JP3871171B2 - 復調装置および復調方法 - Google Patents
復調装置および復調方法 Download PDFInfo
- Publication number
- JP3871171B2 JP3871171B2 JP23704398A JP23704398A JP3871171B2 JP 3871171 B2 JP3871171 B2 JP 3871171B2 JP 23704398 A JP23704398 A JP 23704398A JP 23704398 A JP23704398 A JP 23704398A JP 3871171 B2 JP3871171 B2 JP 3871171B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- code
- run
- bits
- minimum run
- sequence
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Fee Related
Links
Images
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明は、復調装置および復調方法に関し、特に、データ伝送や記録媒体への記録に適するように変調されたデータを、復調してデータを再生する復調装置および復調方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】
データを所定の伝送路で伝送する、または、例えば磁気ディスク、光ディスク、光磁気ディスク等の記録媒体に記録するとき、伝送や記録に適するようにデータの変調が行われる。このような変調方法の１つとして、ブロック符号が知られている。このブロック符号は、データ列をm×iビットからなる単位（以下、単にデータ語と称する）にブロック化し、このデータ語を適当な符号則に従ってn×iビットからなる符号語に変換するものである。そして、この符号は、iが１のとき、固定長符号となり、また、ｉが複数個選べるとき、すなわち、１乃至imax（最大のｉ）の範囲の所定のｉを選択して変換したとき、可変長符号となる。このブロック符号化された符号は、可変長符号(d,k;m,n;r)と表される。
【０００３】
ここでｉは、拘束長と称され、imaxは、最大拘束長rと称される。また、最小ランdは、符号系列内の連続する”１”の間に入る、連続する”０”の最小の個数を示し、最大ランｋは、符号系列内の連続する”１”の間に入る、連続する”０”の最大の個数を示している。
【０００４】
コンパクトディスクやミニディスク等においては、上述のようにして得られた可変長符号に対して、”１”で反転、”０”で無反転とするNRZI(NonReturn to Zero Inverted)変調を行い、NRZI変調された可変長符号（以下、NRZI変調された可変長符号を、レベル符号と称する）を記録する。
【０００５】
また、レベル符号を、”１”から”０”あるいは”０”から”１”に反転したとき、即ち、エッジとなったとき、”１”とする、逆NRZI変調を行うと、元のEFM符号やRLL(1-7)符号と同じ符号列を得ることができる。この逆NRZI符号列は、エッジ符号と称する。
【０００６】
レベル符号の最小反転間隔をTminとし、最大反転間隔をTmaxとするとき、線速方向に高密度の記録を行うためには、最小反転間隔Tminは長い方が、すなわち最小ランdは大きい方が良く、また、クロックの再生の面からは最大反転間隔Tmaxは短いほうが、すなわち最大ランkは小さい方が望ましく、種々の変調方法が提案されている。
【０００７】
具体的には、例えば磁気ディスクまたは光磁気ディスク等で用いられる変調方式としてRLL(Run Length Limited Code)（2-7）がある。この変調方式のパラメータは(2,7;1,2;3)であり、レベル符号のビット間隔をTとすると、(d+1)Tで求められる最小反転間隔Tminは、(2+1)Tより3Tとなる。データ列のビット間隔をTdataとすると、この最小反転間隔Tminは、(m/n)×Tmin=(1/2)×3より、1.5Tdataとなる。また、(k+1)Tで求められる最大反転間隔Ｔmaxは、8(=7+1)T((=(m/n)×Tmax)Tdata=(1/2)×8Tdata=4.0Tdata)となる。さらに、(m/n)Tで求められる検出窓幅Ｔwは、0.5(=1/2)Tdataとなる。
【０００８】
この他、例えば、磁気ディスクまたは光磁気ディスク等の記録で用いられる変調方式としてRLL(1-7)がある。この変調方式のパラメータは(1,7;2,3;2)であり、最小反転間隔Tminは、2(=1+1)T(=2/3×2Tdata=1.33Tdata)となる。また最大反転間隔Tmaxは8(=7+1)T(=2/3×8Tdata=5.33Tdata)となる。さらに検出窓幅Ｔwは、0.67(=2/3)Tdataとなる。
【０００９】
ここでRLL(2-7)とRLL(1-7)を比較すると、例えば磁気ディスクシステムや光磁気ディスクシステムにおいて、線速方向に記録密度を高くするには、最小反転間隔Tminが1.33TdataであるRLL(1-7)より、1.5TdataであるRLL(2-7)の方が望ましい。しかしながら、実際には、RLL(2-7)より、検出窓幅Twがより大きく、ジッタに対する許容量が大きいと言われるRLL(1-7)がよく用いられている。
【００１０】
RLL(1-7)符号の変換テーブルは、例えば、表１に示すようなテーブルである。
【００１１】
＜表１＞
ここで変換テーブル内の記号xは、次に続くチャネルビットが”０”であるとき”１”を与え、または次に続くチャネルビットが”１”であるとき”０”を与える。最大拘束長rは２である。
【００１２】
また、最小ランdが２で、最大反転間隔Tmaxが8T（最大ラン7）であるRLL(2-7)符号の変換テーブルは、例えば、表２に示すようなテーブルである。
【００１３】
＜表２＞
最大拘束長ｒは４である。
【００１４】
ところで、RLL(1-7)による変調を行ったチャネルビット列は、発生頻度としてはTminである2Tが一番多く、以下3T，4Tと続く。2Tや3Tのようなエッジ情報が早い周期で多く発生すると、クロック再生には有利であるが、2Tが連続しつづけると、記録波形に歪みが生じやすくなる（2Tの波形出力は小さく、デフォーカスやタンジェンシャル・チルトによる影響を受けやすい）。また、さらに高線密度で、最小マークの連続した記録は、ノイズ等の外乱の影響を受けやすく、データ再生誤りを起こしやすくなる。
【００１５】
そこで、本出願人は特願平９−１３３３７９号として、Tminが所定の回数以上連続するのを制限することを提案したが、その符号の変換テーブルは、例えば表３に示すテーブルである。
【００１６】
＜表３＞
ここで変換テーブル内の記号xは、次に来るチャネルビットが”０”であるとき”１”を与え、また次に来るチャネルビットが”１”であるとき”０”を与える。最大拘束長ｒは３である。
【００１７】
表３を使用した変換は、データ列が”１０”となった場合、さらに次の４データを参照し、合計６データ列が”１００１１０”となったとき、最小ランｄの繰り返しを制限するコード”１００ ０００ ０１０”を与える。この変換により得られる符号の最小ランｄの繰り返しは、最大で５回までになる。
【００１８】
表３を使用した変換は、表１のRLL(1-7)と比較すると、最小ランｄ、最大ランｋ、基本データ長ｍ、および基本符号長ｎが同じであるが、拘束長ｒが２から３に大きくなっている。これは、即ち、テーブルの最大サイズが大きくなっていることを示し、例えば復調時にビットシフトエラーが発生したとき、復調エラー伝搬が増加する可能性があることを示している。
【００１９】
ビットシフトエラーとは、符号列においてエッジを表す”１”が、前または後ろに１ビットずれるエラーのことである。エラー伝搬は、例えば、ビットシフトエラーによって１ヶ所でエラーが発生した符号列を、そのまま復号した際に発生する復調エラーの、エラーの先頭からエラーの終了までのビット数で表される。
【００２０】
このビットシフトエラーは、実際の記録再生装置における、データ再生時にもっともよく発生するエラーの形態である。また、これらエラーは、もっぱら最小ランｄ付近において発生することが確認されている。
【００２１】
またさらに、可変長符号(d,k;m,n;r)を、例えば可変長符号(2,7;1,2;5)であるとするとき、すなわち０の最小ランｄを２ビット、０の最大ランｋを７ビット、基本データ長ｍを１ビット、基本符号長ｎを２ビット、最大拘束長ｒを５とする変換テーブルは、例えば、表４に示すような変換テーブルとされる。
【００２２】
＜表４＞
RML(2,7;1,2;5)
最大拘束長ｒは５である。
【００２３】
表４に示した変換テーブルを使用した変換は、データ列が”０１０”となった場合、さらに次の２データを参照し、合計５データ列が”０１００１”となったとき、最小ランｄの繰り返しを制限するコード”００００１００１００”を与えることで、この変換により得られる符号の最小ランｄの繰り返しは、最大で４回までとなる。
【００２４】
この表４の処理は、表２のRLL(2-7)と比較すると、最小ランｄ、最大ランｋ、基本データ長ｍ、および基本符号長ｎが同じであるが、最大拘束長ｒが、４から５に大きくなっている。これは、即ち、テーブルの最大サイズが大きくなっていることを示し、例えば復調のときにビットシフトエラーが発生した場合、復調エラー伝搬が増加する可能性があることを示している。
【００２５】
この他のラン長制限符号として、本出願人が特願平１０−１５０２８０号にて提案している、例えば、表５および表６の変換テーブルで得られる符号がある。表５および表６の変換テーブルで得られる符号は、RLL(1,7)符号であり、その上に最小ランｄの連続を制限し、さらにデータ語と符号語の対応した要素に規則を与えた変調符号（１７ＰＰ(Parity Preserve)符号）である。
【００２６】
＜表５＞
【００２７】
表５は、最小ランｄが１、かつ最大ランｋが７で、変換テーブル内の要素に不確定符号を有する。不確定符号は、直前および直後の符号語列の如何によらず、最小ランｄと最大ランｋを守るように、”０”か”１”かを決定する。すなわち表５の変換テーブルを利用した処理は、変換するデータ列２ビットが（１１）であったとき、その直前の符号語列によって”０００”あるいは”１０１”が選択され、直前の符号語列の１チャネルビットが”１”であったとき、最小ランｄを守るため、（１１）は、”０００”に変換され、直前の符号語列の１チャネルビットが”０”であったとき、（１１）は、”１０１”に変換され、最大ランｄを守れるようにする。
【００２８】
表５の変換テーブルは、可変長構造である。すなわち拘束長ｉが１における変換コードは、必要数の４つ（2^(m x i) = 2^(2 x 1) = 4)よりも少ない３つで構成されている。その結果、データ列を変換する際に、拘束長ｉが１だけでは変換出来ないデータ列が存在することになる。結局、表５において、全てのデータ列に対応するためには、すなわち変換テーブルとして成り立つためには、拘束長ｉが３までのテーブルを参照する必要がある。
【００２９】
また、表５の変換テーブルは、変換テーブル内に、最小ランの連続を制限する、置き換えコードを有する。すなわち、データ列が（１１０１１１）である場合、表５の変換テーブルを使用する処理は、さらに後ろに続く符号語列を参照し、それが”０１０”であったとき、”００１ ０００ ０００”に置き換える。後ろに続く符号語列が”０１０”以外のとき、”＊０＊ ０１０ ＊０＊”とテーブル変換する。
