JP2014229955A - 変調復調方法、復調装置及び符号変調方法 - Google Patents

Abstract

【課題】可変長符号を用いた場合、バーストエラーにより複数のエッジが同時に同じ方向に移動するとプリフィックスパターンが破れて復調時にチャネルワード境界判別が破綻することがある。これにより、復調結果の誤りやチャネルワード境界の判別が誤ることで復調が不能になることが生じうる。【解決手段】バーストエラーによって生じる可能性のあるパターンを予め用意する。これらのパターンは、元のチャネルワード中の全ての”1”シフトすることにより派生させたものである。この様にして派生させたパターンのリストを復調時に通常の変換表と並行して検索する。バーストエラーに起因する復調の中断が発生した場合は、先のパターンの検索結果を参照し、ヒットした場合は元のチャネルワードのバーストエラーと見なして復調を継続する。【選択図】 図１

Description

本発明は、信号の変調復調方法、復調装置及び符号変調方法に関し、特に光を用いて高密度で情報を記録再生する方法に関する。

以下に於ける説明中の用語の一部は、Blu-ray（登録商標） Disc（ＢＤ）で使用される表現を用いている。これらは、BD以外のシステムでは、別の呼称が用いられる可能性がある。しかし、当業者であれば容易に読み替えることができることである。

光ディスクの記録容量を拡大する手段はいくつかあるが、その一つに特許文献１、２に記載されているように、符号変調がある。これの一種は、既にBDなどに使用されている。符号変調には、幾つかの効果が期待される。その中でも線記録密度向上効果は最も期待されるものの一つで、この目的の為に用いられるものとしてはラン長制限符号が知られている。

光ディスクでは、記録媒体の物理的な分解能よりも再生に用いる光スポット直径の方が遥かに大きい。そのため、記録するバイナリデータ（本明細書中ではユーザデータと呼ぶ）をそのまま記録マークの有無に対応させて記録すると、記録するビット間隔が光スポットの直径よりも小さくなると隣接ビットとの符号間干渉により急激に符号判別が困難になる。その結果、記録媒体の分解能を有効に利用できない。それに対し、ラン長制限符号ではユーザデータを一旦マーク及びスペースの長さで表現される符号列に変換してから記録する。この時、マーク及びスペースの長さ単位（チャネルビット長）を光スポット系よりも小さくとったとしても再生時に時間軸上でマーク及びスペースの長さを判別することが可能である。但し、最短マーク及びスペースは、十分な分解能で再生できるように２チャネルビット以上の長さを持つものとする。この様にすることで、同じ空間分解能を有する光学系を用いてもより高い線記録密度を実現することができる。

尚、ラン長制限符号を用いて記録を行う場合、記録マーク及びスペースの両方の長さについて記述するのが本来正しい。しかし、表現の簡単化の為に以下に於いては、混乱を生じない範囲で記録マークとスペースを同列に扱う場合には、マークに関してのみ表記することにする。例えば、「最短マークの分解能」という表現は、「最短マーク及びスペースの分解能」を意味する。

ラン長制限符号には、主に二つの系統のものが知られている。一つは、列挙法に基づく固定長符号で、もう一つが可変長符号である。今日、代表的な光ディスクであるＢＤで使用されているラン長制限符号のものは最短ラン長が１の可変長符号で、符号変調無しの場合と比べて4/3倍の線記録密度を実現している。

USP5400023 特開2003-273743号

符号変調には，線記録密度を向上させる効果のほか，0または1が過度に連続するのを防ぐ効果など，幾つかの機能を実現するのに使用される。光ディスクでは，符号変調の中でラン長制限を課すことにより，スポット径の縮小をせずとも符号変換により線記録密度を向上することに最も重きを置いている。BDで使用されている最短ラン長が1である1-7PP符号では，符号変調なしの場合と比べて4/3倍の線密度を実現している。

ラン長制限符号による線記録密度向上率をE（efficiency）とすると，
Ｅ＝（ｄ＋１）Ｃ （１）
ここで，d及びCは，それぞれ最短ラン長と容量（capacity）である。Cは，
Ｃ＝ｌｏｇ_２λ （２）
で与えられる。ここで，λは，下記の特性方程式の最大の実根である。
Ｚ^ｋ＋２−Ｚ^ｋ＋１−Ｚ^{ｋ−ｄ＋１}＋１＝０ （３）
ここで，kは最大ラン長である。図２は，上記に基づき，d=1,2,3,4の場合に於ける最大のEを求めたものである。BDの場合，E=4/3であるから，400 GB/disc実現に必要な線記録密度BD比3/2倍にするためにはE≧2を実現できる(d,k)の組合せである必要がある。即ち，d=4とする必要がある。上記で求められるEは，理論値であり，現実に定義可能な符号変調では通常これを下回る。

