JP2000068850A - 復調装置および方法、並びに提供媒体 - Google Patents
復調装置および方法、並びに提供媒体Info
- Publication number
- JP2000068850A JP2000068850A JP10237593A JP23759398A JP2000068850A JP 2000068850 A JP2000068850 A JP 2000068850A JP 10237593 A JP10237593 A JP 10237593A JP 23759398 A JP23759398 A JP 23759398A JP 2000068850 A JP2000068850 A JP 2000068850A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- code
- demodulation
- error
- length
- data
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
- 238000000034 method Methods 0.000 title claims description 43
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 abstract description 83
- 238000001514 detection method Methods 0.000 abstract description 67
- 238000012545 processing Methods 0.000 description 30
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 18
- 238000012937 correction Methods 0.000 description 13
- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 description 6
- 238000004088 simulation Methods 0.000 description 3
- 230000007704 transition Effects 0.000 description 3
- 238000000605 extraction Methods 0.000 description 2
- 230000003287 optical effect Effects 0.000 description 2
- 230000004044 response Effects 0.000 description 2
- 230000001174 ascending effect Effects 0.000 description 1
- 238000004891 communication Methods 0.000 description 1
- 238000004590 computer program Methods 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 230000015654 memory Effects 0.000 description 1
- 230000000644 propagated effect Effects 0.000 description 1
- 238000012546 transfer Methods 0.000 description 1
Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M5/00—Conversion of the form of the representation of individual digits
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M7/00—Conversion of a code where information is represented by a given sequence or number of digits to a code where the same, similar or subset of information is represented by a different sequence or number of digits
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M7/00—Conversion of a code where information is represented by a given sequence or number of digits to a code where the same, similar or subset of information is represented by a different sequence or number of digits
- H03M7/30—Compression; Expansion; Suppression of unnecessary data, e.g. redundancy reduction
- H03M7/40—Conversion to or from variable length codes, e.g. Shannon-Fano code, Huffman code, Morse code
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M7/00—Conversion of a code where information is represented by a given sequence or number of digits to a code where the same, similar or subset of information is represented by a different sequence or number of digits
- H03M7/30—Compression; Expansion; Suppression of unnecessary data, e.g. redundancy reduction
- H03M7/46—Conversion to or from run-length codes, i.e. by representing the number of consecutive digits, or groups of digits, of the same kind by a code word and a digit indicative of that kind
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Abstract
単な構成でエラー伝搬が小さくなるようにする。 【解決手段】 本発明の復調装置は、エラーコード/拘
束長判定部21、最小ラン連続制限コード検出部22、
および最小ラン・最大ラン補償コード検出部23が、誤
りを含む所定の長さの符号の拘束長を特定し、逆変換部
26−1乃至26−4およびエラーデータ復調テーブル
25が、特定した拘束長を基に、符号を復調する。
Description
法、並びに提供媒体に関し、特に、データ伝送や記録媒
体への記録に適するように変調されたデータを、復調し
てデータを再生する復調装置および方法、並びに提供媒
体に関する。
は、例えば磁気ディスク、光ディスク、光磁気ディスク
等の記録媒体に記録するとき、伝送や記録に適するよう
にデータの変調が行われる。このような変調方法の1つ
として、ブロック符号が知られている。このブロック符
号は、データ列をm×iビットからなる単位(以下、単に
データ語と称する)にブロック化し、このデータ語を適
当な符号則に従ってn×iビットからなる符号語に変換す
るものである。そして、この符号は、iが1のとき、固
定長符号となり、また、iが複数個選べるとき、すなわ
ち、1乃至imax(最大のi)の範囲の所定のiを選択し
て変換したとき、可変長符号となる。このブロック符号
化された符号は、可変長符号(d,k;m,n;r)と表される。
大拘束長rと称される。また、最小ランdは、符号系列内
の連続する”1”の間に入る、連続する”0”の最小の
個数を示し、最大ランkは、符号系列内の連続する”
1”の間に入る、連続する”0”の最大の個数を示して
いる。
いては、上述のようにして得られた可変長符号に対し
て、”1”で反転、”0”で無反転とするNRZI(NonRetu
rn toZero Inverted)変調を行い、NRZI変調された可変
長符号(以下、NRZI変調された可変長符号を、レベル符
号と称する)を記録する。
るいは”0”から”1”に反転したとき、即ち、エッジ
となったとき、”1”とする、逆NRZI変調を行うと、元
のEFM符号やRLL(1-7)符号と同じ符号列を得ることがで
きる。この逆NRZI符号列は、エッジ符号と称する。
大反転間隔をTmaxとするとき、線速方向に高密度の記録
を行うためには、最小反転間隔Tminは長い方が、すなわ
ち最小ランdは大きい方が良く、また、クロックの再生
の面からは最大反転間隔Tmaxは短いほうが、すなわち最
大ランkは小さい方が望ましく、種々の変調方法が提案
されている。
磁気ディスク等で用いられる変調方式としてRLL(Run Le
ngth Limited Code)(2-7)がある。この変調方式のパ
ラメータは(2,7;1,2;3)であり、レベル符号のビット間
隔をTとすると、(d+1)Tで求められる最小反転間隔Tmin
は、(2+1)Tより3Tとなる。データ列のビット間隔をTdat
aとすると、この最小反転間隔Tminは、(m/n)×Tmin=(1/
2)×3より、1.5Tdataとなる。また、(k+1)Tで求められ
る最大反転間隔Tmaxは、8(=7+1)T((=(m/n)×Tmax)Tdat
a=(1/2)×8Tdata=4.0Tdata)となる。さらに、(m/n)Tで
求められる検出窓幅Twは、0.5(=1/2)Tdataとなる。
気ディスク等の記録で用いられる変調方式としてRLL(1-
7)がある。この変調方式のパラメータは(1,7;2,3;2)で
あり、最小反転間隔Tminは、2(=1+1)T(=2/3×2Tdata=1.
