JPH036699B2 - - Google Patents
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- JPH036699B2 JPH036699B2 JP62068172A JP6817287A JPH036699B2 JP H036699 B2 JPH036699 B2 JP H036699B2 JP 62068172 A JP62068172 A JP 62068172A JP 6817287 A JP6817287 A JP 6817287A JP H036699 B2 JPH036699 B2 JP H036699B2
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Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M5/00—Conversion of the form of the representation of individual digits
- H03M5/02—Conversion to or from representation by pulses
- H03M5/04—Conversion to or from representation by pulses the pulses having two levels
- H03M5/14—Code representation, e.g. transition, for a given bit cell depending on the information in one or more adjacent bit cells, e.g. delay modulation code, double density code
- H03M5/145—Conversion to or from block codes or representations thereof
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Analogue/Digital Conversion (AREA)
Description
Ａ 産業上の利用分野
本発明はML（Maximum Likelihood：最大尤
度）検出法を採用するPR（Rartial Response：
パーシヤルリスポンス）チヤネルに適する符号化
方法に関する。 Ｂ 従来技術 部分応答最大尤度（Partial Response
Maximum Likelihood：PRML）技法がデイジ
タル通信チヤネルに長い間利用されてきている。
例えば、Y.Kabal and S.Pasupathy，“Partial
−Response Signaling”、IEEE Trans.
Commun.Technol.、Vol.COM−23、PP.921−
934、September 1975；R.W.Lucky、J.Salz
and E.J.Weldon、Jr.、PRINCIPLES OF
DATA COMMUNICATIONS、New York：
McGraw−Hill、1968；G.D.Forney、Jr.、“The
Viterbi Algorithm”、Proc.IEEE、Vol.61、
pp.268−278、March 1973；and J.M.
Wozencraft and I.M.Jacobs、PPINCIPES OF
COMMUNICATIONENGINEERING、New
York：Wiley、1965.を参照のこと。大容量記憶
装置の記録チヤネルに対するPRML信号発生及
び検出の原理についてもよく知られている。例え
ば、G.D.Forney、“Maximum Likelihood
Sequence Estimation of Digital Sequences in
the Presence of Intersymbol Interference”、
IEEE Trans.Inform.Theory、Vol.IT−18、
pp.363−378、May 1982；H.Kobayashi、
“Application of ProbabilisticDecoding to
Digital Magnetic Recording”、IBM.J.RES.
DEVELOP.、Vol.15、pp.64−74、January
1971；and K.Nishimura and K.Ishii、“Ａ
Design Method for Optimal Equalization in
Magnetic Recording Channels with Partial
Response Channel Coding”、IEEE Trans.
Magn.、Vol.MAG−19、pp.1719−1721、
September 1983.を参照のこと。 従来のピーク検出磁気記録チヤネルにおけるデ
ータ検出は、先ずアナログ信号を微分し、次にそ
の微分された信号をゼロ交差検出器で検出して検
出ウインド内のゼロ交差事象の存在あるいは不存
在を決定することによつて達成される。デイジタ
