JPH10208405A

JPH10208405A - 光ディスク（ｃｄ及びｄｖｄ）読み取り装置においてｅｆｍ形式及びｅｆｍプラス形式で復号するためのシステム及び復号方法

Info

Publication number: JPH10208405A
Application number: JP9313096A
Authority: JP
Inventors: Roberto Sannino; サンニノロベルト; Filippo Brenna; ブレンナフィリッポオ
Original assignee: SGS Thomson Microelectronics SRL
Current assignee: STMicroelectronics SRL
Priority date: 1997-01-16
Filing date: 1997-11-14
Publication date: 1998-08-07
Also published as: EP0854482B1; EP0854482A1; US6043764A

Abstract

(57)【要約】【課題】必要な論理回路の簡略化と復号化に必要なメ
モリセルの個数の低減とを可能にする復号化システム及
び方法を提供する。【解決手段】ＥＦＭプラス及び／又はＥＦＭ形式のコ
ード語を復号化するシステムであって、列挙ブロック２
０は、各コード語と、数値の連続した集合からの数値を
１対１に対応させること可能にする。この数値は、アド
レス発生器２１によりオフセット値と合計することがで
き、情報コードが格納された読み出し専用メモリ２２を
アドレス指定する。格納された情報コードのそれぞれ
は、復号化情報として、コード語の１つに対応づけられ
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、コンパクトディス
ク（ＣＤ）又はディジタルビデオディスク（ＤＶＤ）な
どの光ディスク読み取り装置で生成されたコード語を復
号するためのシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】この種のディスクにおいては、情報の記
録は、ＮＲＺＩ（非ゼロ復帰法。論理レベル１のビット
を信号の状態変化に対応づけて表示し、０のビットを変
化のない状態に対応づける方法。）として周知の信号変
調法と無直流コードの部類に属し非ゼロのラン長が限定
された特定のコード形式とを用いて実行される。

【０００３】「ラン長ＲＬ(Runlength) 」は、信号の状
態変化に対応するビット同士間の距離を２進記号又はビ
ットの個数で表したものと解釈される。ＮＲＺＩ方法の
場合は、従って、同一の論理値０を有し、シーケンス中
に連続して配置され、一続きの個々の１のビットを分離
する、２進記号の個数という意味に解釈される。１のビ
ットは必ず互いに分離されている。そうでなければＲＬ
＝０となる。

【０００４】ラン長制限は、ＲＬＬ（ｄ，ｋ）という式
で表される。ここで、ｄとｋとは論理値０を示す記号単
位の最小個数と最大個数とを表す。光ディスクで使用さ
れる符号化形式の場合、ｄ＝２でありｋ＝１０である。
ラン長は同じ範囲（ＲＬＬ（２，１０））に限定される
けれど、頭文字語ＥＦＭで知られるコンパクトディスク
（ＣＤ）で用いられる形式は、ディジタルビデオディス
ク（ＤＶＤ）で用いられるＥＦＭプラス形式とは実質的
に異なる。

【０００５】ＥＦＭ形式では、８ビットの２進情報アイ
テム（バイト）は１４ビットのコード語へ変換される。
また、「マージ」ビット三つをそのコード語に付加し
て、次のコード語が何であろうとコード語を連結する際
にラン長制限を確実に満たし、コード語と付随のマージ
ビットとを読み取ることで生成される信号の直流成分を
制限している。

【０００６】ＥＦＭプラス形式では、バイトは１６ビッ
トのコード語へと変換される。コード語を連結するとき
にラン長制限を確実に満足させるために、符号化では、
次のコード語は何かを考慮に入れなければならない。特
定のバイト構成に対応するコード語は、従って、両方の
形式で通常は異なる。

【０００７】さらに、ＥＦＭ形式の場合では、様々なバ
イト構成が特定のコード語に一対一に対応づけられるの
に対し、ＥＦＭプラス形式の場合、その対応関係は、一
対一ではなく、通常、複数のコード語（同義語）が一つ
のバイト構成に対応づけられる。連結の仕方によって
は、同一のコード語が異なるバイト構成に対応づけられ
る。したがって、元の情報によっては、曖昧さを生じさ
せる。

【０００８】どちらの場合も、それぞれ１４乃至１６ビ
ット（２¹⁴と２¹⁶）で表されるコード語構成全部が使用
されるわけではなく、ラン長制限を満足させるものだけ
が使用される。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】これは復号化段階に大
きく影響する。これは、非常に複雑な論理配列を通し
て、又は、多数のセルを用いて変換符号化するための連
想メモリを通して、又はかなり大きい容量の２¹⁴のアド
レス又は少なくとも２¹⁷のアドレスの読出し専用メモリ
（ＲＯＭ）のランダムアクセスを通す場合にのみ生じ
る。

【００１０】実際、ＥＦＭプラス形式の場合、復号化対
象のコード語も直後のコード語を分析することによって
得られる追加情報（少なくとも１個のビット）を用い
て、起こり得る曖昧さ（アライアシング，aliasing）を
解消することが必要となる。したがって、実行される復
号化機能にはかなり多数の論理素子が必要である。ま
た、論理素子はかなり大きな空間を占領してしまうの
で、それを単一の集積回路へ組込むのは困難である。

【００１１】最後に、上記の二種類の形式を復号化する
ための機能は、全く異なる論理回路により実行されなけ
ればならないため、複雑さを助長し集積回路内を密集さ
せコストを増加させる。本発明は、この問題を解決し、
必要な論理回路の簡略化と復号化に必要なメモリセルの
個数の低減とを可能にする復号化システム及び方法を提
供することを目的とする。

