JPH11346154A - 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 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 高線密度での記録再生ができるようにする。 【解決手段】 DSV制御ビット決定・挿入部１１は、入
力されたデータ列にDSV制御のためのDSV制御ビットを挿
入し、変調部１２に出力する。変調部１２は、変換テー
ブルに従って、基本データ長が２ビットのデータを、基
本符号長が３ビットの可変長符号に変換して、ＮＲＺＩ
化部１３に出力する。変調部１２が有する変換テーブル
は、最小ランの連続を所定の回数以下に制限する置き換
えコード、ラン長制限を守るための置き換えコードを有
し、さらに、データ列の要素内の「１」の個数を２で割
ったときの余りと、符号語列の要素内の「１」の個数を
２で割ったときの余りが、どちらも１あるいは０で一致
するような変換規則を有する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、変調装置および方
法、復調装置および方法、並びに提供媒体に関し、特
に、データを、記録媒体に、高密度に記録または再生す
る場合に用いて好適な変調装置および方法、復調装置お
よび方法、並びに提供媒体に関する。

【０００２】

【従来の技術】データを所定の伝送路に伝送したり、ま
た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際、伝送路や記録媒体に適する
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
下データ語という）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＝１のときに
は固定長符号となり、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には可変長符号となる。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。

【０００３】ここでｉは拘束長と称され、ｉmaxはｒ
（最大拘束長）となる。またｄは、連続する”１”の間
に入る、”０”の最小連続個数、例えば”０”の最小ラ
ンを示し、ｋは連続する”１”の間に入る、”０”の最
大連続個数、例えば”０”の最大ランを示している。

【０００４】ところで上述のようにして得られる可変長
符号を、光ディスクや光磁気ディスク等に記録する場
合、例えばコンパクトディスク（ＣＤ）やミニディスク
（ＭＤ）では、可変長符号を、”１”を反転とし、”
０”を無反転として、NRZI(Non Return to Zero Invert
ed)変調し、NRZI変調された可変長符号（以下、記録波
形列とも称する）に基づき記録が行なわれている。ま
た、記録密度のあまり大きくなかった初期のＩＳＯ規格
の光磁気ディスクでは、記録変調されたビット列が、NR
ZI変調されず、そのまま記録されていた。

【０００５】記録波形列の最小反転間隔をＴminとし、
最大反転間隔をＴmaxとするとき、線速方向に高密度に
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は短い方が、すな
わち最大ランｋは小さい方が望ましく、この条件を満足
するために、種々の変調方法が提案されている。

【０００６】具体的には、例えば光ディスク、磁気ディ
スク、又は光磁気ディスク等において、提案あるいは実
際に使用されている変調方式として、可変長符号である
RLL（１−７）（（１，７；ｍ，ｎ；ｒ）とも表記され
る）やRLL（２−７）（（２，７；ｍ，ｎ；ｒ）とも表
記される）、そしてＩＳＯ規格ＭＯに用いられている固
定長RLL（１−７）（（１，７；ｍ，ｎ；１）とも表記
される）などがある。現在開発研究されている、記録密
度の高い光ディスクや光磁気ディスク等のディスク装置
では、最小ランｄ＝１のRLL符号（Run Length Limited
Code）がよく用いられている。

【０００７】可変長RLL（１−７）符号の変換テーブル
は、例えば以下のようなテーブルである。

【０００８】ここで変換テーブル内の記号ｘは、次に続
くチャネルビットが”０”であるときに”１”とされ、
また次に続くチャネルビットが”１”であるときに”
０”とされる。最大拘束長ｒは２である。

【０００９】可変長RLL（１−７）のパラメータは
（１，７；２，３；２）であり、記録波形列のビット間
隔をＴとすると、（ｄ＋１）Ｔで表される最小反転間隔
Ｔminは２（＝１＋１）Ｔとなる。データ列のビット間
隔をＴdataとすると、この（ｍ／ｎ）×２で表される最
小反転間隔Ｔminは１．３３（＝（２／３）×２）Ｔdat
aとなる。また（ｋ＋１）Ｔで表される最大反転間隔Ｔm
axは８（＝７＋１）Ｔ（（＝（ｍ／ｎ）×８Ｔｄａｔａ
＝（２／３）×８Ｔｄａｔａ＝５．３３Ｔdata）であ
る。さらに検出窓幅Ｔwは（ｍ／ｎ）×Ｔdataで表さ
れ、その値は０．６７（＝２／３）Ｔdataとなる。