【００３０】
これによって、データ変換後の符号語列は、最小ランｄの連続が制限され、最大でも６回までの最小ランｄの繰り返しとなる。
【００３１】
さらに表５の変換テーブルは、データ列の要素内の”１”の個数と、変換される符号語列の要素内の”１”の個数が、それを２で割った時の余りが、どちらも１あるいは０で同一となるような変換規則を有する。例えば、データ列の要素（０００００１）は”０１０ １００ １００”の符号語列に対応しているが、それぞれ”１”の個数は、データ列では１個、対応する符号語列では３個であり、どちらも２で割った余りが１で一致している。同様にして、データ列の要素（００００００）は、”０１０ １００ ０００”の符号語列に対応しているが、それぞれ”１”の個数は、データ列が０個、対応する符号語列は２個であり、どちらも２で割った余りが０で一致している。
【００３２】
そして表５の変換テーブルは、最大拘束長ｒが４である。拘束長ｉが４の変換コードは、最大ランｋが７を実現するための、置き換えコードを有する。
【００３３】
＜表６＞
【００３４】
表６の変換テーブルは、最小ランｄが１、最大ランｋが７で、拘束長ｉが１において変換コードを４つ（2^(m x i) = 2^(2 x 1) = 4)有する構造をしている。すなわち表６の変換テーブルは、拘束長ｉが１をメインテーブルとし、以下拘束長ｉを大きくすることで、最小ランｄ、および最大ランｋ等を制限する構造となっている。表６の変換テーブルは、拘束長ｉが２では最小ランｄを１に制限する置き換えコードを与え、拘束長ｉが３では最大ランｋを８までに制限する置き換えコードを与え、さらに、拘束長ｉが４では、１である最小ランｄの連続を制限する置き換えコードを与えると共に、最大ランｋを７までに制限する置き換えコードを与える。表６の変換テーブルは、最大拘束長ｒが４である。
【００３５】
表６の変換テーブルは、変換テーブル内に、最小ランｄの連続を制限する、置き換えコードを有する。すなわち、表６の変換テーブルを使用した処理では、例えばデータ列（０００１０００１）は、”１０００１００１００１０”に置き換えられ、データ列（１００１０００１）は、その直前の符号語列を参照し、それが”０”か”１”かによって変換コードを選択して置き換えられる。表６の変換テーブルを使用した処理は、直前の符号語列が”０”ならば、”１００００００１００１０”を、”１”ならば”００００１００１００１０”を選択する。これにより、データ変換後の符号語列は、最小ランｄの連続が制限され、最大でも６回までの最小ランｄの繰り返しとなる。
【００３６】
さらに表６の変換テーブルは、データ列の要素内の”１”の個数と、変換される符号語列の要素内の”１”の個数が、それを２で割ったときの余りが、どちらも１あるいは０で同一となるような変換規則を有する。例えば、データ列の要素（１０００）は、”００００１０”の符号語列に対応しているが、それぞれ”１”の個数は、データ列が１個、対応する符号語列は１個であり、どちらも２で割った余りが１で一致する。同様に、データ列の要素（１１１１１１）は、”００００１００１０”の符号語列に対応しているが、それぞれ”１”の個数は、データ列では６個、対応する符号語列では２個であり、どちらも２で割った余りが０で一致する。
【００３７】
そして表６の変換テーブルは、最大拘束長ｉが４の変換コードにおいて、最大ランｋが７を実現するための、置き換えコードを有する。このとき、表６の変換テーブルを使用した処理は、変換するために、その直前の符号語列を参照し、それが”０１０”であるとき、置き換えが実行される。
【００３８】
ここでDSV(Digital Sum Value)制御について説明する。表１乃至表６の変換テーブルを使用したデータ変換は、それだけではDSV制御が行われない。従って、システムによってDSV制御を行う必要があるとき、データ変調後のチャネルビット列に、所定の間隔でDSV制御ビットが挟みこまれる。
【００３９】
ところで、表５および表６に従ってデータ列を変調し、変調後のチャネルビット列を、所定の間隔で、これまでと同様にDSV制御することができるが、表５および表６の例では、データ列と、変換される符号語列の関係を生かして、さらに効率良くDSV制御を行うことができる。
【００４０】
即ち、変換テーブルが、データ列の要素内の”１”の個数と、変換される符号語列の要素内の”１”の個数が、それを２で割った時の余りが、どちらも１あるいは０で同一となるような変換規則を有するとき、チャネルビットに、「反転」を表す”１”、あるいは「非反転」を表す”０”のDSV制御ビットを挿入することは、データビット列内に、「反転」するならば”１”を挾み、「非反転」ならば”０”のDSV制御ビットを挿入することと等価となる。
【００４１】
たとえば表５の変換テーブルを使用したデータ変換において、データ変換する３ビットが”００１”と続いたときに、その後ろにおいてDSV制御ビットを挾むと決定すると、データ変換は、（００１−ｘ）（ｘは１ビットで、０又は１）となる。ここでｘに”０”を与えれば、表５の変換テーブルは、表７に示すようになる。
【００４２】
＜表７＞
【００４３】
また、”１”を与えれば、表５の変換テーブルは、表８に示すようになる。
＜表８＞
【００４４】
符号語列をNRZI化してレベル符号化したとき、表７の変換テーブルおよび表８の変換テーブルは、表９に示すようになる。
【００４５】
＜表９＞
【００４６】
レベル符号列の最後の３ビットが相互に反転する。すなわち、DSV制御ビットｘの、”１”と”０”を選択することによって、データ列内においても、DSV制御が行えることになる。
【００４７】
DSV制御による冗長度を考えると、データ列内において１ビットでDSV制御を行うことは、チャネルビット列で表現すれば、表５および表６の基本データ長ｍが２で、基本符号長ｎが３であるから、１．５チャネルビットでDSV制御を行っていることに相当する。ここで、例えば、表１のようなRLL(1-7)テーブルにおいてDSV制御をするためには、チャネルビット列においてDSV制御を行うことになり、最小ランｄを守るためには、少なくとも２チャネルビットが必要であり、冗長度は、より大きくなってしまう。
【００４８】
表５および表６の変換テーブルを使用した変換は、データ列内でDSV制御を行えるので、効率が良い。表５および表６の変換テーブルにより変換された符号は、DSV制御が行えると共に、最小ランｄの繰り返しが制限されているので、高線密度記録再生に適している符号である。
【００４９】
ところで、表５および表６変換テーブルにより変換された符号（PP17符号）は、表３のRML17符号と比較すると、最小ランｄ、最大ランｋ、基本データ長ｍ、および基本符号長ｎが同じであるが、最大拘束長ｒが３から４と大きい。これは即ち、テーブルの最大サイズが大きくなっていることを示し、例えば復調時にビットシフトエラーが発生したとき、エラー伝搬が増加する可能性があることを示す。エラー伝搬は少ない方がよいのは言うまでもない。
【００５０】
【発明が解決しようとする課題】
以上のように、磁気ディスクや光磁気ディスク、光ディスク等の記録媒体を高密度化していった場合、変調符号としてRLL(1-7)あるいはRLL(2-7)など、最小ランｄが１以上である最小マーク長が大きい符号を選択して、記録・再生時の歪みを少なくすることでエラーの発生を抑え、より高密度記録再生に適した符号としてＲＭＬ１７符号や、ＰＰ１７符号を選択すると、これら最大拘束長ｒの大きな符号は、エラーが発生した後のエラー伝搬が増加することがあるという課題がある。
【００５１】
本発明は、このような状況に鑑みてなされたものであり、上記のようなビットシフトエラーが発生したとき、より簡単な構成でエラー伝搬が小さくなるようにする。
【００５２】
【課題を解決するための手段】
請求項１に記載の復調装置は、最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正手段を備えることを特徴とする。
【００５３】
請求項４に記載の復調方法は、最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正ステップを含むことを特徴とする。
【００５５】
請求項５に記載の復調装置は、最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正手段を備えることを特徴とする。
【００５６】
請求項８に記載の復調方法は、最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正ステップを含むことを特徴とする。
【００５８】
請求項１に記載の復調装置および請求項４に記載の復調方法においては、最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーが補正される。
【００５９】
請求項５に記載の復調装置および請求項８に記載の復調方法においては、最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーが補正される。
【００６０】
【発明の実施の形態】
以下に本発明の実施の形態を説明するが、特許請求の範囲に記載の発明の各手段と以下の実施の形態との対応関係を明らかにするために、各手段の後の括弧内に、対応する実施の形態（但し一例）を付加して本発明の特徴を記述すると、次のようになる。但し勿論この記載は、各手段を記載したものに限定することを意味するものではない。
【００６１】
すなわち、請求項１に記載の復調装置は、最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正手段（例えば、図１のランエラー補正部１２）を備えることを特徴とする。
【００６２】
請求項５に記載の復調装置は、最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正手段（例えば、図１のランエラー補正部１２）を備えることを特徴とする。
【００６３】
図１は、表１乃至表５の変換テーブルに対応する復調テーブルを用いた、復調装置の一実施の形態の構成を示すブロック図である。復調装置のコンパレート部１１は、伝送路より伝送されてきた信号、または、記録媒体より再生された信号を、２値化する。コンパレート部１１はまた、チャネルビット列に変調した後に挿入された、同期信号などのデータとは関係のない部分を取り除く。
【００６４】
ランエラー補正部１２では、２値化されたデータより、最小ラン、最大ラン付近において発生したエラーを検出し、補正を行う。復調部１３は、復調テーブル（逆変換テーブル）に基づいて、符号列をデータに復調する。
【００６５】
バッファ１４は、復調部１３から供給されたシリアルデータを一旦記憶し、所定の転送レートで読み出し、出力する。タイミング管理部１５は、タイミング信号を生成し、コンパレート部１１、ランエラー補正部１２、復調部１３、およびバッファ１４に供給し、タイミングを管理する。
【００６６】
表５および表６を用いた場合においては、データ列を、DSV制御ビットを１ビットだけ挿入した後に符号語列に変換する様な、DSV制御方法を用いることが出来る図２は、そのような再生データ列を復調する復調装置の構成を表している。この復調装置は、復調部１３の後段において、復調されたデータ列より、任意の間隔で挿入されているデータ列内のDSV制御ビットを取り除き、元のデータ列を生成する、DSVビット取り出し部２１を備える。その他の各部は、図１に示した復調装置と同じであり、対応する部分には、同一の番号を付してあり、その説明は、適宜省略する。
