JPS61196467A - Pcm再生装置 - Google Patents
Pcm再生装置Info
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- JPS61196467A JPS61196467A JP3642785A JP3642785A JPS61196467A JP S61196467 A JPS61196467 A JP S61196467A JP 3642785 A JP3642785 A JP 3642785A JP 3642785 A JP3642785 A JP 3642785A JP S61196467 A JPS61196467 A JP S61196467A
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- JP
- Japan
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- memory
- data
- address
- symbol
- frame
- Prior art date
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-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/10527—Audio or video recording; Data buffering arrangements
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Multimedia (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の利用分野〕
本発明は、PCM再生装置に係り、特にデータに施しで
あるインターリーフを解くに好適なメモリのアドレス制
御に関する。
あるインターリーフを解くに好適なメモリのアドレス制
御に関する。
ディスク、テープ等の記録媒体にディジタル信号を記録
再生する場合、記録媒体のドロップアウト等によりてデ
ータが集中して誤まることを避けるため、データに遅延
を施すインターリーフ処理を行ない記録する方法が一般
に用いられている。よって再生装置においては、このイ
ンターリーフな解くディンターリーブ処理を行なう。
再生する場合、記録媒体のドロップアウト等によりてデ
ータが集中して誤まることを避けるため、データに遅延
を施すインターリーフ処理を行ない記録する方法が一般
に用いられている。よって再生装置においては、このイ
ンターリーフな解くディンターリーブ処理を行なう。
第2図に、ディジタル拳オーディオ・ディスクKjcf
ける再生処理の流れを表わす図を示す。
ける再生処理の流れを表わす図を示す。
第2図において、lフレームは、32シンボルのデータ
から成り、lシンボルはBbitで構成される。この3
2シンボルのデータWO〜Wt t 、 Q。
から成り、lシンボルはBbitで構成される。この3
2シンボルのデータWO〜Wt t 、 Q。
〜Q3 、 Wtg 〜W23 、 Po〜P3ハ、1
シンボルごとに1フレームの遅延を行ないPパリティに
よる誤り検出訂正を行なう。この後、各シンボルは4フ
レームを基本遅延量として、0から108フレームの遅
延を行ないディンターリーブ処理し、Qパリティによる
誤り検出訂正を行なう。この後、さらにワードディレィ
を行ない、DA変換器にデータを供給しオーディオ信号
を再生する。
シンボルごとに1フレームの遅延を行ないPパリティに
よる誤り検出訂正を行なう。この後、各シンボルは4フ
レームを基本遅延量として、0から108フレームの遅
延を行ないディンターリーブ処理し、Qパリティによる
誤り検出訂正を行なう。この後、さらにワードディレィ
を行ない、DA変換器にデータを供給しオーディオ信号
を再生する。
この再生処理で、所望の遅延量を得るために、再生装置
としてメモリを使用し、薔き込み及び読み出しのアドレ
スを制御することによりて実現している。メモリ容量と
しては、トータルの遅延量及びシステムとして必要なバ
ッファ量により決定され、第2図の処理の場合、ディン
タIJ−ブに必要な遅延量1512バイトを考慮すると
、2にバイトのメモリが必要である。
としてメモリを使用し、薔き込み及び読み出しのアドレ
スを制御することによりて実現している。メモリ容量と
しては、トータルの遅延量及びシステムとして必要なバ
ッファ量により決定され、第2図の処理の場合、ディン
タIJ−ブに必要な遅延量1512バイトを考慮すると
、2にバイトのメモリが必要である。
従来、このメモリのアドレスを制御する回路、としては
、特開昭58−56206号公報に記載のよう罠、ディ
スクから再生されたデータには、ジッタが含まれている
ことから、書き込みアドレスと読み出しアドレスは別々
に生成し、かつ各シンボルの遅延量の絶対値を示すメモ
リのアドレスをデコードするROMとフレーム単位で上
記ROM出力のアドレスをインクリメントするためのフ
レームカウンタ及び、フレームカウンタの値と1(、O
Mの値を加算し、実際のメモリのアドレスを与える加算
器とから成る。このような従来のメモリのアドレス制御
回路において、第2図の処理を行なうには、2にバイト
のアドレスを生成するため、11ビツトのROM出力、
フレームカウンタ及び加算器が必要であり、回路規模の
低減について配慮されていなかった。
、特開昭58−56206号公報に記載のよう罠、ディ
スクから再生されたデータには、ジッタが含まれている
ことから、書き込みアドレスと読み出しアドレスは別々
に生成し、かつ各シンボルの遅延量の絶対値を示すメモ
リのアドレスをデコードするROMとフレーム単位で上
記ROM出力のアドレスをインクリメントするためのフ
レームカウンタ及び、フレームカウンタの値と1(、O
Mの値を加算し、実際のメモリのアドレスを与える加算
器とから成る。このような従来のメモリのアドレス制御
回路において、第2図の処理を行なうには、2にバイト
のアドレスを生成するため、11ビツトのROM出力、
フレームカウンタ及び加算器が必要であり、回路規模の
低減について配慮されていなかった。
本発明の目的は、PCM再生装健0機能を変えることな
く、メモリのアドレス制御回路の回路規模の低減を行な
ったPCM再生装置を提供することにある。
く、メモリのアドレス制御回路の回路規模の低減を行な
ったPCM再生装置を提供することにある。
このため本発明は、再生装置として必要な一バイトのメ
モリをアドレス制御するのに、各シンボルが必要とする
メモリ容量に対し、複数シンボルを組み合わせて2rl
/クイ)(m)n)以下となる組合わせを2m−5rl
Aつくり、各シンボルがどの組み合わせに属するかを示
すデコーダを設け、フレームカウンタ、加算器等を低減
したものである。
モリをアドレス制御するのに、各シンボルが必要とする
メモリ容量に対し、複数シンボルを組み合わせて2rl
/クイ)(m)n)以下となる組合わせを2m−5rl
Aつくり、各シンボルがどの組み合わせに属するかを示
すデコーダを設け、フレームカウンタ、加算器等を低減
したものである。
以下、本発明の一実施例を第1図のl#1M、図を用い
て説明する。説明を簡潔にするためディスク、テープ等
から再生されたディジタルデータは、1フレームに6個
のデータWo 、 Wl、 W2 、 Ws 。
て説明する。説明を簡潔にするためディスク、テープ等
から再生されたディジタルデータは、1フレームに6個
のデータWo 、 Wl、 W2 、 Ws 。
W4 、 Wsがあるものとし、WO〜W5の各データ
間には4フレ一ム間隔のインターリーフが施しであるも
のとする。
間には4フレ一ム間隔のインターリーフが施しであるも
のとする。
このディジタルデータを再生するために必要なメモリ容
量を第3図に示す。ジッタマージンとして±4フレーム
考慮すると各シンボルは、Wo=30byte、W4=
26byte、W2x22byte、Wa=IBbyt
e、 W4 = 14 byte、 Ws y IQ
byte必要であり、全部で120 byteとなり1
28 byteのメモリを使用する。このためメモリの
アドレスバスは7 bat必要である。
量を第3図に示す。ジッタマージンとして±4フレーム
考慮すると各シンボルは、Wo=30byte、W4=
26byte、W2x22byte、Wa=IBbyt
e、 W4 = 14 byte、 Ws y IQ
byte必要であり、全部で120 byteとなり1
28 byteのメモリを使用する。このためメモリの
アドレスバスは7 bat必要である。
第1図において、1はディスク、チー7青々−ら再生さ
れたディジタル信号をIAから読込み、s bitのデ
ータバス19にデータを出力すると共に書込みデータの
シンボルに対して、IB、ICKフレーム及びシンボル
本位にクロックを発生するためのデータ取込み回路、2
はメモリ3に一旦薔込まれ、ディンターリーブ等の処理
を終えたデータを取込み、端子2人にデータを送り出す
と共に続出しデータのシンボルに対して、2B、2−C
にフレーム及びシンボル単位にクロックを発生するため
の出力回路、22はメモリ3にアドレスを与えるアドレ
ス制御回路で、内部構成は書込み専用でフレーム毎にカ
ウントする6段のフレームカウンタ10と続出でフレー
ム毎にカウントする6段のフレームカウンタ11と、誉
込み、読出しの場合に応じてカウンタ10とカウンタ1
1の出力を切換える切換回路9と、1フレーム内の各シ
ンボルWo〜W5を判別するため、各データごとにカウ
ントする6進の書込み用シンボルカウンタ7と、読出し
用の6進シンボルカウンタ8と、書込み、読出しの場合
に応じてカウンタ7とカウンタ8の出力を切換える切換
回路6と、切換回路6の出力から各シンボルの書込み1
g出し間の絶対遅延量を示すアドレスを与えるROM5
と、シンボルWo 、 W2 、 Wsの時0 、 W
l、Ws 、W4の時1となるデコーダ13と、凡OM
5及び切換回路9の出力を加算してメモリ3のアドレス
20にアドレスを与える6段の加算器4と、ジッタによ
りどれだけ書込みタイミングと読出しタイミングがずれ
ているか監視するため、書込み専用フレームカウンタと
続出し専用フレームカウンタ11の差を見るアドレス監
視回路12からなる。
れたディジタル信号をIAから読込み、s bitのデ
ータバス19にデータを出力すると共に書込みデータの
シンボルに対して、IB、ICKフレーム及びシンボル
本位にクロックを発生するためのデータ取込み回路、2
はメモリ3に一旦薔込まれ、ディンターリーブ等の処理
を終えたデータを取込み、端子2人にデータを送り出す
と共に続出しデータのシンボルに対して、2B、2−C
にフレーム及びシンボル単位にクロックを発生するため
の出力回路、22はメモリ3にアドレスを与えるアドレ
ス制御回路で、内部構成は書込み専用でフレーム毎にカ
ウントする6段のフレームカウンタ10と続出でフレー
ム毎にカウントする6段のフレームカウンタ11と、誉
込み、読出しの場合に応じてカウンタ10とカウンタ1
1の出力を切換える切換回路9と、1フレーム内の各シ
ンボルWo〜W5を判別するため、各データごとにカウ
ントする6進の書込み用シンボルカウンタ7と、読出し
用の6進シンボルカウンタ8と、書込み、読出しの場合
に応じてカウンタ7とカウンタ8の出力を切換える切換
回路6と、切換回路6の出力から各シンボルの書込み1
g出し間の絶対遅延量を示すアドレスを与えるROM5
と、シンボルWo 、 W2 、 Wsの時0 、 W
l、Ws 、W4の時1となるデコーダ13と、凡OM
5及び切換回路9の出力を加算してメモリ3のアドレス
20にアドレスを与える6段の加算器4と、ジッタによ
りどれだけ書込みタイミングと読出しタイミングがずれ
ているか監視するため、書込み専用フレームカウンタと
続出し専用フレームカウンタ11の差を見るアドレス監
視回路12からなる。
デコーダ13の出力は、メモリ3の最上位アドレスに加
えることにより、シンボルWo 、 W2 、 Wsは
メモリのアドレス0〜63で処理され、Wt 、 Ws
。
えることにより、シンボルWo 、 W2 、 Wsは
メモリのアドレス0〜63で処理され、Wt 、 Ws
。
W4はメモリのアドレス64〜127で処理する。これ
ら2つのメモリ領域をそれぞれα、βの2つの群とする
と、このα、βで使用されるデータの総数が26以下で
あれば、どのようなシンボルの組合わせでもかまわない
。
ら2つのメモリ領域をそれぞれα、βの2つの群とする
と、このα、βで使用されるデータの総数が26以下で
あれば、どのようなシンボルの組合わせでもかまわない
。
回路動作を第4図のタイミングチャート、第5図のメモ
IJ m成を用いて説明する。
IJ m成を用いて説明する。
まず書込み動作についてii明する。書込み専用フレー
ムカウンタ10のクロックには、第4図IBに示すよう
にディスク、テープ等の(ロ)転ジッタ&含ムフレーム
同期のパルスがデータ取込み回路1から加オ〕る。また
カランタフのクロックには同図1Cで示すようにフレー
ム周期のパルスから6個のパルスが加わる。よって、カ
ランタフの1直は第4図7のようになる。
ムカウンタ10のクロックには、第4図IBに示すよう
にディスク、テープ等の(ロ)転ジッタ&含ムフレーム
同期のパルスがデータ取込み回路1から加オ〕る。また
カランタフのクロックには同図1Cで示すようにフレー
ム周期のパルスから6個のパルスが加わる。よって、カ
ランタフの1直は第4図7のようになる。
書込み動作時に切換回路6と切換回路9をA個選択すれ
ば、デコーダ13はカウンタ7の値が0.2.5のとき
Oをデコードしてアドレスバス21にOを与える。それ
以外の1.3.4のときはlを与えることで、アドレス
領域α、βの切換を行なう。またl(,0M5はカウン
タ7の値に応じてWO〜W5の書込みアドレスである2
5,21゜49 、37 、53 、57という値を加
算器4に与える。加算器4は凡(J M 5の出力と切
換回路9を介したフレームカウンタ10の出力を加算し
て5 bitのアドレスバス20に与える。
ば、デコーダ13はカウンタ7の値が0.2.5のとき
Oをデコードしてアドレスバス21にOを与える。それ
以外の1.3.4のときはlを与えることで、アドレス
領域α、βの切換を行なう。またl(,0M5はカウン
タ7の値に応じてWO〜W5の書込みアドレスである2
5,21゜49 、37 、53 、57という値を加
算器4に与える。加算器4は凡(J M 5の出力と切
換回路9を介したフレームカウンタ10の出力を加算し
て5 bitのアドレスバス20に与える。
実際にメモリ上に書込まれるアドレスはフレームカウン
タ10の値を人とすると、Wl、 Ws 、 W4のア
ドレスはデコーダ13により64番地オフセットされW
OのデータはA+25番地、Wlは64+A+21番地
、W2はA+47番地、W3は64+A+39番地、W
4は64+A+53番地、W5はA+57番地となる。
タ10の値を人とすると、Wl、 Ws 、 W4のア
ドレスはデコーダ13により64番地オフセットされW
OのデータはA+25番地、Wlは64+A+21番地
、W2はA+47番地、W3は64+A+39番地、W
4は64+A+53番地、W5はA+57番地となる。
上記アドレス制御回路22で生成したアドレスに対しデ
ータ毛込み回%1は、このアドレスに同期してデータバ
ス19上に第4図19で示すデータを送り出し、メモリ
3の所定のアドレスに国〜圓の順に書込む。また次のフ
レームのデータ■〜■については、フレームカウンタ1
0がインクリメントされることによりm〜圓が書込まれ
たメモリ3のアドレスに対し+1したアドレスに書込ま
れる。
ータ毛込み回%1は、このアドレスに同期してデータバ
ス19上に第4図19で示すデータを送り出し、メモリ
3の所定のアドレスに国〜圓の順に書込む。また次のフ
レームのデータ■〜■については、フレームカウンタ1
0がインクリメントされることによりm〜圓が書込まれ
たメモリ3のアドレスに対し+1したアドレスに書込ま
れる。
この様子を第5図のメモリ構成図により説明する。第5
図でα、βはメモリ3のアドレス0〜63と、64〜1
27の領域を示すもので、円周上に時計回りでアドレス
が順次配置されているものである。この図でわかるよう
にWOのシンボルに注目して見ると、国のデータはA+
25のアドレスに書込まれ、次フレームの■はA+26
に書込まれる。このようにフレームカウンタ10がイン
クリメントされるごとに書込みアドレスは時計方向に回
るように動作する。
図でα、βはメモリ3のアドレス0〜63と、64〜1
27の領域を示すもので、円周上に時計回りでアドレス
が順次配置されているものである。この図でわかるよう
にWOのシンボルに注目して見ると、国のデータはA+
25のアドレスに書込まれ、次フレームの■はA+26
に書込まれる。このようにフレームカウンタ10がイン
クリメントされるごとに書込みアドレスは時計方向に回
るように動作する。
次に続出し動作について説明する。読出しフレームカウ
ンタ11のクロックには、第4図2Bで示すように、デ
ータ出力回路2から水晶発振器で生成したフレーム周期
のパルスが加わり、同様にカウンタ8のクロック入力に
は第4図20の信号が加わる。よってカウンタ8の値は
第4図8で示す値となる。また、読出し動作時には切換
回路6と切換回路9をB側に選択すれば1(、OM 5
の入力にはカウンタ8の値が加わり、Wo−、−Wsの
各シンボルに対しインターリーフを解くためのアドレス
として、0 、0.30,26,44゜52という値を
ROM5は出力する。
ンタ11のクロックには、第4図2Bで示すように、デ
ータ出力回路2から水晶発振器で生成したフレーム周期
のパルスが加わり、同様にカウンタ8のクロック入力に
は第4図20の信号が加わる。よってカウンタ8の値は
第4図8で示す値となる。また、読出し動作時には切換
回路6と切換回路9をB側に選択すれば1(、OM 5
の入力にはカウンタ8の値が加わり、Wo−、−Wsの
各シンボルに対しインターリーフを解くためのアドレス
として、0 、0.30,26,44゜52という値を
ROM5は出力する。
実際のメモリ3のアドレスは、書込みアドレスと同様に
加算器4及びデコーダ13により与えられる。仮にフレ
ームカウンタ11の値が人とすると、WoがA番地、W
lが64+A番地、W2 f;: A +30番地、W
3が64+ A + 26−IF地、W4が64+A+
44番地、WsがA+52番地となる。このアドレスに
同期して、メモリ3はデータバス19にデータを第4図
19のム〜ムで示すように出力し、データ出力回路2に
データを送り出す。
加算器4及びデコーダ13により与えられる。仮にフレ
ームカウンタ11の値が人とすると、WoがA番地、W
lが64+A番地、W2 f;: A +30番地、W
3が64+ A + 26−IF地、W4が64+A+
44番地、WsがA+52番地となる。このアドレスに
同期して、メモリ3はデータバス19にデータを第4図
19のム〜ムで示すように出力し、データ出力回路2に
データを送り出す。
上記の読出しデータム〜ムがディンターリーブされてい
ることを、第5図のメモリ構成図により説明する。前記
書込み動作で説明したようKWOに注目して見た場合、
書込みアドレスがA+25であるときアドレスAのデー
タは25フレーム前のデータとなっており、ディンター
リーブに必要な所望の遅延量を得ていることがわかる6
他のシンボルにおいても同様に、ROM5で与えられた
書込み、読出しアドレスの差分だけ遅延をうけディンタ
ーリーブ処理が行なわれる。
ることを、第5図のメモリ構成図により説明する。前記
書込み動作で説明したようKWOに注目して見た場合、
書込みアドレスがA+25であるときアドレスAのデー
タは25フレーム前のデータとなっており、ディンター
リーブに必要な所望の遅延量を得ていることがわかる6
他のシンボルにおいても同様に、ROM5で与えられた
書込み、読出しアドレスの差分だけ遅延をうけディンタ
ーリーブ処理が行なわれる。
以上、第1図の本発明による実施例によれば、128b
yteのメモリのアドレスを制御するのに、各シンボル
に必要なメモリ数の合計が26以下になるように組み合
わせてαとβの2領域に分割し、α領域に含まれるデー
タは0.β領域に含まれるデータはlとなるようにアド
レスバス21を制御することで、従来7段必要であった
書込み専用フレームカウンタ10と読出し専用フレーム
カウンタ11を6段にして、カウンタ、加算器等を低減
した。
yteのメモリのアドレスを制御するのに、各シンボル
に必要なメモリ数の合計が26以下になるように組み合
わせてαとβの2領域に分割し、α領域に含まれるデー
タは0.β領域に含まれるデータはlとなるようにアド
レスバス21を制御することで、従来7段必要であった
書込み専用フレームカウンタ10と読出し専用フレーム
カウンタ11を6段にして、カウンタ、加算器等を低減
した。
他の一実施例として、ディジタルオーディオディスク再
生装置のアドレス制御回路について説明する。第6図に
各シンボルの必要メモリ数を示す。ジッタマージンとし
て±4フレーム考慮すると各シンボルWo−,,Psの
必要メモリ数は、D/A出力用K O〜3 byte%
Ct訂正用に1byte%ディンターリーブ処理及び0
2訂正用にθ〜128byte必要であることから、W
o wa 12Qbyte 、 Wt wm116by
te%W2 m 112byte、 Ws W 108
byte%Wa m26byte 、 Ws m
100byte % We m96 byte 1
Wt ! 92b7te%W8W88 b7te、
W9m84 byte、 Wto mso bytp。
生装置のアドレス制御回路について説明する。第6図に
各シンボルの必要メモリ数を示す。ジッタマージンとし
て±4フレーム考慮すると各シンボルWo−,,Psの
必要メモリ数は、D/A出力用K O〜3 byte%
Ct訂正用に1byte%ディンターリーブ処理及び0
2訂正用にθ〜128byte必要であることから、W
o wa 12Qbyte 、 Wt wm116by
te%W2 m 112byte、 Ws W 108
byte%Wa m26byte 、 Ws m
100byte % We m96 byte 1
Wt ! 92b7te%W8W88 b7te、
W9m84 byte、 Wto mso bytp。
Wll諺76 byte、 Qo禦71 byte%Q
1ms67byte、 Q2wg 63 byte 、
Qs 冨59 byte、Wt2 m58byte、
Wssm54byte、Wt4 寓50byte、W
ts wa46byte1 Wtam42byte%W
l? x38byte%W18 m34byte、
Wtl1mm30byte、 W2Om26byte
、 W21 m22byte%W22冨18byte
、 W2B 5m14byte%PG!P1m+*P
2smP3s++wllb7teKなる。これを例えば
、(WoとQ2とQsとP3)。
1ms67byte、 Q2wg 63 byte 、
Qs 冨59 byte、Wt2 m58byte、
Wssm54byte、Wt4 寓50byte、W
ts wa46byte1 Wtam42byte%W
l? x38byte%W18 m34byte、
Wtl1mm30byte、 W2Om26byte
、 W21 m22byte%W22冨18byte
、 W2B 5m14byte%PG!P1m+*P
2smP3s++wllb7teKなる。これを例えば
、(WoとQ2とQsとP3)。
(WlとQlとWt 2とPz ) 、 (W2とQo
とWt sとW2B)。
とWt sとW2B)。
(WllとWt4とW22 ) 、 (WsとWtoと
WtsとP。
WtsとP。
とPl) 、 (W4とWsとWtaとW21 )
、 (WsとWsとWl?とW2O) ; (Wsと
W7とWtsとWts)のように、各シンボルの必要デ
ータ数の合計が2s以内になるように分割すると8つの
領域に別れる。
、 (WsとWsとWl?とW2O) ; (Wsと
W7とWtsとWts)のように、各シンボルの必要デ
ータ数の合計が2s以内になるように分割すると8つの
領域に別れる。
よって、第1図の実施例と同様に、デコーダ13の構成
を上記領域分割に対応し、3bit出力を得ることによ
り、従来11段構成とする必要があった蓄込み、読出し
専用フレームカウンタ及び加算器を8段構成とすること
ができる。
を上記領域分割に対応し、3bit出力を得ることによ
り、従来11段構成とする必要があった蓄込み、読出し
専用フレームカウンタ及び加算器を8段構成とすること
ができる。
以上1本発明の実施例においては、再生装置としてディ
ンターリーブを行なうメモリのアドレス制御について述
べたが、記録装置に8いて。
ンターリーブを行なうメモリのアドレス制御について述
べたが、記録装置に8いて。
インターリーフ処理を行なうメモリについても同様に処
理することにより、フレームカウンタ、加算器等を低減
できることは明らかであり、その要旨を脱しない範囲で
構成がとられてよいこと勿論である。
理することにより、フレームカウンタ、加算器等を低減
できることは明らかであり、その要旨を脱しない範囲で
構成がとられてよいこと勿論である。
本発明によれば、ディンターリーブ処理を行なうPby
t eのメモリを制御するメモリ・アドレス制御装置
において、各シンボルに必要なメモリ容量を2”byt
e単位にまとめて扱うことで、アドレス用のフレームカ
ウンタ及び加算器を従来よりm −n段少ない構成で実
現できる効果がある。
t eのメモリを制御するメモリ・アドレス制御装置
において、各シンボルに必要なメモリ容量を2”byt
e単位にまとめて扱うことで、アドレス用のフレームカ
ウンタ及び加算器を従来よりm −n段少ない構成で実
現できる効果がある。
第1図は本発明の一実施例を示すアドレス制御回路の構
成図、第2図はディジタル・オーディオ・ディスクにお
ける再生処理の流れを表わす図、第3図は第1図のメモ
リ3の容量を示す図、第4図は第1図のタイミングチャ
ート図、第5図は第1図のメモリ3の動作説明に用いた
図、第6図はディジタル・オーディオ・ディスクの再生
処理におけるメモリ3の容量を示す図である。 1・・・データ読込み回路 2・・・データ出力回路 3・・・メモリ
成図、第2図はディジタル・オーディオ・ディスクにお
ける再生処理の流れを表わす図、第3図は第1図のメモ
リ3の容量を示す図、第4図は第1図のタイミングチャ
ート図、第5図は第1図のメモリ3の動作説明に用いた
図、第6図はディジタル・オーディオ・ディスクの再生
処理におけるメモリ3の容量を示す図である。 1・・・データ読込み回路 2・・・データ出力回路 3・・・メモリ
Claims (1)
- 複数シンボルのデータに同期信号を付加しフレームを構
成し、該複数シンボルは、各シンボルにフレームを単位
として一定遅延を行なうインターリーフ処理を施したデ
ータで、該データが記録されている記録媒体から信号を
再生する手段と、該再生データを記憶するメモリと、該
メモリの書き込み、読出しアドレスを生成する手段を具
備してなるPCM再生装置において、上記各シンボルに
施してあるインターリーフを解くための遅延量が2のべ
き乗以下となるシンボルを組合わせ群となし、各シンボ
ルがどの群に属するかを示すデコーダを設け、上記メモ
リのアドレスを生成する手段に用いるカウンタ、加算器
等の回路を低減したことを特徴とするPCM再生装置。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP3642785A JPH0640420B2 (ja) | 1985-02-27 | 1985-02-27 | Pcm再生装置 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP3642785A JPH0640420B2 (ja) | 1985-02-27 | 1985-02-27 | Pcm再生装置 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS61196467A true JPS61196467A (ja) | 1986-08-30 |
JPH0640420B2 JPH0640420B2 (ja) | 1994-05-25 |
Family
ID=12469517
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP3642785A Expired - Lifetime JPH0640420B2 (ja) | 1985-02-27 | 1985-02-27 | Pcm再生装置 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH0640420B2 (ja) |
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH02278573A (ja) * | 1989-03-13 | 1990-11-14 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | データ記憶装置および方法 |
JPH04184769A (ja) * | 1990-11-19 | 1992-07-01 | Nec Ic Microcomput Syst Ltd | アドレス生成回路とそれを用いたcd―rom装置 |
-
1985
- 1985-02-27 JP JP3642785A patent/JPH0640420B2/ja not_active Expired - Lifetime
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH02278573A (ja) * | 1989-03-13 | 1990-11-14 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | データ記憶装置および方法 |
JPH04184769A (ja) * | 1990-11-19 | 1992-07-01 | Nec Ic Microcomput Syst Ltd | アドレス生成回路とそれを用いたcd―rom装置 |
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
JPH0640420B2 (ja) | 1994-05-25 |
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