JPH10283743A - サーボデコーダ - Google Patents
サーボデコーダInfo
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- JPH10283743A JPH10283743A JP10016251A JP1625198A JPH10283743A JP H10283743 A JPH10283743 A JP H10283743A JP 10016251 A JP10016251 A JP 10016251A JP 1625198 A JP1625198 A JP 1625198A JP H10283743 A JPH10283743 A JP H10283743A
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- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B7/00—Recording or reproducing by optical means, e.g. recording using a thermal beam of optical radiation by modifying optical properties or the physical structure, reproducing using an optical beam at lower power by sensing optical properties; Record carriers therefor
- G11B7/007—Arrangement of the information on the record carrier, e.g. form of tracks, actual track shape, e.g. wobbled, or cross-section, e.g. v-shaped; Sequential information structures, e.g. sectoring or header formats within a track
- G11B7/00745—Sectoring or header formats within a track
-
- G—PHYSICS
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- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B21/00—Head arrangements not specific to the method of recording or reproducing
- G11B21/02—Driving or moving of heads
- G11B21/08—Track changing or selecting during transducing operation
- G11B21/081—Access to indexed tracks or parts of continuous track
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- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B21/00—Head arrangements not specific to the method of recording or reproducing
- G11B21/02—Driving or moving of heads
- G11B21/10—Track finding or aligning by moving the head ; Provisions for maintaining alignment of the head relative to the track during transducing operation, i.e. track following
- G11B21/106—Track finding or aligning by moving the head ; Provisions for maintaining alignment of the head relative to the track during transducing operation, i.e. track following on disks
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- G11B27/10—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel
- G11B27/19—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier
- G11B27/28—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier by using information signals recorded by the same method as the main recording
- G11B27/30—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier by using information signals recorded by the same method as the main recording on the same track as the main recording
- G11B27/3027—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier by using information signals recorded by the same method as the main recording on the same track as the main recording used signal is digitally coded
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- G11B5/00—Recording by magnetisation or demagnetisation of a record carrier; Reproducing by magnetic means; Record carriers therefor
- G11B5/48—Disposition or mounting of heads or head supports relative to record carriers ; arrangements of heads, e.g. for scanning the record carrier to increase the relative speed
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- G11B5/55—Track change, selection or acquisition by displacement of the head
- G11B5/5521—Track change, selection or acquisition by displacement of the head across disk tracks
- G11B5/5526—Control therefor; circuits, track configurations or relative disposition of servo-information transducers and servo-information tracks for control thereof
- G11B5/553—Details
-
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- G11B5/596—Disposition or mounting of heads or head supports relative to record carriers ; arrangements of heads, e.g. for scanning the record carrier to increase the relative speed with provision for moving the head for the purpose of maintaining alignment of the head relative to the record carrier during transducing operation, e.g. to compensate for surface irregularities of the latter or for track following for track following on disks
- G11B5/59633—Servo formatting
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- G11B5/5547—"Seek" control and circuits therefor
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Moving Of The Head To Find And Align With The Track (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 迅速なシーク動作およびより信頼性の高いト
ラック動作を可能にするサーボコード構成、およびより
高い記録密度に対処するサーボコード構成を実現するサ
ーボデコーダを提供する。 【解決手段】 サーボデコーダは、ディスク記憶媒体の
上で読出しヘッドを位置決めするために、複数の同心状
データトラックに分割され且つ埋込みサーボセクタを有
する該ディスク記憶媒体上に記録されたエラー訂正サー
ボコードをデコードする。このサーボデコーダは、該記
録されたサーボコードを表す検出コードワードを受け取
るように接続された入力と、該検出コードワードを、サ
ーボウェッジ(servo wedge)に記録されたトラックアド
レスを表すデコード済みコードワードにマッピングする
マッパー(mapper)とを備える。ここで、少なくとも２つ
の検出コードワードが１つのデコード済みコードワード
にマッピングし、該読出しヘッドが、ある選択トラック
をシークする際に、隣接トラックの検出コードワード
が、該隣接トラックの１つを表すデコード済みコードワ
ードにマッピングする。
ラック動作を可能にするサーボコード構成、およびより
高い記録密度に対処するサーボコード構成を実現するサ
ーボデコーダを提供する。 【解決手段】 サーボデコーダは、ディスク記憶媒体の
上で読出しヘッドを位置決めするために、複数の同心状
データトラックに分割され且つ埋込みサーボセクタを有
する該ディスク記憶媒体上に記録されたエラー訂正サー
ボコードをデコードする。このサーボデコーダは、該記
録されたサーボコードを表す検出コードワードを受け取
るように接続された入力と、該検出コードワードを、サ
ーボウェッジ(servo wedge)に記録されたトラックアド
レスを表すデコード済みコードワードにマッピングする
マッパー(mapper)とを備える。ここで、少なくとも２つ
の検出コードワードが１つのデコード済みコードワード
にマッピングし、該読出しヘッドが、ある選択トラック
をシークする際に、隣接トラックの検出コードワード
が、該隣接トラックの１つを表すデコード済みコードワ
ードにマッピングする。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、デジタルコンピュ
ータ用のディスク記憶システムの制御に関する。より具
体的には、記録ヘッドをディスク記憶媒体上に位置決め
するためのエラー訂正サーボコードに関する。
ータ用のディスク記憶システムの制御に関する。より具
体的には、記録ヘッドをディスク記憶媒体上に位置決め
するためのエラー訂正サーボコードに関する。
【０００２】
【従来の技術】磁気および光学ディスク記憶装置は、大
量のデジタルデータを不揮発的に記憶するために、ホス
トコンピュータシステムによって一般的に使用される。
典型的には、記憶装置内で回転するディスク記憶媒体
は、（磁気ディスク記憶媒体の場合は同心状に、光学デ
ィスク記憶媒体の場合は同心状またはらせん状に間隔を
おいて配置される）いくつかのデータトラックに分割さ
れ、各データトラックは、さらにいくつかのデータセク
タに分割される。特定のトラック上の目標とするデータ
セクタにデータを書込むため、および同データセクタか
らデータを読出すために、記録ヘッド（読出しヘッド／
書込みヘッド）は、サーボ制御装置によって、トラック
上に位置決めされる。その後、トラックにデータを書込
むために、データは記録ヘッドの書込みコイルの電流
（またはレーザビームの強度）を変調する役割を果たし
て、対応する磁束（または反射型光学）遷移のシーケン
スをディスクの表面上に書込む。この記録データを読出
すために、記録ヘッドは再びトラック上を通過し、磁束
（または反射型光学）遷移を、記録データを表すパルス
のシーケンスを含むアナログ読出し信号に変換する。そ
の後これらのパルスが検出され、読出しチャネルにより
推定データシーケンスへとデコードされ、エラーがない
場合は、推定データシーケンスは記録データシーケンス
と一致する。
量のデジタルデータを不揮発的に記憶するために、ホス
トコンピュータシステムによって一般的に使用される。
典型的には、記憶装置内で回転するディスク記憶媒体
は、（磁気ディスク記憶媒体の場合は同心状に、光学デ
ィスク記憶媒体の場合は同心状またはらせん状に間隔を
おいて配置される）いくつかのデータトラックに分割さ
れ、各データトラックは、さらにいくつかのデータセク
タに分割される。特定のトラック上の目標とするデータ
セクタにデータを書込むため、および同データセクタか
らデータを読出すために、記録ヘッド（読出しヘッド／
書込みヘッド）は、サーボ制御装置によって、トラック
上に位置決めされる。その後、トラックにデータを書込
むために、データは記録ヘッドの書込みコイルの電流
（またはレーザビームの強度）を変調する役割を果たし
て、対応する磁束（または反射型光学）遷移のシーケン
スをディスクの表面上に書込む。この記録データを読出
すために、記録ヘッドは再びトラック上を通過し、磁束
（または反射型光学）遷移を、記録データを表すパルス
のシーケンスを含むアナログ読出し信号に変換する。そ
の後これらのパルスが検出され、読出しチャネルにより
推定データシーケンスへとデコードされ、エラーがない
場合は、推定データシーケンスは記録データシーケンス
と一致する。
【０００３】図１Ａは、ディスク記憶媒体の典型的なフ
ォーマットを示し、データトラック１３は、同心状の放
射状に間隔をおいて配置された情報の「リング」として
記録される。各トラックは、ディスクの全体に一定の間
隔で記録された埋込みサーボウェッジまたはサーボスポ
ーク１７を有する所定の数のデータセクタ１５を含む。
埋込みサーボウェッジは、読出しおよび書込み動作中に
記録ヘッドを選択トラック上に位置決めするために、サ
ーボ制御装置によって処理される。図１Ｂに示すよう
に、サーボウェッジの各サーボセクタは、典型的には、
（図１Ｃに示すデータセクタ１５と類似する）サーボデ
ータ７１と同期するためのタイミング情報（プリアンブ
ル６８および同期７０）を含み、サーボデータ７１は、
磁気ヘッドを選択トラック上に粗く位置決めするための
トラックアドレス７３、および記録ヘッドを選択トラッ
クの中心線上に緻密に位置決めするための、正確な間隔
およびオフセットで配置されたサーボバースト７５を含
む。
ォーマットを示し、データトラック１３は、同心状の放
射状に間隔をおいて配置された情報の「リング」として
記録される。各トラックは、ディスクの全体に一定の間
隔で記録された埋込みサーボウェッジまたはサーボスポ
ーク１７を有する所定の数のデータセクタ１５を含む。
埋込みサーボウェッジは、読出しおよび書込み動作中に
記録ヘッドを選択トラック上に位置決めするために、サ
ーボ制御装置によって処理される。図１Ｂに示すよう
に、サーボウェッジの各サーボセクタは、典型的には、
（図１Ｃに示すデータセクタ１５と類似する）サーボデ
ータ７１と同期するためのタイミング情報（プリアンブ
ル６８および同期７０）を含み、サーボデータ７１は、
磁気ヘッドを選択トラック上に粗く位置決めするための
トラックアドレス７３、および記録ヘッドを選択トラッ
クの中心線上に緻密に位置決めするための、正確な間隔
およびオフセットで配置されたサーボバースト７５を含
む。
【０００４】従って、読出しおよび書込み動作中、サー
ボ制御装置は２つの機能、すなわち、トラックアドレス
を用いて選択トラックをシークする機能、およびサーボ
バーストを用いてトラックの中心線をトラックする機能
を果たす。選択トラックのシークは、記録ヘッドが目標
とするトラックに達するまで、記録ヘッドをディスクの
表面上で放射状に移動することを必要とする。記録ヘッ
ドがディスク上を放射状に横切るとき、サーボ制御装置
は、埋込みサーボウェッジに記録された現在のトラック
アドレスを読出し、記録ヘッドの現在の位置を決定す
