JPH01256252A

JPH01256252A - コード化方法

Info

Publication number: JPH01256252A
Application number: JP63318674A
Authority: JP
Inventors: Razmik Karabed; ラズミク・カラベド; Paul H Siegel; ポール・ハワード・シイーゲル
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1988-03-18
Filing date: 1988-12-19
Publication date: 1989-10-12
Also published as: US4870414A; EP0333321A2; EP0333321A3; JPH0584099B2

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】Ａ、産業上の利用分野本発明は、最尤順序検出を用いて、入力制限パーシャル
−レスポンス・チャネルを介して２進デイジタル・デー
タを伝送する技術に関する。具体的ニハ、入力制限パー
シャル・レスポンス（１＋Ｄ）及び（１＋　Ｄ）２チャ
ネルに対してトレリス・コードを利用するコード化技法
に関する。

Ｂ、従来技術及び発明が解決しようとする問題点１９８
６年６月１３日出願の米国特許出願０６／８７４０４１
号には、光記憶に適した非対称ランレングス制限（ＲＬ
Ｌ）コードが記載されている。しかし、このコードは、
コード化利得をもたらさない。それには、２個以上の連
続したＮＲＺ１ビットが必要であるが、ＮＲＺＯビット
の数に制限はない。

米国特許第４４１３２５１号は、コード化率が２／３の
スライディング・ブロック（１，７）ＲＬＬコードを生
成する方法を開示している。しかし、（１＋Ｄ）パーシ
ャル・レスポンス・チャネルに対しては、この方法はコ
ード化利得をもたらさない。（１＋Ｄ）２チャネルに対
しては、この方法は１．８ｄＢのフード化利得しかもた
らさない。

このコードは、２ビツトの非制約データを３ビツトの制
約データにマツプする順次方式によって生成される。

既存の非対称ＲＬＬコード及びＲＬＬ（１，７）コード
に関する入力制限（１＋Ｄ）及び（１＋Ｄ）２チャネル
に対して、非正規化時には少なくとも３ｄＢ、正規化時
には少なくとも２．２ｄＢのコード化利得をもたらす、
光記録に特に適したコード化技術が求められている。

Ｃ０問題点を解決するための手段本発明によると、特に光記憶の応用分野に適した、それ
ぞれクラス１及びクラス２と呼ばれる入力制限２進（１
＋Ｄ）及び（１＋Ｄ）２パーシヤル・レスポンス・チャ
ネルの信頼性を向上させる、２連記号列をコード化する
方法が記載される。この方法は、入力列を、記号ｌのラ
ンレングスが偶数で、記号Ｏのランレングスまたは持続
時間は任意であるという制約条件に合致した２進コード
列にコード化することを含んでいる。光記録の応用分野
では、偶数個の記号間隔の長さをもつ書込みマーク（記
号１）に対応する。本明細書では、これを、偶数マーク
変調（ＥＭＭ）と呼ぶ。ＥＭＭ信号は、クラス１　（１
＋Ｄ）またはクラス２（１＋Ｄ）２の特定ツバ−／ヤル
・レスポンス・チャネルに適応させた最尤検出器で検出
される。これらの検出器は、上記のＥＭＭ信号処理の制
約条件を実施する任意のコードと一緒に使用できる。

このコードは、コード化率が２／３であることが好まし
い。このコードは、またタイミング及び利得制御の目的
から、連続するゼロ・チャネル出力値の最大ランを制限
することが好ましい。このコードは、また最悪時検出器
性能をもたらすＥＭＭシーケンスを不要にする。

（１＋Ｄ）パーシャル・レスポンス・チャネルに対して
は、検出器の好ましい実施例は、３状態トレリス構造に
基づく最尤アルゴリズムを使用する。（１＋［））２パ
ーシヤル・レスポンス・チャネルに対しては、検出器の
好ましい実施例は、５伏態トレリス構造に基づく最尤ア
ルゴリズムを使用する。これらのアルゴリズムはどちら
も、適切な差距離計算を組み込むことにより、距離の再
正規化を不要にする。

