検出部５４は、実施例１または実施例２で説明したように、特定の禁止パター
ンとパスメモリの値との間で値の一致検出をビットごとにおこない、全ビットが一致した
パスがある場合にそのパスに対応するパス選択禁止フラグを有効にする禁止パス検出（図
１６の（ｈ））をおこなう。なお、パス選択禁止フラグの設定は、実施例３または実施例
４で説明したように、ビットをカウントすることによりおこなうこととしてもよい。

Δ値メモリ５５（図１６のＬ０〜Ｌ３）は、ＡＣＳ演算部５１が式（８）を用いて算出
したパスメトリックの差Δ_n（ｋ）を記憶するメモリである。ＡＣＳ演算部５１は、パス
の削除がおこなわれる場合に、Δ値メモリ３５に記憶された値を参照し、式（１０）を用
いてパスメトリックの算出をおこなう。

尤度更新部５６は、尤度メモリ５７に記憶された生き残りパスの対数尤度比の情報を更
新（図１６の（ｇ））する更新部である。

具体的には、尤度更新部５６は、ＡＣＳ演算部５１によるＣＯＭＰＡＲＥ演算（図１６
の（ｃ））および除外パス選択判定（図１６の（ｅ））の結果に基づいて、パスメモリ５
２に状態ごとに記憶されたビット値をビットごとに比較（図１６の（ｆ））する。そして
、尤度更新部５６は、時刻ｋにおける状態Ｓ_nの対数尤度比を算出し、算出した対数尤度
比を尤度メモリ５７に記憶することにより尤度メモリ５７の内容を更新する。

図１９は、対数尤度比の算出方法について説明する図である。図１９に示すように、対
数尤度比の算出方法は、ＣＯＭＰＡＲＥ演算の演算結果（図１６の（ｃ））および除外パ
ス選択判定（図１６の（ｅ））の判定結果により異なるものとなる。なお、図１９におい
て、判定結果が「ｄｅｃＡ」である場合には、対数尤度比の算出方法は、従来の軟出力ビ
タビアルゴリズムと同じものとなる。

従来の軟出力ビタビアルゴリズムに関しては、「M.P.C. Fossorier, F. Burkert, S. L
in, J. Hagenauer著, "On the equivalence between SOVA and MAX-Log-MAP decodings",
IEEE Commun. Letters, vol. 2, No. 5, May 1998」、「井坂，今井著，"Shannon限界へ
の道標： "Parallel concatenated (Turbo) coding"， "Turbo (iterative) decoding"
とその周辺"，信学技法，ＩＴ９８−５１，１９９８.１２.」などに詳しく説明されてい
る。

すなわち、判定結果が「ｄｅｃＡ」であり、ＣＯＭＰＡＲＥ演算（図１６の（ｃ））の
演算結果が「真」であり、

である場合には、

により時刻ｋにおける状態Ｓ₁の対数尤度比が算出される。

ここで、

は、それぞれ時刻ｊ（ｊ＜ｋ）における状態Ｓ₀の情報ビットｕ_j ⁰の復号値、および、時
刻ｊにおける状態Ｓ₂の情報ビットｕ_j ²の復号値である。

また、

は、情報ビットｕ_j ⁰の復号値に対する事後確率の対数尤度比である。

また、判定結果が「ｄｅｃＡ」であり、ＣＯＭＰＡＲＥ演算（図１６の（ｃ））の演算
結果が「真」であり、

である場合には、

ここで、

は、情報ビットｕ_j ²の復号値に対する事後確率の対数尤度比である。

また、判定結果が「ｄｅｃＡ」であり、ＣＯＭＰＡＲＥ演算（図１６の（ｃ））の演算
結果が「偽」であり、式（１２）の関係を満たす場合には、

また、判定結果が「ｄｅｃＡ」であり、ＣＯＭＰＡＲＥ演算（図１６の（ｃ））の演算
結果が「偽」であり、式（１６）の関係を満たす場合には、

さらに、判定結果が「ｄｅｃＢ」または「ｄｅｃＣ」である場合には、ＣＯＭＰＡＲＥ
演算（図１６の（ｃ））の演算結果や、式（１４）および式（１６）の関係を満たすか否
かにかかわらず、

すなわち、この場合には、時刻ｋにおける状態Ｓ₁の対数尤度比として、選択候補から
除外されなかったパスの遷移元の状態Ｓ₀に対応する情報ビットｕ_j ⁰の復号値の対数尤度
比が用いられる。