【００１０】ところで、表１のRLL（１−７）による変
調を行ったチャネルビット列においては、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
生するのは、クロック再生には有利となる場合が多い。

【００１１】ところが、さらに記録線密度を高くしてい
くと、今度は逆に、最小ランが問題となってくる。すな
わち最小ランである２Ｔが連続して発生し続けると、記
録波形に歪みが生じやすくなってくる。なぜなら、２Ｔ
の波形出力は、他の波形出力よりも小さく、例えばデフ
ォーカスやタンジェンシャル・チルト等による影響を受
け易いからである。またさらに、高線密度記録の際に
は、最小マーク（２Ｔ）の連続した記録はノイズ等の外
乱の影響も受け易くなり、従ってデータ再生時に誤りが
起こり易くなる。この場合におけるデータ再生誤りのパ
ターンとしては、連続する最小マークの先頭と最後がシ
フトして誤るケースが多く、その結果、発生するビット
エラー長が長くなってしまうことになる。

【００１２】ところで、記録媒体へのデータの記録、あ
るいは、データの伝送の際には、記録媒体あるいは伝送
路に適した符号化変調が行われるが、これら変調符号に
直流成分が含まれていると、例えば、ディスク装置のサ
ーボの制御におけるトラッキングエラーなどの、各種の
エラー信号に変動が生じ易くなったり、あるいはジッタ
ーが発生し易くなったりする。従って、変調符号には、
直流成分をなるべく含めないようにする方が良い。

【００１３】そこで、DSV(Digital Sum Value)を制御す
ることが提案されている。このDSVとは、チャネルビッ
ト列をNRZI化し（すなわちレベル符号化し）、そのビッ
ト列（データのシンボル）の”１”を「＋１」、”０”
を「−１」として、符号を加算していったときのその総
和を意味する。DSVは符号列の直流成分の目安となる。D
SVの絶対値を小さくすること、すなわち、DSV制御を行
うことは、符号列の直流成分を抑制することになる。

【００１４】上記表１に示した、可変長RLL（１−７）
テーブルによる変調符号は、DSV制御が行われていな
い。このような場合のDSV制御は、変調後の符号化列
（チャネルビット列）において、所定の間隔でDSV計算
を行い、所定のDSV制御ビットを符号化列（チャネルビ
ット列）内に挿入することで、実現する。

【００１５】しかしながら、DSV制御ビットは、基本的
には冗長ビットである。従って符号変換の効率から考え
れば、DSV制御ビットはなるべく少ない方が良い。

【００１６】またさらに、挿入されるDSV制御ビットに
よって、最小ランｄおよび最大ランｋは、変化しない方
が良い。（ｄ，ｋ）が変化すると、記録再生特性に影響
を及ぼしてしまうからである。

【００１７】

【発明が解決しようとする課題】以上のように、RLL符
号を高線密度にディスクに記録再生する場合、最小ラン
ｄの連続したパターンがあると、長いエラーが発生し易
いという課題があった。

【００１８】また、RLL（１−７）符号のようなRLL符号
において、DSV制御を行う場合には、符号語列（チャネ
ルビット列）内に、任意の間隔で、DSV制御ビットを入
れる必要があった。DSV制御ビットは冗長であるから、
なるべく少ない方が望ましいが、最小ランあるいは最大
ランを守るためには、DSV制御ビットが少なくとも２ビ
ット以上必要であり、DSV制御ビットをより短くするこ
とが望まれている。

【００１９】本発明は、このような状況に鑑みてなされ
たものであり、最小ランｄ＝１であるRLL符号（ｄ，
ｋ；ｍ，ｎ）＝（１，７；２，３）において、最小ラン
の連続する回数を制限し、さらに最小ラン及び最大ラン
を守りながら、効率の良い制御ビットで、DSV制御を行
うことができるようにすることを目的とする。