る。設計上考慮すべき固有の事項は、選択トラックをシ
ークする際、サーボウェッジを読出すときに、記録ヘッ
ドは２つの隣接するトラックの間を浮動し得るというこ
とである。記録ヘッドが２つの隣接トラックの間を浮動
する場合、検出されたトラックアドレスが、２つの隣接
トラックアドレスの一方にデコードし、サーボ制御装置
の動作のエラーを避けるということが重要である。
ボ制御装置は２つの機能、すなわち、トラックアドレス
を用いて選択トラックをシークする機能、およびサーボ
バーストを用いてトラックの中心線をトラックする機能
を果たす。選択トラックのシークは、記録ヘッドが目標
とするトラックに達するまで、記録ヘッドをディスクの
表面上で放射状に移動することを必要とする。記録ヘッ
ドがディスク上を放射状に横切るとき、サーボ制御装置
は、埋込みサーボウェッジに記録された現在のトラック
アドレスを読出し、記録ヘッドの現在の位置を決定す
る。設計上考慮すべき固有の事項は、選択トラックをシ
ークする際、サーボウェッジを読出すときに、記録ヘッ
ドは２つの隣接するトラックの間を浮動し得るというこ
とである。記録ヘッドが２つの隣接トラックの間を浮動
する場合、検出されたトラックアドレスが、２つの隣接
トラックアドレスの一方にデコードし、サーボ制御装置
の動作のエラーを避けるということが重要である。
【０００５】従来技術によるディスク記憶システムは、
トラック間の干渉による検出アドレスの曖昧さ(ambigui
ty)を、２つの隣接トラックアドレスの一方を優先させ
ることによって確実に解消するために、典型的にはグレ
イコードと呼ばれるコード化技術を用いる。グレイコー
ドの書込み許可特性（enabling characteristic）は、
隣接トラックアドレスを表すコードワードが、ＮＲＺ領
域においてわずか１隣接ビット（ＮＲＺＩ領域では２隣
接ビット）しか違わないということである。図４は、Ｎ
ＲＺバイナリトラックアドレスを、ディスクに記録され
たＮＲＺグレイコードトラックアドレスにコード化する
従来型のサーボエンコーダを示す。ここで隣接ＮＲＺグ
レイコードトラックアドレスはわずか１ビットしか違わ
ない。この方法では、記録ヘッドがシーク動作中に２つ
の隣接トラックの間を浮動するとき、検出されたコード
ワードの曖昧さは、２つの隣接トラックアドレスの一方
を優先させることによって解消される。
トラック間の干渉による検出アドレスの曖昧さ(ambigui
ty)を、２つの隣接トラックアドレスの一方を優先させ
ることによって確実に解消するために、典型的にはグレ
イコードと呼ばれるコード化技術を用いる。グレイコー
ドの書込み許可特性（enabling characteristic）は、
隣接トラックアドレスを表すコードワードが、ＮＲＺ領
域においてわずか１隣接ビット（ＮＲＺＩ領域では２隣
接ビット）しか違わないということである。図４は、Ｎ
ＲＺバイナリトラックアドレスを、ディスクに記録され
たＮＲＺグレイコードトラックアドレスにコード化する
従来型のサーボエンコーダを示す。ここで隣接ＮＲＺグ
レイコードトラックアドレスはわずか１ビットしか違わ
ない。この方法では、記録ヘッドがシーク動作中に２つ
の隣接トラックの間を浮動するとき、検出されたコード
ワードの曖昧さは、２つの隣接トラックアドレスの一方
を優先させることによって解消される。
【０００６】ディスク記憶システムのためのサーボシス
テムを開発するにあたっての別の設計上考慮すべき固有
の事項は、検出されたサーボデータの完全性である。読
出し信号のノイズによって生じる検出されたサーボデー
タにおけるエラーは、サーボ制御装置の性能を、シーク
動作およびトラック動作の両方で低下させる。従来、サ
ーボウェッジ１７のサーボデータは、非常に低密度で記
録され、これにより、シンボル間の干渉（ＩＳＩ）によ
って生じるエラーを最小限にする。さらに、磁気記憶シ
ステムは通常、ｄ＝１ランレングス制限（ＲＬＬ）コー
ド制約を用いてサーボデータを記録して、隣接する磁気
遷移の書込みを防止し、これにより非線形遷移シフト
（ＮＬＴＳ）として知られる現象によって生じるエラー
を最小限にする。ＮＬＴＳは、第１の遷移からの反磁場
が、書込みヘッドの磁場と相互に作用し、すぐ後に続く
遷移がディスクに書込まれる際にその位置をシフトする
ときに生じる。
テムを開発するにあたっての別の設計上考慮すべき固有
の事項は、検出されたサーボデータの完全性である。読
出し信号のノイズによって生じる検出されたサーボデー
タにおけるエラーは、サーボ制御装置の性能を、シーク
動作およびトラック動作の両方で低下させる。従来、サ
ーボウェッジ１７のサーボデータは、非常に低密度で記
録され、これにより、シンボル間の干渉（ＩＳＩ）によ
って生じるエラーを最小限にする。さらに、磁気記憶シ
ステムは通常、ｄ＝１ランレングス制限（ＲＬＬ）コー
ド制約を用いてサーボデータを記録して、隣接する磁気
遷移の書込みを防止し、これにより非線形遷移シフト
（ＮＬＴＳ）として知られる現象によって生じるエラー
を最小限にする。ＮＬＴＳは、第１の遷移からの反磁場
が、書込みヘッドの磁場と相互に作用し、すぐ後に続く
遷移がディスクに書込まれる際にその位置をシフトする
ときに生じる。
【０００７】エラー訂正コード（ＥＣＣ）は周知であり
（例えばハミング、ＣＲＣ、リード−ソロモンなど）、
典型的にはデータセクタのユーザデータにおけるエラー
を訂正するために用いられるが、このようなコードは通
常、サーボデータにおけるエラーを訂正するためには使
用されない。ＥＣＣがサーボデータを訂正するために使
用されないのは、おそらく上述したグレイコード制約に
よるものであろう。すなわち、サーボデータは、ハミン
グコードなどの従来のエラー訂正コードを用いてコード
化され得ず、かつその後隣接トラックアドレスがわずか
１ビットしか異ならないように配列され得ない。
（例えばハミング、ＣＲＣ、リード−ソロモンなど）、
典型的にはデータセクタのユーザデータにおけるエラー
を訂正するために用いられるが、このようなコードは通
常、サーボデータにおけるエラーを訂正するためには使
用されない。ＥＣＣがサーボデータを訂正するために使
用されないのは、おそらく上述したグレイコード制約に
よるものであろう。すなわち、サーボデータは、ハミン
グコードなどの従来のエラー訂正コードを用いてコード
化され得ず、かつその後隣接トラックアドレスがわずか
１ビットしか異ならないように配列され得ない。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】ディスク記憶システム
の今日の傾向は、サーボウェッジに記憶されるデータ量
の増加である。例えば、サーボウェッジは、「ID-Les
s」ディスク記憶システムと呼ばれるものにおけるデー
タセクタの相対位置を捜し出すためのデータを含み得
る。サーボウェッジのデータ量が増加するにつれて、サ
ーボウェッジはトラックの記録可能領域のかなりの量を
消費し始める。サーボウェッジが消費する領域を削減す
る方法の１つに、サーボウェッジの記録密度を高める方
法があるが、前述のように、記録密度を高めると、ＩＳ
Ｉによって生じるエラーの数が増加する。
の今日の傾向は、サーボウェッジに記憶されるデータ量
の増加である。例えば、サーボウェッジは、「ID-Les
s」ディスク記憶システムと呼ばれるものにおけるデー
タセクタの相対位置を捜し出すためのデータを含み得
る。サーボウェッジのデータ量が増加するにつれて、サ
ーボウェッジはトラックの記録可能領域のかなりの量を
消費し始める。サーボウェッジが消費する領域を削減す
る方法の１つに、サーボウェッジの記録密度を高める方
法があるが、前述のように、記録密度を高めると、ＩＳ
Ｉによって生じるエラーの数が増加する。
【０００９】本発明は、上記課題を解決するためになさ
れたものであり、サーボデータのデータの完全性を向上
させ、それによりより迅速なシーク動作およびより信頼
性の高いトラック動作を可能にするサーボコード構成、
さらに、ＩＳＩの増加によるビットエラー数の増加を補
償することによって、より高い記録密度に対処するサー
ボコード構成を実現するサーボデコーダを提供すること
を目的とする。
れたものであり、サーボデータのデータの完全性を向上
させ、それによりより迅速なシーク動作およびより信頼
性の高いトラック動作を可能にするサーボコード構成、
さらに、ＩＳＩの増加によるビットエラー数の増加を補
償することによって、より高い記録密度に対処するサー
ボコード構成を実現するサーボデコーダを提供すること
を目的とする。
【００１０】
【課題を解決するための手段】本発明によるサーボデコ
ーダは、ディスク記憶媒体の上で読出しヘッドを位置決
めするために、複数の同心状データトラックに分割され
且つ埋込みサーボセクタを有する該ディスク記憶媒体上
に記録されたエラー訂正サーボコードをデコードするサ
ーボデコーダであって、（ａ）該記録されたサーボコー
ドを表す検出コードワードを受け取るように接続された
入力と、（ｂ）該検出コードワードを、サーボウェッジ
(servo wedge)に記録されたトラックアドレスを表すデ
コード済みコードワードにマッピングするマッパー(map
per)とを備えており、（ｉ）少なくとも２つの検出コー
ドワードが１つのデコード済みコードワードにマッピン
グし、（ｉｉ）該読出しヘッドが、ある選択トラックを
シークする際に、隣接トラックの検出コードワードが、
該隣接トラックの１つを表すデコード済みコードワード
にマッピングすることにより上記目的を達成する。
ーダは、ディスク記憶媒体の上で読出しヘッドを位置決
めするために、複数の同心状データトラックに分割され
且つ埋込みサーボセクタを有する該ディスク記憶媒体上
に記録されたエラー訂正サーボコードをデコードするサ
ーボデコーダであって、（ａ）該記録されたサーボコー
ドを表す検出コードワードを受け取るように接続された
入力と、（ｂ）該検出コードワードを、サーボウェッジ
(servo wedge)に記録されたトラックアドレスを表すデ
コード済みコードワードにマッピングするマッパー(map
per)とを備えており、（ｉ）少なくとも２つの検出コー
ドワードが１つのデコード済みコードワードにマッピン
グし、（ｉｉ）該読出しヘッドが、ある選択トラックを
シークする際に、隣接トラックの検出コードワードが、
該隣接トラックの１つを表すデコード済みコードワード
にマッピングすることにより上記目的を達成する。
【００１１】（ａ）前記記憶媒体の表面特性を変化させ
ることによって、サーボコードワードが各トラック上に
記録され、（ｂ）隣接トラック上に記録されたサーボコ
ードワードが、１つより多くの表面変化で相違するよう
であってもよい。
ることによって、サーボコードワードが各トラック上に
記録され、（ｂ）隣接トラック上に記録されたサーボコ
ードワードが、１つより多くの表面変化で相違するよう
であってもよい。
【００１２】隣接トラック上に記録されたサーボコード
ワードが、所定数の表面変化で相違してもよい。
ワードが、所定数の表面変化で相違してもよい。
【００１３】（ａ）前記記憶媒体が、磁気ディスクであ
り、（ｂ）前記表面変化が磁気遷移であってもよい。
り、（ｂ）前記表面変化が磁気遷移であってもよい。
【００１４】（ａ）前記サーボコードが、エラー訂正コ
ードであり、各デコード済みコードワード間の最小距離
がＮ（但し、Ｎは１より大きい整数）であり、（ｂ）前
記マッパーは、所定数の検出コードワードを所定のデコ
ード済みコードワードにマッピングしてもよく、ここ
で、（ｉ）該所定数の検出コードワードは、ｉｎｔ
（（Ｎ＋１）／２）未満である該所定のデコード済みコ
ードワードからの距離を含み、（ｉｉ）ｉｎｔ（ｘ）
は、ｘの整数部分を表し、（ａ）隣接トラックアドレス
を表すコードワードは、Ｎに等しいビット数分だけ相違
してもよい。
ードであり、各デコード済みコードワード間の最小距離
がＮ（但し、Ｎは１より大きい整数）であり、（ｂ）前
記マッパーは、所定数の検出コードワードを所定のデコ
ード済みコードワードにマッピングしてもよく、ここ
で、（ｉ）該所定数の検出コードワードは、ｉｎｔ
（（Ｎ＋１）／２）未満である該所定のデコード済みコ
ードワードからの距離を含み、（ｉｉ）ｉｎｔ（ｘ）
は、ｘの整数部分を表し、（ａ）隣接トラックアドレス
を表すコードワードは、Ｎに等しいビット数分だけ相違
してもよい。
【００１５】前記マッピングが、検出コードワード中の
ｉｎｔ（（Ｎ−１）／２）個のビットエラーを訂正して
もよい。
ｉｎｔ（（Ｎ−１）／２）個のビットエラーを訂正して
もよい。
【００１６】前記エラー訂正コードが、レート４／７の
ハミングコードであり、Ｎ＝３であってもよい。
ハミングコードであり、Ｎ＝３であってもよい。
【００１７】前記サーボデコーダが、データサンプルシ
ーケンスを前記検出コードワードに復調する格子状検出
器をさらに備え、（ａ）該格子状検出器が少なくとも１
つの最小距離エラーイベントを含み、（ｂ）前記サーボ
コードが、該格子状検出器の少なくとも１つの最小距離
エラーイベントを訂正してもよい。
ーケンスを前記検出コードワードに復調する格子状検出
器をさらに備え、（ａ）該格子状検出器が少なくとも１
つの最小距離エラーイベントを含み、（ｂ）前記サーボ
コードが、該格子状検出器の少なくとも１つの最小距離
エラーイベントを訂正してもよい。
【００１８】（ａ）前記サーボコードが、ランレングス
制限ｄ＝１制約とともに記録され、（ｂ）前記格子状検
出器がＰＲ４検出器であってもよい。
制限ｄ＝１制約とともに記録され、（ｂ）前記格子状検
出器がＰＲ４検出器であってもよい。
【００１９】前記サーボコードが、ビットシフト最小距
離エラーイベントを訂正してもよい。
離エラーイベントを訂正してもよい。
【００２０】前記サーボコードが、ジビットドロップイ
ン最小距離エラーイベントを訂正してもよい。
ン最小距離エラーイベントを訂正してもよい。
【００２１】各デコード済みコードワードが、連続する
「１」のビットの対の間にｋ個（但し、ｋ ｍｏｄ ３
＝１）の「０」のビットを含むように強制するコード制
約を前記サーボコードが含んでもよい。
「１」のビットの対の間にｋ個（但し、ｋ ｍｏｄ ３
＝１）の「０」のビットを含むように強制するコード制
約を前記サーボコードが含んでもよい。
【００２２】（ａ）前記サーボコードが、ランレングス
制限ｄ＝１制約とともに記録され、（ｂ）前記格子状検
出器が、該ｄ＝１制約に適合してもよい。
制限ｄ＝１制約とともに記録され、（ｂ）前記格子状検
出器が、該ｄ＝１制約に適合してもよい。
【００２３】前記格子状検出器がＰＲ４検出器であって
もよい。
もよい。
【００２４】隣接トラックアドレスが前記最小距離エラ
ーイベントに関して相違するように、前記トラックアド
レスを前記サーボウェッジに構成してもよい。
ーイベントに関して相違するように、前記トラックアド
レスを前記サーボウェッジに構成してもよい。
【００２５】あるいは、本発明によるサーボデコーダ
は、複数の同心状データトラックに分割されたディスク
記憶媒体上に記録された、該ディスク記憶媒体の上で読
出しヘッドを位置決めするためのエラー訂正サーボコー
ドをデコードするサーボデコーダであって、（ａ）該記
録されたサーボコードを表す検出コードワードを受け取
るように接続された入力と、（ｂ）該検出コードワード
を、デコード済みコードワードにマッピングするマッパ
ーとを備えており、（ｉ）該読出しヘッドが、ある選択
トラックをシークする際に、隣接トラックの検出コード
ワードが、該隣接トラックの１つを表すデコード済みコ
ードワードにマッピングし、（ｉｉ）読出し動作中に該
読出しヘッドが選択トラックのデータをトラッキングす
る際に、検出コードワードをデコード済みコードワード
にマッピングし、これにより、ある検出コードワード中
の所定数のエラーを訂正することにより上記目的を達成
する。
は、複数の同心状データトラックに分割されたディスク
記憶媒体上に記録された、該ディスク記憶媒体の上で読
出しヘッドを位置決めするためのエラー訂正サーボコー
ドをデコードするサーボデコーダであって、（ａ）該記
録されたサーボコードを表す検出コードワードを受け取
るように接続された入力と、（ｂ）該検出コードワード
を、デコード済みコードワードにマッピングするマッパ
ーとを備えており、（ｉ）該読出しヘッドが、ある選択
トラックをシークする際に、隣接トラックの検出コード
ワードが、該隣接トラックの１つを表すデコード済みコ
ードワードにマッピングし、（ｉｉ）読出し動作中に該
読出しヘッドが選択トラックのデータをトラッキングす
る際に、検出コードワードをデコード済みコードワード
にマッピングし、これにより、ある検出コードワード中
の所定数のエラーを訂正することにより上記目的を達成
する。
【００２６】前記サーボデコーダが格子状検出器をさら
に備えてもよく、（ａ）該格子状検出器が、少なくとも
１つの最小距離エラーイベントを含み、（ｂ）前記サー
ボコードが、該格子状検出器の少なくとも１つの最小距
離エラーイベントを訂正してもよい。
に備えてもよく、（ａ）該格子状検出器が、少なくとも
１つの最小距離エラーイベントを含み、（ｂ）前記サー
ボコードが、該格子状検出器の少なくとも１つの最小距
離エラーイベントを訂正してもよい。
【００２７】あるいは、本発明によるサーボデコーダ
は、複数の同心状データトラックに分割されたディスク
記憶媒体上に記録された、該ディスク記憶媒体の上で読
出しヘッドを位置決めするためのエラー訂正サーボコー
ドをデコードするサーボデコーダであって、（ａ）該記
録されたサーボコードを表す検出コードワードを受け取