【００６７】
図１および図２の復調装置におけるコンパレート部１１は、伝送路より伝送されてきた信号、または、記録媒体より再生された信号がＮＲＺＩ変調されているとき（レベル符号であるとき）、２値化したデータをさらに逆ＮＲＺＩ符号（エッジ符号）化する。ランエラー補正部１２は、２値化された（エッジ符号化された）データ列より、最小ランおよび最大ラン付近において発生したエラーを検出し、補正を行う。
【００６８】
図３は復調部１３の構成例を表している。拘束長判定部３２は、ランエラー補正部１２より２値化され、かつ、補正されたデジタル信号の入力を受け、拘束長ｉを判定し、その判定結果をマルチプレクサ３６に供給する。最小ラン連続制限コード検出部３３は、ランエラー補正部１２により２値化され、補正されたデジタル信号の入力から、最小ランの連続を制限するために与えられた専用のコード（符号）を検出したとき、その情報を拘束長判定部３２に供給する。最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４は、ランエラー補正部１２により２値化され、補正されたデジタル信号の入力から、最小ランおよび最大ランを補償するために与えられた専用のコードを検出し、その情報を拘束長判定部３２に供給する。
【００６９】
逆変換部３５−１乃至３５−４は、ｎ×ｉビットの符号語を、ｍ×ｉビットのデータに逆変換するテーブル（表５の例では、ｉが１乃至４であり、その逆変換テーブルは、実質的に表５と同一の変換テーブルとなる）を有している。マルチプレクサ３６は、拘束長判定部３２から供給された信号に基づき、逆変換部３５−ｉからのデータを選択し、シリアルデータとして出力する。
【００７０】
次に、その動作の詳細について説明する。伝送路より伝送されてきた信号、あるいは記録媒体より再生され、波形等化等の処理がなされた信号は、コンパレート部１１に入力され、コンパレートされ、２値化される。コンパレート部１１は２値化した信号を、逆ＮＲＺＩ符号（”１”がエッジを示す符号）のデジタル信号に変換し、ランエラー補正部１２に入力する。ランエラー補正部１２においては、ランエラーの補正が行われる。その詳細は、後述する。ランエラー補正部１２から出力されたデジタル信号は、拘束長判定部３２に入力され、拘束長の判定処理が行われる。その判定結果（拘束長）は、マルチプレクサ３６に出力される。拘束長判定部３２は、この判定のために、表５に対応する逆変換テーブル（復調テーブル）を有している。
【００７１】
ランエラー補正部１２からのデジタル信号出力はまた、最小ラン連続制限データ検出部３３にも供給され、最小ランの連続を制限するために与えられた専用のパターンが検出され、その検出結果が拘束長判定部３２に出力される。最小ラン連続制限データ検出部３３は、表５に示す変換テーブルのうちの、最小ランの連続を制限する置き換えコード（表５の場合、符号語”００１ ０００ ０００”）を含む逆変換テーブルを有しており、この逆変換テーブルを参照して、最小ランの連続を制限するコードを検出したとき、所定の検出信号を拘束長判定部３２に出力する。
【００７２】
さらに、このランエラー補正部１２からのデジタル信号出力は、最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４にも供給される。最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４は、最小ラン及び最大ランを補償するために与えられた専用のパターンを検出したとき、その検出結果を拘束長判定部３２に出力する。最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４は、表５に示す変換テーブルの中では、最大ランを守る置き換えコード（表５の場合、符号語列”０００ １００ １００ １００”あるいは”０１０ １００ １００ １００”）を含む逆変換テーブルを有しており、この逆変換テーブルを参照して、最大ランを守る置き換えコードを検出したとき、所定の検出信号を拘束長判定部３２に出力する。
【００７３】
以上のことから、拘束長判定部３２、最小ラン連続制限データ検出部３３、および最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４は、表５の変換テーブルに対応する逆変換テーブルを分割して有いていればよいことになる。
【００７４】
次に図４を参照して、拘束長判定部３２、最小ラン連続制限コード検出部３３、及び最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４の処理の具体例を説明する。
【００７５】
最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４は、表５に示すテーブルの、”０００-１００-１００-１００”あるいは”０１０-１００-１００-１００”の逆変換部分を有し、入力された符号語列１２ビットが、これと一致する場合、拘束長ｉ＝４を示す検出信号を拘束長判定部３２に出力する。
【００７６】
最小ラン連続制限コード検出部３３は、表５に示すテーブルの、”００１-０００-０００”の逆変換部分を有し、入力された符号語列１２ビットが、”００１-０００-０００-(not１００)”と一致する場合、拘束長ｉ＝３を示す検出信号を拘束長判定部３２に出力する。ここで (not１００）は、”１００”以外の３ビットの符号語列を示す。
【００７７】
また、拘束長判定部３２は、表５に示す逆変換テーブルを内蔵しており、入力された符号語列の９ビット又は１２ビットが、”０００-１００-１００”、”０００-１００-０００-(not１００)”、”０１０-１００-１００”、あるいは”０１０-１００-０００-(not１００)”のいずれかに一致する場合、拘束長ｉ＝３と判定する。これに一致しない場合、入力された符号語列の６ビット又は９ビットが、”０１０-１００”、”０１０-０００-(not１００)”、あるいは”０００-１００”のいずれかに一致するとき、拘束長判定部３２は、拘束長ｉ＝２と判定する。さらに、これに当てはまらない場合、入力された符号語列の３ビットが、”０００”もしくは”１０１”、”００１”、または”０１０”のいずれかに一致するとき、拘束長判定部３２は、拘束長ｉ＝１と判定する。
【００７８】
なお、拘束長判定部３２、最小ラン連続制限コード検出部３３、及び最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４の拘束長判定の処理は、図４に示す他に、拘束長の小さい方から順に（ｉ＝１、ｉ＝２、ｉ＝３、またはｉ＝４の順に）、検出するように構成してもよい。この構成でも、同様に拘束長の判定を行うことが可能である。
【００７９】
拘束長の小さい方から順にｉ＝１、ｉ＝２、ｉ＝３、またはｉ＝４のように判定していった場合、入力された符号語列が例えば”０００-１００-１００-１００”であったとき、拘束長判定部３２は、拘束長の小さいほうから順に一致または不一致を判定していくと、拘束長が１あるいは、拘束長が２、拘束長が３、そして拘束長が４と、全ての拘束長にあてはまると判定する。このような場合、拘束長判定部３２は、決定規則として、それぞれ判定された拘束長から最大のものを選択し、決定する。
【００８０】
一方、逆変換部３５−１は、アドレス”１０１／０００”にデータ（１１）が、アドレス”００１”にはデータ（１０）が、そしてアドレス”０１０”にはデータ（０１）が書き込まれている。同様に、逆変換部３５−２乃至３５−４の各逆変換テーブルも、同様にそれぞれ対応するデータが書き込まれており、供給された３×ｉビットの符号語列を、２×ｉビットのデータ列に変換し、そのデータ語をマルチプレクサ３６に出力する。
【００８１】
マルチプレクサ３６は、逆変換テーブル３５−１乃至３５−４より供給されたデータの中から、拘束長判定部３２の拘束長判定結果に対応して、逆変換テーブル３５−ｉのデータを選択し、シリアルデータとして出力する。
【００８２】
逆変換テーブルは、例えば、次の表１０のようになる。
【００８３】
＜表１０＞
【００８４】
次に、図５を参照してランエラー補正部１２における処理を説明する。補正の可能な最小ラン・最大ラン付近で発生するエラーには、具体的には、最小ランが連続するエラーと、最小ランと最大ランが続くエラーとがある。
【００８５】
表５では(d,k)が(1,7)であるから、最小ランが２Ｔ、最大ランが８Ｔである。すなわち１Ｔや９Ｔが発生した場合は、必ずエラーが発生したことがわかる。そして、どちらのエッジがエラーを起こしたかを、その前後のランによって判定することができる。
【００８６】
図５（Ａ）に示すように、最小ランが連続するエラーに対するランエラー補正部１２が行う補正は、表１１の通りである。
＜表１１＞
(a) nT - 1T - 2T ( nは3以上 ) => (n-1)T - 2T - 2T
(b) 2T - 1T - nT ( nは3以上 ) => 2T - 2T - (n-1)T
【００８７】
これをデータの並び（エッジデータ）で表せば、表１２のようになる。
＜表１２＞
(a) ０１１０１０ => １０１０１０
(b) ０１０１１０ => ０１０１０１
【００８８】
図５（Ｂ）に示すように、最大ランと最小ランが続くエラーに対する、ランエラー補正部１２が行う補正は、表１３の通りである。
＜表１３＞
(c) 1T - 9T => 2T - 8T
(d) 9T - 1T => 8T - 2T
【００８９】
これをデータの並び（エッジデータ）で表せば、表１４のようになる。
＜表１４＞
(c) ０１１０００００００００１ => ０１０１００００００００１
(d) １０００００００００１１０ => １００００００００１０１０
【００９０】
上記 (a) 乃至 (d) のエラー補正により、パターンの並びだけで簡単に確からしく補正を行うことができる。このような補正を行うことによって、ランエラー補正部１２の出力値は、ビットシフトによるエラーが減少したデータとなる。
【００９１】
さらに図６は、ランエラー補正部１２の他の処理を説明する図である。
【００９２】
表５の変換テーブルに対応する可変長符号(d,k;m,n)は(1,7;2,3)であり、その変換処理は、２データビットに対して３符号語単位で行うことがある。すなわち図５で示したランエラー補正を、３チャネルビット単位に置き換えた場合の具体的な処理を示す図が、図６である。
【００９３】
３ビット単位であるために、検出項目が増加しているが、処理の中身は図６の場合と同様である。
【００９４】
＜表１５＞
(a) nT - 1T - 2T ( nは3以上 ) => (n-1)T - 2T - 2T
(b) 2T - 1T - nT ( nは3以上 ) => 2T - 2T - (n-1)T(c) 1T - 9T => 2T - 8T
(d) 9T - 1T => 8T - 2T
【００９５】
これをデータの並びで表せば、次のようになる。
＜表１６＞
(a) ０１１０１０ => １０１０１０
(b) ０１０１１０ => ０１０１０１
(c) ０１１０００００００００１ => ０１０１００００００００１
(d) １０００００００００１１０ => １００００００００１０１０
