TWI651719B - 碟片狀記錄媒體、記錄裝置、記錄方法、再生裝置、及再生方法 - Google Patents

碟片狀記錄媒體、記錄裝置、記錄方法、再生裝置、及再生方法 Download PDF

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Abstract

本技術係有關於，使得將資料高密度地記錄，並將已被高密度記錄之資料予以可靠地再生成為可能的碟片狀記錄媒體、記錄裝置、記錄方法、再生裝置、及再生方法。
在碟片狀記錄媒體中，用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄。本技術係可適用於例如，光碟其他碟片狀記錄媒體等。

Description

碟片狀記錄媒體、記錄裝置、記錄方法、再生裝置、及再生方法
本技術係有關於碟片狀記錄媒體、記錄裝置、記錄方法、再生裝置、及再生方法，尤其是有關於，例如，將資料予以高密度地記錄、或可將已被高密度記錄之資料予以可靠地再生的碟片狀記錄媒體、記錄裝置、記錄方法、再生裝置、及再生方法。
專利文獻1係記載，在相鄰之凸軌(軌跡)與凹軌(軌跡)之間的中間位置，記錄作為位址的識別資訊之記號、及將在半徑方向上相鄰之中間位置上所被記錄的識別資訊之記號，在軌跡方向上予以偏移開來而記錄。
〔先前技術文獻〕 〔專利文獻〕
〔專利文獻1〕日本專利第5089781號公報
近年來，將資料高密度地記錄、或將已被高密度記錄之資料予以可靠地再生的需求，逐漸高漲。
本技術係有鑑於如此狀況而研發，係使得將資料高密度地記錄、或將已被高密度記錄之資料予以可靠地再生成為可能。
本技術的碟片狀記錄媒體，係一種碟片狀記錄媒體，係用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄。
於本技術的碟片狀記錄媒體中，用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄。
本技術的記錄裝置，係為一種記錄裝置，係具備：記錄部，係將用來取得同步所需之同步型樣，以使其在碟片狀記錄媒體的相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上予以偏移而記錄。
本技術的記錄方法，係為一種記錄方法，係含有以下步驟：將用來取得同步所需之同步型樣，以使其在碟片狀記錄媒體的相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上予以偏移而記錄。
於本技術的記錄裝置及記錄方法中，用來取 得同步所需之同步型樣，是以使其在碟片狀記錄媒體的相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄。
本技術的再生裝置，係一種再生裝置，係具備再生部，係從：用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄的碟片狀記錄媒體，再生出再生訊號。
本技術的再生方法，係一種再生方法，係含有以下步驟：從用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄的碟片狀記錄媒體，再生出再生訊號。
於本技術的再生裝置及再生方法中，係從用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄的碟片狀記錄媒體，再生出再生訊號。
此外，記錄裝置或再生裝置，係可為獨立的裝置，亦可為構成1個裝置的內部區塊。
又，記錄裝置或再生裝置，係可藉由令電腦執行程式而實現。程式係可透過傳輸媒體而傳輸，或可記錄在記錄媒體中來提供之。
若依據本技術，則可將資料高密度地記錄、或將已被高密度記錄之資料予以可靠地再生。
此外，並非一定限定於這裡所記載的效果，亦可為本揭露中所記載之任一效果。
11‧‧‧ECC處理部
12‧‧‧DCC附加部
13‧‧‧通道編碼部
14‧‧‧RUB構成部
15‧‧‧記錄再生系
16‧‧‧光碟
17‧‧‧訊號處理部
18‧‧‧通道解碼部
19‧‧‧DCC刪除部
20‧‧‧ECC處理部
21‧‧‧控制部
21A‧‧‧暫存器群
31‧‧‧ADC
32‧‧‧PLL
33‧‧‧記憶體
34‧‧‧適應等化部
35‧‧‧復原部
36‧‧‧摺積部
37‧‧‧誤差演算部
38‧‧‧碼處理部
41‧‧‧HPF
42‧‧‧AGC
510乃至512‧‧‧適應等化器
52‧‧‧加算部
61‧‧‧sync偵測部
62‧‧‧時刻資訊生成部
63‧‧‧時脈偏移偵測部
64‧‧‧資料閘訊號生成部
111‧‧‧分枝量度生成部
112‧‧‧限制訊號生成部
113-2乃至1131025‧‧‧ACS部
114‧‧‧連接控制部
115‧‧‧解碼結果輸出部
1210乃至1212‧‧‧演算部
122‧‧‧選擇控制部
123‧‧‧選擇器
124‧‧‧狀態量度記憶體
1311乃至131L-1‧‧‧選擇器
1320乃至132L-1‧‧‧路徑記憶體
201‧‧‧匯流排
202‧‧‧CPU
203‧‧‧ROM
204‧‧‧RAM
205‧‧‧硬碟
206‧‧‧輸出部
207‧‧‧輸入部
208‧‧‧通訊部
209‧‧‧驅動器
210‧‧‧輸出入介面
211‧‧‧可移除式記錄媒體
〔圖1〕適用了本技術的記錄再生裝置之一實施形態之構成例的區塊圖。
〔圖2〕記錄再生裝置對光碟16記錄使用者資料的記錄處理之例子的說明用流程圖。
〔圖3〕記錄再生裝置將已被記錄在光碟16中的使用者資料予以再生之再生處理之例子的說明用流程圖。
〔圖4〕訊號處理部17之構成例的區塊圖。
〔圖5〕適應等化部34之構成例的區塊圖。
〔圖6〕碼處理部38之構成例的區塊圖。
〔圖7〕被ECC處理部11所構成的ECC區塊之例子的說明圖。
〔圖8〕被DCC附加部12所構成的訊框之例子的說明圖。
〔圖9〕被RUB構成部14所構成的RUB之例子的說明圖。
〔圖10〕PCWA110碼之概要的說明圖。
〔圖11〕39T的FS之構成例的圖示。
〔圖12〕6,828T的Run_in之構成例的圖示。
〔圖13〕同步型樣syn0及相關零型樣NC0之例子的說明圖。
〔圖14〕Run_in中所被配置之A型樣及B型樣的說明圖。
〔圖15〕相互相關XC(1)乃至XC(420)之分散度從較小起依序的順位為第1位至第4位為止的A候補碼及B候補碼之組合之相關資訊的圖示。
〔圖16〕A型樣及B型樣之例子的圖示。
〔圖17〕A型樣及B型樣之相關資訊的圖示。
〔圖18〕被配置在Run_in之最後的第1型樣NC1及第2型樣NC2之例子的圖示。
〔圖19〕309組的NC1候補碼及NC2候補碼之組合(之一部分)之相關資訊的圖示。
〔圖20〕第1型樣NC1及第2型樣NC2之例子的圖示。
〔圖21〕Run_out之例子的說明圖。
〔圖22〕sync偵測部61所進行的sync偵測處理之例子的說明圖。
〔圖23〕sync偵測部61所進行的sync偵測處理之例子的說明用流程圖。
〔圖24〕對光碟16的相鄰之2個軌跡的FS之記錄之例子的說明圖。
〔圖25〕限制長度(ISI長度)為11、最小行程d=1 (在NRZ表現下，係為2T)的碼之PRML(Partial Response Maximum Likelihood)的說明圖。
〔圖26〕限制長度為11、最小行程d=1的碼之PRML中所被使用之網格之例子的圖示。
〔圖27〕FS之例子的圖示。
〔圖28〕關於6型樣之FS，無時脈偏移時的FS、及有時脈偏移時的FS之例子的圖示。
〔圖29〕擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之關係的圖示。
〔圖30〕時刻t=7之時的FS候補位元列FSA#i[0：4]、FSB#i[0：4]、FSC#i[0：4]的圖示。
〔圖31〕特別狀態的說明圖。
〔圖32〕復原部35之構成例的區塊圖。
〔圖33〕ACS部113i之構成例的區塊圖。
〔圖34〕碼處理部38的時刻資訊生成部62所進行的時刻資訊生成處理之例子的說明用流程圖。
〔圖35〕作為最大似然解碼裝置的復原部35所進行的最大似然解碼處理的說明用流程圖。
〔圖36〕依照擴充時變網格所被進行的最大似然解碼處理之具體例的說明圖。
〔圖37〕時脈偏移之偵測、與資料閘訊號之生成的說明圖。
〔圖38〕被DCC附加部12所構成的訊框之另一例子的說明圖。
〔圖39〕以訊框叢簇為對象，在通道編碼部13中的通道編碼之例子的說明圖。
〔圖40〕30T的FS之構成例的圖示。
〔圖41〕被RUB構成部14所構成的RUB之另一例子的說明圖。
〔圖42〕被RUB構成部14所構成的縮短RUB之例子的說明圖。
〔圖43〕4,614T的Run_in之構成例的圖示。
〔圖44〕nc0型樣、以及末尾型樣tp1及tp2之例子的圖示。
〔圖45〕804T之輔助控制型樣APCSY之構成例的圖示。
〔圖46〕輔助控制型樣APCSY之開頭中所被配置之60T的nc1型樣及nc2型樣之例子的圖示。
〔圖47〕Run_out及附加Run_out之構成例的圖示。
〔圖48〕構成RUB的14是構成標準RUB的情況下，sync偵測部61所進行的sync偵測處理之例子的說明用流程圖。
〔圖49〕適用了本技術的電腦之一實施形態之構成例的區塊圖。
<適用了本技術的記錄再生裝置之一實施形態>
圖1係適用了本技術的記錄再生裝置之一實施形態之構成例的區塊圖。
於圖1中，記錄再生裝置係具有：ECC(Error Correction Coding)處理部11、DCC(Direct Current Control)附加部12、通道編碼部13、RUB(Recording Unit Block)構成部14、記錄再生系15、光碟16、訊號處理部17、通道解碼部18、DCC刪除部19、ECC處理部20、及控制部21。
對ECC處理部11係供給著，光碟16中所記錄之對象之使用者資料(影像或聲音等之內容、電腦程式、其他各種資料)。
ECC處理部11，係按照使用者資料的所定之每一單位，包含該所定之單位之使用者資料，構成身為ECC處理對象的ECC對象資料。
然後，ECC處理部11，係藉由對ECC對象資料，實施附加同位元的ECC處理，以構成ECC區塊，供給至DCC附加部12。
DCC附加部12，係將來自ECC處理部11的ECC區塊分割成作為所定之單位之資料的row資料，對各row資料，附加(插入)DC(Direct Current)控制用的DCC位元。
然後，DCC附加部12，係對已被附加有DCC位元的row資料，藉由附加上表示訊框之開頭(或結尾)的FS(Frame Sync)等之必要的資料以構成訊框，並供給 至通道編碼部13。
通道編碼部13，係將來自DCC附加部12之訊框，編碼成所定之通道碼，供給至RUB構成部14。
此處，作為通道碼係可採用例如PCWA(Parity-Complementary Word Assignment)碼，特別是例如PCWA110碼，其他還可採用任意之RLL(Run-Length Limited)碼。又，PCWA110碼，係為2值的碼，但作為通道碼，係可採用3值以上的多值的碼。
此外，最小行程為d，最大行程為k的RLL碼，係被稱為(d,k)RLL碼。PCWA110碼，係將2位元的資訊編碼成3位元的碼，是編碼率為2/3的碼，在NRZI(Non Return to Zero Inversion)表現下，係為最小行程d為1、最大行程k為10的(1,10)RLL碼。關於PCWA110碼係被記載於例如，日本專利第4998472號公報。
又，若將記錄再生裝置的通道時脈之週期以T表示，則在NRZ(Non Return to Zero)表現下，PCWA110的最小行程d及最大行程k，係分別為2T及11T。
以下，關於最小行程d及最大行程k等之行程，對NRZI表現之行程係不標上T來表示，對NRZ表現之行程(及大小)係標上T來表示。
再者，本說明書中的NRZI表現係假設為例如，1是意味著前一個位元的反轉，0是意味著維持前一 個位元不變。
RUB構成部14，係藉由對來自通道編碼部13的訊框(已被編碼成通道碼的訊框)之集合(後述的訊框叢簇)，附加分別表示ECC區塊之開頭及結尾的Run_in及Run_out，以構成RUB，供給至記錄再生系15。
記錄再生系15，係由未圖示的拾取器等所構成。記錄再生系15係作為，藉由對光碟16照射雷射光等之光線而形成記號，以對光碟16記錄資料的記錄部而發揮機能。又，記錄再生系15係作為，對光碟16照射雷射光，將對該雷射光的，來自光碟16之反射光予以受光，藉由將該反射光所相應之再生訊號予以輸出，將已被記錄在光碟16中的資料予以再生的再生部而發揮機能。
記錄再生系15，係隨應於來自RUB構成部14的RUB，對光碟16照射雷射光，將該RUB，記錄至光碟16。又，記錄再生系15，係藉由對光碟16照射雷射光，將已被記錄在光碟16中的RUB等所對應之再生訊號(RF(Radio Frequency)訊號)予以再生，供給至訊號處理部17。
光碟16，係為碟片狀記錄媒體之1種，作為軌跡，係有凸軌(軌跡)與凹軌(軌跡)是相鄰而被形成。
凹軌，係為呈溝狀的軌跡，為了定址，而有搖擺。凸軌，係為被夾在(相鄰的)2個凹軌之間的軌跡。
關於光碟16，係為了高密度地記錄資料，而在凸軌及群組之雙方，都有被記錄資料(被形成記號)。
如以上，由於在光碟16中，係在凸軌及凹軌之雙方中都被記錄有資料，因此某個軌跡TK0(在圖1中係為凹軌)是變成再生對象之軌跡的情況下，記錄再生系15，對再生對象之軌跡TK0所照射的雷射光(之光點)，係除了軌跡TK0以外，就連與軌跡TK0相鄰之軌跡TK1及TK2(甚至還有軌跡TK1或TK2，在不與軌跡TK0相鄰之側所相鄰之軌跡)也會被照射。
其結果為，在再生對象之軌跡TK0的再生時，從該軌跡TK0所相鄰之軌跡TK1及TK2會產生串音，以軌跡TK0為再生對象的再生訊號，係會因為來自該軌跡TK0所相鄰之軌跡TK1及TK2的串音而劣化。亦即，以軌跡TK0為再生對象的再生訊號，係含有起因於來自軌跡TK0所相鄰之軌跡TK1及TK2之串音的串音成分，以軌跡TK0為再生對象的再生訊號，係從原本的波形(無串音時的波形)變形。
在後述的訊號處理部17中，作為訊號處理之1，係進行將再生訊號之串音(成分)予以消除的串音消除(以下亦稱為XTC(Cross Talk Cancel)，求出原本之波形的再生訊號。
此處，在記錄再生系15中，將來自光碟16之反射光予以受光的未圖示的受光元件的受光面，係被分割成例如，光碟16之半徑方向(所對應之方向)的3個 領域。該3個領域中，分別入射至該領域的，來自光碟16之反射光係被受光，獲得該反射光所對應之訊號成分rs0、rs1、及rs2。其結果為，在記錄再生系15中，作為再生訊號，係為訊號成分rs0、rs1、及rs2，分別被輸出。
訊號成分rs0，係為以來自再生對象之軌跡TK0的反射光為主而對應的訊號成分。又，訊號成分rs1，係以來自軌跡TK0之內周及外周之其中一方所相鄰之軌跡TK1(之至少一部分)的反射光為主而對應的訊號成分，訊號成分rs2，係以來自軌跡TK0之內周及外周之其中他方所相鄰之軌跡TK2(之至少一部分)的反射光為主而對應的訊號成分。
如以上所述，記錄再生系15所獲得的再生訊號中係含有：作為光碟16之半徑方向的不同複數領域(例如軌跡TK0、TK1、TK2)所分別對應之複數訊號成分的，例如，訊號成分rs0、rs1、及rs2。
此外，此處雖然是假設，將記錄再生系15的受光元件的受光面，分割成光碟16之半徑方向之3個領域，但受光元件的受光面之分割方法，係不限定於此。亦即，受光元件的受光面係可分割成例如，光碟16之半徑方向之4個以上之領域。又，受光元件的受光面，係藉由分割成光碟16之半徑方向與軌跡方向，就可分割成任意之複數數量之領域。在記錄再生系15中，可將與受光元件的受光面之分割數相等之數量的訊號成分，當作再生訊 號而獲得。
甚至，作為再生訊號亦可為例如，在獲得訊號成分rs0、rs1、及rs2等之複數訊號成分時，不將受光元件的受光面做分割，而將來自光碟16之反射光，以複數受光元件予以受光。
又，作為再生訊號，係亦可不是如上述採用複數訊號成分，而是採用，以未分割受光面的1個受光元件，將來自光碟16之反射光予以受光所得之訊號。
訊號處理部17，係藉由進行來自記錄再生系15之再生訊號的訊號處理，理想上，將與通道編碼部13所輸出之相同的通道碼之訊框予以復原，供給至通道解碼部18。
再者，訊號處理部17，係藉由進行再生訊號之訊號處理，以生成通道碼之訊框的，FS以外之部分的資料也就是訊框資料，亦即已被附加有DCC位元的row資料的表示區間的資料閘訊號，供給至通道解碼部18。
通道解碼部18，係從來自訊號處理部17之通道碼之訊框，抽出同樣來自訊號處理部17之資料閘訊號所表示之區間的已經變成訊框資料的作為通道碼的，例如PCWA110碼。然後，通道解碼部18，係進行從訊框所抽出的已經變成訊框資料的PCWA110碼之解碼(通道解碼)，將藉由該解碼所得的訊框資料，亦即已被附加有DCC位元的row資料，供給至DCC刪除部19。
DCC刪除部19，係從來自通道解碼部18之訊 框資料，刪除DCC位元，將該結果所得的row資料，供給至ECC處理部20。
ECC處理部20，係將來自DCC刪除部19之row資料予以收集，構成ECC區塊。然後，ECC處理部20，係藉由對ECC區塊實施ECC處理，將ECC區塊中所含之ECC對象資料中所產生的錯誤加以訂正，將ECC對象資料中所含之使用者資料予以輸出。
控制部21，係控制構成記錄再生裝置的各區塊。亦即，控制部21，係內建暫存器群21A。在暫存器群21A中，例如，隨應於未圖示的操作部之操作等，而會記憶(設定)有命令或其他各種之資訊。控制部21，係隨應於暫存器群21A之記憶值(設定值)，來控制構成記錄再生裝置的各區塊。
此外，於圖1中，記錄再生裝置，係除了構成為會進行再生及記錄之雙方的裝置以外，亦可構成為只進行再生的再生專用裝置、或只進行記錄的記錄專用裝置。
又，於圖1中，記錄再生裝置，係也可構成為，將光碟16予以預先內藏的形式，亦可構成為可裝卸光碟16的形式。
然後，構成圖1的記錄再生裝置的ECC處理部11乃至RUB構成部14、及訊號處理部17乃至控制部21，係亦可由單1晶片所構成。
<記錄處理>
圖2係圖1的記錄再生裝置對光碟16記錄使用者資料的記錄處理之例子的說明用流程圖。
於步驟S11中，ECC處理部11，係使用被供給至其的使用者資料，構成含有該使用者資料的ECC對象資料。然後，ECC處理部11，係對ECC對象資料實施ECC處理，構成對ECC對象資料附加有同位元的ECC區塊，供給至DCC附加部12，處理係從步驟S11前進至步驟S12。
於步驟S12中，DCC附加部12，係將來自ECC處理部11之ECC區塊分割成row資料，對各row資料附加DCC位元，並且將FS(Frame Sync)等之必要的資料予以附加以構成訊框。
DCC附加部12，係將訊框，供給至通道編碼部13，處理係從步驟S12前進至步驟S13。
在步驟S13中，通道編碼部13係將來自DCC附加部12的訊框，編碼成PCWA110碼等之通道碼，供給至RUB構成部14，處理係前進至步驟S14。
在步驟S14中，RUB構成部14係將來自通道編碼部13的訊框予以接收，收集從1個ECC區塊所得之訊框，對該訊框之集合，附加Run_in及Run_out。RUB構成部14係將RUB，供給至記錄再生系15，處理係從步驟S14前進至步驟S15。
在步驟S15中，記錄再生系15係藉由，隨應 於來自RUB構成部14的RUB，而對光碟16照射雷射光，以將該RUB記錄至光碟16。
以下，藉由進行相同的處理，就會對光碟16，以RUB單位，記錄下使用者資料。亦即，對光碟16的記錄，係以RUB為記錄單位而進行。
<再生處理>
圖3係圖1的記錄再生裝置將已被記錄在光碟16中的使用者資料予以再生之再生處理之例子的說明用流程圖。
於步驟S21中，記錄再生系15，係藉由對光碟16照射雷射光，將已被記錄在光碟16中的RUB等所對應之再生訊號予以再生，供給至訊號處理部17，處理係前進至步驟S22。
在步驟S22中，訊號處理部17係進行來自記錄再生系15之再生訊號的訊號處理。
在再生訊號的訊號處理中係進行：再生訊號之等化、或PCWA110碼等之通道碼的訊框之復原、資料閘訊號之生成等。
再生訊號之訊號處理所得的通道碼之訊框、及資料閘訊號，係被從訊號處理部17供給至通道解碼部18，處理係從步驟S22前進至步驟S23。
在步驟S23中，通道解碼部18，係從來自訊號處理部17之通道碼之訊框，抽出來自訊號處理部17之 資料閘訊號所表示之區間的已經變成訊框資料的作為通道碼的，例如PCWA110碼。然後，通道解碼部18係進行，已從訊框所抽出的已經變成訊框資料的通道碼之通道解碼。然後，通道解碼部18，係將藉由通道解碼所得之訊框資料(已被附加有DCC位元的row資料)，供給至DCC刪除部19，處理係從步驟S23前進至步驟S24。
在步驟S24中，DCC刪除部19，係從來自通道解碼部18之訊框資料，刪除DCC位元，將該結果所得的row資料，供給至ECC處理部20，處理係前進至步驟S25。
在步驟S25中，ECC處理部20，係將來自DCC刪除部19之row資料予以收集，構成ECC區塊。然後，ECC處理部20係藉由對ECC區塊，使用該ECC區塊中所含之同位元來實施ECC處理，以訂正ECC區塊的錯誤，將該ECC區塊的ECC對象資料中所含之使用者資料予以輸出。
以下，藉由進行相同的處理，而從光碟16，以RUB單位，再生出使用者資料。
<訊號處理部17的構成例>
圖4係圖1的訊號處理部17之構成例的區塊圖。
於圖4中，訊號處理部17係具有：ADC(Analog to Digital Converter)31、PLL(Phase Lock Loop)32、 記憶體33、適應等化部34、復原部35、摺積部36、誤差演算部37、碼處理部38、HPF(High Pass Filter)41、及AGC(Auto Gain Controller)42。
對ADC31，係從記錄再生系15供給再生訊號。ADC31，係將來自記錄再生系15之類比之再生訊號的AD轉換，同步於從PLL32所被供給之通道時脈而進行之，將其結果所得的數位之再生訊號予以輸出。ADC31所輸出之再生訊號，係透過HPF41及AGC42，而被供給至PLL32及記憶體33。
PLL32，係將同步於從ADC31透過HPF41及AGC42而被供給之再生訊號的時脈，生成作為通道時脈，供給至ADC31、或其他構成記錄再生裝置所必須之區塊。
記憶體33，係將作為從ADC31透過HPF41及AGC42而被供給之再生訊號的，例如訊號成分rs0、rs1、rs2，予以暫時記憶。
此處，如圖1所說明，訊號成分rs0，係為以來自再生對象之軌跡TK0的反射光為主而對應的訊號成分。又，訊號成分rs1，係以來自軌跡TK0之內周及外周之其中一方所相鄰之軌跡TK1的反射光為主而對應的訊號成分，訊號成分rs2，係以來自軌跡TK0之內周及外周之其中他方所相鄰之軌跡TK2的反射光為主而對應的訊號成分。
適應等化部34，係將記憶體33中所記憶之再 生訊號做適應性等化，如從所望之PR(Partial Response)通道所得之PR訊號般地，將再生訊號所等化而成的等化訊號y，供給至復原部35、及誤差演算部37。
此處，對適應等化部34，係從誤差演算部37，供給著等化訊號y之誤差e。適應等化部34中的再生訊號之等化，係以使得來自誤差演算部37之誤差e變小的方式，而被適應性進行。
又，在適應等化部34中，例如，已被記憶在記憶體33中的作為再生訊號的訊號成分rs0、rs1、rs2，係被獨立地等化，藉由將該訊號成分rs0、rs1、rs2各自的等化結果予以加算，求出等化訊號y。
此外，在適應等化部34中的再生訊號之等化中，係可將作為再生訊號的訊號成分rs0、rs1、rs2，不是獨立地進行等化，而是將訊號成分rs0、rs1、rs2予以合成(加算)後的訊號進行等化。
復原部35，係藉由進行來自適應等化部34之等化訊號y的最大似然解碼等，以從該等化訊號y，復原出通道碼也就是PCWA110碼(之訊框)等，將該復原結果，供給至通道解碼部18，並且也供給至摺積部36及碼處理部38。
此處，復原部35，係在等化訊號y的最大似然解碼之中，只針對訊框之開頭的FS的最大似然解碼，係在FS用隨著時刻而限制了狀態及狀態遷移的時變網格 而進行該最大似然解碼，以復原FS。
此外，關於FS以外之部分的最大似然解碼也是，可在該部分用準備時變網格，依照該時變網格來進行之。
又，復原部35中的，FS以外之PCWA110碼的復原，係亦可藉由最大似然解碼以外之方法，亦即例如閾值處理所致之2值化等來進行。
摺積部36，係藉由將來自復原部35之復原結果、與所望之PR通道之脈衝響應進行摺積，以生成適應等化部34之等化結果也就是作為等化訊號y之目標的目標訊號，供給至誤差演算部37。
誤差演算部37，係求出來自適應等化部34之等化訊號y的，相對於來自摺積部36之目標訊號的誤差e，供給至適應等化部34。
此處，例如，光碟16中所被記錄之RUB中所含之Run_in，係為已知型樣。將如此的已知型樣的再生訊號予以等化而成的等化訊號y的目標訊號，係除了藉由從該等化訊號y所被復原的復原結果與所望之PR通道的脈衝響應做摺積而求出以外，還可藉由已知型樣與所望之PR通道的脈衝響應做摺積而求出。
碼處理部38係藉由將來自復原部35的復原結果加以處理，以生成依照復原部35中的時變網格的最大似然解碼中所使用的時刻資訊，供給至復原部35。於復原部35中，FS的最大似然解碼，係使用來自碼處理部 38之時刻資訊而進行。
又，碼處理部38，係隨應於來自復原部35的復原結果，而生成資料閘訊號，供給至通道解碼部18。
HPF41，係藉由將ADC31所輸出之再生訊號加以濾波，以將該再生訊號的DC(Direct Current)成分予以截除，供給至AGC42。
AGC42，係進行將來自HPF41之再生訊號的增益予以調整的AGC(Auto Gain Control)之處理，供給至PLL32及記憶體33。
<適應等化部34的構成例>
圖5係圖4的適應等化部34之構成例的區塊圖。
於圖5中，適應等化部34係具有，與記錄再生系15所輸出之作為再生訊號的訊號成分rs0、rs1、rs2相同數量的3個適應等化器510、511、512、及加算部52。
對適應等化器51i(圖5中係為i=0,1,2)，係從記憶體33，供給著訊號成分rs#i。適應等化器51i係由例如FIR(Finite Impulse Response)濾波器所構成，將來自記憶體33之訊號成分rs#i，以FIR濾波器進行濾波，而做等化。適應等化器51i，係將訊號成分rs#i的等化結果也就是等化成分y#i，供給至加算部52。
此外，對適應等化器51i，係從誤差演算部 37，供給著等化訊號y相對於目標訊號的誤差e。適應等化器51i，係隨應於來自誤差演算部37之誤差e，而將進行等化的FIR濾波器的抽頭係數，例如做-e×a(a係所定之係數)此一量的調整，適應性地進行訊號成分rs#i之等化。
亦即，藉由將FIR濾波器的抽頭係數，調整-e×a的量，該調整後的抽頭係數係可被設定成，使得等化訊號y相對於目標訊號的自乘誤差變小。
因此，在適應等化器51i中，訊號成分rs#i之等化，是使用會縮小等化訊號y與目標訊號之誤差e的抽頭係數，而被進行。
在如以上所被構成的適應等化部34中，係如以下般地，進行XTC(串音消除)。
亦即，於適應等化器51i中，FIR濾波器的抽頭係數，是隨應於來自誤差演算部37之誤差e而被設定。再者，於適應等化器51i中，訊號成分rs#i，係藉由被FIR濾波器所濾波，而獨立地被等化。
然後，於加算部52中，被適應等化器510乃至512所得到的，訊號成分rs#0乃至rs#2之等化結果也就是等化成分y#0乃至y#2係被加算，藉此，從來自光碟16之再生訊號，去除串音成分，獲得像是經由了所望之PR通道的等化訊號y。
此處，於適應等化器51i中，如上述，以使得等化訊號y之誤差e變小的方式，來調整FIR濾波器的抽 頭係數的處理，亦稱為XTC之學習。在XTC之學習中，如上述，抽頭係數係藉由以使得等化訊號y相對於目標訊號的自乘誤差變小的方式而被調整，因此XTC之學習，係為LMS(Least Mean Square)學習。
<碼處理部38的構成例>
圖6係圖4的碼處理部38之構成例的區塊圖。
於圖6中，碼處理部38係具有：sync偵測部61、時刻資訊生成部62、時脈偏移偵測部63、及資料閘訊號生成部64。
對sync偵測部61，係從復原部35供給著作為復原結果的PCWA110碼等。
sync偵測部61，係從來自復原部35之復原結果，偵測出用來取得同步所需之同步型樣syn0等之所定之型樣，隨應於該偵測結果，生成從適應等化部34被供給至復原部35的等化訊號y中所含之訊框的表示開頭之FS之區間的FS閘訊號。然後，sync偵測部61，係將FS閘訊號，供給至時刻資訊生成部62。