【００２０】また本発明は、なるべく単純な構造の変換
テーブルを用いて、復調エラー伝搬が増大するのを抑制
するようにすることを目的とする。

【００２１】

【課題を解決するための手段】請求項１に記載の変調装
置は、入力されたデータを、変換テーブルに従って、符
号に変換する変換手段を備え、変換テーブルの変換コー
ドは、ｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コード
と、データ列の要素内の「１」の個数を２で割った時の
余りと、変換される符号語列の要素内の「１」の個数を
２で割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致す
るような変換規則と、最小ランｄの連続を所定の回数以
下に制限する第１の置き換えコードと、ラン長制限を守
るための第２の置き換えコードとを有することを特徴と
する。

【００２２】請求項２５に記載の変調方法は、入力され
たデータを、変換テーブルに従って、符号に変換する変
換ステップを含み、変換テーブルの変換コードは、ｄ＝
１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、データ列
の要素内の「１」の個数を２で割った時の余りと、変換
される符号語列の要素内の「１」の個数を２で割った時
の余りが、どちらも１あるいは０で一致するような変換
規則と、最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する
第１の置き換えコードと、ラン長制限を守るための第２
の置き換えコードとを有することを特徴とする。

【００２３】請求項２６に記載の提供媒体は、基本デー
タ長がｍビットのデータを、基本符号長がｎビットの可
変長符号（ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；ｒ）に変換する変調装置
に、入力されたデータを、変換テーブルに従って、符号
に変換する変換ステップを含む処理を実行させるプログ
ラムを提供する提供媒体であって、変換テーブルの変換
コードは、ｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コー
ドと、データ列の要素内の「１」の個数を２で割った時
の余りと、変換される符号語列の要素内の「１」の個数
を２で割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致
するような変換規則と、最小ランｄの連続を所定の回数
以下に制限する第１の置き換えコードと、ラン長制限を
守るための第２の置き換えコードとを有することを特徴
とする。

【００２４】請求項２７に記載の復調装置は、入力され
た符号を、変換テーブルに従って、データに変換する変
換手段を備え、変換テーブルの変換コードは、ｄ＝１、
ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、データ列の要
素内の「１」の個数を２で割った時の余りと、変換され
る符号語列の要素内の「１」の個数を２で割った時の余
りが、どちらも１あるいは０で一致するような変換規則
と、最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する第１
の置き換えコードと、ラン長制限を守るための第２の置
き換えコードとを有することを特徴とする。

【００２５】請求項３０に記載の復調方法は、入力され
た符号を、変換テーブルに従って、データに変換する変
換ステップを含み、変換テーブルの変換コードは、ｄ＝
１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、データ列
の要素内の「１」の個数を２で割った時の余りと、変換
される符号語列の要素内の「１」の個数を２で割った時
の余りが、どちらも１あるいは０で一致するような変換
規則と、最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する
第１の置き換えコードと、ラン長制限を守るための第２
の置き換えコードとを有することを特徴とする。

【００２６】請求項３１に記載の提供媒体は、基本符号
長がｎビットの可変長符号（ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；ｒ）を、
基本データ長がｍビットのデータに変換する復調装置
に、入力された符号を、変換テーブルに従って、データ
に変換する変換ステップを含む処理を実行させるプログ
ラムを提供する提供媒体であって、変換テーブルの変換
コードは、ｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コー
ドと、データ列の要素内の「１」の個数を２で割った時
の余りと、変換される符号語列の要素内の「１」の個数
を２で割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致
するような変換規則と、最小ランｄの連続を所定の回数
以下に制限する第１の置き換えコードと、ラン長制限を
守るための第２の置き換えコードとを有することを特徴
とする。

【００２７】請求項１に記載の変調装置、請求項２５に
記載の変調方法、および請求項２６に記載の提供媒体、
並びに、請求項２７に記載の復調装置、請求項３０に記
載の復調方法、および請求項３１に記載の提供媒体にお
いては、データ列の要素内の「１」の個数と、符号語列
の要素内の「１」の個数を２で割った時の余りが、どち
らも１あるいは０で一致するような変換規則の変換コー
ド、最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する第１
の置き換えコード、および、ラン長制限を守るための第
２の置き換えコードに基づいて、変換処理が行われる。

