JPH1198021A - 復調装置および復調方法、並びに伝送媒体 - Google Patents
復調装置および復調方法、並びに伝送媒体Info
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Abstract
ットの可変長符号を、基本データ長がmビットのデータ
に変換するテーブルを記憶しており、このテーブルに基
づいて、コンパレート部11より供給された符号の拘束
長を判定する。Tmin繰り返し制御データ検出部13
は、可変長符号を、そのチャネルビット列における最小
ランが所定回数繰り返すのを制限するために割り当てら
れた制限コードを検出し、検出結果を拘束長判定部12
に出力する。拘束長判定部12は、この検出信号が入力
されたとき、その入力に対応して、入力された符号の拘
束長を判定する。逆変換テーブル14−1乃至14−r
は、コンパレート部11より供給された符号を、内蔵す
るテーブルに対応して、データに変換する。マルチプレ
クサ15は、逆変換テーブル14−1乃至14−rより
出力されたデータ列を、シリアルデータとして出力す
る。
Description
調方法、並びに伝送媒体に関し、特にデータ伝送や記録
媒体への記録に適するようにデータを変調して生成され
た変調符号を復調してデータを再生する復調装置および
復調方法、並びに伝送媒体に関する。
たは例えば磁気ディスク、光ディスク、光磁気ディスク
等の記録媒体に記録する際、伝送や記録に適するように
データの変調が行われる。このような変調方法の1つと
して、ブロック符号が知られている。このブロック符号
は、データ列をm×iビットからなる単位(以下データ
語という)にブロック化し、このデータ語を適当な符号
則に従ってn×iビットからなる符号語に変換するもの
である。そしてこの符号は、i=1のときには固定長符
号となり、またiが複数個選べるとき、すなわち1乃至
imax(最大のi)の範囲の所定のiを選択して変換し
たときには可変長符号となる。このブロック符号化され
た符号は可変長符号(d,k;m,n;r)と表され
る。
(最大拘束長)となる。また最小ランdは符号系列内の
連続する”1”の間に入る”0”の最小連続個数を示
し、最大ランkは符号系列内の連続する”1”の間に入
る”0”の最大連続個数を示している。
標)等においては、上述のようにして得られた可変長符
号に対して、”1”で反転、”0”で無反転とするNR
ZI(Non Return to Zero Inverted)変調を行い、NR
ZI変調された可変長符号(以下記録波形列という)を
記録するようにしている。この記録波形列は、レベル符
号とも呼ぶことにする。
0”あるいは”0”から”1”に反転したとき、即ちエ
ッジとなったとき”1”とする逆NRZI変調を行う
と、元のEFM符号やRLL(1−7)符号と同じ符号
列を得ることができる。この逆NRZI符号列は、エッ
ジ符号とも呼ぶことにする。
最大反転間隔をTmaxとするとき、線速方向に高密度の
記録を行うためには、最小反転間隔Tminは長い方が、
すなわち最小ランdは大きい方が良く、またクロックの
再生の面からは最大反転間隔Tmaxは短いほうが、すな
わち最大ランkは小さい方が望ましく、種々の変調方法
が提案されている。
磁気ディスク等で用いられる変調方式としてRLL(2
−7)がある。この変調方式のパラメータは(2,7;
1,2;3)であり、記録波形列のビット間隔をTとす
ると、最小反転間隔Tmin(=(d+1)T)は3(=
2+1)Tとなる。データ列のビット間隔をTdataとす
ると、この最小反転間隔Tminは1.5(=(m/n)
×Tmin=(1/2)×3)Tdataとなる。また最大反
転間隔Tmax(=(k+1)T)は8(=7+1)T
(=((m/n)×Tmax)Tdata=(1/2)×8Td
ata=4.0Tdata)となる。さらに検出窓幅Tw(=
(m/n)T)は、0.5(=1/2)Tdataとなる。
光磁気ディスク等で用いられる変調方式としてRLL
(1−7)がある。この変調方式のパラメータは(1,
7;2,3;2)であり、最小反転間隔Tminは2(=
1+1)T(=(2/3)×2Tdata=1.33Tdat
a)となる。また最大反転間隔Tmaxは8(=7+1)T
(=(2/3)×8Tdata=5.33Tdata)となる。
さらに検出窓幅Twは、0.67(=2/3)Tdataと
なる。
7)を比較すると、例えば磁気ディスクシステムや光磁
気ディスクシステムにおいて、線速方向に記録密度を高
くするには、最小反転間隔Tminが1.33Tdataであ
るRLL(1−7)より、1.5TdataであるRLL