【００１２】

【課題を解決するための手段】これらの結果は、所定の
アルゴリズムに従って、１４ビット又は１６ビットの各
コード語を連続する２進数の集合の中の所定の２進数に
一対一に対応づけることができる列挙(enumeration) 論
理を使用することにより解決される。復号対象の形式
（ＥＦＭかＥＦＭプラス）に従って、２進数と変位値す
なわちオフセットとが合算される（３つの値の１つ）。
ＥＦＭプラス形式の場合、復号対象の語の直後のコード
語についても、連続的にアドレス指定可能なメモリ位置
すなわち「入口」位置を限定数もつ簡単なＲＯＭとして
構成される変換符号化テーブルであって、様々なコード
語の復号化に必要な領域に匹敵する寸法の異なる領域へ
分割される変換符号化テーブルのアドレス指定を行うこ
とができる。

【００１３】

【発明の実施の形態】本発明の特徴と利点とは、添付の
図面を参照して説明される好適な実施例の説明から明ら
かになるであろう。本発明とその技術分野における位置
の理解を深めるために、都合上いくつかの章に分けた序
文を提示する必要がある。

【００１４】２進コード変換記録とその後の読み取りのための、例えば８ビット長の
２進コードを多数のビットで構成される異なるコード語
へと変換する主目的は、読み取り信号の最大周波数を減
少させるために、ＮＲＺＩ変調法で処理が実行された記
録を読み取る段階では、クロック信号の直流非結合と高
速な再生とが可能なような方法で、シリアルデータの周
波数スペクトルを変換することにより構成される。

【００１５】２⁸＝２５６個の構成のどれかをもつ８ビ
ットの２進コードが形式変換をせずに記録され、そのビ
ットがＮＲＺＩ法に従って周波数ｆ_CLKで連続的に読み
取られるとした場合、読み取り信号は、バイト構成が全
部１ならば周波数はｆ_CLKに等しく、バイト構成が全部
０ならば、以前の読み取りバイトの構成に依存して１か
０である直流成分となって周波数はゼロとなる。

【００１６】このように、１は信号の状態変化に対応
し、０は変化のない状態に対応する。信号の状態変化
は、ビット認識を可能にし信号を発生させるために用い
られるクロック信号を生成するための位相同期ループ回
路によって利用される。したがって、状態変化を起こす
周波数（状態変化周波数）が所定の最低値を下回らない
ことが事実上必要である。こうすることによって、記録
を読み取るための信号をクロック信号に確実に同期させ
ることができる。

【００１７】状態変化周波数は所定の最大値より高くな
い方がよい。状態変化周波数が低い程読み取り速度を高
くできるからである。最後に、信号の低周波数直流成分
はできるだけ小さいようがよい。信号の状態変化を識別
し易いからである。したがって、光ディスクでは、８ビ
ットの２進コードは１４ビットあるいは１６ビットのコ
ード語へ変換され記録される。同時に上記のラン長制限
基準を満足させる。

【００１８】ＥＦＭ符号化ＥＦＭ変調では、８ビットの２進シーケンスがラン長パ
ラメータのｄ＝２とｋ＝１０とを満たす１４ビット長の
コード語へ変換される。このような変調によって、三つ
の追加ビットが一対のコード語に挿入される。その値は
次の条件を満たすように算出される。

【００１９】１．連続するコード語を連結した場合にも
ラン長条件を確実に満たすこと。２．信号の低周波数成分を効果的に抑制すること。条件（１）を満たすためには、理論的には、ビットが二
つだけ必要である。三番目のビットを付加すると、ディ
スク上から得られる情報密度の低下（およそ６％）につ
ながるが、レーザによって読み取られたアナログ信号の
低周波数成分を測定するためのＤＳＶ（ディジタル合計
値，digital sum value)指標を符号器によって制御する
ことが可能になる。

【００２０】実際には、符号器は、条件（１）を満たす
ことにより許される自由度を利用してＤＳＶ信号の電流
の向きに逆らうようにマージビットの極性を変化させ
る。こうして、後者の平均をとり信号の低周波数成分の
平均をとる。バイトは従って１７ビットのチャネル形式
(CHANNEL FORMAT)へ変換される。ＥＦＭコード全体の効
率は８／１７即ち約４７％である。

【００２１】ＥＦＭ復号化信号の復号化は、単に、チャネル語からマージビットを
除去する段階と８ビット２進コード又は記号を、得られ
たコード語に対応づける段階で構成される。１４ビット
コードで表現できる２¹⁴個のコード語の内の２５６個の
コード語だけが用いられる。必要な資源を最小限にする
ために、好適には、連想メモリ即ち様々な様式に構成で
きる「参照テーブル」によって記号連想処理が実行され
る。

【００２２】ＥＦＭプラス符号化コンパクトディスクの部類の延長に、波長が短く開口数
が大きいというレーザの「スポットの大きさ」を削減で
きる（削減計数：約１．５）要因を備えたレーザに関す
る先端光学を駆使した非常にデータ記録容量の大きい新
規の光学式記録手段であるディジタルビデオディスク
（ＤＶＤ）が位置づけられる。

【００２３】ＥＦＭプラス形式を採用することによって
記憶容量をある程度（６％）増加できる。これは、バイ
トを１７ビットのチャネル形式へ変換するのではなく、
それをただの１６ビットのコード語へ変換する。この場
合、直前のコード語に様々な語を連結する際にはラン長
制限を満足させるよう配慮する。ＥＦＭプラス符号器の
機能は、図１の状態図に示すように、８ビット長の入力
（ＩＮＰＵＴ）を受信し１６ビット長の出力（ＯＵＴＰ
ＵＴ）（コード語）を送出する連続有限状態マシンで表
され、四つの状態１、２、３及び４で表される。