その後、尤度更新部５６は、算出した対数尤度比を尤度メモリ５７に記憶し、尤度メモ
リ５７の内容を更新する。尤度メモリ５７は、尤度更新部５６により算出された対数尤度
比を記憶するメモリである。この尤度メモリ５７に記憶された対数尤度比が軟情報復号デ
ータとして出力される。

上述してきたように、本実施例６では、尤度更新部５６が、ＡＣＳ演算部５１によりパ
スの選択が実行された場合に、選択されたパスの遷移先の状態の尤度情報を、式（２０）
に示したように、当該パスの遷移元の状態における過去の時点の復号結果に係る尤度情報
に基づいて生成することとしたので、復号結果の候補となる符号語の数が減少するのを防
止し、利得のロスを最小限に抑える軟出力復号器を容易に構成することができる。

ところで、上記実施例１〜６では、所定の制限を満足しないパスを削除する場合につい
て説明してきたが、誤り位置が分散し、長い誤り事象が多く発生する場合には、さらにそ
れらに対処できるように符号器および復号器を構成することとしてもよい。

たとえば、次世代の信号処理技術の最有力候補としてＬＤＰＣ（Low Density Parity C
heck）符号が注目されている。このＬＤＰＣ符号は、疎な誤り検出用のパリティデータを
データ部に付加して記録媒体への記録処理をおこない、再生時にはパーシャルレスポンス
検出とパリティ検査とを軟復号情報を用いて交互に複数回実行することにより復号データ
の信頼性を高める技術である。

しかし、このＬＤＰＣ符号には、誤り位置が分散し、長い誤り事象が多く発生するとい
う欠点がある。そのため、ＬＤＰＣ符号とＥＣＣ（Error Correcting Code）とを単に組
み合わせる場合には良好な結果は得られない。

このような欠点を補うため、符号の連続遷移数（１の連続数）を制限するＭＴＲ符号を
用いることが考えられる。ただし、ＭＴＲ符号を用いたとしても、長い誤り事象の発生を
抑えることができるが、誤り位置が分散するという問題は依然解決されない。

このため、ＭＴＲ符号化系列に対する復号をおこなう際に、エラーが数個あるだけでエ
ラー伝播が発生し、復号系列の信頼性が低下する。そこで、本実施例７では、長い誤り事
象およびエラー伝播の発生を抑え、復号系列の信頼性を高める場合について説明する。

図２０は、実施例７に係る記録再生装置の機能構成について説明する図である。この記
録再生装置は、ＭＴＲ符号器６０、ＥＣＣ符号器６１、記録再生チャネル６２、チャネル
検出器６３、ＥＣＣ復号器６４、ＭＴＲ復号器６５を有する。

ＭＴＲ符号器６０は、情報系列のＭＴＲ符号化をおこなう符号器である。ＥＣＣ符号器
６１は、ＭＴＲ符号器６０により符号化された符号系列のＥＣＣ符号化をおこなう符号器
である。記録再生チャネル６２は、磁気媒体などにＥＣＣ符号器６１から出力された記録
系列を記録し、また、記録系列を再生する磁気記録ＰＲ（Partial Response）チャネルで
ある。

チャネル検出器６３は、記録再生チャネル６２により再生された信号に対して、実施例
１〜５で説明したような最尤復号法にしたがって、チャネルの特性に適し、ＭＴＲ符号に
よる所定の制約を満足しないパスを選択候補から除外しつつ、チャネル検出をおこなう検
出器である。なお、ここでは、パスを実施例１〜５で説明したように動的に除外すること
としたが、図３０で説明したように静的に除外するなど他の方法を用いることとしてもよ
い。

ＥＣＣ復号器６４は、チャネル検出器６３により検出されたチャネル検出系列に含まれ
る誤り訂正符号（ＥＣＣ）を用いて誤り訂正をおこなう復号器である。ＭＴＲ復号器６５
は、ＥＣＣ復号器６４により誤り訂正がなされた符号系列のＭＴＲ復号をおこない、情報
系列を出力する復号器である。

このように、この記録再生装置では、ＥＣＣ復号をおこなった後に、ＭＴＲ復号をおこ
なうこととしているので、ＭＴＲ復号時のエラー伝播の原因となるエラーをＭＴＲ復号の
実行前に訂正することができ、エラー伝播を抑制することができる。