符号変調は，符号列集合Aからmiビットの符号を別の符号列集合B中のniビットの符号に１対１に対応させる写像（変換）である（m,n,iは自然数）。実用的な符号変調の形式には，可変長符号と列挙法による固定長符号が知られている。可変長符号の場合，実効的なefficiency E^*は次式で与えられる。
Ｅ^＊＝（ｄ＋１）ｍ／ｎ （４）

この時，Ｅ^＊が理論値Eに近接し，かつ，十分に小さな自然数であるm,nの組合せ（特にm）が存在する場合，可変長符号が定義可能となる。mが小さな自然数である必要性は後述する。ｄ＝４，Ｅ^＊＝２の場合，ｍ＝２，ｎ＝５がこの条件に該当する。但し，図２から分かるようにｋ＞１６である必要がある。この系統の符号の例としてVFM(variable five modulation)が知られている。

パーシャルレスポンス系に於いては，振幅の小さいパターンほどエラーを生じ易い。そのため，これまでに開発されたVFMでは最短マークの連続出現回数を一定数以下に抑えるように配慮されている。また，パーシャルレスポンス系では，ユークリッド距離差が小さいパターン同士ほど誤判別し易い傾向にあるもののBDXLのように分解能が0となる2Tマークが出現する系の場合，ユークリッド距離差が大きくとも，2Tマークを含んでいると誤判別が無視できないパターンが複数存在する。同様の現象はVFMにて最短マーク長をBDXLの最短マーク長相当まで短縮した場合にも起こる。更に，VFMでは5Tに次いで短いマーク長は6Tであるから両者の分解能の差が小さい。このため，新たに6T長のマークを含んだパターンなど，より複雑で長いバーストエラーが問題となる。この様なバーストエラーの存在は、以下のような課題をもたらす。
A)短いマークが連続的に出現する領域では一つのエラーをきっかけとして、この領域全体に近い長さでバーストエラーが発生し、最初のエラーの影響範囲が拡大される、
B)複数のエッジが同時にシフトする為に変換表に存在しないチャネルビットパターンが出現し、復調エラーを起こす、
図３にVFMの一つである(4,21)PPの一例の変換表を示す。これは、特許文献２に記載の方法を基に構成したものである。以下では、図３に示した表に則り行う符号変調を(4,21)PPと呼ぶこととする。

図４に再生シミュレーションで観測されたバーストエラーの例を示す。即ち、再生信号は，光学シミュレーションで求めた光学応答を元にチャネルビットパターンとの畳み込みにより求めた。チャネルビットパターンは，ランダムなユーザデータ列に上記の(4,21)PP符号変調を施したものである。尚，光学応答の計算条件は，スポット光の波長が405nmで対物レンズのNAが0.85である。また，チャネルビット長は22.3 nmとした。この時，最短マーク長がBD XLの最短マーク長と等しい。再生チャネルは，PR(1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1)MLを用いた。

図５は、上記の(4,21)PPを用いたシミュレーションで観測されたバーストエラーをバースト内に含まれるエッジの数に対する出現頻度をグラフにしたものである。

エラーの発生状況を概観したところ，予想通りに単独のエッジシフトエラーの比率は小さく，エラー連続して起きているバーストエラーが多数であることが見て取れた。バーストエラーの長さに着目してエラーの発生状況を調べた結果を図５に示す。グラフの横軸は，バーストエラー中に含まれるエッジの数で，バーストの長さを表す。よって，単独のエッジシフトであれば１，最短マークの移動は２，などとなる。図５から明らかなように，(4,21)PPでは単独のエッジシフトエラーの比率は小さく，バーストエラーが大半を占める。中でも連続エラー数が２の場合が最も多く観測される。