(2−7)の方が望ましい。しかしながら、実際には、
RLL(2−7)より、検出窓幅Twがより大きく、ジ
ッタに対する許容量が大きいと言われるRLL(1−
7)がよく用いられている。
えば以下の通りである。
ットが0であるときに1を与え、また次に続くチャネル
ビットが1であるときに0を与える(以下、同様)。拘
束長rは2である。
maxが8T(最大ラン7)であるRLL(2−7)符号
の変換テーブルは例えば以下の通りである。
ったチャネルビット列は、発生頻度としてはTminであ
る2Tが一番多く、以下3T、4Tと続く。2Tや3T
のようなエッジ情報が早い周期で多く発生するのは、ク
ロック再生には有利となりうるが、しかし2Tが連続し
つづけると、むしろ記録波形に歪みが生じやすくなって
くる。すなわち2Tの波形出力は小さく、デフォーカス
やタンジェンシャル・チルトによる影響を受けやすい。
またさらに高線密度では、最小マークの連続した記録は
ノイズ等外乱の影響を受けやすく、データ再生誤りを起
こしやすくなる。
L(Partial Response Maximum Likelihood)と組み合わ
され、高線密度記録の再生時のS/N改善を行ってい
る。この方式は、RF再生波形をメディアの特性に合わ
せて、例えばPR(1,1)や、PR(1,2,1)に
等化したものをビタビ復号するものである。例えばPR
(1,1)に等化する場合の望ましい再生出力は、次の
ようになる。
チャネルビットデータが1のとき、直前の値(1または
0)と異なる値(0または1)とされ、チャネルビット
データが0のとき、直前の値(0または1)と同一の値
(0または1)とされる。また、この例では、NRZI
変換後の値が1のとき、”11”が復号され、NRZI
変換後の値が0のとき、”−1−1”が復号されるもの
とされている。Tminである2Tが連続したときの波形
等化は、この再生出力となるように行われる。一般に、
高線密度になるほど波形干渉は長くなり、波形等化も例
えばPR(1,2,2,1)や、PR(1,1,1,
1)のように長くなってくる。ところで、最小ランd=
1であり、高線密度化した結果、適した波形等化がPR
(1,1,1,1)となった場合、Tminである2Tが
連続したときを考えると、そのときの再生信号は、 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0(チャネルビットデータ列) 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1(NRZI変換後) ....... 1 1 1 1 1 1 1 1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 1 1 1 1 1 1 1 1 -1 -1 -1 -1 ....... ... 0 0 0 0 ... (再生出力) となり、ゼロをずっとたどることになる。これは、波形
等化後の信号出力がない状態が続くことを示しており、
従ってビタビ復号はマージしない。これは、データ再生
やクロック再生の安定性を欠く原因ともなる。
のは、例えば、表1のRLL(1,7;2,3;2)で
は、変調前のデータ列が、 「10−01−10−01−10−...」 となる場合である。また表2のRLL(2,7;1,2;
3)では、変調前のデータ列が、 「010−010−010−010−...」 となる場合である。
79号として、Tminの連続を制限する符号を採用する
ことを先に提案した。
m,n;r)を、例えば可変長符号(1,7;2,3;
3)であるとするとき、すなわち0の最小ランであるd
を1ビット、0の最大ランであるkを7ビット、基本デ
ータ長であるmを2ビット、基本符号長であるnを3ビ
ット、最大拘束長であるrを3とするとき、変換テーブ
ルは、例えば次の表に示すような変換テーブルとされ
る。
なった場合、特に、さらに次の4データを参照し、合計
6データ列が”100110”となったとき、データ
を、最小ランの繰り返しを制限するコードに変換するこ
とで、表3による変調では最小ランの繰り返しは最大で
5回までにすることができる。
小ラン、最大ランは同じで、さらに、変換率m/n(デ
ータ語と変換される符号語の比)も同じであるが、拘束
長rが2から3に大きくなっている。これは即ち、テー
ブルの最大サイズが大きくなっていることを示し、例え
ば復調時にビットシフトエラーが発生したとき、エラー
伝搬が増加する場合が多いことを示す。
エッジを表す”1”が、前または後ろに1ビットずれる
エラーのことである。エラー伝搬は、例えばビットシフ