33Tdata)となる。また最大反転間隔Tmaxは8(=7+1)T(=2/
3×8Tdata=5.33Tdata)となる。さらに検出窓幅Twは、
0.67(=2/3)Tdataとなる。
例えば磁気ディスクシステムや光磁気ディスクシステム
において、線速方向に記録密度を高くするには、最小反
転間隔Tminが1.33TdataであるRLL(1-7)より、1.5Tdata
であるRLL(2-7)の方が望ましい。しかしながら、実際に
は、RLL(2-7)より、検出窓幅Twがより大きく、ジッタに
対する許容量が大きいと言われるRLL(1-7)がよく用いら
れている。
表1に示すようなテーブルである。
ットが”0”であるとき”1”を与え、または次に続く
チャネルビットが”1”であるとき”0”を与える。最
大拘束長rは2である。
xが8T(最大ラン7)であるRLL(2-7)符号の変換テーブル
は、例えば、表2に示すようなテーブルである。
ャネルビット列は、発生頻度としてはTminである2Tが一
番多く、以下3T,4Tと続く。2Tや3Tのようなエッジ情報
が早い周期で多く発生すると、クロック再生には有利で
あるが、2Tが連続しつづけると、記録波形に歪みが生じ
やすくなる(2Tの波形出力は小さく、デフォーカスやタ
ンジェンシャル・チルトによる影響を受けやすい)。ま
た、さらに高線密度で、最小マークの連続した記録は、
ノイズ等の外乱の影響を受けやすく、データ再生誤りを
起こしやすくなる。
9号として、Tminが所定の回数以上連続するのを制限す
ることを提案したが、その符号の変換テーブルは、例え
ば表3に示すテーブルである。
ットが”0”であるとき”1”を与え、また次に来るチ
ャネルビットが”1”であるとき”0”を与える。最大
拘束長rは3である。
0”となった場合、さらに次の4データを参照し、合計
6データ列が”100110”となったとき、最小ラン
dの繰り返しを制限するコード”100 000 01
0”を与える。この変換により得られる符号の最小ラン
dの繰り返しは、最大で5回までになる。
比較すると、最小ランd、最大ランk、基本データ長
m、および基本符号長nが同じであるが、拘束長rが2
から3に大きくなっている。これは、即ち、テーブルの
最大サイズが大きくなっていることを示し、例えば復調
時にビットシフトエラーが発生したとき、復調エラー伝
搬が増加する可能性があることを示している。
エッジを表す”1”が、前または後ろに1ビットずれる
エラーのことである。エラー伝搬は、例えば、ビットシ
フトエラーによって1ヶ所でエラーが発生した符号列
を、そのまま復号した際に発生する復調エラーの、エラ
ーの先頭からエラーの終了までのビット数で表される。
生装置における、データ再生時にもっともよく発生する
エラーの形態である。また、これらエラーは、もっぱら
最小ランd付近において発生することが確認されてい
る。
例えば可変長符号(2,7;1,2;5)であるとするとき、すな
わち0の最小ランdを2ビット、0の最大ランkを7ビ
ット、基本データ長mを1ビット、基本符号長nを2ビ
ット、最大拘束長rを5とする変換テーブルは、例え
ば、表4に示すような変換テーブルとされる。
は、データ列が”010”となった場合、さらに次の2
データを参照し、合計5データ列が”01001”とな
ったとき、最小ランdの繰り返しを制限するコード”0
000100100”を与えることで、この変換により
得られる符号の最小ランdの繰り返しは、最大で4回ま
でとなる。
すると、最小ランd、最大ランk、基本データ長m、お
よび基本符号長nが同じであるが、最大拘束長rが、4
から5に大きくなっている。これは、即ち、テーブルの
最大サイズが大きくなっていることを示し、例えば復調
のときにビットシフトエラーが発生した場合、復調エラ
ー伝搬が増加する可能性があることを示している。
が特願平10−150280号にて提案している、例え
ば、表5および表6の変換テーブルで得られる符号があ
る。表5および表6の変換テーブルで得られる符号は、
RLL(1,7)符号であり、その上に最小ランdの連続を制限
し、さらにデータ語と符号語の対応した要素に規則を与
えた変調符号(17PP(Parity Preserve)符号)であ
る。
が7で、変換テーブル内の要素に不確定符号を有する。
不確定符号は、直前および直後の符号語列の如何によら
ず、最小ランdと最大ランkを守るように、”0”か”
1”かを決定する。すなわち表5の変換テーブルを利用
した処理は、変換するデータ列2ビットが(11)であ
ったとき、その直前の符号語列によって”000”ある
いは”101”が選択され、直前の符号語列の1チャネ
ルビットが”1”であったとき、最小ランdを守るた
め、(11)は、”000”に変換され、直前の符号語
列の1チャネルビットが”0”であったとき、(11)
は、”101”に変換され、最大ランdを守れるように
する。
る。すなわち拘束長iが1における変換コードは、必要
数の4つ(2^(m x i) = 2^(2 x 1) = 4)よりも少ない3
つで構成されている。その結果、データ列を変換する際
に、拘束長iが1だけでは変換出来ないデータ列が存在
することになる。結局、表5において、全てのデータ列
に対応するためには、すなわち変換テーブルとして成り
立つためには、拘束長iが3までのテーブルを参照する
必要がある。
ル内に、最小ランの連続を制限する、置き換えコードを
有する。すなわち、データ列が(110111)である
場合、表5の変換テーブルを使用する処理は、さらに後
ろに続く符号語列を参照し、それが”010”であった
とき、”001 000 000”に置き換える。後ろに
続く符号語列が”010”以外のとき、”*0* 01
0 *0*”とテーブル変換する。
は、最小ランdの連続が制限され、最大でも6回までの
最小ランdの繰り返しとなる。
要素内の”1”の個数と、変換される符号語列の要素内
の”1”の個数が、それを2で割った時の余りが、どち
らも1あるいは0で同一となるような変換規則を有す
る。例えば、データ列の要素(000001)は”01
0 100 100”の符号語列に対応しているが、それ
ぞれ”1”の個数は、データ列では1個、対応する符号
語列では3個であり、どちらも2で割った余りが1で一
致している。同様にして、データ列の要素(00000
0)は、”010 100 000”の符号語列に対応し
ているが、それぞれ”1”の個数は、データ列が0個、
対応する符号語列は2個であり、どちらも2で割った余
りが0で一致している。
rが4である。拘束長iが4の変換コードは、最大ラン
kが7を実現するための、置き換えコードを有する。
最大ランkが7で、拘束長iが1において変換コードを
4つ(2^(m x i) = 2^(2 x 1) = 4)有する構造をしてい
る。すなわち表6の変換テーブルは、拘束長iが1をメ
インテーブルとし、以下拘束長iを大きくすることで、
最小ランd、および最大ランk等を制限する構造となっ
ている。表6の変換テーブルは、拘束長iが2では最小
ランdを1に制限する置き換えコードを与え、拘束長i
が3では最大ランkを8までに制限する置き換えコード
を与え、さらに、拘束長iが4では、1である最小ラン
dの連続を制限する置き換えコードを与えると共に、最
大ランkを7までに制限する置き換えコードを与える。
表6の変換テーブルは、最大拘束長rが4である。
に、最小ランdの連続を制限する、置き換えコードを有
する。すなわち、表6の変換テーブルを使用した処理で
は、例えばデータ列(00010001)は、”100
010010010”に置き換えられ、データ列(10
010001)は、その直前の符号語列を参照し、それ
が”0”か”1”かによって変換コードを選択して置き
換えられる。表6の変換テーブルを使用した処理は、直
前の符号語列が”0”ならば、”1000000100
10”を、”1”ならば”000010010010”
を選択する。これにより、データ変換後の符号語列は、
最小ランdの連続が制限され、最大でも6回までの最小
ランdの繰り返しとなる。
要素内の”1”の個数と、変換される符号語列の要素内
の”1”の個数が、それを2で割ったときの余りが、ど
ちらも1あるいは0で同一となるような変換規則を有す
る。例えば、データ列の要素(1000)は、”000
010”の符号語列に対応しているが、それぞれ”1”
の個数は、データ列が1個、対応する符号語列は1個で
あり、どちらも2で割った余りが1で一致する。同様
に、データ列の要素(111111)は、”00001
0010”の符号語列に対応しているが、それぞれ”
1”の個数は、データ列では6個、対応する符号語列で