図６は、データの記録再生過程を図示したものである。但し、本明細書での説明に必要な部分のみを抽出して簡略化してある。ユーザデータは、まず、変調器３で指定された符号変調方式でもって符号変調される。変調器の出力は、NRZ(non return to zero)形式のビット列データである。NRZ形式のビット列データは、マークの境界に対応するビットが”1”でそれ以外は”0”で表記される。これをNRZI変換器１０１で”1”及び”0”がそれぞれマークとスペースに対応する形式のNRZI(non return to zero inverted)形式信号に変換してから光ピックアップ２を通じて光ディスク1に記録する。

データの再生時は、光ピックアップ２で光学的に再生し、電気信号に変換する。光学的に再生する際に光スポットの大きさは有限であるから符号間干渉を生じる。PRML復号器５は、この符号間干渉を解消しながら再生信号からチャネルビット列を復号する。復号して得られたチャネルビット列は、NRZ変換器１０２を用いてNRZI形式からNRZ形式に変換される。NRZ変換器の出力は、復調器４でバイナリデータに復調される。ここまでの過程に於いて、エラーや時刻ずれを生じていなければ復調器４の出力は、元のユーザデータと一致する。

符号変調及び復調は、図３に示した変換表を用いて行う。図７にその過程を図示する。即ち、変調時にはユーザビット列集合２０中の要素であるユーザビット列２４は、変換表に従ってチャネルビット列集合２２中の対応するチャネルビット列２５へと変換される。ユーザビット列集合とチャネルビット列集合は、1対1上への写像で結ばれている。つまり、復調は、変調の逆写像である。ところで、この符号変調が成立する為には、チャネルビット列候補集合の大きさがユーザビット列集合と等しいかそれ以上である必要がある。一般的には、図７に示したようにチャネルビット列候補集合の方が大きい、即ち、変換表に掲載されていないチャネルビット列候補（以下、余剰ビット列２６）が存在する。尚、余剰ビット列を要素とする集合を余剰ビット列集合２３と呼ぶ。従って、図７に示した例のように再生過程でエラーを生じた場合、それが原因で余剰ビット列に変化する可能性がある。その場合、図３に示した変換表に基づく復調はできないので、例外処理を必要とし、復調器の構成が複雑化する。尚、以上では、可変長符号を例に説明を行ったが、同様の事象は固定長変換に於いても発生する。

バーストエラーでは多くの場合、複数のエッジが同時に同じ方向に移動するために、可変長変換の場合、チャネルワード境界判別が破綻することがある。可変長変換では、復調時のチャネルワード境界判別にプリフィックスパターン条件を用いている。プリフィックスパターン条件とは、チャネルビットパターンの先頭部には、それより短いチャネルビットパターンを含まないというものである。図８にバースエラーに拠るチャネルワード境界判別誤りの例を示す。ユーザビット列２４は、この例では”11 00 01 00”でこれは(4,21)PP変調によりチャネルビット列”00100 00010 00010 00000”に変換される。記録及び再生を経て、復号して得られたチャネルビット列は、変換表を参照することによりユーザビット列に戻される。その際、復調されたチャネル列にエラーが含まれていなければ、当然、各チャネルビットワード境界３０は正しく判別される。しかし、図８中に示したように再生時にバーストエラーが生じてPRML復号器により”01000 00100 00100 00000”と判別されたとする。すると、変換表を参照して決定されるチャネルビットワードの境界は、エラーが無い場合とは異なってしまう。この誤った境界を偽チャネルワード境界３１と呼ぶ。偽チャネルワード境界によって区切られたチャネルワードを偽チャネルワード３２と呼ぶ。当然、復調結果もエラーが無い場合と異なり、これらをここでは偽ユーザビット列３３と呼ぶ。復調結果が誤ることも問題であるが、より深刻なのはチャネルワード境界の判別が誤ることにより、変換表にないチャネルワードが出現することに拠る復調が不能になることである。この場合、例外処理が必要になる。更に、チャネルワード境界の判別誤りが、これ以降も連鎖的に伝搬して行く可能性もあり、復号時のバーストエラーの範囲よりも更に広い範囲で復調に拠るエラーを生じる可能性がある。尚、このようなチャネルワード境界の判別誤りを以下では簡単のために境界エラーと呼ぶこととする。また、境界エラーが後方へ伝搬して行く現象を境界エラー伝搬、復調処理が継続できなくなることを復調エラーとそれぞれ呼ぶこととする。