【００９６】
表１５および 表１６に示した(a)乃至(d)のエラー補正により、パターンの並びだけで簡単に確からしく補正が行うことができる。この補正によって、ランエラー補正部１２の出力値は、ビットシフトによるエラーが減少したデータとなる。
【００９７】
なお、以上では復調装置の例として表５に対応する場合について説明したが、表１乃至表４、及び表６に対応する復調装置も、同様にして実現することが出来る。表１、および表２では、図３の最小ラン連続制限コード検出部３３、および最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４が省略される。表３、および表４では、図３の最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４が省略される。表６は、表５と同様である。また、図３の逆変換テーブル部３５−１乃至３５−４は、それぞれの表に対応した拘束長と、その逆変換テーブルを搭載する。
【００９８】
ここで、表６について具体的な例を示す。例えば、復調装置内の具体的構成例を示す図３の例において、最小ラン連続制限コード検出部３３には、表６における拘束長ｉ＝４のテーブルＣを与えれば良い。また、最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４には、表６における拘束長ｉ＝２のテーブルＡ、拘束長ｉ＝３のテーブルＢ、および拘束長ｉ＝４のテーブルＤを与えれば良い。
【００９９】
逆変換テーブルは例えば、次の表１７のようになる。
【０１００】
＜表１７＞
【０１０１】
次に、本発明における効果のシミュレーション結果を示す。すなわち、まず表５にもとづいて、Ｔminの連続を制限し、かつデータ列内においてDSV制御ビットを挿入したデータ列を変調した符号語列を作成する。次に、この符号語列より任意の位置でシフトエラーを前方向または後方向に発生させる。そして、エラーを含んだ符号語列を、本方式を用いた場合とそうでない場合の２通りで復調を行う。復調結果は、一箇所のエラー発生によって何データ語までエラーが伝搬したかによって評価を行った。
【０１０２】
符号語列（チャネルビット列）は、１３１０７２００ビットの任意に作成したランダムデータを、表５の変調コードテーブルを用いて、５６データビットおきにDSV制御ビットを１ビットを挿入することでDSV制御を行い、発生させた。発生した符号語列は、DSV制御されていることを確認した。また、平均のラン長は 3.366チャネルビットであった。さらに、最小ランは２Ｔ、および最大ランは８Ｔであることを確認した。そして最小ラン２Ｔの連続は、最大でも６回までであることを確認した。
【０１０３】
そして、上記のように得られたチャネルビット列より、任意の間隔でシフトエラーを発生させ、それを、ランエラー補正の有り／無しの両方で復調する。復調結果を１バイト単位（８ビット単位）で区切り、一ヶ所のシフトエラーによって何バイトまで復調エラーが発生するかを調べた。
【０１０４】
結果は、表１８に示す。Byte errorは、百分率で示している。また、バイト単位をビット単位で見直したときの平均エラー伝搬長も示す。
【０１０５】
＜表１８＞
【０１０６】
表１８に示すように、本発明に係るランエラー補正部１２を加えることによって、復調エラーが発生しない場合（Byte-error(0)）が増加しており（2.82%が11.90%に増加した）、すなわちビットシフト時のエラー補正が有効に行われることが確かめられた。また平均エラー伝搬（一ヶ所のシフトエラーに対して、平均して伝搬するバイトあるいはビット数:Average-Byte error rate）は、バイト単位（８データ単位に区切った時のエラー）で、1.1668Byteが1.0707Byte に減少し、またビット単位(bit error rate)で見ても2.8496bitが2.6672bit に減少しており、双方において、伝搬値を少なくなることが確認できた。
【０１０７】
なお、１７ＰＰの最悪のエラー伝搬は、３バイトであり、これは例えば同じ最小ランｄが１の符号である、表１の従来ＲＬＬ（１、７）符号では２バイトである。また、表３のＲＭＬ符号でも、最悪のエラー伝搬は、２バイトである。しかしながら、結果にあるとおり、表５における、実際の３バイトのエラー伝搬の発生は、あったとしても１０００分の１以下であり、非常に小さいことが示された。
【０１０８】
さらに、上記エラーレートの結果の数値は、DSVビット１ビットを、含んだまま（即ち図２の復調装置ブロック図で言うところの変調部１３の直後の値を示す）であり、実際のデータ列であるためには、さらにDSVビットの１ビットを取り出す必要がある。従って、データ列でいうエラー伝搬特性は、これよりも前後することになる。一般に、エラー伝搬平均値は、上記の結果よりも良好になる。その結果を、表１９に示す。いずれにしても、ランエラー補正がある場合、エラーは減少し、平均エラー伝搬も良好になった。
【０１０９】
＜表１９＞
【０１１０】
以上より、最小ランｄが１以上のＲＬＬ符号列によるチャネルビット列において、最小ラン付近あるいは最大ラン付近を補正するというランエラー補正を行うことによって、ビットシフトによる復調エラーを減らすとともに、平均エラーレートを良好にすることができる。
【０１１１】
なお、本明細書において、システムとは、複数の装置により構成される装置全体を表すものとする。
【０１１２】
なお、上記したような処理を行うコンピュータプログラムをユーザに提供する提供媒体としては、磁気ディスク、CD-ROM、固体メモリなどの記録媒体の他、ネットワーク、衛星などの通信媒体を利用することができる。
【０１１３】
【発明の効果】
請求項１に記載の復調装置および請求項４に記載の復調方法によれば、最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーが補正されるようにしたので、ビットシフトエラーが発生したときの復調を、より簡単な構成でエラー伝搬が小さくなるようにする。
【０１１４】
請求項５に記載の復調装置および請求項８に記載の復調方法によれば、最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーが補正されるようにしたので、ビットシフトエラーが発生したときの復調を、より簡単な構成でエラー伝搬が小さくなるようにする。
【図面の簡単な説明】
【図１】復調装置の一実施の形態の構成を示すブロック図である。
【図２】復調装置の他の実施の形態の構成を示すブロック図である。
【図３】ランエラー補正部１２、および復調部１３の構成を示すブロック図である。
【図４】復調の処理を説明する図である。
【図５】ランエラー補正部１２の処理を説明する図である。
【図６】ランエラー補正部１２の処理を説明する図である。
【符号の説明】
１２ ランエラー補正部， １３ 復調部， ３２ 拘束長判定部， ３３ 最小ラン連続制限コード検出部， ３４ 最小ラン・最大ラン補償コード検出部
【発明の属する技術分野】
本発明は、復調装置および復調方法に関し、特に、データ伝送や記録媒体への記録に適するように変調されたデータを、復調してデータを再生する復調装置および復調方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】
データを所定の伝送路で伝送する、または、例えば磁気ディスク、光ディスク、光磁気ディスク等の記録媒体に記録するとき、伝送や記録に適するようにデータの変調が行われる。このような変調方法の１つとして、ブロック符号が知られている。このブロック符号は、データ列をm×iビットからなる単位（以下、単にデータ語と称する）にブロック化し、このデータ語を適当な符号則に従ってn×iビットからなる符号語に変換するものである。そして、この符号は、iが１のとき、固定長符号となり、また、ｉが複数個選べるとき、すなわち、１乃至imax（最大のｉ）の範囲の所定のｉを選択して変換したとき、可変長符号となる。このブロック符号化された符号は、可変長符号(d,k;m,n;r)と表される。
【０００３】
ここでｉは、拘束長と称され、imaxは、最大拘束長rと称される。また、最小ランdは、符号系列内の連続する”１”の間に入る、連続する”０”の最小の個数を示し、最大ランｋは、符号系列内の連続する”１”の間に入る、連続する”０”の最大の個数を示している。
【０００４】
コンパクトディスクやミニディスク等においては、上述のようにして得られた可変長符号に対して、”１”で反転、”０”で無反転とするNRZI(NonReturn to Zero Inverted)変調を行い、NRZI変調された可変長符号（以下、NRZI変調された可変長符号を、レベル符号と称する）を記録する。
【０００５】
また、レベル符号を、”１”から”０”あるいは”０”から”１”に反転したとき、即ち、エッジとなったとき、”１”とする、逆NRZI変調を行うと、元のEFM符号やRLL(1-7)符号と同じ符号列を得ることができる。この逆NRZI符号列は、エッジ符号と称する。
【０００６】
レベル符号の最小反転間隔をTminとし、最大反転間隔をTmaxとするとき、線速方向に高密度の記録を行うためには、最小反転間隔Tminは長い方が、すなわち最小ランdは大きい方が良く、また、クロックの再生の面からは最大反転間隔Tmaxは短いほうが、すなわち最大ランkは小さい方が望ましく、種々の変調方法が提案されている。
【０００７】
具体的には、例えば磁気ディスクまたは光磁気ディスク等で用いられる変調方式としてRLL(Run Length Limited Code)（2-7）がある。この変調方式のパラメータは(2,7;1,2;3)であり、レベル符号のビット間隔をTとすると、(d+1)Tで求められる最小反転間隔Tminは、(2+1)Tより3Tとなる。データ列のビット間隔をTdataとすると、この最小反転間隔Tminは、(m/n)×Tmin=(1/2)×3より、1.5Tdataとなる。また、(k+1)Tで求められる最大反転間隔Ｔmaxは、8(=7+1)T((=(m/n)×Tmax)Tdata=(1/2)×8Tdata=4.0Tdata)となる。さらに、(m/n)Tで求められる検出窓幅Ｔwは、0.5(=1/2)Tdataとなる。
【０００８】
この他、例えば、磁気ディスクまたは光磁気ディスク等の記録で用いられる変調方式としてRLL(1-7)がある。この変調方式のパラメータは(1,7;2,3;2)であり、最小反転間隔Tminは、2(=1+1)T(=2/3×2Tdata=1.33Tdata)となる。また最大反転間隔Tmaxは8(=7+1)T(=2/3×8Tdata=5.33Tdata)となる。さらに検出窓幅Ｔwは、0.67(=2/3)Tdataとなる。
【０００９】
ここでRLL(2-7)とRLL(1-7)を比較すると、例えば磁気ディスクシステムや光磁気ディスクシステムにおいて、線速方向に記録密度を高くするには、最小反転間隔Tminが1.33TdataであるRLL(1-7)より、1.5TdataであるRLL(2-7)の方が望ましい。しかしながら、実際には、RLL(2-7)より、検出窓幅Twがより大きく、ジッタに対する許容量が大きいと言われるRLL(1-7)がよく用いられている。
【００１０】
RLL(1-7)符号の変換テーブルは、例えば、表１に示すようなテーブルである。
【００１１】
＜表１＞
【００１２】