【００２４】状態マシンから出力される１６ビットのコ
ード語は、状態マシンの状態及び８ビットの入力コード
とに依存し、状態マシンを起動、即ち別の状態へ入らせ
る。したがって、各状態は、ある状態に入らせる語（以
前の状態で生成された語）及びある状態から抜け出させ
る語（抜け出そうとしている現在の状態により生成され
た語）など語の種類によって特徴づけられる。すなわ
ち、１）状態１に入らせる語は最大でも０一つで終わる（す
なわち、１又は１に続く０）。

【００２５】この状態を変化線５、６、７（ＣＷＥ＝１
０又は１１）で表す。２）状態２と３とに入らせる語は、最小で２つ最大で５
つのゼロで終わる。この状態を変化線８、９、１０、１
１、１２、１３（ＣＷＥ＝1XXX00）で表す。二つの状態
の状態２と３の一方あるいは他方へのエントリは、コー
ド語のビットの論理レベルによって決定され、ここでは
最後の６個のビットは無意味である。

【００２６】３）状態４へ入らせる語は、最小で６つ最
大で９つのゼロで終わる。この状態を変化線１４、１
５、１６で表す（ＣＷＥ＝1XXX000000）。これらの語
は、ある状態へ入らせそこから抜け出させる語を連結し
たものがラン長条件（ｄ＝２，ｋ＝１０）を満足させる
ように選択される。したがって、次の条件が引き出され
る。

【００２７】１）生成された語あるいは状態１から抜け
出る語は、最小で２つ最大で９つのゼロで始まる。２）状態２と３から抜け出る語は最大５つのゼロで始ま
る。３）状態４から抜け出る語は最大１つのゼロで始まる。
状態２と３を抜け出る語は、上記の特徴により形式的に
同じようであるが、状態２を抜け出る語の１番目と１３
番目のビットが共にゼロであり、状態３を抜け出る語の
１番目と１３番目のビットは両方ともがゼロということ
から識別できる。

【００２８】上記の様々な状態に入らせ抜け出させる語
の特徴に基づき、状態マシンを１つの状態から他の状態
へ移行させたり同じ状態を維持させたりする語の個数を
計数することができる。図２の表は、マシンを状態Ｉ
（１，２，３，４）から次の状態Ｊ（１，２，３，４）
へ移行させたり同一の状態を維持させたりする語の個数
を示す。

【００２９】最小ＦＡＮ−ＯＵＴ（ある状態から抜け出
る語の個数）は３５１（状態３を抜け出させる語の個
数）、最大は４１５（状態４から抜け出る語の個数）で
ある点に留意する。様々な状態から抜け出させる語の総
数は１４７０である点に留意する。したがって、一つの
状態につき３５１個以上の出力語が得られる。

【００３０】そのようなコード語の集合から２５６個を
抽出していわゆる主テーブル（MAINTABLE）に集め、残
りのいくつか、正確には８８個から代替テーブル（SUBS
TITUTION TABLE）を構成する。このようにして、システ
ムがどの状態にあろうと、２５６個の内の８８個の情報
語を、２つの方法のいずれかで常に符号化できる。ある
いは、同義語である２つのコード語の一方あるいは他方
を用いることができる。

【００３１】適切な選択によって、符号器に信号の低周
波数成分を監視する手段を与えることができる。特に、
主テーブルによる符号化を選択すればディジタル合計値
にプラスの寄与が得られ、代替テーブルによる方を選択
すればマイナスの寄与が得られる。低周波数の監視は語
の小集合についてのみ行われるということは、システム
は「最悪の場合」の状態に敏感であるということであ
る。これは、得られる利点からすれば許容できる制限で
はある。

【００３２】符号化論理は、入力語（バイト）と現在の
マシンの状態という二つのパラメータを認識し、出力機
能すなわちコード語の生成と次状態機能という二つの関
数ｈ，ｇを実現することによって規定される。すなわ
ち、生成されたコード語＝ｈ（入力語、現在の状態）次の状態＝ｇ（入力語、現在の状態）或いはまた次の状態＝ｇ（入力語、現在の状態で生成されたコード
語）ＥＦＭプラス復号化次の符号化機能の定義から、コード語＝ｈ（入力語、現在の状態）復号化段階では、逆関数すなわち入力語＝１／ｈ（コー
ド語、現在の状態）を実現させる必要があることが分か
る。

【００３３】したがって、符号化段階の状態マシンの現
在の状態を知ることが必要である。これは既知の初期状
態から始まるのならば可能である。しかし、初期状態の
決定におけるエラーは次の状態決定段階へ伝搬するか
ら、明らかにこれは否定的である。このため、符号化機
能すなわちコード語の選択は、それによって復号器が符
号器の状態を知る必要がなくなるように行われる。

【００３４】ある状態を抜け出るコード語を、別の状態
から抜け出させる語とは異なるように選択すれば、この
条件は満たされ、コード語は生成された状態を暗に規定
する。実際には、状態１と４に移行するコード語につい
てのみ可能で状態２か３に移行するコード語については
不可能である。同じコード語についてそれを生成した状
態によってその意味は異なり曖昧になる。

