JPH1198021A - 復調装置および復調方法、並びに伝送媒体 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 クロックを安定して再生できるようにする。 【解決手段】 拘束長判定部１２は、基本符号長がｎビ
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

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、復調装置および復
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。

【０００２】

【従来の技術】データを所定の伝送路に伝送したり、ま
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。

【０００３】ここでｉは拘束長と称され、ｉmaxはｒ
（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。

【０００４】コンパクトディスクやミニディスク（商
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。

【０００５】また、上記レベル符号を、”１”から”
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。

【０００６】記録波形列の最小反転間隔をＴminとし、
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。

【０００７】具体的には、例えば磁気ディスクまたは光
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。

【０００８】この他、例えば同様に磁気ディスクまたは
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。

【０００９】ここでＲＬＬ（２−７）とＲＬＬ（１−
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。

【００１０】ＲＬＬ（１−７）符号の変換テーブルは例
えば以下の通りである。

【００１１】 ここで変換テーブル内の記号ｘは、次に続くチャネルビ
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。

【００１２】また、最小ランｄ＝２で、最大反転間隔Ｔ
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。

【００１３】 拘束長ｒは３である。

【００１４】ところでＲＬＬ（１−７）による変調を行
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。

【００１５】またＲＬＬ（１−７）は、しばしばＰＲＭ
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。

【００１６】 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 （ＮＲＺＩ変換後） ....... 1 1 1 1 -1 -1 -1 -1 1 1 1 1 -1 -1 ....... ...+2 0 -2 0 +2 0 ... （再生出力） このＮＲＺＩ変換後のデータは、レベルデータであり、
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。

【００１７】このようなチャネルビットデータ列となる
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。

【００１８】そこで、本出願人は、特願平９−１３３３
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。

【００１９】先の提案によれば、可変長符号（ｄ，k；
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。

【００２０】 拘束長ｒは３である。

【００２１】上記表３において、データ列が”１０”と
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。

【００２２】表１のＲＬＬ（１−７）と比較すると、最
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。

【００２３】ビットシフトエラーとは、符号列において
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。

【００２４】このビットシフトエラーは、実際の記録再
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。

【００２５】またさらに、これら以外の符号への変調と
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。

【００２６】 拘束長ｒは４である。

【００２７】上記表４において、データ列が”０１０”
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。

【００２８】表２のＲＬＬ（２−７）と比較すると、最
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。

【００２９】

【発明が解決しようとする課題】以上のように、磁気デ
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。

【００３０】また、同様に高線密度化していった場合
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。

【００３１】本発明は、このような状況に鑑みてなされ
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。

【００３２】但し、このＰ（１−７）方式が従来のＲＬ
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。

【００３３】本発明は、このような状況に対して、例え
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。

【００３４】

【課題を解決するための手段】請求項１に記載の復調装
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。

【００３５】請求項８に記載の復調方法は、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。

【００３６】請求項９に記載の伝送媒体は、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。

【００３７】請求項１に記載の復調装置、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。

【００３８】

【発明の実施の形態】以下に本発明の実施の形態を説明
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。

【００３９】請求項に記載の復調装置は、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（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。

【００４０】請求項２に記載の復調装置は、”１”と”
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。

【００４１】請求項３に記載の復調装置は、復号手段
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。

【００４２】以下、本発明に係る復調装置の実施の形態
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。

【００４３】図１に示すように、復調装置は、伝送路よ
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。

【００４４】逆変換テーブル１４−１乃至１４−ｒは、
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。

【００４５】次に復調装置の動作について説明する。伝
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。

【００４６】拘束長判定部１２は、表１に示す変換テー
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。

【００４７】最初に、不確定符号の判定について説明す
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。

【００４８】また、Ｔmin繰り返し制限データ検出部１
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。

【００４９】符号”１０１”が入力された場合、その符
号は、ｉ＝１の符号”１０１”であると判定する。

【００５０】入力された３ビットの符号が”０００”で
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。

【００５１】入力された符号が”００１”であるとき、
その符号は、ｉ＝１の符号”００１”であると判定す
る。

【００５２】入力された符号が”１００００１”である
とき、この符号はｉ＝２の符号”１００００ｘ”である
と判定される。

【００５３】入力された符号が”１０００００”である
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。

【００５４】入力された符号が”００００００”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。

【００５５】以上の他、不確定符号以外の符号について
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。

【００５６】以上の処理をまとめると、図２に示すよう
になる。

【００５７】逆変換テーブル１４−１においては、アド
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。

【００５８】逆変換テーブル１４−２乃至１４−ｒの各
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。

【００５９】マルチプレクサ１５は、逆変換テーブル１
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。

【００６０】次に、拘束長決定部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。

【００６１】 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。

【００６２】この表５に基づき復調処理を行うと、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。

【００６３】表５を、表６のように、小さい（ｉ＝３に
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。

【００６４】 この表において、−は任意のビット（１または０のどち
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。

【００６５】この表６を用いて復調処理を行った場合に
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。

【００６６】ところで、長いエラー伝搬となるパターン
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。

【００６７】 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。

【００６８】表７を用いて復調した場合におけるビット
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。

【００６９】このように、データ復調時に、復調判定を
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）。

【００７０】まとめると、表５のように、拘束長の判定
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。

【００７１】また、従来のＲＬＬ（１−７）（表１）を
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。

【００７２】 つまり、表９においては、ｉ＝２の３番目の”１０００
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。

【００７３】まとめると、表８のように、拘束長の判定
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。

【００７４】ところで、上記従来のＲＬＬ（１−７）
（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。

【００７５】この他、例えば、表４にあるようなＰ（２
−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。

【００７６】 この表１０を用いて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。

【００７７】そして、表１０は、符号列の判定をなるべ
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。

【００７８】 この表１１を用いて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９データビットとな
る。

【００７９】ビットシフトエラー発生時に、表１０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。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。

【００８０】データ復調において、復調判定をなるべく
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。

【００８１】以上まとめると、表１０のように拘束長の
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。

【００８２】従来のＲＬＬ（２−７）（表２）を用いた
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。

【００８３】 表１２の例で、ビットシフトエラー発生時のエラー伝搬
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。

【００８４】このように、データ復調時のテーブルを、
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。

【００８５】以上をまとめると、表１２のように、拘束
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。

【００８６】さらに、本発明は、例えば、表１５、表１
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。

【００８７】 表１５において、符号列の先頭から最後を反対にした符
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。

【００８８】 表１５では、Ｔmin連続制限コードとして、拘束長ｉ＝
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。

【００８９】 ［表１７］ RLL-P（１，７；２，３；４） データ 符号 ｉ＝１ １１ ００ｘ １０ ０１０ ０１ １０ｘ ｉ＝２ ００１１ ０００ ００ｘ ００１０ ０００ ０１０ ０００１ １００ ００ｘ ００００ １００ ０１０ ｉ＝３ １００１１０ １００ ０００ ０１０ ｉ＝４ ０１１００１１１ ００１ ０００ ０００ ０１０ ０１１００１１０ １００ ０００ ００１ ００ｘ ０１１００１０１ １０１ ０００ ０００ ０１０ ０１１００１００ １００ ０００ ００１ ０１０ 表１５および表１６では、Ｔmin連続制限コードとし
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。

【００９０】発明者は、Ｔminの連続を制限するコード
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。

【００９１】はじめに、［表３］に示すRLL-P(1,7; 2,
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。

【００９２】 ［前方にビットシフト］ ０bit 0 １bit 102137 ２bit 7955 ３bit 23845 ４bit 11133 ５bit 11531 ６bit 2662 ７bit 2474 ８bit 282 ９bit 198 10bit 0 average-length: 2.03 (329097/162217) ［後方にビットシフト］ ０bit 0 １bit 108738 ２bit 4964 ３bit 17115 ４bit 15889 ５bit 6326 ６bit 6852 ７bit 2050 ８bit 283 ９bit 0 10bit 0 average-length: 1.99 (322923/162217) これらの表において、ビットは、エラーが伝搬したビッ
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。

【００９３】次に、［表３］に示すRLL-P(1,7; 2,3; 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。

【００９４】 ［前方にビットシフト］ ０bit 0 １bit 104616 ２bit 7955 ３bit 22613 ４bit 11133 ５bit 10782 ６bit 2662 ７bit 2174 ８bit 282 ９bit 0 10bit 0 average-length: 1.97 (320253/162217) ［後方にビットシフト］ ０bit 0 １bit 108738 ２bit 4964 ３bit 14628 ４bit 15889 ５bit 6326 ６bit 9339 ７bit 2050 ８bit 283 ９bit 0 10bit 0 average-length: 2.04 (330384/162217) 以上のように、本発明によれば、最小ラン長の繰り返し
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。

【００９５】（１）従来と比較して、信号レベルが小さ
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。

【００９６】（２）従来と比較して、ビタビ復号等の際
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。

【００９７】また、本発明によれば、復調方法を考慮す
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。

【００９８】このように、復調装置は、最大反転間隔Ｔ
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。

【００９９】なお、上記したような処理を行うプログラ
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。

【０１００】

【発明の効果】以上のように、請求項１に記載の復調装
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。

【０１０１】また、エッジを示す”１”をテーブル内に
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。

【０１０２】さらに、テーブル内の符号の省略は、各拘
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。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の復調装置の一実施の形態の構成を示す
ブロック図である。

【図２】図１の拘束長判定部１２の動作を説明する図で
ある。

【符号の説明】 １１ コンパレート部， １２ 拘束長判定部， １３
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)

【特許請求の範囲】
1. 【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。
2. 【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。
3. 【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。
4. 【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。
5. 【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。
6. 【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。
7. 【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。
8. 【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。
9. 【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。