【００２８】

【発明の実施の形態】以下に本発明の実施の形態を説明
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。

【００２９】請求項１に記載の変調装置は、入力された
データを、変換テーブル（例えば、表２）に従って、符
号に変換する変換手段（例えば、図１の変調部１２）を
備え、変換テーブルの変換コードは、ｄ＝１、ｋ＝７、
ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、データ列の要素内の
「１」の個数を２で割った時の余りと、変換される符号
語列の要素内の「１」の個数を２で割った時の余りが、
どちらも１あるいは０で一致するような変換規則と、最
小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する第１の置き
換えコードと、ラン長制限を守るための第２の置き換え
コードとを有することを特徴とする。

【００３０】請求項１２に記載の変調装置は、変換テー
ブルの変換コードとして存在しないユニークなパターン
を含む同期信号を、符号語列の任意の位置に挿入する挿
入手段（例えば、図９の同期信号挿入部２１２）をさら
に備えることを特徴とする。

【００３１】請求項２３に記載の変調装置は、入力され
たデータのDSVを制御して、変換手段に供給するDSV制御
手段（例えば、図１のDSV制御ビット決定・挿入部１
１）をさらに備えることを特徴とする。

【００３２】請求項２４に記載の変調装置は、変換手段
は、最小ランｄの連続を制限する第１の置き換えコード
を検出する第１の検出手段（例えば、図３の最小ラン連
続制限コード検出部３３）と、ラン長制限を守る第２の
置き換えコードを検出する第２の検出手段（例えば、図
３の最大ラン補償コード検出部３４）とを備えることを
特徴とする。

【００３３】請求項２７に記載の復調装置は、入力され
た符号を、変換テーブル（例えば、表２）に従って、デ
ータに変換する変換手段（例えば、図５の復調部１１
１）を備え、変換テーブルの変換コードは、ｄ＝１、ｋ
＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、データ列の要素
内の「１」の個数を２で割った時の余りと、変換される
符号語列の要素内の「１」の個数を２で割った時の余り
が、どちらも１あるいは０で一致するような変換規則
と、最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する第１
の置き換えコードと、ラン長制限を守るための第２の置
き換えコードとを有することを特徴とする。

【００３４】請求項２８に記載の復調装置は、所定の間
隔で挿入された冗長ビットを除去する除去手段（例え
ば、図５のDSV制御ビット除去部１１２）をさらに備え
ることを特徴とする。

【００３５】次に、本発明の実施の形態について説明す
るが、以下においては、説明の便宜上、変換される前の
データの「０」と「１」の並び（変換前のデータ列）
を、（００００１１）のように、（ ）で区切って表
し、変換された後の符号の「０」と「１」の並び（符号
語列）を、”０００１００１００”のように、” ”で
区切って表すことにする。以下に示す表２及び表３は、
本発明のデータを符号に変換する変換テーブルの例を表
している。

【００３６】 ＜表２＞ 17PP.RML.32 データ 符号 11 *0* 10 001 01 010 0011 010 100 0010 010 000 0001 000 100 000011 000 100 100 000010 000 100 000 000001 010 100 100 000000 010 100 000 "110111 001 000 000(next 010) 00001000 000 100 100 100 00000000 010 100 100 100 if xx1 then *0* = 000 xx0 then *0* = 101 ----------------------------- Sync & Termination #01 000 000 001 (12 channel bits) or #01 001 000 000 001 000 000 001 (24 channel bits) # = 0 not terminate case # = 1 terminate case Termination table 00 000 0000 010 100 "110111 001 000 000(next010): When next channel bits are '010', convert '11 01 11' to '001 000 000' after using main table and termination table. -----------------------------

【００３７】表２の変換テーブルは、変換コードとし
て、それがないと変換処理ができない基礎コード（デー
タ列（１１）から（００００００）までのコード）、そ
れがなくても変換処理は可能であるが、それがあると、
より効果的な変換処理が可能となる置き換えコード（デ
ータ列（１１０１１１），（００００１０００），（０
０００００００）のコード）、および、符号を任意の位
置で終端させるための終端コード（データ列（００），
（００００）のコード）を含んでいる。また、この変換
テーブルには、同期信号も規定されている。

【００３８】また、表２は、最小ランｄ＝１、最大ラン
ｋ＝７で、基礎コードの要素に不確定符号（＊を含む符
号）を含んでいる。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”に決定される。すなわち表２に
おいて、変換する２ビットのデータ列が（１１）であっ
たとき、その直前の符号語列によって、”０００”また
は”１０１”が選択され、そのいずれかに変換される。
すなわち、直前の符号語列の１チャネルビットが”１”
である場合、最小ランｄを守るために、２ビットのデー
タ（１１）は、符号語”０００”に変換され、直前の符
号語列の１チャネルビットが”０”である場合、最大ラ
ンｋが守られるように、符号語”１０１”に変換され
る。