るように接続された入力と、（ｂ）該検出コードワード
を、サーボウェッジに記録されたトラックアドレスを表
すデコード済みコードワードにマッピングするマッパー
とを備えている。隣接トラックアドレスが該デコード済
みコードワードの距離特性(property)に関して相違する
ように、該トラックアドレスを該サーボウェッジに構成
することにより上記目的を達成する。
は、複数の同心状データトラックに分割されたディスク
記憶媒体上に記録された、該ディスク記憶媒体の上で読
出しヘッドを位置決めするためのエラー訂正サーボコー
ドをデコードするサーボデコーダであって、（ａ）該記
録されたサーボコードを表す検出コードワードを受け取
るように接続された入力と、（ｂ）該検出コードワード
を、サーボウェッジに記録されたトラックアドレスを表
すデコード済みコードワードにマッピングするマッパー
とを備えている。隣接トラックアドレスが該デコード済
みコードワードの距離特性(property)に関して相違する
ように、該トラックアドレスを該サーボウェッジに構成
することにより上記目的を達成する。
【００２８】
【発明の実施の形態】データフォーマット例示の目的
で、図１Ａは、一連の同心状データトラック１３を含
み、各データトラック１３が、埋込みサーボウェッジ１
７を有する複数のセクタ１５を含む、記録ディスクのデ
ータフォーマット例を示す。埋込みサーボウェッジは、
典型的には、ディスクが製造された後に、専門のサーボ
ライタを用いてディスク上に書き込まれる。記憶システ
ムが、標準動作中にサーボウェッジに重ね書きしないこ
とが重要である。サーボウェッジの各サーボセクタは、
図１Ｂに示されるような、プリアンブル６８およびサー
ボデータ７１に同期する同期フィールド７０を含む。サ
ーボデータ７１は、典型的には、データの書き込みおよ
び読み出しの間に、選択されたトラック上で記録ヘッド
を大まかに位置決めするためのトラックアドレス７３
と、選択トラックの中心線上で記録ヘッドを緻密に位置
決めするためのサーボバースト７５とを含む。さらに、
サーボデータは、各データセクタの前の別個の「ＩＤフ
ィールド」を記録するためではなく、データセクタの相
対位置を示すために使用されるデータを含み得る。トラ
ックアドレス７３は、典型的には、アナログまたは離散
時間パルス検出器によって検出されるが、サンプル振幅
読み出しチャネルにおいて、離散時間シーケンス検出器
を用いても検出され得る。サーボバースト７５は、典型
的には、アナログまたは離散時間バーストエリア検出器
を用いて検出される。
で、図１Ａは、一連の同心状データトラック１３を含
み、各データトラック１３が、埋込みサーボウェッジ１
７を有する複数のセクタ１５を含む、記録ディスクのデ
ータフォーマット例を示す。埋込みサーボウェッジは、
典型的には、ディスクが製造された後に、専門のサーボ
ライタを用いてディスク上に書き込まれる。記憶システ
ムが、標準動作中にサーボウェッジに重ね書きしないこ
とが重要である。サーボウェッジの各サーボセクタは、
図１Ｂに示されるような、プリアンブル６８およびサー
ボデータ７１に同期する同期フィールド７０を含む。サ
ーボデータ７１は、典型的には、データの書き込みおよ
び読み出しの間に、選択されたトラック上で記録ヘッド
を大まかに位置決めするためのトラックアドレス７３
と、選択トラックの中心線上で記録ヘッドを緻密に位置
決めするためのサーボバースト７５とを含む。さらに、
サーボデータは、各データセクタの前の別個の「ＩＤフ
ィールド」を記録するためではなく、データセクタの相
対位置を示すために使用されるデータを含み得る。トラ
ックアドレス７３は、典型的には、アナログまたは離散
時間パルス検出器によって検出されるが、サンプル振幅
読み出しチャネルにおいて、離散時間シーケンス検出器
を用いても検出され得る。サーボバースト７５は、典型
的には、アナログまたは離散時間バーストエリア検出器
を用いて検出される。
【００２９】外側トラックでの記憶容量は、周囲の記憶
領域の増加およびＩＳＩの低下のために増加し得る。従
って、図１Ａに示されるディスクは、トラック毎に１４
のデータセクタを含む外側ゾーン１１と、トラック毎に
７つのデータセクタを含む内側ゾーン２７とに分割され
る。実地では、ディスクは、実際には数個のゾーンに分
割され、容量およびデータ転送速度が、内側ゾーンから
外側ゾーンに向けて増加する。
領域の増加およびＩＳＩの低下のために増加し得る。従
って、図１Ａに示されるディスクは、トラック毎に１４
のデータセクタを含む外側ゾーン１１と、トラック毎に
７つのデータセクタを含む内側ゾーン２７とに分割され
る。実地では、ディスクは、実際には数個のゾーンに分
割され、容量およびデータ転送速度が、内側ゾーンから
外側ゾーンに向けて増加する。
【００３０】シーク動作の間、記録ヘッドがディスク上
をターゲットトラックに向かって放射状に横切る間、サ
ーボウェッジを読みとる際に、ヘッドは２つの隣接トラ
ックにまたがり得る。この場合、隣接トラックアドレス
の間のトラック間干渉により、検出されるコードワード
に曖昧さが生じる。このため、隣接トラックアドレスの
一方または他方のいずれかが選ばれて、曖昧さが解消さ
れるように、トラックアドレスをコード化することが重
要である。従来、トラックアドレスは、グレイコード制
約に従ってコード化され、つまり隣接トラックアドレス
はＮＲＺ領域において１ビットだけ異なる(図３を参
照)。このようにして、１つの異なるビットにおける曖
昧さは、２つの隣接トラックアドレスのうちのいずれか
１つを選ぶことで常に解消される。
をターゲットトラックに向かって放射状に横切る間、サ
ーボウェッジを読みとる際に、ヘッドは２つの隣接トラ
ックにまたがり得る。この場合、隣接トラックアドレス
の間のトラック間干渉により、検出されるコードワード
に曖昧さが生じる。このため、隣接トラックアドレスの
一方または他方のいずれかが選ばれて、曖昧さが解消さ
れるように、トラックアドレスをコード化することが重
要である。従来、トラックアドレスは、グレイコード制
約に従ってコード化され、つまり隣接トラックアドレス
はＮＲＺ領域において１ビットだけ異なる(図３を参
照)。このようにして、１つの異なるビットにおける曖
昧さは、２つの隣接トラックアドレスのうちのいずれか
１つを選ぶことで常に解消される。
【００３１】図１Ｃは、トラック１３中のデータセクタ
１５の例示のフォーマットを示す。サーボセクタ１７と
同様に、データセクタ１５は、プリアンブルフィールド
６８、およびセクタデータ(すなわち、ユーザデータ７
２)に同期するための同期フィールド７０を含む。さら
に、データセクタは、典型的に、リードバックの際の読
出し信号中のノイズによって生じるユーザデータ７２中
のエラーを検出および訂正するために使用される所定の
エラー訂正符号(ＥＣＣ)を伴ういくらかの冗長バイト７
７を含む。従来のＥＣＣは、通常、サーボトラックアド
レス７３中のエラーを訂正するために採用されない。こ
れはおそらく、上記した従来のグレイコード制約に従っ
てＥＣＣコードワードを構成することが不可能であるた
めである。つまり、従来のエラー訂正符号を用いてサー
ボトラックアドレスをコード化し、コードワードを、隣
接するコードワードがＮＲＺ領域において１ビットだけ
異なるように構成することは不可能である。
１５の例示のフォーマットを示す。サーボセクタ１７と
同様に、データセクタ１５は、プリアンブルフィールド
６８、およびセクタデータ(すなわち、ユーザデータ７
２)に同期するための同期フィールド７０を含む。さら
に、データセクタは、典型的に、リードバックの際の読
出し信号中のノイズによって生じるユーザデータ７２中
のエラーを検出および訂正するために使用される所定の
エラー訂正符号(ＥＣＣ)を伴ういくらかの冗長バイト７
７を含む。従来のＥＣＣは、通常、サーボトラックアド
レス７３中のエラーを訂正するために採用されない。こ
れはおそらく、上記した従来のグレイコード制約に従っ
てＥＣＣコードワードを構成することが不可能であるた
めである。つまり、従来のエラー訂正符号を用いてサー
ボトラックアドレスをコード化し、コードワードを、隣
接するコードワードがＮＲＺ領域において１ビットだけ
異なるように構成することは不可能である。
【００３２】以下の説明からより明確になるように、本
発明は、コードワードを、隣接するコードワードがコー
ドの距離特性に関して異なるように構成することによっ
て、従来のグレイコードの欠点を克服している。この様
に、シーク動作の間に記録ヘッドが隣接トラックをまた
いで生じる曖昧さは、従来のグレイコード制約と同様
に、隣接トラックのいずれか１つを選ぶことによって解
消される。しかし、本発明は、検出されたコードワード
中のエラーを訂正することが可能であるため、サーボ制
御の信頼性を向上し、サーボデータを高密度で記録する
ことを可能にするという点において、従来のグレイコー
ドを卓越した利点を提供する。
発明は、コードワードを、隣接するコードワードがコー
ドの距離特性に関して異なるように構成することによっ
て、従来のグレイコードの欠点を克服している。この様
に、シーク動作の間に記録ヘッドが隣接トラックをまた
いで生じる曖昧さは、従来のグレイコード制約と同様
に、隣接トラックのいずれか１つを選ぶことによって解
消される。しかし、本発明は、検出されたコードワード
中のエラーを訂正することが可能であるため、サーボ制
御の信頼性を向上し、サーボデータを高密度で記録する
ことを可能にするという点において、従来のグレイコー
ドを卓越した利点を提供する。
【００３３】従来のサンプル振幅読出しチャネル(Sampl
ed Amplitude Read Channel)ここで、従来のサンプル振
幅読出しチャネルの詳細なブロック図を示す図２を参照
する。書き込み動作の間、データ生成器４は、ユーザデ
ータ７２を記録する前に予めディスクに記録されたプリ
アンブルデータ６８および同期マーク７０を出力する
(図１Ｃを参照)。ＲＬＬエンコーダ６は、ユーザデータ
２を、ＲＬＬ制約に従ってバイナリシーケンスｂ(ｎ)８
にコード化する。プリコーダ１０は、バイナリシーケン
スｂ(ｎ)８をプリコードして、記録チャネル１８および
等価器フィルタの伝達関数を補償して、プリコードされ
たシーケンス〜ｂ(ｎ)１２を形成する。プリコードされ
たシーケンス〜ｂ(ｎ)１２は、〜ｂ(Ｎ)＝０をａ(Ｎ)＝
−１、および〜ｂ(Ｎ)＝１をａ(Ｎ)＝＋１に翻訳１４す
ることによって、シンボルａ(ｎ)１６に変換される。シ
ンボルａ(ｎ)１６に応答する書き込み回路９は、記録ヘ
ッドコイル中の電流(またはレーザビームの強度)をボー
レート１/Ｔにて変調し、バイナリシーケンスを記録媒
体に記録する。周波数シンセサイザ５２はボーレート書
き込みクロック５４を書き込み回路９に付与し、記録ヘ
ッドが覆うゾーンに従ってチャネルデータレート信号
(ＣＤＲ)３０によって調節される。
ed Amplitude Read Channel)ここで、従来のサンプル振
幅読出しチャネルの詳細なブロック図を示す図２を参照
する。書き込み動作の間、データ生成器４は、ユーザデ
ータ７２を記録する前に予めディスクに記録されたプリ
アンブルデータ６８および同期マーク７０を出力する
(図１Ｃを参照)。ＲＬＬエンコーダ６は、ユーザデータ
２を、ＲＬＬ制約に従ってバイナリシーケンスｂ(ｎ)８
にコード化する。プリコーダ１０は、バイナリシーケン
スｂ(ｎ)８をプリコードして、記録チャネル１８および
等価器フィルタの伝達関数を補償して、プリコードされ
たシーケンス〜ｂ(ｎ)１２を形成する。プリコードされ
たシーケンス〜ｂ(ｎ)１２は、〜ｂ(Ｎ)＝０をａ(Ｎ)＝
−１、および〜ｂ(Ｎ)＝１をａ(Ｎ)＝＋１に翻訳１４す
ることによって、シンボルａ(ｎ)１６に変換される。シ
ンボルａ(ｎ)１６に応答する書き込み回路９は、記録ヘ
ッドコイル中の電流(またはレーザビームの強度)をボー
レート１/Ｔにて変調し、バイナリシーケンスを記録媒
体に記録する。周波数シンセサイザ５２はボーレート書
き込みクロック５４を書き込み回路９に付与し、記録ヘ
ッドが覆うゾーンに従ってチャネルデータレート信号
(ＣＤＲ)３０によって調節される。
【００３４】記録媒体から記録されたバイナリシーケン
スを読出す場合、タイミング回復２８は、まず、マルチ
プレクサ６０を介して、書き込みクロック５４を読出し
チャネルへの入力として選択することによって書き込み
周波数にロックする(locks to)。いったん書き込み周波
数にロックされると、マルチプレクサ６０は、記録され
たユーザデータ７２に先行してディスクに記録された取
得プリアンブル６８の周波数ロックおよび位相ロックを
行うために読出しヘッドから信号１９を、読出しチャネ
ルへの入力として選択する。変数ゲイン増幅器２２は、
アナログ読出し信号５８の振幅を調節する。アナログフ
ィルタ２０は、折り返しひずみノイズを減衰するととも
に、所望の応答に向かって初期等化を提供する。サンプ
リング素子２４は、アナログフィルタ２０からのアナロ
グ読出し信号６２をサンプルし、離散時間等価器フィル
タ２６は、所望の応答に向かってサンプル値２５のさら
なる等化を提供する。部分的な応答記録において、例え
ば、所望の応答はよく表１から選択される。
スを読出す場合、タイミング回復２８は、まず、マルチ
プレクサ６０を介して、書き込みクロック５４を読出し
チャネルへの入力として選択することによって書き込み
周波数にロックする(locks to)。いったん書き込み周波
数にロックされると、マルチプレクサ６０は、記録され
たユーザデータ７２に先行してディスクに記録された取
得プリアンブル６８の周波数ロックおよび位相ロックを
行うために読出しヘッドから信号１９を、読出しチャネ
ルへの入力として選択する。変数ゲイン増幅器２２は、
アナログ読出し信号５８の振幅を調節する。アナログフ
ィルタ２０は、折り返しひずみノイズを減衰するととも
に、所望の応答に向かって初期等化を提供する。サンプ
リング素子２４は、アナログフィルタ２０からのアナロ
グ読出し信号６２をサンプルし、離散時間等価器フィル
タ２６は、所望の応答に向かってサンプル値２５のさら
なる等化を提供する。部分的な応答記録において、例え
ば、所望の応答はよく表１から選択される。
【００３５】
【表１】
【００３６】等化の後、等化されたサンプル値３２は、
読出し信号５８の振幅、ならびにサンプリング素子２４
の周波数および位相をそれぞれ調節するために、判断に
従うゲイン制御５０およびタイミング回復２８回路にそ
れぞれ適応される。タイミング回復２８は、等化された
サンプル３２をボーレートに同期するために、ライン２
３を介してサンプリング素子２４の周波数を調節する。
ゲイン制御５０は、所望の部分的応答に対してチャネル
の周波数応答の大きさを一致させるために、ライン２１
を介して変数ゲイン増幅器２２のゲインを調節する。周
波数シンセサイザ５２は、温度、電圧、およびプロセス
変動に対してタイミング回復周波数を中心づけるため
に、ライン６４を介してタイミング回復回路２８に設定
されたコース中心周波数を提供する。
読出し信号５８の振幅、ならびにサンプリング素子２４
の周波数および位相をそれぞれ調節するために、判断に
従うゲイン制御５０およびタイミング回復２８回路にそ
れぞれ適応される。タイミング回復２８は、等化された
サンプル３２をボーレートに同期するために、ライン２
３を介してサンプリング素子２４の周波数を調節する。
ゲイン制御５０は、所望の部分的応答に対してチャネル
の周波数応答の大きさを一致させるために、ライン２１
を介して変数ゲイン増幅器２２のゲインを調節する。周
波数シンセサイザ５２は、温度、電圧、およびプロセス
変動に対してタイミング回復周波数を中心づけるため
に、ライン６４を介してタイミング回復回路２８に設定
されたコース中心周波数を提供する。
【００３７】等化されたサンプルＹ(ｎ)３２は、サンプ
ル値から推定バイナリシーケンス＾ｂ(ｎ)３３を検出す
る最大尤度(ＭＬ)ビタビシーケンス検出器などの離散時
間シーケンス検出器３４に最終的に入力される。サーボ
データは、マルチプレクサ８２を介して選択される、離
散時間シーケンス検出器３４を用いて、あるいは、離散
時間パルス検出器８０を用いて検出され得る。ＲＬＬデ
コーダ３６は、シーケンス検出器３４からの推定バイナ
リシーケンス＾ｂ(ｎ)３３を推定ユーザデータ３７にデ
コードする。サーボデコーダ８４は、マルチプレクサ８
２の出力の推定データシーケンスを、推定サーボデータ
８６にデコードする。データ同期検出器６６は、ＲＬＬ
デコーダ３６およびサーボデコーダ８４の動作をそれぞ
れフレームするために、データセクタ１５およびサーボ
セクタ１７にある同期マーク７０を検出する(図１Ｂお
よび１Ｃ)。本発明のコード化スキームに従って動作す
るサーボデコーダ８４の詳細を、以下のセクションにお
いて記載する。
ル値から推定バイナリシーケンス＾ｂ(ｎ)３３を検出す
る最大尤度(ＭＬ)ビタビシーケンス検出器などの離散時
間シーケンス検出器３４に最終的に入力される。サーボ
データは、マルチプレクサ８２を介して選択される、離
散時間シーケンス検出器３４を用いて、あるいは、離散
時間パルス検出器８０を用いて検出され得る。ＲＬＬデ
コーダ３６は、シーケンス検出器３４からの推定バイナ
リシーケンス＾ｂ(ｎ)３３を推定ユーザデータ３７にデ
コードする。サーボデコーダ８４は、マルチプレクサ８
２の出力の推定データシーケンスを、推定サーボデータ
８６にデコードする。データ同期検出器６６は、ＲＬＬ
デコーダ３６およびサーボデコーダ８４の動作をそれぞ