は2個であり、どちらも2で割った余りが0で一致す
る。
iが4の変換コードにおいて、最大ランkが7を実現す
るための、置き換えコードを有する。このとき、表6の
変換テーブルを使用した処理は、変換するために、その
直前の符号語列を参照し、それが”010”であると
き、置き換えが実行される。
て説明する。表1乃至表6の変換テーブルを使用したデ
ータ変換は、それだけではDSV制御が行われない。従っ
て、システムによってDSV制御を行う必要があるとき、
データ変調後のチャネルビット列に、所定の間隔でDSV
制御ビットが挟みこまれる。
列を変調し、変調後のチャネルビット列を、所定の間隔
で、これまでと同様にDSV制御することができるが、表
5および表6の例では、データ列と、変換される符号語
列の関係を生かして、さらに効率良くDSV制御を行うこ
とができる。
の”1”の個数と、変換される符号語列の要素内の”
1”の個数が、それを2で割った時の余りが、どちらも
1あるいは0で同一となるような変換規則を有すると
き、チャネルビットに、「反転」を表す”1”、あるい
は「非反転」を表す”0”のDSV制御ビットを挿入する
ことは、データビット列内に、「反転」するならば”
1”を挾み、「非反転」ならば”0”のDSV制御ビット
を挿入することと等価となる。
ータ変換において、データ変換する3ビットが”00
1”と続いたときに、その後ろにおいてDSV制御ビット
を挾むと決定すると、データ変換は、(001−x)
(xは1ビットで、0又は1)となる。ここでxに”
0”を与えれば、表5の変換テーブルは、表7に示すよ
うになる。
ブルは、表8に示すようになる。 <表8> データ 符号語 0011 010 100
き、表7の変換テーブルおよび表8の変換テーブルは、
表9に示すようになる。
転する。すなわち、DSV制御ビットxの、”1”と”
0”を選択することによって、データ列内においても、
DSV制御が行えることになる。
列内において1ビットでDSV制御を行うことは、チャネ
ルビット列で表現すれば、表5および表6の基本データ
長mが2で、基本符号長nが3であるから、1.5チャ
ネルビットでDSV制御を行っていることに相当する。こ
こで、例えば、表1のようなRLL(1-7)テーブルにおいて
DSV制御をするためには、チャネルビット列においてDSV
制御を行うことになり、最小ランdを守るためには、少
なくとも2チャネルビットが必要であり、冗長度は、よ
り大きくなってしまう。
変換は、データ列内でDSV制御を行えるので、効率が良
い。表5および表6の変換テーブルにより変換された符
号は、DSV制御が行えると共に、最小ランdの繰り返し
が制限されているので、高線密度記録再生に適している
符号である。
より変換された符号(PP17符号)は、表3のRML17符号
と比較すると、最小ランd、最大ランk、基本データ長
m、および基本符号長nが同じであるが、最大拘束長r
が3から4と大きい。これは即ち、テーブルの最大サイ
ズが大きくなっていることを示し、例えば復調時にビッ
トシフトエラーが発生したとき、エラー伝搬が増加する
可能性があることを示す。エラー伝搬は少ない方がよい
のは言うまでもない。
ィスクや光磁気ディスク、光ディスク等の記録媒体を高
密度化し、変調符号として、最小ランdが1以上であ
る、最小マーク長が大きいRLL符号を選択する場合、さ
らに記録・再生時の歪みを少なくすることでエラーの発
生を抑え、DSV制御の効率を良くすることで、より高密
度記録再生に適した符号としてPP17符号を選択したと
き、最大拘束長rの大きな符号は、 エラーが発生した
後のエラー伝搬が増加することがあるという課題があ
る。
ものであり、ビットシフトエラーが発生したとき、より
簡単な構成でエラー伝搬が小さくなるようにする。
置は、誤りを含む所定の長さの符号の拘束長を特定する
拘束長特定手段と、拘束長特定手段が特定した拘束長を
基に、符号を復調する復調手段とを備えることを特徴と
する。
所定の長さの符号の拘束長を特定する拘束長特定ステッ
プと、拘束長特定ステップで特定した拘束長を基に、符
号を復調する復調ステップとを含むことを特徴とする。
所定の長さの符号の拘束長を特定する拘束長特定ステッ
プと、拘束長特定ステップで特定した拘束長を基に、符
号を復調する復調ステップとを含む処理を実行させるコ
ンピュータが読み取り可能なプログラムを提供すること
を特徴とする。
所定の長さの符号に対応する復調テーブルを用いて復調
する復調手段を備えることを特徴とする。
所定の長さの符号に対応する復調テーブルを用いて復調
する復調ステップを含むことを特徴とする。
む所定の長さの符号に対応する復調テーブルを用いて復
調する復調ステップを含む処理を実行させるコンピュー
タが読み取り可能なプログラムを提供することを特徴と
する。
載の復調方法、および請求項6に記載の提供媒体におい
ては、誤りを含む所定の長さの符号の拘束長を特定し、
特定した拘束長を基に、符号を復調する。
載の復調方法、および請求項10に記載の提供媒体にお
いては、誤りを含む所定の長さの符号に対応する復調テ
ーブルを用いて復調する。
するが、特許請求の範囲に記載の発明の各手段と以下の
実施の形態との対応関係を明らかにするために、各手段
の後の括弧内に、対応する実施の形態(但し一例)を付
加して本発明の特徴を記述すると、次のようになる。但
し勿論この記載は、各手段を記載したものに限定するこ
とを意味するものではない。
誤りを含む所定の長さの符号の拘束長を特定する拘束長
特定手段(例えば、図2のエラーコード/拘束長判定部
21、最小ラン連続制限コード検出部22、および最小
ラン・最大ラン補償コード検出部23)と、拘束長特定
手段が特定した拘束長を基に、符号を復調する復調手段
(例えば、図2の逆変換部26−1乃至26−4および
エラーデータ復調テーブル25)とを備えることを特徴
とする。
所定の長さの符号に対応する復調テーブルを用いて復調
する復調手段(例えば、図9のエラーデータ/逆変換部
32)を備えることを特徴とする。
面を参照しながら説明する。この実施例は、データ列を
表5および表6に示した変換テーブルを用いて可変長符
号(d,k;m,n)=(1,7;2,3)に変換した変調符号語列を復調
する復調装置に適用したものである。
ーブルを用いた、復調装置の一実施の形態の構成を示す
ブロック図である。復調装置のコンパレート部11は、
図1に示すように、伝送路より伝送されてきた信号、ま
たは、記録媒体より再生された信号を2値化する。コン
パレート部11は、チャネルビット列に変調した後に挿
入された、同期信号などのデータとは関係のない部分を
取り除く。
データより、復調テーブルには存在しないが、より確か
らしい復調を行う復調テーブルを作成し、これに基づい
た復調を行う。
調を行う。コンパレート部11から供給されたデータ
が、復調部13の有する復調テーブルと一致した場合、
復調部13は、供給されたデータの復調を行い、出力す
る。また、コンパレート部11から供給されたデータ
が、復調部13の有する復調テーブルと一致しない場
合、すなわちエラーの場合、エラーデータ復調部12
が、復調結果を出力する。
制御ビットの1ビットを挿入した後に符号語列に変換す
る様な、DSV制御方法を用いることが出来るため、DSVビ
ット取出部14は、復調部13から供給されたデータか
ら、任意の間隔で挿入されているデータ列内のDSV制御
ビットを取り除き、元のデータ列を出力する。
14から供給されたシリアルデータを一旦記憶し、所定
の転送レートで読み出し、出力する。タイミング管理部
16は、タイミング信号を生成し、コンパレート部1
1、エラーデータ復調部12、復調部13、DSVビット
取出部14、およびバッファ15に供給し、タイミング
を管理する。
調部12の詳細な構成を示すブロック図である。図1の
復調装置におけるコンパレート部11は、NRZI変調され
ているデジタルデータ列(レベル符号)を、逆NRZI符号
(エッジ符号)化する。エラーコード/拘束長判定部2
1は、2値のデジタル信号の入力を受け、拘束長iを判
定し、デジタルデータ列が表5の復調テーブルに存在す
る場合、拘束長iを出力し、そうでない場合、すなわち
エラーのデジタルデータ列の場合は、エラーデータ復調
テーブル25を参照するような信号を出力する。
値のデジタル信号の入力から、最小ランdの連続を制限
するために与えられた専用のコードを検出し、その情報
を拘束長判定部21に供給する。最小ラン・最大ラン補
償コード検出部23は、2値のデジタル信号の入力か
ら、最小ランdおよび最大ランkを補償するために与え
られた専用のコードを検出し、その情報を拘束長判定部