【００３９】表２の変換テーブルの基礎コードは可変長
構造を有している。すなわち、拘束長ｉ＝１における基
礎コードは、必要数の４つ（2^m = 2^2 = 4）よりも少
ない３つ（＊０＊，００１，０１０の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
＝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２において、全てのデータ列を変換するに
は（変換テーブルとして成り立つためには）、拘束長ｉ
＝３までの基礎コードを参照する必要がある。

【００４０】また、表２の変換テーブルは、最小ランｄ
の連続を制限する置き換えコードを持っているため、デ
ータ列が（１１０１１１）である場合、さらに後ろに続
く符号語列が参照され、それが”０１０”であるとき、
このデータ列は、符号語”００１ ０００ ０００”に置
き換えられる。また、このデータ列は、後ろに続く符号
語列が”０１０”以外である場合、２ビット単位（（１
１），（０１），（１１））で符号語に変換されるの
で、符号語”＊０＊ ０１０ ＊０＊”に変換される。こ
れによって、データを変換した符号語列は、最小ランの
連続が制限され、最大でも６回までの最小ラン繰り返し
となる。

【００４１】さらに、表２の変換コードは、データ列の
要素内の”１”の個数を２で割った時の余りと、変換さ
れる符号語列の要素内の”１”の個数を２で割った時の
余りが、どちらも１あるいは０で同一（対応するいずれ
の要素も、”１”の個数が奇数または偶数）となるよう
な変換規則を持っている。例えば、変換コードのうちの
データ列の要素（０００００１）は、”０１０ １００
１００”の符号語列の要素に対応しているが、それぞれ
の要素の”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で割ったときの余
りが１（奇数）で一致している。同様にして、変換コー
ドのうちのデータ列の要素（００００００）は、”０１
０ １００ ０００”の符号語列の要素に対応している
が、それぞれ”１”の個数は、データ列では０個、対応
する符号語列では２個であり、どちらも２で割ったとき
の余りが０（偶数）で一致している。

【００４２】そして、表２では、最大拘束長ｒ＝４であ
る。拘束長ｉ＝４のコードは、最大ランｋ＝７を実現す
るための、置き換えコード（最大ラン補償コード）で構
成されている。すなわち、データ（００００１０００）
は、符号語”０００１００１００１００”に変換され、
データ（００００００００）は、符号語”０１０１００
１００１００”に変換されるようになされている。な
お、この場合にも、最小ランｄ＝１は守られている。

【００４３】この拘束長ｉ＝４の置き換えコードを設け
ない時、表２は最大拘束長ｒ＝３となり、最大ランｋが
８の符号を作ることができる。しかし、この拘束長ｉ＝
４のコードを設けることで、最大ランｋを７にすること
ができる。一般的に、最大ランｋが大きいほど、クロッ
クの再生には不利となり、システムの安定性が悪くな
る。従って、最大ランｋを８から７にすることで、この
特性がそれだけ改善されることになる。

【００４４】以上より表２のテーブルにおいて、基礎コ
ードのみによってテーブルを構成する場合は、最大拘束
長ｒ＝３となり、最小ランｄ＝１で最大ランｋ＝８、か
つデータ列の要素内の”１”の個数を２で割った時の余
りと、変換される符号語列の要素内の”１”の個数を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、符号を発生することができる。

【００４５】また基礎コードに加えて、最小ランｄの連
続を制限する置き換えコードを持って構成する場合は、
最大拘束長ｒ＝３となり、最小ランｄ＝１で最大ランｋ
＝８、かつ最小ランｄの連続が有限回までに制限され、
さらにデータ列の要素内の”１”の個数を２で割った時
の余りと、変換される符号語列の要素内の”１”の個数
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、符号を発生することができる。

【００４６】そして、表２のように、基礎コードに加え
て、最小ランｄの連続を制限する置き換えコードを持
ち、さらに最大ランｋを７に補償する置き換えコードを
持って構成する場合は、最大拘束長ｒ＝４となり、最小
ランｄ＝１で最大ランｋ＝７、かつ最小ランｄの連続が
有限回までに制限され、さらにデータ列の要素内の”
１”の個数を２で割った時の余りと、変換される符号語
列の要素内の”１”の個数を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、符号を発生す
ることができる。