上記課題を解決する為に、変調時に参照する変換表に於いて、任意のユーザビット列集合要素からチャネルビット列集合要素への対応が一意である一方、復調時に参照する変換表に於いて、少なくとも一部のユーザビット列集合要素への対応元要素が複数存在するようにする。このとき、複数存在する対応元要素の少なくとも一つは、符号変調と復調とで非対称な変換表を用いる。より具体的には、バーストエラーによって生じる可能性のあるパターンを予め用意する。これらのパターンは、元のチャネルワード中の全ての”1”シフトすることにより派生させたものである。

この様にして派生させたパターンのリストを復調時に通常の変換表と並行して検索する。より具体的には、バーストエラーに起因する復調の中断が発生した場合は、バーストエラーの結果生じるチャネルビットパターンである補助パターンを要素とする補助パターン集合を同時に検索し、ヒットした場合は元のチャネルワードのバーストエラーと見なして復調を継続する。バーストエラーに起因する境界エラーが原因である復調エラーや境界エラー伝搬が生じた場合に対しては、境界エラーパターン比較器に必要な長さのチャネルビット列を送付し、それと各境界エラーパターンとの比較を行って、復帰処理を試みる。

また、短マークの連続を抑圧する為に、30ビット以上の長さを有するチャネルワードの開始端と終端が”00000”であるNRZパターンを用いることとした。

本発明に基づく変調符号及び復調系を使用することにより、長期間継続するバーストエラーの出現頻度が減少する。また、バーストエラーが原因となる復調エラーから復帰することが可能な光ディスクドライブを提供することが可能となる。

本発明を実施した一例を示す図。 最短ラン長制限毎の記録密度のk依存性のグラフ。 VFMの一例である(4,21)PP変調の変換表。 バーストエラーの一例を示す図。 (4,21)PP変調で記録された信号の再生シミュレーションに於いて観測されたバーストエラーの長さ分布の一例。 データの記録再生過程を示す図 バーストエラーによって復調不能を生じる場合の説明図。 バーストエラーによってチャネルワード境界判別誤りを生じる場合の説明図。 非対称変復調の復調原理の説明図。 復調エラーの発生状況の一例の説明図。 境界エラー伝搬の発生状況の一例の説明図。 復調エラーを回復可能な復調器の説明図。 短マークの連続を抑圧した符号変調用の変換表の一例。 短マークの連続を抑圧するためのパターン置換えの一例。 短マークの連続を抑圧した符号変調で記録された信号の再生シミュレーションに於いて観測されたバーストエラーの長さ分布の一例。 本発明を適用した光ディスクドライブの一例。 補助パターンを用いた非対称変復調の内、復調過程の説明図。 復調エラーを回復する過程の説明図。

（非対称変復調）
先に述べた課題の内、バーストエラーの発生により復調エラーを起こすことに対し、本発明に基づく対処法を説明する。第一には、非対称変換を用いる。図７に示したパターンの例を用いて説明する。この例では、チャネルワード中の全エッジが右に１チャネルビットシフトするバーストエラーを起こしている。仮に、バーストエラーの結果生じたチャネルビットパターンが変換表に載っているものであれば、復調結果にエラーが含まれるもののこの部分以降の復調処理は継続可能である。問題は、バーストエラーの結果生じたチャネルビットパターンが変換表に載っていないために、そのままでは復調処理を続行できないことである。そこで、図９に示したように、復調時にはバーストエラーの結果生じるチャネルビットパターンである補助パターン４０を要素とする補助パターン集合４１を同時に検索することでこの問題を解決する。補助パターンは、各チャネルワードに対して最も起こり得ると考えられるバーストエラーモードを適用することにより発生可能である。この補助パターンに対して復調時に適用する変換表中で当該補助パターンから元のユーザビット列への対応を定義しておくことで復調処理の中断という事態を回避できる。また、復調結果が正しいことも期待できる。ただし、当然、他のチャネルワードと一致する場合は、補助パターンとして扱うことはできない。また、チャネルビット列候補集合の要素である必要がある。(4,21)PPなどのVFM系列では、この最も起こり得るバーストエラーモードは、図４の例の様な5T及び6Tマークを含んだパターンで複数のエッジが一斉に同一方向に1ビットシフトするものである。このように、変調と復調とで非対称な変換表を参照するものを非対称変復調（asymmetric modulation and demodulation : AMD）と呼ぶ。

尚、短いチャネルワードに関しては、チャネルビット列候補集合をほぼ使用し尽くしているので補助パターンを用意する余地が殆どない。(4,21)PPの例では、補助パターンを用意できるのはチャネルワード長が30の場合にほぼ限られている。

上記のような単純な非対称変復調が十分な効果を発揮するのは、バーストエラーの結果が補助パターンに該当する場合のみである。先に述べた、バーストエラーに起因する境界エラーが原因である復調エラーや境界エラー伝搬に対しては追加の仕組みが必要である。復調エラーの別の例を図１０に示す。この例では、先行チャネルワード４２中の全エッジが左に1ビットシフトするバーストエラーを起こしている。その結果、先行チャネルワードを復調しようとするとその内部は複数の偽チャネルワードに分割して認識されてしまう。先行チャネルワードの末尾5ビットは、偽チャネルワード境界によって分断されている。”00000”は、変換表に載っていないので処理対象のチャネルビット長を10に伸ばした場合、”00000 00000”が候補になる。このパターンは、(4,21)PPの定義により例外処理用のパターンで後続が”10000”または”01000”で有る場合のみ有効である。しかし、後続パターンは更に”00000”であるから、やはり変換表に該当がない。”00000”が先頭から3回繰り返すパターンに関しては補助パターンも定義できない。よって、復調エラーとなる。

境界エラー伝搬の例を図１１に説明する。先行チャネルワードのパターン及びエラーの状況は図１０と同じである。従って、先行チャネルワードの末尾が偽チャネルワード境界によって分断されている状況及び後続チャネルワードが”00000”で開始しているのも同様である。異なるのは、後続チャネルワードの後半が”10000”で有る為に”00000 00000”が例外に該当すると判定されてしまうことである。その結果、後続チャネルワード中に新たな偽チャネルワード境界を生じてしまう。即ち、境界エラー伝搬が起こった。その結果、先行チャネルワードのみならず、復号結果にエラーを含まない後続チャネルワードの復調結果も誤ってしまう。これは、エラー伝搬の一種と見なすことができる。但し、後続チャネルワードの終端は正しく認識されたのでこれ以降のチャネルワード判定は正しくできるようになり、復調エラーにはなっていない。

上記のような復調エラーや境界エラー伝搬が起こるのは、境界エラーが発生してもそれを認識して止める手段が無いためである。これは、復調処理中は、変換表に掲載されているチャネルビット列を受信している間は異常を感知することができないからである。境界エラーを直接的に感知する手段はない。そこで、本発明では、復調の為のパターン検索と同時に補助パターンを並行して検索することによりこの問題を解決している。

それを実施した一例を図１に示す。この例では、(4,21)PPを前提としている。以下に於いては、図１の復調器の構成と図１７に示した処理手順とを同時に説明する。処理手順は、図中のS001などの符号により示される。

復調は、フレーム単位で処理する。このことが一般的であることは当業者であれば周知のことである。１フレーム分のNRZ形式に変換されたPRML復号器の出力は、フレームバッファ５０にこのフレームの復調処理が終了するまで保持される(S001)。フレーム中のデータは、(4,21)PPの場合、最長で30ビットであるから、処理中のビット列の先頭位置を入力ポインターによって指示する必要がある。入力ポインターは、制御器６１によって計算される。初期値は、入力バッファの先頭である。

復調処理を行う為には、フレームバッファ内のデータを用いて変調を定義している変換表を検索する。即ち、変換表のチャネルビット列とフレームバッファ内のデータの一致を調べる(S002)。図１の例では、検索器は変換表のチャネルワード長毎に用意されている。即ち、チャネルワード長が5ビットの表を保持する5ビット検索器５１には5ビット、チャネルワード長が10ビットの表を保持する10ビット検索器５２には10ビット、というように各変換器が保持する変換表の長さに応じた長さのビット列が送られる。残りの15ビット検索器５３、20ビット検索器５４、25ビット検索器５５、30ビット検索器５６についても同様である。各検索器は、保持している変換表を検索し入力されたビット列に一致するか否かの判定を行う(S003)。一致するものが有った場合には、それに対応するチャネルビット列と同時に一致があったことを通知する信号を制御器６１に送出する。一致するものが無かった場合には、一致が無かったことを通知する信号を通知する信号を制御器に送出する。復号結果にエラーが含まれていない場合、必ずいずれかの検索器で一致が見られ、該当した検索器の出力を出力バッファ６２に出力する(S004)。出力バッファ中の出力位置は、制御器が出力する出力ポインターで指示される。出力バッファへの出力が終了したら、一致を見た検索器が処理するチャネルワード長に応じて入力ポインター及び出力ポインターの値を更新する。入力ポインターが入力バッファの終わりに達したら当該フレームの処理は終了する(S005)。

次に、バーストエラーが発生しているものの、境界エラーは生じておらず、また、バーストエラーの結果で生じたパターンが補助パターンの内の一つと一致する場合の処理を説明する。この場合も、各検索器へ必要な長さのチャネルビット列が送られ変換表を検索するのは先の場合と同様である。この場合、バーストエラーの結果で生じたパターンはプリフィックス条件を維持しているので、通常の(4,21)PPの変換表を保持している各検索器による検索を行う(S003)。ただし、この場合、この入力パターンに対しては全く一致せず、そのことが制御器に通知される。一方、この時、同時に補助パターン比較器６０にも必要な長さのチャネルビット列を送付し、それと各補助パターンとの比較結果を精査する(S006)。今の場合、補助パターンの一つが入力パターンと一致するので、一致があったことと一致した補助パターンに対応付けられたユーザビット列とを制御器に送る。入出力の各ポインターの処理は先の例と同様である(S007)。尚、補助パターンとの一致も見なかった場合は復調エラーであるから処理を中断する(S008)。

ここで、境界エラーパターンについて説明する。境界エラーパターンは、補助パターンと同様に変換表中のチャネルワードから派生させることが可能である。例えば、発生可能性が高いバーストエラーのモードは1ビットシフトであるので、図１０の例では、”00000 10000 10000 01000 01000 00000”または”00000 00100 00100 00010 00010 00000”である。しかし、後者は、補助パターンに該当する。一方、前者は、先に述べたようにプリフィックス条件を満たさない。このように、プリフィックス条件を満たさない、即ち、チャネルビット列候補集合の要素でないものを境界エラーパターンと呼ぶ。尚、チャネルワード中の全ての”1”を一方向にシフトさせて境界エラーパターンや補助パターンを派生させる操作をバーストシフトと呼ぶこととする。

次に、バーストエラーにより復調エラーを生じている場合の処理を図１２及び図１８を用いて説明する。この場合も、PRML復号の結果をフレーム単位でフレームバッファに読み込み復調処理を行う(S001)。変換表を保持している検索器及び補助パターン比較器及び境界エラーパターン比較器６３の各検索器へ必要な長さのチャネルビット列が送られ変換表を検索するのは先の場合と同様である(S009)。しかし、バーストエラーの影響により検索結果は異なってくる。図１０の例を用いると、エラーが無い場合は30ビット検索器が一致するパターンを発見するはずである。しかし、この例では、先に説明したように、まず、10ビット長の”00000 10000”が検索でヒットし、以後、境界エラーが伝搬して行き、やがて復調エラー発生位置３５にて復調不能なパターンに遭遇して復調エラーとなる。この時、同時に境界エラーパターン比較器６３にも必要な長さのチャネルビット列を送付し、それと各境界エラーパターンとの比較を行う。境界エラーパターン比較器は、入力されたパターンが保持している境界エラーパターンの一つと一致した場合(S010)、一致を示すフラグを立てると同時にその時点の入力ポインターの値を記憶する（図１０の例では、境界エラーパターン検出位置３４）(S011)。しかし、制御器への通知および出力バッファへの出力も行わない。これは、図１０の例からも解るように、境界エラーパターン比較器が一致を検出しただけでは、偽チャネルワードを検出しているのか否かの判断ができないからである。その後、境界エラーパターン検出位置よりも後の復調エラー発生位置３５で復調エラーを検出する。即ち、S010で偽と判定された場合となる。

復調エラーを検出すると、制御器は、境界エラーパターン比較器の状態を参照する(S012)。そこで、境界エラーパターン検出フラグが立っている場合には、復帰処理を試みる(S013)。即ち、復調エラーを検出し、かつ、境界エラーパターン検出フラグが立っている場合は、バーストエラー境界エラーパターン検出位置よりも前でバーストエラーが発生しているものと判断する。復帰処理は、境界エラーパターン比較器の内容を参照して行われる。まず、入力ポインターの値を境界エラーパターン比較器内に保存されている境界エラーパターン検出時の入力ポインターの値に戻す。また、出力ポインターの値も入力ポインターの値に対応する値に戻す。次に、検出された境界エラーパターンに対応付けられているユーザビット列を出力バッファへ出力する。次に、検出された境界エラーパターンの長さに応じて入力ポインター及び出力ポインターの値を更新する。以上で、復帰処理は終了する。復帰処理の結果、復調エラーから復帰し、以後の復調を再開できるようになる。また、出力されたユーザビットパターンは、より正しいと考えられるものに置き換えられた。

（パターン制限・パターン置換え）
一般に、分解能が小さい最短マークはエラーの原因となり易く、これが連続するとバーストエラーを起こし易くなる。そこで、特許文献２で開示されているように、これまで、5Tマークの連続回数を一定回数以下に制限することが行われていた。しかし、課題の項で説明したように、d=4のラン長制限符号を用い、かつ、5Tマークの分解能が０になるまでに線記録密度を高めた状況では、5Tマークだけでなく6Tマークを含んだパターンがバーストエラーの原因となる。5Tまたは6Tマークが多数個連続しているパターンは非常に長いバーストエラーとなる可能性がある。

一般にVFM系列では、短いチャネルワードが連続することにより、5Tまたは6Tマークが複数個連続するパターンが出現する。このことは、根本的には避け難いことである。しかし、このようなパターンに更に複数の5Tまたは6Tマークから構成される長いチャネルワードが連結されると、非常に長いバーストエラーの潜在的な要因となる。上記のような状況が出現するのを極力少なくするために、本発明では、短マーク（5T及び6T）の非連続に着目したパターン選択及びパターン置換えを実施した。その結果得られた変換表を図１３に示す。

まず、パターン選択法について説明する。これは、変換表を構成する際に、チャネルビット列候補集合からどの要素（パターン）を用いるかの選択基準とも換言できる。ここでは、7T以上のマークで短マークの連続を分断することを基準とした。即ち、チャネルワード長が25ビットのものは一部例外を除いて”00000”で開始し”00000”で終了するものに限った。例外は、”00100 00001 00001 00001 00000”と”00001 00001 00001 00001 00000”である。しかし、前者は、最初の”1”と次の”1”との間が6T,即ち、NRZI形式では7Tであるので短マークの連続の分断はできている。図１３から判るように、全てのチャネルビットパターンの末尾は2つ以上の”0”が連続するので、先に挙げた後者のパターン中の最初の”1”は7T以上のマークの終端となっているので、やはり短マークの分断はできている。また、チャネルワード長が30ビット以上のものは全て”00000”で開始し”00000”で終了するものに限った。これにより、例外を除いて25ビット長以上チャネルワードは、少なくとも前方は、9T以上のマークで開始する。即ち、短マークの連続を断ち切ることができる。

次に、パターン置換えについて述べる。チャネルワード長20ビットのパターンも”00000”で開始し”00000”で終了するものを極力選択している。しかし、20ビット長のチャネルビット列候補の数は限られているので”00000”で開始し”00000”で終了するものに限定すると以後の変換表が収束しない。そこで、一部パターンは上記を満たさない。この内、”00100 00001 00001 00000”と”00001 00001 00001 00000”は、25ビット長の例外パターンと同様の理由により短マークの連続を分断できる。しかし、”00100 00010 00010 00000”と”00010 00010 00010 00000”は、前方から続く短マークの連続をパターンの前方で分断することができない。そこで、余剰パターンが十分にあるチャネルワード長が35ビットのパターンを利用したパターン置換えによりこの問題を低減している。変換表のその部分を図１４に示す。この例は、短マークが連続する可能性があるパターンの中でも更に短マークが連結される可能性がある”00100 00100”が直前に有る場合である。20ビットパターンと10ビットパターンの組合せで30ビット長のパターンを置き換えることになる。しかし、実際に利用できるのは35ビット長のパターンであるので、置換え用のパターンの方が5チャネルビット、即ち、2ユーザビット分冗長である。これを埋めるために、置き換えられるパターンに対応するユーザビットパターンの末尾に2ビット付加しているので”00100 00010 00010 00000”と”00010 00010 00010 00000”それぞれに4通りの変換対を用意した。

図１５に上記で作成した変換表を用いてランダムなビット列の変調を行い、それを用いて図４の場合と同様の再生シミュレーションを行い、観測されたバーストエラーの長さ分布をグラフ化したものである。比較の為に(4,21)PPを用いた場合の結果も示している。全体として、バースト長の短いものが増加し、長いものが減少していることが解る。

図１６は、光ディスク装置の構成の一例を示したものである。光ディスク１は、スピンドルモータ１５２によって回転される。光ピックアップ１５１には、記録再生に用いる光源、対物レンズをはじめとする光学系などで構成されている。光ピックアップは、スライダ１５３によりシークを行う。シーク及びスピンドルモータの回転などはメイン回路１５４からの指示によって行う。メイン回路には、符号変調及び復調回路、信号処理回路やフィードバック調節計などの専用処理系及びマイクロプロセッサ、メモリなどが搭載されている。光ディスク装置全体の動作を制御するのはファームウェア１５５である。ファームウェアは、メイン回路中のメモリに格納されている。

１：光ディスク、２：光ピックアップ、３：変調器、４：復調器、５：PRML復号器、
２０：ユーザビット列集合、２１：チャネルビット列候補集合、２２：チャネルビット列集合、２３：余剰ビット列集合、２４：ユーザビット列、２５：チャネルビット列、２６：余剰ビット列、３０：チャネルワード境界、３１：偽チャネルワード境界、３２：偽チャネルワード、３３：偽ユーザビット列、３４：境界エラーパターン検出位置、３５：復調エラー発生位置、
４０：補助パターン、４１：補助パターン集合、４２：先行チャネルワード、４３：後続チャネルワード、
５０：フレームバッファ、５１：5ビット検索器、５２：10ビット検索器、５３：15ビット検索器、５４：20ビット検索器、５５：25ビット検索器、５６：30ビット検索器、６０：補助パターン比較器、６１：制御器、６２：出力バッファ、６３：境界エラーパターン比較器、
１０１：NRZI変換器、１０２：NRZ変換器、
１５１：光ピックアップ、１５２：スピンドルモータ、１５３：スライダ、１５４：メイン回路、１５５：ファームウェア。

Claims (8)

1. ラン長制限符号化規則を用いた変調復調方法であって、
   ユーザデータを所定の符号変調方式で変調するステップと、
   復号化された信号列を復調するステップとを有し、
   前記変調時に参照する変換表において、任意のユーザビット列集合要素からチャネルビット列集合要素への対応が一意であり、
   前記復調時に参照する変換表において、少なくとも一部のユーザビット列集合要素への対応元要素が複数存在し、少なくとも一つは前記変調時に参照する変換表とは非対称であること
   を特徴とする変調復調方法。
2. 前記復調時に参照する変換表に於いて、前記対応元要素の一つがチャネルビット列であり、前記チャネルビット列からバーストシフトにより派生させたものであること
   を特徴とする請求項1記載の変調復調方法。
3. 前記バーストシフトにより派生させたビット列は、複数のエッジを同一方向に１ビットシフトさせたビット列であることを特徴とする請求項２記載の変調復調方法。
4. 前記復調時に参照する変換表において、前記ユーザビット列への対応が定義されていることを特徴とする請求項１記載の変調復調方法。
5. 前記復調するステップにて復調エラーが発生した場合、
   所定の長さの前記チャネルビット列と、予め保持された境界エラーパターンとの比較を行い、一致した場合に、復帰処理を行うことを特徴とする請求項１記載の変調復調方法。
6. ラン長制限規則に基づき変調されたチャネルビット列からユーザデータ列に復調する復調装置において、
   前記チャネルビット列と復調に必要なチャネルビット列との一致を判定する手段と、
   前記チャネルビット列と指定された複数のチャネルビット列から派生させたビット列との一致を検出する手段と、
   復調エラーを検出する手段と、
   前記復調エラー検出手段と前記チャネルビット列と指定された複数のチャネルビット列から派生させたビット列との一致を検出する手段と前記の判定結果に基づき、出力データビットを置き換える手段と
   を有することを特徴とする復調装置。
7. 前記チャネルビット列から派生させたビット列は、複数のエッジを同一方向に１ビットシフトさせたビット列であることを特徴とする請求項６記載の復調装置。
8. 最短ラン長が4である符号変調方法であって、
   30ビット以上の長さを有するチャネルワードの先頭少なくとも5ビット及び末尾少なくとも5ビットが”0”であること
   を特徴とする符号変調方法。

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