れフレームするために、データセクタ１５およびサーボ
セクタ１７にある同期マーク７０を検出する(図１Ｂお
よび１Ｃ)。本発明のコード化スキームに従って動作す
るサーボデコーダ８４の詳細を、以下のセクションにお
いて記載する。
【００３８】サーボデコーダ シーク動作の間にトラック間干渉により読出し信号が曖
昧になっても、図２のサーボデコーダ８４は、推量デー
タシーケンスの有効なトラックアドレスへのデコードを
果たす。図３は、従来のグレイ（Gray）コードに従って
動作する先行技術のサーボエンコーダを示しており、Ｎ
ＲＺバイナリトラックアドレスは、隣接するトラックア
ドレスがＮＲＺ領域において１ビットだけが異なるよう
に、ＮＲＺグレイコードトラックアドレスにコード化さ
れる。したがって、記録ヘッドがシーク動作中、隣接す
るトラックにまたがるとき、１ビットが曖昧であっても
問題にならない。これは、検出されたコードワードが、
隣接するトラックアドレスの一方または他方のトラック
アドレスにデコードされるからである。しかし、上述の
ように、従来のグレイコードでは、検出されたコードワ
ードのランダムエラーを訂正することができない。従来
のグレイコードは、シーク動作中に、隣接トラックアド
レスのトラック間干渉によって生じる特定の１ビットエ
ラーだけを訂正する。
昧になっても、図２のサーボデコーダ８４は、推量デー
タシーケンスの有効なトラックアドレスへのデコードを
果たす。図３は、従来のグレイ（Gray）コードに従って
動作する先行技術のサーボエンコーダを示しており、Ｎ
ＲＺバイナリトラックアドレスは、隣接するトラックア
ドレスがＮＲＺ領域において１ビットだけが異なるよう
に、ＮＲＺグレイコードトラックアドレスにコード化さ
れる。したがって、記録ヘッドがシーク動作中、隣接す
るトラックにまたがるとき、１ビットが曖昧であっても
問題にならない。これは、検出されたコードワードが、
隣接するトラックアドレスの一方または他方のトラック
アドレスにデコードされるからである。しかし、上述の
ように、従来のグレイコードでは、検出されたコードワ
ードのランダムエラーを訂正することができない。従来
のグレイコードは、シーク動作中に、隣接トラックアド
レスのトラック間干渉によって生じる特定の１ビットエ
ラーだけを訂正する。
【００３９】ＥＣＣサーボデコーダ 本発明は、ランダムビットエラーを訂正することができ
るコード化スキームに従ってバイナリトラックアドレス
をコード化し、且つシーク動作中のトラック間干渉の結
果として生じた曖昧さを解決することにより、従来のサ
ーボグレイコードの制限を克服する。図４は、本発明の
例示的な実施形態を示しており、ＮＲＺバイナリトラッ
クアドレスは、検出されたコードワード中の任意のラン
ダム１ビットエラーを訂正することができる（７，４）
ハミングコードを用いてコード化される。この（７，
４）ハミングコードのエラー訂正手順は周知である。ま
ず、検出されたコードワードに対して３回パリティチェ
ックを行うことにより、シンドロームが計算される。結
果として得られた３シンドロームビットは、ゼロでなけ
れば、ビットエラーの位置を表す。誤ったビットは反転
され、これにより、検出されたコードワードが訂正され
る（エラーが１ビットのみであると仮定した場合）。訂
正後、ルックアップテーブルまたは組合せ論理などの任
意の既知の技術を用いて７コードワードビットを４情報
ビットにマッピングすることにより、コードワードがデ
コードされる。
るコード化スキームに従ってバイナリトラックアドレス
をコード化し、且つシーク動作中のトラック間干渉の結
果として生じた曖昧さを解決することにより、従来のサ
ーボグレイコードの制限を克服する。図４は、本発明の
例示的な実施形態を示しており、ＮＲＺバイナリトラッ
クアドレスは、検出されたコードワード中の任意のラン
ダム１ビットエラーを訂正することができる（７，４）
ハミングコードを用いてコード化される。この（７，
４）ハミングコードのエラー訂正手順は周知である。ま
ず、検出されたコードワードに対して３回パリティチェ
ックを行うことにより、シンドロームが計算される。結
果として得られた３シンドロームビットは、ゼロでなけ
れば、ビットエラーの位置を表す。誤ったビットは反転
され、これにより、検出されたコードワードが訂正され
る（エラーが１ビットのみであると仮定した場合）。訂
正後、ルックアップテーブルまたは組合せ論理などの任
意の既知の技術を用いて７コードワードビットを４情報
ビットにマッピングすることにより、コードワードがデ
コードされる。
【００４０】結果として得られるコードワードを、隣接
するコードワードが、ハミングコードの最小距離と等し
いビット数だけ異なるように配列することによって、従
来のグレイコードと等価な効果が達成される。このよう
にして、トラック間干渉によって生じる曖昧さを解決す
ることができる。即ち、ハミングコードの最小距離に等
しいビット数に曖昧さが存在するように有効コードワー
ドが壊れると、曖昧さは、この壊れたコードワードまた
は隣接コードワードを直すように解決（訂正）される。
例えば、図４のテーブルの最初の２コードワード０００
００００および０１０１０１０の場合を考える。読出ヘ
ッドが、シーク動作中にこれらの２コードワードの間を
移動すると、トラック間干渉により３つの「１」ビット
に曖昧さが生じる。この場合、最も検出される可能性の
高いコードワードは、 ００００００００１０１０１０ ０１０００００ ０００１０００ ０００００１０ ０１０１０００ ０００１０１０ ０１０００１０ である。誤ったコードワードが、隣接する有効なコード
ワード０００００００または０１０１０１０と１ビット
ずつ異なっていることに注目されたい。したがって、誤
ったコードワードは、隣接するコードワード（トラック
アドレス）のうちの一方または他方のコードワード（ト
ラックアドレス）に訂正され、これにより従来のグレイ
コードと同じ効果が得られる。しかし、従来のグレイコ
ードとは異なり、本発明は、幾つかの検出コードワード
を有効なコードワードに訂正またはマッピングする。即
ち、訂正プロセスは、検出コードワードの有効なコード
ワードへの多数対１のマッピングであると考えることが
できる。
するコードワードが、ハミングコードの最小距離と等し
いビット数だけ異なるように配列することによって、従
来のグレイコードと等価な効果が達成される。このよう
にして、トラック間干渉によって生じる曖昧さを解決す
ることができる。即ち、ハミングコードの最小距離に等
しいビット数に曖昧さが存在するように有効コードワー
ドが壊れると、曖昧さは、この壊れたコードワードまた
は隣接コードワードを直すように解決（訂正）される。
例えば、図４のテーブルの最初の２コードワード０００
００００および０１０１０１０の場合を考える。読出ヘ
ッドが、シーク動作中にこれらの２コードワードの間を
移動すると、トラック間干渉により３つの「１」ビット
に曖昧さが生じる。この場合、最も検出される可能性の
高いコードワードは、 ００００００００１０１０１０ ０１０００００ ０００１０００ ０００００１０ ０１０１０００ ０００１０１０ ０１０００１０ である。誤ったコードワードが、隣接する有効なコード
ワード０００００００または０１０１０１０と１ビット
ずつ異なっていることに注目されたい。したがって、誤
ったコードワードは、隣接するコードワード（トラック
アドレス）のうちの一方または他方のコードワード（ト
ラックアドレス）に訂正され、これにより従来のグレイ
コードと同じ効果が得られる。しかし、従来のグレイコ
ードとは異なり、本発明は、幾つかの検出コードワード
を有効なコードワードに訂正またはマッピングする。即
ち、訂正プロセスは、検出コードワードの有効なコード
ワードへの多数対１のマッピングであると考えることが
できる。
【００４１】４ｋから３２ｋ個のデータトラックを表す
ために要求される１２から１５ビット長のトラックアド
レスをコード化するためには、図４に示す７ビットのコ
ードワードブロックが連結され得る。従来のグレイコー
ドの特性を維持するためには、一度に変えるブロックの
数が１つだけでなければならない。図４のシーケンスが
実行された後、より順序が先のブロックが変えられ、図
４のシーケンスが逆の順序で実行される。
ために要求される１２から１５ビット長のトラックアド
レスをコード化するためには、図４に示す７ビットのコ
ードワードブロックが連結され得る。従来のグレイコー
ドの特性を維持するためには、一度に変えるブロックの
数が１つだけでなければならない。図４のシーケンスが
実行された後、より順序が先のブロックが変えられ、図
４のシーケンスが逆の順序で実行される。
【００４２】図４のコードワードは、リターン・トゥー
・ゼロ（ＲＺ）、ノン・リターン・トゥー・ゼロ（ＮＲ
Ｚ）、およびノン・リターン・トゥー・ゼロ・インバー
ス（ＮＲＺＩ）を含む周知の従来のフォーマットのうち
の任意のものを用いてディスクに書き込むことができ
る。ＲＺでは、「１」ビットが磁気ジビットを変調し、
「０」ビットが無磁気ジビット（即ち、ｄｃ）を変調
し、ＮＲＺでは、「１」ビットが「正」の磁束方向を変
調し、「０」ビットが負の磁束方向を変調する。ＮＲＺ
Ｉでは、「１」ビットが磁束遷移を変調し、「０」ビッ
トは磁束遷移を変調しない。ＮＲＺまたはＮＲＺＩフォ
ーマットは、ＲＺと比べてより高情報率で且つより高密
度であるため、ＮＲＺまたはＮＲＺＩフォーマットが好
ましい。しかし、ＮＲＺおよびＮＲＺＩフォーマットに
は、コードワードを正確に検出するためのｄ＝０検出器
（好ましくは、図２のシーケンス検出器３４）が必要で
ある。さらに、この特定のコードにより、隣接して磁気
遷移が起こるため、サーボ書込み装置に、非線形遷移シ
フト（ＮＬＴＳ）を補償するために書込前補償回路が必
要である。
・ゼロ（ＲＺ）、ノン・リターン・トゥー・ゼロ（ＮＲ
Ｚ）、およびノン・リターン・トゥー・ゼロ・インバー
ス（ＮＲＺＩ）を含む周知の従来のフォーマットのうち
の任意のものを用いてディスクに書き込むことができ
る。ＲＺでは、「１」ビットが磁気ジビットを変調し、
「０」ビットが無磁気ジビット（即ち、ｄｃ）を変調
し、ＮＲＺでは、「１」ビットが「正」の磁束方向を変
調し、「０」ビットが負の磁束方向を変調する。ＮＲＺ
Ｉでは、「１」ビットが磁束遷移を変調し、「０」ビッ
トは磁束遷移を変調しない。ＮＲＺまたはＮＲＺＩフォ
ーマットは、ＲＺと比べてより高情報率で且つより高密
度であるため、ＮＲＺまたはＮＲＺＩフォーマットが好
ましい。しかし、ＮＲＺおよびＮＲＺＩフォーマットに
は、コードワードを正確に検出するためのｄ＝０検出器
（好ましくは、図２のシーケンス検出器３４）が必要で
ある。さらに、この特定のコードにより、隣接して磁気
遷移が起こるため、サーボ書込み装置に、非線形遷移シ
フト（ＮＬＴＳ）を補償するために書込前補償回路が必
要である。
【００４３】本実施形態のさらに他の局面は、すべてが
「０」ビットであるコードワードが用いられることであ
る。データシーケンスに「１」ビットが検出された場合
にのみタイミング情報が得られることは周知である。し
たがって、ＲＬＬ（ｄ，ｋ）コード中の制約ｋの意味
は、制約ｋが、連続する「０」ビットの最大数をｋ個に
制限することである。本実施形態におけるＲＬＬ（ｄ，
ｋ）コードの制約ｋと同等なものを得るために、各連結
されたコードワード間にジビットが挿入される。検出さ
れたコードワードをバイナリトラックアドレスにデコー
ドする場合、このジビットは単に無視されるだけであ
る。
「０」ビットであるコードワードが用いられることであ
る。データシーケンスに「１」ビットが検出された場合
にのみタイミング情報が得られることは周知である。し
たがって、ＲＬＬ（ｄ，ｋ）コード中の制約ｋの意味
は、制約ｋが、連続する「０」ビットの最大数をｋ個に
制限することである。本実施形態におけるＲＬＬ（ｄ，
ｋ）コードの制約ｋと同等なものを得るために、各連結
されたコードワード間にジビットが挿入される。検出さ
れたコードワードをバイナリトラックアドレスにデコー
ドする場合、このジビットは単に無視されるだけであ
る。
【００４４】したがって、エラー訂正コードの距離特性
を活用することにより、従来のグレイコードワードと同
じ結果を達成するようにコードワードを配列することが
できる。シーク動作中に記録ヘッドが２つの隣接トラッ
クにまたがった場合にトラック間干渉によって、検出さ
れたコードワードに生じる曖昧さは、これらの隣接する
トラックアドレスのうちの一方のトラックアドレスを直
すように解決される。さらに、エラー訂正コードの距離
特性は、シーク動作およびトラッキング動作中のランダ
ムビットエラーの訂正を可能にし、これにより、サーボ
制御の性能が向上し、サーボデータのより高密度な記録
が可能となる。
を活用することにより、従来のグレイコードワードと同
じ結果を達成するようにコードワードを配列することが
できる。シーク動作中に記録ヘッドが２つの隣接トラッ
クにまたがった場合にトラック間干渉によって、検出さ
れたコードワードに生じる曖昧さは、これらの隣接する
トラックアドレスのうちの一方のトラックアドレスを直
すように解決される。さらに、エラー訂正コードの距離
特性は、シーク動作およびトラッキング動作中のランダ
ムビットエラーの訂正を可能にし、これにより、サーボ
制御の性能が向上し、サーボデータのより高密度な記録
が可能となる。
【００４５】図４に示した例示的なハミングコードの最
小距離は３である。当業者には明らかであるように、図
４の（７，４）ハミングコード以外のコードを用いて同
じ結果を達成することも可能である。例えば、より大き
い最小距離を有するコードを用いて、１ビットよりも多
いビットエラーを訂正することも可能である。これらの
変形およびその他の明らかな変形は、本発明の意図した
範囲内にあるものである。
小距離は３である。当業者には明らかであるように、図
４の（７，４）ハミングコード以外のコードを用いて同
じ結果を達成することも可能である。例えば、より大き
い最小距離を有するコードを用いて、１ビットよりも多
いビットエラーを訂正することも可能である。これらの
変形およびその他の明らかな変形は、本発明の意図した
範囲内にあるものである。
【００４６】格子状検出器サーボコード 本発明のＥＣＣハミングコードの実施の形態を実施可能
にする基本的な考え方は、最尤ビタビシーケンス検出器
などの離散時間格子状シーケンス検出器の距離特性まで
拡大され得る。例えば、部分応答クラスＩＶ（ＰＲ４）
読出しチャネルに関連する格子状シーケンス検出器を考
える。このチャネル用の伝達機能は、多項式（１−
Ｄ2）により表される。Ｄは、チャネルまたはボーレー
トを示す遅延オペレータである。図２の入力シンボルａ
（ｎ）１６が＋１または−１の値を取る場合、チャネル
３２の出力はセット｛＋２、０、−２｝内の値を取る。
ＲＰ４ビタビシーケンス検出器３４は、サンプルに関連
する最も見込みの高い推定データシーケンスを決定する
状況において、チャネルサンプル値３２を検査すること
により動作する。
にする基本的な考え方は、最尤ビタビシーケンス検出器
などの離散時間格子状シーケンス検出器の距離特性まで
拡大され得る。例えば、部分応答クラスＩＶ（ＰＲ４）
読出しチャネルに関連する格子状シーケンス検出器を考
える。このチャネル用の伝達機能は、多項式（１−
Ｄ2）により表される。Ｄは、チャネルまたはボーレー
トを示す遅延オペレータである。図２の入力シンボルａ
（ｎ）１６が＋１または−１の値を取る場合、チャネル
３２の出力はセット｛＋２、０、−２｝内の値を取る。
ＲＰ４ビタビシーケンス検出器３４は、サンプルに関連
する最も見込みの高い推定データシーケンスを決定する
状況において、チャネルサンプル値３２を検査すること
により動作する。
【００４７】ＰＲ４シーケンス検出器の動作は、図５Ａ
に示す状態遷移図から理解される。各状態９０は、最後
の２つの入力シンボルａ（ｎ）１６により表され（プリ
コーディング１０の後）、１つの状態から別の状態への
各ブランチは、現在の入力シンボルａ（ｎ）１６および
それが読返しの間に生成する対応サンプル値３２により
ラベル付けされる。従って、読返し中、サンプルシーケ
ンスは、状態遷移図に従って入力シンボルシーケンスａ
（ｎ）（記録されたシーケンス）に復調され得る。しか
し、タイミングエラー、等価化の誤りなどによる読出し
信号中のノイズは、読返しサンプル値を不明瞭にし、正
確な復調データシーケンス内に曖昧さをもたらす。そこ
で、ビタビ検出器の機能は、サンプル値を最も見込みの
高いデータシーケンスに復調することにより、この曖昧
さを解消することである。
に示す状態遷移図から理解される。各状態９０は、最後
の２つの入力シンボルａ（ｎ）１６により表され（プリ
コーディング１０の後）、１つの状態から別の状態への
各ブランチは、現在の入力シンボルａ（ｎ）１６および
それが読返しの間に生成する対応サンプル値３２により
ラベル付けされる。従って、読返し中、サンプルシーケ
ンスは、状態遷移図に従って入力シンボルシーケンスａ
（ｎ）（記録されたシーケンス）に復調され得る。しか
し、タイミングエラー、等価化の誤りなどによる読出し
信号中のノイズは、読返しサンプル値を不明瞭にし、正
確な復調データシーケンス内に曖昧さをもたらす。そこ
で、ビタビ検出器の機能は、サンプル値を最も見込みの
高いデータシーケンスに復調することにより、この曖昧
さを解消することである。
【００４８】ビタビ検出器の復調プロセスは、図５Ａの
状態遷移図を図５Ｂの格子図として表すことにより理解
される。格子図はサンプル値の時間シーケンスと、サン