【００３５】この曖昧さは、実際には、両義性を低下さ
せ、見かけ上同じでも、コード語は次の状態として状態
２又は状態３へ移行するのだから、相互に異なるもので
あるということを考慮に入れれば、曖昧さは解消され
る。状態２から抜け出る語の１番目と１３番目の両方ビ
ットがゼロであり、状態３を抜け出る語は１番目と１３
番目のビットの少なくとも一つがゼロでないので、状態
２と３から抜け出させる語は相互に異なるということか
ら、現在復号されているコード語に続くコード語のこれ
らのビットの値が分かれば、全部のコード語を正確に復
号できる。

【００３６】復号化機能は次のように書き表される：（ソースバイト）＝１／ｈ（コード語、次の語）結論として、ＥＦＭプラス方式では、８ビットの２進記
号を１６ビットのチャネル形式へと変換するから、効率
は８／１６である。ＥＦＭとＥＦＭプラスとの比較二つの符号化方式の主な相違点は上記の考察から明白で
ある。

【００３７】１）ＥＦＭプラスでは、情報密度がＥＦＭ
でのよりおよそ６％高くできる。２）これは、その代わりに復号化段階ではいわゆる先取
り(LOOK AHEAD)が必要となる。このように、次のコード
語に着目することが必要である。特に、次の語に対応す
る状態すなわち「次の状態」は状態２か３かを認識する
ことを可能にする特定のビット（１番目と１３番目）に
着目することが必要である。

【００３８】どちらの状態を示していても、復号対象の
語のビットを調べれば、次の状態１と４とを一対一に識
別できる。この場合、次のコード語のどれかのビットに
着目する必要はない。３）ＥＦＭプラスの場合、広範囲のコード語を使用し同
義語も多く、復号化段階ではずっと大きな参照テーブル
が必要で、更に、１６＋８個のビット（１６個の比較ビ
ットと８個の出力コードビット）の列１３７６個からな
る連想メモリが必要である。

【００３９】本発明による復号化システム序文が長くなったが、次に、本発明の復号化システムに
ついて考察する。これは、ＥＦＭ変調でもＥＦＭプラス
変調でも有効な適宜の列挙アルゴリズムを用いること
で、実際に連続する一続きの数値を様々なコード語に一
対一に対応づけることができるようにしたものである。

【００４０】変位量すなわち「オフセット」が合算され
た数値によって、（コード語の曖昧さを解消するため
の）次の状態と（同一のシステムによってＥＦＭ形式か
ＥＦＭプラス形式かでコード語を復号するための）変調
の種類とに従って、寸法が先端技術で要求される参照テ
ーブルに必要な寸法、特に８７２列×８ビットという寸
法よりも遥かに小さい変換符号化ＲＯＭのアドレス指定
を行うことができる。

【００４１】図３は、本発明に従ったシステムのブロッ
ク図である。このシステムは基本的には次のもので構成
される。１）それぞれが現在のコード語と次のコード語とを格納
する一対のレジスタ１７（現在の語）及び１８（次の
語）。２）レジスタ１７と１８に接続され、現在のコード語と
次のコード語の一番目と１３番目のビットとを各レジス
タから受信して、出力制御信号ＣＯＮＴＲ．Ｓ及びフラ
グ信号ＮＳ３ＦＬＡＧとを生成する論理ブロック１９
（次の状態）。

【００４２】３）レジスタ１７の出力端子に接続され、
現在の語を受信して入力として受信した語の列挙処理を
行う論理ブロック２０（列挙）。４）ＲＯＭをアクセスするためのアドレスＡＤＤＲを生
成するブロック２１。ブロック２１は、ブロック２０か
ら列挙処理の結果を受信しブロック１９から信号ＮＳ３
ＦＬＡＧを受信する。

【００４３】更に、コード語がＥＦＭプラスではなくＥ
ＦＭで変調されたことを示すように設定されたときに
は、外部から信号ＥＦＭＦＬＡＧを受信する。この信
号は、後に述べる理由により、列挙ブロックへも入力さ
れる。５）ブロック２１から出力されたアドレスＡＤＤＲでア
ドレス指定され８ビットの出力コードＯＵＴＰＵＴＣ
ＯＤＥを出力するＲＯＭ２２。

【００４４】６）レジスタ１７と１８へのロードと列挙
ブロック２０の動作とを制御するクロック信号ＣＬＫを
生成するクロック信号発生部２３。この発生部は、シス
テムの一部ではなく光ディスク読み取り装置を監視する
ためのより広範囲の論理回路の一部を成し、取分け、信
号ＥＦＭＦＬＡＧとブロック２０を起動するための信
号ＳＴＡＲＴとを配信する。

【００４５】次の状態の決定（ブロック１９）次の状態の決定には、現在、復号段階にある語の値と次
のコード語のビット１とビット１３とが入力として必要
である。また、この決定がＥＦＭプラス変調の場合にお
いてのみ曖昧さを解消するために必要である。これらが
必要となるのは（符号器の）状態２と３へのエントリを
引き起こすコード語の場合だけであるから、ブロック１
９は、現在の語が最小で２つ最大で５つのゼロで終るか
どうかを認識する簡単な論理装置でよい。

【００４６】この状態が持続する場合、次のコード語の
ビット１とビット１３を調べることで、少なくともビッ
ト１とビット１３の一方が１ならば、次の状態は状態３
であると認識できる。この場合、信号ＮＳ３ＦＬＡＧ
が設定される。ブロック１９は、必然的ではないが追っ
て明白となる理由から、便宜上、いくつかのゼロが復号
対象の現在の語を終端させているか（無から最大９つ）
を確認してこの情報を制御コードＣＯＮＴＲ．Ｓ（４ビ
ット）として列挙ブロックへ送信する。

【００４７】このため、ゼロビットがあれば、ゼロビッ
トの末尾のビットとは異なるコード語のビットに対して
だけに列挙動作を限定して迅速に行うことができる。一
方、信号ＥＦＭＦＬＡＧは、列挙ブロック２０に入力
として印加されて復号対象のコード語の長さを規定す
る。列挙ブロックと列挙アルゴリズム列挙ブロックの構造とそこで実行されるアルゴリズムに
ついて考察する前に、特に、最小ラン長＝２の条件が満
たされるＥＦＭ及びＥＦＭプラス形式コード語につい
て、ある特定の条件を満たす所定の語集合を一対一に連
続的に列挙する方法について説明する。

【００４８】１６ビット語又は１４ビット語を列挙する
ことが必要であることを考慮すると、各々が０〜６及び
０〜１６に番号付けられた横列Ｊと縦列Ｋから成るテー
ブルＴＡＢ（Ｊ，Ｋ）を構成することができ、テーブル
内の座標ＪＫの各々に対して、Ｊが１であるＫのビット
から成る条件ＲＬＬ（２）に準じる語の数Ｎ（Ｊ，Ｋ）
がマップされる。

【００４９】テーブルを図４に示す。テーブルは全数法
(exhaustion method) によって形成されるけれど、対話
法によって簡単に形成することも可能である。すなわ
ち、１のビットが無くビットの数がＫの語の数Ｎ（０，
Ｋ）は、明らかに、Ｋに関係なく１である。

【００５０】１のビットを１つ持つ語の数Ｎ（１，Ｋ）
は、明らかに、Ｋに等しい。Ｊ＞１でＫ≦３の場合、語
の数Ｎ（Ｊ，Ｋ）は、条件ＲＬＬ（２）を満足させるた
めに明らかに０である。指標Ｊ＝０とＪ＝１の横列と指
標Ｋ＝０，１，２及び３の縦列がこうして規定される。

【００５１】Ｊが１であるＫのビットの語の数Ｎ（Ｊ，
Ｋ）は、 N(J, K) = N(J, K-1) + N(J-1, K-3) ((1)) で表される。これは、明らかに、Ｋ≧３とＪ≧１の場合
に意味を持つ。式((1)) は、Ｋ個のビットから成る語の
数値が、０で終る語と１で終る語とで構成されるから、
すなわち、N(J, K) = N(J, K)₀ + N(J, K)₁が成り立つ
から、正当化される。

【００５２】条件ＲＬＬ（２）が満足されるので、必然
的に、N(J, K)₀ = N(J, K-1)となり、N(J, K)₁ = N(J-
1, K-3)となる。ここで、式（１）を再帰的に適用する
ことによって、テーブルＴＡＢ（Ｊ，Ｋ）が編成され無
制限に拡張される。語長Ｋごとに、Ｊが順次増加し、初
期値が０からスタートし、長さＫの語の累積数を表すベ
クトルを引き出すことができる。ここで、この語の１の
ビットの個数はＪ以下である。

【００５３】例えば、Ｋ＝１４の場合ベクトルＳ(14) = (0, 1, 12, 81, 201, 271, 277)が成
り立ち、Ｋ＝１６の場合ベクトルＳ(16) = (0, 1, 17, 108, 328, 538, 594) が
成り立つ。テーブルＴＡＢ（Ｊ，Ｋ）とベクトルＳ（１４）とＳ
（１６）とを用いることによって、条件ＲＬＬ（２）を
満たす１４ビット長と１６ビット長のコード語全部を一
対一に連続的に列挙することができる。

【００５４】異なるアルゴリズムを使用する可能性につ
いては排除しないが、列挙動作は、特に、次の式で示さ
れるアルゴリズムで実行される。すなわち、ここで、Ｎは語に割り当てられた数値である。

【００５５】Ｌは語の長さ（１４あるいは１６ビット）
である。Ｔ（ｊ，ｋ−１）は、テーブルＴＡＢ（Ｊ，
Ｋ）においてｋが１からＬ及びｊまで増加する指標の座
標ｊ，ｋ−１に対応する数値であり、加法の各非ゼロ項
の場合コード語の値が１のビットの個数Ｊまで１ずつ増
加する。ビットｋは、語の連続ビットの１か０の値であ
り初期ビットから始まるとされる。

【００５６】Ｓ（１６，１４）Ｊは、コード語の長さに
よって異なるが、ベクトルＳ（１４）とＳ（１６）の一
方あるいは他方の指標Ｊに対応する数値である。実際に
は、語内の１のビットの個数は、１６ビット語の場合は
最大で６個で１４ビット語の場合は５個なので、加法
は、テーブルＴＡＢ（Ｊ，Ｋ）内の項５又は６とベクト
ルＳから引き出される付加の変位項との合算を減少させ
る。

【００５７】例えば、以下の数値は、Ｎ＝Ｔ(1,2) ＋Ｔ(2,5) ＋Ｔ(3,9) ＋Ｔ(4,13)＋Ｓ(16)
(4) 即ち、Ｎ＝２＋３＋１０＋３５＋１０８＝１５８一般的なコード語「0010010001000100」に対応づけられ
る。上記のアルゴリズムが有効であること、すなわち、
上記のアルゴリズムによって、長さがＬのコード語と連
続する数値の集合の中の数値Ｎとが１対１で対応づけら
れることは容易に立証できる。

【００５８】コード語のビットが着目される順序は、開
始ビットから始まる順序又は末尾ビットから始まる順序
のいずれかから選択される。しかし、好適には、開始ビ
ットからの種々なビットに着目するほうがよい。なぜな
ら、語を終端させる０のビットの個数は次の状態ブロッ
ク１９によって知らされるので、語の最後の１のビット
が着目されると、加法処理は切り捨てられるからであ
る。

【００５９】式２で表されるのとは異なり、ビットのコ
ード語中の順序位置とコード語中の１のビットの個数と
に従って、コード語の中の１のビット各々に付加された
重みに基づく列挙アルゴリズムを用いることも可能であ
る。例えば、ベクトルＳ（１４，１６）の各要素がテー
ブルＴＡＢ（Ｊ，Ｋ）の縦列の要素の累積総数を表すと
した場合、式（２）の加数Ｓ（１６，１４）Ｊを除い
て、テーブルＴＡＢ（Ｊ，Ｋ）の縦列Ｋ＝１４か１６に
属する要素から成る後続の加数の加法を代わりに用いて
もよい。

【００６０】これらの後続の加数を重みとして横列毎に
修正されたテーブルＴＡＢ（Ｊ，Ｋ）の数値に重ね合わ
せてもよい。この場合、列挙処理は、コード語中の１の
ビットと同じくらい多数の重みの合算に低減する。この
場合、重みのテーブルのいくつかが、復号対象のコード
語の長さに従って定義される。

【００６１】式（２）で表されるアルゴリズムは、した
がって、同一のテーブルを使用することで長さの異なる
コード語を復号できるので好ましい。しかし、この条件
が要求されない場合、上記から推測される別の解決策が
適当な場合もある。というのは、処理を実行するのに必
要な論理回路を一層単純化できるからである。

【００６２】上記の式で表される処理は、言うまでもな
く、異なる種類の論理マシンでの実行が可能である。図
５は、列挙ブロック２０の好適な実施例のブロック図で
ある。列挙ブロックは、１６ビットシフトレジスタ２４
と第１の４ビットカウンタ２５と第２の３ビットカウン
タ１２６と合算器２６と出力レジスタ２７とテーブルＴ
ＡＢ（Ｊ，Ｋ）が格納されたＲＯＭ２８とベクトルＳ
（１４）とＳ（１６）が格納された第２のＲＯＭ２９と
マルチプレクサ３０と制御タイミング論理回路３２とで
構成される。

【００６３】ＲＯＭ２９は、カウンタ１２６から出力さ
れたコードと、ベクトルＳ（１４）とＳ（１６）とが格
納された二つのＲＯＭ領域の一方あるいは他方を選択す
る信号ＥＦＭＦＬＡＧとでアドレス指定される。ＲＯ
Ｍ２８は、カウンタ１２６とカウンタ２５とから出力さ
れたコードによってアドレス指定される。

【００６４】ＲＯＭ２８と２９の出力端子は、タイミン
グ制御装置によって生成された信号（例えばＳＴＯＰ）
で制御されるマルチプレクサ３０を介して合算器２６の
入力端子に接続される。合算器２６の出力は、レジスタ
２７の入力に接続される。レジスタ２７の出力は、第２
レジスタ（図示せず）を介して合算器の第２入力に接続
される。

【００６５】制御タイミング装置３２は、カウンタ２５
から出力されたコードと信号ＥＦＭＦＬＡＧコードＣＯ
ＮＴＲ．Ｓとクロック信号ＣＬＫと外部からのＳＴＡＲ
Ｔ指令とを受信し、同時化された信号ＳＴＯＰとＲＳＴ
とＬＤ１とＬＤ２とを出力する。これらの信号ＳＴＯＰ
とＲＳＴとＬＤ１とＬＤ２には、カウンタ２５の状態と
シフトレジスタ２４の状態とを固定し、様々なレジスタ
とカウンタを初期状態にリセットし、レジスタ２４と２
７にロードする機能がある。

【００６６】レジスタ２４は、イネーブルにされると、
受信したＣＬＫパルス毎に内容をシリアル出力ＳＯへ転
送する。カウンタ２５は、イネーブルにされると、クロ
ックパルスＣＬＫ毎に計数値を増分させる。ブロック２
０は次のように動作する。

【００６７】このブロックが起動されると、様々なレジ
スタ及びカウンタがリセットされる。このとき、レジス
タ２４には復号対象のコード語（現在の語）が並列にロ
ードされる。レジスタとカウンタ２５とがイネーブルと
されると、レジスタは、クロックパルスＣＬＫ毎に内容
を１ビットずつ出力ＳＯへ転送する。同時に、カウンタ
２５は計数値を増分させる。

【００６８】出力ＳＯの語のビットが１ならば、カウン
タ１２６は計数値を増分させる。また、適宜の遅延Δの
後、カウンタ２５と１２６によって規定されるアドレス
に従ってメモリ２８から読み取った値Ｔ（ｊ，ｋ−１）
とレジスタ２７の元来の内容とが合算されてレジスタ２
７にロードされる。カウンタ２５の計数値が、信号ＥＦ
ＭＦＬＡＧによって規定される１４か１６になると、
レジスタ２４の状態とカウンタ２５の状態とが固定され
る。

【００６９】合算処理を迅速に行うために、語の最後の
ビットが１であることをコードＣＯＮＴＲ．Ｓ．によっ
て認識したときに、ＥＦＭプラス変調の場合には計数を
禁止するようになっている。この時点で、マルチプレク
サ３０は、信号ＳＴＯＰで、ＲＯＭ２９の出力を合算器
２６の入力へ接続するように命令される。また、ＲＯＭ
２９から抽出したオフセット値とレジスタ２７の元来の
内容とが、合算されて命令ＬＤ２でレジスタ２７にロー
ドされる。

【００７０】レジスタ２７に格納されている数値であっ
て、列挙部によって復号対象の語に対応づけられた数値
は、アドレス発生部２１（図３）へ入力されて適宜のオ
フセット値と合算されＲＯＭアドレス２２を構成する。
このＲＯＭアドレスには、復号語に対応する８ビットの
記号かバイトかが配置される。アドレス発生部アドレス発生部は、非常に単純なので詳細な説明を必要
としないが、論理的にオフセット発生部２１Ａと合算部
２１Ｂ（図３）との二つの部分に区分される。

【００７１】オフセット発生部は、（次の状態ブロック
から）信号ＮＳ３ＦＬＡＧと（外部の制御装置から）
信号ＥＦＭＦＬＡＧとを入力として受信する。これら
の信号は、ＲＯＭ２２内の復号記号が格納される領域の
決定に使用される。このような構成によって、同一だが
異なる記号に対応するコード語の復号に係わる問題が克
服される。また、（信号ＥＦＭＦＬＡＧを用いること
によって）ＥＦＭ形式とＥＦＭプラス形式の両方の復号
化に対する互換性が保証される。

【００７２】信号ＥＦＭＦＬＡＧとＮＳ３ＦＬＡＧ
とに従って、オフセット発生部は、変位値と合算され列
挙ブロックによって配信され、アクセスされるＲＯＭア
ドレスを示す領域オフセットを生成する。このように、
合算部２１Ｂは、レジスタ２７に格納された数値と発生
部２１Ａから配信されたオフセットとを入力として受信
する非常に一般的な合算部である。

【００７３】テーブルＴＡＢ（Ｊ，Ｋ）から分かるよう
に、条件ＫＬ（２）を満たす１６ビット長の語の総数と
１４ビット長の語の総数とが５９５と２７７であり、同
様に、次の状態として状態３を示す（したがって、少な
くともゼロ二つで終る）語の総数が２７７であることか
ら、ＲＯＭ２８は寸法が８ビット長の横列１１４９個
（２７７＋２７７＋５９５＝１１４９）に制限される。

【００７４】例えば、発生部２１Ａによって生成された
オフセットは次のような値を取る。２７７個の横列から
成るメモリ領域をアドレス指定するための０。この領域
には、ＥＦＭ符号化形式に対応する記号が格納されてい
る。５９５個の横列から成るメモリ領域をアドレス指定
するための２７７。この領域には、ＥＦＭプラス符号化
形式に対応し次の状態として状態１と２と４を示す記号
が格納される。２７７個の横列から成るメモリ領域をア
ドレス指定するための８７２。この領域には、ＥＦＭプ
ラス符号化形式に対応し次の状態として状態３を示す記
号が格納される。

【００７５】様々な領域が配置される順序と対応するア
ドレス指定オフセットとは、上記以外のものにすること
も勿論可能である。これまでの説明は、ＥＦＭプラス形
式とＥＦＭ形式の両方でコード語を復号することができ
る復号化システムに関するものである。しかし、言うま
でもなく、このシステムは、ＥＦＭプラス形式だけある
いはＥＦＭ形式だけでコード語を復号するようにも動作
可能である。この場合単純化が可能である。

【００７６】これは、すなわち、ＲＯＭ２２の記憶容量
が横列８７２個か２７７個までへと削減されることを意
味する。また、ＲＯＭ２９（及びＥＦＭ変調の場合には
ＲＯＭ２８）の記憶容量の削減と制御タイミング装置２
７の単純化とを意味する。列挙ブロック（２０）及びア
ドレス発生ブロック２１のコストと比較的低度の回路の
複雑さとは、たいていの場合、ＲＯＭ２２に必要な記憶
容量の小ささによって補償される。これが、連想メモリ
とテンプレートと比較するための復号論理配列あるいは
充分に活用されない従来のＲＯＭとを用いる復号化シス
テムとは異なる点である。

【００７７】上述のシステムは、連続する数値の集合の
数値と最小ラン長条件ＲＬＬ＝２を満たす様々なコード
語とを一対一に対応づける点に留意する。ＥＦＭ符号化
形式とＥＦＭプラス符号化形式では、最大ラン長条件Ｒ
ＬＬＭＡＸ＝１０をも満足させる。システムが復号でき
る２７７語と２７７＋５９５語の内の４コード語と６＋
６コード語とは、実際には利用されない、言い替えれ
ば、１．５％程度は完全に無視される。

【００７８】最大ラン長条件を考慮に入れる列挙システ
ムを開発することも可能であるが、回路が非常に複雑に
なることは、メモリセル数の減少が達成されても正当化
されない。図５は、列挙ブロックの様々な実施例の中の
一例にすぎない。最後に、ＥＦＭ及び／又はＥＦＭプラ
ス形式でコード語、より広義には、最小ラン長条件を満
たすコード語を復調する方法について述べる。この方法
は、コード語を走査する段階と、語中の１のビットを識
別する段階と、列挙処理中に連続する数値の集合の中の
数値をコード語に対応づける段階とで構成される。ここ
で、数値は、可能性のあるオフセット（ＥＦＭプラス復
号化あるいは別の異なる形式による復号化のときのみ必
要で、上記の特定の二つの形式では必要ない）が加算さ
れて、様々なコード語に対応する記号が格納されたＲＯ
Ｍのアドレス指定に用いられる。

【００７９】列挙処理は、更に詳細には、コード語の中
の１のビットであって順番に認識されたビットとテーブ
ルから検索されコード語における１のビットの位置とコ
ード語中の既に認識された１のビットの個数とに依存す
る重み数値とを対応づける段階と、対応づけられた様々
な重みの合算を実行してコード語に対応する数値を得る
段階とで構成される。

【００８０】好適には、重みテーブルは、復号対象の語
の長さには依存しない重み要素で構成される。また、列
挙処理は、更に、様々な重みの合計と長さに依存し復号
対象の語の中の１のビットの個数に依存するオフセット
値とを合算する段階で構成される。先述の方法を実行す
るシステムについても述べた。

【図面の簡単な説明】

【図１】ＥＦＭプラス形式で情報バイトを符号化するた
めの周知の有限状態論理マシンのブロック状態図であ
る。

【図２】図１の状態マシンを可能な状態Ｉの中の一つか
ら可能な状態Ｊの中の一つ（あるいは同じ状態）へ移行
させるためのコード語の個数を計算するためのテーブル
である。

【図３】本発明によるＥＦＭ形式とＥＦＭプラス形式と
でコード語を復号するシステムの好適な実施例のブロッ
ク図である。

【図４】図３のシステムで使用されるテーブルであっ
て、所定の最小ラン長条件ＲＬＬ＝２を満たし１のビッ
トをＪ個含む異なるコード語の個数をビット数Ｋとして
示されるコード語長毎に示すテーブルである。

【図５】図３のシステムの列挙部ブロックの好適な実施
例のブロック図である。

【符号の説明】

１，２，３，４…状態５，６，７，８，９，１０，１１，１２，１３，１４，
１５，１６…変化線１７…現在の語レジスタ１８…次の語レジスタ１９…論理ブロック２０…列挙ブロック２１…アドレスを生成するブロック２１Ａ…オフセット発生部２１Ｂ…合算部２２…ＲＯＭ２３…クロック信号発生部２４…シフトレジスタ２５，２６…カウンタ２７…出力レジスタ２８，２９…ＲＯＭ３０…マルチプレクサ３２…制御タイミング部

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】最小ラン長条件を満たし、対応する２進
情報を表すコード語を復号するシステムにおいて、復号対象の各コード語を実質的に連続する数値の集合の
中の数値に一対一に対応づけるための列挙手段（２０）
と、前記集合の中の数値でアドレス指定できる位置に、その
位置をアドレス指定するための数値に対応するコード語
に対応する２進情報コードが格納された読出し専用メモ
リ（２２）と、を具備することを特徴とする復号化システム。
【請求項２】前記コード語はＥＦＭプラス形式による
ものであり、したがって、前記コード語のいくつかは、
曖昧で、復号対象のコード語の直後のコード語によって
２つの異なる２進情報コードの一方あるいは他方に対応
するものである請求項１に記載の復号化システムであっ
て、更に、復号対象のコード語と直後のコード語とを認識してオフ
セット信号ＮＳ３ＦＬＡＧを生成し、２つの異なる２
進情報コードの一方あるいは他方に対応づけられた第１
レベルと第２レベルとを有する手段（１７，１８，１
９）と、前記オフセット信号ＮＳ３ＦＬＡＧによって制御さ
れ、前記列挙手段によって前記復号対象のコード語に対
応づけられた前記数値を入力として受信して、前記列挙
手段によって対応づけられた前記数値と、前記オフセッ
ト信号の前記第１レベルと第２レベルにおけるオフセッ
トレベルに対する第１の数値と第２の数値を有するオフ
セットとの合計値である、前記読出し専用メモリ（２
２）のアドレスを出力として生成するアドレス発生部
（２１）とを具備することを特徴とする復号化システ
ム。
【請求項３】前記コード語はＥＦＭプラス形式かＥＦ
Ｍ形式によるものであり、前記読出し専用メモリ（２
２）は、ＥＦＭプラス形式のコード語に対応する２進情
報コード用の第一記憶領域と、ＥＦＭ形式のコード語に
対応する２進情報コード用の第二記憶領域とで構成さ
れ、前記列挙手段（２０）と前記アドレス発生部（２
１）とは制御信号（ＥＦＭ−ＦＬＡＧ）を入力として受
信して復号対象のコード語をＥＦＭ形式でフォーマット
されたものとして認識し、前記列挙手段（２０）は前記
制御信号に応じて１４ビットのみを処理し、前記アドレ
ス発生部は、ＥＦＭ形式では復号対象のコード語に対応
する数値と第３のオフセット数値との合計値であるアド
レスを出力として生成し、前記アドレスで前記第２領域
内のメモリ位置がアドレス指定されることを特徴とする
請求項２に記載の復号化システム。
【請求項４】前記列挙手段は、その形式に係わりなく
１のビットの順番に並べられた位置と復号対象のコード
語中の１のビットの個数とに従って前記コード語の中の
１のビットに対応づけられる重みを格納するための第一
テーブル（２８）と、それらの形式と前記コード語中の
１のビットの個数とに従って前記コード語に対応づけら
れるオフセット重みを格納するための第二テーブル（２
９）と、前記復号対象のコード語の中の１のビットに対
応する前記重みと復号対象のコード語に対応する前記オ
フセット重みとを合算し、前記重みの合計値を前記復号
対象のコード語に対応する数値として出力するための手
段とで構成されることを特徴とする請求項３に記載の復
号化システム。
【請求項５】最小ラン長条件を満たし対応する２進情
報コードを表すコード語を復号する方法であって、連続する数値の集合中の数値を復号対象のコード語に一
対一に対応づける段階と、前記数値に対応するコード語に対応する２進情報コード
がアドレス指定可能な位置に格納された読出し専用メモ
リを前記数値に基づいてアドレス指定する段階とを具備
することを特徴とする方法。