ル通信チヤネルでのデータ検出は、送られた信号
の振幅の周期的なサンプリングに一般に基づいて
いる。 ノイズや他の不完全要素が存在しない場合、ピ
ーク検出での誘導信号のゼロ交差は、遷移が書込
まれる刻時に対応する回数だけ起きる。事前補
完、ランレングス制限（Run−Length−
Limited；RLL）符号化、及びより複雑な検出器
がピーク検出システムの動作を拡張してきた。 サンプルされ或いは刻時された検出において
は、信号の振幅は周期的にサンプルされ、このよ
うなサンプルを表わすデータがそこから解釈され
る。最大尤度（ML）検出は、サンプルが解釈さ
れるときに、エラーの可能性を最小にする。 サンプルした振幅の検出により、複数の抽出回
数において各入力に対応する非ゼロサンプル振幅
相互の干渉の存在が予期される。このような信号
は部分応答（PR）信号と言われ、PR信号を伝送
するチヤネルはPRチヤネルと言われる。 ML検出は、費用及び複雑な考察の点を除け
ば、ピーク検出や他の応用にも同様に利用できる
にも拘らず、典型的にはPRチヤネル（以下、
PRML チヤネルという）において利用されて
いる。典型的には、ある与えられたチヤネル帯域
幅において、PR信号は全応答信号よりもデータ
変換率が高い。ここで、全応答信号は抽出回数の
１つを除いた全てにおいてゼロ振幅を有する信号
である。最も正確な検出及び解決のために良好な
状態とするように読みかえし信号をフイルター処
理することに加えて、データの符号化のような、
他の技法が用いられてML検出器の性能が向上さ
れる。 記録チヤネルでの使用のためのデータの符号化
についても知られている。各々、ピーク検出シス
テム中で用いられるRLLコードにおいて、ゼロ
の最小及び最大連続数を指定するところの（ｄ、
ｋ）制約は、データ信号のセルフクロツキング特
性を維持する間の符号間干渉を減少させる。 PRMLチヤネルでは、チヤネルコードはクロ
ツキング及び自動利得制御（AGC）情報を提供
するようにも用いられ得る。各目上のゼロサンプ
ルの最大連続数が制限されなければならないた
め、Ｋ制約はPRMLチヤネルのためのチヤネル
コード要求を指定するときに依然として適してい
る。しかしながら、ゼロより大きい（ゼロ以外
の）ｄを有するRLLコードはPRMLチヤネルに
は必要がない。というのは、ISIに対する補償は
ML検出器中に固有だからである。 他方、Ｋ制約はPRMLチヤネルのために要求
されるただ１つの制約ではない。ML検出は最も
近い過去データの評価器に対して１つより多いオ
プシヨンが開放されることを要求するので、検出
遅延及びハードウエアの複雑性を共に制限するよ
うに付加的制約が望まれる。入力信号のデータ列
が偶数の添字付のサンプルの部分列と奇数の添字
付のサンプルの部分列とにデマルチプレツクス
（分離）され、また、ML検出が各部分列に独立
的に採用されるとすれば、各部分列中の連続する
各目上のゼロサンプルの数に対する制約は、検出
遅延及びハードウエア（の複雑さ）を制限する。
入力信号のデータ列を偶数番目のビツトの部分列
と奇数番目のビツトの部分列に分離してML検出
を行なうことは例えば特開昭60−47538号に示さ
れている。このように、NRZIデータ表現によつ
て、要求される制限は、偶数添字及び奇数添字の
部分列双方での連続するゼロの最大数に対するも
のとなる。双方の部分列中での連続するNRZIゼ
ロの最大数はK1制約と言われ、また、インター
リーブされるデータ列（元のデータ列のこと。） に対するＫ制約と類似している。 ランレングス制約を有する符号化手法は、許容
されるコード語列の数（即ち、コード語の数のこ
と。）を2nより少なくなるように制限する。ここ
で、ｎはデータのビツト数である。そのようなコ
ードの（変換）率は、１データビツト対１コード
ビツトよりも小さな整数比として表わされる。こ
のように、８ビツトデータバイトが９ビツトコー
ド語に写像されると、符号化率（変換率）は８／
９である。 Ｃ 発明の概要 本発明はML検出法を採用したPRチヤネルに
適した符号化方法に関する。この符号化方法によ
れば、頻繁な非ゼロ（復帰）サンプル操作を行う
ことによりチヤネルのタイミング及び利得制限回
路の動作を改善できる。更に、このエンコーダ
は、データ評価器の処理の最中に、経路メモリ
（path memory）における経路の収束を加速する
ことにより、ML検出器の複雑さを制限する。 本発明による符号化方法は、（ｄ、Ｋ／K1）と
記される３つのパラメータｄ、Ｋ、及びK1によ
つて特徴づけられる。パラメータｄ及びＫは、チ
ヤンネル出力コードビツト列中のゼロのランレン
グス（連続数）の最小及び最大値を表わし、ここ
でゼロのランレングスは検出処理中の沈黙期間に
関する。パラメータK1は偶数番のビツトから成
る部分列または奇数番のビツトから成る部分列に
おけるゼロの最大ランレングスを表わす。本発明
を用いた符号化手法では、PRMLチヤネルの文
脈中ではゼロの最小ランレングスは適切ではない
ので、ｄは０に等しい。正確なタイミング及び利
得制限のためには小さなＫが望ましく、小さな値
のK1はML検出器中で要求される経路メモリの大