プルシーケンスを生成し得た存在し得る記録された入力
シーケンスａ（ｎ）とを表す。存在し得る入力シーケン
スａ（ｎ）の各々に関して、エラーメトリックが、ノイ
ズレスシステムにおいて生成され得た予想されたサンプ
ル値のシーケンスとチャネルから読み出された実際のサ
ンプル値との差に対して演算される。例えば、ユークリ
ッドメトリックが、予想サンプル値と実際のサンプル値
との間の累積二乗差（accumulated square differenc
e）として演算される。最小のユークリッドメトリック
を生成する入力シーケンスａ（ｎ）は、実際のサンプル
値を生成した見込みが最も高いシーケンスである。従っ
て、このシーケンスは、ビタビ検出器の出力として選択
される。
状態遷移図を図５Ｂの格子図として表すことにより理解
される。格子図はサンプル値の時間シーケンスと、サン
プルシーケンスを生成し得た存在し得る記録された入力
シーケンスａ（ｎ）とを表す。存在し得る入力シーケン
スａ（ｎ）の各々に関して、エラーメトリックが、ノイ
ズレスシステムにおいて生成され得た予想されたサンプ
ル値のシーケンスとチャネルから読み出された実際のサ
ンプル値との差に対して演算される。例えば、ユークリ
ッドメトリックが、予想サンプル値と実際のサンプル値
との間の累積二乗差（accumulated square differenc
e）として演算される。最小のユークリッドメトリック
を生成する入力シーケンスａ（ｎ）は、実際のサンプル
値を生成した見込みが最も高いシーケンスである。従っ
て、このシーケンスは、ビタビ検出器の出力として選択
される。
【００４９】復調プロセスを容易にするために、ビタビ
シーケンス検出器は、存在し得る入力シーケンスａ
（ｎ）および対応するメトリックの各々を記憶するパス
メモリを有する。ビタビシーケンス検出器の周知の特性
は、存在し得る入力シーケンスを記憶するパスが、ある
数のサンプル値が処理された後（入力シーケンスが適切
に制約される限り）、最も見込みの高い入力シーケンス
に「マージする」ということである。実際、必要とされ
るパスメモリの最大数は、格子図内の状態の数に等し
い。最も見込みの高い入力シーケンスは、常に、これら
のパスのうちの１つによって表され、これらのパスは、
ある数のサンプル値が処理された後、最終的に１つのパ
ス（すなわち、最も見込みの高い入力シーケンス）にマ
ージする。
シーケンス検出器は、存在し得る入力シーケンスａ
（ｎ）および対応するメトリックの各々を記憶するパス
メモリを有する。ビタビシーケンス検出器の周知の特性
は、存在し得る入力シーケンスを記憶するパスが、ある
数のサンプル値が処理された後（入力シーケンスが適切
に制約される限り）、最も見込みの高い入力シーケンス
に「マージする」ということである。実際、必要とされ
るパスメモリの最大数は、格子図内の状態の数に等し
い。最も見込みの高い入力シーケンスは、常に、これら
のパスのうちの１つによって表され、これらのパスは、
ある数のサンプル値が処理された後、最終的に１つのパ
ス（すなわち、最も見込みの高い入力シーケンス）にマ
ージする。
【００５０】パスメモリの「マージ」は、図５Ｂの格子
図から理解される。図５Ｂにおいて、「サバイバ」シー
ケンスを実線で示す。格子図内の各状態は、２つの状態
のうちの一方から達することができることに注目された
い。すなわち、各状態に導かれる２つの遷移ブランチが
ある。新しいサンプル値毎に、ビタビアルゴリズムが再
帰的に新しいエラーメトリックを演算し、最小エラーメ
トリックに対応する各状態ごとに単一のサバイバシーケ
ンスを保持する。換言すると、ビタビアルゴリズムは、
２つの入力ブランチのうちの１つを各状態になるように
選択する。なぜなら、ブランチのうち１つだけが最小エ
ラーメトリックに対応するからである。その結果、選択
されなかったブランチに対応する格子を通過するパス
は、選択されたパスにマージする。最終的に、サバイバ
シーケンスのすべてが、図５Ｂに示すサンプル値を生成
している見込みが最も高い推定データシーケンスを表す
格子を通過する１つのパスにマージする。
図から理解される。図５Ｂにおいて、「サバイバ」シー
ケンスを実線で示す。格子図内の各状態は、２つの状態
のうちの一方から達することができることに注目された
い。すなわち、各状態に導かれる２つの遷移ブランチが
ある。新しいサンプル値毎に、ビタビアルゴリズムが再
帰的に新しいエラーメトリックを演算し、最小エラーメ
トリックに対応する各状態ごとに単一のサバイバシーケ
ンスを保持する。換言すると、ビタビアルゴリズムは、
２つの入力ブランチのうちの１つを各状態になるように
選択する。なぜなら、ブランチのうち１つだけが最小エ
ラーメトリックに対応するからである。その結果、選択
されなかったブランチに対応する格子を通過するパス
は、選択されたパスにマージする。最終的に、サバイバ
シーケンスのすべてが、図５Ｂに示すサンプル値を生成
している見込みが最も高い推定データシーケンスを表す
格子を通過する１つのパスにマージする。
【００５１】ビタビ検出器により選択された、最も見込
みの高いシーケンスが実際には不正確なシーケンスとな
るように十分に、ノイズがサンプル値を変更することは
可能である。これは、エラー訂正コードのハミング距離
に似ている。すなわち、ビタビシーケンス検出器は、そ
れに関連して、存在し得るデータシーケンスとそれらに
対応するサンプルシーケンスとの間の最小距離を有す
る。読出し信号内に十分なノイズがあると、検出された
データシーケンス内の最小距離エラーイベントと呼ばれ
る結果が起こり得る。格子図に関して述べると、最小距
離エラーイベントは、現在の状態から分岐し、後の状態
で再マージする２つのパスの間で起こり得る。
みの高いシーケンスが実際には不正確なシーケンスとな
るように十分に、ノイズがサンプル値を変更することは
可能である。これは、エラー訂正コードのハミング距離
に似ている。すなわち、ビタビシーケンス検出器は、そ
れに関連して、存在し得るデータシーケンスとそれらに
対応するサンプルシーケンスとの間の最小距離を有す
る。読出し信号内に十分なノイズがあると、検出された
データシーケンス内の最小距離エラーイベントと呼ばれ
る結果が起こり得る。格子図に関して述べると、最小距
離エラーイベントは、現在の状態から分岐し、後の状態
で再マージする２つのパスの間で起こり得る。
【００５２】最小距離エラーイベントの長さ（すなわ
ち、共通の状態にマージする前に格子を通過するサンプ
ル期間の数）は変化する。読出しチャネル内のノイズサ
ンプルが統計的に独立しておりガウス確率分布を有する
場合、最小距離エラーイベントは、長さに関係なく均等
な確率で起こる。しかし、読出しチャネル内のノイズサ
ンプルは独立したガウス分布を有していない。なぜな
ら、等価フィルタはノイズサンプルをゆがめまたは相関
づける傾向があるからである。このことは、最小距離エ
ラーイベントの確率分布を変化させ、特に、最小長さエ
ラーイベントが本発明の関心であるサーボデータ密度に
対して最も起こりやすいように、分布を変化させる。
ち、共通の状態にマージする前に格子を通過するサンプ
ル期間の数）は変化する。読出しチャネル内のノイズサ
ンプルが統計的に独立しておりガウス確率分布を有する
場合、最小距離エラーイベントは、長さに関係なく均等
な確率で起こる。しかし、読出しチャネル内のノイズサ
ンプルは独立したガウス分布を有していない。なぜな
ら、等価フィルタはノイズサンプルをゆがめまたは相関
づける傾向があるからである。このことは、最小距離エ
ラーイベントの確率分布を変化させ、特に、最小長さエ
ラーイベントが本発明の関心であるサーボデータ密度に
対して最も起こりやすいように、分布を変化させる。
【００５３】ＰＲ４検出器内の最小長さエラーイベント
は、ＮＲＺＩ領域内の１ビットシフトおよびジビット
「ドロップイン」または「ドロップアウト」を含む。１
ビットシフトエラーイベントは、図６Ａの格子図により
説明される。一例としてのデータシーケンスを格子の上
に示す。上のシーケンス｛０１１００１１０｝は正確な
シーケンスであり、下のシーケンス｛００１１０１１
０｝はビットシフトエラーイベントを含む。データシー
ケンスをＰＲ４領域内に示す。ＲＰ４領域において、Ｎ
ＲＺＩ領域内の対応するビットシフトエラーイベント
は、｛０１０００１００｝の第１の「１」ビットが右に
１つシフトしてその結果｛００１００１００｝となった
シーケンスである。図６Ａの格子図から、ビットシフト
エラーイベントは、上の状態から分岐し、下の状態から
３サンプル期間のエラー長の後再マージする２つのパス
に対応することに留意されたい。ジビットドロップイン
エラーイベントの例を、図６Ｂに示す。図６Ｂにおい
て、正しいＰＲ４シーケンス｛０００００１１０｝は誤
ってＰＲ４｛０１０１０１１０｝として検出されてい
る。すなわち、ＮＲＺＩシーケンス｛０００００１０
０｝は、誤ってＮＲＺＩシーケンス｛０１１００１０
０｝として検出されている。エラーイベントは、図６Ｂ
の格子図において、上の状態から分岐し、３サンプル期
間後に上の状態に再マージする２つのパスにより、説明
される。ジビットドロップアウトエラーイベントは、ジ
ビットドロップインエラーイベントの逆であり、図６Ｂ
の正しいシーケンスと誤ったシーケンスとを交換するこ
とにより説明される。
は、ＮＲＺＩ領域内の１ビットシフトおよびジビット
「ドロップイン」または「ドロップアウト」を含む。１
ビットシフトエラーイベントは、図６Ａの格子図により
説明される。一例としてのデータシーケンスを格子の上
に示す。上のシーケンス｛０１１００１１０｝は正確な
シーケンスであり、下のシーケンス｛００１１０１１
０｝はビットシフトエラーイベントを含む。データシー
ケンスをＰＲ４領域内に示す。ＲＰ４領域において、Ｎ
ＲＺＩ領域内の対応するビットシフトエラーイベント
は、｛０１０００１００｝の第１の「１」ビットが右に
１つシフトしてその結果｛００１００１００｝となった
シーケンスである。図６Ａの格子図から、ビットシフト
エラーイベントは、上の状態から分岐し、下の状態から
３サンプル期間のエラー長の後再マージする２つのパス
に対応することに留意されたい。ジビットドロップイン
エラーイベントの例を、図６Ｂに示す。図６Ｂにおい
て、正しいＰＲ４シーケンス｛０００００１１０｝は誤
ってＰＲ４｛０１０１０１１０｝として検出されてい
る。すなわち、ＮＲＺＩシーケンス｛０００００１０
０｝は、誤ってＮＲＺＩシーケンス｛０１１００１０
０｝として検出されている。エラーイベントは、図６Ｂ
の格子図において、上の状態から分岐し、３サンプル期
間後に上の状態に再マージする２つのパスにより、説明
される。ジビットドロップアウトエラーイベントは、ジ
ビットドロップインエラーイベントの逆であり、図６Ｂ
の正しいシーケンスと誤ったシーケンスとを交換するこ
とにより説明される。
【００５４】従って、本発明の１つの目的は、ＰＲ４シ
ーケンス検出器のビットシフトおよびジビットドロップ
イン最小距離エラーイベントを訂正し得るサーボコード
化スキームを提供することである。（コードは、有効コ
ードワードにおいてはジビットは起こり得ないというこ
とを意味するｄ＝１のランレングス制限によって制約さ
れるため、ジビットドロップアウトエラーイベントにつ
いては考慮されない。）シーク動作中のトラック間干渉
による検出コードワードにおけるあいまい性を解決する
ための従来のグレイコード制約の特性は、隣接コードワ
ードが、トラック間干渉によって生じる最もおこりやす
いエラーであるビットシフトエラーイベントに対しては
互いに異なるように、コードワードを配置することによ
って実現される。
ーケンス検出器のビットシフトおよびジビットドロップ
イン最小距離エラーイベントを訂正し得るサーボコード
化スキームを提供することである。（コードは、有効コ
ードワードにおいてはジビットは起こり得ないというこ
とを意味するｄ＝１のランレングス制限によって制約さ
れるため、ジビットドロップアウトエラーイベントにつ
いては考慮されない。）シーク動作中のトラック間干渉
による検出コードワードにおけるあいまい性を解決する
ための従来のグレイコード制約の特性は、隣接コードワ
ードが、トラック間干渉によって生じる最もおこりやす
いエラーであるビットシフトエラーイベントに対しては
互いに異なるように、コードワードを配置することによ
って実現される。
【００５５】本発明の格子状サーボコードの実施態様の
理解を助けるために、以下の用語の定義を行う。
理解を助けるために、以下の用語の定義を行う。
【００５６】ｄ＝１制約 − （ＮＲＺＩ領域での）連
続する「１」ビット間に生じてしまう「０」ビットの最
小数を１に制約するランレングス制限（ＲＬＬ）。
続する「１」ビット間に生じてしまう「０」ビットの最
小数を１に制約するランレングス制限（ＲＬＬ）。
【００５７】コードワードサイズ − コードワード内
のビット数；以下の実施例でのコードワードサイズは１
２ビットである。
のビット数；以下の実施例でのコードワードサイズは１
２ビットである。
【００５８】グループ − コードワード内の、「１」
ビットの両端間のこれら両端の「１」ビットを含むバイ
ナリ桁のセット。例えば、コードワード００１０１０１
０００００はグループ１０１０１を含む。
ビットの両端間のこれら両端の「１」ビットを含むバイ
ナリ桁のセット。例えば、コードワード００１０１０１
０００００はグループ１０１０１を含む。
【００５９】グループ長さ − グループ内のバイナリ
桁数。例えば、１０１０１のグループ長さは５である。
桁数。例えば、１０１０１のグループ長さは５である。
【００６０】グループシフト − グループを特定のビ
ット数だけ左または右にシフトすること。例えば、コー
ドワード００１０１０１０００００内でグループ１０１
０１を右に１つだけグループシフトさせると、０００１
０１０１００００となり、左に１つだけグループシフト
させると、０１０１０１００００００となる。
ット数だけ左または右にシフトすること。例えば、コー
ドワード００１０１０１０００００内でグループ１０１
０１を右に１つだけグループシフトさせると、０００１
０１０１００００となり、左に１つだけグループシフト
させると、０１０１０１００００００となる。
【００６１】グループセット｛ｘ｝ − 特定のグルー
プｘをシフトすることによって生成され得るコードワー
ドセット。例えば、グループ１０１０１はグループセッ
ト、１０１０１０００００００、０１０１０１００００
００、００１０１０１０００００、０００１０１０１０
０００、００００１０１０１０００、０００００１０１
０１００、００００００１０１０１０、および００００
０００１０１０１を生成する。
プｘをシフトすることによって生成され得るコードワー
ドセット。例えば、グループ１０１０１はグループセッ
ト、１０１０１０００００００、０１０１０１００００
００、００１０１０１０００００、０００１０１０１０
０００、００００１０１０１０００、０００００１０１
０１００、００００００１０１０１０、および００００
０００１０１０１を生成する。
【００６２】単一シフト − コードワード内の単一
「１」ビットのシフト。例えば、コードワード００１０
１０１０００００内のビットｂ5を右に単一ビットシフ
トさせると、００１０１００１００００となる。
「１」ビットのシフト。例えば、コードワード００１０
１０１０００００内のビットｂ5を右に単一ビットシフ
トさせると、００１０１００１００００となる。
【００６３】コードワードランク − コードワード内
の「１」ビットの数。
の「１」ビットの数。
【００６４】同一遷移 − ２つのコードワード内のち
ょうどに同じ位置に生じ同じフラックス状態に導く、２
つのコードワード内の２つのフラックス遷移（ＮＲＺＩ
における「１」ビット）。
ょうどに同じ位置に生じ同じフラックス状態に導く、２
つのコードワード内の２つのフラックス遷移（ＮＲＺＩ
における「１」ビット）。
【００６５】類似遷移 − 同じ位置にはないが、同じ
フラックス状態に導く、２つのコードワード内の２つの
フラックス遷移（ＮＲＺＩでは「１」ビット）。さら
に、コードワードの一方の２つの連続するフラックス遷
移は、他方のコードワードの対応するフラックス遷移と
インターリーブされなければならない。すなわち、一方
のコードワードの２つのフラックス遷移は、他方のコー
ドワードの２つのフラックス遷移の間で生じることはで
きない。以下のコードワード、０００１００００１０１
０および０００１０１００００１０では、最初と最後の
遷移が同一であり、内側の遷移は類似である。以下のコ
ードワード、００１０１００００１００および０００１
００００１０１０では、すべての遷移が類似であり、同
一のものはない。また、以下のコードワード、１０００
０１０１００００および０１０１００００１０００で
は、遷移のいずれも同一でも類似でもない。
フラックス状態に導く、２つのコードワード内の２つの
フラックス遷移（ＮＲＺＩでは「１」ビット）。さら
に、コードワードの一方の２つの連続するフラックス遷
移は、他方のコードワードの対応するフラックス遷移と
インターリーブされなければならない。すなわち、一方
のコードワードの２つのフラックス遷移は、他方のコー
ドワードの２つのフラックス遷移の間で生じることはで
きない。以下のコードワード、０００１００００１０１
０および０００１０１００００１０では、最初と最後の
遷移が同一であり、内側の遷移は類似である。以下のコ
ードワード、００１０１００００１００および０００１
００００１０１０では、すべての遷移が類似であり、同