時刻資訊生成部62，係從從sync偵測部61之FS閘訊號，辨識出FS的位置(時序、區間)。然後，時刻資訊生成部62，係將以FS之位置為基準的時刻，同步於PLL32所生成的通道時脈而加以計數，作為時刻資訊，供給至復原部35。
對時脈偏移偵測部63，係從復原部35供給著復原結果。
時脈偏移偵測部63，係隨應於來自復原部35之復原結果之中的FS(之復原結果)，偵測通道時脈之時脈偏移(所造成的(從光碟16所被再生之資料的位置偏移)。然後，時脈偏移偵測部63，係將表示時脈偏移之偵測結果的偏移偵測資訊，供給至資料閘訊號生成部64。
資料閘訊號生成部64，係隨應於來自時脈偏移偵測部63之偏移偵測資訊，生成表示訊框之開頭之FS之後續的訊框資料之區間的資料閘訊號，供給至通道解碼部18。
<ECC區塊>
圖7係圖1的被ECC處理部11所構成的ECC區塊之例子的說明圖。
ECC處理部11係例如，在256kB(kilo Byte)的使用者資料中，含入EDC(Error Detection Code)而進行拌碼，對該拌碼結果附加位址，藉此而將262,740B(Byte)的資料，構成為ECC對象資料。
此處，例如，若假設1符元為10位元，則ECC處理部11係構成橫×縱為232×906符元的ECC對象資料。1符元為10位元的情況下，232×906符元的ECC對象資料，係如上述，係為262,740B=232符元×10位元× 906行/8位元的資料。
ECC處理部11係例如，對232×906符元的ECC對象資料之各行，附加4符元的同位元(PI(Parity Inner))，並且對各列，附加76符元的同位元(PO(Parity Outer))，以構成236×982符元的ECC區塊。被ECC處理部11所構成的ECC區塊，係為10bit符元(2^10之伽羅瓦體)的積碼。
ECC區塊之1行的符元系列，係為2,360dbit(data bit)=236符元×10位元的資料，若將該1行的2,360dbit之資料，視為row資料，則ECC區塊係被分割成row資料，而被記錄至光碟16。
<訊框>
圖8係圖1的被DCC附加部12所構成的訊框之例子的說明圖。
DCC附加部12，係將ECC區塊，分割成1行的2,360dbit之資料也就是row資料。
然後，DCC附加部12，係將從ECC區塊所分割而成的各row資料，分割成40個、59dbit的資料data1乃至data40。然後，DCC附加部12，係對各資料data#i(圖8中係為i=1,2,‧‧‧,40)之開頭，附加1位元的DCC位元dcc#i，藉此，從2,360dbit的row資料，構成2,400dbit的訊框資料。
2,400dbit的訊框資料，係由40組的資料 data#i及DCC位元dcc#i之組合所構成。
DCC附加部12，係對訊框資料之開頭，附加FS，藉此而構成，在開頭被配置有FS，在該FS之後配置有訊框資料的訊框frame#i。
1個ECC區塊，係由982個(行)的row資料所構成，因此從1個ECC區塊，係構成了982個訊框frame1乃至frame982。
FS，係為26dbit的型樣，因此，1個訊框frame#i係為，由26dbit的FS、與2,400dbit的訊框資料所成的2,426dbit的資料。
但是，從1個ECC區塊所得的982個訊框frame1乃至frame982之中，最初的1訊框frame1的FS，係採用26dbit的FS之中的缺少開頭之6dbit的20dbit的FS。
因此，從1個ECC區塊所得的982個訊框frame1乃至frame982之中，只有最初的1訊框frame1，係為2,420dbit的資料。
DCC附加部12，係在從1個ECC區塊所得的982個訊框frame1乃至frame982之中，對最後的訊框frame982之最後，附加上構成FS的後述的6dbit的資料之EC(End Code)。
藉此，DCC附加部12，係構成由982個訊框frame1乃至frame982、及EC所成之訊框叢簇，供給至通道編碼部13(圖1)。
<RUB>
圖9係圖1的被RUB構成部14所構成的RUB之例子的說明圖。
通道編碼部13，係將從DCC附加部12所被供給的訊框叢簇，例如，通道編碼成PCWA110碼等。PCWA110碼，係如圖1中所說明，係編碼率為2/3的碼，因此通道編碼後的訊框叢簇之大小(位元數)，係變成通道編碼前的3/2倍之大小。
亦即，構成訊框叢簇之開頭的訊框frame1以外之訊框frame2乃至frame982各自的大小，係為2,426dbit的3/2倍而為3,639cbit(channel bit)。此外，訊框frame2乃至frame982各自的開頭的FS之大小，係為26dbit的3/2倍而為39T(39cbit)。
構成訊框叢簇之開頭的訊框frame1之大小，係為2,420dbit的3/2倍而為3,630cbit。此外，訊框frame1之開頭的FS之大小，係為20dbit的3/2倍而為30T(30cbit)。
構成訊框叢簇的EC之大小，係為6dbit的3/2倍而為9T(9cbit)。
此處，構成訊框叢簇之開頭的訊框frame1之大小，係比其他訊框之大小3,639cbit，少了9dbit的EC的部分而為3,630cbit，但在訊框叢簇的最後，係由於被配置有9dbit的EC，因此結果982個訊框frame1乃至 frame982、及以EC所構成的訊框叢簇之大小，係為3,639cbit的訊框之982個份的大小也就是3,573,498cbit(=3,639cbit×982個)。
已被通道編碼部13編碼成PCWA110碼的訊框叢簇，係被供給至RUB構成部14。
RUB構成部14，係對來自通道編碼部13的訊框叢簇之開頭與最後，分別附加表示RUB之開頭的Run_in與表示RUB之最後的Run_out，以構成RUB。
在圖9中，Run_in之大小係為例如6,828T，Run_out之大小係為例如450T。此處，Run_in及Run_out的合計之大小6,828T+450T，係等於3,639cbit的訊框的2個份之大小3,639cbit×2。
此外，Run_in的最後係為9T(之大小)的EC。
又，訊框frame2乃至frame982各自之開頭的39T的FS之開頭，係如後述，係為9T的EC。
由於RUB係在訊框叢簇之開頭，附加Run_in所構成，因此在RUB中，接續於Run_in，配置有訊框叢簇之開頭的訊框frame1。
在訊框frame1的30T的FS中，係不存在有位於其他訊框(frame2乃至frame982)之39T的FS之開頭的9T的EC，但在Run_in的最後係配置有EC，因此若不考慮該Run_in的最後之EC，則在訊框frame1之開頭，係和其他訊框同樣地，配置有39T的FS。
<PCWA110碼>
圖10係PCWA110碼之概要的說明圖。
亦即，圖10係為往PCWA110碼之編碼(PCWA110編碼)時所被使用之碼表及置換表的圖示。
在PCWA110編碼中，係有5個編碼狀態S1,S2,S3,S4,S5存在，除了編碼之對象的資訊位元以外，隨應於現在的編碼狀態，而決定PCWA110碼。
PCWA110碼之決定，係依照碼表而進行。
於圖10的碼表中，最左列係表示，PCWA110編碼之對象的2位元的資訊位元00,01,10,11。2位元的資訊位元的後面括弧內的數字，係為2位元的資訊位元的10進位數表記。
圖10的碼表中，最上行係表示現在的編碼狀態(可作為其而採取之狀態)S1,S2,S3,S4,S5。
此處，於碼表中，將左起第C列、上起第R行的欄，稱為欄(C,R)。
又，關於PCWA110碼，若無特別聲明，則是以NRZI表現來表示。
例如，現在的編碼狀態是S1的情況下，將資訊位元00進行PCWA110編碼時，依照編碼表的編碼狀態為現在的狀態S1的列(第2列)、且資訊位元為00的行(第2行)的欄(2,2)，資訊位元00係被編碼成欄(2,2)中所被記載的PCWA110碼000。
然後，編碼狀態，係從現在的狀態S1，遷移至欄(2,2)中所被記載的狀態S3。
下個PCWA110編碼之對象的資訊位元，例如，是和前次相同的00的情況下，依照編碼表的編碼狀態為現在的狀態S3的列(第4列)、且資訊位元為00的行(第2行)的欄(4.2)，資訊位元00係被編碼成欄(4.2)中所被記載的PCWA110碼010。
然後，編碼狀態，係從現在的狀態S3，遷移至欄(4.2)中所被記載的狀態S3。
以下同樣地，PCWA110編碼，係隨應於現在的編碼狀態，依照碼表而被進行。
但是，在PCWA110編碼中，在滿足特定條件的情況下，會進行將依照碼表而被決定之PCWA110碼的碼序列予以置換的碼序列置換。
碼序列置換，係依照置換表而進行。
於圖10的置換表中，出發狀態，係表示在某個6位元的資訊位元(之系列)之PCWA110編碼開始時的狀態，抵達狀態，係表示在該6位元的資訊位元的PCWA110編碼後所抵達的狀態。
出發狀態是(編碼)狀態S1的情況下，若依據碼表，則關於6位元的資訊位元10 10 10、10 10 11、10 10 00、10 10 01，係都被編碼成PCWA110碼000 000 000。又，6位元的資訊位元10 10 10、10 10 11、10 10 00、10 10 01之PCWA110編碼後的抵達狀態，係分別為狀態 S1、S2、S3、S4。
此情況下，依照置換表，6位元的資訊位元10 10 10、10 10 11、10 10 00、10 10 01之各者的PCWA110碼000 000 000，係都被置換成置換碼序列000 101 010。
又，出發狀態為狀態S5的情況下，若依據碼表，則關於6位元的資訊位元00 10 10、00 10 11、00 10 00、00 10 01，係都被編碼成PCWA110碼100 000 000。又，6位元的資訊位元00 10 10、00 10 11、00 10 00、00 10 01之PCWA110編碼後的抵達狀態，係分別為狀態S1、S2、S3、S4。
此情況下，依照置換表，6位元的資訊位元00 10 10、00 10 11、00 10 00、00 10 01之各者的PCWA110碼100 000 000，係都被置換成置換碼序列100 101 010。
<FS>
圖11係為圖9的39T的FS之構成例的圖示。
39T的FS(訊框frame2乃至frame982的PCWA編碼等後的FS)，係由9T的EC、2個12T的資料所成之FS實體、及6T的BC(Begin Code)，以此順序被配置而構成。
此外，訊框frame1的30T的FS(圖9)，係為沒有39T的FS之開頭的9T的EC的構成。
於圖11中，EC(End Code)表，係表示會成 為EC的型樣，BC(Begin Code)表，係表示會成為BC的型樣。EC及BC，係為具有滿足作為通道碼之PCWA110碼((d,k)RLL碼之一種)之碼規則之行程的型樣。
亦即，EC係為，使PCWA110編碼的編碼狀態，從所能採取之狀態S1乃至S5(圖10)之每一者，終結於特定之1狀態的9T之型樣。
在圖11中，作為特定之1狀態，是採用狀態S3。此外，特定之1狀態，係不限定於狀態S3。
於EC的前一個資料的PCWA110編碼時，若編碼狀態已經是狀態S1，則如EC表的ec1所示，作為9T的EC(PCWA110編碼後的EC(Code))，係採用000 010 000。
編碼狀態是從狀態S1出發的情況下，PCWA110編碼後的EC也就是000 010 000，係藉由6位元的資訊位元(Data)00 10 00的PCWA110編碼而被獲得。在該PCWA110編碼中，編碼狀態(State)，係從狀態S1，依序遷移至狀態S3、S1、S3，終結(結束)於狀態S3。
於EC的前一個資料的PCWA110編碼時，若編碼狀態已經是狀態S2，則如EC表的ec2所示，作為9T的EC(Code)，係採用001 010 000。
編碼狀態是從狀態S2出發的情況下，PCWA110編碼後的EC也就是001 010 000，係藉由6位 元的資訊位元(Data)10 10 00的PCWA110編碼而被獲得。在該PCWA110編碼中，編碼狀態(State)，係從狀態S2，依序遷移至狀態S3、S1、S3，終結於狀態S3。
於EC的前一個資料的PCWA110編碼時，若編碼狀態已經是狀態S3，則如EC表的ec3所示，作為9T的EC(Code)，係採用010 010 000。
編碼狀態是從狀態S3出發的情況下，PCWA110編碼後的EC也就是010 010 000，係藉由6位元的資訊位元(Data)00 10 00的PCWA110編碼而被獲得。在該PCWA110編碼中，編碼狀態(State)，係從狀態S3，依序遷移至狀態S3、S1、S3，終結於狀態S3。
於EC的前一個資料的PCWA110編碼時，若編碼狀態已經是狀態S4，則如EC表的ec4所示，作為9T的EC(Code)，係採用100 010 000。
編碼狀態是從狀態S4出發的情況下，PCWA110編碼後的EC也就是100 010 000，係藉由6位元的資訊位元(Data)00 10 00的PCWA110編碼而被獲得。在該PCWA110編碼中，編碼狀態(State)，係從狀態S4，依序遷移至狀態S3、S1、S3，終結於狀態S3。
於EC的前一個資料的PCWA110編碼時，若編碼狀態已經是狀態S5，則如EC表的ec5所示，作為9T的EC(Code)，係採用100 001 000。
編碼狀態是從狀態S5出發的情況下，PCWA110編碼後的EC也就是100 001 000，係藉由6位 元的資訊位元(Data)01 00 00的PCWA110編碼而被獲得。在該PCWA110編碼中，編碼狀態(State)，係從狀態S5，依序遷移至狀態S2、S1、S3，終結於狀態S3。
此外，於EC的前一個資料的PCWA110編碼中，編碼狀態已經是狀態S1的情況下，藉由EC表的ec1所示的6位元的資訊位元(Data)00 10 00的最初之2位元的資訊位元00的PCWA110編碼，編碼狀態係依照編碼表(圖10)，從狀態S1遷移至狀態S3。
此情況下，於EC的前一個資料的PCWA110編碼中，編碼狀態以狀態S1,S3,S1之順序做遷移時，其後，在EC的最初之2位元的資訊位元00的PCWA110編碼後，編碼狀態係遷移至狀態S3。
在發生如以上的編碼狀態之遷移的情況下，由於出發狀態為狀態S1，抵達狀態為狀態S3，因此會發生從如此的出發狀態S1到抵達狀態S3的遷移(狀態S1、S3、S1、S3之順序的遷移)的PCWA110編碼中，有時候會獲得PCWA110碼000 000 000。
此情況下，如圖10的置換表(的從上數來第4行)所示，PCWA110碼000 000 000，係被置換成置換碼序列000 101 010。
若依據所述的往置換碼序列000 101 010之置換，則EC的最初之2位元的資訊位元00的PCWA110編碼所獲得的PCWA110碼000(EC表的ec1所示的最初之PCWA110碼000)，係被置換成置換碼序列000 101 010 的最後之3位元010。
因此，於EC的前一個資料的PCWA110編碼中，編碼狀態已經是狀態S1的情況下，則在不進行往置換碼序列000 101 010之置換的案例中，如上述，9T的EC(Code)係為000 010 000，但在有進行往置換碼序列000 101 010之置換的案例中，9T的EC(Code)係變成，000 010 000的最初之3位元000，被置換成置換碼序列000 101 010的最後之3位元010，而成為010 010 000。
因此，於EC的前一個資料的PCWA110編碼中，編碼狀態已經是狀態S1的情況下，EC係會有變成000 010 000的時候，和變成010 010 000的時候。
如以上的EC係為，最後的行程在NRZI表現下為4或3(在NRZ表現下係為5T或4T)之型樣。
亦即，於EC表中，ec1乃至ec4所示的EC，係最後之行程為4(在NRZ表現下係為5T)之型樣，ec5所示的EC，係最後之行程為3(在NRZ表現下係為4T)之型樣。
BC，係使PCWA110編碼的編碼狀態，從所能採取之狀態S1乃至S5(圖10)之中的所定之1狀態起開始的6T之型樣。
在圖11中，作為所定之1狀態，是採用狀態S5。此外，所定之1狀態，係不限定於狀態S5。
然後，作為6T的BC(PCWA110編碼後的BC(Code))，係採用100 001。
作為BC的PCWA110碼100 001，係最初之行程為4(在NRZ表現下係為5T)之型樣。
編碼狀態是從狀態S5出發的情況下，PCWA110編碼後的BC也就是100 001，係藉由4位元的資訊位元(Data)01 01的PCWA110編碼而被獲得。在該PCWA110編碼中，編碼狀態(State)，係從狀態S5，依序遷移至狀態S2、S2。
此外，若依據如以上的BC，則BC的後一個資料的PCWA110編碼被進行之際，編碼狀態係變成狀態S2，因此若依據編碼表(圖10)，則BC的後一個資料，係被編碼成PCWA110碼001或000。
因此，在BC之後，係有行程是至少2或3(在NRZ表現下係為3T或4T)之型樣而繼續。
如圖9所示，在訊框之開頭，係配置有FS，在最後的訊框frame982之後，係配置有EC。因此，在訊框的FS之後續的訊框資料的前一個，係存在有FS的最後之BC，在訊框資料的後一個，係存在有下個訊框之FS的最初之EC、或最後之訊框frame982之後所被配置的EC。
因此，訊框資料，係被BC與EC所夾住，RUB係具有依序排列著BC、訊框資料、EC的資料結構。在BC、訊框資料、EC依序排列的資料結構中，編碼狀態是從狀態S5開始，終結於狀態S3。
如以上，將從固定之狀態(例如狀態S5)起 開始、終結於固定之狀態(例如狀態S3)的資料結構予以構成的訊框資料中，PCWA110編碼前的訊框資料的邊緣之數量，亦即NRZI表現下的1之數量的奇偶性，與PCWA110編碼後的訊框資料的邊緣之數量的奇偶性之關係，係為一定。
亦即，PCWA110編碼前的訊框資料的邊緣之數量若為奇數，則PCWA110編碼後的訊框資料的邊緣之數量係會是偶數。亦即，PCWA110編碼前的訊框資料的邊緣之數量若為偶數，則PCWA110編碼後的訊框資料的邊緣之數量係會是奇數。
因此，藉由對PCWA110編碼前的訊框資料(row資料)附加DCC位元，就可進行DC控制。
FS實體係為，比PCWA110碼的最大行程k=10(在NRZ表現下係為11T)還大之行程是被重複的型樣，在圖11中，例如，比PCWA110碼的最大行程k=11T還長了1T的12T之行程的型樣是被重複2次的型樣，是被當成FS實體而採用。
此外，作為FS實體，其他係可採用例如：12T之行程的型樣是被重複3次以上的型樣、或比12T大之行程的型樣是被重複2次以上的型樣。
FS係具有：將具有12T之行程的FS實體，以具有12T之一半程度的4T或5T之行程的EC、和具有5T之行程的BC予以夾住的資料結構。若依據所述之資料結構，則來自FS實體之前的EC或該EC之前的資料、及 FS實體之後的BC或該BC之後的資料對於ISI(Intersymbol Interference)之影響所致之FS實體的再生訊號之波形紊亂可被抑制，可提升FS實體、甚至FS的偵測性能。
<Run_in>
圖12係為圖9的6,828T的Run_in之構成例的圖示。
此處，作為可高密度記錄資料的光碟，提出了AD(Archival Disc)1。
在AD1中，若在相鄰之2個軌跡也就是凸軌與凹軌，以彼此相鄰的型態記錄同一型樣之Run_in，則藉由相鄰之凸軌及凹軌中所被記錄的同一型樣的Run_in之極性，Run_in的再生訊號就會被衰減、或被強調。於是，在AD1中，為了防止Run_in之再生訊號的衰減或強調，在相鄰之凸軌及凹軌中，係記錄不同型樣的Run_in。
但是，在AD1中，相鄰之凸軌及凹軌中所分別被記錄的Run_in，係並非相互相關為零的型樣，且是大小為60cbit的短型樣，因此在如此的Run_in中，有時候會難以充分進行XTC之學習。
又，在所述的AD1中，將資料更高密度地記錄，如此，將已被高密度記錄之資料予以再生的情況下，會難以可靠地偵測同步型樣。
然後，在AD1中，XTC之學習、增益回復、及時序回復，係使用Run_in之再生訊號、或使用者資料之再生訊號而進行。
在圖1的記錄再生裝置中也是，與AD1的情況相同，XTC之學習、增益回復(AGC42(圖4)中的增益之調整)、時序回復(PLL32(圖4)中的通道時脈之調整)，係可使用Run_in之再生訊號、或訊框之再生訊號來進行。
將XTC之學習、增益回復、及時序回復等，使用Run_in或訊框之再生訊號來進行的情況下，則Run_in之再生訊號，係為與訊框之再生訊號相同特性之訊號，較為理想。Run_in之再生訊號的特性、與訊框之再生訊號的特性是大幅相異的情況下，則使用Run_in之再生訊號所被進行的XTC之學習等、與使用訊框之再生訊號所被進行的XTC之學習等之間，會進行大幅相異傾向之處理，例如，作為進行XTC的FIR濾波器的抽頭係數，使用Run_in之再生訊號所被進行的XTC之學習、與使用訊框之再生訊號所被進行的XTC之學習間，會求出大幅相異的抽頭係數，藉由以使用Run_in之再生訊號所被進行的XTC之學習所求出的抽頭係數，來適切進行訊框資料之再生剛被開始後的XTC，有時候會是困難的。
此處，訊框的，尤其是訊框資料，係由比較的隨機的使用者資料所構成，因此相鄰之2個軌跡的訊框資料彼此的相互相關係為零、或有變成趨近於零之較小值 的傾向。
因此，作為相鄰之2個軌跡的Run_in，係和相鄰之2個軌跡的訊框資料同樣地，是採用相互相關為零的型樣、或趨近於零的型樣，較為理想。
於是，光碟16的Run_in，係同步型樣是在相鄰之2個軌跡間，以一定之偏移量而在軌跡方向上被偏移而記錄所被構成。
亦即，圖12係圖示了，光碟16的相鄰之2個軌跡中所被記錄的Run_in之例子。
在圖12中係圖示了，凸軌L中所被記錄之Run_in(以下亦稱為凸軌Run_in)、和該凸軌L之內周側及外周側之其中一方之凹軌G中所被記錄之Run_in(以下亦稱為凹軌Run_in)。
於光碟16中，凸軌L、和該凸軌L之內周側及外周側之其中至少一方之凹軌G，係成對。在成對的凸軌L及凹軌G中，係以排列在軌跡方向之同一位置的形式，記錄有Run_in(乃至於RUB)。圖12係圖示了成對的凸軌L及凹軌G的Run_in。
Run_in，係如使用圖9所說明，係為6,828T之型樣，從該開頭起，配置有5,880T的前文、和948T的sync區域(尋找區域)而被構成。
此處，於圖12中，將凸軌Run_in的前文及sync區域，分別稱為A型樣前文及A型樣sync區域。又，將凹軌Run_in的前文及sync區域，分別稱為B型樣 前文及B型樣sync區域。此外，凸軌Run_in及凹軌Run_in之構成，係亦可顛倒。亦即，可將凸軌Run_in，以B型樣前文及B型樣sync區域加以構成，將凹軌Run_in，以A型樣前文及A型樣sync區域加以構成。
Run_in係具有同步型樣syn0。同步型樣syn0，係為6T/12T×4/6T的60T之型樣。
此處，以下適宜將型樣，記作像是「6T/12T×4/6T」等來表示。「6T/12T×4/6T」係表示被配置有6T之行程，在其後，12T之行程係被配置4個，在其後，配置有6T之行程的型樣。
於Run_in中，前文係由60T(之大小)的同步型樣syn0、與360T之作為所定之型樣的A型樣或B型樣被交互配置而構成。
亦即，凸軌Run_in的A型樣前文，係由同步型樣syn0與A型樣被交互配置所構成。凹軌Run_in的B型樣前文，係由同步型樣syn0與B型樣被交互配置所構成。
又，在A型樣前文、和B型樣前文間，同步型樣syn0，是以同步型樣syn0之長度(大小)也就是60T被偏移而配置。
亦即，A型樣前文係為例如，從其開頭起，60T的同步型樣syn0、與360T的A型樣之組合，只被配置14組而被構成。因此，A型樣前文，係為5,880T=(60T+360T)×14之型樣。
在B型樣前文中，例如，從從其開頭偏移了同步型樣syn0之長度也就是60T的位置起，60T的同步型樣syn0、與360T的B型樣之組合，只被配置有13組。
然後，將B型樣之最後的，與同步型樣syn0相同長度的60T之型樣，稱為B1型樣，並且，將B型樣之開頭側的，B1型樣除外之部分的型樣，稱為B0型樣，則在B型樣前文中，係在其開頭，配置有B1型樣。
然後，在B型樣前文中，13組同步型樣syn0及B型樣的組合之後，配置有同步型樣syn0與B0型樣。
亦即，B型樣前文，係將14組同步型樣syn0及B型樣之組合的排列，以同步型樣syn0之長度也就是60T，往右方向疏散而成的資料結構。
因此，B型樣前文，係與A型樣前文同樣地，係為5,880T=(60T+360T)×14之型樣。
如以上，在B型樣前文中，同步型樣syn0是被配置在，從A型樣前文的同步型樣syn0之位置起，偏移了同步型樣syn0之長度也就是60T的位置上。
因此，B型樣前文中所被配置之B型樣也是，和同步型樣syn0同樣地被配置在，從A型樣前文中所被配置之A型樣之位置起，偏移了同步型樣syn0之長度也就是60T的位置上。
A型樣及B型樣係為例如，以90cbit週期進行過DC控制，作為360cbit(360T)之通道碼的例如 PCWA110碼。
再者，A型樣及B型樣係為，邊緣之數量(NRZI表現下的1之數量)為奇數，且末尾DSV(Digital Sum Value)為零之型樣。
此處，所謂型樣的末尾DSV，係將構成NRZ表現之型樣的位元之其中的1視為+1，並且將0視為-1而被求出，係為構成型樣的所有位元的總和。
B型樣，係在同步型樣syn0及A型樣之420T之區間中，該同步型樣syn0及A型樣與對應的B型樣前文之區間的相互相關為零的型樣。此情況下，A型樣前文與B型樣前文的相互相關，係在任意之位置的420T之區間中都是零。
如以上，A型樣前文與B型樣前文的相互相關，在同步型樣syn0及A型樣之420T之區間中為零的情況下，前文之再生訊號中所產生的DC成分、或偏置、增益等之傾向，係與相鄰之軌跡間的相互相關為零、或為變成趨近於零之較小值的傾向的訊框資料之再生訊號中所產生的DC成分等之傾向相同。
亦即，前文之再生訊號，係為與訊框資料之再生訊號相同特性的訊號。
於Run_in中，sync區域係由：60T的同步型樣syn0、和與該同步型樣syn0之相互相關為零的，60T的相關零型樣NC0，被交互配置所構成。
亦即，凸軌Run_in的A型樣sync區域，係 由同步型樣syn0與相關零型樣NC0被交互配置所構成。凹軌Run_in的B型樣sync區域，係由同步型樣syn0與相關零型樣NC0被交互配置所構成。
又，在A型樣sync區域、與B型樣sync區域間，同步型樣syn0是以同步型樣syn0之長度也就是60T被偏移而配置。
亦即，在A型樣sync區域中，例如，從其開頭起，60T的相關零型樣NC0、與60T的同步型樣syn0之組合，是只被配置7組。然後，在A型樣sync區域之最後係配置有，60T的相關零型樣NC0、和48T的第1型樣NC1。因此，A型樣sync區域，係為948T=(60T+60T)×7+60T+48T的型樣。
在B型樣sync區域中，例如，從其開頭偏移了同步型樣syn0或相關零型樣NC0之長度也就是60T的位置起，60T的相關零型樣NC0、與60T的同步型樣syn0之組合，是只被配置7組。
再者，在B型樣sync區域中，在其開頭配置有60T的B1型樣，在其最後配置有48T的第2型樣NC2。
因此，B型樣sync區域，係與A型樣sync區域同樣地，係為948T=60T+(60T+60T)×7+48T的型樣。
第1型樣NC1及第2型樣NC2，係為相互相關為零的48cbit(48T)的PCWA110碼，且末尾DSV係為零之型樣。
然後，第1型樣NC1及第2型樣NC2的最後，係為EC。因此，Run_in，係以EC而終結。
此外，如上述，在B型樣sync區域之開頭，係配置有B1型樣。在位於B型樣sync區域之前的B型樣前文之最後，係如上述，是被配置有同步型樣syn0與B0型樣，因此若從B型樣前文的最後之同步型樣syn0來看，在該同步型樣syn0之後係會配置有B0型樣及B1型樣，亦即B型樣。
如以上，在A型樣sync區域及B型樣sync區域中，係和A型樣前文及B型樣前文同樣地，同步型樣syn0是被配置在，偏移了同步型樣syn0之長度也就是60T的位置上。
其結果為，A型樣sync區域及B型樣sync區域之其中一方之sync區域的同步型樣syn0，係相鄰於他方之sync區域的，與同步型樣syn0之相互相關為零的相關零型樣NC0。
因此，sync區域之再生訊號，係與前文之再生訊號同樣地，會是與訊框資料之再生訊號相同特性的訊號。