きさを減小させる。 特に、本発明はデイスク記憶装置でのデイジタ
ルデータの磁気記録での利用のためのPRMLコ
ード制約に関する。しかしながら、ここでの符号
化及び復号化のための符号化手法制約及び装置
は、ML検出を採用する全てのPR信号発生シス
テムに適用できる。 本発明の後述する実施例によれば、変換比率が
８／９、（Ｏ、Ｋ／K1）の値が（Ｏ、３／６）及
び（Ｏ、４／４）である。後述の実施例では、こ
れらのパラメータを有し変換比率８／９の符号化
及び復号化のための最適化された順次論理回路を
使用する。 Ｄ 実施例 本発明の一実施例では、（Ｏ、４／４）制約下
の変調比率８／９のRLLブロツク符号化手法に
よつて、８ビツトデータから279種の９ビツトの
コード語が与えられる。コード語の全ての連鎖
（ビツトパターンのこと。）が（ｄ、Ｋ／K1）制
約に従うような少なくとも256種の９ビツトワー
ド語が独立に特定され得るようになつている。本
発明の一実施例を用いた符号化方法は、８ビツト
のデータから９ビツトのコード語への変調（変
換）のための特別な役割を果し、この符号化手法
は、逆方向からの対称読み出し性を保持するとと
もに、互いに同様の構造を有するデータ及びコー
ド語の区画を創り出す。データの区画は別々に特
定可能であり、コード語への全写像は簡単なブー
ル関数に従つて区画ビツトをゲート通過させるこ
とにより実行される。 Ｙを次のように表わし、Ｙは（Ｏ、Ｋ／K1）
制約下の符号化手法における９ビツトコード語で
あるとする。 Ｙ＝〔Y1、Y2、Y3、Y4、Y5、Y6、Y7、Y8、Y9〕
(1) 符号化済ビツト配列（コード語のビツトパター
ンのこと。）の全体に対する制約Ｋ＝４が達成さ
れるためには、（コード語の）いずれかの端に連
続する３つのゼロを有したり両端を除いた内側に
５つの連続する５つのゼロを有するような９ビツ
トのビツトパターンを除外しなければならない。
このような制約は次のブール関係式により与えら
れる。 （Y1＋Y2＋Y3）（Y2＋Y3＋Y4＋Y5＋Y6）（Y3＋Y4＋Y5 ＋Y6＋Y7）（Y4＋Y5＋Y6＋Y7＋Y8）（Y7＋Y8＋Y9）＝
１(2) 同様に、制約K1＝４が達成されるためには、
全ての奇数ビツト位置のビツト配列（ビツトパタ
ーン）についての次の(3)式、及び、全ての偶数ビ
ツト位置のビツト配列についての次の(4)式が成立
しなければならない。 （Y1＋Y3＋Y5）（Y5＋Y7＋Y9）＝１ (3) （Y2＋Y4＋Y6）（Y4＋Y6＋Y8）＝１ (4) 279種の値の９ビツト配列は前出の各式(2)、(3)、
及び(4)を満足し、それらの10進表示の等価値は第
４図中に与えられている。ここで、23種の余分な
コード語は特殊な用途即ち望ましくないコード語
パターンを除外する代替物として利用され得る。 第１図において、８ビツトデータＸと９ビツト
コード語Ｙは次のように与えられる。 Ｘ＝〔X1、X2、X3、X4、X5、X6、X7、X8〕 (5) Ｙ＝〔Y1、Y2、Y3、Y4、Y5、Y6、Y7、Y8、Y9〕
(6) コード語を指定するための最初の区画Ｍは、デ
ータ中のビツトの組み合せから構成され、そこで
は、８ビツトデータＸの最初と最後の４ビツト
が、各々、何ら変更を加えられずに、９ビツトコ
ード語の最初と最後の４ビツトに写像され得る。
この区画における９ビツトコード語の中間ビツト
即わち５番目のビツトは常に１である。こうし
て、区画Ｍは次の関係式で特定され得る163種の
コード語を含む。 Ｍ＝（X1＋X2＋X3）（X4＋X5）（
X6＋X7＋X8）＋X2X7 第２の区画M1は、データ中のビツトの組み合
せから構成され、Ｙの最初の４ビツトはＸの最初
の４ビツトと同じである。こうして、M1はＭを
含み、Ｘ中の最初の４ビツトの次式で与えられる
特殊な構造により12種の異なるコード語指定を行
う。 M1＝Ｍ＋（X1＋X3）X4 (8) 残りの81種のコード語の指定は区画N1、R1、
及びS1に分割され、これらは各々、42種、７種、
及び32種のコード語指定を特定する。これらの指
定は、Ｘの最初の４ビツトについての次の式で与
えられる。 N1＝（X1＋X3）4 (9) R1＝・（1＋3）・X2 (10) S1＝（1＋2＋3） (11) 本実施例を用いた符号化手法では逆方向読み取
り対称性が得られる。これは、Ｘの最後の４ビツ
トが、Ｙの最初の４ビツトに対して対称的に即ち
逆読み方向に、Ｙの最後の４ビツトに写像される
ことを意味する。こうして、先程の残りの81種の
コード語指定の最後の４ビツトは区画M2、N2、
R2及びS2により与えられ、これらは区画M1、
N1、R1、及びS1の対称相手である。特に、M2、
N2、R2、及びS2は、表中に示されるように、
式(8)、(9)、(10)、及び(11)とは対称的な論理式により
与えられるＸの最後の４ビツトの排他的構造によ
り特定される。 全てのビツト位置が１に符号化された配列（ビ
ツトパターン）になることを避けるため、中間ビ
ツトY5が代つてゼロに変換されて他の有効なコ
ード語が創り出される。第１図のエンコーダ１０
０の論理式が表中に示されている。 第１図において、符号化される変数X1−X8は
符号器１００のゲート１０１−１０６，１０８−