また、最小ランdが２で、最大反転間隔Tmaxが8T（最大ラン7）であるRLL(2-7)符号の変換テーブルは、例えば、表２に示すようなテーブルである。
【００１３】
＜表２＞
【００１４】
ところで、RLL(1-7)による変調を行ったチャネルビット列は、発生頻度としてはTminである2Tが一番多く、以下3T，4Tと続く。2Tや3Tのようなエッジ情報が早い周期で多く発生すると、クロック再生には有利であるが、2Tが連続しつづけると、記録波形に歪みが生じやすくなる（2Tの波形出力は小さく、デフォーカスやタンジェンシャル・チルトによる影響を受けやすい）。また、さらに高線密度で、最小マークの連続した記録は、ノイズ等の外乱の影響を受けやすく、データ再生誤りを起こしやすくなる。
【００１５】
そこで、本出願人は特願平９−１３３３７９号として、Tminが所定の回数以上連続するのを制限することを提案したが、その符号の変換テーブルは、例えば表３に示すテーブルである。
【００１６】
＜表３＞
【００１７】
表３を使用した変換は、データ列が”１０”となった場合、さらに次の４データを参照し、合計６データ列が”１００１１０”となったとき、最小ランｄの繰り返しを制限するコード”１００ ０００ ０１０”を与える。この変換により得られる符号の最小ランｄの繰り返しは、最大で５回までになる。
【００１８】
表３を使用した変換は、表１のRLL(1-7)と比較すると、最小ランｄ、最大ランｋ、基本データ長ｍ、および基本符号長ｎが同じであるが、拘束長ｒが２から３に大きくなっている。これは、即ち、テーブルの最大サイズが大きくなっていることを示し、例えば復調時にビットシフトエラーが発生したとき、復調エラー伝搬が増加する可能性があることを示している。
【００１９】
ビットシフトエラーとは、符号列においてエッジを表す”１”が、前または後ろに１ビットずれるエラーのことである。エラー伝搬は、例えば、ビットシフトエラーによって１ヶ所でエラーが発生した符号列を、そのまま復号した際に発生する復調エラーの、エラーの先頭からエラーの終了までのビット数で表される。
【００２０】
このビットシフトエラーは、実際の記録再生装置における、データ再生時にもっともよく発生するエラーの形態である。また、これらエラーは、もっぱら最小ランｄ付近において発生することが確認されている。
【００２１】
またさらに、可変長符号(d,k;m,n;r)を、例えば可変長符号(2,7;1,2;5)であるとするとき、すなわち０の最小ランｄを２ビット、０の最大ランｋを７ビット、基本データ長ｍを１ビット、基本符号長ｎを２ビット、最大拘束長ｒを５とする変換テーブルは、例えば、表４に示すような変換テーブルとされる。
【００２２】
＜表４＞
RML(2,7;1,2;5)
【００２３】
表４に示した変換テーブルを使用した変換は、データ列が”０１０”となった場合、さらに次の２データを参照し、合計５データ列が”０１００１”となったとき、最小ランｄの繰り返しを制限するコード”００００１００１００”を与えることで、この変換により得られる符号の最小ランｄの繰り返しは、最大で４回までとなる。
【００２４】
この表４の処理は、表２のRLL(2-7)と比較すると、最小ランｄ、最大ランｋ、基本データ長ｍ、および基本符号長ｎが同じであるが、最大拘束長ｒが、４から５に大きくなっている。これは、即ち、テーブルの最大サイズが大きくなっていることを示し、例えば復調のときにビットシフトエラーが発生した場合、復調エラー伝搬が増加する可能性があることを示している。
【００２５】
この他のラン長制限符号として、本出願人が特願平１０−１５０２８０号にて提案している、例えば、表５および表６の変換テーブルで得られる符号がある。表５および表６の変換テーブルで得られる符号は、RLL(1,7)符号であり、その上に最小ランｄの連続を制限し、さらにデータ語と符号語の対応した要素に規則を与えた変調符号（１７ＰＰ(Parity Preserve)符号）である。
【００２６】
＜表５＞
表５は、最小ランｄが１、かつ最大ランｋが７で、変換テーブル内の要素に不確定符号を有する。不確定符号は、直前および直後の符号語列の如何によらず、最小ランｄと最大ランｋを守るように、”０”か”１”かを決定する。すなわち表５の変換テーブルを利用した処理は、変換するデータ列２ビットが（１１）であったとき、その直前の符号語列によって”０００”あるいは”１０１”が選択され、直前の符号語列の１チャネルビットが”１”であったとき、最小ランｄを守るため、（１１）は、”０００”に変換され、直前の符号語列の１チャネルビットが”０”であったとき、（１１）は、”１０１”に変換され、最大ランｄを守れるようにする。
【００２８】
表５の変換テーブルは、可変長構造である。すなわち拘束長ｉが１における変換コードは、必要数の４つ（2^(m x i) = 2^(2 x 1) = 4)よりも少ない３つで構成されている。その結果、データ列を変換する際に、拘束長ｉが１だけでは変換出来ないデータ列が存在することになる。結局、表５において、全てのデータ列に対応するためには、すなわち変換テーブルとして成り立つためには、拘束長ｉが３までのテーブルを参照する必要がある。
【００２９】
また、表５の変換テーブルは、変換テーブル内に、最小ランの連続を制限する、置き換えコードを有する。すなわち、データ列が（１１０１１１）である場合、表５の変換テーブルを使用する処理は、さらに後ろに続く符号語列を参照し、それが”０１０”であったとき、”００１ ０００ ０００”に置き換える。後ろに続く符号語列が”０１０”以外のとき、”＊０＊ ０１０ ＊０＊”とテーブル変換する。
【００３０】
これによって、データ変換後の符号語列は、最小ランｄの連続が制限され、最大でも６回までの最小ランｄの繰り返しとなる。
【００３１】
さらに表５の変換テーブルは、データ列の要素内の”１”の個数と、変換される符号語列の要素内の”１”の個数が、それを２で割った時の余りが、どちらも１あるいは０で同一となるような変換規則を有する。例えば、データ列の要素（０００００１）は”０１０ １００ １００”の符号語列に対応しているが、それぞれ”１”の個数は、データ列では１個、対応する符号語列では３個であり、どちらも２で割った余りが１で一致している。同様にして、データ列の要素（００００００）は、”０１０ １００ ０００”の符号語列に対応しているが、それぞれ”１”の個数は、データ列が０個、対応する符号語列は２個であり、どちらも２で割った余りが０で一致している。
【００３２】
そして表５の変換テーブルは、最大拘束長ｒが４である。拘束長ｉが４の変換コードは、最大ランｋが７を実現するための、置き換えコードを有する。
【００３３】
＜表６＞
表６の変換テーブルは、最小ランｄが１、最大ランｋが７で、拘束長ｉが１において変換コードを４つ（2^(m x i) = 2^(2 x 1) = 4)有する構造をしている。すなわち表６の変換テーブルは、拘束長ｉが１をメインテーブルとし、以下拘束長ｉを大きくすることで、最小ランｄ、および最大ランｋ等を制限する構造となっている。表６の変換テーブルは、拘束長ｉが２では最小ランｄを１に制限する置き換えコードを与え、拘束長ｉが３では最大ランｋを８までに制限する置き換えコードを与え、さらに、拘束長ｉが４では、１である最小ランｄの連続を制限する置き換えコードを与えると共に、最大ランｋを７までに制限する置き換えコードを与える。表６の変換テーブルは、最大拘束長ｒが４である。
【００３５】
表６の変換テーブルは、変換テーブル内に、最小ランｄの連続を制限する、置き換えコードを有する。すなわち、表６の変換テーブルを使用した処理では、例えばデータ列（０００１０００１）は、”１０００１００１００１０”に置き換えられ、データ列（１００１０００１）は、その直前の符号語列を参照し、それが”０”か”１”かによって変換コードを選択して置き換えられる。表６の変換テーブルを使用した処理は、直前の符号語列が”０”ならば、”１００００００１００１０”を、”１”ならば”００００１００１００１０”を選択する。これにより、データ変換後の符号語列は、最小ランｄの連続が制限され、最大でも６回までの最小ランｄの繰り返しとなる。
【００３６】
さらに表６の変換テーブルは、データ列の要素内の”１”の個数と、変換される符号語列の要素内の”１”の個数が、それを２で割ったときの余りが、どちらも１あるいは０で同一となるような変換規則を有する。例えば、データ列の要素（１０００）は、”００００１０”の符号語列に対応しているが、それぞれ”１”の個数は、データ列が１個、対応する符号語列は１個であり、どちらも２で割った余りが１で一致する。同様に、データ列の要素（１１１１１１）は、”００００１００１０”の符号語列に対応しているが、それぞれ”１”の個数は、データ列では６個、対応する符号語列では２個であり、どちらも２で割った余りが０で一致する。
【００３７】
そして表６の変換テーブルは、最大拘束長ｉが４の変換コードにおいて、最大ランｋが７を実現するための、置き換えコードを有する。このとき、表６の変換テーブルを使用した処理は、変換するために、その直前の符号語列を参照し、それが”０１０”であるとき、置き換えが実行される。
【００３８】
ここでDSV(Digital Sum Value)制御について説明する。表１乃至表６の変換テーブルを使用したデータ変換は、それだけではDSV制御が行われない。従って、システムによってDSV制御を行う必要があるとき、データ変調後のチャネルビット列に、所定の間隔でDSV制御ビットが挟みこまれる。
【００３９】
ところで、表５および表６に従ってデータ列を変調し、変調後のチャネルビット列を、所定の間隔で、これまでと同様にDSV制御することができるが、表５および表６の例では、データ列と、変換される符号語列の関係を生かして、さらに効率良くDSV制御を行うことができる。
【００４０】
即ち、変換テーブルが、データ列の要素内の”１”の個数と、変換される符号語列の要素内の”１”の個数が、それを２で割った時の余りが、どちらも１あるいは０で同一となるような変換規則を有するとき、チャネルビットに、「反転」を表す”１”、あるいは「非反転」を表す”０”のDSV制御ビットを挿入することは、データビット列内に、「反転」するならば”１”を挾み、「非反転」ならば”０”のDSV制御ビットを挿入することと等価となる。
【００４１】
たとえば表５の変換テーブルを使用したデータ変換において、データ変換する３ビットが”００１”と続いたときに、その後ろにおいてDSV制御ビットを挾むと決定すると、データ変換は、（００１−ｘ）（ｘは１ビットで、０又は１）となる。ここでｘに”０”を与えれば、表５の変換テーブルは、表７に示すようになる。
【００４２】
＜表７＞
また、”１”を与えれば、表５の変換テーブルは、表８に示すようになる。
＜表８＞
符号語列をNRZI化してレベル符号化したとき、表７の変換テーブルおよび表８の変換テーブルは、表９に示すようになる。
【００４５】
＜表９＞
レベル符号列の最後の３ビットが相互に反転する。すなわち、DSV制御ビットｘの、”１”と”０”を選択することによって、データ列内においても、DSV制御が行えることになる。
【００４７】
DSV制御による冗長度を考えると、データ列内において１ビットでDSV制御を行うことは、チャネルビット列で表現すれば、表５および表６の基本データ長ｍが２で、基本符号長ｎが３であるから、１．５チャネルビットでDSV制御を行っていることに相当する。ここで、例えば、表１のようなRLL(1-7)テーブルにおいてDSV制御をするためには、チャネルビット列においてDSV制御を行うことになり、最小ランｄを守るためには、少なくとも２チャネルビットが必要であり、冗長度は、より大きくなってしまう。