一のものはない。また、以下のコードワード、１０００
０１０１００００および０１０１００００１０００で
は、遷移のいずれも同一でも類似でもない。
【００６６】本発明の格子状サーボコードの以下の実施
態様は、コードワード内にｄ＝１制約を含む。何故な
ら、サーボのライターは、通常は、非線形遷移シフト
（ＮＬＴＳ）を補償するために書込前補償回路を用いな
いからである。ｄ＝１制約は考慮されサーボコードの実
現を助けるが、本発明の一般的な意味では、制約は必要
ない。すなわち、当業者であれば、ｄ＝１制約を行わず
に本発明の局面によるサーボコードを容易に作成し得
る。
態様は、コードワード内にｄ＝１制約を含む。何故な
ら、サーボのライターは、通常は、非線形遷移シフト
（ＮＬＴＳ）を補償するために書込前補償回路を用いな
いからである。ｄ＝１制約は考慮されサーボコードの実
現を助けるが、本発明の一般的な意味では、制約は必要
ない。すなわち、当業者であれば、ｄ＝１制約を行わず
に本発明の局面によるサーボコードを容易に作成し得
る。
【００６７】バイナリＮＲＺトラックアドレスを本発明
のＮＲＺＩトラックアドレスにコード化するサーボエン
コーダを図７に示す。ルックアップテーブルまたは組み
合わせロジックを含むサーボエンコーダを実現するため
には、いかなる既知の方法でも用いることができる。本
発明の理解を助けるために、図７の表の各コードワード
を表すために以下の符号が用いられる。
のＮＲＺＩトラックアドレスにコード化するサーボエン
コーダを図７に示す。ルックアップテーブルまたは組み
合わせロジックを含むサーボエンコーダを実現するため
には、いかなる既知の方法でも用いることができる。本
発明の理解を助けるために、図７の表の各コードワード
を表すために以下の符号が用いられる。
【００６８】０k0１1０k1１2０k2．．．１n０kn ここで、上付添字は、「０」ビットが連続して反復され
る回数を示し、下付添字は「１」ビットのインデックス
であり、ｎはコードワードのランク（各コードワード内
の「１」ビット数であり、定数）である。例えば、図７
の表の第１のコードワード００１０１０１０００００
は、ｋ０＝２、ｋ１＝１、ｋ２＝１、ｋ３＝５、および
ｎ＝３として表される。コードワードを連結するときｄ
＝１制約を満たすためには、ｋ０＞０かまたはｋｎ＞０
であることが必要である。図７の例では、ｋｎ＞０であ
るが、この選択は任意である。
る回数を示し、下付添字は「１」ビットのインデックス
であり、ｎはコードワードのランク（各コードワード内
の「１」ビット数であり、定数）である。例えば、図７
の表の第１のコードワード００１０１０１０００００
は、ｋ０＝２、ｋ１＝１、ｋ２＝１、ｋ３＝５、および
ｎ＝３として表される。コードワードを連結するときｄ
＝１制約を満たすためには、ｋ０＞０かまたはｋｎ＞０
であることが必要である。図７の例では、ｋｎ＞０であ
るが、この選択は任意である。
【００６９】図６Ａの格子図によって示される単一ビッ
トシフトエラーイベントに対するコードワードの距離特
性は、以下のように理解される。３つの「１」ビットを
有する任意のグループＡ（すなわち、ランクはｎ＝３）
について考慮すると、グループセット｛Ａ｝内のコード
ワードのすべては、３つの単一「１」ビットシフトの分
だけ互いに異なる。すなわち、いずれかの方向に１つだ
けグループシフトすることは、３つの単一「１」ビット
シフトを包含する。Ｂが３つの単一「１」ビットシフト
の分だけＡとは異なるとき、第２のグループＢについて
考慮する。この場合も、グループセット｛Ｂ｝内のコー
ドワードのすべては、３つの単一「１」ビットシフトの
分だけ互いに異なる。さらに、グループＢは３つの単一
「１」ビットシフトの分だけグループＡとは異なるた
め、グループセット｛Ｂ｝内のコードワードは、少なく
とも３つの単一「１」ビットシフトの分だけグループセ
ット｛Ａ｝内の各コードワードとは異なる。従って、図
７のコードワードの表を、各コードワードが３つの単一
「１」ビットシフトの分だけ異なるように構築し、従っ
ていずれのコードワード内の１つの単一「１」ビットシ
フトを訂正し得る特性を有するためには、グループの検
査が必要なだけである。
トシフトエラーイベントに対するコードワードの距離特
性は、以下のように理解される。３つの「１」ビットを
有する任意のグループＡ（すなわち、ランクはｎ＝３）
について考慮すると、グループセット｛Ａ｝内のコード
ワードのすべては、３つの単一「１」ビットシフトの分
だけ互いに異なる。すなわち、いずれかの方向に１つだ
けグループシフトすることは、３つの単一「１」ビット
シフトを包含する。Ｂが３つの単一「１」ビットシフト
の分だけＡとは異なるとき、第２のグループＢについて
考慮する。この場合も、グループセット｛Ｂ｝内のコー
ドワードのすべては、３つの単一「１」ビットシフトの
分だけ互いに異なる。さらに、グループＢは３つの単一
「１」ビットシフトの分だけグループＡとは異なるた
め、グループセット｛Ｂ｝内のコードワードは、少なく
とも３つの単一「１」ビットシフトの分だけグループセ
ット｛Ａ｝内の各コードワードとは異なる。従って、図
７のコードワードの表を、各コードワードが３つの単一
「１」ビットシフトの分だけ異なるように構築し、従っ
ていずれのコードワード内の１つの単一「１」ビットシ
フトを訂正し得る特性を有するためには、グループの検
査が必要なだけである。
【００７０】特に、図７のいずれのコードワードにおい
てもグループは、１1から１nのビットを含む。図７のコ
ードワードは以下の制約、すなわち、「ｍｏｄ」がモジ
ュロ２の加算（modulo 2 addition）であるとき、ｋ１
ｍｏｄ ３＝１、ｋ２ ｍｏｄ３＝１、．．．、ｋ（ｎ−
１） ｍｏｄ ３＝１によって得られた。これは「ｋｍｏ
ｄ ３」制約と呼ばれ、（ｋｎ＞０制約と共に）ｄ＝１
制約および単一シフト距離要件の両方を満たす。
てもグループは、１1から１nのビットを含む。図７のコ
ードワードは以下の制約、すなわち、「ｍｏｄ」がモジ
ュロ２の加算（modulo 2 addition）であるとき、ｋ１
ｍｏｄ ３＝１、ｋ２ ｍｏｄ３＝１、．．．、ｋ（ｎ−
１） ｍｏｄ ３＝１によって得られた。これは「ｋｍｏ
ｄ ３」制約と呼ばれ、（ｋｎ＞０制約と共に）ｄ＝１
制約および単一シフト距離要件の両方を満たす。
【００７１】いくつかのコードワードでは、ｋ０＝０で
あり、１1の左への単一シフトを行うとコードワードか
らはみ出し、これにより「１」ビット数が３より少ない
検出コードワードが生成される。これは容易に解決され
る。すなわち、ｋｎ＞０制約により、１nが単一シフト
によってコードワードから外れて右にシフトするのは不
可能である。このため、２つの「１」ビットを含むコー
ドワードが検出されると、これは、単に第１位置に
「１」ビットを挿入することによって訂正される。
あり、１1の左への単一シフトを行うとコードワードか
らはみ出し、これにより「１」ビット数が３より少ない
検出コードワードが生成される。これは容易に解決され
る。すなわち、ｋｎ＞０制約により、１nが単一シフト
によってコードワードから外れて右にシフトするのは不
可能である。このため、２つの「１」ビットを含むコー
ドワードが検出されると、これは、単に第１位置に
「１」ビットを挿入することによって訂正される。
【００７２】図６Ｂに示すジビットドロップインエラー
事象を参照して、NRZI領域において、ドロップインエラ
ー事象は、検出されたコードワード中に２つの連続する
「１」ビットが挿入されることである。検出されたコー
ドワードは３つ以上の「１」ビットを含むことになるた
め、このエラーを検出するのは容易である。エラーを訂
正するためには、検出されたコードワードからどの余分
な「１」ビットを除去するべきかが曖昧であってはなら
ない。以下の説明は、ジビットドロップインエラー事象
を訂正する能力は、ｄ＝１およびｋ ｍｏｄ ３制約
（ならびに後述の「kn←→size」制約）の結果であるこ
とを示している。
事象を参照して、NRZI領域において、ドロップインエラ
ー事象は、検出されたコードワード中に２つの連続する
「１」ビットが挿入されることである。検出されたコー
ドワードは３つ以上の「１」ビットを含むことになるた
め、このエラーを検出するのは容易である。エラーを訂
正するためには、検出されたコードワードからどの余分
な「１」ビットを除去するべきかが曖昧であってはなら
ない。以下の説明は、ジビットドロップインエラー事象
を訂正する能力は、ｄ＝１およびｋ ｍｏｄ ３制約
（ならびに後述の「kn←→size」制約）の結果であるこ
とを示している。
【００７３】ジビットドロップインエラーは、様々な現
れ方をするが、最も基本的な区別は、検出されたコード
ワード中に、余分な「１」ビットが１つ入っているか２
つ入っているかである。１つの余分な「１」ビットの挿
入は、検出されたコードワードと、連接する(concatena
ted)コードワードとの境界をまたぐようにジビットドロ
ップインエラーが起こる際に、発生する。２つの余分な
「１」ビットの挿入は、完全に検出されたコードワード
内においてジビットドロップインエラーが起こる際、あ
るいは、連接するコードワード間の境界にまたがってコ
ードワードの両端でジビットドロップインエラーが起こ
る際に、発生する。これらの大きな区別の中にさらなる
区別が存在する。各場合ともに、ジビットドロップイン
エラーが唯一のエラーであると仮定した場合に訂正可能
であることを示す。
れ方をするが、最も基本的な区別は、検出されたコード
ワード中に、余分な「１」ビットが１つ入っているか２
つ入っているかである。１つの余分な「１」ビットの挿
入は、検出されたコードワードと、連接する(concatena
ted)コードワードとの境界をまたぐようにジビットドロ
ップインエラーが起こる際に、発生する。２つの余分な
「１」ビットの挿入は、完全に検出されたコードワード
内においてジビットドロップインエラーが起こる際、あ
るいは、連接するコードワード間の境界にまたがってコ
ードワードの両端でジビットドロップインエラーが起こ
る際に、発生する。これらの大きな区別の中にさらなる
区別が存在する。各場合ともに、ジビットドロップイン
エラーが唯一のエラーであると仮定した場合に訂正可能
であることを示す。
【００７４】検出されたコードワードが１つの余分な
「１」ビットを含む場合を考える。この場合、ドロップ
インエラー事象は、コードワード境界にまたがって起こ
っているはずである。すなわち、この余分な「１」ビッ
トは、最上位ビットまたは最下位ビットである。もし最
下位ビットが「１」ビットであれば、上述のｋｎ＞０制
約のため、このビットがエラーのはずである。そうでな
ければ、エラーは最上位ビットで起こっているはずであ
る（最上位ビットが余分な「１」ビットを含んでい
る）。このように、エラーである「１」ビットを「０」
ビットに変更することにより、正しいコードワードが生
成される。検出されたコードワードにおける最下位ビッ
トにおける「１」ビットエラーは、コードワード境界に
またがるジビットドロップインに起因して、あるいは以
前に検出されたコードワードのｌ1ビットが１つ左にシ
フトすること（すなわちビットシフトエラー事象）に起
因して発生することに注意されたい。どちらの場合にお
いても、現コードワードを正しくデコードするに際し
て、ジビットドロップインエラー事象と結果は同じであ
る。
「１」ビットを含む場合を考える。この場合、ドロップ
インエラー事象は、コードワード境界にまたがって起こ
っているはずである。すなわち、この余分な「１」ビッ
トは、最上位ビットまたは最下位ビットである。もし最
下位ビットが「１」ビットであれば、上述のｋｎ＞０制
約のため、このビットがエラーのはずである。そうでな
ければ、エラーは最上位ビットで起こっているはずであ
る（最上位ビットが余分な「１」ビットを含んでい
る）。このように、エラーである「１」ビットを「０」
ビットに変更することにより、正しいコードワードが生
成される。検出されたコードワードにおける最下位ビッ
トにおける「１」ビットエラーは、コードワード境界に
またがるジビットドロップインに起因して、あるいは以
前に検出されたコードワードのｌ1ビットが１つ左にシ
フトすること（すなわちビットシフトエラー事象）に起
因して発生することに注意されたい。どちらの場合にお
いても、現コードワードを正しくデコードするに際し
て、ジビットドロップインエラー事象と結果は同じであ
る。
【００７５】次に、検出されたコードワードが２つの余
分な「１」ビットを含んでおり、最下位ビットが「０」
ビットである場合を考える。この場合、検出されたコー
ドワード中において２つの隣接する「１」ビットがエラ
ーとして含まれている。これら隣接する「１」ビットの
エラーが正しい「１」ビットの隣で発生している場合、
検出されたコードワードは３つの隣接するビットを有す
ることになる。いずれにせよ、「ｋ ｍｏｄ ３」制約を
破ることなく除去し得る隣接「１」ビットの対は、１対
だけである。
分な「１」ビットを含んでおり、最下位ビットが「０」
ビットである場合を考える。この場合、検出されたコー
ドワード中において２つの隣接する「１」ビットがエラ
ーとして含まれている。これら隣接する「１」ビットの
エラーが正しい「１」ビットの隣で発生している場合、
検出されたコードワードは３つの隣接するビットを有す
ることになる。いずれにせよ、「ｋ ｍｏｄ ３」制約を
破ることなく除去し得る隣接「１」ビットの対は、１対
だけである。
【００７６】このことは、隣接する「１」ビットのエラ
ーがどこで起こるかに関わらず、隣接する「１」ビット
のエラーの左または右に正しい「１」ビットが存在し、
検出されたコードワード中において１１１０kの形の
「セクション」を形成しているはずであることに着目す
ることによって、証明される。ここで、「セクション」
とは、３つの隣接する「１」ビット（そのうち２つがエ
ラーである）およびそれに続く数個「０」ビット（０k
と示す）を意味する。「ｋ ｍｏｄ ３」制約を満たすた
めには、ｋ ｍｏｄ ３＝１（この場合最初の２つの
「１」ビットがエラーである）であるか、(ｋ＋２) ｍ
ｏｄ ３＝１（この場合最後の２つの「１」ビットがエ
ラーである）である。ｋ ｍｏｄ ３＝１かつ(ｋ＋２)
ｍｏｄ ３＝１であることは不可能なので、コードワー
ド訂正は曖昧でない。
ーがどこで起こるかに関わらず、隣接する「１」ビット
のエラーの左または右に正しい「１」ビットが存在し、
検出されたコードワード中において１１１０kの形の
「セクション」を形成しているはずであることに着目す
ることによって、証明される。ここで、「セクション」
とは、３つの隣接する「１」ビット（そのうち２つがエ
ラーである）およびそれに続く数個「０」ビット（０k
と示す）を意味する。「ｋ ｍｏｄ ３」制約を満たすた
めには、ｋ ｍｏｄ ３＝１（この場合最初の２つの
「１」ビットがエラーである）であるか、(ｋ＋２) ｍ
ｏｄ ３＝１（この場合最後の２つの「１」ビットがエ
ラーである）である。ｋ ｍｏｄ ３＝１かつ(ｋ＋２)
ｍｏｄ ３＝１であることは不可能なので、コードワー
ド訂正は曖昧でない。
【００７７】最後に、検出されたコードワードが２つの
余分な「１」ビットを含んでおり、最下位ビットが
「１」ビットである場合を考える。この場合、ｋｎ＞０
制約のため、最下位ビットの「１」ビットがエラーのは
ずである。従って２つの可能性が残る。すなわち、ジビ
ットドロップインエラー事象がコードワードの終わりで
起こった（ｂ1ビットがエラーである）、あるいは、コ
ードワード境界にまたがってジビットドロップインエラ
ー事象が起こった（最上位ｂnがエラーの「１」ビット
である）かである。これらのビットのうち１つだけが
「１」ビットならば、そのビットおよび最下位ビットを
「０」に変更することによってコードワードは訂正され
る。これらのビットの両方とも「１」ビットならば、
「ｋ ｍｏｄ ３」制約を破らずに変更し得るのはそのう
ちの１つだけである。これは、「ｋｎ←→ｓｉｚｅ」と
呼ぶ追加的制約が満たされる限り、真である。
余分な「１」ビットを含んでおり、最下位ビットが
「１」ビットである場合を考える。この場合、ｋｎ＞０
制約のため、最下位ビットの「１」ビットがエラーのは
ずである。従って２つの可能性が残る。すなわち、ジビ
ットドロップインエラー事象がコードワードの終わりで
起こった（ｂ1ビットがエラーである）、あるいは、コ
ードワード境界にまたがってジビットドロップインエラ
ー事象が起こった（最上位ｂnがエラーの「１」ビット
である）かである。これらのビットのうち１つだけが
「１」ビットならば、そのビットおよび最下位ビットを
「０」に変更することによってコードワードは訂正され
る。これらのビットの両方とも「１」ビットならば、
「ｋ ｍｏｄ ３」制約を破らずに変更し得るのはそのう
ちの１つだけである。これは、「ｋｎ←→ｓｉｚｅ」と
呼ぶ追加的制約が満たされる限り、真である。
【００７８】「ｋｎ←→ｓｉｚｅ」制約は、ｋ０＝０な
らばｋｎ ｍｏｄ ３!＝０であるような集合に、有効な
コードワードが属していることを要求する。その理由
は、ｋ０＝０ならばｌ1がコードワードの最上位ビット
にあり、また、ｋｎ ｍｏｄ ３＝０（かつｋｎ＞０）な
らばジビットドロップインエラーが検出されたコードワ
ードの最下位の２ビットで起こり得るのでｌnとジビッ
トドロップインとの間の距離をｋ(ｎ−２)に縮める（ｋ
(ｎ−２) ｍｏｄ ３＝１とする）ためである。以下の例
に示すように、これは検出されたコードワードをデコー
ドする際における曖昧さにつながる。