１１２，１１４−１１８，１２０−１２２，１２
４−１２７，及び１３０−１４２に受信される。
これらの変数に応じてゲート１０７−１１０が
各々コード語指定の区画M1、N1、R1、及びS1を
創り出す。同様に、ゲート１１３−１１６がコー
ド語指定の区画M2、N2、R2、及びS2を創り出
す。最後に符号化された変数Y1−Y9がゲート１
１７，１１９，１２１，１２８，１２９，１３
４，１３８，１３９、及び１４１により各々創り
出される。 一方、デコーダ機能は、９ビツト配列Ｙ中のビ
ツトパターンの互いに排他的な構造（同一でない
ビツトパターンのこと。）を用いてＸの構成要素
のための論理式を得ることにより、符号器中に同
様の区画を特定する。第２図のデコーダの復号化
式が表に示されている。 符号化されている変数Y1−Y3は、第２図のデ
コーダ２００のゲート２０１−２０４，２０７−
２１８、及び２２５−２３４に受信される。コー
ド化されていない変数即ちデータを再生するため
の逆方向読み取りコード語区画M1、N1、R1、及
びS1は、コード化されている変数Y1−Y9に応じ
てゲート２０５，２０７，２０９、及び２１２に
より各々創り出される。同様に、区画M2、N2、
R2、及びS2は、ゲート２０６，２０８，２１０、
及び２１４により各々創り出される。最後に、デ
ータX1−X8がゲート２１５，２１９，２１６，
２２１，２２２，２１７，２２０、及び２１８に
より各々創り出される。 なお、第１図中、X1−X8が入力される８本の
ラインが受信部であり、全てのゲートとそれらの
組み合せラインが変換部である。 本発明の第２実施例では、変換比率が８／９、
Ｋ＝３、K1＝６である。（Ｏ、３／６）ブロツク
符号化のためのコード語指定の区画は表中に与
えられ、この表は区画M1、M2、M3、ME、
N1、R1、S1、N2、RR2、及びS2の論理式を示し
ている。表は第５Ａ，５Ｂ図のエンコーダ５０
０のための符号化論理機能も示している。 デコーダ機能は９ビツトコード語Ｙの構造を用
いた（Ｙのビツトの組み合せにより得られる）区
画Ｍ、Ｅ、N1、R1、S1、N2、R2、及びS2を特定
する。これらの区画の論理式は、第６Ａ，６Ｂ図
のデコーダ６００の復号化論理機能と同様に、表
中に示されている。 第５Ａ，５Ｂ図において、エンコードする変数
X1−X8はエンコーダ５００のゲート５０１−５
５４に受信される。これの変数に応じて、ゲート
５０１−５０３，５５５，５２０，５０５，５５
６，５１３がコード語区画M1、M2、M3、Ｍ、
Ｅ、N1、R1、及びS1を各々創り出す。同様に、
ゲート５１５，５５７，５１９がコード語区画
N2，R2、及びS2を創り出す。最後に符号化され
た変数Y1−Y9が各々ゲート５５８−５６５によ
り創り出される。 一方、符号化された変数Y1−Y9は第６Ａ，６
Ｂ図中のデコーダ６００のゲート６０１−６４１
に受信される。復号化のための区画E1、N1、R1
及びS1は、符号化された変数Y1−Y9に応じて、
各々、ゲート６０１，６０４，６０７及び６０８
により創り出される。同様にして、区画M1、
N2、R2、及びS2は各々ゲート６０２，６０９，
６１１及び６１２により創り出される。また、復
号化されたデータX1−X8はゲート６４２−６４
９により各々与えられる。 表及び中の式を満足する272種の有効な９
ビツトバイナリー列（ビツトパターン）の10進数
表示の等価値が第７図に示されている。第４図中
の数値は対称的であるが（即ち、示されている各
９ビツトコード語にとつて、これらのビツト順序
を反転させることによつて生成した数値もまた示
されている。）、第７図中の数値はそのように対称
的でない。 上述の実施例では、K1が増加したり、変換比
率が減小したり、あるいはブロツク長が増大した
りすることなくしてはＫを減小できないような最
適ブロツク符号化手法であつた。同様に、Ｋが増
加したり、変換比率が減小したり、あるいはブロ
ツク長が増大したりすることなくしてはK1を減
小できない。 Ｆ 発明の効果 上述のように本発明によれば、NRZ法等に特
に適した符号化方法が提供できる。
度）検出法を採用するPR（Rartial Response：
パーシヤルリスポンス）チヤネルに適する符号化
方法に関する。 Ｂ 従来技術 部分応答最大尤度（Partial Response
Maximum Likelihood：PRML）技法がデイジ
タル通信チヤネルに長い間利用されてきている。
例えば、Y.Kabal and S.Pasupathy，“Partial
−Response Signaling”、IEEE Trans.
Commun.Technol.、Vol.COM−23、PP.921−
934、September 1975；R.W.Lucky、J.Salz
and E.J.Weldon、Jr.、PRINCIPLES OF
DATA COMMUNICATIONS、New York：
McGraw−Hill、1968；G.D.Forney、Jr.、“The
Viterbi Algorithm”、Proc.IEEE、Vol.61、
pp.268−278、March 1973；and J.M.