【００４８】
表５および表６の変換テーブルを使用した変換は、データ列内でDSV制御を行えるので、効率が良い。表５および表６の変換テーブルにより変換された符号は、DSV制御が行えると共に、最小ランｄの繰り返しが制限されているので、高線密度記録再生に適している符号である。
【００４９】
ところで、表５および表６変換テーブルにより変換された符号（PP17符号）は、表３のRML17符号と比較すると、最小ランｄ、最大ランｋ、基本データ長ｍ、および基本符号長ｎが同じであるが、最大拘束長ｒが３から４と大きい。これは即ち、テーブルの最大サイズが大きくなっていることを示し、例えば復調時にビットシフトエラーが発生したとき、エラー伝搬が増加する可能性があることを示す。エラー伝搬は少ない方がよいのは言うまでもない。
【００５０】
【発明が解決しようとする課題】
以上のように、磁気ディスクや光磁気ディスク、光ディスク等の記録媒体を高密度化していった場合、変調符号としてRLL(1-7)あるいはRLL(2-7)など、最小ランｄが１以上である最小マーク長が大きい符号を選択して、記録・再生時の歪みを少なくすることでエラーの発生を抑え、より高密度記録再生に適した符号としてＲＭＬ１７符号や、ＰＰ１７符号を選択すると、これら最大拘束長ｒの大きな符号は、エラーが発生した後のエラー伝搬が増加することがあるという課題がある。
【００５１】
本発明は、このような状況に鑑みてなされたものであり、上記のようなビットシフトエラーが発生したとき、より簡単な構成でエラー伝搬が小さくなるようにする。
【００５２】
【課題を解決するための手段】
請求項１に記載の復調装置は、最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正手段を備えることを特徴とする。
【００５３】
請求項４に記載の復調方法は、最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正ステップを含むことを特徴とする。
【００５５】
請求項５に記載の復調装置は、最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正手段を備えることを特徴とする。
【００５６】
請求項８に記載の復調方法は、最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正ステップを含むことを特徴とする。
【００５８】
請求項１に記載の復調装置および請求項４に記載の復調方法においては、最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーが補正される。
【００５９】
請求項５に記載の復調装置および請求項８に記載の復調方法においては、最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーが補正される。
【００６０】
【発明の実施の形態】
以下に本発明の実施の形態を説明するが、特許請求の範囲に記載の発明の各手段と以下の実施の形態との対応関係を明らかにするために、各手段の後の括弧内に、対応する実施の形態（但し一例）を付加して本発明の特徴を記述すると、次のようになる。但し勿論この記載は、各手段を記載したものに限定することを意味するものではない。
【００６１】
すなわち、請求項１に記載の復調装置は、最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正手段（例えば、図１のランエラー補正部１２）を備えることを特徴とする。
【００６２】
請求項５に記載の復調装置は、最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーを補正する補正手段（例えば、図１のランエラー補正部１２）を備えることを特徴とする。
【００６３】
図１は、表１乃至表５の変換テーブルに対応する復調テーブルを用いた、復調装置の一実施の形態の構成を示すブロック図である。復調装置のコンパレート部１１は、伝送路より伝送されてきた信号、または、記録媒体より再生された信号を、２値化する。コンパレート部１１はまた、チャネルビット列に変調した後に挿入された、同期信号などのデータとは関係のない部分を取り除く。
【００６４】
ランエラー補正部１２では、２値化されたデータより、最小ラン、最大ラン付近において発生したエラーを検出し、補正を行う。復調部１３は、復調テーブル（逆変換テーブル）に基づいて、符号列をデータに復調する。
【００６５】
バッファ１４は、復調部１３から供給されたシリアルデータを一旦記憶し、所定の転送レートで読み出し、出力する。タイミング管理部１５は、タイミング信号を生成し、コンパレート部１１、ランエラー補正部１２、復調部１３、およびバッファ１４に供給し、タイミングを管理する。
【００６６】
表５および表６を用いた場合においては、データ列を、DSV制御ビットを１ビットだけ挿入した後に符号語列に変換する様な、DSV制御方法を用いることが出来る図２は、そのような再生データ列を復調する復調装置の構成を表している。この復調装置は、復調部１３の後段において、復調されたデータ列より、任意の間隔で挿入されているデータ列内のDSV制御ビットを取り除き、元のデータ列を生成する、DSVビット取り出し部２１を備える。その他の各部は、図１に示した復調装置と同じであり、対応する部分には、同一の番号を付してあり、その説明は、適宜省略する。
【００６７】
図１および図２の復調装置におけるコンパレート部１１は、伝送路より伝送されてきた信号、または、記録媒体より再生された信号がＮＲＺＩ変調されているとき（レベル符号であるとき）、２値化したデータをさらに逆ＮＲＺＩ符号（エッジ符号）化する。ランエラー補正部１２は、２値化された（エッジ符号化された）データ列より、最小ランおよび最大ラン付近において発生したエラーを検出し、補正を行う。
【００６８】
図３は復調部１３の構成例を表している。拘束長判定部３２は、ランエラー補正部１２より２値化され、かつ、補正されたデジタル信号の入力を受け、拘束長ｉを判定し、その判定結果をマルチプレクサ３６に供給する。最小ラン連続制限コード検出部３３は、ランエラー補正部１２により２値化され、補正されたデジタル信号の入力から、最小ランの連続を制限するために与えられた専用のコード（符号）を検出したとき、その情報を拘束長判定部３２に供給する。最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４は、ランエラー補正部１２により２値化され、補正されたデジタル信号の入力から、最小ランおよび最大ランを補償するために与えられた専用のコードを検出し、その情報を拘束長判定部３２に供給する。
【００６９】
逆変換部３５−１乃至３５−４は、ｎ×ｉビットの符号語を、ｍ×ｉビットのデータに逆変換するテーブル（表５の例では、ｉが１乃至４であり、その逆変換テーブルは、実質的に表５と同一の変換テーブルとなる）を有している。マルチプレクサ３６は、拘束長判定部３２から供給された信号に基づき、逆変換部３５−ｉからのデータを選択し、シリアルデータとして出力する。
【００７０】
次に、その動作の詳細について説明する。伝送路より伝送されてきた信号、あるいは記録媒体より再生され、波形等化等の処理がなされた信号は、コンパレート部１１に入力され、コンパレートされ、２値化される。コンパレート部１１は２値化した信号を、逆ＮＲＺＩ符号（”１”がエッジを示す符号）のデジタル信号に変換し、ランエラー補正部１２に入力する。ランエラー補正部１２においては、ランエラーの補正が行われる。その詳細は、後述する。ランエラー補正部１２から出力されたデジタル信号は、拘束長判定部３２に入力され、拘束長の判定処理が行われる。その判定結果（拘束長）は、マルチプレクサ３６に出力される。拘束長判定部３２は、この判定のために、表５に対応する逆変換テーブル（復調テーブル）を有している。
【００７１】
ランエラー補正部１２からのデジタル信号出力はまた、最小ラン連続制限データ検出部３３にも供給され、最小ランの連続を制限するために与えられた専用のパターンが検出され、その検出結果が拘束長判定部３２に出力される。最小ラン連続制限データ検出部３３は、表５に示す変換テーブルのうちの、最小ランの連続を制限する置き換えコード（表５の場合、符号語”００１ ０００ ０００”）を含む逆変換テーブルを有しており、この逆変換テーブルを参照して、最小ランの連続を制限するコードを検出したとき、所定の検出信号を拘束長判定部３２に出力する。
【００７２】
さらに、このランエラー補正部１２からのデジタル信号出力は、最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４にも供給される。最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４は、最小ラン及び最大ランを補償するために与えられた専用のパターンを検出したとき、その検出結果を拘束長判定部３２に出力する。最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４は、表５に示す変換テーブルの中では、最大ランを守る置き換えコード（表５の場合、符号語列”０００ １００ １００ １００”あるいは”０１０ １００ １００ １００”）を含む逆変換テーブルを有しており、この逆変換テーブルを参照して、最大ランを守る置き換えコードを検出したとき、所定の検出信号を拘束長判定部３２に出力する。
【００７３】
以上のことから、拘束長判定部３２、最小ラン連続制限データ検出部３３、および最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４は、表５の変換テーブルに対応する逆変換テーブルを分割して有いていればよいことになる。
【００７４】
次に図４を参照して、拘束長判定部３２、最小ラン連続制限コード検出部３３、及び最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４の処理の具体例を説明する。
【００７５】
最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４は、表５に示すテーブルの、”０００-１００-１００-１００”あるいは”０１０-１００-１００-１００”の逆変換部分を有し、入力された符号語列１２ビットが、これと一致する場合、拘束長ｉ＝４を示す検出信号を拘束長判定部３２に出力する。
【００７６】
最小ラン連続制限コード検出部３３は、表５に示すテーブルの、”００１-０００-０００”の逆変換部分を有し、入力された符号語列１２ビットが、”００１-０００-０００-(not１００)”と一致する場合、拘束長ｉ＝３を示す検出信号を拘束長判定部３２に出力する。ここで (not１００）は、”１００”以外の３ビットの符号語列を示す。
【００７７】