由以上可知，Run_in全體之再生訊號，係為與訊框資料之再生訊號相同特性的訊號。
其結果為，使用Run_in之再生訊號所被進行的XTC之學習等、使用訊框資料之再生訊號所被進行的XTC之學習等間，會進行相同傾向的處理，可防止求出大 幅相異的抽頭係數。藉此，例如，可以使用藉由使用Run_in之再生訊號所被進行的XTC之學習所求出的抽頭係數，適切地進行訊框資料之再生剛被開始後的XTC等。至於HPF41(圖4)中的DC成分之截除(再生訊號之偏置)或AGC42(圖4)中的再生訊號之增益之學習及調整等也是同樣如此。
此外，成對的凸軌L及凹軌G的同步型樣syn0之偏移量，係不限定成同步型樣syn0之長度，亦可為比同步型樣syn0之長度還短的長度，亦可為比同步型樣syn0還長的長度。
又，成對的凸軌L及凹軌G的同步型樣syn0，係亦可以部分重複(相鄰)的形式而偏移。但是，站在使得A型樣前文與B型樣前文的相互相關，是與成對的凸軌L及凹軌G中所被記錄之訊框資料彼此之相互相關同樣地縮小的觀點來看，成對的凸軌L及凹軌G的同步型樣syn0，係以不重複之形式而做偏移，較為理想。
此處，假設將從光碟16之內周側起第n個軌跡，令作軌跡TK(n)。作為同步型樣是在相鄰(成對的)2個軌跡間，以一定之偏移量而在軌跡方向偏移的情況係有：光碟16的任意1個軌跡TK(n)、與該軌跡TK(n)所相鄰之內周側的軌跡TK(n-1)、及外周側的軌跡TK(n+1)之各者間，同步型樣是以一定之偏移量做偏移的情況，以及，在光碟16的第奇數個軌跡TK(2n'-1)、與該軌跡TK(2n'-1)之外周側的第偶數個軌跡TK (2n')間，同步型樣是以一定之偏移量做偏移的情況。第奇數個軌跡TK(2n'-1)、與第偶數個軌跡TK(2n')間，同步型樣是以一定之偏移量做偏移的情況，第偶數個軌跡TK(2n')、與該軌跡TK(2n')之外周側的第奇數個軌跡TK(2n'+1)間，同步型樣是否以一定之偏移量做偏移，在所不問。
<同步型樣syn0及相關零型樣NC0>
圖13係同步型樣syn0及相關零型樣NC0之例子的說明圖。
圖13的A係圖示了同步型樣syn0之(再生訊號的)例子。
同步型樣syn0，係如圖12中所說明，為6T/12T×4/6T的60T之型樣。
亦即，同步型樣syn0，係將12T×4之型樣的同步實體的前後，分別以6T的附加型樣予以夾住而成的60T的型樣。
如圖12所說明，同步型樣syn0，係在相鄰之(成對的)2個軌跡間，偏移了一同步型樣syn0之長度而被記錄，但在同步型樣syn0的同步實體之前後，係被配置有6T的附加型樣，因此在偏移了相鄰之2個軌跡而被記錄的同步型樣syn0的同步實體彼此間，係藉由附加型樣，而確保某種程度之距離。
其結果為，偏移了相鄰之2個軌跡而被記錄 的同步型樣syn0的同步實體之其中一方的同步實體，對他方的同步實體造成干擾所致之再生訊號的RF變動，可被抑制。
圖13的B係圖示了相關零型樣NC0之例子。
相關零型樣NC0，係為例如3T×2/(4T/2T/2T/4T)×4/3T×2的60T之型樣，係為與同步型樣syn0之相互相關為零之型樣。
再者，相關零型樣NC0，係邊緣之數量(NRZI表現下的1之數量)為偶數，且末尾DSV為零之型樣。
<A型樣及B型樣>
圖14係圖12的Run_in中所被配置之A型樣及B型樣的說明圖。
此處，圖1的被RUB構成部14所構成的RUB係可以使用，將資料(位元)之反轉以1來表示，並且將非反轉以0來表示的NRZI表現來表示。在記錄再生系15中，初期值是以+1或-1而起始，作為NRZI表現的RUB之資料為1時進行反轉的NRZ表現的±1之資料，RUB係被記錄在光碟16中。
DSV係為NRZ表現的±1之資料的積算值，例如，可依照式(1)而求出。
DSV(K)=Σ NRZ(k)‧‧‧(1)
於式(1)中，DSV(K)係表示，求出DSV的型樣的第1位元至第K位元的DSV。Σ係表示，將k變成1乃至K之範圍之整數的加總。NRZ(k)係表示，求出DSV的型樣的第k位元之值(+1或-1)。
又，2個型樣P1及P2之相互相關係可依照例如式(2)而求出。
XC(K)=Σ P1(k)P2(k)‧‧‧(2)
於式(2)中，XC(K)係表示型樣P1及P2的第1位元至第K位元的相互相關。Σ係表示，將k變成1乃至K之範圍之整數的加總。P1(k)及P2(k)係分別表示型樣P1及P2的第k位元之值(+1或-1)。
作為配置在Run_in的A型樣及B型樣，適切的型樣係可例如求出如下。
首先，藉由均勻亂數，求出230dbit的資料，對該230dbit的資料，以和對訊框附加DCC位元相同之週期(DCC週期)也就是59dbit週期(圖8)，附加DCC位元。DCC位元的附加，係以使得DSV之絕對值呈最小(理想係為0)的方式而進行。
此外，對230dbit的資料，以59dbit週期，附加DCC位元的情況下，則全部來說，會被附加4位元的 DCC位元，230dbit的資料係變成234dbit的資料。
關於已被附加有DCC位元的234dbit的資料，係進行往通道碼也就是PCWA110碼的PCWA110編碼。PCWA110編碼係例如，與訊框資料的前一個所被配置之BC(圖11)同樣地，是從狀態S5開始。
若依據234dbit的資料的PCWA110編碼，則可獲得351cbit的PCWA110碼。
對351cbit的PCWA110碼，將作為末尾碼的9cbit的PCWA110碼，附加在最後，就可使編碼狀態以狀態S5而終結。
藉由附加於351cbit的PCWA110碼，使編碼狀態以狀態S5做終結的9cbit的末尾碼所被獲得的編碼狀態之狀態遷移，係根據圖10的碼表，而有例如以下5種。
S1→11/000→S2→01/001→S2→11/000→S5 S2→01/001→S2→01/001→S2→11/000→S5 S3→11/010→S2→01/001→S2→11/000→S5 S4→00/100→S3→11/010→S2→11/000→S5 S5→11/101→S2→01/001→S2→11/000→S5‧‧‧(ST)
此處，狀態遷移(ST)之中的例如最上面第1個的S1→11/000→S2→01/001→S2→11/000→S5係表示，在編碼狀態是狀態S1的情況下，資訊位元11係被編 碼成PCWA110碼000，遷移至狀態S2，於該狀態S2下，資訊位元01係被編碼成PCWA110碼001，遷移至狀態S2，於該狀態S2下，資訊位元11係被編碼成PCWA110碼000，遷移至狀態S5。
此情況下，使編碼狀態以狀態S5做終結的末尾碼，係為000 001 000。
若依據上述的5種狀態遷移(ST)，則在編碼狀態是狀態S1的情況下，使編碼狀態以狀態S5做終結的9cbit的末尾碼，係為000 001 000；在編碼狀態是狀態S2的情況下，使編碼狀態以狀態S5做終結的9cbit的末尾碼，係為001 001 000；在編碼狀態是狀態S3的情況下，使編碼狀態以狀態S5做終結的9cbit的末尾碼，係為010 001 000；在編碼狀態是狀態S4的情況下，使編碼狀態以狀態S5做終結的9cbit的末尾碼，係為100 010 000；在編碼狀態是狀態S5的情況下，使編碼狀態以狀態S5做終結的9cbit的末尾碼，係為101 001 000。
351cbit的PCWA110碼的最後之編碼狀態，例如為狀態S1的情況下，則將編碼狀態是狀態S1時的末尾碼000 001 000，附加至351cbit的PCWA110碼，使藉由該附加所得的360cbit的PCWA110碼，終結於狀態S5。
如以上所得的360cbit的PCWA110碼之中，末尾DSV也就是式(1)的DSV(360)係為0，且邊緣之數量(NRZI表現下的1之數量)係為奇數，將具有PCWA110碼的最大行程k也就是11T之行程達1個以上 的PCWA110碼，當作A型樣及B型樣之候補(以下亦稱為A/B候補碼)，作為所定數，例如，生成100個等。
從100個A/B候補碼，選擇出2個A/B候補碼之組合，將該2個A/B候補碼的其中一方之A/B候補碼當作A型樣來使用，並且，將他方之A/B候補碼當作B型樣來使用，構成同步型樣syn0及A型樣、和同步型樣syn0及B型樣。
然後，將同步型樣syn0及A型樣做重複配置而成的型樣、和同步型樣syn0及B型樣做重複配置而成的型樣，與圖12的Run_in同樣地，以同步型樣syn0之長度做偏移而配置，於同步型樣syn0及A型樣的區間中，求出該同步型樣syn0及A型樣、與同步型樣syn0及B型樣的相互相關也就是式(2)的XC(420)會是零的2個A/B候補碼之組合。
若依據本案發明人所進行的模擬，則作為如以上的2個A/B候補碼之組合，可獲得256組的A/B候補碼之組合。
此處，於如上的256組的A/B候補碼之組合中，在式(2)的XC(420)的計算中，將作為A型樣使用過的A/B候補碼，亦稱為A候補碼，將作為B型樣使用過的A/B候補碼，亦稱為B候補碼。
圖14係圖示了256組的A候補碼及B候補碼之組合(之一部分)之相關資訊。
在圖14中，關於256組的A候補碼及B候補碼 之組合，以同步型樣syn0及A型樣之區間中的各時刻(位置)k=1,2,...,420之相互相關XC(1),XC(2),...,XC(420)之分散度為由小而大之順序的順位(相互相關分散度順位)的順序，來表示資訊。
亦即，在圖14中，關於256組的A候補碼及B候補碼之組合(之一部分)，以相互相關XC(1)乃至XC(420)之分散度為由小而大之順序，該相互相關XC(1)乃至XC(420)之分散度，是被表示作為「相互相關之分散度」。
然後，在圖14中，關於256組的A候補碼及B候補碼之組合，以相互相關XC(1)乃至XC(420)之分散度為由小而大之順序，A候補碼的各時刻k=1,2,...,360的DSV(1),DSV(2),...,DSV(360)之分散度、及B候補碼的各時刻k=1,2,...,360的DSV(1),DSV(2),...,DSV(360)之分散度，係分別被表示作為「A的DSV之分散度」、及「B的DSV之分散度」。
又，在圖14中，關於256組的A候補碼及B候補碼之組合，以相互相關XC(1)乃至XC(420)之分散度為由小而大之順序，將A候補碼之DSV(1)乃至DSV(360)、與B候補碼之DSV(1),DSV(2),...DSV(360)之雙方所合起來的DSV之分散度，是被表示作為「A及B各自的DSV之分散度」。
然後，在圖14中，關於256組的A候補碼及B候補碼之組合，A候補碼中所含之11T之行程的型樣、 與B候補碼中所含之11T之行程的型樣的距離(11T之型樣的軌跡方向之偏移量)之其中的最小值，是被表示作為「最小距離」。
圖15係圖14中所說明的256組的A候補碼及B候補碼之組合之中，相互相關XC(1)乃至XC(420)之分散度為由小而大之順序的順位為第1位至第4位的A候補碼及B候補碼之組合的相關資訊的圖示。
亦即，圖15的A、B、C、D，係分別表示關於第1位、第2位、第3位、第4位的A候補碼及B候補碼之組合的相關資訊。
在圖15中，將A候補碼及B候補碼，作為A型樣及B型樣，與連同同步型樣syn0一起配置在Run_in時同樣地加以配置，令Run_in之開頭為時刻k=1的情況下，同步型樣syn0及A候補碼的各時刻k=1,2,...,420的DSV(1),DSV(2),...,DSV(420)，係被表示作為「A的DSV」，並且，同步型樣syn0及B候補碼的各時刻k=1,2,...,420的DSV(1),DSV(2),...,DSV(420)，是被表示作為「B的DSV」。
然後，在圖15中，將A候補碼及B候補碼，作為A型樣及B型樣，與連同同步型樣syn0一起配置在Run_in時同樣地加以配置，令Run_in之開頭為時刻k=1的情況下，同步型樣syn0及A候補碼之區間的各時刻k=1,2,...,420的，同步型樣syn0及A候補碼、與同步型樣syn0及B候補碼的相互相關XC(1),XC(2),...,XC(420)， 是被表示作為「相互相關」。
此處，Run_in正被再生的情況、和訊框資料正被再生的情況下，作為再生訊號之偏置或增益、XTC之學習，為了使其會進行同樣傾向之處理，Run_in之再生訊號的DC成分，係為具有與訊框資料之再生訊號的DC成分相同特性，亦即，例如，平均地較小，較為理想。
於是，作為A型樣及B型樣，係在DSV(1)乃至DSV(420)之分散度為閾值TH1以下，且相互相關XC(1)乃至XC(420)之分散度為閾值TH2以下的A候補碼及B候補碼之組合之中，可以採用DSV(1)乃至DSV(420)、及相互相關XC(1)乃至XC(420)為平均地較小的A候補碼及B候補碼之組合。
若依據圖15，則在第1位乃至第4位的A候補碼及B候補碼之組合之中，圖15的D的第4位的A候補碼及B候補碼之組合係為，同步型樣syn0及A候補碼的DSV(1)乃至DSV(420)、或同步型樣syn0及B候補碼的DSV(1)乃至DSV(420)、相互相關XC(1)乃至XC(420)，是平均地較小的組合。
於是，作為A型樣及B型樣，係可採用圖15的D的第4位的A候補碼及B候補碼之組合。
圖16係為A型樣及B型樣之例子的圖示。
亦即，圖16係圖示了，圖15的D的第4位的A候補碼及B候補碼之組合。
在圖16中，A型樣及B型樣，是與連同同步 型樣syn0一起配置在Run_in時同樣地被配置。
亦即，關於A型樣，係以同步型樣syn0及A型樣之順序而被配置，關於B型樣，係分成B0型樣與B1型樣，以B1型樣、同步型樣syn0、B0型樣之順序而被配置，於圖16中，橫軸係表示從Run_in之開頭起算的位置(時刻)，縱軸係表示，在橫軸所表示的位置上結束，NRZ表現的±1之資料的行程之長度。
若依據圖16，則可確認，在A型樣及B型樣中皆含有1個11T之行程，以及，A型樣中所含之11T之行程、與B型樣中所含之11T之行程，係較為分離等事實。
圖17係為圖16的A型樣及B型樣之相關資訊的圖示。
在圖17中，係將A型樣及B型樣，與連同同步型樣syn0一起配置在Run_in時同樣地加以配置，令Run_in之開頭為時刻k=1之情況下的，同步型樣syn0及A型樣的DSV(1)乃至DSV(420)，是被表示作為「A的DSV」，同時，同步型樣syn0及B型樣的DSV(1)乃至DSV(420)，是被表示作為「B的DSV」。
然後，在圖17中，將A型樣及B型樣，與連同同步型樣syn0一起配置在Run_in時同樣地加以配置，令Run_in之開頭為時刻k=1之情況下的，同步型樣syn0及A型樣的區間的，同步型樣syn0及A型樣、和同步型 樣syn0及B型樣的相互相關XC(1)乃至XC(420)，是被表示作為「相互相關」。
如圖12所說明，A型樣及B型樣，係邊緣之數量(NRZI表現下的1之數量)為奇數。
在Run_in的前文中，同步型樣syn0及A型樣，係被重複配置，但由於A型樣的邊緣之數量係為奇數，因此在同步型樣syn0及A型樣的某個420T的區間pd、與同步型樣syn0及A型樣的下個420T的區間pd+1中，A型樣的DSV(1)乃至DSV(420)的極性係為顛倒。這點，在B型樣的DSV(1)乃至DSV(420)也是同樣如此。
圖17的A係表示同步型樣syn0及A型樣的某個420T之區間pd的「A的DSV」、「B的DSV」、及「相互相關」，圖17的B係表示同步型樣syn0及A型樣的下個420T之區間pd+1的「A的DSV」、「B的DSV」、及「相互相關」。
若依據圖17則可確認，區間pd(圖17的A)、與下個區間pd+1(圖17的B)中，「A的DSV」、及「B的DSV」之極性係為顛倒。
此情況下，再生訊號之偏置(用來消除其的)學習，可有效地進行。
<第1型樣NC1及第2型樣NC2>
圖18係為圖12的被配置在Run_in之最後的 第1型樣NC1及第2型樣NC2之例子的圖示。
第1型樣NC1及第2型樣NC2，係為相互相關為零的48cbit(48T)的PCWA110碼，且末尾DSV係為零之型樣。
然後，第1型樣NC1及第2型樣NC2的最後，係為9T(9cbit)的EC。
如圖12所示，第1型樣NC1及第2型樣NC2，係被配置在Run_in之最後，因此Run_in係以被配置在第1型樣NC1及第2型樣NC2之最後的EC做終結。
第1型樣NC1及第2型樣NC2係例如可求出如下。
首先，藉由均勻亂數，求出26dbit的資料，將該26dbit的資料，編碼(PCWA110編碼)成通道碼也就是PCWA110碼。PCWA110編碼係例如，與求出A型樣及B型樣的情形同樣地，是從狀態S5開始。
若依據26dbit的資料的PCWA110編碼，則可獲得39cbit的PCWA110碼。
對39cbit的PCWA110碼之最後，附加9cbit的EC，藉此，完成了48cbit的PCWA110碼。
關於已被EC之48cbit的PCWA110碼，係藉由該EC，而保證了4T或5T之行程。
此處，如圖9中所說明，被配置在Run_in之最後的第1型樣NC1或第2型樣NC2之後，係被配置 有，訊框frame1的，在開頭不具有EC的FS，亦即，只有FS實體及BC依此順序所排列而成的FS(以下亦稱為簡易FS)。
藉由被配置在簡易FS之前一個的資料，該簡易FS對FS實體的ISI之影響會變大，但在簡易FS被配置前的Run_in之最後(第1型樣NC1或第2型樣NC2之最後)，係被配置有EC，如上述，可保證4T或5T之行程。此情況下，可減小簡易FS對FS實體的ISI之影響。
如以上所得的已被附加有EC的48cbit的PCWA110碼之中，將末尾DSV也就是式(1)的DSV(48)係為0，且不具有PCWA110碼的最大行程k也就是11T之行程的PCWA110碼，當作第1型樣NC1及第2型樣NC2之候補(以下亦稱為NC1/2候補碼)，作為所定數，例如，生成100個等。
此處，從使用Run_in之再生訊號，來進行再生訊號之偏置或增益、XTC之學習的觀點來看，在Run_in中，作為通道碼的PCWA110碼中所可能產生的2T、3T、‧‧‧、11T之行程之每一者係會出現，較為理想。
但是，第1型樣NC1及第2型樣NC2，係為被配置在Run_in之最後的型樣，因此，在第1型樣NC1或第2型樣NC2之再生時，係藉由目前為止出現在Run_in中的2T、3T、‧‧‧、11T之行程的再生訊號，而充分地進行再生訊號之偏置或增益、XTC之學習。
另一方面，由於緊接在Run_in之後，配置有簡易FS，因此在Run_in的最後之第1型樣NC1或第2型樣NC2中，若存在有較長的行程，則再生訊號的位準會變大，有時會對簡易FS的FS實體之偵測造成很大的影響。
於是，作為NC1/2候補碼，係如上述，可採用不具有PCWA110碼的最大行程k也就是11T之行程的PCWA110碼(具有未滿11T之行程的PCWA110碼)。
此外，作為NC1/2候補碼，係除此以外，例如，亦可採用具有PCWA110碼的最大行程k也就是11T之行程的PCWA110碼，也可採用不具有PCWA110碼的最大行程k也就是11T之行程、及第二長的10T之行程的PCWA110碼(具有未滿10T之行程的PCWA110碼)等。
又，關於NC1/2候補碼，係邊緣之數量(NRZI表現下的1之數量)為奇數及偶數之任一者皆可，但此處，作為NC1/2候補碼，假設是採用邊緣之數量為偶數的PCWA110碼。
從100個NC1/2候補碼，選擇出2個NC1/2候補碼之組合，求出該2個NC1/2候補碼的相互相關XC(48)會是零的2個NC1/2候補碼之組合。
若依據本案發明人所進行的模擬，則作為如以上的2個NC1/2候補碼之組合，可獲得309組的NC1/2候補碼之組合。
此處，於如上的309組的NC1/2候補碼之組合中，將各組合的2個NC1/2候補碼之其中一方的NC1/2候補碼，亦稱作NC1候補碼，將他方的NC1/2候補碼，亦稱作N2候補碼。
圖19係為309組的NC1候補碼及NC2候補碼之組合(之一部分)之相關資訊的圖示。
在圖19中，關於309組的NC1候補碼及NC2候補碼之組合，以NC1候補碼與NC2候補碼的相互相關XC(1),XC(2),...,XC(48)之分散度為由小而大之順序的順位(相互相關分散度順位)的順序，來表示資訊。
亦即，在圖19中，關於309組的NC1候補碼及NC2候補碼之組合(之一部分)，以相互相關XC(1)乃至XC(48)之分散度為由小而大之順序，該相互相關XC(1)乃至XC(48)之分散度，是被表示作為「相互相關之分散度」。
然後，在圖19中，關於309組的NC1候補碼及NC2候補碼之組合，以相互相關XC(1)乃至XC(48)之分散度為由小而大之順序，NC1候補碼的DSV(1),DSV(2),...,DSV(48)之分散度、及NC2候補碼的DSV(1),DSV(2),...,DSV(48)之分散度，係分別被表示作為「NC1的DSV之分散度」、及「NC2的DSV之分散度」。
又，在圖19中，關於309組的NC1候補碼及 NC2候補碼之組合，以相互相關XC(1)乃至XC(48)之分散度為由小而大之順序，將NC1候補碼之DSV(1)乃至DSV(48)、與NC2候補碼之DSV(1),DSV(2),...DSV(48)之雙方所合起來的DSV之分散度，是被表示作為「NC1及NC2各自的DSV之分散度」。
從NC1候補碼及NC2候補碼之組合之中的，第1型樣NC1及第2型樣NC2之選擇係例如，可和圖14乃至圖17中所說明的A型樣及B型樣之選擇同樣地進行。
亦即，作為第1型樣NC1及第2型樣NC2，係在DSV(1)乃至DSV(48)之分散度為閾值TH1’以下，且相互相關XC(1)乃至XC(48)之分散度為閾值TH2’以下的NC1候補碼及NC2候補碼之組合之中，可採用DSV(1)乃至DSV(48)、及相互相關XC(1)乃至XC(48)是平均地較小的NC1候補碼及NC2候補碼之組合。
在圖19中表示相互相關之分散度等的NC1候補碼及NC2候補碼之組合之中，相互相關XC(1)乃至XC(48)之分散度為最小的NC1候補碼及NC2候補碼之組合係為，DSV(1)乃至DSV(48)之分散度為閾值TH1’以下，且相互相關XC(1)乃至XC(48)之分散度為閾值TH2’以下，且DSV(1)乃至DSV(48)、及相互相關XC(1)乃至XC(48)是平均地較小的NC1候補碼及NC2候補碼之組合。
於是，作為第1型樣NC1及第2型樣NC2，係在圖19中表示相互相關之分散度等的NC1候補碼及NC2候補碼之組合之中，可採用相互相關XC(1)乃至XC(48)之分散度為最小的NC1候補碼及NC2候補碼之組合。
圖20係為第1型樣NC1及第2型樣NC2之例子的圖示。
圖20的A係表示，如圖19所說明而得到的第1型樣NC1及第2型樣NC2。
於圖20的A中，橫軸係表示從第1型樣NC1及第2型樣NC2之開頭起算的位置(時刻)，縱軸係表示，在橫軸所表示的位置上結束，NRZ表現的±1之資料的行程之長度。
若依據圖20的A，則可確認，第1型樣NC1的最大行程為6T，且第2型樣NC2的最大行程為7T等事實。
圖20的B係為，圖20的A的第1型樣NC1及第2型樣NC2之相關資訊的圖示。
在圖20的B中，第1型樣NC1的DSV(1)乃至DSV(48)，是被表示作為「NC1的DSV」，同時，第2型樣NC2的DSV(1)乃至DSV(48)，是被表示作為「NC2的DSV」。
然後，在圖20的B中，第1型樣NC1及第2型樣NC2之相互相關XC(1)乃至XC(48)，是被表示 作為「相互相關」。
若依據圖20的B則可確認，「NC1的DSV」、「NC2的DSV」、及「相互相關」是平均地較小。
<Run_out>
圖21係為Run_out之例子的說明圖。
Run_out係為，由30T的型樣syn1、60T的同步型樣syn0、360T的A型樣或B型樣被配置所構成的450T之型樣。
亦即，相鄰之2個凸軌L及凹軌G的其中一方，例如，凸軌L的Run_out，係由型樣syn1、同步型樣syn0、及360T的A型樣，依此順序而被配置所構成。
又，相鄰之2個凸軌L及凹軌G之其中他方的凹軌G的Run_out，係由型樣syn1、B1型樣、同步型樣syn0、及B0型樣，依此順序而被配置所構成。
因此，在凸軌L的Run_out、與凹軌G的Run_out間，同步型樣syn0，是與Run_in同樣地，被偏移了同步型樣syn0之長度也就是60T而配置。
又，凸軌L的Run_out的型樣syn1之後的同步型樣syn0及A型樣、與凹軌G的Run_out的型樣syn1之後的B1型樣、同步型樣syn0、及B0型樣的相互相關，係和圖12中說明的Run_in同樣地為零。
因此，Run_out之再生訊號，係與Run_in之 再生訊號同樣地，會是與訊框資料之再生訊號相同特性的訊號。
型樣syn1，係由圖11的12T×2的FS實體、和其後所被配置的3T的型樣、還有其後所被配置的另一3T的型樣所構成。
作為型樣syn1係可採用例如，由圖11的12T×2的FS實體、和該FS實體之後所被配置的6T的BC所構成的型樣。
<sync偵測部61之處理的例子>
圖22係圖6的sync偵測部61所進行的sync偵測處理之例子的說明圖。
於復原部35中，作為最大似然解碼的維特比解碼，是從Run_in之開頭被開始，在同步型樣syn0是被正確復原的情況下，則在sync偵測部61中，根據從復原部35所被供給的維特比解碼結果，偵測出6T/12T/12T/12T/12T/6T的型樣也就是同步型樣syn0。
現在假設，同步型樣syn0是以NRZ表現的±1之資料而被表現的情況下，將該NRZ表現的+1表示成1，並將-1表示成0。
此情況下，同步型樣syn0，係在NRZ表現下，可被表示成000000_111111111111_000000000000_111111111111_000000000000_111111、或111111_000000000000_111111111111_000000000000_111111111111_000000。
於所述的同步型樣syn0中，中心部分的4個 12T的型樣111111111111或000000000000，係為同步實體。
現在，於同步型樣syn0中，將從同步實體的最初之12T的型樣的r位元前，到同步實體的最後之12T的型樣的r+1位元後為止的12×4+r×2+1位元的型樣，視為偵測對象的偵測對象型樣。
例如，r位元為2位元的情況下，53位元=12×4+2×2+1的偵測對象型樣，係在NRZI表記下，可表示成00_100000000000_100000000000_100000000000_100000000000_100。
如以上的偵測對象型樣，係具有5個邊緣(NRZI表現下的1)，但PLL32(圖4)之鎖定、或HPF41(圖4)中的DC成分之截除、AGC42(圖4)中的增益之調整、XTC之學習等未被充分進行(未被遂行)的情況下，則維特比解碼結果會含有許多錯誤，偵測對象型樣之邊緣的位置有時候會往前後偏移。
於是，sync偵測部61，係例如，於上述的53位元的偵測對象型樣中，計數出現在正確位置的邊緣之數量c，若該數量c是滿足式5-(5-1)/2=3<=c，且剩下的5-c個邊緣是位於正確位置的r=2位元前後之範圍內的情況下，則視為有偵測到同步型樣syn0(的同步實體)。
sync偵測部61，係如以上般地進行偵測同步型樣syn0的sync偵測處理。
圖22係圖示了，圖6的sync偵測部61所進行的sync偵測處理之程序的例子。
sync偵測部61，係首先變成初期狀態。在初期狀態下，sync偵測部61，係將計數Run_in(圖12)內的前文中所含的同步型樣syn0之數量的連續偵測數ab_cnt，重置成0。然後，sync偵測部61，係開始從來自復原部35之復原結果(最大似然解碼之解碼結果)偵測同步型樣syn0，每次偵測到同步型樣syn0，就將連續偵測數ab_cnt增值1。
此處，在初期狀態下，sync偵測部61係偵測，被配置在Run_in之前文的A型樣或B型樣之緊鄰前方的同步型樣syn0。在初期狀態下，被配置在A型樣或B型樣之緊鄰前方的同步型樣syn0被連續偵測到的數量，係藉由連續偵測數ab_cnt而被計數。
在初期狀態下，一旦連續偵測數ab_cnt，達到連續偵測數ab_cnt之閾值ABth以上，則sync偵測部61係辨識為Run_in的前文(圖12)正在被再生，從初期狀態遷移至前文狀態。
在前文狀態下，sync偵測部61係繼續進行，被配置在A型樣或B型樣之緊鄰前方的同步型樣syn0之偵測。然後，sync偵測部61，係在未偵測到被配置在A型樣或B型樣之緊鄰前方的同步型樣syn0的情況下，辨識成Run_in之sync區域(圖12)之再生有可能已經被開始，從前文狀態遷移至sync區域可能性狀態。
在sync區域可能性狀態下，sync偵測部61，係將計數Run_in之sync區域中所含的同步型樣syn0之 數量的偵測數s_cnt重置成0。然後，sync偵測部61，係開始sync區域中所含的同步型樣syn0之偵測，每次偵測到同步型樣syn0，就將偵測數s_cnt增值1。
在sync區域可能性狀態下，一旦偵測數s_cnt達到偵測數s_cnt之閾值Sth以上，則sync偵測部61係辨識成Run_in之sync區域正在被再生，從sync區域可能性狀態遷移至sync區域確定狀態。
另一方面，在sync區域可能性狀態下，在sync區域的再生中(被推定為如此的時間內)，在偵測數s_cnt沒有達到閾值Sth以上的情況下，則sync偵測部61係辨識成sync區域的同步型樣syn0之偵測為失敗，從sync區域可能性狀態回到初期狀態。
在sync區域確定狀態下，sync偵測部61，係根據sync區域的同步型樣syn0之計數數也就是偵測數s_cnt，辨識Run_in的最後之EC(Run_in的第1型樣NC1或第2型樣NC2(圖18)之最後所被配置的EC)之時序。
然後，sync偵測部61係生成，表示從Run_in之最後的EC的開頭，至Run_in所後續之訊框frame1(圖9)的FS之最後為止之區間的訊號，作為表示訊框frame1的FS之區間的FS閘訊號，供給至時刻資訊生成部62。
其後，sync偵測部61，係一旦偵測到Run_out(圖9、圖21)(的型樣syn1中所含之FS實體等)，就 於該Run_out之末尾，從sync區域確定狀態遷移至初期狀態。
圖23係圖6的sync偵測部61所進行的sync偵測處理之例子的說明流程圖。
於步驟S41中，sync偵測部61，係變成初期狀態，將連續偵測數ab_cnt重置成0。然後，sync偵測部61，係開始從來自復原部35之復原結果的，被配置在A型樣或B型樣之緊鄰前方的同步型樣syn0之偵測，每次偵測到同步型樣syn0，就將連續偵測數ab_cnt增值。
其後，處理係從步驟S41前進至步驟S42，sync偵測部61，係判定連續偵測數ab_cnt是否達到閾值ABth以上。
於步驟S42中，若判定為連續偵測數ab_cnt沒有達到閾值ABth以上的情況下，則處理係回到步驟S42。
又，於步驟S42中，若判定為連續偵測數ab_cnt有達到閾值ABth以上的情況下，則處理係前進至步驟S43，sync偵測部61係從初期狀態遷移至前文狀態，處理係前進至步驟S44。
在步驟S44中，sync偵測部61係繼續進行，被配置在A型樣或B型樣之緊鄰前方的同步型樣syn0之偵測。然後，在步驟S44中，sync偵測部61係判定，被配置在A型樣或B型樣之緊鄰前方的同步型樣syn0是否有被偵測出來。
於步驟S44中，若判定為被配置在A型樣或B型樣之緊鄰前方的同步型樣syn0有被偵測出來，亦即，Run_in的前文(圖12)是已被再生的情況下，則步驟S44的處理會被重複。
又，於步驟S44中，若判定為被配置在A型樣或B型樣之緊鄰前方的同步型樣syn0未被偵測出來，亦即，Run_in的sync區域(圖12)的再生有可能已被開始的情況下，則處理係前進至步驟S45。
在步驟S45中，sync偵測部61係從前文狀態遷移至sync區域可能性狀態，將偵測數s_cnt重置成0。然後，sync偵測部61，係開始根據來自復原部35之復原結果的，sync區域中所含的同步型樣syn0之偵測，每次偵測到同步型樣syn0，就將偵測數s_cnt增值1。
其後，處理係從步驟S45前進至步驟S46，sync偵測部61，係判定偵測數s_cnt是否為閾值Sth以上。
於步驟S46中，若判定為偵測數s_cnt並非閾值Sth以上的情況下，則處理係前進至步驟S47。
在步驟S47中，sync偵測部61係判定，從變成sync區域可能性狀態起，是否經過了被推定sync區域之再生所需時間的所定之時間。
於步驟S47中，若判定為從變成sync區域可能性狀態起已經經過了所定之時間，則處理係回到步驟S41，sync偵測部61係從sync區域可能性狀態遷移至初 期狀態，以下重複同樣的處理。
又，於步驟S47中，若判定為從變成sync區域可能性狀態起尚未經過所定之時間，則處理係回到步驟S46。
然後，於步驟S46中，若判定為偵測數s_cnt是閾值Sth以上，則處理係前進至步驟S48，sync偵測部61係從sync區域可能性狀態遷移至sync區域確定狀態，處理係前進至步驟S49。
在步驟S49中，sync偵測部61係根據sync區域的同步型樣syn0的計數數也就是偵測數s_cnt，如圖22所說明，生成表示訊框frame1的FS之區間的FS閘訊號，供給至時刻資訊生成部62，處理係前進至步驟S50。
在步驟S50中，sync偵測部61係根據來自復原部35之復原結果，判定是否偵測到Run_out(圖9)(圖21)，若判定為未偵測到，則處理係回到步驟S50。
又，於步驟S50中，若判定為有偵測到Run_out，則處理係回到步驟S41。
如以上，在圖1的記錄再生裝置中，係於光碟16中，同步型樣syn0，是在身為相鄰之2個軌跡的凸軌及凹軌間，以一定之偏移量在軌跡方向上被偏移而記錄，因此從光碟16再生出同步型樣syn0時，可抑制來自相鄰之軌跡的干擾。
然後，在圖1的記錄再生裝置中，在光碟16的Run_in中，記錄有複數同步型樣syn0。
因此，可以正確偵測出同步型樣syn0、乃至而含有同步型樣syn0的Run_in之後的訊框之開頭的FS，其結果為，可對光碟16高密度地記錄資料，甚至，可將如此已被高密度記錄之資料予以可靠地再生。
此外，在圖12中，是在前文裡，配置複數組的同步型樣syn0及A型樣或B型樣之組合，但可在前文中，配置1組的同步型樣syn0及A型樣或B型樣之組合。
同樣地，在圖12中，是在sync區域裡，配置複數組的同步型樣syn0及相關零型樣NC0之組合，但可在sync區域裡，配置1組的同步型樣syn0及相關零型樣NC0之組合。
<對相鄰之2個軌跡的FS之記錄>
圖24係光碟16的對相鄰之2個軌跡的FS之記錄之例子的說明圖。
在上述的情況下，關於對光碟16的相鄰之2個軌跡也就是凸軌及凹軌的訊框之記錄，係並未特別言及，但作為對相鄰之凸軌及凹軌記錄訊框的方法，係例如，和同步型樣syn0同樣地，係有：將訊框在相鄰之凸軌及凹軌間在軌跡方向上以一定之偏移量做偏移而記錄的方法、和將訊框在相鄰之凸軌及凹軌間在軌跡方向上記錄在同一位置的方法。
圖24的A係圖示了，在相鄰之凸軌L及凹軌 G間在軌跡方向上被偏移而記錄的訊框之例子。
在圖24的A中，訊框是在相鄰之凸軌L及凹軌G間，以作為一定之偏移量的例如FS之長度而在軌跡方向上被偏移而記錄。
如以上，將訊框在相鄰之凸軌L及凹軌G間在軌跡方向上做偏移而記錄的情況下，對再生對象之軌跡的訊框資料之再生訊號，該再生對象之軌跡所相鄰之軌跡的FS會造成干擾，恐怕會導致再生對象之軌跡的訊框資料之解碼性能降低。
圖24的B係圖示了，在相鄰之凸軌L及凹軌G間在軌跡方向上被記錄在同一位置的訊框之例子。
在圖24的B中，由於訊框是在相鄰之凸軌L及凹軌G間，在軌跡方向上被記錄在同一位置，因此再生對象之軌跡所相鄰之軌跡的FS的干擾，係只停留在再生對象之軌跡的FS。
因此，將訊框在相鄰之凸軌L及凹軌G間在軌跡方向上記錄在同一位置的情況下，可防止FS的干擾所致之訊框資料的解碼性能之降低。
於是，在圖1的記錄再生裝置中，係如圖24的B所示，將訊框在相鄰之凸軌L及凹軌G間在軌跡方向上記錄在同一位置。
然而，將訊框在相鄰之凸軌L及凹軌G間在軌跡方向上記錄在同一位置的情況下，再生對象之軌跡所相鄰之軌跡的FS，會對再生對象之軌跡的FS之再生訊號 造成干擾，恐怕會導致FS的解碼性能降低。
然後，一旦FS的解碼性能降低，則在有PLL32(圖4)的通道時脈的時脈偏移(時脈平移)(時脈滑移)的情況下，無法正確地特定出訊框資料的區間，恐怕會妨礙可靠地再生已被高密度記錄之資料。
但是，FS係為已知之型樣。於是，在圖1的記錄再生裝置中，係藉由利用FS是已知型樣之事實，抑制再生對象之軌跡所相鄰之軌跡的FS的干擾所致之再生對象之軌跡的FS的解碼性能之降低，使得可靠地再生已被高密度記錄之資料，成為可能。
亦即，在圖1的記錄再生裝置中，係於復原部35(圖4)中，在從光碟16所被再生出來的再生訊號的最大似然解碼之中，僅將FS的最大似然解碼，依照隨著時刻而限制了狀態及狀態遷移的時變網格來進行之，藉此以復原FS。
FS的最大似然解碼中所使用的時變網格，係隨應於已知型樣的FS中所能採取之狀態與所能進行之狀態遷移，而被限制。
又，時變網格，係隨應於光碟16上所採用的身為通道碼的，例如PCWA110碼的最小行程、最大行程、及RMTR(Repeated Minimum Transition Runlength)，而被適宜限制。
此外，在本實施形態中，係於FS的最大似然解碼中，考慮無時脈偏移時的FS、及有時脈偏移時的 FS。因此，作為FS中所能採取之狀態與所能進行之狀態遷移，係有：無時脈偏移時的FS、及有時脈偏移時的FS之各個情況下所能採取之狀態與所能進行之狀態遷移，時變網格，係隨應於無時脈偏移時的FS、及有時脈偏移時的FS之各個情況下所能採取之狀態與所能進行之狀態遷移，而被限制。
<FS的最大似然解碼中所使用的時變網格之例子>
圖25係限制長度(ISI長度)為11、最小行程d=1(在NRZ表現下，係為2T)的碼之PRML(Partial Response Maximum Likelihood)的說明圖。
此處，被圖1的記錄再生裝置所採用的PCWA110碼，係為最小行程d=1的碼之1種。
現在，假設將作為對限制長度為11的PR通道所被輸入的輸入資料，最小行程d=1的碼之中的，現在時刻t的輸入資料(NRZ表現)，表示成d0；將比現在時刻t還早n時刻前的時刻t-n的輸入資料(NRZ表現)，表示成d#n。
限制長度為11的情況下，現在時刻t的輸入資料d0係受到，該輸入資料d0之前一個的，限制長度-1個輸入資料，亦即，過去的10時刻t-1,t-2,...,t-n的輸入資料d1,d2,...,d10之影響。
於是，準備限制長度-1之數量的10個暫存器，假設在該10個暫存器中，記憶著過去的10時刻 t-1,t-2,...,t-10的輸入資料d1,d2,...,d10。
限制長度為11、最小行程d=1的碼的PRML之網格係可能具有，10個暫存器中所被記憶之過去的輸入資料d1乃至d10所表示的狀態，亦即，將輸入資料d10,d9,...,d1，依此順序(時刻順序)排列而成的以10位元而被表示的1024=210個狀態。
FS的最大似然解碼中所使用的時變網格，係可能含有如以上的1024=210個狀態。
圖26係限制長度為11、最小行程d=1的碼的PRML中所被使用之網格之例子的圖示。
此處，以下，0x之後接續的值，係表示16進位數，b'之後所接續的值，係表示2進位數。
又，以下，適宜將網格所具有的狀態、及狀態遷移(分枝)，用10進位數、2進位數、或16進位數來表示。
例如，將具有1024個狀態的網格的各狀態，表示成狀態0x000,0x001,...0x3FF。
又，於網格中，從狀態#i往狀態#j的狀態遷移或分枝，使用狀態遷移前的狀態#i、和從狀態#i往狀態#j之狀態遷移發生時所被輸入的現在時刻的輸入資料d0，來加以表示(網格具有1024個狀態的情況下，則i,j=0,1,...,1023)。
例如，狀態0x000=b'00_0000_0000(底線係為了讓值容易觀看而標示，與作為2進位數的值無關) 下，作為現在時刻的輸入資料d0，係有b'1的情況下，是從狀態0x000=b'00_0000_0000，遷移至狀態0x001=b'00_0000_0001，但將該從狀態b'00_0000_0000往狀態b'00_0000_0001的狀態遷移或分枝，把狀態遷移前的狀態b'00_0000_0000當作上位位元，並且，將現在時刻的輸入資料d0=b'1設成最下位位元的11位元，藉此而表示成狀態遷移b'000_0000_0001或分枝b'000_0000_0001。
此情況下，狀態遷移或分枝b'000_0000_0001的下位10位元b'00_0000_0001，係表示狀態遷移的遷移目標之狀態。如圖25所說明，表示狀態的位元列係等於，將直到變成該狀態為止的過去的10時刻的輸入資料d1,d2,...,d10按照時刻順序所排列而成的位元列d10,d9,...,d1。
於復原部35中，限制長度為11、最小行程d=1的碼的PRML被進行的情況下，由於最小行程d=1，在NRZ表現的輸入資料中，1及0之每一者，係會連續2位元以上。亦即，於輸入資料中，1及0之每一者，不會只單獨出現1位元。
因此，FS的最大似然解碼中所使用的時變網格係不會具有，1是只單獨出現1位元的例如，狀態0x002=b'00_0000_0010。
同樣地，時變網格係也不具有例如，狀態b'00_0000_0100等。但是，在時變網格中，例如，狀態b'00_0000_0001等，係可能存在。關於狀態b'00_0000_0001， 係若現在時刻的輸入資料d0為1，則在現在時刻與其1時刻前之時刻(狀態b'00_0000_0001的最下位位元)間，1是連續的緣故。
又，由於最小行程d=1，因此FS的最大似然解碼中所使用的時變網格係不具有，0或1是只單獨出現1位元的分枝。
因此，時變網格係不具有例如，於狀態0x001=b'00_0000_0001下，作為現在時刻的輸入資料d0是被輸入0，往狀態b'00_0000_0010做狀態遷移的分枝b'000_000_0010。
同樣地，時變網格係也不具有分枝b'000_0000_0100等。但是，在時變網格中，例如，分枝b'000_0000_0001等，係可能存在。關於分枝b'000_0000_0001，係若該分枝b'000_0000_0001的遷移目標之狀態b'00_0000_0001下，下個時刻的輸入資料為1，則在現在時刻與其下一時刻間，1是連續的緣故。
在限制長度為11、最小行程d=1的碼的PRML中，FS的最大似然解碼中所使用的時變網格，係由於最小行程d=1，而被限制成具有178個狀態、和288個分枝的網格。
此處，只在最小行程d=1之限制下，網格的結構，係不會隨著時刻而改變。因此，只藉由最小行程d=1，來限制狀態及分枝(狀態遷移)的網格，並非時變網格。
圖27係為FS之例子的圖示。
FS係如圖11所說明，是由EC、FS實體、及BC所構成。
然後，EC，係如圖11所說明，使PCWA110編碼的編碼狀態，從所能採取之狀態S1乃至S5之每一者，終結於特定之1狀態也就是狀態S3的型樣。
亦即，作為EC，係有從狀態S1乃至S5之每一者起開始、並終結於狀態S3的5個型樣。然後，如圖11所說明，關於從狀態S1起開始、終結於狀態S3的型樣，係有時候會進行置換碼序列所致之置換。
因此，EC中係有6個型樣，FS中係存在有，具有該6個型樣的EC之每一者的6型樣。
圖27係將該6型樣之FS，以NRZI表現來表示。
於圖27中，FS0係為，具有從狀態S1開始而終結於狀態S3之EC的FS，FS1係為，針對從狀態S1開始而終結於狀態S3的型樣，進行了置換碼序列所致之置換之EC的FS。
FS2、FS3、FS4、FS5係為，分別具有從狀態S2、S3、S4、S5，終結於狀態S3之EC的FS。
若假定FS之區間，則藉由時刻，就可假定正在將FS的哪個位元予以解碼。此情況下，在復原部35中，係可將FS的最大似然解碼中所使用的時變網格，限制成作為FS0乃至FS5所能採取之狀態、及所能進行之狀 態遷移(將作為FS0乃至FS5所不可能採取之狀態、及不可能進行之狀態遷移，從時變網格中刪除)，進行FS的最大似然解碼。
在本實施形態中，復原部35，係為了偵測通道時脈之時脈偏移，作為FS而考慮無時脈偏移時的FS、及有時脈偏移時的FS。
亦即，復原部35，係將FS的最大似然解碼中所使用的時變網格，隨應於無時脈偏移時的FS、及有時脈偏移時的FS之每一者中所能採取之狀態與所能進行之狀態遷移，而加以限制。
此處，藉由隨應於無時脈偏移時的FS、及有時脈偏移時的FS之每一者中所能採取之狀態與所能進行之狀態遷移，來限制FS的最大似然解碼中所使用的網格之狀態及狀態遷移，該網格就會變成時變網格。
圖28係關於圖27的6型樣之FS，無時脈偏移時的FS、及有時脈偏移時的FS之例子的圖示。
在圖28中係圖示了，將無時脈偏移時的FS予以擴充而成的擴充FS碼列FSB#i、以及將有時脈偏移時的FS予以擴充而成的擴充FS碼列FSA#i及FSC#i(i=0,1,2,3,4,5)。
亦即，在圖28中，作為通道時脈之時脈偏移，係偵測到+1時脈之時脈偏移、及-1時脈之時脈偏移，因此圖27的FS#i之前後係各被擴充1位元，該擴充後的碼列，係成為擴充FS碼列FSB#i。
然後，在圖28中，圖28的FS#i之後側係被擴充2位元，該擴充後的碼列，係成為擴充FS碼列FSC#i，並且，圖27的FS#i之前側係被擴充2位元，該擴充後的碼列，係成為擴充FS碼列FSA#i。
若假設擴充FS碼列FSB#i，係為含有無時脈偏移之FS的碼列，則擴充FS碼列FSA#i係為含有，有+1時脈之時脈偏移之FS的碼列，擴充FS碼列FSC#i係為含有，有-1時脈之時脈偏移之FS的碼列。
此外，於圖28中，擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i中所含之星號(*)，係表示對圖27的FS#i而被擴充的位元，其值係為隨意值(don't care)。
又，此處雖然假設是偵測±1時脈之時脈偏移，但作為時脈偏移，係可偵測±1時脈以外的任意之時脈數的時脈偏移。例如，在偵測±2時脈以上的任意之±N時脈的時脈偏移的情況下，考慮FS#i之前側被擴充2N位元而成的擴充FS碼列、FS之前側被擴充2N-1位元、FS之後側被擴充1位元而成的擴充FS碼列、‧‧‧、FS#i之前側被擴充N+1位元、FS之後側被擴充N-1位元而成的擴充FS碼列、FS#i之前後分別各被擴充N位元而成的擴充FS碼列、FS#i之前側被擴充N-1位元，FS之後側被擴充N+1位元而成的碼列、‧‧‧、FS之前側被擴充1位元擴充、FS之後側被擴充2N-1位元而成的擴充FS碼列、FS#i之後側被擴充2N位元而成的擴充FS碼列即可。
圖29係為擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之關係的圖示。
在圖29中，擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i，以橫軸為時刻，被排列表示。
在圖29中，擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之中的，例如，將擴充FS碼列FSA#i中所含之FS#i之開頭位元(左起第1位元)，亦即，將擴充FS碼列FSA#i的左起第3位元之時刻t，設成作為所定之時刻的例如時刻t=5，以該時刻t=5為基準，排列擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i。
此處，將FS#i的左起第k+1個位元，表示成FS#i(k)。
此情況下，若將FS#i之開頭的位元FS#i(0)之時刻，配合基準時刻t=5，則k與t之關係，係以式t=k+5來表示。
又，擴充FS碼列FSA#i的時刻t=k+5之位元，係以FS#i(k)來表示。然後，擴充FS碼列FSB#i的時刻t=k+5之位元，係以FS#i(k+1)來表示，擴充FS碼列FSC#i的時刻t=k+5之位元，係以FS#i(k+2)來表示。
現在，假設將擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i的左起第p+1個位元，分別表示成FSA#i(p)、FSB#i(p)、FSC#i(p)。
FSA#i(k+2)、FSB#i(k+2)、FSC#i(k+2)，係分別等於FS#i(k)、FS#i(k+1)、FS#i(k+2)。
此處，如上述，若以時刻t=5為基準，則擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i的時刻t之位元，係分別被表示成FSA#i(t-3)、FSB#i(t-3)、FSC#i(t-3)。
於FS的最大似然解碼中，FS被解碼成為擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之其中任一者的情況下，該FS的最大似然解碼中所使用的時變網格中，刪除在各時刻t下對擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之任一者皆無可能採取的分枝，藉此以限制狀態遷移。
時刻t的，時變網格(之狀態遷移)之限制，係基於擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之中的位元列FSA#i(0)乃至FSA#i(t-3)、FSB#i(0)乃至FSB#i(t-3)、FSC#i(0)乃至FSC#i(t-3)，來判斷時刻t之各分枝是否為可能採取。
此處，時變網格之限制中所被使用之擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之位元列FSA#i(0)乃至FSA#i(t-3)、FSB#i(0)乃至FSB#i(t-3)、FSC#i(0)乃至FSC#i(t-3)，係為可採取作為FS的位元列，以下，亦稱為FS候補位元列。
又，將從擴充FS碼列FSA#i的左起第p+1個位元FSA#i(p)，至第p'+1個位元FSA#i(p')為止的位元列，表示成FSA#i[p：p'](其中p<p')。關於擴充FS碼列FSB#i、FSC#i，也是同樣如此。
FS候補位元列FSA#i[0：t-3]、FSB#i[0：t-3]、FSC#i[0：t-3]之中的，位元FSA#i(0)、FSA#i(1)、 FSB#i(0)，係為隨意值。
已經是隨意值的位元FSA#i(0)、FSB#i(0)，係為時刻t=3之時的位元，已經是隨意值的位元FSA#i(1)，係為時刻t=4之時的位元。
又，在比時刻t=3還前面的時刻，係不存在有擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i。
因此，到時刻t=4為止，FS候補位元列係不會出現、或是即使有FS候補位元列出現，在該FS候補位元列的各時刻的位元中，係存在有隨意值，因此，時變網格係可採取任意之狀態及分枝。
在擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i中，在時刻t=5以後，隨意值之位元就不會存在，因此，在時刻t=5以後，時變網格，係可被FS候補位元列所限制。
在時刻t=5上，位元FSA#i[0：5-3]、FSB#i[0：5-3]、FSC#i[0：5-3]，亦即，位元FSA#i[0：2]、FSB#i[0：2]、FSC#i[0：2]，係為FS候補位元列。
關於FS候補位元列FSA#i[0：2]、FSB#i[0：2]、FSC#i[0：2]，係作為時刻t=3,4的2位元FSA#i[0：1]、FSB#i[0：1]、FSC#i[0：1]，存在有含隨意值之位元。再者，作為時刻t=5的位元FSA#i[2：2]、FSB#i[2：2]、FSC#i[2：2](FSA#i、FSB#i、FSC#i的左起第3位元)，係在NRZI表現下，可以採取0及1之中的任一者。
因此，在時刻t=5上，時變網格，結果而 言，未被限制成擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i。
在時刻t=6上，位元FSA#i[0：6-3]、FSB#i[0：6-3]、FSC#i[0：6-3]，亦即，位元FSA#i[0：3]、FSB#i[0：3]、FSC#i[0：3]，係為FS候補位元列。
關於FS候補位元列FSA#i[0：3]、FSB#i[0：3]、FSC#i[0：3]，係作為時刻t=3,4的2位元FSA#i[0：1]、FSB#i[0：1]、FSC#i[0：1]，存在有含隨意值之位元。再者，作為時刻t=5,6的2位元FSA#i[2：3]、FSB#i[2：3]、FSC#i[2：3]，係在NRZI表現下，可以採取00、01、10之任一者。
因此，在時刻t=6上，下位2位元，在NRZI表現下，並非00、01、10之中的任一者的分枝，係被限制。
此處，在本實施形態中，如圖25所說明，PRML之對象的碼的最小行程d，係為1。
在NRZI表現下，11係表示連續2位元的反轉，因此在最小行程d為1的情況下，在NRZI表現下，11係為不可能採取。
亦即，最小行程d為1時所能採取的2位元，係在NRZI表現下，只有00、01、10之其中任一者。
如上述，在時刻t=6上，下位2位元，在NRZI表現下，並非00、01、10之中的任一者的分枝，係被限制，但在NRZI表現下，00、01、10係為，最小行程 d為1時所能採取的2位元之全部。
因此，結果而言，時變網格係沒有被FS候補位元列FSA#i[0：3]、FSB#i[0：3]、FSC#i[0：3]所限制。
在時刻t=7上，位元FSA#i[0：7-3]、FSB#i[0：7-3]、FSC#i[0：7-3]，亦即，5位元的位元FSA#i[0：4]、FSB#i[0：4]、FSC#i[0：4]，係為FS候補位元列。
圖30係為時刻t=7之時的FS候補位元列FSA#i[0：4]、FSB#i[0：4]、FSC#i[0：4]的圖示。
圖30的FS候補位元列FSA#i[0：4]、FSB#i[0：4]、FSC#i[0：4]，係為圖28的FSA#i、FSB#i、FSC#i之左側的5位元。
在時刻t=7上，下位5位元，在NRZI表現下，並非FS候補位元列FSA#i[0：4]、FSB#i[0：4]、FSC#i[0：4]之中之任一者的分枝，係被限制。
此處，在時刻t=6以前，時變網格係存在有例如：從狀態12=b'00_0000_1100，往狀態25=b'00_0001_1001的分枝b'000_0001_1001。
分枝b'000_0001_1001，係為NRZ表現，但表示該分枝b'000_0001_1001的數值b'000_0001_1001，在NRZI表現下，係為b'00_0001_0101。
此NRZI表現的分枝b'00_0001_0101的下位5位元係為b'1_0101，但該5位元b'1_0101，係與圖30的FS候補位元列FSA#i[0：4]、FSB#i[0：4]、FSC#i[0：4]之任 一者均不一致。
因此，NRZI表現的分枝b'00_0001_0101，係為不可能採取成為擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之任一者的分枝。
因此，在時刻t=7上，NRZI表現的分枝b'00_0001_0101，亦即NRZ表現的分枝b'000_0001_1001，係被從時變網格中刪除，時變網格係被限制成，不可能採取分枝b'000_0001_1001的網格。
以下，同樣地，在時刻t=7上，不可能採取成為擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之任一者的分枝，係被刪除。
然後，時變網格的時刻t=7之狀態之中的，沒有分枝連接的狀態，亦即，沒有從前個時刻起之狀態遷移的狀態，係被刪除。
如圖26所說明，藉由最小行程d=1，而被限制成178個狀態、與288個分枝的時變網格，係在時刻t=7上，變成剩下178個狀態、與272個分枝的網格。
以下，同樣地，在時變網格的各時刻上，不能採取成為擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之任一者的分枝、與沒有分枝連接之狀態係被刪除，藉由擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i，狀態及分枝(狀態遷移)是受到限制的時變網格，就被完成。
此外，如圖29所說明，以時刻t=5為基準的情況下，在擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之中，擴 充FS碼列FSC#i之位元FSC#i(39)(圖29)，是在最早的時刻t=42上，變成隨意值。因此，擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i的，時刻t=42以後的位元，係與到時刻t=4為止的情況相同，實質上，沒有限制時變網格。
因此，在擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i之中，對時變網格之限制造成影響的最遲的時刻的位元，係為擴充FS碼列FSC#i的，時刻t=41的位元FSC#i(38)，但該位元FSC#i(38)所干擾的位元，係從位元FSC#i(38)起，包含該位元FSC#i(38)，到往後達限制長度-1位元的位元為止。
亦即，位元FSC#i(38)所干擾的位元，係從位元FSC#i(38)起，到包含該位元FSC#i(38)的往後10位元的位元為止。
因此，位元FSC#i(38)所干擾的最後(未來)之位元，係從位元FSC#i(38)的時刻t=41起，包含該時刻t=41的往前10時刻的時刻t=50=41+10-1之位元BL。
根據以上，若依據擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i，則藉由擴充FS碼列FSC#i的位元FSC#i(38)等之時刻t=41的位元，一直到時刻t=50為止，時變網格會被限制。
因此，以時刻t=5為基準的情況下(將時刻t=5，視為FSA#i中所含之FS#i的左端之位元的時刻的情 況下)，則從時刻t=5，到時刻t=50為止，藉由擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i，而限制了時變網格。
此處，可藉由擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i，來限制時變網格的最初之時刻(=5)，亦稱為限制開始時刻，最後之時刻t(=50)，亦稱為限制最終時刻。
此外，根據圖29及圖30所說明，擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i所致之時變網格之限制，係實質上，是從時刻t=7到時刻t=50為止被進行。亦即，基準的時刻t=5、或其下一個時刻t=6上，時變網格，係實質上沒有被擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i所限制。
又，若依據本案發明人所進行的模擬，則可確認到，在接近限制開始時刻的時刻、及接近限制最終時刻的時刻上，藉由擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i，而被從時變網格所刪除的狀態及分枝之數量係會變少；在遠離限制開始時刻的時刻、及遠離限制最終時刻的時刻上，藉由擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i，而被從時變網格所刪除的狀態及分枝之數量係會變多。
<特別狀態>
圖31係為特別狀態的說明圖。
FS的最大似然解碼中所使用的時變網格，係若不做任何限制，則如圖25所說明，隨應於限制長度的數量來說，會有1024=210個狀態。此處，將可能具有限 制長度所相應之數量之狀態的時變網格，亦稱為標準時變網格。
順便一提，FS係如圖12所說明，是具有比PCWA110碼的最大行程k=11T還長了1T的12T之行程(超過最大行程k的行程)之型樣重複2次的FS實體。
所述的FS的最大似然解碼，若依照標準時變網格而進行，則在標準時變網格中，例如，含有比PCWA110碼的最大行程k=11T還長的12T之行程的FS實體之路徑、與PCWA110碼的較長行程例如10T或11T之行程(之型樣)的路徑，有時候會合併。
此處，例如，在限制長度為11的PRML中，限制長度-1的10T以上之不同行程的路徑，係在作為限制長度所相應之數量的1024個狀態之中，像是從狀態0x000往狀態0x000之狀態遷移、或從狀態0x3FF往狀態0x3FF之狀態遷移，重複往同一狀態之狀態遷移，合併成同一狀態(狀態0x000或0x3FF)。
於網格中，含有比PCWA110碼的最大行程k=11T還長之12T之行程的FS實體之路徑、與PCWA110碼的10T以上之行程的路徑進行合併的情況下，則FS實體甚至FS的偵測精度，係會劣化。
於是，為了提升FS(FS實體)的偵測精度，而對標準時變網格，導入特別狀態。
此處，將標準時變網格所可能具有的限制長度所相應之數量之狀態，亦稱為通常狀態。又，對標準時 變網格導入特別狀態所得的網格，亦稱為擴充時變網格。
作為特別狀態，係以使得從限制長度-1之長度之行程起，到FS實體之12T之行程為止的各長度之行程之路徑彼此不被合併的方式，而導入從限制長度之長度之行程起，到FS實體之12T之行程為止的各長度之行程之路徑所抵達的狀態。
因此，在本實施形態中，11T的0之行程之路徑所抵達之狀態、11T的1之行程之路徑所抵達之狀態、12T的0之行程之路徑所抵達之狀態、12T的1之行程之路徑所抵達之狀態，係被當作特別狀態而導入。
此處，將11T的0之行程之路徑所抵達之狀態，記載成(特別)狀態-1或狀態b'000_0000_0000，並且，將11T的1之行程之路徑所抵達之狀態，記載成(特別)狀態1024或狀態b'111_1111_1111。又，將12T的0之行程之路徑所抵達之狀態，記載成(特別)狀態-2或狀態b'0000_0000_0000，並且，將12T的1之行程之路徑所抵達之狀態，記載成(特別)狀態1025或狀態b'1111_1111_1111。
如以上，若依據導入了特別狀態-2,-1,1024,1025的擴充時變網格，則可抑制10T之行程、11T之行程、及FS實體的12T之行程的各長度之行程的路徑彼此合併。
亦即，在擴充時變網格中，例如，10T的1之行程之路徑，係抵達狀態1023，11T的1之行程之路徑係抵達狀態1024，12T的1之行程之路徑係抵達狀態 1025。
因此，可防止10T之行程的路徑、或11T之行程的路徑、12T之行程的路徑合併成同一狀態，可提升FS(FS實體)的偵測精度。
例如，在沒有發生時脈偏移的情況下，假設在時刻t，FS實體所具有的2個12T之行程的其中第1個12T之行程的路徑P0，會抵達特別狀態1025。路徑P0，係經由狀態1023、然後經由特別狀態1024，而抵達特別狀態1025。
如以上，在沒有發生時脈偏移的情況下，在時刻t上，路徑P0抵達特別狀態1025時，係例如，在發生了-1時脈之時脈偏移的情況下，則在1時刻前的時刻t-1上，路徑P0係抵達特別狀態1025。
又，例如，在發生了+1時脈之時脈偏移的情況下，則在1時刻後的時刻t+1，路徑P0係抵達特別狀態1025。
因此，藉由路徑P0抵達特別狀態1025的時刻(FS實體所具有的2個12T之行程的第1個12T之行程的最後之時刻)，就可偵測時脈偏移的量與方向。
此外，對PCWA110碼，係除了最小行程d=1及最大行程k=10之限制以外，還有RMTR為2此一限制。
擴充時變網格，係除了最小行程d=1、及擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i以外，還可隨應於RMTR 為2這件事情而加以限制。
將擴充時變網格，以最小行程d=1，擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i，RMTR為2而加以限制的情況下，擴充時變網格在各時刻上所能採取之狀態的最大數係變成170個，所能採取之分枝的最大數係變成272個。
<復原部35的構成例>
圖32係圖4的復原部35之構成例的區塊圖。
亦即，圖32係圖示，在復原部35之中，可作為依照擴充時變網格來進行最大似然解碼的最大似然解碼裝置而發揮機能的部分的構成例。
於圖32中，作為最大似然解碼裝置的復原部35係具有：分枝量度生成部111、限制訊號生成部112、ACS(Add Compare Select)部113i、連接控制部114、及解碼結果輸出部115。
對分枝量度生成部111，係從適應等化部34(圖4)，供給著等化訊號y。
分枝量度生成部111，係藉由使用來自適應等化部34的等化訊號y，依照式(3)，計算從狀態j往狀態i之分枝的分枝量度bmj而加以生成。
bmj=(y-Σ am×d(j,i)CL-1-m)2‧‧‧(3)
於式(3)中，am係表示PR通道的脈衝響應列的第m+1個(Pr(a0,a1,...,aCL-1)的第m+1個係數am)。d(j,i)k係表示，對於含有從狀態j往狀態i之分枝的路徑，最新之CL個時刻份的時間序列的輸入資料之中的第k+1個輸入資料(第k+1個新的輸入資料)(其中k=0,1,...,CL-1)。CL係表示PR通道的限制長度。Σ係表示，將m變成從0至CL-1為止之整數的加總。
若依據式(3)，則分枝量度bmj，係將對於含有PR通道的脈衝響應列a0,a1,...,aCL-1、及從狀態j往狀態i之分枝的路徑的，最新之CL個時刻份的時間序列的輸入資料d(j,i)0,d(j,i)1,...,d(j,i)CL-1予以摺積所得的參考位準Σam×d(j,i)CL-1-m，與等化訊號y的差，藉由其自乘而被求出。
此處，參考位準Σ am×d(j,i)CL-1-m，係可針對CL個時刻份的時間序列的輸入資料d(j,i)0,d(j,i)1,...,d(j,i)CL-1之全部，事前求出。
分枝量度生成部111，係針對擴充時變網格所可能採取的各狀態i，計算作為往該狀態i之分枝而所能採取之分枝的分枝量度bmj，供給至狀態i所對應之ACS部113i。
對限制訊號生成部112，係從碼處理部38的時刻資訊生成部62(圖6)，供給時刻資訊。
此處，碼處理部38(的時刻資訊生成部62)向限制訊號生成部112所供給的時刻資訊係例如，如圖 29所說明，係表示將擴充FS碼列FSA#i的左起第第3位元之時刻，令作時刻t=5的時刻t，係以FS(被推測為其之位置)為基準的時刻。
限制訊號生成部112，係隨應於來自碼處理部38(的時刻資訊生成部62)之時刻資訊所表示的時刻t，生成將擴充時變網格，隨應於PCWA110碼之最小行程d、RMTR、擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i而加以限制用的限制訊號tL，供給至ACS部113i。
在ACS部113i，係隨應於限制訊號tL，而控制現在時刻之狀態的狀態量度之選擇、與一直殘存到現在時刻之狀態為止的殘存路徑之選擇，藉此，依照隨應於PCWA110碼的最小行程d、RMTR、擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i而被限制的擴充時變網格，而進行FS的最大似然解碼。
亦即，ACS部113i，係對應於擴充時變網格之狀態i，針對1時刻前的1個以上之狀態，例如，狀態j=j0,j1,j2之每一者，，將該狀態j的狀態量度smj、與往現在時刻之狀態i之分枝的分枝量度bmj進行加算，以求出現在時刻之狀態i的狀態量度之候補。
然後，ACS部113i，係比較現在時刻之狀態i的狀態量度之候補，從該狀態量度之候補，將值為最小的候補，選擇成為現在時刻之狀態i的狀態量度smi。
又，ACS部113i，係從到1時刻前之狀態j=j0,j1,j2之每一者為止的殘存路徑，選擇出一直殘存到 現在時刻之狀態i為止的殘存路徑。
亦即，ACS部113i，係為了從1時刻前之狀態j=j0,j1,j2，求出現在時刻之狀態i的狀態量度smi，將狀態量度smj已被使用過的狀態j，視為殘存狀態，對至該殘存狀態j為止的殘存路徑，連接了從殘存狀態j到現在時刻之狀態i的分枝而成的路徑，將其選擇作為一直殘存到現在時刻之狀態i為止的殘存路徑。
ACS部113i，係如以上，進行現在時刻之狀態i的狀態量度smi之選擇、與一直殘存到現在時刻之狀態i為止的殘存路徑之選擇，但這些選擇，係藉由來自限制訊號生成部112的限制訊號tL而被控制。藉由限制訊號T1所致之控制，FS的最大似然解碼中所被使用之擴充時變網格，係隨應於最小行程d=1、及擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i、RMTR而被限制。
ACS部113i，係對應於擴充時變網格所可能採取之狀態i。因此，復原部35，係至少具有：與擴充時變網格所可能採取之狀態相同數量的ACS部113i。
在復原部35中，設置對應於作為限制長度11所相應之數量的1024=210個狀態、與圖31所說明的特別狀態-2,-1,1-24,1025的合計1028個狀態的ACS部113i，在復原部35中，不只是依照擴充時變網格的FS的最大似然解碼，就連針對限制長度為11的任意之PR的最大似然解碼，都可進行。
以下，為了簡化說明，假設復原部35係具 有：對應於作為限制長度11所相應之數量的1024=210個狀態(通常狀態)、與特別狀態-2,-1,1-24,1025的合計1028個狀態的ACS部113i。
連接控制部114，係從碼處理部38的時刻資訊生成部62(圖6)，供給時刻資訊。
連接控制部114，係隨應於來自碼處理部38(的時刻資訊生成部62)的時刻資訊所表示的時刻t，來控制任意之ACS部113i與ACS部113j之間的連接，可在ACS部113i與ACS部113j之間進行資料的交訊。
又，連接控制部114，係隨應於來自碼處理部38之時刻資訊所表示的時刻t，來控制任意之ACS部113i與解碼結果輸出部115之間的連接，可在ACS部113i與解碼結果輸出部115之間進行資料的交訊。
解碼結果輸出部115，係從ACS部113i，透過連接控制部114，接收各狀態i的狀態量度smi，辨識狀態量度smi為最小之狀態i。
然後，解碼結果輸出部115，係從狀態量度smi為最小之狀態i所對應之ACS部113i，接收一直殘存到狀態i為止的殘存路徑，隨應於該殘存路徑，求出作為最大似然解碼之解碼結果的位元列，輸出至通道解碼部18(圖1)及碼處理部38(圖4)。
<ACS部113i的構成例>
圖33係圖32的ACS部113i之構成例的區塊 圖。
於圖33中，ACS部113i係具有：演算部1210、1211、1212、選擇控制部122、選擇器123、狀態量度記憶體124、選擇器1311、1312、‧‧‧、131L-1、及路徑記憶體1320、1321、‧‧‧、132L-1。
演算部121k(k=0,1,2)係具有端子j#k。對演算部121k的端子j#k，係有狀態j#k所對應之ACS部113j#k的狀態量度記憶體124中所被記憶的，1時刻前之狀態j#k的狀態量度smj#k，透過連接控制部114(圖32)而供給。
此處，對演算部121k的端子j#k係有，依照擴充時變網格，在現在時刻，可狀態遷移成狀態i的狀態j#k所對應之ACS部113j#k的狀態量度記憶體124，是藉由連接控制部114而被連接。
又，對演算部121k，係從分枝量度生成部111(圖32)，供給著從狀態j#k往狀態i之分枝的分枝量度bmj#k。
演算部121k，係藉由將對該演算部121k的端子j#k所被供給的狀態量度smj#k、與來自分枝量度生成部111的分枝量度bmj#k進行加算，以求出現在時刻之狀態i的狀態量度之候補smj#k+bmj#k，供給至選擇器123的端子j#k。
此外，演算部1210及1211，係將現在時刻之狀態i的狀態量度之候補smj0+bmj0及smj1bmj1，也供給至 選擇控制部122。
對選擇控制部122，係從限制訊號生成部112(圖32)，供給限制訊號tL。
選擇控制部122，係隨應於來自限制訊號生成部112的限制訊號tL，而生成選擇訊號seli。然後，選擇控制部122，係將選擇訊號seli，供給至選擇器123、及選擇器1311乃至131L-1，以控制選擇器123的端子j#k之選擇、及選擇器1311乃至131L-1之每一者的端子j#k之選擇。
此外，選擇控制部122，係因應需要，也會隨應於來自演算部1210及1210之各者的現在時刻之狀態i的狀態量度之候補smj0+bmj0及smj1bmj1，而生成選擇訊號seli。
選擇器123的端子j#k之選擇，係相當於現在時刻之狀態i的狀態量度smi之選擇，選擇器1311乃至131L-1之每一者的端子j#k之選擇，係相當於現在時刻之狀態i為止的殘存路徑之選擇。
選擇器123，係隨應於來自選擇控制部122的選擇訊號seli，而選擇選擇器123的端子j#k，藉此，將對該端子j#k所供給的狀態量度之候補smj#k+bmj#k，當作現在時刻之狀態i的狀態量度smi而加以選擇。
然後，選擇器123，係將現在時刻之狀態i的狀態量度smi，供給至狀態量度記憶體124。
狀態量度記憶體124，係將來自選擇器123的 現在時刻之狀態i的狀態量度smi，加以記憶。
選擇器131r(r=1,2,...,L-1)係具有端子j#k。此處，L係表示路徑記憶體長度。對選擇器131r的端子j#k，係有ACS部113j#k的路徑記憶體132r中所被記憶的，表示構成到1時刻前之狀態j#k為止之殘存路徑的分枝的分枝資訊pmj#k,r，是透過連接控制部114(圖32)而被供給。
亦即，和演算部121k的端子j#k同樣地，對選擇器131r的端子j#k係有，依照擴充時變網格，在現在時刻，可狀態遷移成狀態i的狀態j#k所對應之ACS部113j#k的路徑記憶體132r，是藉由連接控制部114而被連接。
此外，在本實施形態中，演算部121k及選擇器131r的端子j#k上所被連接的ACS部113j#k，係隨應於擴充時變網格，而被事前設定。
亦即，對端子j0，係隨應於擴充時變網格，而可被連接有，可能遷移至ACS部113i所對應之狀態i的狀態之中的，狀態i之號碼以下之號碼的狀態(通常狀態或特別狀態)j0所對應之ACS部113j0；對端子j1，係隨應於擴充時變網格，而可被連接有，可能遷移至ACS部113i所對應之狀態i的狀態之中的，比狀態i之號碼還大之號碼的狀態(通常狀態或特別狀態)j1所對應之ACS部113j1。
對端子j2，係隨應於擴充時變網格，而會只 有特別狀態j2所對應之ACS部113j2被連接。
選擇器131r，係隨應於來自選擇控制部122的選擇訊號seli，來選擇選擇器131r的端子j#k，藉此，可將對該端子j#k所供給的，構成1時刻前之狀態j#k為止之殘存路徑的分枝之分枝資訊pmj#k,r，當作構成一直殘存到現在時刻之狀態i為止之殘存路徑的分枝之分枝資訊pmi,r-1而加以選擇。
然後，選擇器131r，係將構成一直殘存到現在時刻之狀態i為止之殘存路徑的分枝之分枝資訊pmi,r-1，供給至路徑記憶體132r-1。
路徑記憶體132r之中的(r=0,1,...,L-1)，路徑記憶體1320乃至131L-2的路徑記憶體132r，係將從選擇器131r+1所被供給的，構成一直殘存到現在時刻之狀態i為止之殘存路徑的分枝之分枝資訊pmi,r+1，加以記憶。
路徑記憶體132L-1，係將表示從狀態j#k往狀態i之分枝的分枝資訊bi，加以記憶。
此處，從狀態j#k往狀態i之分枝之分枝資訊bi，係藉由狀態遷移目標之狀態i而被唯一決定，等於表示狀態i的2進位數的最下位位元。
於選擇器131r中，將構成1時刻前之狀態j#k為止之殘存路徑的分枝之分枝資訊pmj#k,r，當作構成一直殘存到現在時刻之狀態i為止之殘存路徑的分枝之分枝資訊pmi,r-1而加以選擇，將該分枝資訊pmi,r-1，記憶在路徑記憶體1320乃至131L-2中，並且，將表示從狀態j#k往狀 態i之分枝的分枝資訊bi，記憶在路徑記憶體132L-1中，藉此，路徑記憶體1320乃至131L-1的記憶內容，係被更新成到狀態i為止的殘存路徑(構成其的分枝)。所述的路徑記憶體1320乃至131L-1的記憶內容之更新的處理，係被稱為暫存器交換。
在如以上所被構成的ACS部113i中，如上述，選擇器123及131r，係隨應於來自選擇控制部122的選擇訊號seli，而選擇端子j#k，但選擇訊號seli，係隨應於來自限制訊號生成部112的限制訊號tL而被生成。
於本實施形態中，來自限制訊號生成部112的限制訊號tL中係有tL=0,1,2,3,4之5種類。
限制訊號tL=0的情況下，選擇控制部122，係視為ACS部131i所對應之狀態i為無效(不存在)，而輸出選擇訊號seli=-1。選擇訊號seli=-1的情況下，選擇器123及131r，係停止動作(不進行端子j#k之選擇)。
限制訊號tL=1的情況下，選擇控制部122係輸出用來指示端子j0之選擇的選擇訊號seli=0。選擇訊號seli=0的情況下，選擇器123及131r係選擇端子j0。
限制訊號tL=2的情況下，選擇控制部122係輸出用來指示端子j1之選擇的選擇訊號seli=1。選擇訊號seli=1的情況下，選擇器123及131r係選擇端子j1。
限制訊號tL=3的情況下，選擇控制部122係輸出，用來指示端子j0及j1之中的，來自演算部1210及 1210之每一者的現在時刻之狀態i的狀態量度之候補smj0+bmj0及smj1bmj1之中為較小之候補smj#k+bmj#k所被供給之一方的端子j#k之選擇的選擇訊號seli=0或1。如上述，選擇訊號seli=0的情況下，選擇器123及131r，係選擇端子j0，選擇訊號seli=1的情況下，選擇器123及131r，係選擇端子j1。
限制訊號tL=4的情況下，選擇控制部122係輸出用來指示端子j2之選擇的選擇訊號seli=2。選擇訊號seli=2的情況下，選擇器123及131r係選擇端子j2。
此處，選擇器123及131r的端子j0之選擇係相當於，從該端子j0上所被連接之ACS部113j0所對應之狀態j0往狀態i之分枝的選擇，端子j1之選擇係相當於，從該端子j1上所被連接之ACS部113j1所對應之狀態j1往狀態i之分枝的選擇。又，端子j2之選擇係相當於，從該端子j2上所被連接之ACS部113j2所對應之狀態(特別狀態)j2往狀態i之分枝的選擇。
<時刻資訊生成處理>
圖34係為圖6的碼處理部38的時刻資訊生成部62所進行的時刻資訊生成處理之例子的說明用流程圖。
於步驟S111中，時刻資訊生成部62，係等待從sync偵測部61，被供給RUB(圖9)之開頭的訊框frame1的表示FS之區間的FS閘訊號，將該FS閘訊號藉 由收訊而加以取得，處理係前進至步驟S112。
在步驟S112中，時刻資訊生成部62，係隨應於來自sync偵測部61的FS閘訊號，辨識訊框frame1的FS之FS實體的前一個EC之始端的時序。然後，時刻資訊生成部62，係在訊框frame1的FS之FS實體的前一個EC之始端之時序(往前達FS實體之9T的時序)上，將時刻t，重置成作為初期值的例如4，處理係從步驟S112前進至步驟S113。
此處，具有含有來自sync偵測部61的FS閘訊號所表示之FS的訊框frame1的RUB，亦稱為注目RUB。
步驟S113中，時刻資訊生成部62，係開始同步於PLL32(圖4)所輸出之通道時脈的時刻t之計數、及表示該時刻t的時刻資訊之輸出，處理係前進至步驟S114。
在步驟S114中，時刻資訊生成部62係判定，時刻t是否為，擴充時變網格所能夠被限制的最後之限制最終時刻(在本實施形態中，係為圖29及圖30中所說明的時刻t=50)以後之時刻，例如，是否為51以內之時刻。
於步驟S114中，若判定時刻t是51以內的時刻，則處理係回到步驟S114，重複同樣的處理。此情況下，時刻t之計數、及表示該時刻t的時刻資訊之輸出，係被繼續進行。
另一方面，於步驟S114中，若判定時刻t不是51以內的時刻，則處理係前進至步驟S115，時刻資訊生成部62，係停止時刻t之計數、及表示該時刻t的時刻資訊之輸出，處理係前進至步驟S116。
在步驟S116中，時刻資訊生成部62，係判定，是否已經到達注目RUB的下個訊框的FS之FS實體的前一個EC之始端的時序(FS實體的9T前的時序)。
此處，如圖9所示，在RUB中，係在訊框的FS之後，接續有3,600cbit的訊框資料，其後，接續有下個訊框的FS。
於是，時刻資訊生成部62，係在FS的結束後，計數3,600cbit之訊框資料份的通道時脈，亦即，3,600時脈的通道時脈，藉此以判定是否已經到達注目RUB的下個訊框的FS之FS實體的前一個EC之始端的時序。
於步驟S116中，若判定為已經到達注目RUB的下個訊框的FS之FS實體的前一個EC之始端的時序，則處理係前進至步驟S117。
在步驟S117中，時刻資訊生成部62，係在注目RUB的下個訊框的FS之FS實體的前一個EC之始端的時序上，與步驟S112同樣地，將時刻t重置成作為初期值的4，處理係回到步驟S113，以下重複同樣的處理。
又，於步驟S116中，若判定為還沒到達注目RUB的下個訊框的FS之FS實體的前一個EC之始端的時 序，則處理係前進至步驟S118。
在步驟S118中，時刻資訊生成部62，係判定，注目RUB的Run_out(之syn1)的再生是否已經結束，亦即，判定sync偵測部61是否從圖22所說明的sync區域可能性狀態回到初期狀態。
於步驟S118中，若判定為sync偵測部61尚未回到初期狀態，則處理係回到步驟S116，以下重複同樣的處理。
又，於步驟S118中，若判定為sync偵測部61已經回到初期狀態，亦即，注目RUB的再生係為結束，下個RUB的再生被開始的情況下，則處理係回到步驟S111，以下重複同樣的處理。
若依據以上的時刻資訊生成處理，則時刻資訊生成部62，係理想而言，在FS實體的前一個EC之始端的時序(FS實體的9T前的時序)上，將時刻t重置成4，開始同步於通道時脈的時刻t之計數，將限制最終時刻也就是50以後的時刻、例如51為止的時刻t，重複加以計數。
<最大似然解碼處理>
圖35係作為圖32的最大似然解碼裝置的復原部35所進行的最大似然解碼處理的說明用流程圖。
於步驟S121中，限制訊號生成部112及連接控制部114，係等待從碼處理部38的時刻資訊生成部62 (圖6)，供給時刻資訊(所表示的時刻t)，而將該時刻資訊加以取得，處理係前進至步驟S122。
此處，以後，連接控制部114，係隨應於來自時刻資訊生成部62的時刻資訊所表示的時刻t，將擴充時變網格中可能狀態遷移的狀態i及狀態j所分別對應之ACS部113i及ACS部113j之間加以連接，可在ACS部113i與ACS部113j之間，進行資料的交訊。
亦即，在連接控制部114中，ACS部113i的演算部121k的端子j#k、與ACS部113j#k的狀態量度記憶體124係被連接，並且，ACS部113i的選擇器131r的端子j#k、與ACS部113j#k的路徑記憶體132r係被連接。
在步驟S122中，限制訊號生成部112，係將來自時刻資訊生成部62的時刻資訊所表示的(現在)時刻t上的，用來執行擴充時變網格的(狀態遷移之)限制所需之限制訊號tL，針對時刻t上所存在之各狀態i而加以生成。然後，限制訊號生成部112，係將偵測時刻t上所存在之各狀態i而生成的限制訊號tL，供給至該各狀態i所對應之ACS部113i，處理係從步驟S122前進至步驟S123。
在步驟S123中，分枝量度生成部111，係將可能遷移至時刻t上所存在之各狀態i的，從時刻t-1之狀態j往狀態i之分枝的分枝量度bmj，依照式(3)加以計算而生成。然後，分枝量度生成部111，係將從狀態j 往狀態i之分枝的分枝量度bmj，供給至狀態i所對應之ACS部113i，處理係從步驟S123前進至步驟S124。
在步驟S124乃至S126中，擴充時變網格中所存在之各狀態i所對應之ACS部113i，係進行ACS處理。
亦即，於步驟S124中，ACS部113i的演算部121k，係藉由將該演算部121k的端子j#k上所被供給的，往狀態i之狀態遷移係為可能的狀態(遷移可能狀態)j#k所對應之ACS部113j#k所送來的狀態量度smj#k、與來自分枝量度生成部111的分枝量度bmj#k，進行加算，以求出現在時刻t的狀態i的狀態量度之候補smj#k+bmj#k。然後，演算部121k，係將現在時刻t的狀態i的狀態量度之候補smj#k+bmj#k，供給至選擇器123的端子j#k，處理係從步驟S124前進至步驟S125。
此外，演算部1210及1211，係將現在時刻之狀態i的狀態量度之候補smj0+bmj0及smj1bmj1，也供給至選擇控制部122。
步驟S125中，選擇控制部122，係使用來自限制訊號生成部112的限制訊號tL，並且，因應需要，使用來自演算部1210及1211的現在時刻之狀態i的狀態量度之候補smj0+bmj0及smj1bmj1，生成選擇訊號seli。然後，選擇控制部122，係將選擇訊號seli，供給至選擇器123、及選擇器131r，處理係從步驟S125前進至步驟S126。
在步驟S126中，ACS部113i，係隨應於已被選擇控制部122所生成的選擇訊號seli而動作。
選擇訊號seli=-1的情況下，ACS部113i，係停止動作。因此，ACS部113i的選擇器123及131r，也停止動作(不進行端子j#k之選擇)。
選擇訊號seli<>-1的情況下，ACS部113i，係隨應於選擇訊號seli，進行以下的選擇處理。
亦即，選擇訊號seli=0的情況下，選擇器123及131r係選擇端子j0，藉此，作為現在時刻t上的，往ACS部113i所對應之狀態i的狀態遷移(分枝)之遷移來源之狀態，會選擇狀態j0。
然後，藉由讓選擇器123選擇端子j0，對狀態量度記憶體124，係有現在時刻t的狀態i的狀態量度之候補smj#k+bmj#k之中的，使用遷移來源之狀態j0的狀態量度smj0而被求出的候補smj0+bmj0，是被當作現在時刻t的狀態i的狀態量度smi，透過選擇器123而被供給而被記憶。
又，藉由讓選擇器131r選擇端子j0，就會進行將路徑記憶體1320乃至131L-1的記憶內容加以更新的暫存器交換。亦即，對路徑記憶體132r-1(r=1,2,...L-1)，係有從遷移來源之狀態j0所對應之ACS部113j0所送來的分枝資訊pmj0,r，是透過選擇器131r而被供給而被記憶。然後，在路徑記憶體132L-1中，表示從遷移來源之狀態j0往狀態i之分枝的分枝資訊bi，係被記憶。
選擇訊號seli=1的情況下，選擇器123及131r係選擇端子j1，藉此，作為現在時刻t上的，往ACS部113i所對應之狀態i的狀態遷移(分枝)之遷移來源之狀態，會選擇狀態j1。
然後，藉由讓選擇器123選擇端子j1，對狀態量度記憶體124，係有現在時刻t的狀態i的狀態量度之候補smj#k+bmj#k之中的，使用遷移來源之狀態j1的狀態量度smj1而被求出的候補smj1+bmj1，是被當作現在時刻t的狀態i的狀態量度smi，透過選擇器123而被供給而被記憶。
又，藉由讓選擇器131r選擇端子j1，就會進行將路徑記憶體1320乃至131L-1的記憶內容加以更新的暫存器交換。亦即，對路徑記憶體132r-1(r=1,2,...L-1)，係有從遷移來源之狀態j1所對應之ACS部113j1所送來的分枝資訊pmj1,r，是透過選擇器131r而被供給而被記憶。然後，在路徑記憶體132L-1中，表示從遷移來源之狀態j1往狀態i之分枝的分枝資訊bi，係被記憶。
選擇訊號seli=2的情況下，選擇器123及131r係選擇端子j2，藉此，作為現在時刻t上的，往ACS部113i所對應之狀態i的狀態遷移(分枝)之遷移來源之狀態，會選擇狀態j2。
然後，藉由讓選擇器123選擇端子j2，對狀態量度記憶體124，係有現在時刻t的狀態i的狀態量度之候補smj#k+bmj#k之中的，使用遷移來源之狀態j2的狀 態量度smj2而被求出的候補smj2+bmj2，是被當作現在時刻t的狀態i的狀態量度smi，透過選擇器123而被供給而被記憶。
又，藉由讓選擇器131r選擇端子j2，就會進行將路徑記憶體1320乃至131L-1的記憶內容加以更新的暫存器交換。亦即，對路徑記憶體132r-1(r=1,2,...L-1)，係有從遷移來源之狀態j2所對應之ACS部113j2所送來的分枝資訊pmj2,r，是透過選擇器131r而被供給而被記憶。然後，在路徑記憶體132L-1中，表示從遷移來源之狀態j2往狀態i之分枝的分枝資訊bi，係被記憶。
其後，處理係從步驟S126回到步驟S121，以下重複步驟S121乃至S126之處理。
藉由重複步驟S121乃至S126之處理，各狀態i所對應之ACS部113i的狀態量度記憶體124中所被記憶之狀態i的狀態量度smi、及路徑記憶體132r中所被記憶之分枝資訊pmi,r，係適宜地透過連接控制部114，而被供給至解碼結果輸出部115。
解碼結果輸出部115，係從來自各狀態i之ACS部113i的，各狀態i的狀態量度smi之中，辨識出狀態量度smi為最小的狀態i(min)。
然後，解碼結果輸出部115，係從狀態量度smi為最小的狀態i(min)所對應之ACS部113i(min)，將路徑記憶體132r中所被記憶之分枝資訊pmi,r，透過連接控制部114而加以取得。然後，解碼結果輸出部115， 係將從ACS部113i(min)的路徑記憶體132r所取得之分枝資訊pmi,r所構成的路徑，視為一直殘存到現在時刻t之狀態i(min)為止的殘存路徑，隨應於該殘存路徑，求出最大似然解碼之解碼結果，供給至通道解碼部18或編碼處理部38。
<最大似然解碼處理之具體例>
圖36係依照擴充時變網格所被進行的最大似然解碼處理之具體例的說明圖。
<<狀態31所對應之ACS部11331>>
於擴充時變網格中，若將狀態31(=0x01F=b'00_0001_1111)，視為注目狀態而注目，則作為可狀態遷移至注目狀態31的遷移可能狀態，係如圖36的A所示，存在有狀態15(=0x00F=b'00_0000_1111)及狀態527(=0x20F=b'10_0000_1111)。
因此，對注目狀態31所對應之ACS部11331的演算部1210及選擇器131r的端子j0，係連接有狀態j0=15所對應之ACS部11315，被供給著狀態15之相關資訊。對ACS部11331的演算部1211及選擇器131r的端子j1，係連接有狀態j1=527所對應之ACS部113527，被供給著狀態527之相關資訊。對ACS部11331的演算部1212及選擇器131r的端子j2，係沒有任何連接。
根據圖26所說明，分枝是以，將表示狀態遷 移前的狀態的10位元當作上位位元，並且將現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)當作最下位位元的11位元來表示。然後，11位元的分枝的下位10位元，係表示狀態遷移後的狀態i。
因此，從狀態15(=b'00_0000_1111)往注目狀態31(=b'00_0001_1111)之分枝，係以分枝b'000_0001_1111來表示，從狀態527(=b'10_0000_1111)往注目狀態31之分枝，係以b'100_0001_1111以來表示。
現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)也就是分枝的最下位位元，係為該分枝的分枝資訊bi，關於注目狀態31，分枝資訊b31係為1。
限制訊號生成部112，係針對注目狀態31，隨應於時刻t，生成以下的限制訊號tL，供給至注目狀態31所對應之ACS部11331。
亦即，時刻t<10的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=3。此情況下，在注目狀態31所對應之ACS部11331中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態15之相關資訊所被供給的端子j0、或狀態527之相關資訊所被供給的端子j1。
使用狀態15的狀態量度sm15而被求出的現在時刻t的注目狀態31的狀態量度之候補sm15+bm15、與使用狀態527的狀態量度sm527而被求出的現在時刻t的注 目狀態31的狀態量度之候補sm527+bm527之中，若使用狀態15的狀態量度sm15而被求出的候補sm15+bm15是較小，則選擇端子j0。
又，若使用狀態527的狀態量度sm527而被求出的候補sm527+bm527為較小，則選擇端子j1。
時刻t=10的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態31所對應之ACS部11331，係不動作。
時刻t是11<=t<14所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=3。此情況下，在注目狀態31所對應之ACS部11331中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態15之相關資訊所被供給的端子j0、或狀態527之相關資訊所被供給的端子j1。
時刻t是14<=t<16所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態31所對應之ACS部11331，係不動作。
時刻t是16<=t<19所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=2。此情況下，在注目狀態31所對應之ACS部11331中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態527之相關資訊所被供給的端子j1。
時刻t是19<=t<28所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態31所對應之ACS部11331，係不動作。
時刻t是28<=t<31所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=1。此情況下，在注目狀態31所對應之ACS部11331中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態15之相關資訊所被供給的端子j0。
時刻t是31<=t<40所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態31所對應之ACS部11331，係不動作。
時刻t是40<=t<43所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=1。此情況下，在注目狀態31所對應之ACS部11331中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態15之相關資訊所被供給的端子j0。
時刻t是43<=t<45所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態31所對應之ACS部11331，係不動作。
時刻t是45<=t<48所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之 限制，而生成限制訊號tL=2。此情況下，在注目狀態31所對應之ACS部11331中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態527之相關資訊所被供給的端子j1。
時刻t是48<=t<50所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態31所對應之ACS部11331，係不動作。
時刻t=50的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=2。此情況下，在注目狀態31所對應之ACS部11331中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態527之相關資訊所被供給的端子j1。
時刻t>=51的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=3。此情況下，在注目狀態31所對應之ACS部11331中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態15之相關資訊所被供給的端子j0、或狀態527之相關資訊所被供給的端子j1。
<<狀態511所對應之ACS部113511>>
於擴充時變網格中，若將狀態511(=0x1FF=b'01_1111_1111)，視為注目狀態而注目，則作為可狀態遷移至注目狀態511的遷移可能狀態，係如圖36的B所示，存在有狀態255(=0x0FF=b'00_1111_1111)。
因此，對注目狀態511所對應之ACS部113511的演算部1210及選擇器131r的端子j0，係連接有狀態j0=255所對應之ACS部113255，被供給著狀態255之相關資訊。對ACS部113511的演算部1211及選擇器131r的端子j1、以及ACS部113511的演算部1212及選擇器131r的端子j2，係沒有任何連接。
根據圖26所說明，分枝是以，將表示狀態遷移前的狀態的10位元當作上位位元，並且將現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)當作最下位位元的11位元來表示。然後，11位元的分枝的下位10位元，係表示狀態遷移後的狀態i。
因此，從狀態255(=b'00_1111_1111)往注目狀態511(=b'01_1111_1111)之分枝，係以分枝b'001_1111_1111來表示。
現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)也就是分枝的最下位位元，係為該分枝的分枝資訊bi，關於注目狀態511，分枝資訊b511係為1。
限制訊號生成部112，係針對注目狀態511，隨應於時刻t，生成以下的限制訊號tL，供給至注目狀態511所對應之ACS部113511。
亦即，時刻t<9的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=1。此情況下，在注目狀態511所對應之ACS部113511中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態255之相關資 訊所被供給的端子j0。
時刻t是9<=t<20所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態511所對應之ACS部113511，係不動作。
時刻t是20<=t<23所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=1。此情況下，在注目狀態511所對應之ACS部113511中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態255之相關資訊所被供給的端子j0。
時刻t是23<=t<32所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態511所對應之ACS部113511，係不動作。
時刻t是32<=t<35所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=1。此情況下，在注目狀態511所對應之ACS部113511中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態255之相關資訊所被供給的端子j0。
時刻t是35<=t<49所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態511所對應之ACS部113511，係不動作。
時刻t>=49的情況下，限制訊號生成部112， 係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=1。此情況下，在注目狀態511所對應之ACS部113511中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態255之相關資訊所被供給的端子j0。
<<狀態574所對應之ACS部113574>>
於擴充時變網格中，若將狀態574(=0x23E=b'10_0011_1110)，視為注目狀態而注目，則作為可狀態遷移至注目狀態574的遷移可能狀態，係如圖36的C所示，存在有狀態799(=0x31F=b'11_0001_1111)。
因此，對注目狀態574所對應之ACS部113574的演算部1211及選擇器131r的端子j1，係連接有狀態j1=799所對應之ACS部113799，被供給著狀態799之相關資訊。對ACS部113574的演算部1210及選擇器131r的端子j0、以及ACS部113574的演算部1212及選擇器131r的端子j2，係沒有任何連接。
根據圖26所說明，分枝是以，將表示狀態遷移前的狀態的10位元當作上位位元，並且將現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)當作最下位位元的11位元來表示。然後，11位元的分枝的下位10位元，係表示狀態遷移後的狀態i。
因此，從狀態799(=b'11_0001_1111)往注目狀態574之分枝，係以分枝b'110_0011_1110來表示。
現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼 結果)也就是分枝的最下位位元，係為該分枝的分枝資訊bi，關於注目狀態574，分枝資訊b574係為0。
限制訊號生成部112，係針對注目狀態574，隨應於時刻t，生成以下的限制訊號tL，供給至注目狀態574所對應之ACS部113574。
亦即，時刻t<11的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=2。此情況下，在注目狀態574所對應之ACS部113574中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態799之相關資訊所被供給的端子j1。
時刻t=11的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態574所對應之ACS部113574，係不動作。
時刻t是12<=t<15所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=2。此情況下，在注目狀態574所對應之ACS部113574中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態799之相關資訊所被供給的端子j1。
時刻t是15<=t<49所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態574所對應之ACS部113574，係不動作。
時刻t>=49的情況下，限制訊號生成部112， 係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=2。此情況下，在注目狀態574所對應之ACS部113574中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態799之相關資訊所被供給的端子j1。
<<狀態-1所對應之ACS部113-1>>
於擴充時變網格中，若將特別狀態-1，視為注目狀態而注目，則作為可狀態遷移至注目狀態-1的遷移可能狀態，係如圖36的D所示，存在有狀態0。
因此，對注目狀態-1所對應之ACS部113-1的演算部1210及選擇器131r的端子j0，係連接有狀態j0=0所對應之ACS部1130，被供給著狀態0之相關資訊。對ACS部113-1的演算部1211及選擇器131r的端子j1、以及ACS部113-1的演算部1212及選擇器131r的端子j2，係沒有任何連接。
從狀態0(=b'00_0000_0000)往注目狀態-1之分枝，係以分枝b'000_0000_0000來表示。
現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)也就是分枝的最下位位元，係為該分枝的分枝資訊bi，關於注目狀態-1，分枝資訊b-1係為0。
限制訊號生成部112，係針對注目狀態-1，隨應於時刻t，生成以下的限制訊號tL，供給至注目狀態-1所對應之ACS部113-1。
亦即，時刻t<22的情況下，限制訊號生成部 112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態-1所對應之ACS部113-1，係不動作。
時刻t是22<=t<25所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=1。此情況下，在注目狀態-1所對應之ACS部113-1中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態0之相關資訊所被供給的端子j0。
時刻t是25<=t<34所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態-1所對應之ACS部113-1，係不動作。
時刻t是34<=t<37所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=1。此情況下，在注目狀態-1所對應之ACS部113-1中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態0之相關資訊所被供給的端子j0。
時刻t>=37的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態-1所對應之ACS部113-1，係不動作。
<<狀態1024所對應之ACS部1131024>>
於擴充時變網格中，若將特別狀態1024，視 為注目狀態而注目，則作為可狀態遷移至注目狀態1024的遷移可能狀態，係如圖36的E所示，存在有狀態1023。
因此，對注目狀態1024所對應之ACS部1131024的演算部1211及選擇器131r的端子j1，係連接有狀態j1=1023所對應之ACS部1131023，被供給著狀態1023之相關資訊。對ACS部1131024的演算部1210及選擇器131r的端子j0、以及ACS部1131024的演算部1212及選擇器131r的端子j2，係沒有任何連接。
從狀態1023(=b'11_0001_1111)往注目狀態1024之分枝，係以分枝b'111_1111_1111來表示。
現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)也就是分枝的最下位位元，係為該分枝的分枝資訊bi，關於注目狀態1024，分枝資訊b1024係為1。
限制訊號生成部112，係針對注目狀態1024，隨應於時刻t，生成以下的限制訊號tL，供給至注目狀態1024所對應之ACS部1131024。
亦即，時刻t<22的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1024所對應之ACS部1131024，係不動作。
時刻t是22<=t<25所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=2。此情況下，在注目狀態 1024所對應之ACS部1131024中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態1023之相關資訊所被供給的端子j1。
時刻t是25<=t<34所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1024所對應之ACS部1131024，係不動作。
時刻t是34<=t<37所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=2。此情況下，在注目狀態1024所對應之ACS部1131024中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態1023之相關資訊所被供給的端子j1。
時刻t>=37的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1024所對應之ACS部1131024，係不動作。
<<狀態-2所對應之ACS部113-2>>
於擴充時變網格中，若將特別狀態-2，視為注目狀態而注目，則作為可狀態遷移至注目狀態-2的遷移可能狀態，係如圖36的F所示，存在有狀態-1。
因此，對注目狀態-2所對應之ACS部113-2的演算部1210及選擇器131r的端子j0，係連接有狀態j0=-1所對應之ACS部113-1，被供給著狀態-1之相關資訊。對ACS部113-2的演算部1211及選擇器131r的端子 j1、以及ACS部113-2的演算部1212及選擇器131r的端子j2，係沒有任何連接。
從狀態-1往注目狀態-2之分枝，係以分枝b'000_0000_0000來表示。
現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)也就是分枝的最下位位元，係為該分枝的分枝資訊bi，關於注目狀態-2，分枝資訊b-2係為0。
限制訊號生成部112，係針對注目狀態-2，隨應於時刻t，生成以下的限制訊號tL，供給至注目狀態-2所對應之ACS部113-2。
亦即，時刻t<23的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態-2所對應之ACS部113-2，係不動作。
時刻t是23<=t<26所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=1。此情況下，在注目狀態-2所對應之ACS部113-2中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態-1之相關資訊所被供給的端子j0。
時刻t是26<=t<35所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態-2所對應之ACS部113-2，係不動作。
時刻t是35<=t<38所表示之範圍的時刻的情 況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=1。此情況下，在注目狀態-2所對應之ACS部113-2中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態-1之相關資訊所被供給的端子j0。
時刻t>=38的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態-2所對應之ACS部113-2，係不動作。
<<狀態1025所對應之ACS部1131025>>
於擴充時變網格中，若將特別狀態1025，視為注目狀態而注目，則作為可狀態遷移至注目狀態1025的遷移可能狀態，係如圖36的G所示，存在有狀態1024。
因此，對注目狀態1025所對應之ACS部1131025的演算部1211及選擇器131r的端子j1，係連接有狀態j1=1024所對應之ACS部1131024，被供給著狀態1024之相關資訊。對ACS部1131025的演算部1210及選擇器131r的端子j0、以及ACS部1131025的演算部1212及選擇器131r的端子j2，係沒有任何連接。
從狀態1024往注目狀態1025之分枝，係以分枝b'111_1111_1111來表示。
現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)也就是分枝的最下位位元，係為該分枝的分枝資訊 bi，關於注目狀態1025，分枝資訊b1025係為1。
限制訊號生成部112，係針對注目狀態1025，隨應於時刻t，生成以下的限制訊號tL，供給至注目狀態1025所對應之ACS部1131025。
亦即，時刻t<23的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1025所對應之ACS部1131025，係不動作。
時刻t是23<=t<26所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=2。此情況下，在注目狀態1025所對應之ACS部1131025中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態1024之相關資訊所被供給的端子j1。
時刻t是26<=t<35所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1025所對應之ACS部1131025，係不動作。
時刻t是35<=t<38所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=2。此情況下，在注目狀態1025所對應之ACS部1131025中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態1024之相關資訊所被供給的端子j1。
時刻t>=38的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號 tL=0。此情況下，注目狀態1025所對應之ACS部1131025，係不動作。
<<狀態1所對應之ACS部1131>>
於擴充時變網格中，若將狀態1(=0x001=b'00_0000_0001)，視為注目狀態而注目，則作為可狀態遷移至注目狀態1的遷移可能狀態，係如圖36的H所示，存在有狀態0(=0x000=b'00_0000_0000)、狀態512(=0x200=b'10_0000_0000)、及狀態-2。
因此，對注目狀態1所對應之ACS部1131的演算部1210及選擇器131r的端子j0，係連接有狀態j0=0所對應之ACS部1130，被供給著狀態0之相關資訊。對ACS部1131的演算部1211及選擇器131r的端子j1，係連接有狀態j1=512所對應之ACS部113512，被供給著狀態512之相關資訊。對ACS部1131的演算部1212及選擇器131r的端子j2，係連接有狀態(特別狀態)j2=-2所對應之ACS部113-2，被供給著狀態-2之相關資訊。
從狀態0(=b'00_0000_0000)往注目狀態1(=b'00_0000_0001)之分枝，係以分枝b'000_0000_0001來表示。從狀態512(=b'10_0000_0000)往注目狀態1之分枝，係以分枝b'100_0000_0001來表示。從狀態-2往注目狀態1之分枝，係以b'000_0000_0001來表示。
現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)也就是分枝的最下位位元，係為該分枝的分枝資訊 bi，關於注目狀態1，分枝資訊b1係為1。
限制訊號生成部112，係針對注目狀態1，隨應於時刻t，生成以下的限制訊號tL，供給至注目狀態1所對應之ACS部1131。
亦即，時刻t<10的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=3。此情況下，在注目狀態1所對應之ACS部1131中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態0之相關資訊所被供給的端子j0、或狀態512之相關資訊所被供給的端子j1。
使用狀態0的狀態量度sm0而被求出的現在時刻t的注目狀態1的狀態量度之候補sm0+bm0、與使用狀態512的狀態量度sm512而被求出的現在時刻t的注目狀態1的狀態量度之候補sm512+bm512之中，若使用狀態0的狀態量度sm0而被求出的候補sm0+bm0是較小，則選擇端子j0。
又，若使用狀態512的狀態量度sm512而被求出的候補sm512+bm512為較小，則選擇端子j1。
時刻t是10<=t<24所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1所對應之ACS部1131，係不動作。
時刻t是24<=t<27所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之 限制，而生成限制訊號tL=4。此情況下，在注目狀態1所對應之ACS部1131中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態-2之相關資訊所被供給的端子j2。
時刻t是27<=t<36所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1所對應之ACS部1131，係不動作。
時刻t是36<=t<39所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=4。此情況下，在注目狀態1所對應之ACS部1131中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態-2之相關資訊所被供給的端子j2。
時刻t是39<=t<50所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1所對應之ACS部1131，係不動作。
時刻t>=50的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=3。此情況下，在注目狀態1所對應之ACS部1131中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態0之相關資訊所被供給的端子j0、或狀態512之相關資訊所被供給的端子j1。
<<狀態1022所對應之ACS部1131022>>
於擴充時變網格中，若將狀態1022(=0x3FE=b'11_1111_1110)，視為注目狀態而注目，則作為可狀態遷移至注目狀態1022的遷移可能狀態，係如圖36的I所示，存在有狀態511(=0x1FF=b'01_1111_1111)、狀態1023(=0x3FF=b'11_1111_1111)、及狀態1025。
因此，對注目狀態1022所對應之ACS部1131022的演算部1210及選擇器131r的端子j0，係連接有狀態j0=511所對應之ACS部113511，被供給著狀態511之相關資訊。對ACS部1131022的演算部1211及選擇器131r的端子j1，係連接有狀態j1=1023所對應之ACS部1131023，被供給著狀態1023之相關資訊。對ACS部1131022的演算部1212及選擇器131r的端子j2，係連接有狀態(特別狀態)j2=1025所對應之ACS部1131025，被供給著狀態1025之相關資訊。
從狀態511(=b'01_1111_1111)往注目狀態1022(=b'11_1111_1110)之分枝，係以分枝b'011_1111_1110來表示。狀態1023(=b'11_1111_1111)往注目狀態1022之分枝，係以b'111_1111_1110來表示。從狀態1025往注目狀態1022之分枝，係以b'111_1111_1110來表示。
現在時刻的輸入資料(最大似然解碼之解碼結果)也就是分枝的最下位位元，係為該分枝的分枝資訊bi，關於注目狀態1022，分枝資訊b1022係為0。
限制訊號生成部112，係針對注目狀態 1022，隨應於時刻t，生成和上述的狀態1時相同的限制訊號tL，供給至注目狀態1022所對應之ACS部1131022。
亦即，時刻t<10的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=3。此情況下，在注目狀態1022所對應之ACS部1131022中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態511之相關資訊所被供給的端子j0、或狀態1023之相關資訊所被供給的端子j1。
使用狀態511的狀態量度sm511而被求出的現在時刻t的注目狀態1022的狀態量度之候補sm511+bm511、與使用狀態1023的狀態量度sm1023而被求出的現在時刻t的注目狀態1022的狀態量度之候補sm1023+bm1023之中，若使用狀態511的狀態量度sm511而被求出的候補sm511+bm511是較小，則選擇端子j0。
又，若使用狀態1023的狀態量度sm1023而被求出的候補sm1023+bm1023為較小，則選擇端子j1。
時刻t是10<=t<24所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1022所對應之ACS部1131022，係不動作。
時刻t是24<=t<27所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=4。此情況下，在注目狀態 1022所對應之ACS部1131022中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態1025之相關資訊所被供給的端子j2。
時刻t是27<=t<36所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1022所對應之ACS部1131022，係不動作。
時刻t是36<=t<39所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=4。此情況下，在注目狀態1022所對應之ACS部1131022中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態1025之相關資訊所被供給的端子j2。
時刻t是39<=t<50所表示之範圍的時刻的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=0。此情況下，注目狀態1022所對應之ACS部1131022，係不動作。
時刻t>=50的情況下，限制訊號生成部112，係為了實現擴充時變網格之限制，而生成限制訊號tL=3。此情況下，在注目狀態1022所對應之ACS部1131022中，係於選擇器123及131r中，選擇狀態511之相關資訊所被供給的端子j0、或狀態1023之相關資訊所被供給的端子j1。
擴充時變網格，係如圖36所示，具有：從2個通常狀態的其中任一者往通常狀態之分枝(圖36的A)、從1個通常狀態往通常狀態之分枝(圖36的B及 C)、從1個通常狀態往特別狀態之分枝(圖36的D及E)、從1個特別狀態往特別狀態之分枝(圖36的F及G)、以及從2個通常狀態及1個特別狀態的其中任一者往通常狀態之分枝(圖36的H及I)。
上述的情況中，係說明了針對狀態31、511、574、-1、1024、-2、1025、1、1022之各者所進行的最大似然解碼處理，但關於擴充時變網格之其他狀態，也是進行相同的最大似然解碼處理。
<時脈偏移之偵測、與資料閘訊號之生成>
圖37係時脈偏移之偵測、與資料閘訊號之生成的說明圖。
藉由依照已被擴充FS碼列FSA#i、FSB#i、FSC#i(圖28)所限制的擴充時變網格而進行FS之FS實體的最大似然解碼，作為該最大似然解碼之解碼結果的，NRZI表現下的FS實體之中心的1之位置，係在發生時脈偏移的方向上，偏移了相應於時脈偏移之量的位元數。因此，根據FS實體的最大似然解碼(維特比解碼)之解碼結果，可精度良好地偵測出時脈偏移。
亦即，作為FS實體的最大似然解碼之解碼結果，若得到擴充FS碼列FSA#i，則可偵測出有+1時脈的時脈偏移。作為FS實體的最大似然解碼之解碼結果，若得到擴充FS碼列FSB#i，則可偵測出沒有時脈偏移。作為FS實體的最大似然解碼之解碼結果，若得到擴充FS碼 列FSC#i，則可偵測出有-1時脈的時脈偏移。
時脈偏移偵測部63(圖6)，係隨應於來自復原部35之FS(之FS實體)的最大似然解碼之解碼結果，而偵測出時脈偏移，將該表示時脈偏移之偵測結果的偏移偵測資訊，供給至資料閘訊號生成部64。
資料閘訊號生成部64，係隨應於來自時脈偏移偵測部63之偏移偵測資訊，生成正確表示FS之後續的訊框資料(圖9)之區間的資料閘訊號，供給至通道解碼部18。
通道解碼部18，係從作為來自復原部35的最大似然解碼之解碼結果的PCWA110碼之碼列，抽出來自資料閘訊號生成部64的資料閘訊號所表示的區間之碼列，亦即，訊框資料。
然後，通道解碼部18，係進行身為訊框資料的PCWA110碼之解碼(通道解碼)，將該解碼所得的訊框資料，亦即，已被附加有DCC位元的row資料，供給至DCC刪除部19(圖1)。
如以上，在圖1的記錄再生裝置1中，對光碟16，係有Run_in(圖9)的同步型樣syn0，在相鄰之2個凸軌及凹軌間，以一定之偏移量在軌跡方向上被偏移而記錄，因此可以可靠地偵測出Run_in的同步型樣syn0。
然後，由於可以可靠地偵測出Run_in的同步型樣syn0，可將Run_in之後續的訊框之開頭的FS(之FS實體)之區間，以某種程度之精度加以特定。
然後，如此，以某種程度之精度所被特定出來的FS之區間為對象，使用擴充時變網格，而可進行FS(之FS實體)的最大似然解碼。
又，FS中係除了含有具有PR的限制長度以上之長度(本實施形態中係為12T)之行程的FS實體，在擴充時變網格中，還會含有相應於PR之限制長度的狀態也就是通常狀態、和通常狀態以外的特別狀態。
此情況下，FS實體的，PR的限制長度以上之長度之行程所對應之路徑，係在擴充時變網格中，抵達(狀態遷移)至特別狀態，可抑制FS實體的，PR之限制長度以上之長度之行程所對應之路徑、與未滿PR之限制長度之長度之行程所對應之路徑，被合併成同一狀態(通常狀態)。其結果為，可提升FS(FS實體)的偵測精度。
再者，隨應於無時脈偏移時的FS、及有時脈偏移時的FS，而限制了狀態及分枝(狀態遷移)的擴充時變網格，藉由依照其來進行FS的最大似然解碼，就可從該最大似然解碼之解碼結果，精度良好地偵測出時脈偏移。
又，藉由時脈偏移之偵測結果，可將FS之後續的訊框資料之區間，正確地加以特定。
其結果為，可將如此已被高密度記錄之訊框資料予以可靠地再生。
以下說明，與圖9的情況不同的RUB之格 式，亦即RUB之格式的變形。
<訊框>
圖38係圖1的被DCC附加部12所構成的訊框之另一例子的說明圖。
DCC附加部12，係如圖8所說明，是由ECC區塊，來構成訊框資料。
亦即，DCC附加部12，係將ECC區塊，分割成1行的2,360dbit之資料也就是row資料。
然後，DCC附加部12，係將從ECC區塊所分割而成的各row資料，分割成40個、59dbit的資料data1乃至data40。然後，DCC附加部12，係對各資料data#i(圖38中係為i=1,2,‧‧‧,40)之開頭，附加1位元的DCC位元dcc#i，藉此，從2,360dbit的row資料，構成2,400dbit的訊框資料。
2,400dbit的訊框資料，係由40組的資料data#i及DCC位元dcc#i之組合所構成。
DCC附加部12，係對訊框資料之開頭附加FS，並且對訊框資料之結尾附加EC，藉此，從開頭起，配置有FS、訊框資料、及EC而構成訊框frame#i。
1個ECC區塊，係由982個(行)的row資料所構成，因此從1個ECC區塊，係構成了982個訊框frame1乃至frame982。
此處，在圖8中，(通道編碼前的)FS，係 為26dbit的型樣，但在圖38(以後)中，FS，係變成20dbit的型樣，至於其細節，將於後述。然後，對訊框資料所被附加的(通道編碼前的)EC，係為和圖8的情況同樣的6dbit的型樣。
因此，於圖38中，1個訊框frame#i，係變成20dbit的FS、2,400dbit的訊框資料、6dbit的EC所成之2,426dbit的資料，訊框長度(資料長度)，係與圖8的訊框一致。
DCC附加部12，係將982個訊框frame1乃至frame982之集合，視為訊框叢簇，供給至通道編碼部13(圖1)。
<通道編碼>
圖39係以圖38的訊框叢簇為對象，在通道編碼部13中的通道編碼之例子的說明圖。
通道編碼部13，係將從DCC附加部12所被供給的圖38的訊框叢簇，例如，通道編碼成PCWA110碼等。PCWA110碼，係如圖1中所說明，係編碼率為2/3的碼，因此通道編碼後的訊框叢簇之大小(位元數)，係變成通道編碼前的3/2倍之大小。
亦即，構成圖38的訊框叢簇的各訊框frame#i之大小，係為2,426dbit的3/2倍而為3,639cbit。此外，訊框frame#i之開頭的20dbit的FS之大小，係為20dbit的3/2倍而為30T(30cbit)，訊框frame#i之結尾 的6dbitEC之大小，係為6dbit的3/2倍而為9T(9cbit)。
通道編碼後的訊框叢簇之大小，係為3,639cbit的訊框的982個份之大小而為3,573,498cbit(=3,639cbit×982個)。
已被通道編碼部13編碼成PCWA110碼的訊框叢簇，係被供給至RUB構成部14。在RUB構成部14中，使用來自通道編碼部13的訊框叢簇，構成RUB。
<FS>
圖40係為圖39的30T的FS之構成例的圖示。
30T的FS(20cbit的FS之PCWA編碼等後的FS)，係由12T×2之FS實體、及6T的BC，以此順序被配置而構成。
因此，30T的FS，係從圖11的39T的FS，變成開頭的9T的EC除外的型樣(簡易FS)。
此處，以下，亦將圖40的30T的FS，稱作新FS。
<RUB>
圖41係圖1的被RUB構成部14所構成的RUB之另一例子的說明圖。
RUB構成部14係對來自通道編碼部13的圖 39的訊框叢簇的開頭與最後，分別附加表示RUB之開頭的Run_in與表示RUB之最後的Run_out，並且，對構成訊框叢簇的訊框的1個以上之開頭，附加光碟16的記錄或再生之處理的控制中被輔助性使用的輔助控制型樣APCSY，藉此以構成RUB。
於圖41中，Run_in之大小係為4,614T，Run_out之大小係為252T。
輔助控制型樣APCSY係例如，對3個訊框frame247、frame492、及frame738之開頭分別附加。輔助控制型樣APCSY之大小，係為804T。
於RUB中，訊框叢簇以外之部分的大小，亦即，被RUB構成部14附加至訊框叢簇的Run_in、Run_out、及3個輔助控制型樣APCSY的合計之大小4,614T+252T+804T×3，係等於3,639cbit的訊框之2個份的大小3,639T×2=7,278T。
此處，輔助控制型樣APCSY，主要是(PLL32之通道時脈之)時序回復中所被使用之型樣，因此，3個輔助控制型樣APCSY，係以大致等間隔的方式，被插入(附加)至訊框叢簇。
亦即，從訊框叢簇之開頭(Run_in之結尾)，到對第1個輔助控制型樣APCSY(訊框frame247之開頭所被附加的輔助控制型樣APCSY)為止之訊框數，係為246訊框。然後，從第1個輔助控制型樣APCSY，到對第2個輔助控制型樣APCSY(訊框 frame492之開頭所被附加的輔助控制型樣APCSY)為止之訊框數，係為245訊框。又，從第2個輔助控制型樣APCSY，到對第3個輔助控制型樣APCSY(訊框frame738之開頭所被附加的輔助控制型樣APCSY)為止之訊框數，係為246訊框。然後，從第3個輔助控制型樣APCSY，到訊框叢簇之結尾(Run_out之開頭)為止之訊框數，係為245訊框。
如以上，輔助控制型樣APCSY之間隔，係為245訊框或246訊框。
此處，圖41的RUB，以下亦稱為標準RUB。
在標準RUB中，除了Run_in(及Run_out)以外，即使在輔助控制型樣APCSY，也可進行時序回復等。
於標準RUB中，在訊框frame#i之開頭，配置有新FS，在訊框frame#i之結尾，配置有EC。因此，訊框frame#i內的訊框資料，係被構成新FS的BC與EC所夾住，標準RUB，係與圖9的RUB同樣地，具有依序排列著BC、訊框資料、EC的資料結構。在BC、訊框資料、EC依序排列的資料結構中，如圖11所說明，編碼狀態是從狀態S5開始，終結於狀態S3。
如以上，將從固定之狀態(例如狀態S5)起開始、終結於固定之狀態(例如狀態S3)的資料結構予以構成的訊框資料中，係如圖11所說明，PCWA110編碼 前的訊框資料的邊緣之數量的奇偶性，與PCWA110編碼後的訊框資料的邊緣之數量的奇偶性之關係，係為一定。其結果為，藉由對PCWA110編碼前的訊框資料(row資料)附加DCC位元，就可進行DC控制。
順便一提，在光碟16的記錄領域中係有，使用者資料所被記錄的使用者資料領域、與管理資訊所被記錄的管理領域。
管理資訊，係由於資料量沒有很大，因此若將如此的管理資訊，以具有長達982訊框的標準RUB來加以記錄，則會產生沒有配置管理資訊的訊框，會導致無故浪費光碟16的記錄領域。
於是，在RUB構成部14中，除了標準RUB以外，可構成訊框數少於標準RUB的縮短RUB，對光碟16，係除了標準RUB以外，還可以用縮短RUB之單位，來進行記錄。
圖42，係圖1的被RUB構成部14所構成的縮短RUB之例子的說明圖。
在縮短RUB中，訊框叢簇，係由121訊框所構成。因此，在構成縮短RUB的情況下，DCC附加部12(圖1)係構成，以121訊框所構成的訊框叢簇。
RUB構成部14，係對訊框叢簇的開頭與最後，分別附加與標準RUB同樣的Run_in與Run_out，並且在Run_out之後，附加2,412T的附加Run_out，藉此而構成縮短RUB。
縮短RUB之大小，係為標準RUB之大小的約1/8。
此外，縮短RUB係不具有，標準RUB所具有的3個輔助控制型樣APCSY。因為在訊框數多達982訊框的標準RUB中，每245或246訊框地，具有可使用於時序回復等的輔助控制型樣APCSY，係為有效果，但在訊框數少達121訊框的縮短RUB中，係以比標準RUB的輔助控制型樣APCSY之間隔還短的間隔，存在有可使用於時序回復等的Run_in。
又，RUB構成部14，係在構成縮短RUB時，考慮標準RUB與縮短RUB的親和性，在縮短RUB中，為了將訊框叢簇以外之部分的大小，設成與標準RUB同樣的，訊框之2個份之大小3,639T×2=7,278T，而對縮短RUB，附加上附加Run_out。附加Run_out之大小，係等於3個輔助控制型樣APCSY之合計的大小804T×3=2,412T。
<Run_in>
圖43係為圖41及圖42的4,614T的Run_in之構成例的圖示。
如圖12所說明，相鄰之2個軌跡的訊框資料彼此的相互相關，係為零、或具有變成趨近於零之較小值的傾向，因此作為相鄰之2個軌跡的Run_in，係與相鄰之2個軌跡的訊框資料同樣地，採用相互相關較小的型樣 (理想而言係相互相關為零之型樣)，較為理想。
於是，光碟16的Run_in，係同步型樣syn0是在相鄰之2個軌跡間，以軌跡方向的位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄所被構成。
圖43係圖示了，作為光碟16的相鄰之2個軌跡的，成對的凹軌G及凸軌L中所被記錄的Run_in之例子。
如圖12所說明，對光碟16的成對的凹軌G及凸軌L，係以排列在軌跡方向之同一位置的形式，記錄Run_in(乃至於RUB)。
於圖43中，Run_in，係為4,614T的型樣，是從其開頭起，配置有4,050T的拉入區域、與564T的RUBSYNC區域所構成。
此外，與圖12的情況同樣地，凹軌Run_in(凹軌G中所被記錄的Run_in)及凸軌Run_in(凸軌L中所被記錄的Run_in)之構成，係亦可顛倒。
於Run_in中，拉入區域，係配置有90T的a1型樣或a2型樣、與90T的b1型樣或b2型樣，合計45個，而被構成。
亦即，凹軌Run_in的拉入區域(以下亦稱為凹軌拉入區域)，係由N個90T的a1型樣、與45-N個90T的b1型樣，以此順序被配置而構成。凸軌Run_in的拉入區域(以下亦稱為凸軌拉入區域)，係由N個90T的a2型樣、與45-N個90T的b2型樣，以此順序被配置 而構成。
作為a1型樣及a2型樣，係可採用相互相關為小的型樣(理想而言，係為相互相關為零之型樣)。同樣地，作為b1型樣及b2型樣，係可採用相互相關為小的型樣(理想而言，係為相互相關為零之型樣)。
拉入區域(之再生訊號)，係被使用於XTC之學習、或PLL32中的通道時脈的往所望之頻率的拉入、HPF41的抽頭係數之調整、AGC42中的增益之調整等。
作為a1型樣及a2型樣之每一者，係讓PLL32能夠早期鎖定為優先，而可採用不含2T及3T的型樣，亦即以1T、與4T以上之行程所構成的型樣。
作為b1型樣及b2型樣之每一者，考慮作為係XTC之學習的LMS，而可採用隨機的型樣，亦即，PCWA110碼所能採取的，會出現各式各樣之長度之行程的型樣。
此處，亦將a1型樣及a2型樣，總稱為a型樣。同樣地，亦將b1型樣及b2型樣，總稱為b型樣。
作為a型樣及b型樣的型樣、或a型樣之數量N(及b型樣之數量45-N)，係被設定至例如暫存器群21A。RUB構成部14，係依照暫存器群21A(圖1)的設定值(記憶值)，來構成Run_in。
此外，作為選項，在拉入區域之開頭，可配置在記錄再生系15對光碟16照射的雷射光之APC(Auto Power Control)中所使用的200T的APC型樣。
在拉入區域之開頭，是否配置APC型樣，係可藉由例如，從外部輸入命令而加以指定。在命令中，亦可一併指定要配置APC型樣的RUB。
在拉入區域之開頭，配置有APC型樣的情況下，APC型樣，係以對a型樣做覆寫的形式，而被配置。
此處，如後述，在輔助控制型樣APCSY中，也是可以作為選項的方式，配置APC型樣。在拉入區域之開頭，配置有APC型樣的情況下，在輔助控制型樣APCSY中也會配置有APC型樣。另一方面，在拉入區域之開頭，沒有配置APC型樣的情況下，則在輔助控制型樣APCSY中也沒有配置APC型樣。
於Run_in中，RUBSYNC區域係配置有複數個的例如4個60T的同步型樣syn0(圖13)而構成。
又，凹軌Run_in的RUBSYNC區域(以下亦稱為凹軌RUBSYNC區域)的同步型樣syn0、與凸軌Run_in的RUBSYNC區域(以下亦稱為凸軌RUBSYNC區域)的同步型樣syn0，係在軌跡方向之位置為不重複的方式，在軌跡方向上被偏移而配置。
因此，在RUBSYNC區域中，係在同步型樣syn0彼此之間，配置有1個nc0型樣、0個以上之間隔型樣sp1、及0個以上之間隔型樣sp2。
亦即，於圖43中，凹軌RUBSYNC區域，係由：同步型樣syn0#G1、nc0型樣、同步型樣syn0#G2、 間隔型樣sp1、nc0型樣、間隔型樣sp2、同步型樣syn0#G3、間隔型樣sp1、sp2、nc0型樣、間隔型樣sp1、sp2、同步型樣syn0#G4、間隔型樣sp1、sp2、sp1、nc0型樣、間隔型樣sp1、及末尾型樣tp1，以此順序被配置而構成。
凸軌RUBSYNC區域，係由：nc0型樣、同步型樣syn0#L1、nc0型樣、間隔型樣sp2、同步型樣syn0#L2、間隔型樣sp1、nc0型樣、間隔型樣sp2、sp1、同步型樣syn0#L3、間隔型樣sp2、sp1、nc0型樣、間隔型樣sp2、sp1、sp2、同步型樣syn0#L4、間隔型樣sp2、及末尾型樣tp2，以此順序被配置而構成。
nc0型樣，係為與同步型樣syn0相同大小的60T的型樣，作為nc0型樣係可採用，與同步型樣syn0之相互相關為小的型樣(理想而言，係為相互相關為零之型樣)。
間隔型樣sp1，係為6T(之行程)的型樣，間隔型樣sp2，係為3T/3T(之行程)的型樣。3T/3T的間隔型樣sp2，係用來抑制6T的間隔型樣sp1所致之DC成分之增加。
間隔型樣sp1及sp2，係為了將在軌跡方向上排列的2個同步型樣syn0之間隔，配置成獨一無二之間隔，而被配置。
此處，亦將間隔型樣sp1及sp2，總稱為間隔型樣sp。
末尾型樣tp1及tp2，係為被配置在RUBSYNC區域之最後的24T的型樣。
在圖43中，在Run_in、還有RUB之中，以使得軌跡方向上排列的2個同步型樣syn0之間隔成為獨一無二之間隔的方式，在凹軌RUBSYNC區域的2個同步型樣syn0之間，係配置有偶數個(0係視為偶數)間隔型樣sp，在凸軌RUBSYNC區域的2個同步型樣syn0之間，係配置有奇數個間隔型樣sp。
亦即，在凹軌RUBSYNC區域的第1個同步型樣syn0#G1、與第2個同步型樣syn0#G2之間，係配置有0個間隔型樣sp，藉此，同步型樣syn0#G1與syn0#G2之間隔，係變成1個nc0型樣與0個間隔型樣sp的合計之大小也就是60T=60T+0T。
在凹軌RUBSYNC區域的第2個同步型樣syn0#G2、與第3個同步型樣syn0#G3之間，係配置有2個間隔型樣sp(1個間隔型樣sp1及1個間隔型樣sp2)，藉此，同步型樣syn0#G2與syn0#G3之間隔，係變成1個nc0型樣與2個間隔型樣sp的合計之大小也就是72T=60T+6T×2。
在凹軌RUBSYNC區域的第3個同步型樣syn0#G3、與第4個同步型樣syn0#G4之間，係配置有4個間隔型樣sp(2個間隔型樣sp1及2個間隔型樣sp2)，藉此，同步型樣syn0#G3與syn0#G4之間隔，係變成1個nc0型樣與4個間隔型樣sp的合計之大小也就 是84T=60T+6T×4。
在凸軌RUBSYNC區域的第1個同步型樣syn0#L1、與第2個同步型樣syn0#L2之間，係配置有1個間隔型樣sp(1個間隔型樣sp2)，藉此，同步型樣syn0#L1與syn0#L2之間隔，係變成1個nc0型樣與1個間隔型樣sp的合計之大小也就是66T=60T+6T。
在凸軌RUBSYNC區域的第2個同步型樣syn0#L2、與第3個同步型樣syn0#L3之間，係配置有3個間隔型樣sp(2個間隔型樣sp1及1個間隔型樣sp2)，藉此，同步型樣syn0#L2與syn0#L3之間隔，係變成1個nc0型樣與3個間隔型樣sp的合計之大小也就是78T=60T+6T×3。
在凸軌RUBSYNC區域的第3個同步型樣syn0#L3、與第4個同步型樣syn0#L4之間，係配置有5個間隔型樣sp(2個間隔型樣sp1及3個間隔型樣sp2)，藉此，同步型樣syn0#L3與syn0#L4之間隔，係變成1個nc0型樣與5個間隔型樣sp的合計之大小也就是90T=60T+6T×5。
在圖43的Run_in中，如以上，彼此相鄰的任意2個同步型樣syn0之間隔係為獨一無二，因此，藉由偵測同步型樣syn0，就可根據最新的同步型樣syn0、與其前一個所被偵測到的同步型樣syn0之間隔，特定出最新的同步型樣syn0(及前一個所被偵測到的同步型樣syn0)的位置。
在圖43中，間隔型樣sp之大小(長度)係為6T，因此2個同步型樣syn0之間隔，係可為以6T之單位而不同的間隔。
圖44係為圖43的nc0型樣、以及末尾型樣tp1及tp2之例子的圖示。
作為nc0型樣係可採用例如，3T/3T/5T/7T/5T/7T/7T/5T/7T/5T/3T/3T之60T的型樣。
作為末尾型樣tp1係可採用例如，8T/8T/4T/4T之24T的型樣，作為末尾型樣tp2係可採用例如，4T/8T/8T/4T之24T的型樣。
此處，作為末尾型樣tp1及tp2，係如圖44所示，可採用以4T(之行程)做終結的型樣。
在標準RUB中，如圖41所示，係在訊框之開頭及結尾，分別配置有30T的新FS及9T的EC。
現在，為了簡化說明，若假設忽視輔助控制型樣APCSY，則在標準RUB中，在訊框frame1以外的訊框frame#i中，在該訊框frame#i之開頭的新FS的緊鄰前方，存在有前1訊框的訊框frame#i-1之EC。
EC係為，如圖11所說明，最後的行程是5T或4T的型樣，因此訊框frame1以外之訊框frame#i的新FS的緊鄰前方，係最小也有4T之行程存在。
作為末尾型樣tp1及tp2，如圖44所示，藉由採用以4T做終結的型樣，在訊框frame1之新FS的緊鄰前方，存在有末尾型樣tp1及tp2的結尾的4T之行 程，其結果為，可提升訊框frame1、與訊框frame1以外之訊框frame#i的親和性。
此外，作為使同步型樣syn0，在相鄰之(成對的)2個軌跡間，以軌跡方向之位置不會重複的方式而在軌跡方向上做偏移的情況，係有圖12所說明的，與同步型樣syn0是在相鄰之2個軌跡間，以一定之偏移量而在軌跡方向上做偏移的情況相同的情況。
亦即，作為使同步型樣syn0，在相鄰之2個軌跡間，以軌跡方向之位置不會重複的方式而在軌跡方向上做偏移的情況，係有：在光碟16的任意1個軌跡TK(n)、與該軌跡TK(n)所相鄰之內周側的軌跡TK(n-1)、及外周側的軌跡TK(n+1)之各者間，使同步型樣syn0，以軌跡方向之位置不會重複的方式而在軌跡方向上做偏移的情況；以及在光碟16的第奇數個軌跡TK(2n'-1)、與該軌跡TK(2n'-1)之外周側的第偶數個軌跡TK(2n')間，使同步型樣syn0，以軌跡方向之位置不會重複的方式而在軌跡方向上做偏移的情況。
在第奇數個軌跡TK(2n'-1)、與第偶數個軌跡TK(2n')間，使同步型樣syn0，以軌跡方向之位置不會重複的方式而在軌跡方向上做偏移的情況下，在第偶數個軌跡TK(2n')、與該軌跡TK(2n')之外周側的第奇數個軌跡TK(2n'+1)間，是否使同步型樣syn0，以軌跡方向之位置不會重複的方式而在軌跡方向上做偏移，則在所不問。
<輔助控制型樣APCSY>
圖45係為圖41的804T的輔助控制型樣APCSY之構成例的圖示。
亦即圖示了，作為光碟16的相鄰之2個軌跡的，成對的凹軌G及凸軌L中所被記錄的輔助控制型樣APCSY之例子。
如圖12所說明，由於對光碟16的成對的凹軌G及凸軌L，係以排列在軌跡方向之同一位置的形式，來記錄Run_in(乃至於RUB)，因此輔助控制型樣APCSY也是，對凹軌G及凸軌L，以排列在軌跡方向之同一位置的形式而被記錄。
凹軌G中所被記錄之輔助控制型樣APCSY(以下亦稱為凹軌輔助控制型樣APCSY)，係由：8個60T的nc1型樣、同步型樣syn0、間隔型樣sp1、sp2、sp1、nc0型樣、間隔型樣sp1、sp2、sp1、同步型樣syn0、間隔型樣sp1、sp2、sp1、sp2、nc0型樣、及末尾型樣tp1，以此順序被配置而構成。
凸軌L中所被記錄之輔助控制型樣APCSY(以下亦稱為凸軌輔助控制型樣APCSY)，係由：8個60T的nc2型樣、nc0型樣、間隔型樣sp2、sp1、sp2、同步型樣syn0、間隔型樣sp2、sp1、sp2、nc0型樣、間隔型樣sp2、sp1、sp2、sp1、同步型樣syn0、及末尾型樣tp2，以此順序被配置而構成。
此外，如圖43所說明，在Run_in的拉入區域之開頭，係可作為選項的方式，配置200T的APC型樣。
在Run_in的拉入區域之開頭，有配置APC型樣的情況下，則在輔助控制型樣APCSY中也有配置APC型樣。
亦即，在輔助控制型樣APCSY，係在從開頭起間隔60T的位置上，可將200T的APC型樣，以覆寫於nc1型樣或nc2型樣的形式，加以配置。
於輔助控制型樣APCSY中，作為nc1型樣及nc2型樣，係可採用相互相關為小的型樣(理想而言，係為相互相關為零之型樣)。
又，凹軌輔助控制型樣APCSY的同步型樣syn0、與凸軌輔助控制型樣APCSY的同步型樣syn0，係和圖43的RUBSYNC區域同樣地，以使得軌跡方向之位置不會重複的方式而在軌跡方向上被偏移而配置。
因此，在輔助控制型樣APCSY中，係與圖43的RUBSYNC區域同樣地，在同步型樣syn0彼此之間，配置有1個nc0型樣、0個以上之間隔型樣sp1、及0個以上之間隔型樣sp2。
在圖45中，係在RUB之中，以使得軌跡方向上排列的2個同步型樣syn0之間隔成為獨一無二之間隔的方式，在凹軌輔助控制型樣APCSY的2個同步型樣syn0之間，係與凹軌RUBSYNC區域(圖43)同樣地， 配置有偶數個間隔型樣sp，在凸軌輔助控制型樣APCSY的2個同步型樣syn0之間，係與凸軌RUBSYNC區域(圖43)同樣地，配置有奇數個間隔型樣sp。
亦即，在凹軌輔助控制型樣APCSY的第1個同步型樣syn0、與第2個同步型樣syn0之間，係配置有6個間隔型樣sp(4個間隔型樣sp1及2個間隔型樣sp2)，藉此，第1個同步型樣syn0與第2個同步型樣syn0之間隔，係變成1個nc0型樣與6個間隔型樣sp的合計之大小也就是96T=60T+6T×6。
在凸軌輔助控制型樣APCSY的第1個同步型樣syn0、與第2個同步型樣syn0之間，係配置有7個間隔型樣sp(3個間隔型樣sp1及4個間隔型樣sp2)，藉此，第1個同步型樣syn0與第2個同步型樣syn0之間隔，係變成1個nc0型樣與7個間隔型樣sp的合計之大小也就是102T=60T+6T×7。
因此，除了Run_in的同步型樣syn0以外，針對輔助控制型樣APCSY的同步型樣syn0也是，可根據2個同步型樣syn0之間隔，特定出最新的同步型樣syn0之位置。
此外，如圖41所說明，輔助控制型樣APCSY係對3個訊框frame247、frame492、及訊框frame738之開頭分別被附加，但此處，對訊框frame247、frame492、及訊框frame738所被附加的輔助控制型樣APCSY，係為相同的型樣，因此，只以該輔助控制型樣APCSY的2個 同步型樣syn0之間隔，所被偵測(再生)的同步型樣syn0，是究竟是被附加至3個訊框frame247、frame492、及訊框frame738的其中哪一訊框的輔助控制型樣APCSY之同步型樣syn0，並沒有辦法特定到這種程度。
為了只以輔助控制型樣APCSY的2個同步型樣syn0之間隔，來特定出所被偵測到的同步型樣syn0，究竟是被附加至3個訊框frame247、frame492、及訊框frame738的其中哪一訊框的輔助控制型樣APCSY之同步型樣syn0，係作為對訊框frame247所被附加的輔助控制型樣APCSY、對訊框frame492所被附加的輔助控制型樣APCSY、及對訊框frame738所被附加的輔助控制型樣APCSY之每一者，必須要準備2個同步型樣syn0之間隔為獨一無二的、個別的輔助控制型樣APCSY。
從同步的觀點來看，作為對訊框frame247所被附加的輔助控制型樣APCSY、對訊框frame492所被附加的輔助控制型樣APCSY、及對訊框frame738所被附加的輔助控制型樣APCSY之每一者，是準備2個同步型樣syn0之間隔為獨一無二的輔助控制型樣APCSY，較為理想。
但是，此情況下，2個同步型樣syn0之間隔會變長，導致必須要將輔助控制型樣APCSY之大小(長度)，設成比圖45的804T還大。
將輔助控制型樣APCSY之大小增大的情況下，如圖41所說明，若試圖要將RUB的Run_in、 Run_out、及3個輔助控制型樣APCSY的合計之大小，維持成訊框之2個份的大小，則會導致將輔助控制型樣APCSY之大小增大多少，就必須例如將Run_in之拉入區間等縮小多少。若將Run_in之拉入區間縮小，則例如，會影響到PLL32中的通道時脈之拉入等。
因此，作為對訊框frame247所被附加的輔助控制型樣APCSY、對訊框frame492所被附加的輔助控制型樣APCSY、及對訊框frame738所被附加的輔助控制型樣APCSY之每一者，是否要準備2個同步型樣syn0之間隔為獨一無二的輔助控制型樣APCSY，可基於同步的觀點、及對PLL32中的通道時脈之拉入等造成影響的觀點的其中哪一者應該優先考慮等，來做決定。
此外，輔助控制型樣APCSY，係以末尾型樣tp1或tp2而做終結。因此，輔助控制型樣APCSY後續的訊框frame247、frame492、及訊框frame738的新FS的緊鄰前方，係存在有末尾型樣tp1或tp2的結尾的4T之行程。
因此，有被附加輔助控制型樣APCSY的訊框frame247、frame492、及訊框frame738，與未被附加輔助控制型樣APCSY的訊框(接續於前一個訊框之EC而被配置的訊框)間，任一訊框都是在新FS的緊鄰前方，最小存在有4T之行程。
藉此可以提升，有被附加輔助控制型樣APCSY的訊框frame247、frame492、及訊框frame738， 與未被附加輔助控制型樣APCSY的訊框的親和性。
圖46係為圖45的輔助控制型樣APCSY之開頭中所被配置之60T的nc1型樣及nc2型樣之例子的圖示。
作為nc1型樣係可採用例如，4T/4T/8T/4T/3T/7T/4T/4T/8T/4T/3T/7T之60T的型樣。
作為nc2型樣係可採用例如，8T/4T/4T/7T/3T/4T/8T/4T/4T/7T/3T/4T的60T的型樣。
nc1型樣及nc2型樣係被設定至例如暫存器群21A。RUB構成部14，係依照暫存器群21A(圖1)的設定值，來構成Run_in(的輔助控制型樣APCSY)。
<Run_out及附加Run_out>
圖47係為圖41及圖42的Run_out、以及圖42的附加Run_out之構成例的圖示。
相鄰之2個凹軌G及凸軌L之中的凹軌G的252T的Run_out(以下亦稱為凹軌Run_out)，係由72T的SY1型樣、及2個90T的a1型樣，以此順序被配置而構成。
又，相鄰之2個凹軌G及凸軌L之中的凸軌L的252T的Run_out(以下亦稱為凸軌Run_out)，係由72T的SY1型樣、及2個90T的a2型樣，以此順序被配置而構成。
作為72T的SY1型樣係可採用例如， 12T/12T/12T/12T/12T/12T的型樣。
作為a1型樣及a2型樣，係如圖43的Run_in所說明，可採用相互相關為小的型樣。
凹軌Run_out之後續的2,412T的附加Run_out係例如，由26個a1型樣、及12個6T之所定之型樣，以此順序被配置而構成。
凸軌Run_out之後續的2,412T的附加Run_out係例如，由26個a2型樣、及12個6T之所定之型樣，以此順序被配置而構成。
<sync偵測部61之處理的例子>
圖48係為構成RUB的14是構成標準RUB(圖41)或縮短RUB(圖42)的情況下，圖6的sync偵測部61所進行的sync偵測處理之例子的說明用流程圖。
於步驟S211中，sync偵測部61係根據來自復原部35(圖6)之復原結果，判定是否偵測到同步型樣syn0，若判定為未偵測到，則處理係回到步驟S211。
然後，於步驟S211中，被判定為有偵測到同步型樣syn0的情況下，處理係前進至步驟S212，sync偵測部61係偵測出本次已被偵測到的最新的同步型樣syn0、與前次所被偵測到的同步型樣syn0(以下亦稱為前次的同步型樣syn0)之間隔(以下亦稱為syn0間隔)。
其後，處理係從步驟S212前進至步驟S213，sync偵測部61，係判定syn0間隔是否為不正確的間隔。 此處，所謂不正確的間隔係意味著，作為syn0間隔所不可能採取的過短的間隔、或過長的間隔。
於步驟S213中，判定為syn0間隔是不正確的間隔的情況下，亦即，例如，最新的同步型樣syn0或前次的同步型樣syn0之偵測係為誤偵測，因此，在syn0間隔為不正確的間隔的情況下，處理係回到步驟S211。
又，於步驟S213中，判定為syn0間隔並非不正確的間隔的情況下，處理係前進至步驟S214。在步驟S214中，sync偵測部61係隨應於syn0間隔，而特定出最新的同步型樣syn0的位置(來自復原部35的復原結果中所含之最新的同步型樣syn0之位置)，處理係前進至步驟S215。
如圖43及圖45所說明，syn0間隔，係在RUB之中為獨一無二的間隔，因此隨應於syn0間隔，而可特定出最新的同步型樣syn0在RUB內的位置(但是，關於輔助控制型樣APCSY內的同步型樣syn0，係會有無法特定出訊框的時候)。
在步驟S215中，sync偵測部61係基於步驟S214中所特定的最新的同步型樣syn0之位置，判定該最新的同步型樣syn0，是否為Run_in內的同步型樣syn0。
於步驟S215中，判定該最新的同步型樣syn0，並非Run_in內的同步型樣syn0的情況下，處理係回到步驟S211。
又，於步驟S215中，判定該最新的同步型樣 syn0，是Run_in內的同步型樣syn0的情況下，處理係前進至步驟S216。
在步驟S216中，sync偵測部61係隨應於最新的同步型樣syn0之位置，生成表示緊鄰於該最新的同步型樣syn0之後所出現的訊框frame1的FS(圖41、圖42、圖43)之區間的FS閘訊號。然後，sync偵測部61係將FS閘訊號，供給至時刻資訊生成部62(圖6)，處理係從步驟S216回到步驟S211。
如以上，在標準RUB(圖41)(及縮短RUB(圖42))中，於光碟16中，同步型樣syn0，是在身為相鄰之2個軌跡的凹軌G及凸軌L間，以使得軌跡方向之位置不會重複的方式而在軌跡方向上被偏移而記錄，因此在凹軌G及凸軌L的其中一方之軌跡的同步型樣syn0的再生時，可抑制他方之軌跡的同步型樣syn0所致之干擾。因此，可對光碟16高密度地記錄資料，進而可將如此已被高密度記錄之資料予以可靠地再生。
又，同步型樣syn0，係以使得軌跡方向上排列的2個同步型樣syn0之間隔為獨一無二的方式而被記錄，因此在光碟16的再生時，可根據2個同步型樣syn0之間隔，特定出同步型樣syn0的位置。然後，Run_in內的同步型樣syn0之位置被特定出來的情況下，可正確偵測出緊鄰於含有該同步型樣syn0的Run_in之後的訊框之開頭的FS，其結果為，可對光碟16高密度地記錄資料，進而可將如此已被高密度記錄之資料予以可靠地再生。
<適用了本技術的電腦之說明>
其次，上述一連串處理，係可藉由的硬體來進行，也可藉由軟體來進行。在以軟體來進行一連串之處理時，構成該軟體的程式，係可安裝至通用的電腦等。
圖49係為執行上述一連串處理的程式所被安裝之電腦的一實施形態之構成例的區塊圖。
程式是可預先被記錄在內建於電腦中的做為記錄媒體之硬碟205或ROM203。
又或者，程式係亦可先儲存(記錄)在可移除式記錄媒體211中。此種可移除式記錄媒體211，係可以所謂套裝軟體的方式來提供。此處，作為可移除式記錄媒體211係例如有軟碟片、CD-ROM(Compact Disc Read Only Memory)、MO(Magneto Optical)碟、DVD(Digital Versatile Disc)、磁碟、半導體記憶體等。
此外，程式除了可從如上述的可移除式記錄媒體211安裝至電腦，還可透過通訊網或播送網而下載至電腦中，安裝至內建的硬碟205。亦即，程式係可例如從下載網站，透過數位衛星播送用的人造衛星，以無線而傳輸至電腦、或透過LAN(Local Area Network)、網際網路這類網路，以有線方式而傳輸至電腦。
電腦係內藏有CPU(Central Processing Unit)202，對CPU202係透過匯流排201而連接有輸出入介面210。
CPU202係一旦透過輸出入介面210藉由使用者操作輸入部207等而進行了指令輸入，則會聽從之而執行ROM(Read Only Memory)203中所儲存的程式。或者，CPU202係將硬碟205中所儲存的程式，載入至RAM(Random Access Memory)204中而加以執行。
藉此，CPU202係會進行依照上述流程圖之處理，或是由上述區塊圖之構成所進行之處理。然後，CPU202係將其處理結果，因應需要，例如，透過輸出入介面210而從輸出部206加以輸出，或者從通訊部208進行送訊，或甚至記錄在硬碟205中等。
此外，輸入部207係由鍵盤、滑鼠、麥克風等所構成。又，輸出部206係由LCD(Liquid Crystal Display)或揚聲器等所構成。
此處，於本說明書中，電腦依照程式而進行之處理，係並不一定依照流程圖方式所記載之順序而時間序列性地進行。亦即，電腦依照程式所進行的處理，係包含可平行地或個別地執行之處理(例如平行處理或是物件所致之處理)。
又，程式係可被1個電腦(處理器)所處理，也可被複數電腦分散處理。甚至，程式係亦可被傳輸至遠方的電腦而執行之。
再者，於本說明書中，所謂的系統，係意味著複數構成要素(裝置、模組(零件)等)的集合，所有構成要素是否位於同一框體內則在所不問。因此，被收納 在個別的框體中，透過網路而連接的複數台裝置、及在1個框體中收納有複數模組的1台裝置，均為系統。
此外，本技術的實施形態係不限定於上述實施形態，在不脫離本技術主旨的範圍內可做各種變更。
例如，本技術係亦可將1個機能透過網路而分擔給複數台裝置，採取共通進行處理的雲端運算之構成。
又，上述的流程圖中所說明的各步驟，係可由1台裝置來執行以外，亦可由複數台裝置來分擔執行。
甚至，若1個步驟中含有複數處理的情況下，該1個步驟中所含之複數處理，係可由1台裝置來執行以外，也可由複數台裝置來分擔執行。
又，本說明書中所記載之效果僅為例示並非限定，亦可還有其他的效果。
此外，本技術係亦可視為以下之構成。
<1>
一種碟片狀記錄媒體，係用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄。
<2>
如<1>所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記相鄰之2個軌跡，係為凸軌及凹軌。
<3>
如<1>或<2>所記載之碟片狀記錄媒體，其中，在軌跡方向上排列的2個前記同步型樣之間隔，係為獨一無二。
<4>
如<3>所記載之碟片狀記錄媒體，其中，令進行前記碟片狀記錄媒體的記錄及再生之其中至少一方的裝置的通道時脈之週期為T時，前記同步型樣之間隔，係以6T的單位而不同。
<5>
如<1>乃至<4>之任一項所記載之碟片狀記錄媒體，其中，使用者資料，係被編碼成(d,k)RLL碼而被記錄；前記同步型樣係為，比前記(d,k)RLL碼的最大行程k還大的行程係被重複的型樣。
<6>
如<1>乃至<5>之任一項所記載之碟片狀記錄媒體，其中，表示含有被使用於ECC(Error Correction Coding)處理之同位元的ECC區塊之起始的Run_in，係被記錄；複數前記同步型樣，係被包含在前記Run_in中；在軌跡方向上排列的2個前記同步型樣之間隔，係在前記Run_in之中為獨一無二。
<7>
如<6>所記載之碟片狀記錄媒體，其中，對前記碟片狀記錄媒體之記錄，係以RUB(Recording Unit Block)為記錄單位而進行；前記RUB係含有：前記Run_in；和複數訊框，係含有前記ECC區塊所分割而成的資料；和前記碟片狀記錄媒體之處理的控制中所被使用之控制型樣；和表示前記ECC區塊之結尾的Run_out；複數前記同步型樣，係也被包含在前記控制型樣中。
<8>
如<7>所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記控制型樣中所含之2個前記同步型樣之間隔，係在前記RUB之中為獨一無二。
<9>
如<7>或<8>所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記RUB中所含之2個前記同步型樣之間隔，係在前記RUB之中為獨一無二。
<10>
如<6>乃至<9>之任一項所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記RUB係含有所定之BC(Begin Code)、及所定之EC(End Code)； 前記BC係被配置在前記訊框之開頭；前記EC係被配置在前記訊框之結尾。
<11>
如<10>所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記EC及前記BC係為，具有滿足使用者資料的編碼時所使用之(d,k)RLL碼之碼規則之行程的型樣。
<12>
如<11>所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記(d,k)RLL碼係為PCWA(Parity-Complementary Word Assignment)110碼；前記EC係為，從隨著往PCWA110碼之PCWA編碼而遷移的編碼狀態所可能採取之各狀態起，終結於特定之1狀態的型樣；前記BC係為，前記編碼狀態是從前記編碼狀態所可能採取之狀態之中的所定之1狀態起開始的型樣。
<13>
如<11>或<12>所記載之碟片狀記錄媒體，其中，含有所定之FS實體與前記BC的FS(Frame Sync)，係被配置在前記訊框之開頭；前記FS實體係為，比前記(d,k)RLL碼的最大行程k還大的行程係被重複的型樣。
<14>
如<10>乃至<13>之任一項所記載之碟片狀記錄媒體，其中， 前記訊框的，被配置在前記BC與前記EC之間的訊框資料中，進行DC(Direct Current)控制的DCC(Direct Current Control)位元係被規則地配置。
<15>
一種記錄裝置，係具備：記錄部，係將用來取得同步所需之同步型樣，以使其在碟片狀記錄媒體的相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上予以偏移而記錄。
<16>
如<15>所記載之記錄裝置，其中，前記記錄部，係以使得在軌跡方向上排列的2個前記同步型樣之間隔係為獨一無二的方式，將前記同步型樣予以記錄。
<17>
一種記錄方法，係含有以下步驟：將用來取得同步所需之同步型樣，以使其在碟片狀記錄媒體的相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上予以偏移而記錄。
<18>
一種再生裝置，係具備再生部，係從：用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄的碟片狀記錄媒 體，再生出再生訊號。
<19>
如<18>所記載之再生裝置，其中，前記同步型樣係以使得在軌跡方向上排列的2個前記同步型樣之間隔係為獨一無二的方式而被記錄；還具備：偵測部，係從前記再生訊號，偵測出前記同步型樣，隨應於2個前記同步型樣之間隔，而將前記同步型樣之位置予以特定。
<20>
一種再生方法，係含有以下步驟：從：用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄的碟片狀記錄媒體，再生出再生訊號。

Claims (19)

  1. 一種碟片狀記錄媒體，係用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄；前記相鄰之2個軌跡，係為凸軌及凹軌。
  2. 如請求項1所記載之碟片狀記錄媒體，其中，在軌跡方向上排列的2個前記同步型樣之間隔，係為在前記碟片狀記錄媒體之中獨一無二。
  3. 如請求項2所記載之碟片狀記錄媒體，其中，令進行前記碟片狀記錄媒體的記錄及再生之其中至少一方的裝置的通道時脈之週期為T時，前記同步型樣之間隔，係以6T的單位而不同。
  4. 如請求項1所記載之碟片狀記錄媒體，其中，使用者資料，係被編碼成(d,k)RLL碼而被記錄；前記同步型樣係為，比前記(d,k)RLL碼的最大行程k還大的行程係被重複的型樣。
  5. 如請求項1所記載之碟片狀記錄媒體，其中，表示含有被使用於ECC(Error Correction Coding)處理之同位元的ECC區塊之起始的Run_in，係被記錄；複數前記同步型樣，係被包含在前記Run_in中；在軌跡方向上排列的2個前記同步型樣之間隔，係在前記Run_in之中為獨一無二。
  6. 如請求項5所記載之碟片狀記錄媒體，其中，對前記碟片狀記錄媒體之記錄，係以RUB(Recording Unit Block)為記錄單位而進行；前記RUB係含有：前記Run_in；和複數訊框，係含有前記ECC區塊所分割而成的資料；和前記碟片狀記錄媒體之處理的控制中所被使用之控制型樣；和表示前記ECC區塊之結尾的Run_out；複數前記同步型樣，係也被包含在前記控制型樣中。
  7. 如請求項6所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記控制型樣中所含之2個前記同步型樣之間隔，係在前記RUB之中為獨一無二。
  8. 如請求項6所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記RUB中所含之2個前記同步型樣之間隔，係在前記RUB之中為獨一無二。
  9. 如請求項5所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記RUB係含有所定之BC(Begin Code)、及所定之EC(End Code)；前記BC係被配置在前記訊框之開頭；前記EC係被配置在前記訊框之結尾。
  10. 如請求項9所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記EC及前記BC係為，具有滿足使用者資料的編碼時所使用之(d,k)RLL碼之碼規則之行程的型樣。
  11. 如請求項10所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記(d,k)RLL碼係為PCWA(Parity-Complementary Word Assignment)110碼；前記EC係為，從隨著往PCWA110碼之PCWA編碼而遷移的編碼狀態所可能採取之各狀態起，終結於特定之1狀態的型樣；前記BC係為，前記編碼狀態是從前記編碼狀態所可能採取之狀態之中的所定之1狀態起開始的型樣。
  12. 如請求項10所記載之碟片狀記錄媒體，其中，含有所定之FS實體與前記BC的FS(Frame Sync)，係被配置在前記訊框之開頭；前記FS實體係為，比前記(d,k)RLL碼的最大行程k還大的行程係被重複的型樣。
  13. 如請求項9所記載之碟片狀記錄媒體，其中，前記訊框的，被配置在前記BC與前記EC之間的訊框資料中，進行DC(Direct Current)控制的DCC(Direct Current Control)位元係被規則地配置。
  14. 一種記錄裝置，係具備：記錄部，係將用來取得同步所需之同步型樣，以使其在碟片狀記錄媒體的相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上予以偏移而記錄；前記相鄰之2個軌跡，係為凸軌及凹軌。
  15. 如請求項14所記載之記錄裝置，其中，前記記錄部，係以使得在軌跡方向上排列的2個前記同步型樣之間隔係為獨一無二的方式，將前記同步型樣予以記錄。
  16. 一種記錄方法，係含有以下步驟：將用來取得同步所需之同步型樣，以使其在碟片狀記錄媒體的相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上予以偏移而記錄；前記相鄰之2個軌跡，係為凸軌及凹軌。
  17. 一種再生裝置，係具備再生部，係從：用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄的碟片狀記錄媒體，再生出再生訊號；前記相鄰之2個軌跡，係為凸軌及凹軌。
  18. 如請求項17所記載之再生裝置，其中，前記同步型樣係以使得在軌跡方向上排列的2個前記同步型樣之間隔係為獨一無二的方式而被記錄；還具備：偵測部，係從前記再生訊號，偵測出前記同步型樣，隨應於2個前記同步型樣之間隔，而將前記同步型樣之位置予以特定。
  19. 一種再生方法，係含有以下步驟：從：用來取得同步所需之同步型樣，是以使其在相鄰之2個軌跡間，軌跡方向之位置不會重複的方式，而在軌跡方向上被偏移而記錄的碟片狀記錄媒體，再生出再生訊號；前記相鄰之2個軌跡，係為凸軌及凹軌。
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