Wozencraft and I.M.Jacobs、PPINCIPES OF
COMMUNICATIONENGINEERING、New
York：Wiley、1965.を参照のこと。大容量記憶
装置の記録チヤネルに対するPRML信号発生及
び検出の原理についてもよく知られている。例え
ば、G.D.Forney、“Maximum Likelihood
Sequence Estimation of Digital Sequences in
the Presence of Intersymbol Interference”、
IEEE Trans.Inform.Theory、Vol.IT−18、
pp.363−378、May 1982；H.Kobayashi、
“Application of ProbabilisticDecoding to
Digital Magnetic Recording”、IBM.J.RES.
DEVELOP.、Vol.15、pp.64−74、January
1971；and K.Nishimura and K.Ishii、“Ａ
Design Method for Optimal Equalization in
Magnetic Recording Channels with Partial
Response Channel Coding”、IEEE Trans.
Magn.、Vol.MAG−19、pp.1719−1721、
September 1983.を参照のこと。 従来のピーク検出磁気記録チヤネルにおけるデ
ータ検出は、先ずアナログ信号を微分し、次にそ
の微分された信号をゼロ交差検出器で検出して検
出ウインド内のゼロ交差事象の存在あるいは不存
在を決定することによつて達成される。デイジタ
ル通信チヤネルでのデータ検出は、送られた信号
の振幅の周期的なサンプリングに一般に基づいて
いる。 ノイズや他の不完全要素が存在しない場合、ピ
ーク検出での誘導信号のゼロ交差は、遷移が書込
まれる刻時に対応する回数だけ起きる。事前補
完、ランレングス制限（Run−Length−
Limited；RLL）符号化、及びより複雑な検出器
がピーク検出システムの動作を拡張してきた。 サンプルされ或いは刻時された検出において
は、信号の振幅は周期的にサンプルされ、このよ
うなサンプルを表わすデータがそこから解釈され
る。最大尤度（ML）検出は、サンプルが解釈さ
れるときに、エラーの可能性を最小にする。 サンプルした振幅の検出により、複数の抽出回
数において各入力に対応する非ゼロサンプル振幅
相互の干渉の存在が予期される。このような信号
は部分応答（PR）信号と言われ、PR信号を伝送
するチヤネルはPRチヤネルと言われる。 ML検出は、費用及び複雑な考察の点を除け
ば、ピーク検出や他の応用にも同様に利用できる
にも拘らず、典型的にはPRチヤネル（以下、
PRML チヤネルという）において利用されて
いる。典型的には、ある与えられたチヤネル帯域
幅において、PR信号は全応答信号よりもデータ
変換率が高い。ここで、全応答信号は抽出回数の
１つを除いた全てにおいてゼロ振幅を有する信号
である。最も正確な検出及び解決のために良好な
状態とするように読みかえし信号をフイルター処
理することに加えて、データの符号化のような、
他の技法が用いられてML検出器の性能が向上さ
れる。 記録チヤネルでの使用のためのデータの符号化
についても知られている。各々、ピーク検出シス
テム中で用いられるRLLコードにおいて、ゼロ
の最小及び最大連続数を指定するところの（ｄ、
ｋ）制約は、データ信号のセルフクロツキング特
性を維持する間の符号間干渉を減少させる。 PRMLチヤネルでは、チヤネルコードはクロ
ツキング及び自動利得制御（AGC）情報を提供
するようにも用いられ得る。各目上のゼロサンプ
ルの最大連続数が制限されなければならないた
め、Ｋ制約はPRMLチヤネルのためのチヤネル
コード要求を指定するときに依然として適してい
る。しかしながら、ゼロより大きい（ゼロ以外
の）ｄを有するRLLコードはPRMLチヤネルに
は必要がない。というのは、ISIに対する補償は
ML検出器中に固有だからである。 他方、Ｋ制約はPRMLチヤネルのために要求
されるただ１つの制約ではない。ML検出は最も
近い過去データの評価器に対して１つより多いオ
プシヨンが開放されることを要求するので、検出
遅延及びハードウエアの複雑性を共に制限するよ
うに付加的制約が望まれる。入力信号のデータ列
が偶数の添字付のサンプルの部分列と奇数の添字
付のサンプルの部分列とにデマルチプレツクス
（分離）され、また、ML検出が各部分列に独立
的に採用されるとすれば、各部分列中の連続する
各目上のゼロサンプルの数に対する制約は、検出
遅延及びハードウエア（の複雑さ）を制限する。
入力信号のデータ列を偶数番目のビツトの部分列
と奇数番目のビツトの部分列に分離してML検出
を行なうことは例えば特開昭60−47538号に示さ
れている。このように、NRZIデータ表現によつ