らばｋｎ ｍｏｄ ３!＝０であるような集合に、有効な
コードワードが属していることを要求する。その理由
は、ｋ０＝０ならばｌ1がコードワードの最上位ビット
にあり、また、ｋｎ ｍｏｄ ３＝０（かつｋｎ＞０）な
らばジビットドロップインエラーが検出されたコードワ
ードの最下位の２ビットで起こり得るのでｌnとジビッ
トドロップインとの間の距離をｋ(ｎ−２)に縮める（ｋ
(ｎ−２) ｍｏｄ ３＝１とする）ためである。以下の例
に示すように、これは検出されたコードワードをデコー
ドする際における曖昧さにつながる。
【００７９】ｎ＝３でありコードワード長が１４である
コードワードの集合を考える。有効なコードワード1000
0100001000と00000100001010とを区別するには曖昧さが
存在する。最初のコードワードは、最下位の２ビットが
ジビットドロップインエラーによって変更されて100001
00001011になるかもしれず、２番目のコードワードは両
境界にまたがるジビットドロップインエラーによって変
更されることによりやはり10000100001011になるかもし
れない。このように、２つの有効なコードワードが、最
小距離エラー事象（ジビットドロップイン）によって、
同じ間違ったコードワード（本来訂正可能なはずの）に
変化するかもしれない。コードワードランクｎに対して
適切にコードワードサイズを選択することにより、この
曖昧さを回避することが可能である。コードワードサイ
ズはｋｎの関数であるため、この制約を「ｋｎ←→ｓｉ
ｚｅ」制約と呼ぶ。
コードワードの集合を考える。有効なコードワード1000
0100001000と00000100001010とを区別するには曖昧さが
存在する。最初のコードワードは、最下位の２ビットが
ジビットドロップインエラーによって変更されて100001
00001011になるかもしれず、２番目のコードワードは両
境界にまたがるジビットドロップインエラーによって変
更されることによりやはり10000100001011になるかもし
れない。このように、２つの有効なコードワードが、最
小距離エラー事象（ジビットドロップイン）によって、
同じ間違ったコードワード（本来訂正可能なはずの）に
変化するかもしれない。コードワードランクｎに対して
適切にコードワードサイズを選択することにより、この
曖昧さを回避することが可能である。コードワードサイ
ズはｋｎの関数であるため、この制約を「ｋｎ←→ｓｉ
ｚｅ」制約と呼ぶ。
【００８０】従来のグレイコード(Gray code)と同じ効
果を得るために、本発明は以下の制約をさらにコード化
する： １．隣接するコードワードはｎ個の単一シフトだけ異な
っているか（ｎはコードワードランクを表す）、１つの
遷移の３個の単一シフトだけ正確に異なっており、 ２．隣接するコードワードがｎ個の単一シフトだけ異な
っている場合、全ての遷移は同様であり、隣接するコー
ドワードが１つの遷移の３個の単一シフトだけ正確に異
なっている場合、シフトされた遷移以外全てが同一であ
る。
果を得るために、本発明は以下の制約をさらにコード化
する： １．隣接するコードワードはｎ個の単一シフトだけ異な
っているか（ｎはコードワードランクを表す）、１つの
遷移の３個の単一シフトだけ正確に異なっており、 ２．隣接するコードワードがｎ個の単一シフトだけ異な
っている場合、全ての遷移は同様であり、隣接するコー
ドワードが１つの遷移の３個の単一シフトだけ正確に異
なっている場合、シフトされた遷移以外全てが同一であ
る。
【００８１】上記制約は、従来のグレイコードと同じ効
果（後述）を達成するために十分であるが、必要ではな
いかもしれない。すなわち、同じ効果を得ることができ
る制約が他にもあり得る。このような改変は本発明の意
図する範囲内である。
果（後述）を達成するために十分であるが、必要ではな
いかもしれない。すなわち、同じ効果を得ることができ
る制約が他にもあり得る。このような改変は本発明の意
図する範囲内である。
【００８２】上記制約を説明するため、図７の表中の最
初の２つのコードワードを考える。これら２つのコード
ワードは、ｎ個の単一シフトだけ異なっており、上記定
義と同様な遷移を有する。対応するフラックス遷移は：
初の２つのコードワードを考える。これら２つのコード
ワードは、ｎ個の単一シフトだけ異なっており、上記定
義と同様な遷移を有する。対応するフラックス遷移は：
【００８３】
【表２】
【００８４】である。シーク動作中のトラック間干渉に
より最も起こりやすいエラーはビットシフトエラー、す
なわちフラックス遷移が起こる時の検出エラーである。
従って、最もありがちな検出されたコードワードは、
より最も起こりやすいエラーはビットシフトエラー、す
なわちフラックス遷移が起こる時の検出エラーである。
従って、最もありがちな検出されたコードワードは、
【００８５】
【表３】
【００８６】である。
【００８７】誤ったコードワードは、１つまたはその他
の隣接する有効なコードワードと単一のビットシフト
（即ち、上述したように本発明によって訂正され得るエ
ラー）だけ異なることに留意されたい。換言すると、検
出されたコードワードのうち最も誤っている可能性が高
いものは、１つまたはその他の隣接する有効なコードワ
ードに適切にデコードされ、それによって、従来のグレ
イコードと同一の効果をもたらす。
の隣接する有効なコードワードと単一のビットシフト
（即ち、上述したように本発明によって訂正され得るエ
ラー）だけ異なることに留意されたい。換言すると、検
出されたコードワードのうち最も誤っている可能性が高
いものは、１つまたはその他の隣接する有効なコードワ
ードに適切にデコードされ、それによって、従来のグレ
イコードと同一の効果をもたらす。
【００８８】ここで、図７に示す表の最後の２つのコー
ドワードについて考えてみよう。これらは、ちょうど３
つの単一シフトだけ異なる１つの遷移のコードワードで
あり、ここで、シフトした遷移以外すべてが同一であ
る。対応するフラックス遷移は、以下の通りである。
ドワードについて考えてみよう。これらは、ちょうど３
つの単一シフトだけ異なる１つの遷移のコードワードで
あり、ここで、シフトした遷移以外すべてが同一であ
る。対応するフラックス遷移は、以下の通りである。
【００８９】
【表４】
【００９０】最も誤っている可能が高い検出されたコー
ドワードは、以下の通りである。
ドワードは、以下の通りである。
【００９１】
【表５】
【００９２】再び、誤ったコードワードは、１つまたは
その他の隣接する有効なコードワードと単一のビットシ
フト（上述したように本発明によって訂正され得るエラ
ー）だけ異なることに留意されたい。換言すると、検出
されたコードワードのうち最も誤っている可能が高いも
のは、１つまたはその他の隣接する有効なコードワード
に適切にデコードされ、それによって、従来のグレイコ
ードと同一の効果をもたらす。
その他の隣接する有効なコードワードと単一のビットシ
フト（上述したように本発明によって訂正され得るエラ
ー）だけ異なることに留意されたい。換言すると、検出
されたコードワードのうち最も誤っている可能が高いも
のは、１つまたはその他の隣接する有効なコードワード
に適切にデコードされ、それによって、従来のグレイコ
ードと同一の効果をもたらす。
【００９３】読出しヘッドが、シークの終了時に「プル
イン（pulls-in）」するとき、または読出しおよび書込
み動作中にセンターラインをトラックしている間の外乱
のために、ターゲットトラックのセンターラインの周囲
で振動している場合、隣接するトラックアドレスからの
トラック間干渉もまたエラーを誘導し得る。この結果、
上記のようなビットシフトエラー事象が発生し得るが、
ジビットドロップインエラーが発生することもある。例
えば、読出しヘッドが、010100001000のトラックアドレ
スを有するトラックのセンターラインを追従している状
況を考えてみよう。010101000000のトラックアドレスを
有する隣接トラックからのトラック間干渉は、ジビット
ドロップインエラー事象を引き起こし、010100111000の
誤って検出されたコードワードとなり得る。このこと
を、読出しヘッドがセンターラインから逸脱し、次にセ
ンターラインに戻るフラックス遷移によって説明する。
イン（pulls-in）」するとき、または読出しおよび書込
み動作中にセンターラインをトラックしている間の外乱
のために、ターゲットトラックのセンターラインの周囲
で振動している場合、隣接するトラックアドレスからの
トラック間干渉もまたエラーを誘導し得る。この結果、
上記のようなビットシフトエラー事象が発生し得るが、
ジビットドロップインエラーが発生することもある。例
えば、読出しヘッドが、010100001000のトラックアドレ
スを有するトラックのセンターラインを追従している状
況を考えてみよう。010101000000のトラックアドレスを
有する隣接トラックからのトラック間干渉は、ジビット
ドロップインエラー事象を引き起こし、010100111000の
誤って検出されたコードワードとなり得る。このこと
を、読出しヘッドがセンターラインから逸脱し、次にセ
ンターラインに戻るフラックス遷移によって説明する。
【００９４】
【表６】
【００９５】しかし、上記のように、ジビットドロップ
インは、訂正可能なエラー事象であるので、本発明は、
従来のグレイコードの望ましい特性をまだ保持している
ことになる。
インは、訂正可能なエラー事象であるので、本発明は、
従来のグレイコードの望ましい特性をまだ保持している
ことになる。
【００９６】従って、隣接するコードワードが、シーケ
ンス検出器における訂正可能なエラー事象に対して異な
るようにコードワードを配置することによって、本発明
のコーディング方法は、従来のグレイコードと同一の所
望の効果をもたらす。再び、これは、上述した本発明の
ハミングコード実施態様におけるハミング距離に対して
コードワードを配列することに類似する。さらに、当業
者には言うまでもなく、本発明は、拡張部分応答（ＥＰ
Ｒ)、決定帰還等化（ＤＦＥ）等の他のデータ検出技
術、およびまだ開発されていない将来のデータ検出技術
にも適用可能である。但し、これは、距離特性が本願で
教示されているように用いられる場合に限られる。さら
に、所望のグレイコード特性を達成するための上記の制
約は十分であるが、同一の効果をもたらす他の制約も存
在し得る。さらに他の実施態様において、本発明は、格
子状コード制約に整合する公知のシーケンス検出器およ
び将来のシーケンス検出器と組み合わせて用いられ得
る。
ンス検出器における訂正可能なエラー事象に対して異な
るようにコードワードを配置することによって、本発明
のコーディング方法は、従来のグレイコードと同一の所
望の効果をもたらす。再び、これは、上述した本発明の
ハミングコード実施態様におけるハミング距離に対して
コードワードを配列することに類似する。さらに、当業
者には言うまでもなく、本発明は、拡張部分応答（ＥＰ
Ｒ)、決定帰還等化（ＤＦＥ）等の他のデータ検出技
術、およびまだ開発されていない将来のデータ検出技術
にも適用可能である。但し、これは、距離特性が本願で
教示されているように用いられる場合に限られる。さら
に、所望のグレイコード特性を達成するための上記の制
約は十分であるが、同一の効果をもたらす他の制約も存
在し得る。さらに他の実施態様において、本発明は、格
子状コード制約に整合する公知のシーケンス検出器およ
び将来のシーケンス検出器と組み合わせて用いられ得
る。
【００９７】例えば、シーケンス検出器が制約と「整
合」する場合、ＲＬＬ ｄ＝１コード制約は、格子状コ
ードの１つのタイプとして見なされ得る。これを図８に
示す。図８は、内部ブランチ（点線で示す）がｄ＝１制
約のために削除されていること以外は、図５Ａと同様の
従来のＰＲ４読出しチャネルに対する状態遷移図であ
る。即ち、ｄ＝１制約は、連続した「１」ビットまたは
遷移が発生するのを防止するため、対応の遷移は、状態
図から削除される。これによって、特定のエラーが「コ
ードアウト（coded out）」されるので、システムに対
するコーディングゲイン全体が向上する。例えば、上記
のジビットドロップインエラーは、シーケンス検出器に
よってコードアウトされるので、エラー訂正サーボコー
ドの開発を考慮する必要はない。この結果、より効率の
良い（より高いレート）エラー訂正サーボコードを設計
することが可能となり得る。
合」する場合、ＲＬＬ ｄ＝１コード制約は、格子状コ
ードの１つのタイプとして見なされ得る。これを図８に
示す。図８は、内部ブランチ（点線で示す）がｄ＝１制
約のために削除されていること以外は、図５Ａと同様の
従来のＰＲ４読出しチャネルに対する状態遷移図であ
る。即ち、ｄ＝１制約は、連続した「１」ビットまたは
遷移が発生するのを防止するため、対応の遷移は、状態
図から削除される。これによって、特定のエラーが「コ
ードアウト（coded out）」されるので、システムに対
するコーディングゲイン全体が向上する。例えば、上記
のジビットドロップインエラーは、シーケンス検出器に
よってコードアウトされるので、エラー訂正サーボコー
ドの開発を考慮する必要はない。この結果、より効率の
良い（より高いレート）エラー訂正サーボコードを設計
することが可能となり得る。
【００９８】また、ちょうど上述したように、格子状コ
ード制約（図８に示すｄ＝１など）に整合する検出器
は、（図５Ａに示すような）従来のシーケンス検出器に
対してさらなるエラー訂正ゲインを提供する。例えば、
ｄ＝１制約に整合するＰＲ４シーケンス検出器は、すべ
てのジビットドロップインエラー事象を「訂正」し、サ
ーボコードは、上記の単一のビットシフトエラーなどの
所定数のさらなるエラー事象を訂正し得る。
ード制約（図８に示すｄ＝１など）に整合する検出器
は、（図５Ａに示すような）従来のシーケンス検出器に
対してさらなるエラー訂正ゲインを提供する。例えば、
ｄ＝１制約に整合するＰＲ４シーケンス検出器は、すべ
てのジビットドロップインエラー事象を「訂正」し、サ
ーボコードは、上記の単一のビットシフトエラーなどの
所定数のさらなるエラー事象を訂正し得る。
【００９９】しかし、格子状コード制約に整合するシー
ケンス検出器を実行する際に固有の問題点は、通常、ス
ループットが低く、複雑性が高いことである。例えば、
図５Ａに従って動作する従来のＰＲ４シーケンス検出器
は、単に、一対のインターリーブされたスライディング
閾値シーケンス検出器として実行され得る。ここで、イ
ンターリーブされた検出器はそれぞれ、ボーレートの半
分で動作する。逆に、図８に示すようなｄ＝１制約に整
合するＰＲ４シーケンス検出器は、ボーレートで動作し
なければならないより複雑な加算−比較−選択（ＡＣ
Ｓ）型のシーケンス検出器を必要とする。従って、エラ
ー許容の増加と複雑性及びスループットとの間でトレー
ドオフが存在する。好ましい実施態様は、設計者の要求
に従って選択される。
ケンス検出器を実行する際に固有の問題点は、通常、ス
ループットが低く、複雑性が高いことである。例えば、
図５Ａに従って動作する従来のＰＲ４シーケンス検出器
は、単に、一対のインターリーブされたスライディング
閾値シーケンス検出器として実行され得る。ここで、イ
ンターリーブされた検出器はそれぞれ、ボーレートの半
分で動作する。逆に、図８に示すようなｄ＝１制約に整
合するＰＲ４シーケンス検出器は、ボーレートで動作し
なければならないより複雑な加算−比較−選択（ＡＣ
Ｓ）型のシーケンス検出器を必要とする。従って、エラ
ー許容の増加と複雑性及びスループットとの間でトレー
ドオフが存在する。好ましい実施態様は、設計者の要求
に従って選択される。
【０１００】グレイコード制約に従って動作する従来の
サーボデコーダは、検出されたコードワードを、１対１
マッピング関係を用いて、対応するバイナリトラックア
ドレスにマッピングする。例えば、図３に示すＮＲＺグ
レイアドレスを表す検出されたコードワードは、１対１
を対応するＮＲＺバイナリトラックアドレスにマッピン
グする。これとは対照的に、本発明のエラー訂正能力
は、多対１マッピング関係を用いて達成される。有効な
コードワードとはビットシフトまたはジビットドロップ
インエラー事象だけ異なる検出されたコードワードはす
べて、この有効なコードワードにマッピングされる。
サーボデコーダは、検出されたコードワードを、１対１
マッピング関係を用いて、対応するバイナリトラックア
ドレスにマッピングする。例えば、図３に示すＮＲＺグ
レイアドレスを表す検出されたコードワードは、１対１
を対応するＮＲＺバイナリトラックアドレスにマッピン
グする。これとは対照的に、本発明のエラー訂正能力
は、多対１マッピング関係を用いて達成される。有効な
コードワードとはビットシフトまたはジビットドロップ
インエラー事象だけ異なる検出されたコードワードはす
べて、この有効なコードワードにマッピングされる。
【０１０１】表７および表８は、上記の例示的な格子状
サーボコードによるバイナリトラックアドレスのＮＲＺ
Ｉトラックアドレスへの実際のマッピングを示す。表７
および表８の最後の段は、第２段に示す有効なコードワ
ードにおけるビットシフトまたはジビットドロップイン
エラー事象に対応する検出されたコードワードを含む。
即ち、図２のサーボデコーダ８４は、第３段における検
出されたコードワードのすべてを第２段における対応す
る有効なコードワードにマッピングし、すべてのビット
シフトおよびジビットドロップインエラー事象を訂正す
る。要するに、検出されたコードワードは、実際には、
表７および表８の第１段に示すトラックアドレスのバイ
ナリ表現にマッピングされる。検出されたコードワード
を対応する有効なコードワードにマッピングするための
デコーダ８４は、ルックアップテーブルまたは組合せ論
理などの任意の周知の技術を用いて実行され得る。
サーボコードによるバイナリトラックアドレスのＮＲＺ
Ｉトラックアドレスへの実際のマッピングを示す。表７
および表８の最後の段は、第２段に示す有効なコードワ
ードにおけるビットシフトまたはジビットドロップイン
エラー事象に対応する検出されたコードワードを含む。
即ち、図２のサーボデコーダ８４は、第３段における検
出されたコードワードのすべてを第２段における対応す
る有効なコードワードにマッピングし、すべてのビット
シフトおよびジビットドロップインエラー事象を訂正す
る。要するに、検出されたコードワードは、実際には、
表７および表８の第１段に示すトラックアドレスのバイ
ナリ表現にマッピングされる。検出されたコードワード
を対応する有効なコードワードにマッピングするための
デコーダ８４は、ルックアップテーブルまたは組合せ論
理などの任意の周知の技術を用いて実行され得る。
【０１０２】上記のハミングコード実施態様と同様に、
４ｋから３２ｋ個のデータトラックを表すために必要な
１２から１５ビット長のトラックアドレスをコード化す
るためには、図７に示す１２ビットコードワードブロッ
クが連結され得る。従来のグレイコード特性を保持する
ためには、一度に１つのブロックを変更するだけでよ
い。図７に示すシーケンスが実施された後、より高次の
ブロックが変更され、図７のシーケンスは逆の順序で実
施される。
４ｋから３２ｋ個のデータトラックを表すために必要な
１２から１５ビット長のトラックアドレスをコード化す
るためには、図７に示す１２ビットコードワードブロッ
クが連結され得る。従来のグレイコード特性を保持する
ためには、一度に１つのブロックを変更するだけでよ
い。図７に示すシーケンスが実施された後、より高次の
ブロックが変更され、図７のシーケンスは逆の順序で実
施される。
【０１０３】本発明の目的は、本願で開示した実施態様
を用いて十分に実現されている。当業者には言うまでも
なく、本発明の局面は、主要な作用から逸脱せずに他の
様々な実施態様を用いて達成され得る。開示した特定の
実施態様は、例示的なもので、以下の請求の範囲によっ
て適切に理解されるように本発明の範囲を限定するもの
ではない。
を用いて十分に実現されている。当業者には言うまでも
なく、本発明の局面は、主要な作用から逸脱せずに他の
様々な実施態様を用いて達成され得る。開示した特定の
実施態様は、例示的なもので、以下の請求の範囲によっ
て適切に理解されるように本発明の範囲を限定するもの
ではない。
【０１０４】
【表７】
【０１０５】
【表８】
【０１０６】
【発明の効果】本発明によれば、新規なコード化スキー
ムに従って動作するディスク記憶システムのためのサー
ボデコーダが提供される。この新規なコード化スキーム
によれば、記録ヘッドが２つの隣接するトラックの間に
ある場合でも、シーク動作中にサーボトラックアドレス
を表す検出コードワードを正確にデコードすることがで
きるとともに、シンボル間干渉等の検出コードワード読
出し信号中のノイズによって生じた検出コードワード中
のエラーを訂正することができる。第１の実施形態にお
いては、上記コード化スキームは、検出コードワード中
の所定数のビットエラーを訂正可能なエラー訂正コード
（ＥＣＣ）を含む。従来のグレイコードと同等の効果を
得るために、隣接するトラックアドレスがＥＣＣコード
の最小距離に等しいビット数分だけ相違するようにコー
ドワードを構成する。第２の実施形態においては、サー
ボコードは、格子型シーケンス検出器に関連する特定の
最小距離エラーイベントを訂正する。この実施形態にお
いて従来のグレイコードと同等の効果を得るために、隣
接するトラックアドレスが訂正後の最小距離エラーイベ
ントに関するビット数分だけ相違するように、コードワ
ードを構成する。このようにすれば、あるシーク動作中
に記録ヘッドが２つの隣接トラックにまたがった場合に
も、検出されたコードワードのアンビギュイティ(ambig
uity)が解消され、隣接するトラックアドレスのいずれ
か一方が選択される。さらに、本発明は、上記コードの
エラー訂正能力により、サーボシーク動作およびトラッ
キング動作の性能を向上させ、サーボデータのより高密
度な記録を可能にする。
ムに従って動作するディスク記憶システムのためのサー
ボデコーダが提供される。この新規なコード化スキーム
によれば、記録ヘッドが２つの隣接するトラックの間に
ある場合でも、シーク動作中にサーボトラックアドレス
を表す検出コードワードを正確にデコードすることがで
きるとともに、シンボル間干渉等の検出コードワード読
出し信号中のノイズによって生じた検出コードワード中
のエラーを訂正することができる。第１の実施形態にお
いては、上記コード化スキームは、検出コードワード中
の所定数のビットエラーを訂正可能なエラー訂正コード
（ＥＣＣ）を含む。従来のグレイコードと同等の効果を
得るために、隣接するトラックアドレスがＥＣＣコード
の最小距離に等しいビット数分だけ相違するようにコー
ドワードを構成する。第２の実施形態においては、サー
ボコードは、格子型シーケンス検出器に関連する特定の
最小距離エラーイベントを訂正する。この実施形態にお
いて従来のグレイコードと同等の効果を得るために、隣
接するトラックアドレスが訂正後の最小距離エラーイベ
ントに関するビット数分だけ相違するように、コードワ
ードを構成する。このようにすれば、あるシーク動作中
に記録ヘッドが２つの隣接トラックにまたがった場合に
も、検出されたコードワードのアンビギュイティ(ambig
uity)が解消され、隣接するトラックアドレスのいずれ
か一方が選択される。さらに、本発明は、上記コードの
エラー訂正能力により、サーボシーク動作およびトラッ
キング動作の性能を向上させ、サーボデータのより高密
度な記録を可能にする。
【図面の簡単な説明】
【図１Ａ】 複数の同心状データトラックおよび埋込み
サーボウェッジから構成され、各データトラックは複数
のデータセクタに分割されている、ディスク記憶媒体の
フォーマット例を示す図である。
サーボウェッジから構成され、各データトラックは複数
のデータセクタに分割されている、ディスク記憶媒体の
フォーマット例を示す図である。
【図１Ｂ】 サーボデータが、典型的にはディスク上で
記録ヘッドの大まかな位置決めを行うためのトラックア
ドレスと、トラックの中心線上で記録ヘッドの緻密な位
置決めを行うためのサーボバーストとを含む、サーボウ
ェッジのサーボセクタのフォーマット例を示す図であ
る。
記録ヘッドの大まかな位置決めを行うためのトラックア
ドレスと、トラックの中心線上で記録ヘッドの緻密な位
置決めを行うためのサーボバーストとを含む、サーボウ
ェッジのサーボセクタのフォーマット例を示す図であ
る。
【図１Ｃ】 データトラックのデータセクタのフォーマ
ット例を示す図である。
ット例を示す図である。
【図２】 本発明のサーボデコーダを含む、サンプル振
幅読み出しチャネルのブロック図である。
幅読み出しチャネルのブロック図である。
【図３】 ＮＲＺバイナリトラックアドレスをＮＲＺグ
レイトラックアドレスにコード化する、従来技術のサー
ボエンコーダを示す図である。
レイトラックアドレスにコード化する、従来技術のサー
ボエンコーダを示す図である。
【図４】 検出されたコードワードにおいて単一のビッ
トエラーを訂正可能な（７、４）ハミングコードを使用
し、隣接トラックアドレスを表すコードワードが、従来
のグレイコード制約を達成するために、ハミングコード
の最小距離に等しいビット数だけ相違するように構成さ
れる、本発明の実施形態を示す図である。
トエラーを訂正可能な（７、４）ハミングコードを使用
し、隣接トラックアドレスを表すコードワードが、従来
のグレイコード制約を達成するために、ハミングコード
の最小距離に等しいビット数だけ相違するように構成さ
れる、本発明の実施形態を示す図である。
【図５Ａ】 サンプル振幅読み出しチャネルの、従来の
部分応答クラス−ＩＶ（ＰＲ４）シーケンス検出器の状
態遷移図である。
部分応答クラス−ＩＶ（ＰＲ４）シーケンス検出器の状
態遷移図である。
【図５Ｂ】 図５Ａの状態遷移図に対応する、従来の格
子状図である。
子状図である。
【図６Ａ】 図５Ｂの格子を通って処理される時のサン
プルシーケンス例、およびＮＲＺＩ領域における単一ビ
ットシフトによって生じる最小距離エラー事象を示す図
である。
プルシーケンス例、およびＮＲＺＩ領域における単一ビ
ットシフトによって生じる最小距離エラー事象を示す図
である。
【図６Ｂ】 図５Ｂの格子を通って処理される時のサン
プルシーケンス例、およびＮＲＺＩ領域におけるジビッ
ト「ドロップイン」によって生じる最小距離エラー事象
を示す図である。
プルシーケンス例、およびＮＲＺＩ領域におけるジビッ
ト「ドロップイン」によって生じる最小距離エラー事象
を示す図である。
【図７】 図６Ａの単一ビットシフトエラー事象および
図６Ｂのジビット「ドロップイン」エラー事象を訂正す
るようにサーボトラックアドレスをコード化し、さら
に、従来のグレイコード制約を達成するために、隣接ト
ラックアドレスが正確に３ビットシフト分相違するよう
にコードワードを構成する、本発明の別の実施形態を示
す図である。
図６Ｂのジビット「ドロップイン」エラー事象を訂正す
るようにサーボトラックアドレスをコード化し、さら
に、従来のグレイコード制約を達成するために、隣接ト
ラックアドレスが正確に３ビットシフト分相違するよう
にコードワードを構成する、本発明の別の実施形態を示
す図である。
【図８】 ランレングス制限ｄ＝１コード制約に一致し
た、改変ＰＲ４シーケンス検出器の状態図を示す図であ
る。
た、改変ＰＲ４シーケンス検出器の状態図を示す図であ
る。
２ ユーザデータ ４ データ生成器 ６ ＲＬＬエンコーダ ８ バイナリシーケンス ９ 書込み回路 １０ プリコーダ １６ シンボル １８ 磁気記録チャネル １９ 信号 ２０ アナログフィルタ ２１ ライン ２２ 変数ゲイン増幅器 ２３ ライン ２６ 離散時間等価器フィルタ ２８ タイミング回復 ３０ チャネルデータレート信号 ３２ 等化されたサンプル値 ３３ 推定バイナリシーケンス ３４ シーケンス検出器 ３６ ＲＬＬデコーダ ３７ 推定ユーザデータ ５０ ゲイン制御 ５２ 周波数シンセサイザ ５４ 書込みクロック ５８ 読み出し信号 ６０ マルチプレクサ ６２ アナログ読出し信号 ６４ ライン ６６ データ同期検出器 ８０ 離散時間パルス検出器 ８２ マルチプレクサ ８４ サーボデコーダ ８６ 推定サーボデータ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 595158337 3100 Ｗｅｓｔ Ｗａｒｒｅｎ Ａｖｅｎ ｕｅ，Ｆｒｅｍｏｎｔ，Ｃａｌｉｆｏｒｎ ｉａ 94538，Ｕ．Ｓ．Ａ. (72)発明者 クリストファー ピー． ズーク アメリカ合衆国 コロラド 80503， ロ ングモント， セージ バレー ロード 8901 (72)発明者 スティーブン エイ． ターク アメリカ合衆国 コロラド 80501， ロ ングモント， ブロス ストリート 841 (72)発明者 デイビッド イー． リード アメリカ合衆国 コロラド 80021， ウ エストミンスター， ウエスト 99ティー エイチ プレイス 9747
Claims (18)
- 【請求項１】 ディスク記憶媒体の上で読出しヘッドを
位置決めするために、複数の同心状データトラックに分
割され且つ埋込みサーボセクタを有する該ディスク記憶
媒体上に記録されたエラー訂正サーボコードをデコード
するサーボデコーダであって、 （ａ）該記録されたサーボコードを表す検出コードワー
ドを受け取るように接続された入力と、 （ｂ）該検出コードワードを、サーボウェッジ(servo w
edge)に記録されたトラックアドレスを表すデコード済
みコードワードにマッピングするマッパー(mapper)とを
備え、ここで、 （ｉ）少なくとも２つの検出コードワードが１つのデコ
ード済みコードワードにマッピングし、 （ｉｉ）該読出しヘッドが、ある選択トラックをシーク
する際に、隣接トラックの検出コードワードが、該隣接
トラックの１つを表すデコード済みコードワードにマッ
ピングする、サーボデコーダ。 - 【請求項２】 （ａ）前記記憶媒体の表面特性を変化さ
せることによって、サーボコードワードが各トラック上
に記録され、 （ｂ）隣接トラック上に記録されたサーボコードワード
が、１つより多くの表面変化で相違する、請求項１に記
載のサーボデコーダ。 - 【請求項３】 隣接トラック上に記録されたサーボコー
ドワードが、所定数の表面変化で相違する、請求項２に
記載のサーボデコーダ。 - 【請求項４】 （ａ）前記記憶媒体が、磁気ディスクで
あり、 （ｂ）前記表面変化が磁気遷移である、請求項２に記載
のサーボデコーダ。 - 【請求項５】 （ａ）前記サーボコードが、エラー訂正
コードであり、各デコード済みコードワード間の最小距
離がＮ（但し、Ｎは１より大きい整数）であり、 （ｂ）前記マッパーは、所定数の検出コードワードを所
定のデコード済みコードワードにマッピングし、ここ
で、 （ｉ）該所定数の検出コードワードは、ｉｎｔ（（Ｎ＋
１）／２）未満である該所定のデコード済みコードワー
ドからの距離を含み、 （ｉｉ）ｉｎｔ（ｘ）は、ｘの整数部分を表し、 （ａ）隣接トラックアドレスを表すコードワードは、Ｎ
に等しいビット数分だけ相違する、請求項１に記載のサ
ーボデコーダ。 - 【請求項６】 前記マッピングが、検出コードワード中
のｉｎｔ（（Ｎ−１）／２）個のビットエラーを訂正す
る、請求項５に記載のサーボデコーダ。 - 【請求項７】 前記エラー訂正コードが、レート４／７
のハミングコードであり、Ｎ＝３である、請求項５に記
載のサーボデコーダ。 - 【請求項８】 データサンプルシーケンスを前記検出コ
ードワードに復調する格子状検出器をさらに備え、 （ａ）該格子状検出器が少なくとも１つの最小距離エラ
ーイベントを含み、 （ｂ）前記サーボコードが、該格子状検出器の少なくと
も１つの最小距離エラーイベントを訂正する、請求項１
に記載のサーボデコーダ。 - 【請求項９】 （ａ）前記サーボコードが、ランレング
ス制限ｄ＝１制約とともに記録され、 （ｂ）前記格子状検出器がＰＲ４検出器である、請求項
８に記載のサーボデコーダ。 - 【請求項１０】 前記サーボコードが、ビットシフト最
小距離エラーイベントを訂正する、請求項８に記載のサ
ーボデコーダ。 - 【請求項１１】 前記サーボコードが、ジビットドロッ
プイン最小距離エラーイベントを訂正する、請求項８に
記載のサーボデコーダ。 - 【請求項１２】 各デコード済みコードワードが、連続
する「１」のビットの対の間にｋ個（但し、ｋ ｍｏｄ
３＝１）の「０」のビットを含むように強制するコー
ド制約を前記サーボコードが含む、請求項８に記載のサ
ーボデコーダ。 - 【請求項１３】 （ａ）前記サーボコードが、ランレン
グス制限ｄ＝１制約とともに記録され、 （ｂ）前記格子状検出器が、該ｄ＝１制約に適合する、
請求項８に記載のサーボデコーダ。 - 【請求項１４】 前記格子状検出器がＰＲ４検出器であ
る、請求項１３に記載のサーボデコーダ。 - 【請求項１５】 隣接トラックアドレスが前記最小距離
エラーイベントに関して相違するように、前記トラック
アドレスを前記サーボウェッジに構成する、請求項８に
記載のサーボデコーダ。 - 【請求項１６】 複数の同心状データトラックに分割さ
れたディスク記憶媒体上に記録された、該ディスク記憶
媒体の上で読出しヘッドを位置決めするためのエラー訂
正サーボコードをデコードするサーボデコーダであっ
て、 （ａ）該記録されたサーボコードを表す検出コードワー
ドを受け取るように接続された入力と、 （ｂ）該検出コードワードを、デコード済みコードワー
ドにマッピングするマッパーとを備え、ここで、 （ｉ）該読出しヘッドが、ある選択トラックをシークす
る際に、隣接トラックの検出コードワードが、該隣接ト
ラックの１つを表すデコード済みコードワードにマッピ
ングし、 （ｉｉ）読出し動作中に該読出しヘッドが選択トラック
のデータをトラッキングする際に、検出コードワードを
デコード済みコードワードにマッピングし、これによ
り、ある検出コードワード中の所定数のエラーを訂正す
る、サーボデコーダ。 - 【請求項１７】 格子状検出器をさらに備え、 （ａ）該格子状検出器が、少なくとも１つの最小距離エ
ラーイベントを含み、 （ｂ）前記サーボコードが、該格子状検出器の少なくと
も１つの最小距離エラーイベントを訂正する、請求項１
６に記載のサーボデコーダ。 - 【請求項１８】 複数の同心状データトラックに分割さ
れたディスク記憶媒体上に記録された、該ディスク記憶
媒体の上で読出しヘッドを位置決めするためのエラー訂
正サーボコードをデコードするサーボデコーダであっ
て、 （ａ）該記録されたサーボコードを表す検出コードワー
ドを受け取るように接続された入力と、 （ｂ）該検出コードワードを、サーボウェッジに記録さ
れたトラックアドレスを表すデコード済みコードワード
にマッピングするマッパーと、を備え、 隣接トラックアドレスが該デコード済みコードワードの
距離特性(property)に関して相違するように、該トラッ
クアドレスを該サーボウェッジに構成する、サーボデコ
ーダ。
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