トエラーによって1ヶ所エラーが発生した符号列を、そ
のまま復号した際に発生する復調エラーの先頭から終了
までのビット数で表す。
生装置における、データ再生時に最もよく発生するエラ
ーの形態である。また、これらエラーは、もっぱら最小
ラン付近において発生することが確認されている。
して、例えば、可変長符号(d,k;m,n;r)を、
可変長符号(2,7;1,2;4)であるとするとき、
すなわち0の最小ランであるdを2ビット、0の最大ラ
ンであるkを7ビット、基本データ長であるmを1ビッ
ト、基本符号長であるnを2ビット、最大拘束長である
rを4とするとき、変換テーブルは、例えば次の表に示
すような変換テーブルとされる。
となった場合、特に、さらに次の2データを参照し、合
計5データ列が”01001”となったとき、このデー
タを、最小ランの繰り返しを制限するコードに変換する
ことで、表4による変調では最小ランの繰り返しは最大
で4回までにすることができる。
小ラン、最大ランは同じで、さらに、変換率m/nも同
じであるが、拘束長rが3から4に大きくなっている。
上述したように、これは即ち、テーブルの最大サイズが
大きくなっていることを示し、例えば復調時にビットシ
フトエラーが発生したとき、エラー伝搬が増加する場合
が多いことを示す。
ィスク、光磁気ディスク、光ディスク等の記録媒体を高
密度化していった場合に、変調符号としてRLL(1−
7)あるいはRLL(2−7)など最小ランの長い符号
を選択すると、最小反転間隔Tminが連続したときは、
記録・再生時の歪みが発生しやすくなり、クロックの再
生に対し不利になるという課題がある。
に、d=1の符号でPR(1,1,1,1)等化を行う
と、最小反転間隔Tminが連続したとき、再生信号の論
理が、ゼロの連続する状態になり、ビタビ復号がマージ
せず、またクロック再生に対し不利になるという課題が
ある。
たものであり、従来の例えばRLL(1−7)あるいは
RLL(2−7)等と同様の変調テーブルに、さらに最
小反転間隔Tminが長く連続する回数を制限するコード
を新たに付加し、クロック再生等が安定して行えるよう
にしたテーブルP(1−7)方式あるいはP(2−7)
方式により復調処理を行うようにするものである。
L(1−7)より、またP(2−7)方式が従来のRL
L(2−7)より、それぞれその拘束長が長いことによ
り、記録生装置より得られる再生データから、ビットシ
フトエラーが発生したとき、データ復号時のエラー伝搬
が長くなるという課題がある。
ばP(1−7)符号、P(2−7)符号、および従来の
RLL(1−7)、従来のRLL(2−7)において、
ビットシフトエラーの発生時にエラー伝搬が短くなるよ
うにするものである。
置は、再生信号を所定の基準レベルとコンパレートし、
連続する”1”の間に、最小でd個、最大でk個の”
0”を挾むような符号列を出力するコンパレート手段
と、”1”と”0”からなる符号列から、1以上の最小
ランdが所定回数繰り返すのを制限するために割り当て
られた制限コードを所定のデータ列に復号する復号手段
とを備えることを特徴とする。
所定の基準レベルとコンパレートし、連続する”1”の
間に、最小でd個、最大でk個の”0”を挾むような符
号列を出力するコンパレートステップと、”1”と”
0”からなる符号列から、1以上の最小ランdが所定回
数繰り返すのを制限するために割り当てられた制限コー
ドを所定のデータ列に復号する復号ステップとを備える
ことを特徴とする。
所定の基準レベルとコンパレートし、連続する”1”の
間に、最小でd個、最大でk個の”0”を挾むような符
号列を出力するコンパレートステップと、”1”と”
0”からなる符号列から、1以上の最小ランdが所定回
数繰り返すのを制限するために割り当てられた制限コー
ドを所定のデータ列に復号する復号ステップとを備える
プログラムを伝送することを特徴とする。
載の復調方法、および請求項9に記載の伝送媒体におい
ては、再生信号が所定の基準レベルとコンパレートさ
れ、連続する”1”の間に、最小でd個、最大でk個
の”0”を挾むような符号列が出力され、”1”と”
0”からなる符号列から、1以上の最小ランdが所定回
数繰り返すのを制限するために割り当てられた制限コー
ドが所定のデータ列に復号される。
するが、特許請求の範囲に記載の発明の各手段と以下の
実施の形態との対応関係を明らかにするために、各手段
の後の括弧内に、対応する実施の形態(但し一例)を付
加して本発明の特徴を記述すると、次のようになる。但
し勿論この記載は、各手段を記載したものに限定するこ
とを意味するものではない。
定の基準レベルとコンパレートし、連続する”1”の間
に、最小でd個、最大でk個の”0”を挾むような符号
列を出力するコンパレート手段(例えば図1のコンパレ
ート部11)と、”1”と”0”からなる符号列から、
1以上の最小ランdが所定回数繰り返すのを制限するた
めに割り当てられた制限コードを所定のデータ列に復号
する復号手段(例えば図1の逆変換テーブル14−1乃
至14−r)とを備えることを特徴とする。
0”からなる符号列から、制限コードを検出する検出手
段(例えば図1のTmin繰り返し制限データ検出部1
3)と、検出手段の出力、および”1”と”0”からな
る符号列から、符号列の拘束長を判定する拘束長判定手
段(例えば図1の拘束長判定部12)とをさらに備える
ことを特徴とする。
が、拘束長が判定された符号を、拘束長に対応する複数
のテーブルを用いて、nビットの符号列からmビットの
データ列に復号した結果を、拘束長に対応して選択する
選択手段(例えば図1のマルチプレクサ15)をさらに
備えることを特徴とする。
を図面を参照しながら説明する。この実施の形態は、本
発明を、データを可変長符号(d,k;m,n;r)に
変換した変調符号を復号する復調装置に適用した場合の
ものであり、図1は、表3のP(1−7)方式を用いた
復調装置の具体的な回路構成を示すブロック図である。
り伝送されてきた信号、または、記録媒体より再生され
た信号を2値化するコンパレート部11を備える。コン
パレート部11はまた、入力される信号が、NRZI変
調されているとき(レベル符号であるとき)は、これを
逆NRZI符号化する(エッジ符号にする)。拘束長判
定部12は、コンパレート部11によりデジタル化され
た信号の入力を受け、拘束長iを判定する。またTmin
繰り返し制限データ検出部13は、コンパレート部11
によりデジタル化された信号から、Tminの繰り返しを
制限するために与えられた特別なパターン(制限コー
ド)を検出し、その情報を拘束長判定部12に送る。
n×iビットの可変長符号を、m×iビットのデータに
逆変換するテーブル(表3に示した変換テーブルと実質
的に同一の変換テーブル)を有している。なお、ここ
で、i=1,2,・・・,rである。マルチプレクサ1
5は、逆変換テーブル14−1乃至14−rからのデー
タのいずれかを選択し、シリアルデータとして出力す
る。バッファ16は、マルチプレクサ15からのデータ
を一旦記憶し、再生データとして出力する。タイミング
管理部17は、タイミング信号を生成し、コンパレート
部11、拘束長判定部12、Tmin繰り返し制限データ
検出部13、およびバッファ16に供給する。
送路より伝送されてきた信号、あるいは記録媒体より再
生された信号は、コンパレート部11に入力され、所定
の基準レベルとコンパレートされ、2値化される。コン
パレート部11より出力された信号は、逆NRZI符号
(”1”がエッジを示す符号)のデジタル信号となっ
て、拘束長判定部12に入力され、拘束長の判定処理が
行われる。またさらに、このデジタル信号はTmin繰り
返し制限データ検出部13にも入力され、そこで、最小
ランの連続を制限する特別なパターンが検出され、その
検出結果が拘束長判定部12に出力される。
ブル(その逆変換テーブル)(表3のi=1とi=2の
テーブル)を有している。また、Tmin繰り返し制限デ
ータ検出部13は、表3に示す変換テーブルのうちの、
Tminの連続を制限するために与えられた変換テーブル
(i=3のテーブル)を有している。結局、拘束長判定
部12とTmin繰り返し制限データ検出部13が、表3
のテーブルを2つに分割して有しており、入力された変
調符号の拘束長は、次のように判定される。
る。例えば、いま、入力された符号が”100”である
とき、その符号は、拘束長i=1の不確定符号、拘束長
i=2の”100010”,”10000x”、または
拘束長i=3の”100000010”のいずれかであ
ることになる。そのいずれであるかは、3ビットの符号
だけからは判定することができない。そこで、拘束長判
定部12は、さらに3ビットの符号の入力を受け、合計
6ビットの符号が”100010”、または”1000
0x”と一致するとき、拘束長iが2であると判定す
る。
3は、最初の3ビットの他に、さらに6ビットの符号の
入力を受け、合計9ビットの符号を参照し、”1000
00010”と一致するか否かを判定する。一致する場
合、その符号はTmin繰り返し制限のデータパターン
(制限コード)であると判定し、判定結果を拘束長判定
部12へ出力する。拘束長判定部12は、Tmin繰り返
し制限データ検出部13より、Tmin繰り返し制限のデ
ータパターンであることを示す信号が入力されたとき
は、他に優先して、拘束長i=3と判定する。そしてこ
れらの例に一致しない場合は、最初の3ビットにより符
号が構成されているものと判定し、拘束長i=1と判定
する。
号は、i=1の符号”101”であると判定する。
あるとき、この符号は、i=1の符号”000”、i=
2の符号”00000x”、または”000010”の
いずれかとなる。そこで、この場合においても、上述し
た場合と同様に、3ビットの符号に続いて、さらに3ビ
ットの符号の入力を受け、合計6ビットの符号が”00
000x”または”000010”と一致するか否かを
判定し、一致するとき、i=2と判定し、一致しないと
き、最初の3ビットの符号”000”が1つの符号であ
るとして、i=1とする。
その符号は、i=1の符号”001”であると判定す
る。
とき、この符号はi=2の符号”10000x”である
と判定される。
場合、この符号が、i=2の符号”10000x”であ
ると判定できるのは、さらに1ビット先まで見て、合計
7ビットが”1000001”であるときである。
とき、および”000001”であるとき、この符号は
i=2の符号”00000x”であると判定する。
は、1つの符号を構成するビットが入力されたとき、直
ちにそのビット数から拘束長iを判定することができ
る。すなわち、符号”010”,”100010”,”
000010”は、これらの符号が入力された段階にお
いて、直ちに拘束長を判定することができる。
になる。
レス”100”と”101”にデータ”01”が書き込
まれており、アドレス”010”にデータ”10”が、
そしてアドレス”000”と”001”にデータ”1
1”が、それぞれ書き込まれている。従って、符号”1
00”または”101”が入力されたとき、データ”0
1”が出力され、符号”010”が入力されたとき、デ
ータ”10”が出力され、符号”000”または”00
1”が入力されたとき、データ”11”が出力される。
逆変換テーブルも、同様に表3に示す逆変換処理を行っ
てデータを出力する。
4−1乃至14−rより供給されたデータの中から、拘
束長判定部12の拘束長判定結果に対応して、逆変換テ
ーブル14−iの出力を選択し、シリアルデータとして
バッファ16に出力する。すなわち、拘束長iが1であ
るとき、マルチプレクサ15は、テーブル14−1を選
択し、2ビットの復調データをシリアルに出力する。ま
たi=2であるとき、4ビットの復調データをシリアル
に出力する。そしてi=3であるとき、6ビットの復調
データをシリアルに出力する。i=3の場合、出力され
るのは、最小ランの繰り返しを制限するデータパターン
である。バッファ16は、入力されたシリアルデータを
一旦記憶し、所定の転送レートで読み出し、出力する。
返し制限データ検出部13の構成について説明する。拘
束長は、他のパターンと区別できた時点で決定すれば良
い。まず、表3の逆のテーブルを作成すると、表5に示
すようになる。入力された符号列がこの表5に示すよう
な符号列であるとき、その拘束長が決定され、さらに復
調データ列が決定される。
3のテーブルがTmin繰り返し制限データ検出部13
に、それぞれ記憶されている。
トシフトエラー発生時に、復調したときのエラー伝搬長
は、最大で10データビットとなる。
おける符号列のビット数が小さい)テーブルにしても、
同様の復調処理を行うことができる。すなわち、表5で
は、i=3の場合、9ビットの符号列が得られたとき、
対応する復調データを確定している。これに対して、表
6では、i=3の場合、7ビットの符号列が得られたと
き、対応する復調データを確定している。このように、
テーブルを小さくすると、ハードウエア規模を縮小する
ことができ、判定時間を短縮することができるという利
点が現れる。
らでもよい)を表している(以下、同様)。i=1また
は2のテーブルが拘束長判定部12に、i=3のテーブ
ルがTmin繰り返し制限データ検出部13に、それぞれ
記憶されている。
おいても、ビットシフトエラー発生時に、復調したとき
のエラー伝搬長は、最大で10データビットとなる。
を解析し、エラー伝搬長が短くなるようにしたところ、
次のようなテーブルが得られた。
3のテーブルがTmin繰り返し制限データ検出部13
に、それぞれ記憶されている。
シフトエラー発生時のエラー伝搬長は、最大で8データ
ビットとなり、表5または表6の例よりも短くすること
ができる。表5と表6の最悪エラー伝搬は、10ビット
であるが、これは8ビットであるシンボル単位で見れ
ば、3シンボルになる。すなわち、10ビットがエラー
であるとすると、1つのシンボルを構成するビットが全
てエラーであり、かつ、その前と後の各々のシンボルの
1ビットがエラーであることになるので、エラーを含む
シンボルの数は3となる。これに対して、表7の最悪エ
ラー伝搬は8ビットであるから、シンボル単位では最悪
2シンボルになる。このように、復調方法を改良するこ
とで最悪シンボルエラー伝搬を2/3(シンボルの比)
に減らすことができる。
なるべく早くすることによって、ハードウエアの規模を
小さくすることができるとともに、ビットシフトエラー
時の最悪エラー伝搬特性を向上させることができる。し
かしそのためには、エラー伝搬時の特性を考慮しなけれ
ばならず、表6のように最も小さいテーブル(i=3に
おける符号列のビット数が7のテーブル)にしても効果
がない場合がある。そこで、たとえ制限コードの判定が
7ビットで可能であったとしても、例えば表7に示すよ
うに、符号列の”1”という情報は省略しないようにす
る(8ビットで制限コードを判定する)。
と復号のテーブルに、その要素(ビット)として、すべ
てを搭載しても、必ずしも短い最悪エラー伝搬を実現す
ることはできない。また、表6のように、拘束長i=3
において、後ろ2ビット((d+1)ビット)を省略し
ても、必ずしも短い最悪エラー伝搬を実現することはで
きない。さらに、表6のように、拘束長i=3におい
て、拘束長が既に決定されるという理由で、エッジを意
味する”1”という要素を省略しても、必ずしも短い最
悪エラー伝搬を実現することはできない。
用いた復調方法を同様にして考えた場合、表8および表
9が得られる。
01”、および、4番目の”1000001”は、表8
のi=2の3番目の”10000−”としても、復調を
行うことができる。しかし表8のビットシフト時の最悪
エラー伝搬は6ビットであり、さらに表9のようにする
ことによって、ビットシフトエラー時の最悪エラー伝搬
は5ビットにすることができる。
と復号のテーブルの要素として、拘束長i=2の全部の
要素について、後ろの1ビット(dビット)を省略して
も、必ずしも最悪エラー伝搬を短くすることはできな
い。
(表1)で変調した符号は、P(1−7)テーブルであ
る表7を用いても復調することができる。なぜならば、
表7のテーブル内の拘束長r=1およびr=2の符号列
は、従来の(1−7)テーブルである表9の拘束長r=
1およびr=2の符号列をすべて含んでいるからであ
る。なお、従来のRLL(1−7)符号(表1)で変調
したとき、制限コードである符号列”10000001
0”は発生しない。よって、P(1−7)方式のテーブ
ル(例えば表7)は、P(1−7)(表3)で変調した
符号列を復調できると同時に、従来のRLL(1−7)
(表1)で変調した符号列を復調することも可能であ
る。換言すれば、表7は表9と互換性を有している。
−7)による符号を復調する場合は、図1の復調装置の
逆変換テーブル14−iに、表4の各拘束長iの部分を
保持させる。P(2−7)符号の場合は不確定ビットは
存在しない。またP(2−7)の変換率は、1/2であ
るから、コンパレート部11の出力は2符号語単位であ
り、また拘束長はi=1から4までである。i=4であ
るとき、その符号は、最小ランの連続を制限するために
与えられた特別なパターンであることになる。P(2−
7)符号における、拘束長判定部12およびTmin繰り
返し制限データ検出部13の構成について説明する。拘
束長は、他のパターンと区別できた時点で決定される。
まず、表4の逆のテーブルを作成すると、表10のよう
になる。
したときのエラー伝搬長は、最大で10データビットと
なる。
く早くして、表11に示すように、テーブルを小さくす
ることができる。この表11のようにしても表10の場
合と同様に復調することができる。上述したように、テ
ーブルを小さくすると、ハードウエア規模の縮小や判定
時間の短縮という利点が現れる。
したときのエラー伝搬長は、最大で9データビットとな
る。
悪エラー伝搬は、10ビットであるが、これは8ビット
であるシンボル単位で見れば、3シンボルになる。これ
に対して、表11の最悪エラー伝搬は9ビットで、シン
ボル単位では2シンボルになる。このように、復調方法
を改良することで、最悪シンボルエラー伝搬を2/3に
減らすことができる。
早くすることによって、ハードウエアの規模が小さくな
る上に、ビットシフトエラー時の最悪エラー伝搬特性が
向上する。しかし、そのためには、例えば、表11のよ
うに、符号列の”1”という情報は、たとえ制限コード
の判定が、それより少ないビット数で可能であったとし
ても省略しないようにする。
判定および復号のテーブルの要素として、すべてを搭載
しても、必ずしも最悪エラー伝搬を短くすることはでき
ない。これに対して、表11のように、拘束長i=2お
よび拘束長i=3において、後ろdビットを省略する、
すなわちこの場合d=2であるから、(2)ビットを省
略すると、最悪エラー伝搬を短くすることができる可能
性がある。
復調方法を同様にして考えた場合、表12が得られる。
さらになるべく短縮すると表13が得られる。
は、最大で6ビットにすることができる。ところが表1
3の例では、ビットシフトエラー発生時のエラー伝搬
は、最大で無限に続いてしまう。そこで表14に示すよ
うに判定制限を新たに加えることによってエラー伝搬は
有限になり、かつ短くすることができる。 この表14においては、i=3の符号が2個存在し、そ
の一方は後の2ビットが省略されているが、他方は全て
のビットを含んでいる。表14のビットシフトエラー発
生時のエラー伝搬は、最大で5ビットになる。
表14に示すように工夫することによって、ハードウエ
アの規模が小さくなる上に、ビットシフトエラー時の最
悪エラー伝搬特性が向上する。
長の判定と復号のテーブルの要素として、すべてを搭載
しても、必ずしも最悪エラー伝搬を短くすることはでき
ない。また、表13のように、拘束長の判定およびテー
ブルの要素として、拘束長i=3の全部の要素につい
て、後ろの2ビット(dビット)を省略しても、必ずし
も最悪エラー伝搬を短くすることはできない。
6、および表17に示すような、別の(d,k)=(1
−7)符号の復調を行う場合にも適用することができ
る。この場合、逆変換テーブル14−iに、表15、表
16、または表17の各拘束長iの部分を保持させる。
号列においても、最小ランの繰り返しを制限することが
できる。この場合、最小ランは最大で5回まで連続す
る。
3において、「100110」の場合を特に規定してい
るが、これは、例えば、表15の拘束長i=3の部分を
変更して、表16のように「011001」と置き換え
ても同様の効果を得ることができる。表16の最小ラン
の連続は最大で5回までである。
て、拘束長i=3において、「100110」あるいは
「011001」の場合を特に規定しているが、これは
さらに、例えば表15のさらにコードを追加した形であ
る、表17のように、拘束長i=4において、Tmin連
続制限コードを与えても同様の効果を得ることができ
る。この時最小ランの連続は最大で5回までである。
による、d=1での復調結果のうち、エッジビットのビ
ットシフトが発生したときの復調後のエラー伝搬につい
てのシミュレーションを行った。任意に作成したランダ
ムデータを、P(1,7)変調コードテーブルによって変調
し、符号列の約101チャネルビット置きに、エッジの'1'
を後方あるいは前方にビットシフトさせたものを復調し
た。特に、テーブルに存在しない符号(例えば3ビッ
ト)は、対応するビット数(例えば2ビット)の0とし
て復号した。そして、そのエラーを含んだ復調データ列
と、正しい符号列で復調したデータ列とを比較すること
で、どのくらいエラーが伝搬したかを調べた。同様のシ
ミュレーションを、従来のRLL(1,7)符号で変調したもの
についても行い、テーブルの拘束長によるエラー伝搬の
影響についても調べてみた。
3; 3)を用いてデータを変調し、ビットシフトエラーを
発生させた後、[表5]のテーブルを用いて復調した結
果は次の通りである。前方にビットシフトエラーをした
ときのエラー伝搬が9ビットまでになっている。なおデ
ータ列の大きさは10,922,660データである。
ト数を表し、その後の数字は、発生回数を表している。
例えば、前方にビットシフトした場合、5ビットにわた
ってエラーが伝搬した回数は11531回である。また、ave
rage-lengthの分母は、エラーの発生箇所の数を表し、
分子は、エラーの発生したビットの総数を表している。
例えば、前方にビットシフトした場合、エラーの発生箇
所の数は、162217箇所であり、エラーの発生したビット
の総数は、329097(= 0×0 + 1×102137 + 2×7955 +
3×23845 + …+ 9×198 + 10×0)ビットである。
を用いてデータを変調し、ビットシフトエラーを発生さ
せた後、[表7]のテーブルを用いて復調した結果は次
の通りである。前方にビットシフトエラーをしたときの
エラー伝搬が、最大で8ビットまでになっている。すな
わち[表7]の復調方法では、[表5]の復調方法に較
べて、最悪エラー伝搬の縮小が行われたことが確認され
た。
回数を制限するテーブルによる変復調によって、以下の
ような効果が得られる。
い部分が減少し、AGCやPLL等の波形処理の精度が
向上し、総合特性を高めることができる。
のパスメモリ長が短く設計でき、回路規模を小さくする
ことができる。
ることによって、ビットシフトエラー発生時の最悪エラ
ー伝搬を少なくすることができる。
maxを、従来のRLL(1−7)符号に比して小さくし
ているため、図1のタイミング管理部17での信頼度を
高めることができる。
ムをユーザに伝送する伝送媒体としては、磁気ディス
ク、CD-ROM、固体メモリなどの記録媒体の他、ネットワ
ーク、衛星などの通信媒体を利用することができる。
置、請求項8に記載の復調方法、および請求項9に記載
の伝送媒体によれば、最小ランdを1以上とし、可変長
符号のチャネルビット列をデータ列に復号し、さらに、
可変長符号のチャネルビット列における、最小ランが所
定回数繰り返すのを制限するために割り当てられた制限
コードをデータ列に復号するようにしたので、クロック
の再生の面から装置の設計を容易にすることができる。
すべて含むようにした場合には、より確実にデータを復
号することができる。
束長の符号列長よりdビットまでとした場合には、より
確実にデータを復号することができる。
ブロック図である。
ある。
Tmin繰り返し制限データ検出部, 14−1乃至1
4−r 逆変換テーブル, 15 マルチプレクサ,
16 バッファ, 17 タイミング管理部
Claims (9)
- 【請求項1】 基本符号長がnビットの可変長符号
(d,k;m,n;r)を、基本データ長がmビットの
データに変換する復調装置において、 再生信号を所定の基準レベルとコンパレートし、連続す
る”1”の間に、最小でd個、最大でk個の”0”を挾
むような符号列を出力するコンパレート手段と、 前記”1”と”0”からなる符号列から、1以上の最小
ランdが所定回数繰り返すのを制限するために割り当て
られた制限コードを所定のデータ列に復号する復号手段
とを備えることを特徴とする復調装置。 - 【請求項2】 前記”1”と”0”からなる符号列か
ら、前記制限コードを検出する検出手段と、 前記検出手段の出力、および前記”1”と”0”からな
る符号列から、前記符号列の拘束長を判定する拘束長判
定手段とをさらに備えることを特徴とする請求項1に記
載の復調装置。 - 【請求項3】 前記復号手段が、前記拘束長が判定され
た符号を、前記拘束長に対応する複数のテーブルを用い
て、nビットの符号列からmビットのデータ列に復号し
た結果を、前記拘束長に対応して選択する選択手段をさ
らに備えることを特徴とする請求項2に記載の復調装
置。 - 【請求項4】 前記復号手段と検出手段のテーブルの前
記制限コードに対応する符号は、エッジを示す”1”を
すべて含むことを特徴とする請求項3に記載の復調装
置。 - 【請求項5】 前記復号手段と検出手段のテーブルの前
記制限コードに対応する符号は、その符号列長よりdビ
ットまでの符号が省略されていることを特徴とする請求
項3に記載の復調装置。 - 【請求項6】 前記復号手段と検出手段のテーブルの前
記制限コードに対応する複数の符号のうちの少なくとも
1つは、その符号列長のすべてのビットを含むことを特
徴とする請求項3に記載の復調装置。 - 【請求項7】 前記復号手段と検出手段のテーブルの前
記制限コードは、前記制限コード以外の符号の組み合わ
せでは発生しない符号であることを特徴とする請求項1
に記載の復調装置。 - 【請求項8】 基本符号長がnビットの可変長符号
(d,k;m,n;r)を、基本データ長がmビットの
データに変換する復調方法において、 再生信号を所定の基準レベルとコンパレートし、連続す
る”1”の間に、最小でd個、最大でk個の”0”を挾
むような符号列を出力するコンパレートステップと、 前記”1”と”0”からなる符号列から、1以上の最小
ランdが所定回数繰り返すのを制限するために割り当て
られた制限コードを所定のデータ列に復号する復号ステ
ップとを備えることを特徴とする復調方法。 - 【請求項9】 基本符号長がnビットの可変長符号
(d,k;m,n;r)を、基本データ長がmビットの
データに変換する復調装置に用いるプログラムを伝送す
る伝送媒体において、 再生信号を所定の基準レベルとコンパレートし、連続す
る”1”の間に、最小でd個、最大でk個の”0”を挾
むような符号列を出力するコンパレートステップと、 前記”1”と”0”からなる符号列から、1以上の最小
ランdが所定回数繰り返すのを制限するために割り当て
られた制限コードを所定のデータ列に復号する復号ステ
ップとを備えるプログラムを伝送することを特徴とする
伝送媒体。
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