Ｄ、実施例本発明を具体化した偶数マーク変調（ＥＭＭ）と呼ばれ
る変調・コード化技術は、パーシャル・レスポンス・ク
ラス１（１＋Ｉ））またはクラス２（１＋　Ｄ）２信号
処理を利用する光記録チャネルの性能を向上させ、記録
されたマークとマーク間隔の間の固有の非対称性を活用
する。

第１図を参照すると、２連記号列などの形の入力データ
が、バス１０からＥＭＭ符合器（８状態符合器）１１に
送られる。符合恭１１は、入力制限パーシャル・レスポ
ンス・チャネル１２への入力となる２進コ一ド記号列を
発生する。この２進コード列は、下記で定義するＥＭＭ
制約条件を溝足する。チャネル出力列は、パーシャル・
レスポンス・チャネル１２によって発生され、ＥＭＭ検
出器１３によってチャネル出力で検出される。この検出
器は、チャネル出力列から最確ＥＭＭ列を計算する。検
出器１３は、ＥＭＭ制約条件を追跡してバス１０を介し
て供給される元の送信データ列の最尤推定値（または最
尤ＥＭＭ列）を発生させることにより、計算及びハード
ウェア上の要件を軽減させる。次に、復号器１４が、検
出された列から、バス１５にＥＭＭコード出力データを
生成する。復号器１４は、ウィンドウ・サイズが１０コ
ード・ビットのスライディング・ブロック型検出器であ
り、最高エラー伝播のユーザ・ビットが８ビツトより小
さい。

ＥＭＭ技術は、第２図に示す入力列の使用に基づくもの
で、下記のＥＭＭ制約条件を満たす。すなわち、書込み
マーク（ＮＲＺ記号「１」）は１個または複数の対にな
っていなければならないが、スペース（ＮＲＺ記号「０
」）は対になっている必要はない。このＥＭＭ制約条件
は、光記録に特に適したパーシャル・レスポンス・チャ
ネルの入力制約条件を溝たすのに必要な、非対称ＮＲＺ
（ｄ’＋　ｋ’）−（ｅＺ　ｍ’）＝＝（１＋　ｃｏ）
−（２，■）という制約条件の特別な部分集合である。

本出願人等のマーク変調技術は、連続する奇数個の記号
「１」がある場合、または記号１のランが連続するｎ個
の要素（ｎは奇数）からなる場合あるいはその両方の場
合にはコード化利得をもたらさない。そのため、この技
術は偶数マーク変調と呼ばれる。

（１＋Ｄ）チャネル上のＥＭＭ信号の最尤列推定のため
に検出器１３で使用されるビテルビ（Ｖｉｔｃｒｂｉ　
）復号アルゴリズムは、第３図に示す３状態トレリス図
に基づいている。（１＋Ｄ）２アルゴリズムには、第４
図に示す５状態トレリスが必要である。これらの図は、
ＥＭＭ制約条件の「高次ブロック」表示から得られる。

次に、（１＋Ｄ）及び（１＋Ｄ）２チャネルのＥＭＭビ
テルビ復号アルゴリズムの宵界「差距離」の定式化の詳
細について説明する。

本発明によると、本出願人等の独自なＥＭＭビテルビ復
号技術の使用により、上記に引用した従来技術で開示さ
れている変調方法と比べて、入力制限（１＋Ｄ）及び（
１＋　Ｄ）２チャネルのコード化利得がかなり増大する
。コード化利得がコード率に関して正規化されてもされ
なくても、性能のかなりの向上が実現される。このコー
ド化利得の向上は、後で説明するように、有効ＥＭＭ列
間の自由ユークリッド空間距離を増大させることによっ
て実現される。ＮＲＺＩ制約条件（ｄ、ｋ）−（ｅ、ｍ
）＝　（０，７）−（１，１１）に対応する非対称ＮＲ
Ｚ制約条件（ｄ’　＊　　ｋ’　）−（ｅ’　＋ｍ’　
）＝　（１，８）−（２，１２）を満足する、コード化
率が２７３のＥＭＭスライディング・ブロック・コード
を開示する。２／３というＥＭＭコードのコード化率は
、ＥＭＭの最高変調率にほぼ等しい（すなわち、Ｃ絢０
．８９４）ので、９６％以上の効率が得られる。コード
化率が２／３のＥＭＭコードは、（１＋Ｄ）及び（１＋
Ｄ）２チャネルに関して完全なＥＭＭ制約条件と同じ自
由距離をもつ。

第３図に示す（１＋Ｄ）チャネルに関するＥＭＭに対す
るトレリスを用いる場合、自由距離はｄ？、。。＝４で
あるが、非コード化（１＋Ｄ）チャネルの自由距離はｄ
９．、。＝２である。やはり、この４の距離を実現する
ＥＭＭ最悪経路の例は、以下の通りである。

Ｏｏ　　　　ｏｌｏ　　　　ｏ　　　　。

、、、１０１１１．、、　　ＩＡｏ　１　　ｏ　　　ｏ
　２　　ｏ　’　　。

、、、１１１０１．、、　　ＩＢｏ　２　　ｏ　２　　
ｏ　１　　ｏ　２　　。

したがって、この（１＋Ｄ）チャネルに対する自由距離
の増大は、コード化率の損失に対する正規化を行なって
いない、下記のコード化利得を表わす。

それと対照的に、従来技術の非対称ラン長さ制限条件を
組み込んだ、コード化率が４１５の非対称コードに関し
て正規化したときでさえ、コード化率が２／３のＥＭＭ
コードを用いるコード化利得は、なお次の値になる。

（この正規化コード化利得は、自由距離を、コード化率
を反映する量、すなわち、図のように、２／３を４１５
で割って得られる５／６の率だけ減らすことによって計
算される。）他方、本出願人等のコード化率が２／３のＥＭＭフード
を、（１＋Ｄ）チャネルに対する従来技術のコード化率
が２／３の（１，７）コートト比較すると、望ましいコ
ード化利得は、次のようになる。

ＣＧ　８１０１ｏｇ＋。（’−）　＝　３．ｏａｎ（ど
ちらのコードのコード化率も２／３なので、（１，７）
コードに関するコード化率損失はないことに留意された
い。）次に、（１＋Ｄ）２チャネルに関しても同様に、本出願
人等のＥＭＭ技術を用いて、コード化利得の向上が実現
されることを示す。

第４図に示す、（１＋Ｄ）２チャネルに関するＥＭＭに
対するトレリスを用いる場合、自由距離は、ｄ９ｒ−６
＝１０であるが、非コード化（１＋　Ｄ）２チャネルの
自由距離は４である。やはりこの１０の距離を実現する
ＥＭＭの最悪経路の例は、以下の通りである。

００　　ｏ　　　ｏ　　　ｏ　　　ｏ　　　ｏ　　　。

３　　　　ｏｌ　。

、、、１１０１１００．、．１０　　ｏ　３ｏ　　　　
ｏ　　　　。

、、、１１１１０００．、．１１Ａｏ　　　ｏ　　　ｏ
　　　ｏ　　　ｏ　　　。

１１”ｏ４　　ｏ４　　ｏ　　　ｏ３ｏ　　　。

したがって、この（１＋Ｄ）２チャネルに対する自由距
離の増大は、コード化率の損失に対する正規化を行なっ
ていない、下記のコード化利得を表わす。

ＣＧ　”　１１０１ｏ＋ｏ　　　　”ｒ　４．ＯｄＢ正
規化したときでさえ、上記と同様に計算したＥＭＭコー
ド化利得は、なお次の値になる。

一方、本出願人等のコード化率が２／３のＥＭＭコード
を、（１＋Ｄ）２チャネルに対する従来技術のコード化
率が２／３の（１，７）コードと比較すると、（１，７
）コードの、（１＋Ｄ）２チャネルでは、自由距離は６
なので、コード化利得は下記の値に減少する。

ＣＧ　＝１０１ｏｇ＋ｏ　　　　”’＝　２．２ｄＢにの場合も両方のコード化率が同じなので、コード化率の
損失はない。

（１＋Ｄ）チャネルに関するＥＭＭ用のビテルビ検出器本発明の１実施例によると、検出器１３は、（１＋Ｄ）
チャネル上のＥＭＭ用の差距離ビテルビ復号アルゴリズ
ムを具体化したものである。差距離の大きさに対する計
算された境界に基づいて、再正規化が不必要な復号器を
実施することが望ましい。

第５図は、ビテルビ復号アルゴリズムが動作する３状態
トレリスを示す。（１＋Ｄ）チャネル出力記号はＮｚ＝
ｙ−ｔと設定することにより、（０，１，２）から（−
１，０，１）に正規化されている。

最適の経路拡張を決定するには、残存差距離ＤＪｎ（２
，１）とＤＪｎ（３，１）だけを記録すればよい。４つ
の潜在的経路拡張ケースのうちで、３つだけが実際に起
こり得墨。これらの経路拡張、ならびにその選択を支配
する対応する差距離条件、及びその結果発生する差距離
の更新を下記の表１に示す。条件は、不等式の形で表さ
れる。

Ｐｎ　＝ＤＪｎ−１（３，１）　−２ｚｎこの値は、ス
テップｎ−１での差距離の値ＤＪｎ−＋（３，１）と、
時間ｎにおける正規化チャネル出力サンプルＺｎだけに
依存する。

表１ルゴリズム不等式　　　　　　更新　　　　　　　　　　　拡張、
。≧Ｉ　　　　ＤＪｎ（２，１）　ニー２ｚｏ−＋　　
　　　　　　　　Ｏ０ＤＪｎ（３，ＩＣＤＪ、−＋　（
２，１）−４ｚ、　　　　　　　　ＯＩＡ　　　　ＩＡ１Ｂ　　　１ＢＤｐｎ≧−Ｉ　　　ＤＪ、（２，１）：ＤＪ−＋（３，
１）　　　　　　　　ＯＯ０ＤＪｎ（３，１）＝ＤＪｎ
−＋　（２，１）−ＤＪｎ−ｔ（３，１）−２ｚｎ＋＋
　　　　　　　　　ＩＡ　１　１ＡＢＯＩＢ −１＞ｐｎ　　　　ＤＪｎ　（２＋　１）＝−２ｚｎ＋
　１０　　　０ＤＪｎ（３，１）”ＤＪｎ−＋（２，１
）−ＤＪｎ−１（３，１）−２ｚｎ＋＋　　　　　　　
　　ＩＡ　１　１ＡＢＩＩＢ上記の出力サンプル正規化では、ディジタル化された信
号サンプルは、範囲［−Ａ、ＡＩに含まれると仮定でき
る。次に周知の方法で量ＤＪｎ（２゜１）とＤＪｎ（３
，１）の境界を求める。

−２Ａ　−１≦ＤＪｎ（２，１）　　≦２Ａ＋１−６Ａ
　−１≦ＤＪｎ（３，１）　　≦６Ａ＋またとえば、Ａ
＝４の場合、境界は、ＤＪ、（２゜１）ε　［ニー９．
９コ　とＤＪｎ（３，１）　　ε　［−２５，２５１で
ある。理想的なサンプル値の間にＬ＝２１個の量子化レ
ベルがある場合、差距離を記憶するのに、せいぜい５＋
ｒ個の絶対値ビットと１個の符号ビットがあればよい。

コンピュータ・シミュレーションにより、これが距離を
保持するのに十分な最小ビット数でもあることが確認さ
れる。

（１＋　Ｄ）２チャネルに関するＥＭＭ用のビテルビ検
出器本発明の別の実施例によると、検出器１３は、（１＋　
Ｄ）２チャネル上のＥＭＭ用の差距離ビテルビ復号アル
ゴリズムを具体化したものである。

同様に差距離の大きさに対する計算された境界に基づい
て、再正規化が不必要な復号器を実施することが望まし
い。

第６図は、ビテルビ復号アルゴリズムが動作する５状態
トレリスを示す。（１＋Ｄ）２出力記号は、ｚ＝ｙ−２
と設定することにより（０，１，２゜３．４）から（−
２，−１，０，１，２）に正規化されている。

最適の経路拡張を決定するには、残存差距離、ＤＪｎ（
３，１）、ＤＪｏ（５，２）、ＤＪｎ（４゜１）及びＤ
Ｊｎ（３，２）だけを記録すればよい。

８つの潜在的経路拡張事例のうちで、６つだけが実際に
起こり得る。これらの経路拡張、ならびにその選択を支
配する対応する差距離条件を下記の表２に示す。差距離
の更新は、表３に示す。条件は下記の不等式の形で表わ
される。

Ｐｎ　＝　ＤＪｎ−＋（３，１）　−２ｚｎ　ａｎｄ　
ｑｎ　”　ＤＪｎ−＋（５，２）　−２ｚｎこの値は、
ステップｎ−１での差距離値ＤＪｎ−１（３，１）とＤ
Ｊ、、−１（５，２）と、正規化チャネル出力サンプル
２゜だけに依存する。

表２（１＋　Ｄ）２チャネルに関するＥＭＭの経路拡張条狂不等式　　　　　　　　　　　経路拡張（ＡＩ）　ｐｎ
　≧３　　　　００　　　　　　　　００（Ａ２）　３
　＞　ｐｎ　≧１　　００　　　　−１　　　００（Ａ
３）１＞ｐｎｏｏ　　　　　　　　　−００−１０、，
０１（８１）　ｑｎ≧−３０１１１Ａ１Ｂ（Ｂ２）　−３＞　Ｑｎ　　　　　０１１１Ａ１Ｂ無条件　　　　　　　　　１　　　　　　　”１０１Ａ１１Ｂ表３（１＋Ｄ２チャネルに　するＥＭＭの差距離更ＤＪｒ１
（３，１）−ＤＪｎ−＋（４，１）　−６ｚ、　−３ｉ
ｆ　Ａｌ＝ＤＪｏ−＋（４，１）　−ＤＪｏ−＋（３，
１）　−４ｚ。　　　　１ｆＡ２Ａ３田。（５，２）＝
ＤＪｎ−＋（４−１）　（５ｚｎ　”　３　　　　　　
　　ｉｒ　ＡＩ　Ａ２＝ＤＪｎ−＋（４，１）　−ＤＪ
、−ｔ（３，１）　−４ｚ。　　　　１ｆＡ３ＤＪ−（
３，２）＝ＤＪｏ−＋（４，１）　−４ｚｎ　　　　　
　　　　　ｉｆ　ＡＩ　Ａ２＝ＤＪｎ−＋（４，１）　
−ＤＪｏ−ｘ（３，１）　−２ｚ。＋１　　　　ｉｆ　
Ａ３ＤＪ、（４，１）＝田ｎ−ｔ（３，１）　−ＤＪｎ
−＋（３，２）　（５ｚｎ　−３ｘｆ　ＡＩ　Ｂｌ＝　
ＤＪｎ−＋（３，１）　”ＤＪｎ−＋（５，２）　−Ｄ
Ｊｎ−ｔ（３，２）　−８ｚｎ　ｉｆ＾Ｉ　Ｂ２：ＤＪ
、−＋（３，１）　−４ｚ。　　　　　　　　　ｉｆ　
（Ａ２　Ａ３）　Ｂｌ＝ＤＪ、−＋（５，２）　（）Ｊ
、−＋（３，２）−６ｚ、、＋３　　　　ｉｆ　（Ａ２
　Ａ３）　Ｂ２上記の出力サンプル正規化では、ディジ
タル化された信号サンプルは、範囲［ニーＡ、Ａ］に含
まれると仮定できる。やはり、先に（１＋Ｄ）チャネル
に関連して説明した方法で、量ＤＪ、（３゜１）、ＤＪ
、（５，２）、ＤＪ、、（３，２）及びＤＪ、（４，１
）に基づく距離を求める。

−１４Ａ　−９≦ＤＪ、（３，１）　　≦１４Ａ　＋３
−１４Ａ　−３≦ＤＪ、（５，２）　　≦１４Ａ◆９−
１２Ａ　−６≦ＤＪｎ（３，２）　　≦１２Ａ◆６−８
八−６≦ＤＪｎ（４，１）　　≦　８Ａ＋６たとえば、
Ａ＝４の場合、境界は次のようになる。

ＤＪ、（３，１）　　ε　［−６５，５９］　。

ＤＪｎ（５，２）　　ε　［−５９，６５］　。

ＤＪｎ（３，２）　　ε　［−５４，５４］　。

ＤＪ　ｎ（４、１）　　ε　［−３８，３８］　。

したがって、理想的なサンプル値の間にＬ＝２ｒ個の量
子化レベルがある場合、差距離を記憶するのに７＋ｒ個
の絶対値ビットと１個の符号ビットで十分である。コン
ピュータ・シミュレータにより、わずかＤＪ　（５，２
）＃　　５５．２の最大距離値が得られるので、境界を
改善し、絶対値ビット°の必要数を１つ減らすことが可
能である。

すべて１で終了するＥＭＭ列の対は、非有界数の記号に
わたってゼロ追加ユークリッド距離を生成する。したが
って、これらの列は、検査処理中に性能の低下を生じや
すい。したがって、最悪性能をもたらすＥＭＭ列を除去
するため、１の最大ランに対する制約条件をもつＥＭＭ
コードを、設計した。

また、長いＯの連続列を含むＥＭＭ列は、クラス１とク
ラス２のパーシャル・レスポンス・チャネル上でゼロ出
力サンプルの対応する長い連続列を生成する。これらの
列は、タイミング回復及び利得制御のエラーを生成しや
すい。したがって、タイミング回復と利得制御を低下さ
せるＥＭＭ列を除去するため、０の最大数に対する拘束
条件をもつＥＭＭコードを設計した。

１とＯの最大連続列に対するこうした拘束条件を表４に
具体的に示す。表４は、非対称ランレングス制限（ＡＲ
ＬＬ）ＮＲＺ拘束条件（ｄ′。

ｋ’　）　　（ｅ’　＋　ｍ’　）＝　（Ｌ　８）　　
（２＋　　１２）をもつコード化率が２／３のＥＭＭコ
ードのエンコーダ表である。この有限状態エンコーダは
８つの状態をもつ。この表の項目は、ＣＩＣ２Ｃ３／１
ｌｔ２ｔ３の形である。ただし、ｃｌｃ２ｃ３は生成さ
れたコードワード、ｔ１ｔ２ｔ３は次のエンコーダ状態
である。表４に示すように、ＡＲＬＬ拘束条件は、任意
のＥＭＭコード列中の１の連続列を最高６つの連続する
１の対に制限し、任意アＥＭＭコード列中の００連続列
を最高８つの連続するＯに制限する。

表４ＥＭＭコードのエンコーダ表ｆ−夕ｂ＋ｂ２００　　　　　０１　　　　　１０　　
　　　１１００１　　　００１／１００　００１／１０
１　１１０１０１０　０１１／１１００１０　　　００
０１０００　０００１０１１　１１１／１００　１１１
／１０１０１１　　　００１／１００　００１／１０１
　１１１／１００　１１１／１０１１００　　　１００
１０００　１００１００１　１０１／１００　１０１／
１０１１０１　　　１１１１０００　１１１１００１　
１００１０１０　１１１／１１１１１０　　　０００１
０００　０００１００１　１１１／１００　１１１／１
０１１１１　　　０００１０００　０００１００１　１
１１／１００　０００１０１０出力コードワードＣＩＣ
２Ｃ３と次伏Ｍｔｒｔ２ｔ３のプール論理方程式は以下
の通りである。

出力コードワードｃｌｃ２ｃ３ｃ＋　：６＋ｓ＋ｉ２＋ｂｘ（ｉ３＋ｉ＋＋ｓ２）　＋
　ｂＩ５２ｓ３（ｓ＋＋ｉ２）　＋　ｂ＋ｂ２ｓｌｓ２
ｓ３ｃ２弓＋（ｓ＋５２ｓ３”ｓ＋１２ｓａ）　＋　ｂ
ｌ（ｉ＋ｓａ＋ｓ＋ｓ２＋５２ｓ３）＋　ｂ＋］；２（
ｓ＋５２ｓ３＋１ｌｓ２ｓａ）　◆ｂ＋ｂ２ｓ２ｓ３ｃ
ｓ　＝　５＋（ｉｔｉｉ２＋１ｌｓａ＋１ｚｓａ）　＋
ｂ＋（ｓ＋ｉ３＋５２ｓ３＋ｉ＋ｓ２）＋　ｂ＋５ｚｓ
＋５ｚｓａ＋ｂ＋ｂｚｉ２ｓａ次状態ｔｌｔ２ｔ３中間関数Ｅ　＝８４　＋　Ｓ２”　”ｓ３Ｆ　＝ｓ２（ｉｔ　＋ｓ３）次状態関数ｔ４　＝６＋ｓ３Ｅ　＋　ｂ１６２Ｆ　＋　ｂ＋ｂ２（
ｓ＋５２ｓ３ｑ＋１２ｉ３）ｔ２　＝　ＥｉＩｂ２ｓ３
Ｅ　＋　ｂｔ５２ｉ２ｓ３”　ｂ１ｂ２（ｓ２ｓ３＋５
１ｓａ）ｔ３　：　ｂ１ｂ２　＋　ｂＩｂ２６；３＋５
１ｉ２＋１１Ｓ２）コード化率が２／３のＥＭＭコード
は、ルック・バック１ビツトとルック・アヘッド６ビツ
トを含む１０個のコード・ビットからなる復号ウィンド
ーを必要とする、スライディング・ブロック復号器をも
つ。したがって、復号化されたビットｂ１とｂ２は、ル
ック・バック・ビットＣ８、現在のコードワードＣＩＣ
２Ｃ３及びルックアヘッド・コードワードｃ４ｃ５ｃ６
とｃ７ｃ８ｃ９の関数である。

復号データｂ＋ｂ２中間関数Ｇ　”　Ｃ４Ｃ５Ｃ６”　０４Ｃ５Ｃ６Ｉｔ　＝　ｅ７
ｅ８ｃ９◆ε７εｅｃｓデータ関数ｂ１＝（ｃｏ（ｃ１＋ｃ２＋５３）＋５ｏ（ｃ１＋ｃ２
））Ｇ＋ｃ１ｃ４ε５　＋　ＣＩ　（ｃｉ３＋Ｅｘ３）
ｂ２　：　Ｃ４Ｃ５Ｃ６＋　（２”＋−ｃ３）Ｇ　＋　
（ｃ＋＋ｃ３）　（ｃ＋＋ｃｓ＋Ｅ６）Ｈ＋（２”４＋
Ｅｓ）（Ｃ４Ｃ５Ｃ６ＭＥ０発明の効果本発明のコード化方法は、コード化利得が向上し、高密
度光記録に適している。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明によるトレリス・コード化技術を利用
する記録システムの構成図である。第２図は、ＥＭＭ入力列の状態図である。第３図は、クラス１の（１＋Ｄ）パーシャル・レスポン
ス・チャネルに関するＥＭＭの検出器トレリス図である
。第４図は、クラス２の（１＋　Ｄ）２パーシヤル・レス
ポンス・チャネルに関するＥＭＭの検出器トレリス図で
ある。第５図は、（１＋Ｄ）パーシャル・レスポンス・チャネ
ルに関するＥＭＭの正規化検出器トレリス図である。第６図は、（１＋　Ｄ）２パーシヤル・レスポンス・チ
ャネルに関するＥＭＭの正規化検出器トレリス図である
。１０・・・・バス、１１・・・・ＥＭＭ符合器、１２・
・・・入力制限パーシャル・レスポンス・チャネル、１
３・・・・ＥＭＭ検出器、１４・・・・ＥＭＭ復号器、
１５・・、・バス。出願人　　インターナシタナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション代理人　　弁理士　　山　　本　　仁　　朗（外１名）

Claims

【特許請求の範囲】

（１）少なくとも２つ連続する一方の状態の信号を必要
とする２進（１＋Ｄ）または（１＋Ｄ）＾２チャネルへ
の入力データ列を受け取り、一方の状態の信号はすべて
対になる必要がありかつ他方の状態の信号は対になる必
要はないという偶数マーク変調制約条件に従って、上記
入力データ列を出力データ列に変換するコード化方法。
（２）上記一方の状態の信号が連続する数及び上記他方
の状態の信号が連続する数をそれぞれ制限している特許
請求の範囲第（１）項記載のコード化方法。