21に供給する。
値のデジタル信号の入力から、表5の復調テーブルに存
在しない、所定の復調コードを検出し、これがあった場
合、その情報をエラーデータ復調テーブル25に供給す
る。
部26−1乃至26−4と同様の構造をしており、エラ
ーデータ復調コード検出部24の情報を基に、どのエラ
ーデータ復調テーブルを用いるかを選択し、決定する。
ビットの可変長符号を、m×iビットのデータに復調す
るテーブルを有している。マルチプレクサ27は、逆変
換部26−1乃至26−4からのデータ、およびエラー
データ復調テーブル25からのエラーデータを切り替え
選択し、シリアルデータとして出力する。
する。表5において、拘束長i=4の2つの要素は、先
頭の1符号語は無視して復調を行っても、他と間違える
ことはない。つまり、符号語列の、”000−100−
100−100”(第1項)および”100−100−
100−100”(第2項)並びに、”010−100
−100−100”(第1項)および”110−100
−100−100”(第2項)の、それぞれの符号語列
の第1項は表5に存在するが、第2項は表5に存在せ
ず、エラーである。しかし、これらの第2項を第1項と
同じとみなして、”X00−100−100−100”
を(00001000)と復調し、”X10−100
−100−100”を(00000000)と復調して
も(”X”を任意の1符号語とする)、符号語にエラー
がないときは正しく復調が可能であり、またさらに、符
号語にエラーがあった場合、よりエラーの少ない復調結
果の選択が可能になる。
のときについても、全ての要素において、先頭の1符号
語は無視してもよく、その場合でも、符号語にエラーが
ない時は正しく復調し、またさらに、符号語にエラーが
あった場合、よりエラーの少ない復調結果の選択が可能
になる。
つの要素のうち、”010”と”110”のみが先頭の
1符号語を無視してもよく、”X10”を(01)と書
くことができる。
すると、下の表10のように表すことができ、エラーコ
ード/拘束長判定部21、最小ラン連続制限コード検出
部22、最小ラン・最大ラン補償コード検出部23、お
よびエラーデータ復調コード検出部24の処理は、図3
のように表すことができる。
は、入力された符号語列が”X00−100−100−
100”または”X10−100−100−100”で
あると判定したとき、エラーコード/拘束長判定部21
に拘束長iが4であることを示す信号を出力し、入力さ
れた符号語列が”X00−100−100−100”お
よび”X10−100−100−100”でないと判定
したとき、エラーコード/拘束長判定部21に拘束長i
が4以外であることを示す信号を出力する。最小ラン連
続制限コード検出部22は、入力された符号語列が”X
01−000−000−(not100)”であると判
定したとき、エラーコード/拘束長判定部21に拘束長
iが3であることを示す信号を出力し、入力された符号
語列が”X01−000−000−(not100)”
でないと判定したとき、エラーコード/拘束長判定部2
1に拘束長iが3と判定しなかったことを示す信号を出
力する。
された符号語列が”X00−100−100”、”X0
0−100−000−(not100)”、”X10−
100−100”、または”X10−100−000−
(not100)”であると判定したとき、拘束長iが
3であることを示す信号を出力し、入力された符号語列
が”X00−100−100”、”X00−100−0
00−(not100)”、”X10−100−10
0”、および”X10−100−000−(not10
0)”でないと判定したとき、入力された符号語列が”
X10−100”、”X10−000−(not10
0)”、または”X00−100”であるか否かを判定
する。エラーコード/拘束長判定部21は、入力された
符号語列が”X10−100”、”X10−000−
(not100)”、または”X00−100”である
と判定したとき、拘束長iが2であることを示す信号を
出力し、入力された符号語列が”X10−100”、”
X10−000−(not100)”、および”X00
−100”でないと判定したとき、入力された符号語列
が”000”、”101”、”001”、または”X1
0”であるか否かを判定する。エラーコード/拘束長判
定部21は、入力された符号語列が”000”、”10
1”、”001”、または”X10”であると判定した
とき、拘束長iが1であることを示す信号を出力し、入
力された符号語列が”000”、”101”、”00
1”、および”X10”でないと判定したとき、エラー
を出力する。
26−1乃至26−4に表10を与え、またエラーコー
ド/拘束長判定部21にも表10を与えることで、実質
的に、図2に示したエラーデータ復調テーブル25およ
びエラーデータ復調コード検出部24は不要となる。す
なわち、図1で言えば、復調部13およびエラーデータ
復調部12が統合されて一つとなった構成とすることが
出来る。
復調を行わない、従来の復調テーブルは、以下の表11
の通りである。
2の逆変換部26−1乃至26−4は、表11が与えら
れ、またエラーコード/拘束長判定部21にも表11が
与えられる。すると、図2中のエラーデータ復調テーブ
ル25およびエラーデータ復調コード検出部24が必要
となる。
エラーデータ復調部12を区別し、図3に示した処理の
詳細を、図2に対応するように書き換えたものである。
図4は、図2の各部の動作に対応している。
力された符号語列が”100−100−100−10
0”、”110−100−100−100”、”101
−000−000−(not100)”、”100−1
00−100−(not100)”、”110−100
−100−(not100)”、”110−100−0
00−(not100)”、”110−100−(no
t100)”、”110−000−(not10
0)”、”100−100−(not100)”、また
は”110−(not100)”であると判定したと
き、エラーコード/拘束長判定部21にエラーコードを
出力し、入力された符号語列が”100−100−10
0−100”、”110−100−100−10
0”、”101−000−000−(not10
0)”、”100−100−100−(not10
0)”、”110−100−100−(not10
0)”、”110−100−000−(not10
0)”、”110−100−(not100)”、”1
10−000−(not100)”、”100−100
−(not100)”、および”110−(not10
0)”でないと判定したとき、エラーコード/拘束長判
定部21にエラーでないことを示す所定のコードを出力
する。
は、入力された符号語列が”000−100−100−
100”または”010−100−100−100”で
あると判定したとき、エラーコード/拘束長判定部21
に拘束長iが4であることを示す信号を出力し、入力さ
れた符号語列が”000−100−100−100”お
よび”010−100−100−100”でないと判定
したとき、エラーコード/拘束長判定部21に拘束長i
が4以外であることを示す信号を出力する。最小ラン連
続制限コード検出部22は、入力された符号語列が”0
01−000−000−(not100)”であると判
定したとき、エラーコード/拘束長判定部21に拘束長
iが3であることを示す信号を出力し、入力された符号
語列が”001−000−000−(not100)”
でないと判定したとき、エラーコード/拘束長判定部2
1に拘束長iが3と判定しなかったことを示す信号を出
力する。
された符号語列が”000−100−100”、”00
0−100−000−(not100)”、”010−
100−100”、または”010−100−000−
(not100)”であると判定したとき、拘束長iが
3であることを示す信号を出力し、入力された符号語列
が”000−100−100”、”000−100−0
00−(not100)”、”010−100−10
0”、および”010−100−000−(not10
0)”でないと判定したとき、入力された符号語列が”
010−100”、”010−000−(not10
0)”、または”000−100”であるか否かを判定
する。エラーコード/拘束長判定部21は、入力された
符号語列が”010−100”、”010−000−
(not100)”、または”000−100”である
と判定したとき、拘束長iが2であることを示す信号を
出力し、入力された符号語列が”010−100”、”
010−000−(not100)”、および”000
−100”でないと判定したとき、入力された符号語列
が”000”、”101”、”001”、または”01
0”であるか否かを判定する。エラーコード/拘束長判
定部21は、入力された符号語列が”000”、”10
1”、”001”、または”010”であると判定した
とき、拘束長iが1であることを示す信号を出力し、入
力された符号語列が”000”、”101”、”00
1”、および”010”でないと判定したとき、エラー
を出力する。
シフトエラー減少の具体的な手法を示している。このよ
うに、本発明における第1のシフトエラー発生時の、復
調エラー伝搬減少の手法が示された。
発生時の、復調エラー伝搬を減少させる手法を説明す
る。第1と第2のシフトエラー減少の手法は独立であ
り、どちらか片方だけの構成としても良い。ここでは、
第1と第2の両方のシフトエラー減少の手法を含む例を
述べる。図5および図8は、本発明における第1のシフ
トエラー減少の手法に加えて、第2のシフトエラー減少
の手法を合わせて具体的に示したものである。
拡大させたもので、表5においてエラーが発生したとき
でも、より正しく復調を行い、エラー伝搬を少なくし、
かつ、エラーがない時は間違いなく復調を行えるように
した拘束長判定部21、最小ラン連続制限コード検出部
22、最小ラン・最大ラン補償コード検出部23、およ
びエラーデータ復調コード検出部24の処理を説明する
ものである。
たは4の場合、図3の処理と同様であるが、拘束長iが
1の場合、エラーの判定をより厳しくしている。すなわ
ち、エラーコード/拘束長判定部21は、入力された符
号語列が”000−not(000−<not100
>)”、”000−not(110)”、”not(0
−000−010)”、”101”、”001−not
100”、または”x10”であると判定したとき、拘
束長iが1であることを示す信号を出力し、入力された
符号語列が”000−not(000−<not100
>)”、”000−not(110)”、”not(0
−000−010)”、”101”、”001−not
100”、および”x10”でないと判定したとき、エ
ラーを出力する。しかし、復調時にエラーがない場合、
図3に示す処理、および図5に示す処理は、同じ結果
(復調結果)を出力する。さらに図5に示す処理は、拘
束長iが1とも一致しなかった場合、さらにエラーデー
タ復調テーブル25で一致するかしないかを判定する。
ード検出部24とエラーデータ復調テーブル25の処理
の詳細を説明する図である。すなわち、図6の左側に示
された符号は、いずれも、表5の復調テーブルを用いた
処理ではエラーとなるので、図6の右側に示されたデー
タに復調される。符号は、最大で12符号語まで参照さ
れ(図6の上から1番目の符号の場合)、また、変換す
る符号語の、直前の1符号語が参照される(図6の下か
ら2番目の符号の場合)。そして、復調されるデータ語
は、2データ語あるいは4データ語である(それぞれ、
拘束長iが1あるいは2に相当する)。ここでは参照す
る符号および復調されるデータは、表5の変換率(m、
n)=(2、3)の関係とは異なる。しかし復調が決定
した後の、送られる(ビットが進められる)符号語は、
復調データに基づき、復調データ×(n/m)だけとさ
れる。
復調テーブル25は、例えばハードウエアの簡易化のた
めに、部分的に省略しても、データの復調自体は正しく
行われる。例えば、エラーデータ復調テーブル25は、
図6における上から1番目の、12符号語を参照する部
分を省略し、参照する部分を最大9符号語(上から2番
目と下から3番目)に縮小してもよい。
4とエラーデータ復調テーブル25の、他の動作を記述
した図であり、図5および図6を書き換えたものに相当
し、ここでは拘束長iが2以下の復調部として独立させ
た処理を説明する図である。図7に示した例では、拘束
長iが1または拘束長iが2のとき、正しいデータの復
調とエラーデータの復調が同じテーブル内で処理され
る。図7の例では、例えば3符号語”101”を、デー
タ(11)へ変換するといった正しい復調も行なわれ、
さらに符号語”100−010”をデータ(11)へ変
換するといったエラーデータの復調も行なわれる。図7
のようにすることで、エラーデータ復調部12の拘束長
iが1または拘束長iが2に対応する部分が効率良く構
成される。
における、拘束長判定部21、最小ラン連続制限コード
検出部22、最小ラン・最大ラン補償コード検出部2
3、およびエラーデータ復調コード検出部24の、他の
動作を記述した図である。図8は、図5を書き換えて簡
単化したものに相当する。エラーデータ復調部12が図
7の構成を有するとき、復調部13およびエラーデータ
復調部12の処理を示したものが図8であり、そのとき
の復調部13とエラーデータ復調部12の構成を示した
ものが図9である。図5および図8は、同じ復調内容を
示し、図6および図7は、エラーデータ復調部12の処
理の具体例を示す。
号、または、記録媒体より再生された信号が2値化され
たデジタルデータ列は、NRZI変調されているとき(レベ
ル符号であるとき)、逆NRZI符号(エッジ符号)に変換
されて入力される。拘束長判定部31は、2値のデジタ
ル信号の入力を受け、拘束長iを判定する。拘束長判定
部31は、拘束長i=3および拘束長i=4のとき、参
照データのそれぞれ先頭の1ビットを省略して拘束長の
判定を行い、拘束長i=2および拘束長i=1のとき、
表5の復調テーブルである表11に存在する、または、
存在しないに関わらず、拘束長iを判定する。
の判定結果を、拘束長判定部31、および具体的な復調
テーブルを有するエラーデータ復調テーブルを含む拘束
長iが1または2のエラーデータ復調/逆変換部32に
出力する。拘束長判定部31は、拘束長iが1または2
の判定は、エラーデータ復調コード検出部24から供給
された情報を用いて行うが、拘束長iが3または4の判
定には、エラーデータ復調コード検出部24からの情報
は特に必要としない。拘束長判定部31の判定結果は、
マルチプレクサ27に供給される。
は、2値のデジタル信号の入力から、最小ランdの連続
を制限するために与えられた専用のコードを検出し、そ
の情報を拘束長判定部31に供給する。さらに最小ラン
・最大ラン補償コード検出部23は、2値のデジタル信
号の入力から、最小ランdおよび最大ランkを補償する
ために与えられた専用のコードを検出し、その情報を拘
束長判定部31に送る。
iビットの符号語を、m×iビットのデータに逆変換す
るテーブルを有する。逆変換部26−3乃至26−4
は、n×iビットの可変長符号を、m×iビットのデー
タに復調するテーブルを有している。マルチプレクサ2
7は、拘束長判定部31から供給された情報に基づい
て、逆変換部26−3,26−4、またはエラーデータ
復調/逆変換部32の出力のいずれかを選択し、シリア
ルデータとして出力する。
データ復調部12の動作を説明する。
録媒体より再生された信号は、波形等化等の処理が施さ
れ、図1のコンパレート部11に入力され、コンパレー
トされる。
符号(”1”がエッジを示す符号)のデジタル信号に変
換し、拘束長判定部31に入力する。そこで拘束長の判
定処理が実行され、判定結果(拘束長)がマルチプレク
サ27に出力される。拘束長判定部31は、例えば、図
8に示すような、表5に対応する逆変換テーブル(復調
テーブル)を有する。
は、最小ラン連続制限データ検出部22にも入力され、
最小ランdの連続を制限するために与えられた専用のパ
ターンが検出され、その検出結果は拘束長判定部31に
出力される。最小ラン連続制限データ検出部22は、表
5に示す、変換テーブルのうちの最小ランdの連続を制
限する置き換えコード(表5の場合、符号語”001
000 000”を変換する部分および、”101 00
0 000”を含めて”x01 000 000”とす
る)を内蔵しており、この復調テーブルを参照して、最
小ランdの連続を制限するコードを検出し、所定の検出
信号を拘束長判定部31に出力する。
出力は、最小ラン・最大ラン補償コード検出部23にも
入力され、最小ランdおよび最大ランkを補償するために
与えられた専用のパターンが検出され、その検出結果が
拘束長判定部31に出力される。最小ラン・最大ラン補
償コード検出部23は、表5に示す変換テーブルの中で
は、最大ランkを守る置き換えコード(表5の場合、符
号語列”x00 100 100 100”あるいは”x
10 100 100 100”)を内蔵しており、この
復調テーブルを参照して、最大ランkを守る置き換えコ
ードを検出し、所定の検出信号を拘束長判定部31に出
力する。
号出力は、エラーデータ復調コード検出部24にも入力
され、エラーが発生しても復調可能な、あるいはエラー
伝搬を減少させるような、所定のコードが検出され、そ
の検出結果が拘束長判定部31およびエラーデータ復調
/逆変換部32に出力される。エラーデータ復調コード
検出部24は、例えば図8で示す、4段目である拘束長
iが1または2のときの(すなわち図7の処理を実行す
る)決定部分を内蔵し、この復調テーブルを参照して判
定し、所定の検出信号を拘束長判定部31およびエラー
データ復調/逆変換部32に出力する。
は、表5に示すテーブルの、”x00−100−100
−100”または”x10−100−100−100”
の復調テーブルを有し、入力された符号語列12ビット
が、これと一致する場合、拘束長i=4を検出信号とし
て拘束長判定部31に出力する。
5に示すテーブルの、”x01−000−000”の復
調テーブル分を有し、入力された符号語列12ビット
が、”x01−000−000−(not100)”と一致
する場合、拘束長i=3を検出信号として拘束長判定部
31に出力する。
調テーブルを内蔵しており、入力された符号語列の9ビ
ットまたは12ビットが、”x00−100−10
0”、”x00−100−000−(not100)”、”
x10−100−100”、または”x10−100−
000−(not100)”のいずれかに一致するとき、拘
束長i=3と判定する。
31は、表12に示すように、入力された符号語列のう
ち最大12ビットまでを参照し、それぞれ拘束長を判定
していく。
のような復調テーブルを有し、拘束長iが1または2の
データの全てを変換する。一方、図8に示す処理は、図
5に示す処理と同様である。図5に示す処理は、図2に
示したエラーデータ復調部12および復調部13を用い
る。
1、最小ラン連続制限コード検出部22、最小ラン・最
大ラン補償コード検出部23、およびエラーデータ復調
コード検出部24の動作の、表5おける具体例を説明し
ている。
は、表5に示すテーブルの、”x00−100−100
−100”または”x10−100−100−100”
の復調部分を有し、入力された符号語列12ビットが、
これと一致するとき、拘束長i=4を検出信号として拘
束長判定部21に出力する。
5に示すテーブルの、”x01−000−000”の復
調部分を有し、入力された符号語列12ビットが、”x
01−000−000−(not100)”と一致すると
き、拘束長i=3を検出信号として拘束長判定部21に
出力する。
テーブルを内蔵しており、入力された符号語列の9ビッ
トまたは12ビットが、”x00−100−10
0”、”x00−100−000−(not100)”、”
x10−100−100”、または”x10−100−
000−(not100)”のいずれかに一致するとき、拘
束長i=3と判定する。
31は、入力された符号語列の6ビットまたは9ビット
が、”x10−100”、”x10−000−(not10
0)”、あるいは”x00−100”のいずれかに一致
するとき、拘束長i=2と判定する。さらにこれに当て
はまらない場合、拘束長判定部31は、入力された符号
語列の3ビットが、”000−(not000−(not10
0))”、”000−(not110)”、not(pre"0"−"000−01
0")、”101”、”001−(not100)”、または”x
10”のいずれかに一致するとき、拘束長i=1と判定
する。
拘束長判定部31は、エラーと判定し、マルチプレクサ
27に信号を送り、また、エラーデータ復調コード検出
部24の入力された符号語列が、”100−000−0
00−100”、”100−000−(not100)”、”1
00−(else)"、”011−001”、”011−(els
e)"、”001−100”、”000−000−(not10
0)”、”pre0−000−010”、または”000−1
10”のいずれかに一致するとき、エラーデータとして
それぞれに対応する検出信号をエラーデータ復調テーブ
ル25に出力する。エラーデータ復調コード検出部24
での、それぞれの拘束長iは、図6に示すとおりであ
る。
限コード検出部22、および最小ラン・最大ラン補償コ
ード検出部23の拘束長判定の処理は、図5および図8
に示す他に、拘束長iの小さい方から順にi=1、i=
2、i=3、およびi=4のようにしてもよく、この時
も同様にして拘束長が判定される。
1、i=2、i=3、およびi=4のように判定した場
合、入力された符号語列が、例えば、”000−100
−100−100”であったとき、拘束長判定部21に
おいて、拘束長iの小さいほうから順に一致/不一致を
判定していくと、拘束長i=1あるいは、拘束長i=2、
拘束長i=3、そして拘束長i=4と全ての拘束長にあて
はまることになるため、拘束長から最大のものを選択す
る。
6−4は、それぞれ表10の拘束長iが3または4に対
応するデータが書き込まれ、供給された3×iビットの
符号語列を2×iビットのデータ列に変換し、そのデー
タ列をマルチプレクサ27に出力する。
/逆変換部32、および逆変換部26−3、26−4よ
り供給されたデータから、拘束長判定部31が出力する
拘束長判定結果に対応するものを選択し、シリアルデー
タとして出力する。
iが1または2の処理において、エラーデータ復調コー
ド検出を含んでいるときの、表5の復調テーブルであ
る。
として具体例を示したが、これを表6に対する復調テー
ブルとしても同様に構成することが出来る。
復調テーブルの一例を示す。表15は、エラーデータ復
調部のエラーデータに対応した復調テーブルを示す。表
16には、エラーデータ復調部分のない、従来の復調テ
ーブルを示す。
Run-detector、およびランエラー補正等のエラーを減少
させる手段を用いる場合の、他の実施の形態の構成を示
すブロック図である。図10に示すように、復調部13
の前段にデータ検出補正部41を設け、データ検出補正
部41においてビタビ復号等を行えばよい。
1、復調部13、およびエラーデータ復調部12の詳細
な構成を示すブロック図である。データ検出補正部41
は、図11に示すように、復調部13およびエラーデー
タ復調部12と、直列に接続される。復調部13および
エラーデータ復調部12の動作は、前述と同様である。
ションの結果を示す。シミュレーションの手順は、ま
ず、表5にもとづいて、Tminの連続を制限し、かつデ
ータ列内においてDSV制御ビットを挿入したデータ列を
変調した符号語列を作成する。次に、この符号語列より
任意の位置にシフトエラーを前方向および後ろ方向に発
生させる。そして、エラーを含んだ符号語列を、本方式
を用いた場合とそうでない場合の2通りで復調し、比較
する。復調結果は、一箇所のエラー発生によって何デー
タ語までエラーが伝搬したかによって評価を行った。
作成した13107200ビットのランダムデータを、
表5の変調コードテーブルを用いて、56データビット
おきにDSV制御ビット1ビットを挿入しDSV制御を行い、
発生させた。発生した符号語列は、DSV制御されている
ことを確認した。また平均のラン長は 3.366チャネルビ
ットであった。さらに、最小ラン2T、および最大ラン
8Tを確認した。そして最小ラン2Tの連続は、最大で
も6回までであることを確認した。
ット列より、任意の間隔でシフトエラーさせた結果は、
表17の通りである。ここでByte errorは百分率で示
す。
データ復調の2つの手法は、大きなByte-errorの発生を
減少させ、すなわちビットシフト時のエラー補正を有効
に行うことが確認された。また、平均エラー伝搬におい
ても、バイトエラー(8データ単位に区切った時のエラ
ー)およびビットエラーの両方において、伝搬値が少な
くなることが確認された。
トであり、これは、例えば、同じ最大ランd=1の符号
である、表1の従来RLL(1、7)符号では2バイト
である。また、表3のRML符号でも最大は2バイトで
ある。しかしながら、シミュレーションの結果に示され
るように、表5における、実際の3バイトのエラー伝搬
の発生は、1000分の1以下であり、非常に小さい。
実施例として、ランエラー補正を与えた後に本発明を適
用した場合の結果は、表18の通りであり、最も良好な
結果を得た。なお、比較のために、表17のランエラー
補正無しの結果も再度、示している。
は、DSVビットの1ビットを、含んだまま(すなわち、
図1の復調装置のブロック図の変調部13が出力する値
を言う)であり、実際のデータ列であるためには、さら
にDSVビットの1ビットを取り出す必要がある。従っ
て、データ列でいうエラー伝搬特性はこれよりも多少変
動する。一般にはエラー伝搬平均値は、上記結果よりも
良好になる。いずれにしても、本発明を適用した結果、
エラーは減少し、平均エラー伝搬も良好になった。
である、ランエラー補正を直前で行った場合の結果は、
表19に示され、表17および表18のいずれよりも良
いものとなった。
ランdが1以上のRLL符号列である、表5のようなPP
17符号において、エラーが含まれていても、他と間違
いがないようにして復調することによって、ビットシフ
トによる復調エラーを減らすことができ、また平均エラ
ーレートを良好にすることができる。
複数の装置により構成される装置全体を表すものとす
る。
ータプログラムをユーザに提供する提供媒体としては、
磁気ディスク、CD-ROM、固体メモリなどの記録媒体の
他、ネットワーク、衛星などの通信媒体を利用すること
ができる。
記載の復調方法、および請求項6に記載の提供媒体によ
れば、誤りを含む所定の長さの符号の拘束長を特定し、
特定した拘束長を基に、符号を復調するようにしたの
で、ビットシフトエラーが発生したとき、より簡単な構
成でエラー伝搬が小さくなるようにすることが可能にな
る。
載の復調方法、および請求項10に記載の提供媒体によ
れば、誤りを含む所定の長さの符号に対応する復調テー
ブルを用いて復調するようにしたので、ビットシフトエ
ラーが発生したとき、より簡単な構成でエラー伝搬が小
さくなるようにすることが可能になる。
図である。
細な構成を示すブロック図である。
続制限コード検出部22、最小ラン・最大ラン補償コー
ド検出部23、およびエラーデータ復調コード検出部2
4の処理を説明する図である。
続制限コード検出部22、最小ラン・最大ラン補償コー
ド検出部23、およびエラーデータ復調コード検出部2
4の処理を説明する図である。
続制限コード検出部22、最小ラン・最大ラン補償コー
ド検出部23、およびエラーデータ復調コード検出部2
4の処理を説明する図である。
細を説明する図である。
作を説明する図である。
出部22、最小ラン・最大ラン補償コード検出部23、
およびエラーデータ復調コード検出部24の処理を説明
する図である。
の詳細な構成を示すブロック図である。
を用いる場合の、復調装置の実施の形態の構成を示すブ
ロック図である。
エラーデータ復調部12の詳細な構成を示すブロック図
である。
13 復調部, 14 DSVビット取出部, 15
バッファ, 16 タイミング管理部, 21エラーコ
ード/拘束長判定部、 22 最小ラン連続制限コード
検出部、 23 最小ラン・最大ラン補償コード検出
部, 25 エラーデータ復調テーブル, 26−1乃
至26−4 逆変換部, 31 拘束長判定部, 32
エラーデータ復調/逆変換部
Claims (10)
- 【請求項1】 最小ランが1以上で、基本符号長がnビ
ットのラン長制限符号を含む符号(d,k;m,n;r)を、基本
データ長がmビットのデータに復調する復調装置におい
て、 誤りを含む所定の長さの前記符号の拘束長を特定する拘
束長特定手段と、 前記拘束長特定手段が特定した拘束長を基に、前記符号
を復調する復調手段とを備えることを特徴とする復調装
置。 - 【請求項2】 前記復調手段は、復調テーブルに含まな
い符号を復調することを特徴とする請求項1に記載の復
調装置。 - 【請求項3】 前記復調手段は、前記拘束長特定手段が
特定した拘束長を基に、確からしいデータを復調するこ
とを特徴とする請求項1に記載の復調装置。 - 【請求項4】 前記拘束長特定手段は、前記所定の長さ
の符号の先頭の1ビットの値を無視して、拘束長を特定
することを特徴とする請求項1に記載の復調装置。 - 【請求項5】 最小ランが1以上で、基本符号長がnビ
ットのラン長制限符号を含む符号(d,k;m,n;r)を、基本
データ長がmビットのデータに復調する復調方法におい
て、 誤りを含む所定の長さの前記符号の拘束長を特定する拘
束長特定ステップと、前記拘束長特定ステップで特定し
た拘束長を基に、前記符号を復調する復調ステップとを
含むことを特徴とする復調方法。 - 【請求項6】 最小ランが1以上で、基本符号長がnビ
ットのラン長制限符号を含む符号(d,k;m,n;r)を、基本
データ長がmビットのデータに復調する復調装置に、 誤りを含む所定の長さの前記符号の拘束長を特定する拘
束長特定ステップと、前記拘束長特定ステップで特定し
た拘束長を基に、前記符号を復調する復調ステップとを
含む処理を実行させるコンピュータが読み取り可能なプ
ログラムを提供することを特徴とする提供媒体。 - 【請求項7】 最小ランが1以上で、基本符号長がnビ
ットのラン長制限符号を含む符号(d,k;m,n;r)を、基本
データ長がmビットのデータに復調する復調装置におい
て、 誤りを含む所定の長さの符号に対応する復調テーブルを
用いて復調する復調手段を備えることを特徴とする復調
装置。 - 【請求項8】 前記復調テーブルは、誤りを含まない所
定の長さの符号に対応していることを特徴とする請求項
7に記載の復調装置。 - 【請求項9】 最小ランが1以上で、基本符号長がnビ
ットのラン長制限符号を含む符号(d,k;m,n;r)を、基本
データ長がmビットのデータに復調する復調方法におい
て、 誤りを含む所定の長さの符号に対応する復調テーブルを
用いて復調する復調ステップを含むことを特徴とする復
調方法。 - 【請求項10】 最小ランが1以上で、基本符号長がn
ビットのラン長制限符号を含む符号(d,k;m,n;r)を、基
本データ長がmビットのデータに復調する復調装置に、 誤りを含む所定の長さの符号に対応する復調テーブルを
用いて復調する復調ステップを含む処理を実行させるコ
ンピュータが読み取り可能なプログラムを提供すること
を特徴とする提供媒体。
Priority Applications (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP23759398A JP4009798B2 (ja) | 1998-08-24 | 1998-08-24 | 復調装置および方法 |
US09/378,064 US6340938B1 (en) | 1998-08-24 | 1999-08-20 | Demodulating device, demodulating method and supply medium with predetermined error length |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP23759398A JP4009798B2 (ja) | 1998-08-24 | 1998-08-24 | 復調装置および方法 |
Related Child Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2007178529A Division JP4428414B2 (ja) | 2007-07-06 | 2007-07-06 | 復調装置および方法 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JP2000068850A true JP2000068850A (ja) | 2000-03-03 |
JP4009798B2 JP4009798B2 (ja) | 2007-11-21 |
Family
ID=17017626
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP23759398A Expired - Fee Related JP4009798B2 (ja) | 1998-08-24 | 1998-08-24 | 復調装置および方法 |
Country Status (2)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US6340938B1 (ja) |
JP (1) | JP4009798B2 (ja) |
Families Citing this family (7)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP3870573B2 (ja) * | 1998-08-24 | 2007-01-17 | ソニー株式会社 | 変調装置および方法、記録媒体、並びに復調装置および方法 |
US6732320B1 (en) * | 2000-04-28 | 2004-05-04 | Promos Technologies Inc. | Method and system for improved error correction in optical media data processing |
US7992067B1 (en) * | 2001-11-09 | 2011-08-02 | Identita Technologies International SRL | Method of improving successful recognition of genuine acoustic authentication devices |
JP4132804B2 (ja) * | 2001-12-11 | 2008-08-13 | ソニー株式会社 | 変調装置および方法、記録媒体、並びにプログラム |
TWI283518B (en) * | 2002-07-30 | 2007-07-01 | Mediatek Inc | Method for data modulation/demodulation and system using the same |
JP3837742B2 (ja) * | 2003-02-21 | 2006-10-25 | ソニー株式会社 | 復号装置および復号方法、記録再生装置、プログラム格納媒体、並びに、プログラム |
KR100519771B1 (ko) * | 2003-07-10 | 2005-10-07 | 삼성전자주식회사 | 에러 정정 디코딩 방법 및 그 장치 |
Family Cites Families (3)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP3227901B2 (ja) * | 1993-05-21 | 2001-11-12 | ソニー株式会社 | 変調方法及び復調装置 |
TW280974B (ja) * | 1994-07-08 | 1996-07-11 | Nippon Bickter Kk | |
US5574448A (en) * | 1995-05-08 | 1996-11-12 | Quantum Corporation | Method and apparatus for encoding data with variable block lengths |
-
1998
- 1998-08-24 JP JP23759398A patent/JP4009798B2/ja not_active Expired - Fee Related
-
1999
- 1999-08-20 US US09/378,064 patent/US6340938B1/en not_active Expired - Fee Related
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
US6340938B1 (en) | 2002-01-22 |
JP4009798B2 (ja) | 2007-11-21 |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
JP3870573B2 (ja) | 変調装置および方法、記録媒体、並びに復調装置および方法 | |
JP3985173B2 (ja) | 変調装置および方法、復調装置および方法、並びにデータ格納媒体 | |
JP3760961B2 (ja) | 変調装置および変調方法、復調装置および復調方法、並びに記録媒体 | |
JP3722331B2 (ja) | 変調装置および方法、並びに記録媒体 | |
JP4032329B2 (ja) | 変調装置および方法、並びに記録媒体 | |
JP3717024B2 (ja) | 復調装置および方法 | |
JP2000068850A (ja) | 復調装置および方法、並びに提供媒体 | |
JP3716421B2 (ja) | 復調装置および復調方法 | |
JPH11177430A (ja) | 変調装置および変調方法、復調装置および復調方法、並びに提供媒体 | |
JPH11185398A (ja) | 高密度データ貯蔵機器のためのprmlコードの符号化及び復号化方法 | |
JP3760966B2 (ja) | 変調装置および方法、並びに記録媒体 | |
JP4207073B2 (ja) | 変調装置および方法、記録媒体、並びに復調装置および方法 | |
JP3757918B2 (ja) | 符号化変調方法および変調装置、復調方法および復調装置 | |
JP4826888B2 (ja) | 復調テーブル、復調装置および復調方法、プログラム、並びに記録媒体 | |
JP4983032B2 (ja) | 復調テーブル、復調装置および方法、プログラム、並びに記録媒体 | |
JP3871171B2 (ja) | 復調装置および復調方法 | |
JP4155312B2 (ja) | 変調装置および方法、記録媒体、並びに復調装置および方法 | |
JP4428414B2 (ja) | 復調装置および方法 | |
JP2000068847A (ja) | 変調装置および方法、復調装置および方法、並びに提供媒体 | |
JP4366662B2 (ja) | 変調装置、変調方法、記録媒体 | |
JP2000341132A (ja) | 復調装置および方法、並びに記録媒体 | |
JP2003273742A (ja) | 復調方法および復調装置 | |
JP2000068849A (ja) | 変調装置および方法、復調装置および方法、並びに提供媒体 | |
JP2009266379A (ja) | 変調装置、変調方法、記録媒体 | |
JP2000068848A (ja) | 変調装置および方法、復調装置および方法、並びに提供媒体 |
Legal Events
Date | Code | Title | Description |
---|---|---|---|
A621 | Written request for application examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A621 Effective date: 20050308 |
|
A977 | Report on retrieval |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A971007 Effective date: 20061017 |
|
A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20061019 |
|
A521 | Request for written amendment filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20061214 |
|
A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20070508 |
|
A521 | Request for written amendment filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20070706 |
|
TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20070808 |
|
A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20070821 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20100914 Year of fee payment: 3 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110914 Year of fee payment: 4 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110914 Year of fee payment: 4 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120914 Year of fee payment: 5 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120914 Year of fee payment: 5 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20130914 Year of fee payment: 6 |
|
LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |