JP3947510B2 - データ変調方法、データ復調方法及びコード配置方法 - Google Patents

Description

本発明はデータ変復調分野に係り、特にエラー伝播確率を減少させ、かつ高いコード効率及びＤＣ抑圧能力を有する変調コードを提供するデータ変調方法、データ復調方法及びコード配置方法に関する。

マルチコーディング方式はＤＣ抑圧能力がない変調コードにＤＣ抑圧能力を付与するための方法である。これは入力データ列にａビットの付加情報を挿入し、この付加情報によって２^ａ個の他のランダムデータ列を作ってその２^ａ個のランダムデータ列にＤＣ抑圧能力がない変調を行っても、そのうち最もＤＣ成分が少ない変調されたデータ列を選択することによりＤＣ抑圧能力を有させる方法である。

従来には特許文献１の“Ｄｅｖｉｃｅ ｆｏｒ ｅｎｃｏｄｉｎｇ／ｄｅｃｏｄｉｎｇ
ｎ−ｂｉｔ ｓｏｕｒｃｅ ｗｏｒｄｓ ｉｎｔｏ ｃｏｒｒｅｓｐｏｎｄｉｎｇ ｍ−ｂｉｔ ｃｈａｎｎｅｌ ｗｏｒｄｓ，ａｎｄ ｖｉｃｅ ｖｅｒｓａ”で例示したｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３のコードのコード率Ｒは約２％のリダンダンシーが含まれればＲ＝４９／７５＝０．６５３３であり、コード効率Ｒ／Ｃ（ｄ、ｋ）はＲ／Ｃ（ｄ、ｋ）＝０．６５３３／０．６７９３＝９６．２％である。特許文献１で使われた変調コードを説明の便宜上以下“Ａ−Ｃｏｄｅ”と称する。

特許文献２の“Ｍｅｔｈｏｄ ｏｆ ａｌｌｏｃａｔｉｎｇ ＲＬＬ ｃｏｄｅ ｈａｖｉｎｇ ｅｎｈａｎｃｅｄ ＤＣ ｓｕｐｐｒｅｓｓｉｏｎ ｃａｐａｂｉｌｉｔｙ，ｍｏｄｕｌａｔｉｏｎ ｍｅｔｈｏｄ，ｄｅｍｏｄｕｌａｔｉｏｎ ｍｅｔｈｏｄ，ａｎｄ ｄｅｍｏｄｕｌａｔｉｏｎ ａｐｐａｒａｔｕｓ ｔｈｅｒｅｆｏｒ”で例示したｄ＝１、ｋ＝８、ｍ＝８、ｎ＝１２のコードのコード率Ｒは約２％のリダンダンシーが含まれればＲ＝３２／４９＝０．６５３１であり、コード効率Ｒ／Ｃ（ｄ、ｋ）はＲ／Ｃ（ｄ、ｋ）＝０．６５３１／０．６８５３＝９５．３％である。特許文献２で使われた変調コードを説明の便宜上、以下“Ｂ−Ｃｏｄｅ”と称する。Ｃはコードのｄ及びｋによる容量を意味する。

また、非特許文献１の１３章に説明したＧｕｉｄｅｄ Ｓｃｒａｍｂｌｉｎｇ方法を使用してデータ２５バイト毎にリダンダンシー４ビットを挿入してｄ＝１、ｋ＝７変調を行う場合、コード率ＲはＲ＝２００／３０６＝０．６５３６であり、コード効率Ｒ／Ｃ（ｄ、ｋ）はＲ／Ｃ（ｄ、ｋ）＝０．６５３６／０．６７９３＝９６．２％である。前記文献で使われた変調コードを説明の便宜上、以下“Ｃ−Ｃｏｄｅ”と称する。

上記３つの従来技術の変調方法によるコード効率は９５．３％〜９６．２％と類似しており、これらコードのＤＣ抑圧能力を表すパワースペクトル密度（以下、ＰＳＤ）曲線は図１に示された通りである。

しかし、前述した文献で例示したマルチモードコーディング方式も、十分なＤＣ抑圧能力を有するためには、データ列をランダムデータにするための付加情報の頻度数をそれだけ高めなければならない。また、高いコード効率を有する変調技法を開発してもＤＣ抑圧能力が十分でない場合もある。その例として、前述した特許文献２に開示されたＢ−ＣｏｄｅもリダンダンシーがなければＤＣ抑圧は可能であるが、別途の付加ビットなしでは満足すべきＤＣ抑圧性能を有することができない。以下、リダンダンシーがなければＤＣ抑圧は可能であるが、別途の付加ビットがなくかつ抑圧性能は落ちるコードを不十分なＤＣ抑圧変調コードと称する。

図２は、入力データ列をランダムデータに変換する従来の多重化方法を説明するための図面であって、ａビットの付加情報を利用して入力データ列を２^ａ個の他のランダムデータ列にする方法の一例は特許文献３に開示されているが、従来には入力データに対して連続的にデータスクランブルを行っていた。

図２において、所定ビット数のデータｘ _ｉ，０ 〜ｘ _{ｉ，ｕ−１} （符号変調単位と称する）で構成された入力データ列

は多重化情報ｓ_ｔ及びｘ _ｉ，０ 〜ｘ _{ｉ，ｕ−１} に各々対応した排他的論理和素子による排他的論理和演算を通じてランダムデータ列

に変換される。

すなわち、先頭の符号変調単位ｘ _ｉ，０ 及び初期データ（多重化情報）ｓ_ｔは、排他的論理和素子を利用して排他的論理和演算することにより、初期データを除外した先頭の符号変調単位の変換データｙ ^ｔ _ｉ，０ を生成する。次いで、前述した変換が終わった符号変調単位の変換データｙ ^ｔ _ｉ，０ 及び次の符号変調単位ｘ _ｉ，１ は排他的論理和演算により次の変換データｙ ^ｔ _ｉ，１ を同じく生成する。以下、同様に、前記入力データ列

の最終の符号変調単位（ここでは、ｘ _{ｉ，ｕ−１} ）まで、直前の符号変調単位の変換データと変換する符号変調単位との排他的論理和演算処理が反復される。

図３は、図２に示された多重化方法で入力データ列をランダムデータに変換した後、連長制限（Ｒｕｎ Ｌｅｎｇｔｈ Ｌｉｍｉｔｅｄ；以下、ＲＬＬ）変調を行った結果を保存媒体に記録した後、再生する時にＲＬＬストリーム

を逆変換を通じて復元したストリーム

を示した図である。

データ逆変換時には逆変換前ＲＬＬストリーム

の先頭の復調符号単位（多重化情報ｓ_ｔ）を除外した復調符号単位から順番に、逆変換対象である復調符号単位と前記復調符号単位直前の復調符号単位（初期データまたは逆変換前の復調符号単位）との排他的論理和演算を通じて復元されたストリーム

が生成される。

すなわち、先頭の復調符号単位ｙ ^ｔ _ｉ，０ と初期データ（多重化情報）ｓ_ｔとの排他的論理和演算により逆変換後に逆変換されたデータｘ _ｉ，０ が生成される。次いで、前記ｙ ^ｔ _ｉ，０ （逆変換前の復調符号単位）と次の復調符号単位ｙ ^ｔ _ｉ，１ との排他的論理和演算により逆変換後に次に逆変換されたデータｘ _ｉ，１ が同様に生成される。以下、同様にして、前記ＲＬＬストリーム

の最終の復調符号単位まで逆変換対象の復調符号単位と前記復調符号単位直前の復調符号単位との排他的論理和演算処理が反復される。

このように、データ逆変換時には、逆変換直前の復調符号単位１つを復調符号単位の逆変換に利用しているために、エラーが発生すればその影響は前記復調符号単位及び次の復調符号単位まで及ぶ。例えば、逆変換前の復調符号単位ｙ ^ｔ＊ _{ｉ，ｕ−３} でエラーが発生した場合には逆変換後のデータｘ ^＊ _{ｉ，ｕ−３} 及び逆変換された次のデータｘ ^＊ _{ｉ，ｕ−２} に影響を及ぼす。

したがって、従来にはＲＬＬストリーム

でエラーが発生すれば、それに該当するスクランブル前データｘ ^＊ _{ｉ，ｕ−３} だけでなくその次のデータであるｘ ^＊ _{ｉ，ｕ−２} までにエラーが伝播される問題点があった。このようなエラー伝播特性はスクランブルを利用したマルチモードコーディング方式の一般的な特徴であるといえる。
米国特許第６，２２５，９２１号公報 米国特許第６，２８１，８１５号公報 韓国特許出願第１９９９−７０３１８３号（“デジタル変調回路、デ ジタル変調方法、デジタル復調回路及びデジタル復調方法”、三洋電機株式会社） 韓国特許出願第２００１−２１３６０号 Ｋｅｅｓ Ａ．Ｓｃｈｏｕｈａｍｅｒ Ｉｍｍｉｎｋ，"Ｃｏｄｅ ｓ ｆｏｒ Ｍａｓｓ Ｄａｔａ Ｓｔｏｒａｇｅ Ｓｙｓｔｅｍｓ，"Ｓｈａｎｎ ｏｎ Ｆｏｕｎｄａｔｉｏｎ Ｐｕｂｌｉｓｈｅｒｓ，１９９９

したがって、本発明の目的は、ＤＣ抑圧性能は３つの従来技術のように維持しつつ不十分なＤＣ抑圧変調コード及びマルチモードコーディング方式を結合して高効率でかつＤＣ抑圧能力に優れた変調コードを提供するデータ変調方法を提供するところにある。

本発明の他の目的は、エラー伝播確率を減らすデータ変調方及びデータ復調方法を提供するところにある。

本発明のまた他の目的は、ＤＣ抑圧性能は維持しつつ入力データを不連続的にスクランブルして擬似ランダムデータ列に生成する多重化方法を採択したデータ変調方法及びデータ復調方法を提供するところにある。

本発明のさらに他の目的は、不十分なＤＣ抑圧変調コードを配置するにおいて、連長制限を有するコードワードを生成し、コード列配置時に境界規則によってコードワードが取り替えられる場合にも最初のコード列特性をそのまま維持するようにコードワードを配置するコード配置方法を提供するところにある。

本発明によれば、前記目的はｍビットのソースデータを最小連長制限ｄ及び最大連長制限ｋに制限しつつｎビット（ｎ≧ｍ）のコードワードに変換するデータ変調方法において、入力データ列を一定長さに分割し、前記分割された入力データ列を多重化情報を利用して所定の多重化方式により多重化させ、多重化したデータ列を提供する段階と、前記多重化したデータ列に対して別途のビットが付加されたＤＣ制御変換表を使用しない微弱ＤＣフリーＲＬＬ変調を行う段階と、多重化してＲＬＬ変調されたコード列のうち最も小さなＤＣ成分を有するコード列を提供する段階と、を含むデータ変調方法により達成される。

前記目的は、ｍビットのソースデータを最小連長制限ｄ及び最大連長制限ｋに制限しつつｎビット（ｎ≧ｍ）のコードワードに変換するデータ変調方法において、一定長さに分割された入力データ列を所定ビットの多重化情報を利用して複数種類のデータ列に多重化させるが、複数種類のそれぞれの多重化したデータ列に対して所定の多重化方法を利用して複数種類の擬似ランダムデータ列を生成する段階と、前記複数種類の擬似ランダムデータ列に対してＲＬＬ変調を行うことによって最適のＤＣ抑圧が行われた変調されたコード列を生成する段階と、を含むデータ変調方法により達成される。

また、前記目的は、ｍビットのソースデータを最小連長制限ｄ及び最大連長制限ｋに制限しつつｎビット（ｎ≧ｍ）のコードワードに変換するデータ変調方法において、一定長さに分割された入力データ列を所定ビットの多重化情報を利用して複数種類のデータ列に多重化させるが、複数種類のそれぞれの多重化したデータ列に対して所定の多重化方法を利用して複数種類の擬似ランダムデータ列を生成する段階と、前記多重化したデータ列に対して別途のビットが付加されたＤＣ制御変換表を使用しない微弱ＤＣフリーＲＬＬ変調を行い、多重化させてＲＬＬ変調されたコード列のうち最もＤＣ成分が小さなコード列を提供する段階と、を含むデータ変調方法により達成される。

本発明の他の分野によれば、前記目的は、入力されるデジタルデータの各ｎビットをｍビット（ｎ≧ｍ）の復調符号単位に復調して所定長さの逆変換前のデータ列を生成する段階と、前記逆変換前のデータ列に対して、多重化情報を利用して不連続的にデスクランブルを行って逆変換されたデータ列を提供する段階と、を含むデータ復調方法により達成される。

本発明のまた他の分野によれば、前記目的は、ｍビットのソースデータを最小連長制限ｄ＝１、最大連長制限ｋ＝７に制限しつつｎビット（ｎ≧ｍ）のコードワードを配列するコード配置方法において、コードワードａはコードワードｂに連結され、先行するコードワードであるが、コードワードｂはコードワードｂ１とコードワードｂ２のうち選択でき、コードワードａとコードワードｂ１とが連結されるコード列をコード列Ｘ１、コードワードａとコードワードｂ２とが連結されるコード列をコード列Ｘ２とする時、コードワードｂ１及びｂ２はコードワード内のビット“１”の数が奇数かまたは偶数かによって次のコードワードの遷移を予測するＩＮＶパラメータが反対値を有するように配置する段階と、コードワードａとコードワードｂ１またはｂ２とが連結される時、境界規則によりコードワードａ、コードワードｂ１またはｂ２が他のコードワードに変換されるとしてもコード列Ｘ１及びＸ２はそのままＩＮＶパラメータ値が反対に維持されるように配置する段階と、を含むコード配置方法により達成される。

本発明の方法の動作はコンピュータで判読可能な媒体のコンピュータで実行可能な命令語により具現できる。

本発明のさらに他の様相及び利点は以下の説明によりさらに明確になり、また本発明の遂行により習得できる。

本発明は不十分なＤＣ抑圧変調コードにマルチモードコーディング方式を結合してＤＣ抑圧能力を向上させた高効率の変調コードを提供することにより記録密度側面で高い効率性を提供する。

本発明は不十分なＤＣ抑圧ＲＬＬ変調時にコードワード間の連長制限条件を満足できなくてコードワードを他のコードワードに取り替える場合にも、コード列のＤＣ抑圧能力を維持するようにコードワードを配置することによってコード列のさらに優秀なＤＣ抑圧能力を提供する。

また、本発明はマルチコーディング方式において、入力データは擬似ランダムデータに不連続的にスクランブルされてＤＣ成分が除去される。したがって、ＤＣ抑圧性能は維持しつつも一般的なスクランブルを利用したマルチモードコーディング方式よりエラー伝播確率を減らすことができる。

本発明の方法の動作はコンピュータで判読可能な媒体のコンピュータで実行可能な命令語により具現できる。

以下、添付した図面を参照して本発明の望ましい実施例を説明する。

図４は、本発明によるデータ変調装置の一実施例によるブロック図である。入力データ列は式（１）に示されたように、ｘ＝（ｘ_０，ｘ_１，．．．，ｘ_ｋ−１）に表示でき、ｖＸｕ分割器１０で入力データ列を式（２）に示されたように、ｖＸｕ（＝ｋ）と分けるが、すなわち、入力データ列をｕバイト長を有するｖ個のデータ列に分ける。

ここで、ｘ _ｉ，ｊ ＝ｘ _{ｉｘｕ＋ｊ} である。

擬似スクランブルを利用した多重化器２０は、分割器１０により分割されたｖＸｕのそれぞれのデータ列にａビットの付加情報を付けてＬ＝２^ａ個のデータ列に多重化させた後、付加された多重化情報ｓによってデータ列を擬似ランダムデータに変換する。ランダムデータへの変換が終われば式（３）及び式（４）のように、一つのｕバイト長を有するデータ列

に対して２^ａ個に多重化した相異なる内容のｕバイトのデータが作られる。

ここで、ｕ−１≠ｑの倍数、ｐ＝０，１，．．．，ｒ、ｒ＝（ｕ−１）／ｑの商である。ｑはスクランブル間隔指数とも称する。関数

は多重化情報ｓを利用して入力データ列

をランダムデータにした結果を意味する。

同期及び多重化ＩＤ挿入器３０は付加された多重化情報のビット数による複数（ここではＬ＝２^ａ）のチャンネルを有することができ、２^ａ個に多重化した擬似ランダムデータ列に、すなわち、多重化情報が付加された多重化した擬似ランダムデータ列に同期パターンを挿入し、多重化情報を多重化識別子（以下、ＩＤ）に変換する。

エンコーダ４０は付加された多重化情報による複数（ここではＬ＝２^ａ）チャンネルを有することができ、不十分なＤＣ抑圧コードに対するＲＬＬ変調を行う。ここで、ｍビットのソースデータを最小連長制限ｄ及び最大連長制限ｋに制限しつつｎビット（ｎ≧ｍ）のコードワードに変換する変調をＲＬＬ変調という。

本発明のエンコーダ４０は、別途のビットが付加された別途のＤＣ抑圧用コード変換表を有していないために、リダンダンシーがなければＤＣ抑圧は可能であるものの抑圧性能は落ちるコードを使用するが、所定連長制限条件（一実施例として、最小連長制限（ｄ）＝１、最大連長制限（ｋ）＝７とし、その例にＲＬＬ（１、７、８、１２）コード）に合うコードワードを生成し、前記連長制限条件別にコードワードでグルーピングし、ソースワードに対するコード列がＤＣ制御能力を有するようにコードワードに配置されている主コード変換表及び前記所定連長制限条件を満足し、前記主コード変換表で不要なコードワードをとってＤＣ制御用補助変換表を利用してＲＬＬ変調を行う。

同期及び多重化ＩＤ挿入器３０において多重化情報の多重化ＩＤへの変換は最小連長制限ｄ＝２、最大連長制限ｋ＝７として最小連長制限を長くすることにより最小マーク（またはピット）の大きさを大きくして信号の干渉雑音を減らすことができる。他の実施例として、エンコーダ４０の最小連長制限ｄ＝２、最大連長制限ｋ＝１０になり、その例にＲＬＬ（２、１０、８、１５）コードを挙げられる。

比較及び選択器５０はＲＬＬ変調された２^ａ個の変調ストリームに対してＤＣ成分が最も少ない変調ストリーム一つを選択する。

図５は、図４に示された多重化器に適用される擬似スクランブルを利用した多重化方法の一例を示した図であって、入力データを不連続的にスクランブルする方式を本発明では擬似スクランブルを利用した多重化方法と称する。

スクランブルを利用した多重化方法は図２に示されたように、もしある位置にエラーが発生すればそのエラーによってその次のデータにもエラーが発生する。したがって、コード列のＤＣ成分に影響を及ぼさない限度までデータスクランブルを不連続的に行えば、次のデータまでエラーが伝播される確率を減らすことができるという長所が生じる。

図５において、ｘ _ｉ，０ 〜ｘ _{ｉ，ｕ−１} が各々所定ビット数よりなるデータで構成されたｕバイト長を有する入力データ列

は、多重化情報ｓ_ｔと連続的に配置されずに毎ｑ番目に配置された排他的論理和素子による排他的論理和演算を通じて擬似ランダムデータ関数

に変換されている。

ここで、多重化情報ｓ_ｔはｕバイト長を有する入力データ列

を多重化させる多重化情報という時、多重化情報ｓ_ｔのビット数ａが入力データのビット数ｍより小さいかまたは同一である場合いずれも適用される。ただし、ａ＜ｍの場合は入力データの一部ビット（ＬＳＢ（Ｌｅａｓｔ Ｓｉｇｎｉｆｉｃａｎｔ Ｂｉｔ）からａビットまたはＭＳＢ（Ｍｏｓｔ Ｓｉｇｎｉｆｉｃａｎｔ Ｂｉｔ）からａビットまたはｍビットのデータ内の任意のａビット）を利用して擬似ランダムデータにしても、ｍビット全部を利用して擬似ランダムデータにする場合とほとんど同じ性能を示す。

すなわち、先頭の変調するデータ（符号変調単位という）ｘ _ｉ，０ と初期データ（多重化情報）ｓ_ｔとの排他的論理和演算により、先頭のコード変調単位ｘ _ｉ，０ （変調される最初のデータ）はデータｙ ^ｔ _ｉ，０ に変調される。符号変調単位ｘ _ｉ，１ からｘ _{ｉ，ｑ−１} までは排他的論理和演算処理が行われず、したがって、コード変調単位ｘ _ｉ，１ からｘ _{ｉ，ｑ−１} は変わらないまま出力される。前述した変換が終わった符号変調単位のデータｙ ^ｔ _ｉ，０ とｑ番目の符号変調単位ｘ _ｉ，ｑ との排他的論理和演算により次の変換データｙ ^ｔ _ｉ，ｑ が同様に生成される。以下、同様にして、ｑ番目の符号変調単位で前記入力データ列

の最終の符号変調単位まで排他的論理和演算処理が反復される。

図６は、図５に示された擬似スクランブルを利用した多重化方法で変換されたデータを再生する場合のエラー伝播特徴を示した図面である。データ逆変換時、逆変換前のデータ列

はデコーダ（図示せず）により変調時に使われたＲＬＬ変調方式によってデータ列を復調するデコーダにより復調されたＲＬＬストリームである。また、図６に示された構成は、逆変換前のデータ列について、多重化情報を利用して不連続的にデスクランブルして逆変換されたデータ列を提供する逆多重化器と称することができる。

図６において、先頭の初期データ（多重化情報ｓ_ｔ）を除外した復調符号単位ｙ ^ｔ _ｉ，０ から毎ｑ番目に、逆変換対象である復調符号単位とｑ番目以前の復調符号単位との排他的論理和演算を通じて復元されたデータが生成される。

すなわち、先頭の復調符号単位ｙ ^ｔ _ｉ，０ と初期データ（多重化情報）ｓ_ｔとの排他的論理和演算により逆変換後に逆変換されたデータｘ _ｉ，０ が生成される。復調符号単位ｘ _ｉ，１ からｘ _{ｉ，ｑ−１} までは排他的論理和演算処理が行われないので、復調符号単位ｘ _ｉ，１ からｘ _{ｉ，ｑ−１} までは変わらないまま出力される。その後、前述したｙ ^ｔ _ｉ，０ （逆変換前の復調符号単位）と次の復調符号単位であるｑ番目の復調符号単位ｙ ^ｔ _ｉ，ｑ との排他的論理和演算により逆変換後に次に逆変換されたデータｘ _ｉ，ｑ が生成される。以下、同様にして、逆変換前データ列

の最終の復調符号単位までｑ番目の復調符号単位で排他的論理和演算処理が反復される。

したがって、擬似ランダムデータよりなるデータをＲＬＬ変調した後、光ディスクのような保存媒体に保存されたデータストリームを再生する時にＲＬＬストリーム

において、変調時に入力データが排他的論理和演算により他のデータに変換されていないｘ^＊ _ｉ，ｑ＋_１にのみエラーが発生した場合、他のデータにエラー伝播をしない。エラー伝播は変調時に入力データが排他的論理和演算により他のデータに変換されたデータに該当する再生されたＲＬＬストリームにエラーが発生する場合にのみ発生する。

これは、図５に示された擬似スクランブルを利用した多重化方法でデータを擬似ランダムデータに変換すれば、図２に示された多重化方法で変換した時より排他的論理和演算の周期をｑとした時にエラー伝播確率が１／ｑに減るということを意味する。ここで、ｑの値はＲＬＬ変調した時にＤＣ抑圧性能を受容する水準で選択すればよい。なぜなら、ｑの値が大きくなればエラー伝播の確率は落ちるが、ＤＣ抑圧性能も低下する特徴があり、逆にｑ値が小さくなればＤＣ抑圧性能には有利であるが、エラー伝播確率が増加する特徴があるからである。

図７は、排他的論理和演算の周期ｑによるＤＣ抑圧能力の変化を示すＰＳＤ曲線である。多重化情報ｓ_ｔのビット数ａ＝２ビットとし、一つの多重化長さｕ＝５０バイトとし、変調する入力データのビット数ｍ＝８とする時の排他的論理和演算の周期ｑによる変調コード列のＤＣ抑圧性能を示す。排他的論理和演算は、２ビットの多重化情報ｓ_ｔを８ビットの入力データのＬＳＢから２ビットだけ行った。ＰＳＤ曲線は下から排他的論理和演算周期ｑをそれぞれ１バイト、５バイト、１０バイト、１５バイト、２０バイトとして排他的論理和演算結果によるＤＣ抑圧能力を示す。図７で分かるように、毎５バイトに排他的論理和演算を行ってもＤＣ抑圧性能には大きい差がない。一方、エラー伝播率は１／５に減らすことができる。

次に、本発明の一実施例による微弱ＤＣフリーＲＬＬ変換コードについて説明する。（ｄ、ｋ、ｍ、ｎ）と表現されるＲＬＬコードにおいて、コードの性能を表現する要因のうち大きく記録密度の側面及びＤＣ成分を抑圧する能力により、そのコードの優秀な程度を評価する。ここで、ｍはデータビット数（ソースデータのビット数、情報ワードビット数ともいう）、ｎは変調後のコードワードビット数（チャンネルビット数ともいう）、ｄはコードワード内で１と１間に存在できる連続する０の最小数（最小連長制限という）、ｋはコードワード内で１と１間に存在できる連続する０の最大数（最大連長制限という）である。コードワード内のビット間隔はＴ（記録または再生時に使われるクロック信号周期に該当）として表す。

変調方法のうち記録密度を向上させうる方法は、ｄ及びｍは与えられた条件としたままコードワードのビット数ｎを減らすことである。しかし、ＲＬＬコードはコードワード内で最小連長制限ｄ及び最大連長制限ｋを満足しなければならない。この（ｄ、ｋ）条件を満足しつつデータビット数がｍとする時、ＲＬＬ（ｄ、ｋ）を満足するコードワードの数は２ｍ個以上であればよい。しかし、実際このようなコードを使用するためにはコードワードとコードワードとが連結される部分でも連長制限条件、すなわち、ＲＬＬ（ｄ、ｋ）条件を満足しなければならず、光ディスク記録／再生装置のようにコードのＤＣ成分がシステム性能に影響を及ぼす場合には使用しようとするコードがＤＣ抑圧能力を有していなければならない。

本発明ではソースコードに対して変換されるコードワードのコード表は大きく２つ、すなわち、１）主変換表、２）ＤＣ制御用補助変換表として生成される。

それぞれの変換表内のコードワード生成方式は下記の通りであり、最小連長制限が１、最大連長制限が７である（１、７）コードを例として説明する。

図８は、主コード変換表のいろいろなコードワードグループ及び該当コードグループのコードワード特性を表で示したものである。

コードの最小連長制限をｄ、最大連長制限をｋ、ソースデータのビット数をｍ、変調後のコードワードのビット数をｎとし、コードワードのＬＳＢからＭＳＢ方向に連続する０の数をＥＺ（Ｅｎｄ Ｚｅｒｏ）、ＭＳＢからＬＳＢ方向に連続する０の数をＬＺ（Ｌｅａｄ Ｚｅｒｏ）とする時、ｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝８、ｎ＝１２、０≦ＥＺ≦５のコードワードをＬＺの条件によって分類すれば次の通りである。

（１）１≦ＬＺ≦７を満足するコードワードの数：２１０個
（２）０≦ＬＺ≦４を満足するコードワードの数：３１６個
（３）０≦ＬＺ≦２を満足するコードワードの数：２６４個
ｍ＝８のソースデータの変調のためにはコードワードの数が最小２５６個以上でなければならないが、前記（１）の場合、コードワードの数が２５６個未満であるので他のＬＺ条件を満足するコードワードのうち一部をとって必要なコードワードの数を満足できる。この場合、前記（２）でＬＺ＝０のコードワードのうち１０１０ｘｘｘｘｘｘｘｘの５１個を引いて前記（１）のグループに追加すれば、前記（１）グループに属するコードワードの数は２６１個になり、前記（２）のグループに属するコードワードの数は３１６−５１＝２６５個、前記（３）のグループに属するコードワードの数は２６４個で（１）〜（３）グループいずれも２５６個以上のコードワードを保有するようになって、各条件に該当するグループのコードワードの数が８ビットのソースデータに対して２５６個という変調コードワードの最小数を満足できる。このうち、それぞれ２５６個のコードワードだけを選んで３個の主コード変換表ＭＣＧ１〜ＭＣＧ３を作る。図８の表において、ＭＣＧ（Ｍａｉｎ Ｃｏｄｅ Ｇｒｏｕｐ）１は前記（１）の条件に該当するコードワード及び、（２）を満足するグループからとった一部（５１個）のコードワードを含むグループの名称であり、ＭＣＧ２及びＭＣＧ３は各々順に前記（２）、（３）の条件に該当するコードワードを含むグループの名称であり、これら主コードグループＭＣＧ１〜ＭＣＧ３各々から２５６個のコードワードだけソースコードに対する変換コードとして使われる。

図９は、ＤＣ制御用補助変換表のいろいろなコードワードグループ及び該当コードグループのコードワード特性を表で示したものである。

ＤＣ制御用補助変換表内のコードワードはｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝８、ｎ＝１２のコードワードのうち６≦ＥＺ≦７を満足するコードワード及びＭＣＧで残るコードワードとＬＺ＝５、６またはＬＺ＝３のコードワードとを合わせてＤＣ制御用補助コードグループＡＣＧのコードワードとして使用する。このコードワードの生成条件を具体的に説明すれば次の通りであり、各項目は順に図４の表でＤＣ制御用補助変換表の名称はＡＣＧ１、ＡＣＧ２、ＡＣＧ３として示されている。

ＡＣＧ１：６≦ＥＺ≦７、ＬＺ≠０を満足するコードワード８個＋ＭＣＧ１で残るコードワード５個＋６≦ＥＺ≦７、ＬＺ＝０、また１０１０ｘｘｘｘｘｘｘｘのコードワード２個＝１５個
ＡＣＧ２：６≦ＥＺ≦７、０≦ＬＺ≦６を満足するコードワード１２個＋０≦ＥＺ≦５、５≦ＬＺ≦６を満足するコードワード２１個＋ＭＣＧ２で残るコードワード９個−６≦ＥＺ≦７、ＬＺ＝０、また１０１０ｘｘｘｘｘｘｘｘのコードワード２個＝４０個
ＡＣＧ３：６≦ＥＺ≦７、０≦ＬＺ≦３を満足するコードワード１０個＋０≦ＥＺ≦５、ＬＺ＝３を満足するコードワード３３個＋ＭＣＧ３で残るコードワード８個＝５１個
図１０は、図８で説明した主変換表及び図９に示されたＤＣ制御用補助変換表を用いて以前コードワードａのエンドゼロ数ＥＺ＿ａによって決定される次のコードグループ（Ｍ＝ｎｃｇｄｅｔ）、すなわち、以前コードワードａの次のコードグループを示すパラメータｎｃｇを整理した表である。コードワードｂは、以前コードワードａのエンドゼロ数ＥＺ＿ａによってそのコードワードｂが属しているコードグループが定められるが、ＥＺ＿ａ＝０であれば次のコードワードｂが属しているコードグループは１（＝ＭＣＧ１）であり、１≦ＥＺ＿ａ≦３であれば次のコードワードｂが属しているコードグループは２（＝ＭＣＧ２）であり、４≦ＥＺ＿ａ≦７であればコードワードｂが属しているコードグループは３（＝ＭＣＧ３）である。

一方、コードワードａとコードワードｂとが連結される地点でも連長制限（ｄ、ｋ）条件を満足しなければならない。図１１は、コードワードａとｂとが連結される時に連長制限の条件のために考慮しなければならないことを示したものである。図１１で、コードワードａのエンドゼロ数ＥＺ＿ａとコードワードｂのリードゼロ数ＬＺ＿ｂとを合算した値が最小連長制限ｄ以上、最大連長制限ｋ以下であってこそ連長制限の条件を満足できる。

図１２は、図１１を通じて説明した連長制限の条件を満足できない場合が発生する場合、コード変換前後のパラメータＩＮＶの変化を示している。パラメータＩＮＶは次のコードワードの遷移が分かるパラメータであって、コードワード内でビット“１”の数が偶数であればＩＮＶ値は“０”であり、コードワード内でビット“１”の数が奇数であればＩＮＶの値は“１”である。付加的に、ＤＳＶ（Ｄｉｇｉｔａｌ Ｓｕｍ Ｖａｌｕｅ）はコードワードストリームでのデジタル合算値であって、ＤＳＶの絶対値が小さければ直流成分または低周波成分が少ないことを意味する。ＣＳＶはコードワード内でのデジタル合算値であって、ＣＳＶが小さければコードワードの直流成分または低周波成分が少ないことを意味するが、コード変換中の直流成分や低周波成分の評価にはＣＳＶが利用される。コードワードストリームで現コードワードまで累積されたＩＮＶの値が“０”であれば次のコードワードのＣＳＶ値をそのコードワード以前までの累積されたＤＳＶ値にそのまま合算してＤＳＶ値を更新し、累積されたＩＮＶ値が“１”であれば次のコードワードのＣＳＶ値の符号を反転させてそのコードワード以前までの累積されたＤＳＶ値に合算してＤＳＶ値を更新する。

図１２を参照すれば、コードワードｂは以前コードワードａのＥＺによってそのコードワードｂが属しているコードグループが定められるが、主変換表及びＤＣ制御用補助変換表でコードワード数が足りなくて他のコード変換表からコードワードをとったコードグループが指定される場合に（ｄ、ｋ）条件を満足できない場合が発生する。図１２では、ｄ≦ＥＺ＿ａ＋ＬＺ＿ｂ≦ｋに違反する場合を例示したが、この場合にはコードワードａのＥＺが変わるが、このように連長制限条件を満足できなくてコードワード変化が起きることを境界規則という。コードワードストリーム内のビット“１”の数が偶数か奇数かを示すパラメータＩＮＶは境界規則によりコード変化前の状態から変わる可能性がある。したがって、コードワードはＤＣ制御のためのコード変換表内であらかじめ決定された順序で配列される。

図１３は、ＤＣ制御可能なコードワードｂ１、ｂ２によるコード列の分岐例を示した図である。本発明のコード変換において最も大きい特徴のうち一つは、ＤＣ制御をするために選択可能な２つのコード変換表内のコードワードはＩＮＶ（コードワードストリーム内のビット“１”の数が偶数または奇数を表す）特徴を逆に維持するようになっている。このようにすれば、２つのコード変換表内のコードワードはＩＮＶが逆であるので、両コードワードのうち一つはＤＣ制御が最適の方向に進むからである。しかし、前記境界規則で説明したように、ＩＮＶに変化が発生する場合があるが、この場合はＤＣ制御が可能な時点での選択可能な２つのコード変換表にいずれも同じ現象、すなわち、ＩＮＶが２つの選択可能なコード変換表で同様に変化すれば何の問題もない。このために本発明では次のような事項を考慮してコード変換表を設計した。

まず、図１３のＡ、すなわち、コードワードａとコードワードとｂが連結される地点でコードワードｂとして選択可能なｂ１及びｂ２がある場合、ＥＺ＿ａが“ｘｘｘｘｘｘｘｘｘ１０１”の時、ＬＺ＿ｂ１（コードワードｂ１のリードゼロ数）が“１０１ｘｘｘｘｘｘｘｘｘ”であれば、その時、ＬＺ＿ｂ２（コードワードｂ２のリードゼロ数）が各々“１０１ｘｘｘｘｘｘｘｘｘ”となる。すなわち、リードゼロ数が“１０１ｘｘｘｘｘｘｘｘｘ”のコードワードはＭＣＧ１及びＡＣＧ１内の同じ位置に配置し、ＥＺが“ｘｘｘｘｘｘｘｘｘ１０１”のあらゆるコードは各々ＭＣＧ１及びＡＣＧ１、ＭＣＧ２及びＡＣＧ２、ＭＣＧ３及びＡＣＧ３内の同じ位置に配置して、コードワードａのエンドゼロ数が“ｘｘｘｘｘｘｘｘｘ１０１”の場合に境界規則によりコードワードｂ１が属しているコード列やコードワードｂ２が属しているコード列いずれもコードワードａのＩＮＶが変わったりまたは変わらず、結局二コード列のＩＮＶは逆に維持させる。

次に、図１３のＢ、すなわち、コードワードｂとコードワードｃとが連結される点でコードワードｂ１とｂ２とが各々コードワードｃと連結される時、境界規則によりコードワードｂ１、ｂ２またはコードワードｃが他のコードワードに変換されるとしてもコードワードｂ１とコードワードｃとが連結されるコード列及びコードワードｂ２とコードワードｃとが連結されるコード列はそのままパラメータＩＮＶ値が逆に維持される。

同期パターン及び多重化ＩＤについて説明する。

ビット１と１間の０の最大数ｋ＝７に制限された変調方式で同期パターンでｋ＝７の制限を違反する“０１００００００００１００００００００１０”を使用する。

Ｓｙｎｃ Ｐａｔｔｅｒｎ：０１００００００００１００００００００１０
多重化ＩＤはデータ列の多重化のために４ビットの多重化情報を利用して図１４に図示されたように６ビットに変換するが、この場合、一つのデータ列はＬ＝２４＝１６種類のランダムデータ列に変換される。

図１５Ａないし図１５Ｅは、前述した事項を考慮して生成及び配置した主変換コード表である。

図１６は前述した事項を考慮して生成及び配置した補助ＤＣ制御用コード変換表である。ＤＣ制御用補助変換表内のコードワードを使用する時には、以前のコードワード（図１３のコードワードａ）と後続のコードワード（図１３のコードワードｃ）との連長制限違反如何を検査した後、違反しない場合にのみ使用しなければならない。

図１７は、本発明で提案した方式通りＲＬＬ（１、７）変調を行った後、コード列に対するＰＳＤ曲線を示した図である。

図１８は、本発明で提案したＲＬＬ（１、７）コードと従来のコードＡ−Ｃｏｄｅ、Ｂ−Ｃｏｄｅ、Ｃ−Ｃｏｄｅとを比較して得られたコード率及びコード効率を整理した表である。本発明のＲＬＬ（１、７）コードは、従来のコード列と類似したＤＣ抑圧能力を有しつつもコードの効率が高くて記録密度を約２％高めうる長所がある。

図１９は、ＲＬＬ（２、１０、８、１５）コードを本発明に適用した場合、従来のＤＶＤで使われているＥＦＭＰ（Ｅｉｇｈｔ ｔｏ Ｆｏｕｒｔｅｅｎ Ｍｏｄｕｌａｔｉｏｎ Ｐｌｕｓ）コードとＤＣ抑圧能力を比較したＰＳＤ曲線を示している。ここで、ＥＦＭＰコードは主変換コード表と共に別途のＤＣ制御用コード変換表を使用してＤＣ抑圧を行うコードである。ＲＬＬ（２、１０、８、１５）コードの一例は同一出願人により出願された特許文献４に開示されており、本発明では付加ビットを使用したＤＣ抑圧用コード変換表を使用せずに主変換表及びＤＣ制御用補助変換表を使用する不十分なＤＣ抑圧ＲＬＬ変調を行っている。

図２０は、従来のＥＦＭＰコードと本発明が適用されたＲＬＬ（２、１０、８、１５）コードを比較してコード率及びコード効率を整理した表である。本発明で提案した方式のＲＬＬ（２、１０、８、１５）コードがＥＦＭＰと類似したＤＣ抑圧能力を有しつつも高いコード効率を有して記録密度も約５．４％向上する。

本発明のいくつかの実施例が図示及び説明されたが、このような実施例は、特許請求の範囲により限定される本発明の思想及び原理を離脱しない範囲内で当業者により変更できることはもちろんである。

本発明はデジタルデータを保存する保存媒体に広範囲に利用できるが、ＨＤ−ＤＶＤ（Ｈｉｇｈ Ｄｅｎｓｉｔｙ Ｄｉｇｉｔａｌ Ｖｅｒｓａｔｉｌｅ Ｄｉｓｃ）のような高密度保存媒体に効果的に適用できる。

従来コードのＰＳＤ曲線を示した図である。 従来の多重化方法を説明するための図である。 図２に示された従来の多重化方法で変換されたデータを再生する場合のエラー伝播特性を示した参考図である。 本発明によるデータ変調装置の一実施例によるブロック図である。 図４に示された多重化器に適用される擬似スクランブルを利用した多重化方法を説明するための図である。 図５に示された擬似スクランブルを利用した多重化方法で変換されたデータを再生する場合のエラー伝播特性を示した参考図である。 本発明のデータ変調方法によるＤＣ抑圧能力を示したＰＳＤ曲線である。 主変換コードグループのコードワード特性を整理した表である。 ＤＣ制御用補助変換コードグループのコードワード特性を整理した表である。 エンドゼロ数ＥＺによって決定される次のコードグループｎｃｇを整理した表である。 コードワードａ及びｂが連結される時に連長制限の条件を説明するための図である。 図１１により連長制限の条件を満足できない場合のコード変換前後のパラメータＩＮＶの変化を示した表である。 ＤＣ制御可能なコードワードｂ１、ｂ２によるコード列の分岐例を示した図である。 図４に示された同期及び多重化ＩＤ挿入器における多重化情報の多重化ＩＤへの変換例を示した変換表である。 前述した事項を考慮して生成及び配置した主変換コード表である。 前述した事項を考慮して生成及び配置した主変換コード表である。 前述した事項を考慮して生成及び配置した主変換コード表である。 前述した事項を考慮して生成及び配置した主変換コード表である。 前述した事項を考慮して生成及び配置した主変換コード表である。 前述した事項を考慮して生成及び配置したＤＣ制御用補助変換コード表である。 本発明のＲＬＬ（１、７）コードのＰＳＤ曲線を示した図である。 本発明のＲＬＬ（１、７）コードと既存のコードとの記録密度及び記録効率を比較した表である。 本発明のＲＬＬ（２、１０）コードのＰＳＤ曲線を示した図である。 本発明のＲＬＬ（２、１０）コードと既存のＥＦＭＰコードとの記録密度及び記録効率を比較した表である。

符号の説明

１０ ｖＸｕ分割器
２０ 多重化器
３０ 同期及び多重化ＩＤ挿入器
４０ エンコーダ
５０ 比較及び選択器

Claims (8)

1. ｍビットのソースデータを最小連長制限ｄ＝１、最大連長制限ｋ＝７に制限しつつｎビット（ｎ≧ｍ、ｄ、ｋ、ｎ及びｍは正の整数）のコードワードを配列するコード配置方法において、
   コードワードａはコードワードｂに連結され、先行するコードワードであり、コードワードｂはコードワードｂ１とコードワードｂ２から選択され、コードワードａとコードワードｂ１とが連結されるコード列をコード列Ｘ１、コードワードａとコードワードｂ２とが連結されるコード列をコード列Ｘ２とする時、コードワード内のビット“１”の数が奇数かまたは偶数かによって次のコードワードの遷移を予測するＩＮＶパラメータが反対値を有するように、コードワードｂ１及びｂ２を配置する段階と、
   コードワードａとコードワードｂ１またはｂ２とが連結される時、境界規則によりコードワードａ、コードワードｂ１またはｂ２が他のコードワードに変換されるとしても、ＩＮＶパラメータの特性を維持するように、コード列Ｘ１及びＸ２を配置する段階と、を含むコード配置方法。
2. コードワードａとコードワードｂ１、ｂ２間のビット０の数がｄ（＝１）より小さい場合、境界規則をおいてコードワードａまたはコードワードｂ１、ｂ２を変形することにより、変形されたコードワード間のビット“０”の数がｄ（＝１）より大きいかまたは同一に、ｋ（＝７）より小さいかまたは同一に配置されたことを特徴とする請求項１に記載のコード配置方法。
3. 前記境界規則により前記コード列Ｘ１内のコードワードａ及びコード列Ｘ２内のコードワードａが他のコードワードに変換されるが、それぞれのコード列で変換されたコードワードは同じＩＮＶ値を有するようにしてコードワードｂ１及びｂ２のＩＮＶにより結局それぞれのコード列Ｘ１及びＸ２は相異なるＩＮＶ値を有するように配置されたことを特徴とする請求項１に記載のコード配置方法。
4. ｍビットのソースデータを最小連長制限ｄ＝１、最大連長制限ｋ＝７に制限しつつｎビット（ｎ≧ｍ、ｄ、ｋ、ｎ及びｍは正の整数）のコードワードを配列するコード配置方法において、
   コードワードｂはコードワードｃに連結され、先行するコードワードであり、コードワードｂはコードワードｂ１とコードワードｂ２から選択され、コードワードｂ１とコードワードｃとが連結されるコード列をコード列Ｙ１、コードワードｂ２とコードワードｃとが連結されるコード列をコード列Ｙ２とする時、コードワード内のビット“１”の数が奇数かまたは偶数かによって次のコードワードの遷移を予測するＩＮＶパラメータが反対値を有するように、コードワードｂ１及びｂ２を配置する段階と、
   コードワードｂ１またはｂ２がコードワードｃと連結される時、境界規則によりコードワードｂ１、ｂ２またはコードワードｃが他のコードワードに変換されるとしても、ＩＮＶパラメータの特性を維持するように、コード列Ｙ１及びＹ２を配置する段階と、を含むコード配置方法。
5. コンピュータで判読可能な媒体であって、
   ｎ≧ｍであり、ｄ、ｋ、ｎ及びｍは正の整数である時、ｍビットのソースデータをｎビットのコードワードに変調するデータ変調方法の動作を行うコンピュータで判読可能な命令語を含み、ここで、前記コードワードは最小連長制限ｄが１に制限され、最大連長制限ｋは７に制限され、
   前記変調方法の動作は、
   コードワードａはコードワードｂに連結され、先行するコードワードであり、前記コードワードｂはコードワードｂ１とコードワードｂ２から選択され、前記コードワードａとコードワードｂ１とが連結されるコード列をコード列Ｘ１、コードワードａとコードワードｂ２とが連結されるコード列をコード列Ｘ２とする時、１つのコードワード内のビット“１”の数が奇数かまたは偶数かによって次のコードワードの遷移を予測する正反対のＩＮＶパラメータを有するように前記コードワードｂ１及びｂ２を配列する段階と、
   前記コードワードａとコードワードｂ１またはｂ２とが連結される時、境界規則により前記コードワードａ、コードワードｂ１またはｂ２が他のコードワードに変換されるとしても前記コード列Ｘ１及びＸ２を正反対のＩＮＶパラメータを有するように配列する段階と、を含むことを特徴とするコンピュータで判読可能な媒体。
6. コンピュータで判読可能な媒体であって、
   ｎ≧ｍであり、ｄ、ｋ、ｎ及びｍは正の整数である時、ｍビットのソースデータをｎビットのコードワードに変調するデータ変調方法の動作を行うコンピュータで判読可能な命令語を含み、ここで、前記コードワードは最小連長制限ｄが１に制限され、最大連長制限ｋは７に制限され、
   前記変調方法の動作は、
   コードワードｂはコードワードｃに連結され、先行するコードワードであり、前記コードワードｂはコードワードｂ１とコードワードｂ２から選択され、前記コードワードｂとコードワードｃとが連結されるコード列をコード列Ｙ１、コードワードｂ２とコードワードｃとが連結されるコード列をコード列Ｙ２とする時、１つのコードワード内のビット“１”の数が奇数かまたは偶数かによって次のコードワードの遷移を予測する正反対のＩＮＶパラメータを有するように前記コードワードｂ１及びｂ２を配列する段階と、
   前記コードワードｃとコードワードｂ１またはｂ２とが連結される時、境界規則により前記コードワードａ、コードワードｂ１またはｂ２が他のコードワードに変換されるとしても前記コード列Ｙ１及びＹ２を正反対のＩＮＶパラメータを有するように配列する段階と、を含むことを特徴とするコンピュータで判読可能な媒体。
7. ソースデータを最小連長制限がｄ、最大連長制限がｋ（ただし、ｄとｋは正の整数）であるコードワードに変調するステップからなるデータ変調方法であって、前記変調ステップは、コードワードａのＥｎｄＺｅｒｏとコードワードｂのＬｅａｄＺｅｒｏの和が前記最小連長制限より小さいか、あるいは前記最大連長制限より大きい場合、前記コードワードａのＥｎｄＺｅｒｏと前記コードワードｂのＬｅａｄＺｅｒｏの前記和が前記最小連長制限以上かつ、前記最大連長制限以下となるよう前記コードワードａを他のコードワードに変えることからなり、前記コードワードｂは前記コードワードａに接続され、前記コードワードａは先行するコードワードであり、前記ＥｎｄＺｅｒｏは前記コードワードａのＬＳＢからＭＳＢまでの連続する０の個数であり、前記ＬｅａｄＺｅｒｏは前記コードワードｂのＭＳＢからＬＳＢまでの連続する０の個数であることを特徴とするデータ変調方法。
8. 請求項７記載のデータ変調方法であって、前記最小連長制限ｄは１、前記最大連長制限ｋは７であり、前記コードワードａのＥｎｄＺｅｒｏが０、かつ前記コードワードｂのＬｅａｄＺｅｒｏが０である場合、前記エンコーダは前記コードワードａをＬＳＢが０であるようなコードワードに変えることを特徴とするデータ変調方法。
   

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