また、拘束長判定部３２は、表５に示す逆変換テーブルを内蔵しており、入力された符号語列の９ビット又は１２ビットが、”０００-１００-１００”、”０００-１００-０００-(not１００)”、”０１０-１００-１００”、あるいは”０１０-１００-０００-(not１００)”のいずれかに一致する場合、拘束長ｉ＝３と判定する。これに一致しない場合、入力された符号語列の６ビット又は９ビットが、”０１０-１００”、”０１０-０００-(not１００)”、あるいは”０００-１００”のいずれかに一致するとき、拘束長判定部３２は、拘束長ｉ＝２と判定する。さらに、これに当てはまらない場合、入力された符号語列の３ビットが、”０００”もしくは”１０１”、”００１”、または”０１０”のいずれかに一致するとき、拘束長判定部３２は、拘束長ｉ＝１と判定する。
【００７８】
なお、拘束長判定部３２、最小ラン連続制限コード検出部３３、及び最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４の拘束長判定の処理は、図４に示す他に、拘束長の小さい方から順に（ｉ＝１、ｉ＝２、ｉ＝３、またはｉ＝４の順に）、検出するように構成してもよい。この構成でも、同様に拘束長の判定を行うことが可能である。
【００７９】
拘束長の小さい方から順にｉ＝１、ｉ＝２、ｉ＝３、またはｉ＝４のように判定していった場合、入力された符号語列が例えば”０００-１００-１００-１００”であったとき、拘束長判定部３２は、拘束長の小さいほうから順に一致または不一致を判定していくと、拘束長が１あるいは、拘束長が２、拘束長が３、そして拘束長が４と、全ての拘束長にあてはまると判定する。このような場合、拘束長判定部３２は、決定規則として、それぞれ判定された拘束長から最大のものを選択し、決定する。
【００８０】
一方、逆変換部３５−１は、アドレス”１０１／０００”にデータ（１１）が、アドレス”００１”にはデータ（１０）が、そしてアドレス”０１０”にはデータ（０１）が書き込まれている。同様に、逆変換部３５−２乃至３５−４の各逆変換テーブルも、同様にそれぞれ対応するデータが書き込まれており、供給された３×ｉビットの符号語列を、２×ｉビットのデータ列に変換し、そのデータ語をマルチプレクサ３６に出力する。
【００８１】
マルチプレクサ３６は、逆変換テーブル３５−１乃至３５−４より供給されたデータの中から、拘束長判定部３２の拘束長判定結果に対応して、逆変換テーブル３５−ｉのデータを選択し、シリアルデータとして出力する。
【００８２】
逆変換テーブルは、例えば、次の表１０のようになる。
【００８３】
＜表１０＞
次に、図５を参照してランエラー補正部１２における処理を説明する。補正の可能な最小ラン・最大ラン付近で発生するエラーには、具体的には、最小ランが連続するエラーと、最小ランと最大ランが続くエラーとがある。
【００８５】
表５では(d,k)が(1,7)であるから、最小ランが２Ｔ、最大ランが８Ｔである。すなわち１Ｔや９Ｔが発生した場合は、必ずエラーが発生したことがわかる。そして、どちらのエッジがエラーを起こしたかを、その前後のランによって判定することができる。
【００８６】
図５（Ａ）に示すように、最小ランが連続するエラーに対するランエラー補正部１２が行う補正は、表１１の通りである。
＜表１１＞
(a) nT - 1T - 2T ( nは3以上 ) => (n-1)T - 2T - 2T
(b) 2T - 1T - nT ( nは3以上 ) => 2T - 2T - (n-1)T
【００８７】
これをデータの並び（エッジデータ）で表せば、表１２のようになる。
＜表１２＞
(a) ０１１０１０ => １０１０１０
(b) ０１０１１０ => ０１０１０１
【００８８】
図５（Ｂ）に示すように、最大ランと最小ランが続くエラーに対する、ランエラー補正部１２が行う補正は、表１３の通りである。
＜表１３＞
(c) 1T - 9T => 2T - 8T
(d) 9T - 1T => 8T - 2T
【００８９】
これをデータの並び（エッジデータ）で表せば、表１４のようになる。
＜表１４＞
(c) ０１１０００００００００１ => ０１０１００００００００１
(d) １０００００００００１１０ => １００００００００１０１０
【００９０】
上記 (a) 乃至 (d) のエラー補正により、パターンの並びだけで簡単に確からしく補正を行うことができる。このような補正を行うことによって、ランエラー補正部１２の出力値は、ビットシフトによるエラーが減少したデータとなる。
【００９１】
さらに図６は、ランエラー補正部１２の他の処理を説明する図である。
【００９２】
表５の変換テーブルに対応する可変長符号(d,k;m,n)は(1,7;2,3)であり、その変換処理は、２データビットに対して３符号語単位で行うことがある。すなわち図５で示したランエラー補正を、３チャネルビット単位に置き換えた場合の具体的な処理を示す図が、図６である。
【００９３】
３ビット単位であるために、検出項目が増加しているが、処理の中身は図６の場合と同様である。
【００９４】
＜表１５＞
(a) nT - 1T - 2T ( nは3以上 ) => (n-1)T - 2T - 2T
(b) 2T - 1T - nT ( nは3以上 ) => 2T - 2T - (n-1)T(c) 1T - 9T => 2T - 8T
(d) 9T - 1T => 8T - 2T
【００９５】
これをデータの並びで表せば、次のようになる。
＜表１６＞
(a) ０１１０１０ => １０１０１０
(b) ０１０１１０ => ０１０１０１
(c) ０１１０００００００００１ => ０１０１００００００００１
(d) １０００００００００１１０ => １００００００００１０１０
【００９６】
表１５および 表１６に示した(a)乃至(d)のエラー補正により、パターンの並びだけで簡単に確からしく補正が行うことができる。この補正によって、ランエラー補正部１２の出力値は、ビットシフトによるエラーが減少したデータとなる。
【００９７】
なお、以上では復調装置の例として表５に対応する場合について説明したが、表１乃至表４、及び表６に対応する復調装置も、同様にして実現することが出来る。表１、および表２では、図３の最小ラン連続制限コード検出部３３、および最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４が省略される。表３、および表４では、図３の最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４が省略される。表６は、表５と同様である。また、図３の逆変換テーブル部３５−１乃至３５−４は、それぞれの表に対応した拘束長と、その逆変換テーブルを搭載する。
【００９８】
ここで、表６について具体的な例を示す。例えば、復調装置内の具体的構成例を示す図３の例において、最小ラン連続制限コード検出部３３には、表６における拘束長ｉ＝４のテーブルＣを与えれば良い。また、最小ラン・最大ラン補償コード検出部３４には、表６における拘束長ｉ＝２のテーブルＡ、拘束長ｉ＝３のテーブルＢ、および拘束長ｉ＝４のテーブルＤを与えれば良い。
【００９９】
逆変換テーブルは例えば、次の表１７のようになる。
【０１００】
＜表１７＞
次に、本発明における効果のシミュレーション結果を示す。すなわち、まず表５にもとづいて、Ｔminの連続を制限し、かつデータ列内においてDSV制御ビットを挿入したデータ列を変調した符号語列を作成する。次に、この符号語列より任意の位置でシフトエラーを前方向または後方向に発生させる。そして、エラーを含んだ符号語列を、本方式を用いた場合とそうでない場合の２通りで復調を行う。復調結果は、一箇所のエラー発生によって何データ語までエラーが伝搬したかによって評価を行った。
【０１０２】
符号語列（チャネルビット列）は、１３１０７２００ビットの任意に作成したランダムデータを、表５の変調コードテーブルを用いて、５６データビットおきにDSV制御ビットを１ビットを挿入することでDSV制御を行い、発生させた。発生した符号語列は、DSV制御されていることを確認した。また、平均のラン長は 3.366チャネルビットであった。さらに、最小ランは２Ｔ、および最大ランは８Ｔであることを確認した。そして最小ラン２Ｔの連続は、最大でも６回までであることを確認した。
【０１０３】
そして、上記のように得られたチャネルビット列より、任意の間隔でシフトエラーを発生させ、それを、ランエラー補正の有り／無しの両方で復調する。復調結果を１バイト単位（８ビット単位）で区切り、一ヶ所のシフトエラーによって何バイトまで復調エラーが発生するかを調べた。
【０１０４】
結果は、表１８に示す。Byte errorは、百分率で示している。また、バイト単位をビット単位で見直したときの平均エラー伝搬長も示す。
【０１０５】
＜表１８＞
表１８に示すように、本発明に係るランエラー補正部１２を加えることによって、復調エラーが発生しない場合（Byte-error(0)）が増加しており（2.82%が11.90%に増加した）、すなわちビットシフト時のエラー補正が有効に行われることが確かめられた。また平均エラー伝搬（一ヶ所のシフトエラーに対して、平均して伝搬するバイトあるいはビット数:Average-Byte error rate）は、バイト単位（８データ単位に区切った時のエラー）で、1.1668Byteが1.0707Byte に減少し、またビット単位(bit error rate)で見ても2.8496bitが2.6672bit に減少しており、双方において、伝搬値を少なくなることが確認できた。
【０１０７】
なお、１７ＰＰの最悪のエラー伝搬は、３バイトであり、これは例えば同じ最小ランｄが１の符号である、表１の従来ＲＬＬ（１、７）符号では２バイトである。また、表３のＲＭＬ符号でも、最悪のエラー伝搬は、２バイトである。しかしながら、結果にあるとおり、表５における、実際の３バイトのエラー伝搬の発生は、あったとしても１０００分の１以下であり、非常に小さいことが示された。
【０１０８】
さらに、上記エラーレートの結果の数値は、DSVビット１ビットを、含んだまま（即ち図２の復調装置ブロック図で言うところの変調部１３の直後の値を示す）であり、実際のデータ列であるためには、さらにDSVビットの１ビットを取り出す必要がある。従って、データ列でいうエラー伝搬特性は、これよりも前後することになる。一般に、エラー伝搬平均値は、上記の結果よりも良好になる。その結果を、表１９に示す。いずれにしても、ランエラー補正がある場合、エラーは減少し、平均エラー伝搬も良好になった。
【０１０９】
＜表１９＞
以上より、最小ランｄが１以上のＲＬＬ符号列によるチャネルビット列において、最小ラン付近あるいは最大ラン付近を補正するというランエラー補正を行うことによって、ビットシフトによる復調エラーを減らすとともに、平均エラーレートを良好にすることができる。
【０１１１】
なお、本明細書において、システムとは、複数の装置により構成される装置全体を表すものとする。
【０１１２】
なお、上記したような処理を行うコンピュータプログラムをユーザに提供する提供媒体としては、磁気ディスク、CD-ROM、固体メモリなどの記録媒体の他、ネットワーク、衛星などの通信媒体を利用することができる。
【０１１３】
【発明の効果】
請求項１に記載の復調装置および請求項４に記載の復調方法によれば、最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーが補正されるようにしたので、ビットシフトエラーが発生したときの復調を、より簡単な構成でエラー伝搬が小さくなるようにする。
【０１１４】
請求項５に記載の復調装置および請求項８に記載の復調方法によれば、最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、符号列のエラーが補正されるようにしたので、ビットシフトエラーが発生したときの復調を、より簡単な構成でエラー伝搬が小さくなるようにする。
【図面の簡単な説明】
【図１】復調装置の一実施の形態の構成を示すブロック図である。
【図２】復調装置の他の実施の形態の構成を示すブロック図である。
【図３】ランエラー補正部１２、および復調部１３の構成を示すブロック図である。
【図４】復調の処理を説明する図である。
【図５】ランエラー補正部１２の処理を説明する図である。
【図６】ランエラー補正部１２の処理を説明する図である。
【符号の説明】
１２ ランエラー補正部， １３ 復調部， ３２ 拘束長判定部， ３３ 最小ラン連続制限コード検出部， ３４ 最小ラン・最大ラン補償コード検出部
Claims (8)
- 最小ランｄが１以上で、基本符号長がｎビットのラン長制限符号を含む符号(d,k;m,n;r)を、基本データ長がｍビットのデータに復調する復調装置において、
最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、前記符号列のエラーを補正する補正手段
を備えることを特徴とする復調装置。 - 前記補正手段は、最小ランｄが１のときに、レベル符号のビット間隔をＴとして、「２Ｔ−１Ｔ−ｎＴ ( ｎは、ｎ≧ ( 最小ランの値 + １ ) を満たす正の整数 ) 」の符号列を検出し、「２Ｔ−２Ｔ−（ｎ−１）Ｔ」に補正し、「ｎＴ−１Ｔ−２Ｔ」の符号列を検出し、「（ｎ−１）Ｔ−２Ｔ−２Ｔ」に補正する
ことを特徴とする請求項１に記載の復調装置。 - 前記補正手段は、３チャネルビット単位で符号列を検出する
ことを特徴とする請求項１に記載の復調装置。 - 最小ランｄが１以上で、基本符号長がｎビットのラン長制限符号を含む符号 (d,k;m,n;r) を、基本データ長がｍビットのデータに復調する復調方法において、
最小ランが連続する部分の前後の複数のビットからなる符号パターンの並びに基づいて、最小ランのラン長制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、前記符号列のエラーを補正する補正ステップ
を含むことを特徴とする復調方法。 - 最小ランｄが１以上で、基本符号長がｎビットのラン長制限符号を含む符号 (d,k;m,n;r) を、基本データ長がｍビットのデータに復調する復調装置において、
最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、前記符号列のエラーを補正する補正手段
を備えることを特徴とする復調装置。 - 前記補正手段は、最小ランｄ＝１および最大ランｋ＝７のときに、レベル符号のビット間隔をＴとして、「１Ｔ−９Ｔ」の符号列を検出し、「２Ｔ - ８Ｔ」に補正し、「９Ｔ−１Ｔ」の符号列を検出し、「８Ｔ−２Ｔ」に補正する
ことを特徴とする請求項５に記載の復調装置。 - 前記補正手段は、３チャネルビット単位で符号列を検出する
ことを特徴とする請求項５に記載の復調装置。 - 最小ランｄが１以上で、基本符号長がｎビットのラン長制限符号を含む符号 (d,k;m,n;r) を、基本データ長がｍビットのデータに復調する復調方法において、
最小ランと最大ランとが隣接する符号パターンの並びに基づいて、最小ラン及び最大ランの制限を守らない符号列を検出し、所定の符号パターンの並びに置換することにより、前記符号列のエラーを補正する補正ステップ
を含むことを特徴とする復調方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP23704398A JP3871171B2 (ja) | 1998-08-24 | 1998-08-24 | 復調装置および復調方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP23704398A JP3871171B2 (ja) | 1998-08-24 | 1998-08-24 | 復調装置および復調方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000068845A JP2000068845A (ja) | 2000-03-03 |
| JP3871171B2 true JP3871171B2 (ja) | 2007-01-24 |
Family
ID=17009569
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP23704398A Expired - Fee Related JP3871171B2 (ja) | 1998-08-24 | 1998-08-24 | 復調装置および復調方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3871171B2 (ja) |
-
1998
- 1998-08-24 JP JP23704398A patent/JP3871171B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2000068845A (ja) | 2000-03-03 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JP3985173B2 (ja) | 変調装置および方法、復調装置および方法、並びにデータ格納媒体 | |
| JP3870573B2 (ja) | 変調装置および方法、記録媒体、並びに復調装置および方法 | |
| US7516392B2 (en) | Recording apparatus, reproducing apparatus and recording medium | |
| US6963296B2 (en) | Recording method, recording apparatus, transmitting apparatus, reproducing method, reproducing apparatus, receiving apparatus, recording medium, and transmission medium | |
| JP3760961B2 (ja) | 変調装置および変調方法、復調装置および復調方法、並びに記録媒体 | |
| JP3722331B2 (ja) | 変調装置および方法、並びに記録媒体 | |
| JP4032329B2 (ja) | 変調装置および方法、並びに記録媒体 | |
| US6670896B2 (en) | Method and apparatus for modulating and demodulating digital data | |
| JP3717024B2 (ja) | 復調装置および方法 | |
| KR100450782B1 (ko) | 고밀도 데이타 저장기기를 위한 피알엠엘 코드의 부호화 및복호화 방법 | |
| JP4009798B2 (ja) | 復調装置および方法 | |
| JP3760966B2 (ja) | 変調装置および方法、並びに記録媒体 | |
| JP3871171B2 (ja) | 復調装置および復調方法 | |
| JP4207073B2 (ja) | 変調装置および方法、記録媒体、並びに復調装置および方法 | |
| JP4479855B2 (ja) | 変調装置、変調方法、記録媒体 | |
| JP4428414B2 (ja) | 復調装置および方法 | |
| JP4155312B2 (ja) | 変調装置および方法、記録媒体、並びに復調装置および方法 | |
| JP4983032B2 (ja) | 復調テーブル、復調装置および方法、プログラム、並びに記録媒体 | |
| JP4919121B2 (ja) | 変調装置、変調方法、および記録媒体 | |
| JP4366662B2 (ja) | 変調装置、変調方法、記録媒体 | |
| JP4479854B2 (ja) | 変調装置、変調方法、記録媒体 | |
| JP2000068849A (ja) | 変調装置および方法、復調装置および方法、並びに提供媒体 | |
| JP2000068847A (ja) | 変調装置および方法、復調装置および方法、並びに提供媒体 | |
| KR100817936B1 (ko) | 일련의 데이터 워드를 변조신호로 변환하는 방법 및 장치 | |
| JP2000341132A (ja) | 復調装置および方法、並びに記録媒体 |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A621 | Written request for application examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A621 Effective date: 20050303 |
|
| A977 | Report on retrieval |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A971007 Effective date: 20060719 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20060721 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20060914 |
|
| TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20060929 |
|
| A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20061012 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20091027 Year of fee payment: 3 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20101027 Year of fee payment: 4 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20101027 Year of fee payment: 4 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20111027 Year of fee payment: 5 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20111027 Year of fee payment: 5 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20121027 Year of fee payment: 6 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20121027 Year of fee payment: 6 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20131027 Year of fee payment: 7 |
|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |