JP2705939B2

JP2705939B2 - ２進データ符号化復号化回路

Info

Publication number: JP2705939B2
Application number: JP612988A
Authority: JP
Inventors: 輝雄古川
Original assignee: Mitsubishi Electric Corp
Current assignee: Mitsubishi Electric Corp
Priority date: 1988-01-13
Filing date: 1988-01-13
Publication date: 1998-01-28
Anticipated expiration: 2013-01-28
Also published as: JPH01181231A

Description

【発明の詳細な説明】〔産業上の利用分野〕この発明は２進データを光デイスクのような記録媒体
に記録し、又は記録媒体から再生する際に元の２進デー
タ列を、記録に適した２進符号列に変換すると共に、変
換された２進符号列を復号変換する２進データ符号化復
号化方式に関する。

〔従来の技術〕

従来から光デイスクのような記録媒体に、２進データ
を記録する際に、記録密度を向上させるため種々の符号
化方式が提案され、かつ実用化されている。

第12図は従来の符号化方式の一例を示す説明図で、同
図（Ａ）は元の２進データ列のビツトパターンの一例を
示し、Ｔはビツト間隔を示す。同図（Ｂ）及び（Ｃ）は
従来の符号化方式の一例で（Ｂ）はMFM方式と言われ同
図（Ｃ）は米国特許第4115768にあるように（２−７）R
LLCと言われている。

同図において、光デイスクへの適用時変換されたコー
ド（チヤンネルコード）“1"の位置にて光デイスク上に
記録ピツトを形成し、再生時そのピツト位置を再生信号
の微分信号を検出する方式等により検出する。

この記録方式はRZ記録と呼ばれ光デイスク特有のもの
である。従来磁気記録装置では、符号化コードのビツト
“1"で磁化極性を交番反転させるNRZI記録方式が使用さ
れているが、NRZI記録方式は再生波形に偶数次歪が生じ
ると、検出信号デユーテイが変動する。

そのため、光デイスク装置のような記録レーザパワー
の温度によるパワー変動や、デイスク特性のバラツキ等
により、記録時、正確なピツト形状を作成するのが困難
な装置では、主としてRZ記録方式が用いられている。

他方、光デイスク装置をより大容量かつ高転送レート
にする必要から線密度を向上させる必要がある。高密度
記録を行なう場合の障害について述べる。

まず再生波形干渉の増大について述べる。最小記録ピ
ツト間隔｛第12図においてMFM方式では最小ピツト間隔
＝T,（２−７）RLLCでは1.5Tが記録及び再生光ビームス
ポツト径に対し小さくなると、隣接ピツトをも再生し、
波形干渉により、検出信号のジツターが増大し、誤り率
が増大する。光ビームスポツト径は、K.λ/NAで与えら
れ、現状では約1.0μｍ以下は困難である。

（K:定数，λ：レーザ波長,NA:対物レンズ開口度）このため、最小ピツト間隔がより大きい符号化方式が
望ましい。

次にS/N比の低下によるノイズジツターの増大につい
て述べる。

再生信号のS/N比は、記録周波数が高くなると、光ビ
ームスポツト径が主要因となる高域低下現象（分解能の
低下）によりＳ値が低下し、S/N比が悪化し、ノイズに
よる検出信号ジツターが増大し、誤り率が増大する。こ
のためにも最小ピツト間隔がより大きい符号化方式が望
ましい。

一方符号化方式について考察すると、一般にｍビツト
データをｎビツトコードに変換し、最小ビツト間隔をTm
inとすると以下の理論的考察が報告されている。

まず変換コード列のビツト“1"間のビツト“0"の最小
値をｄ、最大値をｋとすると以下の式が成立する。

Tmin（最小ピット間隔）＝（m/n）×（ｄ＋１）×Ｔ次に、ｋを無限大まで大きくしても、最大符号化効率
（Tw）は第３式の値を越えることはできない。すなわ
ち、Tminが（２−７）RLLC（ｍ＝2,n＝4,d＝2,k＝7,Tmi
n＝1.5T,Tw＝0.5T）の限界が次の論文に記載されてい
る。

「D.T.TANG and L.R.BAHL 1970,Information and Control 17,436−461″Block Co
des for a Class of Constrained Noiseless Channel
s″」「F.A.FRANASZEK 1970,July IBM Journal Res.Develop″Sequence−State
Methods for Run−Length Limited Coding″」一方Tminのみを大きくしても、Twが極端に小さくなる
と、各種ノイズ、外来クロストーク等によるジツターに
対して許容できなくなり、Tmin Tw共に大きい符号化方
式が望ましい。

しかし、先述の光デイスクではデイスクのS/Nの改善
等により、低周波領域での再生S/N比は約36dB以上得ら
れており、前記記録周波数を低下させることになる。

Ｓの低下の改善と、再生波形干渉の改善を図るほうが
高密度記録が可能となる。他方従来の符号化方式ではセ
ルフクロツキング機能の必要性より、ｋ値を小さくする
ことが重要であつた。

しかし最近光デイスク装置において、デイスク傾斜に
強く、光学ヘツド等が簡易化できるサンプルサーボ方式
トラツキングサーボが使用されるようになつた。この方
式の概略を第３図に示す。

デイスクトラツク上に、サーボ信号抽出エリア（Ａ）
（サーボバイトエリアという）が１周に対し1000個以上
等間隔にプリピツトにてフオーマツトされている。記録
再生時、サーボバイト部の再生信号（Ｂ）によりウオブ
ルピツト間の信号レベルをサンプリングし比較すること
により、トラツキングサーボをコントロールすると共に
ウオブルピツトに後続するプリピツトを検出し、サーボ
バイト位置を示す規準信号（Ｃ）を検出する。

この信号をPLL回路にててい倍しリード／ライト用チ
ヤンネルクロツク（Ｄ）を得る。データは（Ｅ）の如
く、サーボエリアとデータエリアに細かく分断され、従
来磁気デイスク等に使用されているプリアンブル付デー
タフオーマツト（セルフロツキングフオーマツト）はデ
ータ効率の低下（各データエリアが小さくプリアンブル
で大半を専有する。）より使用できない。

新規な符号化方式に対しては、前記パラメータｋの制
限がなくなり、より高能率な符号化方式が構成できる可
能性がある。

しかし、第３図（Ｅ）のようなデータフオーマツトに
おいて、必要条件は各データエリアを任意に記録再生す
ることにより、符号化コードは、各データエリア内で完
結することが必要になる。

前記（２−７）RLLCはデータ長を２ビツト又は３ビツ
ト又は４ビツトに可変長に分離し、各チヤンネルコード
４ビツト又は６ビツト又は８ビツトに変換する。そのた
め、データエリアの最後の変換部でサーボエリア内にく
い込まずに変換を完了することが困難であつた。

データ部の最後にダミーデータを付加させることによ
り機能は達成できるが、通常データ部はバイト単位で構
成されており、又各データバイトは10〜15バイト程度の
エリアであり、１バイトをダミーデータに使用すること
は高密度化に対し非常に不利になる。

〔発明が解決しようとする課題〕

従来、光デイスク装置等が使用される高密度記録方式
として（２−７）RLLCが優れており、5.25インチ光デイ
スク装置のISO規格として実用化されている。

しかし、最短ピツト長が1.5T（T:データビツト長）で
あり、高密度記録時、再生波形干渉や信号成分Ｓの低下
によるS/N比劣化が生じ、より最短ピツト長の大きい符
号化方式が求められている。

又サンプルサーボ方式が光デイスク装置への適用に際
し、可変長符号方式であつても、各サーボバイトエリア
内のデータエリア内で、符号化の終始が完結することが
必要であり、この点からも上述（２−７）RLLCは問題と
なつていた。

この発明は上述した問題点を解決するものであり、最
短ピツト長（2T），弁別窓巾（0.4T）の新規な符号化方
式を提案する。

〔課題を解決するための手段〕

本発明に係る符号化復号化方式は、最小ピツト間隔を
（２−７）RLLCの1.5Tより、2Tに大きくした符号化方式
を提案するものであり、弁別窓巾の減少をほぼ理論的限
界値にできる。

第２図におけるｄ＝４の符号パラメータを用い、m/n
＝2/5に設定することにより、約100％近い符号化効率を
もつ、符号化アルゴリズムの特徴は次の３点である。

（１）データを２×Ｎビツト（１≦Ｎ≦４の整数）に可
変長に分離し、５×Ｎビットに分離し、Tmin＝2.0Tのコ
ードパラメータを達成する。

（２）Ｎ＝１の変換の場合、５ビツトコードは例えば先
頭３ビツトの内１ビツトが“1"であるか、すべて“0"の
コードである。

（３）Ｎ≧２の場合、変換される５ビツトコード×Ｎ個
のパターンは最後の５ビツトコードはすべて“0"であ
り、前の５ビツトコードは例えば後半２ビツトの内１ビ
ツトが“1"である。

また入力される２進データ列に対し、前記光デイスク
装置のサーボバイトエリアに対しては、常に“0"パター
ン変換される特定コードを仮想し、変換を行なうことに
より、このデータエリア内にて変換の終始は完結する。

復号化アルゴリズムは、最大変換コード長｛５×Ｎ
（＝４）＝20ビツト｝のパターンを照合することによる
ハードウエアの増大化を防ぐため、５ビツトコードの特
定の２ビツトパターン中のビツト“1"をカウントし、
“00"パターンでクリアーするカウンタをもち、このカ
ウンタの出力値を５ビツトコード用クロツクで最大４ク
ロツク間記憶することにより、この記憶データにより可
変長変換時の変換情報を得ることができる。

この変換情報を復号されるべき５ビツトコードによ
り、容易に論理アルゴリズムにて復号が行なわれる特長
を有する。

〔作用〕

この発明では、入力２進符号列を２×Ｎ（１≦Ｎ≦４
の整数）ビツト毎に可変長分離を行ない、５×Ｎビツト
のチヤンネルコードに変換し、変換されたコード列にお
いて、ビツト“1"に隣接して最小ビツト“0"の個数が４
個以上連続する特徴を有する符号変換方式を提供する。
前記サンプルサーボ方式の光デイスクの記録符号として
用いた場合、最小ビツト間隔が２×Ｔ（T:データビツト
長）に大きくでき、従来の方式以上の高密度化が可能と
なる。

また各データエリア内で符号化の終始が完結し、従来
のRLL符号化方式、たとえば（２−７）RLLCの場合の不
都合は解消される。

また、復号化方式においては、最大変換コード長（５
×４＝20ビツト）のパターンを照合することによるバー
ドウエアの増大を防ぐため、復号すべき５ビツトコード
に対し、その後に続く５ビツトコードの特定の２ビツト
コードのパターンを可変長変換時の変換情報として用い
る論理をもつ復号化方式を提供することにより、ハード
ウエア量が大巾に低減される。

〔実施例〕

第１図は本発明の一実施例を示す符号化アルゴリズム
である。入力データに対する変換方法は番号の小さい変
換論理を優先させるものとする。

基本変換はデータを２ビツトに分離し、得られるコー
ド４種類をＡ〜Ｄとする。Ａ〜Ｄに対し、５ビツトコー
ドを“10000"（10進表示で１）及び“01000"（10進表示
で２）及び“00100"（10進表示で４）及び“00000"（10
進表示で０）に対応づける。

第１図の番号10〜13に各コードを対応させた場合、連
続するデータが“CA",“CB",“BA"以外はTminが2T（T:
データビツト長、を満足する。“CA",“CB",“BA"が連続する場合、この
内の２つの場合をビツトコード“0001000000"及び“000
0100000"に変換する。交換時の特徴は基本変換で使用し
た５ビツトコードの前半３ビツトは常に“0"であり、最
後の５ビツトコードはすべて“0"であり、符号パターン
上特異パターンとなり、かつTmin＝2.0Tを満足する。

仮に第１図の如きデータと符号を割り当てた場合、
“CB"なるデータが発生したとき、同様な考え方で、“C
BA",“CBB",“CBC",“CBD"のうち３種類を15ビツトコー
ドに変換する。Tmin＝2Tを満足し、変換パターンが特異
パターンになるのは３種類であり、残る１種類に対して
は、続く２ビツトデータ（Ａ〜Ｄ）を付加し、20ビツト
コードに変換することにより、変換された符号列は、Tm
in＝2Tを満足し、かつ特異パターンとなり、復号可能と
なる。なお、本発明においては第１図に示した入力デー
タと変換コードの対応を、前述のように、対応方法を変
えても成立することは明らかであり、データの発生コー
ドや誤りの発生状況（“1"→“0"になる誤りが多いが
“0"→“1"になる誤りが多いかなど）に応じてその対応
を最適にすることにより、復号誤り伝播等を良好にする
ことが可能である。

また、第１図に代り第４図のように、基本変換での５
ビツトコードを“00100",“00010",“00001",“00000"
なる後半３ビツト中にビツト“1"が存在するか、すべて
の“0"パターンにて構成し、基本変換以外においては、
変換コードを第４図のように構成してもよい。なお、こ
の場合も入力データに対応する変換コードは前記のよう
に、自由に設定できることは明白である。

なお、第１図において、前述したサーボバイトエリア
情報を入力データ“D"の連続信号（通常バイト単位でサ
ーボエリアは構成されており、１バイトの場合、“DDD
D"になる。）にすることにより、変換コードは、すべて
“0"パターンになり、サーボエリアへの記録（記録はコ
ード“1"でRZ記録される。）はなくなり、また、可変長
変換コードであるにもかかわらず、データの変換はサー
ボバイトエリアの前後で完結する。

次に、第１図に示した符号方式のハードウエアの一例
を説明する。

第５図は符号化回路の一例であり、第６図は第５図の
回路の動作を説明するためのタイミングチヤート、第７
図は第５図中PLA（プログラマブルロジツクアレイ）
（６）の論理アルゴリズムの説明図である。

第５図中、端子（１）に第６図（Ａ）のソースクロツ
クが、端子（２）にデータ（Ｂ）が入力され、シフトレ
ジスタ（４）により、シリアル／パラレル変換される。
この出力は、Ｄ−F/F（５）により、後述の変換モード
信号｛カウンタ（８）のキヤリイ出力（Ｄ）の反転信号
であり、前述の変換数Ｎ（１≦Ｎ≦４の整数）に対応し
て可変となる。｝によりラツチされ、PLA（６）に入力
される。

PLA（６）の入力端子I₀〜I₇は各２ビットデータZ₀〜Z
₃に対応する。PLA（６）の内部論理は、第７図に示した
が、第７図のP₁〜P₄は前記変換数Ｎを与える。カウンタ
（８）はプリセツトカウンタであり、Ｎ＝1,2,3,4に応
じてプリセツト値が各14,12,10,8を与える如く、PLA
（６）の出力O₉，O₁₀が設定される。但し、第６図のタ
イミグチャートには、変換数Ｎ＝２の場合が示してあ
る。また、PLA（６）の出力O₀〜O₈は符号化されたコー
ド列であり、PLA（６）においては第１図の入力データ
に対応する変換コードとして設定される。このコード出
力O₀〜O₈は、パラレル／シリアル変換シフトレジスタ
（７）に入力され、端子（12）のチャンネルクロック
（Ｃ）により、パラレルのコード出力O₀〜O₈が端子（1
1）にシリアルデータ（Ｆ）となって送出される。シフ
トレジスタ（７）には、Ｄ−F/F（５）でのラッチのタ
イミングに一致する信号を出力するワンショットマルチ
（９）が接続され、PLA（６）における各変換毎にシフ
トロード信号（Ｅ）が印加される。今、カウンタ（８）
のキャリィ出力（Ｄ）が出力された時、変換数Ｎ＝２の
場合、第６図に示す変換モード信号（Ｇ）によってプリ
セット値が12に設定される。それゆえカウンタ（８）の
出力値（Ｈ）が値15となって、キャリィ出力（Ｄ）がで
るまでPLA（６）の入力データは保持され、シリアルデ
ータ（Ｆ）としてコード出力O₀〜O₈が10ビット分出力さ
れることになる。

なお、端子（３）には、変換スタート時に、データの
２ビット分離タイミングを決定するための、セツト信号
が入力される。

第８図はこの発明における復号化回路の一例を示す。
第９図は後述の復号モードパラメータ検出回路（17）の
ハードウエアの一例を示す。第10図は説明用タイミング
チヤート、第11図は復号用PLA（20）の内部論理説明図
である。

端子（13）にチャンネルクロック（Ａ）が、端子（1
4）にチャンネルコード（Ｂ）が入力され、シリアル／
パラレルシフトレジスタ（15）により、20ビット遅延さ
れる（x₀は最大遅延出力）。遅延した５ビットコード
（x₀〜x₄）は、端子（22）に入力された５ビット分離ク
ロック（Ｃ）により駆動されるＤ−F/F（19）において
チャンネルクロック（Ａ）の５周期単位でラッチされ、
PLA（20）の入力端子I₀〜I₄に入力される。一方、５ビ
ットコードの後半２ビット符号（x₁₈，x₁₉）は、Ｄ−F/
F（16）により同様にラッチされ、復号モードパラメー
タ検出回路（17）に入力される。

検出回路（17）は第９図で示されるように前記２ビッ
ト符号（x₁₈，x₁₉）中に符号“1"が存在すると、カウン
タ（C₁）でカウントされ、カウンタ（C₁）の出力値
（J₂，J₃）が１だけ歩進され、また、５ビットコードの
最後のビット符号（x₁₉）が“1"であるとカウンタ
（C₂）でカウントされ、カウンタ（C₂）の出力値（J₀，
J₁）が１だけ歩進される。

なお、これらのカウンタ（C₁，C₂）はこの２ビット符
号（x₁₈，x₁₉）が“00"の時にクリアーされる構成であ
る。この復号モードパラメータ信号（J₀〜J₃）は、Ｄ−
F/F（16,19）と同様のＤ−F/F（18）を３段縦続接続し
て遅延され、PLA（20）に入力信号M₀〜M₃及びN₀〜N₁と
して入力される。信号M₀〜M₃は前記変換数Ｎ（１≦Ｎ≦
４の整数）を示す復号モード情報であり、信号N₀〜N₁は
各変換数Ｎ内におけるデータ分離位置を与える位置情報
となる。

なお、M₀，N₀はPLA（20）の入力端子I₀〜I₄に入力す
るチャンネルコード（Ｂ）のうちの最初の５ビットのコ
ード（x₀〜x₄）に対応するもの、M₁，N₁は５ビット後の
５ビットコードに対応するもの、M₂は10ビット後の５ビ
ットコードに対応するもの、M₃は15ビット後の５ビット
コードに対応するものである。例えば、今、符号化によ
り第１図の番号８でコード“BA"に符号化された２個の
５ビットコードが復号化回路に入力し、現データ（I₀〜
I₄へ入力する５ビットコード）がＢに相当する場合、PL
A（20）でM₁＝1,M₂＝０を検出することにより、変換数
Ｎ＝２の最初の５ビットコードであることが認知され
る。次に、位置情報N₁＝０を検出することにより、その
５ビットコードがＢであることが決定される。同様に、
“BA"の２番目の５ビットコードＡが現データ位置にな
った場合、M₀＝1,M₁＝０により、変換数Ｎ＝２の第２の
データであることが認知され、次に位置情報N₀＝０によ
り、その５ビットコードがＡであることが検出される。

第10図にて、復号モードパラメータ検出回路（17）の
入力端子K₁，K₂への２ビット信号（x₁₈，x₁₉）が（1,
1），（1,0），（0,0）と続く場合、第９図のOR回路の
出力は第10図（Ｄ）となり、カウンタの値（J₂，J₃）は
第10図（Ｅ）となる。一方、復号モードパラメータ検出
回路（17）の入力端子K₁の信号は第10図（Ｆ）となり、
カウンタ値（J₀，J₁）は第10図（Ｇ）となる。

PLA出力信号（Ｏ）はパラレル／シリアルシフトレジ
スタ（21）の２ビット入力となり、第10図に示すように
端子（24）に入力される復号クロック（Ｉ）により、復
号データ（Ｊ）が端子（23）に出力される。

なお、シフトレジスタ（21）には、（Ｈ）なるシフト
ロード信号が入力され、チャンネルコード（Ｂ）が端子
（14）から５ビット入力する毎に、復号された２ビット
データが更新されて出力される。

〔発明の効果〕

本発明によれば、符号化パラメータが、従来のMFMあ
るいは（２−７）RLLCに比べ、最小ピツト間隔を大巾に
広くでき、また復号時の弁別窓の減少も理論限界値に近
い値をもつため、サンプルサーボ方式の光デイスク装置
等の記録密度、転送レートを大巾に向上することができ
る。また符号化，復号化ハードウエアも市販のICを用い
て簡単に構成することができ、小型，大容量の装置を実
現することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一符号化アルゴリズムの一実施例を
示す変換説明図、第２図は符号化効率等の理論的限界を
示す説明図、第３図はサンプルサーボ方式の光デイスク
フオーマツトの説明図、第４図は本発明の符号アルゴリ
ズムの他の一実施例を示す変換説明図、第５図は本発明
の符号化方式の符号化回路図、第６図は第５図の回路に
おける動作を説明するためのタイミング図、第７図は第
５図の回路中にあるPLAの論理説明図、第８図は本発明
の復号化回路の一実施例を示す回路図、第９図は第８図
の回路にある復号モードパラメータ検出回路を示す回路
図、第10図は説明用タイミング図、第11図は第８図のPL
Aの論理説明図、第12図は従来の符号化方式の変換例を
示す説明図である。図中、（４）はS/Pシフトレジスタ、（５）はＤ−F/F、
（６）はPLA、（７）はP/Sシフトレジスタである。なお、図中同一符号は同一又は相当部分を示す。

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】２進データ列を、２×Ｎビット（１≦Ｎ≦
４の整数）毎に可変長に分離し、分離されたデータを５
×Ｎビットのコード列に変換する２進データ符号化回路
において、Ｎ＝１の場合、５ビットコードはすべて“0"か、特定の
３ビットコードのうち１ビットが“1"となるように変換
し、Ｎ＝2,3,4の場合、５×Ｎビットコードは全て“0"
か、特定の２ビットのうち１ビットが“1"になるように
変換する変換手段を備え、前記５×Ｎビットのコード列の符号“1"と次に現れる符
号“1"との間に連続して存在する符号“0"の最小数が４
以上となる２進データ符号を構成することを特徴とする
２進データ符号化回路。
【請求項２】特許請求の範囲第１項の符号化回路により
符号化されたコード列を復号する２進データ復号化回路
において、前記コード列を５ビット毎に分離する手段と、分離された５ビットコードの特定の２ビットパターン中
の特定コードをカウントして復号モードパラメータを検
出するとともに、“00"パターンでクリアーされる復号
モードパラメータ検出手段と、該検出手段の出力値を記憶する記憶手段と、該記憶手段に記憶された復号すべき５×Ｎビットのパタ
ーン論理に従い２×Ｎビットの２進データ列に変換する
変換手段とを備えたことを特徴とする２進データ復号化回路。