て、要求される制限は、偶数添字及び奇数添字の
部分列双方での連続するゼロの最大数に対するも
のとなる。双方の部分列中での連続するNRZIゼ
ロの最大数はK1制約と言われ、また、インター
リーブされるデータ列（元のデータ列のこと。） に対するＫ制約と類似している。 ランレングス制約を有する符号化手法は、許容
されるコード語列の数（即ち、コード語の数のこ
と。）を2nより少なくなるように制限する。ここ
で、ｎはデータのビツト数である。そのようなコ
ードの（変換）率は、１データビツト対１コード
ビツトよりも小さな整数比として表わされる。こ
のように、８ビツトデータバイトが９ビツトコー
ド語に写像されると、符号化率（変換率）は８／
９である。 Ｃ 発明の概要 本発明はML検出法を採用したPRチヤネルに
適した符号化方法に関する。この符号化方法によ
れば、頻繁な非ゼロ（復帰）サンプル操作を行う
ことによりチヤネルのタイミング及び利得制限回
路の動作を改善できる。更に、このエンコーダ
は、データ評価器の処理の最中に、経路メモリ
（path memory）における経路の収束を加速する
ことにより、ML検出器の複雑さを制限する。 本発明による符号化方法は、（ｄ、Ｋ／K1）と
記される３つのパラメータｄ、Ｋ、及びK1によ
つて特徴づけられる。パラメータｄ及びＫは、チ
ヤンネル出力コードビツト列中のゼロのランレン
グス（連続数）の最小及び最大値を表わし、ここ
でゼロのランレングスは検出処理中の沈黙期間に
関する。パラメータK1は偶数番のビツトから成
る部分列または奇数番のビツトから成る部分列に
おけるゼロの最大ランレングスを表わす。本発明
を用いた符号化手法では、PRMLチヤネルの文
脈中ではゼロの最小ランレングスは適切ではない
ので、ｄは０に等しい。正確なタイミング及び利
得制限のためには小さなＫが望ましく、小さな値
のK1はML検出器中で要求される経路メモリの大
きさを減小させる。 特に、本発明はデイスク記憶装置でのデイジタ
ルデータの磁気記録での利用のためのPRMLコ
ード制約に関する。しかしながら、ここでの符号
化及び復号化のための符号化手法制約及び装置
は、ML検出を採用する全てのPR信号発生シス
テムに適用できる。 本発明の後述する実施例によれば、変換比率が
８／９、（Ｏ、Ｋ／K1）の値が（Ｏ、３／６）及
び（Ｏ、４／４）である。後述の実施例では、こ
れらのパラメータを有し変換比率８／９の符号化
及び復号化のための最適化された順次論理回路を
使用する。 Ｄ 実施例 本発明の一実施例では、（Ｏ、４／４）制約下
の変調比率８／９のRLLブロツク符号化手法に
よつて、８ビツトデータから279種の９ビツトの
コード語が与えられる。コード語の全ての連鎖
（ビツトパターンのこと。）が（ｄ、Ｋ／K1）制
約に従うような少なくとも256種の９ビツトワー
ド語が独立に特定され得るようになつている。本
発明の一実施例を用いた符号化方法は、８ビツト
のデータから９ビツトのコード語への変調（変
換）のための特別な役割を果し、この符号化手法
は、逆方向からの対称読み出し性を保持するとと
もに、互いに同様の構造を有するデータ及びコー
ド語の区画を創り出す。データの区画は別々に特
定可能であり、コード語への全写像は簡単なブー
ル関数に従つて区画ビツトをゲート通過させるこ
とにより実行される。 Ｙを次のように表わし、Ｙは（Ｏ、Ｋ／K1）
制約下の符号化手法における９ビツトコード語で
あるとする。 Ｙ＝〔Y1、Y2、Y3、Y4、Y5、Y6、Y7、Y8、Y9〕
(1) 符号化済ビツト配列（コード語のビツトパター
ンのこと。）の全体に対する制約Ｋ＝４が達成さ
れるためには、（コード語の）いずれかの端に連
続する３つのゼロを有したり両端を除いた内側に
５つの連続する５つのゼロを有するような９ビツ
トのビツトパターンを除外しなければならない。
このような制約は次のブール関係式により与えら
れる。 （Y1＋Y2＋Y3）（Y2＋Y3＋Y4＋Y5＋Y6）（Y3＋Y4＋Y5 ＋Y6＋Y7）（Y4＋Y5＋Y6＋Y7＋Y8）（Y7＋Y8＋Y9）＝
１(2) 同様に、制約K1＝４が達成されるためには、
全ての奇数ビツト位置のビツト配列（ビツトパタ
ーン）についての次の(3)式、及び、全ての偶数ビ
ツト位置のビツト配列についての次の(4)式が成立
しなければならない。 （Y1＋Y3＋Y5）（Y5＋Y7＋Y9）＝１ (3) （Y2＋Y4＋Y6）（Y4＋Y6＋Y8）＝１ (4) 279種の値の９ビツト配列は前出の各式(2)、(3)、
及び(4)を満足し、それらの10進表示の等価値は第
４図中に与えられている。ここで、23種の余分な
コード語は特殊な用途即ち望ましくないコード語
パターンを除外する代替物として利用され得る。 第１図において、８ビツトデータＸと９ビツト
コード語Ｙは次のように与えられる。 Ｘ＝〔X1、X2、X3、X4、X5、X6、X7、X8〕 (5) Ｙ＝〔Y1、Y2、Y3、Y4、Y5、Y6、Y7、Y8、Y9〕
(6) コード語を指定するための最初の区画Ｍは、デ
ータ中のビツトの組み合せから構成され、そこで
は、８ビツトデータＸの最初と最後の４ビツト
が、各々、何ら変更を加えられずに、９ビツトコ
ード語の最初と最後の４ビツトに写像され得る。
この区画における９ビツトコード語の中間ビツト
即わち５番目のビツトは常に１である。こうし
て、区画Ｍは次の関係式で特定され得る163種の
コード語を含む。 Ｍ＝（X1＋X2＋X3）（X4＋X5）（
X6＋X7＋X8）＋X2X7 第２の区画M1は、データ中のビツトの組み合
せから構成され、Ｙの最初の４ビツトはＸの最初
の４ビツトと同じである。こうして、M1はＭを
含み、Ｘ中の最初の４ビツトの次式で与えられる
特殊な構造により12種の異なるコード語指定を行
う。 M1＝Ｍ＋（X1＋X3）X4 (8) 残りの81種のコード語の指定は区画N1、R1、
及びS1に分割され、これらは各々、42種、７種、
及び32種のコード語指定を特定する。これらの指
定は、Ｘの最初の４ビツトについての次の式で与
えられる。 N1＝（X1＋X3）4 (9) R1＝・（1＋3）・X2 (10) S1＝（1＋2＋3） (11) 本実施例を用いた符号化手法では逆方向読み取
り対称性が得られる。これは、Ｘの最後の４ビツ
トが、Ｙの最初の４ビツトに対して対称的に即ち
逆読み方向に、Ｙの最後の４ビツトに写像される
ことを意味する。こうして、先程の残りの81種の
コード語指定の最後の４ビツトは区画M2、N2、
R2及びS2により与えられ、これらは区画M1、
N1、R1、及びS1の対称相手である。特に、M2、
N2、R2、及びS2は、表中に示されるように、
式(8)、(9)、(10)、及び(11)とは対称的な論理式により
与えられるＸの最後の４ビツトの排他的構造によ
り特定される。 全てのビツト位置が１に符号化された配列（ビ
ツトパターン）になることを避けるため、中間ビ
ツトY5が代つてゼロに変換されて他の有効なコ
ード語が創り出される。第１図のエンコーダ１０
０の論理式が表中に示されている。 第１図において、符号化される変数X1−X8は
符号器１００のゲート１０１−１０６，１０８−
１１２，１１４−１１８，１２０−１２２，１２
４−１２７，及び１３０−１４２に受信される。
これらの変数に応じてゲート１０７−１１０が
各々コード語指定の区画M1、N1、R1、及びS1を
創り出す。同様に、ゲート１１３−１１６がコー
ド語指定の区画M2、N2、R2、及びS2を創り出
す。最後に符号化された変数Y1−Y9がゲート１
１７，１１９，１２１，１２８，１２９，１３
４，１３８，１３９、及び１４１により各々創り
出される。 一方、デコーダ機能は、９ビツト配列Ｙ中のビ
ツトパターンの互いに排他的な構造（同一でない
ビツトパターンのこと。）を用いてＸの構成要素
のための論理式を得ることにより、符号器中に同
様の区画を特定する。第２図のデコーダの復号化
式が表に示されている。 符号化されている変数Y1−Y3は、第２図のデ
コーダ２００のゲート２０１−２０４，２０７−
２１８、及び２２５−２３４に受信される。コー
ド化されていない変数即ちデータを再生するため
の逆方向読み取りコード語区画M1、N1、R1、及
びS1は、コード化されている変数Y1−Y9に応じ
てゲート２０５，２０７，２０９、及び２１２に
より各々創り出される。同様に、区画M2、N2、
R2、及びS2は、ゲート２０６，２０８，２１０、
及び２１４により各々創り出される。最後に、デ
ータX1−X8がゲート２１５，２１９，２１６，
２２１，２２２，２１７，２２０、及び２１８に
より各々創り出される。 なお、第１図中、X1−X8が入力される８本の
ラインが受信部であり、全てのゲートとそれらの
組み合せラインが変換部である。 本発明の第２実施例では、変換比率が８／９、
Ｋ＝３、K1＝６である。（Ｏ、３／６）ブロツク
符号化のためのコード語指定の区画は表中に与
えられ、この表は区画M1、M2、M3、ME、
N1、R1、S1、N2、RR2、及びS2の論理式を示し
ている。表は第５Ａ，５Ｂ図のエンコーダ５０
０のための符号化論理機能も示している。 デコーダ機能は９ビツトコード語Ｙの構造を用
いた（Ｙのビツトの組み合せにより得られる）区
画Ｍ、Ｅ、N1、R1、S1、N2、R2、及びS2を特定
する。これらの区画の論理式は、第６Ａ，６Ｂ図
のデコーダ６００の復号化論理機能と同様に、表
中に示されている。 第５Ａ，５Ｂ図において、エンコードする変数
X1−X8はエンコーダ５００のゲート５０１−５
５４に受信される。これの変数に応じて、ゲート
５０１−５０３，５５５，５２０，５０５，５５
６，５１３がコード語区画M1、M2、M3、Ｍ、
Ｅ、N1、R1、及びS1を各々創り出す。同様に、
ゲート５１５，５５７，５１９がコード語区画
N2，R2、及びS2を創り出す。最後に符号化され
た変数Y1−Y9が各々ゲート５５８−５６５によ
り創り出される。 一方、符号化された変数Y1−Y9は第６Ａ，６
Ｂ図中のデコーダ６００のゲート６０１−６４１
に受信される。復号化のための区画E1、N1、R1
及びS1は、符号化された変数Y1−Y9に応じて、
各々、ゲート６０１，６０４，６０７及び６０８
により創り出される。同様にして、区画M1、
N2、R2、及びS2は各々ゲート６０２，６０９，
６１１及び６１２により創り出される。また、復
号化されたデータX1−X8はゲート６４２−６４
９により各々与えられる。 表及び中の式を満足する272種の有効な９
ビツトバイナリー列（ビツトパターン）の10進数
表示の等価値が第７図に示されている。第４図中
の数値は対称的であるが（即ち、示されている各
９ビツトコード語にとつて、これらのビツト順序
を反転させることによつて生成した数値もまた示
されている。）、第７図中の数値はそのように対称
的でない。 上述の実施例では、K1が増加したり、変換比
率が減小したり、あるいはブロツク長が増大した
りすることなくしてはＫを減小できないような最
適ブロツク符号化手法であつた。同様に、Ｋが増
加したり、変換比率が減小したり、あるいはブロ
ツク長が増大したりすることなくしてはK1を減
小できない。 Ｆ 発明の効果 上述のように本発明によれば、NRZ法等に特
に適した符号化方法が提供できる。
【表】
【表】
【表】
【表】
【表】
第１図及び第２図は各々本発明によるエンコー
ダの一実施例及びこのエンコーダに適したデコー
ダを示すブロツク図、第３図は第１，２，５Ａ，
５Ｂ及び６Ａ，６Ｂ図中の図形記号の意味を示す
図、第４図は前記一実施例により得られた９ビツ
トデータ語と等価な10進表示の数値を示す図、第
５図は第５Ａ図と第５Ｂ図との連結関係を示す
図、第５Ａ図及び第５Ｂ図は両方の図で前記以外
の実施例のエンコーダを示すブロツク図、第６図
は第６Ａ図と第６Ｂ図との連結関係を示す図、第
６Ａ図及び第６Ｂ図は両方の図で前記以外の実施
例のデコーダを示すブロツク図、第７図は第５
Ａ，５Ｂ図のエンコーダにより得られた９ビツト
データ語と等価な10進表示の数値を示す図であ
る。
ダの一実施例及びこのエンコーダに適したデコー
ダを示すブロツク図、第３図は第１，２，５Ａ，
５Ｂ及び６Ａ，６Ｂ図中の図形記号の意味を示す
図、第４図は前記一実施例により得られた９ビツ
トデータ語と等価な10進表示の数値を示す図、第
５図は第５Ａ図と第５Ｂ図との連結関係を示す
図、第５Ａ図及び第５Ｂ図は両方の図で前記以外
の実施例のエンコーダを示すブロツク図、第６図
は第６Ａ図と第６Ｂ図との連結関係を示す図、第
６Ａ図及び第６Ｂ図は両方の図で前記以外の実施
例のデコーダを示すブロツク図、第７図は第５
Ａ，５Ｂ図のエンコーダにより得られた９ビツト
データ語と等価な10進表示の数値を示す図であ
る。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ ＭビツトのデータをＮビツトのコード語に符
号化する方法であつて、 上記Ｍビツトのデータを受け取り、 一連の上記コード語よりなるコード語ビツト列
におけるゼロの連続数が第１の所定の数Ｋ以下で
あり、かつ該ビツト列の偶数番目のビツトよりな
る偶数ビツト部分列及び奇数番目のビツトよりな
る奇数ビツト部分列の各々のゼロの連続数が第２
の所定の数K1以下である上記Ｎビツトのコード
語を発生することを特徴とする符号化方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US855641 | 1986-04-24 | ||
| US06/855,641 US4707681A (en) | 1986-04-24 | 1986-04-24 | Method and apparatus for implementing optimum PRML codes |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6318821A JPS6318821A (ja) | 1988-01-26 |
| JPH036699B2 true JPH036699B2 (ja) | 1991-01-30 |
Family
ID=25321747
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62068172A Granted JPS6318821A (ja) | 1986-04-24 | 1987-03-24 | 符号化方法 |
Country Status (6)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4707681A (ja) |
| EP (1) | EP0243708A1 (ja) |
| JP (1) | JPS6318821A (ja) |
| AU (1) | AU593096B2 (ja) |
| BR (1) | BR8701783A (ja) |
| CA (1) | CA1262189A (ja) |
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