図２１は、記録系列を生成するＥＣＣ符号器６１の構成について説明する図であり、図
２２は、記録系列の生成処理について説明する図である。

図２１に示すように、ＥＣＣ符号器６１は、ＲＳ−ＥＣＣ符号器７０、ＭＴＲ符号器７
１、マルチプレクサ７２を有する。ＥＣＣ符号器６１は、ＭＴＲ符号器６０によりＭＴＲ
符号化されたＭＴＲ符号化系列をＲＳ−ＥＣＣ符号器７０とマルチプレクサ７２とに入力
する。

ＲＳ−ＥＣＣ符号器７０は、図２２に示すように、ＭＴＲ符号化系列をリードソロモン
コードを用いてＥＣＣ符号化し、ＥＣＣパリティ系列を生成する符号器である。ＭＴＲ符
号器７１は、ＲＳ−ＥＣＣ符号器７０により生成されたＥＣＣパリティ系列をＭＴＲ符号
化し、ＭＴＲ符号化ＥＣＣパリティ系列を生成する符号器である。

マルチプレクサ７２は、ＭＴＲ符号器６０から受信したＭＴＲ符号化系列と、ＭＴＲ符
号器７１から受信したＭＴＲ符号化ＥＣＣパリティ系列とを結合し、記録系列を生成する
マルチプレクサである。

また、図２３は、チャネル検出系列を復号するＥＣＣ復号器６４の構成について説明す
る図であり、図２４は、チャネル検出系列の復号処理について説明する図である。

図２３に示すように、ＥＣＣ復号器６４は、デマルチプレクサ８０、ＭＴＲ復号器８１
、ＲＳ−ＥＣＣ復号器８２を有する。デマルチプレクサ８０は、チャネル検出器６３によ
り検出されたチャネル検出系列を、ＭＴＲ符号化系列とＭＴＲ符号化ＥＣＣパリティ系列
とに分け、ＭＴＲ符号化系列をＲＳ−ＥＣＣ復号器８２に、ＭＴＲ符号化ＥＣＣパリティ
系列をＭＴＲ復号器に出力するデマルチプレクサである。

ＭＴＲ復号器８１は、図２４に示すように、デマルチプレクサ８０から受信したＭＴＲ
符号化ＥＣＣパリティ系列をＭＴＲ復号してＥＣＣパリティ系列を生成し、そのＥＣＣパ
リティ系列をＲＳ−ＥＣＣ復号器８２に出力する復号器である。

ＲＳ−ＥＣＣ復号器８２は、デマルチプレクサ８０から受信したＭＴＲ符号化系列、お
よび、ＭＴＲ復号器８１から受信したＥＣＣパリティ系列に対するＥＣＣ復号をおこなっ
てＭＴＲ符号化系列を生成し、そのＭＴＲ符号化系列をＭＴＲ復号器６５に出力する復号
器である。

なお、ここでは、ビタビ復号法を用いた最尤復号をおこなう記録再生装置について説明
したが、軟出力ビタビアルゴリズム（SOVA）を用いた最尤復号をおこなう記録再生装置に
ついても同様に、ＭＴＲ復号の実行前にエラー訂正をおこなうことによりＭＴＲ復号時の
エラー伝播を抑制することができる。

図２５は、軟出力ビタビアルゴリズムを用いて最尤復号をおこなう記録再生装置の機能
構成について説明する図である。この記録再生装置は、ＭＴＲ符号器９０、ＥＣＣ符号器
９１、ＬＤＰＣ符号器９２、マルチプレクサ９３、記録再生チャネル９４、チャネル検出
器９５、ＬＤＰＣ復号器９６、ＥＣＣ復号器９７、ＭＴＲ復号器９８を有する。

ＭＴＲ符号器９０は、情報系列のＭＴＲ符号化をおこなう符号器である。ＥＣＣ符号器
９１は、ＭＴＲ符号器９０により符号化された符号系列のＥＣＣ符号化をおこなって記録
系列を生成し、生成した記録系列をＬＤＰＣ符号器９２とマルチプレクサ９３とに出力す
る符号器である。

ＬＤＰＣ符号器９２は、ＥＣＣ符号器９１により生成された記録系列をＬＤＰＣ符号化
し、ＬＤＰＣ符号化系列を生成してマルチプレクサ９３に出力する符号器である。マルチ
プレクサ９３は、ＥＣＣ符号器９１により生成された記録系列と、ＬＤＰＣ符号器９２に
より生成されたＬＤＰＣ符号化系列とを結合し、チャネル記録系列を生成するマルチプレ
クサである。

記録再生チャネル９４は、磁気媒体などにマルチプレクサ９３から出力されたチャネル
記録系列を記録し、また、記録系列を再生する磁気記録ＰＲチャネルである。

チャネル検出器９５は、記録再生チャネル６２により再生された信号に対して、実施例
６で説明したような方法にしたがって、チャネルの特性に適し、ＭＴＲ符号による所定の
制約を満足しないパスを選択候補から除外しつつチャネル検出をおこなう検出器である。
なお、ここでは、パスを実施例６で説明したように動的に除外することとしたが、図３０
で説明したように静的に除外するなど他の方法を用いることとしてもよい。

ＬＤＰＣ復号器９６は、チャネル検出器９５との間でやり取りされる尤度情報の更新を
所定の回数おこなうことによりチャネル検出されたチャネル検出系列の復号をおこない、
その結果得られたＬＤＰＣ復号系列をＥＣＣ復号器９７に出力する復号器である。

ＥＣＣ復号器９７は、ＬＤＰＣ復号器９６から受信したＬＤＰＣ復号系列に含まれる誤
り訂正符号（ＥＣＣ）を用いて誤り訂正をおこなう復号器である。ＭＴＲ復号器９８は、
ＥＣＣ復号器９７により誤り訂正がなされた符号系列のＭＴＲ復号をおこない、情報系列
を出力する復号器である。

このように、軟出力ビタビアルゴリズムを用いて最尤復号をおこなう記録再生装置にお
いても、ＥＣＣ復号をおこなった後に、ＭＴＲ復号をおこなうことにより、ＭＴＲ復号時
のエラー伝播の原因となるエラーをＭＴＲ復号の実行前に訂正することができ、エラー伝
播を抑制することができる。

上述してきたように、本実施例７では、ＥＣＣ復号器６４，９７が、符号系列に含まれ
る誤り訂正符号を用いて誤り訂正をおこない、ＭＴＲ復号器６５，９８が、ＥＣＣ復号器
６４，９７により誤り訂正がおこなわれた後、ＭＴＲ符号を用いて符号化された符号系列
を復号することとしたので、ＭＴＲ復号時のエラー伝播の原因となるエラーをＭＴＲ復号
の実行前に訂正することができ、エラー伝播を抑制することができる。

また、本実施例７では、チャネル検出器９５およびＬＤＰＣ復号器９６が、トレリス線
図における各状態の遷移を表すパスの中から所定の条件を満足しないパスをパスの選択対
象から除外してパスを選択することにより符号系列の復号をおこない、ＥＣＣ復号器９７
が、復号した符号系列に含まれる誤り訂正符号を用いて誤り訂正をおこなうこととしたの
で、所定の条件を満足させつつ、ＭＴＲ復号時のエラー伝播の原因となるエラーをＭＴＲ
復号の実行前に訂正することができ、エラー伝播を抑制することができる。

また、本実施例７では、ＭＴＲ復号器６０，９０が、情報系列をＭＴＲ符号を用いて符
号化し、ＥＣＣ符号器６１，９１が、ＭＴＲ復号器６０，９０により符号化された符号化
系列を誤り訂正符号を用いて符号化することとしたので、ＭＴＲ復号時のエラー伝播の原
因となるエラーをＭＴＲ復号の実行前に誤り訂正符号を用いて訂正することができる符号
化系列を生成することができる。

さて、これまで本発明の実施例について説明したが、本発明は上述した実施例以外にも
、特許請求の範囲に記載した技術的思想の範囲内において種々の異なる実施例にて実施さ
れてもよいものである。たとえば、本発明は磁気ディスク装置用の復号器に適用されるだ
けでなく、光ディスク記憶装置や通信用の復号器に適用することとしてもよい。

また、本実施例において説明した各処理のうち、自動的におこなわれるものとして説明
した処理の全部または一部を手動的におこなうこともでき、あるいは、手動的におこなわ
れるものとして説明した処理の全部または一部を公知の方法で自動的におこなうこともで
きる。

この他、上記文書中や図面中で示した処理手順、制御手順、具体的名称、各種のデータ
やパラメータを含む情報については、特記する場合を除いて任意に変更することができる
。

また、図示した復号器の各構成要素は機能概念的なものであり、必ずしも物理的に図示
のように構成されていることを要しない。すなわち、復号器の分散・統合の具体的形態は
図示のものに限られず、その全部または一部を、各種の負荷や使用状況などに応じて、任
意の単位で機能的または物理的に分散・統合して構成することができる。

さらに、復号器にて行なわれる各処理機能は、その全部または任意の一部が、ＣＰＵお
よび当該ＣＰＵにて解析実行されるプログラムにて実現され、あるいは、ワイヤードロジ
ックによるハードウェアとして実現され得る。

（付記１）トレリス線図における各状態の遷移を表すパスの中から所定の条件に基づいて
パスを選択することにより符号の復号をおこなう復号器であって、
時刻ｋにおけるパスが選択される場合に、時刻（ｋ−（符号の拘束長）＋１）より前の
時刻において選択されたパスの選択履歴に係る情報を記憶する記憶手段と、
前記記憶手段により記憶された情報と時刻ｋ−１から時刻ｋに状態が遷移する場合の遷
移元の状態の情報とに基づいてパスの選択対象から除外すべきパスを検出するパス検出手
段と、
を備えたことを特徴とする復号器。

（付記２）前記パス検出手段は、前記記憶手段に記憶された情報におけるビット列と特定
のビット列との間で各ビットの一致判定をおこない、当該一致判定の結果に基づいてパス
の選択対象から除外すべきパスを検出することを特徴とする付記１に記載の復号器。

（付記３）前記特定のビット列は、ビットが連続して反転するビット列であることを特徴
とする付記２に記載の復号器。

（付記４）前記特定のビット列は、同一ビットが連続するビット列であることを特徴とす
る付記２に記載の復号器。

（付記５）前記パス検出手段は、前記記憶手段に記憶された情報におけるビット列のビッ
トをカウントすることによりパスの選択対象から除外すべきパスを検出することを特徴と
する付記１に記載の復号器。

（付記６）前記パス検出手段は、前記ビット列において連続して反転するビットをカウン
トすることによりパスの選択対象から除外すべきパスを検出することを特徴とする付記５
に記載の復号器。

（付記７）前記パス検出手段は、前記ビット列において連続する同一ビットをカウントす
ることによりパスの選択対象から除外すべきパスを検出することを特徴とする付記５に記
載の復号器。

（付記８）前記パス検出手段により検出されたパスに繋がる過去に選択されたパスを変更
することによりパスの選択対象から除外すべきパスをパスの選択対象に含め、パスの選択
を実行するパス選択手段をさらに備えたことを特徴とする付記１〜７のいずれか１つに記
載の復号器。

（付記９）前記パス選択手段によりパスの選択が実行された場合に、選択されたパスの遷
移先の状態の尤度情報を、当該パスの遷移元の状態における過去の時点の復号結果に係る
尤度情報に基づいて生成する尤度情報生成手段をさらに備えたことを特徴とする付記８に
記載の復号器。

（付記１０）ＭＴＲ（Maximum Transition Run）符号を用いて符号化され、さらに誤り訂
正符号を用いて符号化された符号系列を復号する復号器であって、
前記符号系列に含まれる誤り訂正符号を用いて誤り訂正をおこなう誤り訂正手段と、
前記誤り訂正手段により誤り訂正がなされた後、ＭＴＲ符号を用いて符号化された符号
系列を復号するＭＴＲ復号手段と、
を備えたことを特徴とする復号器。

（付記１１）トレリス線図における各状態の遷移を表すパスの中から所定の条件を満足し
ないパスをパスの選択対象から除外してパスを選択することにより符号系列の復号をおこ
なうパス選択復号手段をさらに備え、前記誤り訂正手段は、前記パス選択復号手段により
復号された符号系列に含まれる誤り訂正符号を用いて誤り訂正をおこなうことを特徴とす
る付記１０に記載の復号器。

（付記１２）情報系列を符号化する符号器であって、
情報系列をＭＴＲ（Maximum Transition Run）符号を用いて符号化するＭＴＲ符号化手
段と、
前記ＭＴＲ符号化手段により符号化された符号化系列を誤り訂正符号を用いて符号化す
る誤り訂正符号化手段と、
を備えたことを特徴とする符号器。

（付記１３）トレリス線図における各状態の遷移を表すパスの中から所定の条件に基づい
てパスを選択することにより符号の復号をおこなう復号方法であって、
時刻ｋにおけるパスを選択する場合に、時刻（ｋ−（符号の拘束長）＋１）より前の時
刻において選択されたパスの選択履歴に係る情報を記憶する記憶工程と、
前記記憶工程により記憶された情報と時刻ｋ−１から時刻ｋに状態が遷移する場合の遷
移元の状態の情報とに基づいてパスの選択対象から除外すべきパスを検出するパス検出工
程と、
を含んだことを特徴とする復号方法。

以上のように、本発明に係る復号器および符号器は、符号の拘束長を増加させることな
く、所定の制限を満足しないパスを効率的に削除して大きな利得を得ることが必要な復号
システムおよび符号化システムに対して有用である。

本発明に係る復号処理の概念について説明する図である。実施例１に係る最尤復号器の機能構成を示す図である。実施例１に係る禁止パス検出処理について説明する図である。状態数が４の場合の状態遷移表である。禁止パターンの生成規則について説明する図である。実施例２に係る禁止パス検出処理について説明する図である。実施例３に係る最尤復号器の機能構成を示す図である。ビット値の遷移数カウント処理について説明する図である。ビット値の遷移数カウント処理を用いて実現されるビタビ復号処理について説明する図である。ビット値の連続数カウント処理について説明する図である。実施例５に係る最尤復号器の機能構成を示す図である。実施例５におけるＡＣＳ演算処理におけるトレリス線図を示す図である。実施例５におけるＡＣＳ演算処理について説明する図である。実施例５の変形例に係る最尤復号器の機能構成を示す図である。実施例６に係る最尤復号器の機能構成を示す図である。パスの削除を含む場合の尤度算出処理について説明する図である。時刻ｋ−１の状態Ｓ₀および状態Ｓ₂から時刻ｋの状態Ｓ₁に状態が遷移する場合のトレリス線図である。除外パス選択判定における判定基準を示す図である。対数尤度比の算出方法について説明する図である。実施例７に係る記録再生装置の機能構成について説明する図である。記録系列を生成するＥＣＣ符号器６１の構成について説明する図である。記録系列の生成処理について説明する図である。チャネル検出系列を復号するＥＣＣ復号器６４の構成について説明する図である。チャネル検出系列の復号処理について説明する図である。軟出力ビタビアルゴリズムを用いて最尤復号をおこなう記録再生装置の機能構成について説明する図である。従来のＰＲ１ＭＬ方式における状態遷移表である。従来のＰＲ１ＭＬ方式におけるトレリス線図である。従来のビタビ復号法を用いたパス選択処理について説明する図である。従来の最尤復号器の機能構成を示す図である。６／７ＭＴＲ符号化ＥＰＲ４ＭＬ方式について説明する図である。

符号の説明

１，１０，２０，３０，４０，５０ＢＭ演算部
２，１１，２１，３１，４１，５１ＡＣＳ演算部
３，１２，２２，３２，４２，５２パスメモリ
４，１３，２３，３３，４３，５３ＰＭメモリ
１４，２５，３４，４５，５４禁止パス検出部
２４，４４ビット値監視部
３５，４６，５５ Δ値メモリ
５６尤度更新部
５７尤度メモリ
６０，７１，９０ＭＴＲ符号器
６１，９１ＥＣＣ符号器
６２，９４記録再生チャネル
６３，９５チャネル検出器
６４，９７ＥＣＣ復号器
６５，８１，９８ＭＴＲ復号器
７０ＲＳ−ＥＣＣ符号器
７２，９３マルチプレクサ
８０デマルチプレクサ
８２ＲＳ−ＥＣＣ復号器
９２ＬＤＰＣ符号器
９６ＬＤＰＣ復号器

Claims

ＭＴＲ（Maximum Transition Run）符号を用いて符号化され、さらに誤り訂正符号を用いて符号化された符号系列を復号する復号器であって、
前記符号系列に含まれる誤り訂正符号を用いて誤り訂正をおこなう誤り訂正手段と、
前記誤り訂正手段により誤り訂正がなされた後、ＭＴＲ符号を用いて符号化された符号系列を復号するＭＴＲ復号手段と、
を備えたことを特徴とする復号器。
情報系列を符号化する符号器であって、
情報系列をＭＴＲ（Maximum Transition Run）符号を用いて符号化するＭＴＲ符号化手段と、
前記ＭＴＲ符号化手段により符号化された符号化系列を誤り訂正符号を用いて符号化する誤り訂正符号化手段と、
を備えたことを特徴とする符号器。