【００４７】また、一般的に、最大拘束長ｒが大きいほ
ど、ビットシフト時の復調エラー（エッジビットの位置
が１ビット分だけ、正規の位置よりも前方または後方に
シフトすることによるエラー）の伝搬特性が悪くなる。

【００４８】但し、表１と表２を比較すると、表１の最
大拘束長ｒは２であるのに対して、表２の最大拘束長ｒ
は４である。従って、表１より表２の方がこの特性が悪
いはずである。しかしながら、表７を参照して、シミュ
レーション結果として後述するように、表２の場合のこ
の特性は、表１のそれに較べてそれ程、劣るものではな
かった（表７に示すように、平均バイトエラーレート
が、表１の場合、１．０１４バイトであるのに対して、
表２の場合、１．１６７バイトとなっており、それ程大
きくなっていない）。これは、変換コードの対の数が２
個と少ないためと考えられる。

【００４９】ところで上記表２の変換テーブルによって
発生された符号語列（チャネルビット列）中の、任意の
位置に同期信号を挿入する場合、この変換テーブルは可
変長構造を有しているために、任意の位置で符号を終端
させるために終端用テーブルが規定され、必要に応じて
用いられるようになされている。

【００５０】例えば、任意の位置で同期信号を挿入する
際、まず直前直後の符号語列との接続において、最小ラ
ンｄ及び最大ランｋが守られるように接続ビットが設定
され、接続ビットの間に同期信号用のユニークなパター
ンが設定される。同期信号パターンとして、最大ランｋ
＝７を破るパターンを与えたとき、最も短い長さで実現
できる同期信号パターンは、次に示すように、１２符号
語（１２チャネルビット）である。 ”＃０１ ０００ ０００ ００１” この同期信号パターンの先頭の”＃”は接続用ビット
で、”０”か”１”のどちらかに設定される。”＃”の
次の第２チャネルビット目は、最小ランを守るために”
０”に設定される。第３チャネルビット目から、同期信
号パターンとして、ｋ＝８となる９Ｔのユニークなパタ
ーン（表２には規定されていないコードのパターン）が
設定される。すなわち”１”と”１”の間に、”０”が
８個連続して並ぶ。なおこの同期信号パターンの最後の
チャネルビットは”１”とされているが、表２の変換テ
ーブルを用いた時は、このようにしても、最小ランｄを
守ることができる。

【００５１】次に終端用テーブルと、この同期信号パタ
ーンの接続用ビット”＃”について説明する。終端用テ
ーブルは、表２に示すように、 00 000 0000 010 100 となる。終端用テーブルが必要になるのは、データ列と
符号語列の対の数が４つ（2^m = 2^2 = 4）よりも少な
い拘束長ｉの基礎コードに対してである。

【００５２】すなわち、表２では、拘束長ｉ＝１におけ
る基礎コードのデータ列と符号語列の対の数は３つであ
るから終端用テーブルが必要となる。また拘束長ｉ＝２
における基礎コードのデータ列と符号語列の対の数も３
つであるから終端用テーブルが必要となる。拘束長ｉ＝
３における変換コードのデータ列と符号語列の対の数は
５つあり、そのうち１つが置き換えコードで、４つが基
礎コードであり、必要数（４個）を持っているので、こ
の場合、終端用テーブルは不要となる。拘束長ｉ＝４に
おけるコードは、いずれも置き換えコードであるため、
符号の終端を考慮しなくてよい。従って、終端用テーブ
ルは、ｉ＝１の（００）のときと、ｉ＝２のときの（０
０００）のときに必要になる。この終端用テーブルによ
り、データ（００）は、符号”０００”に変換され、デ
ータ（００００）は、符号”０１０１００”に変換され
る。これにより、同期信号を挿入するに際し、その直前
のデータを符号に変換することができなくなる（同期信
号の直前までの符号を終端させることができなくなる）
ことが防止される。

【００５３】同期信号パターンの接続用ビット”＃”
は、終端用のテーブルを用いる場合と、用いない場合を
区別するためのものである。すなわち、同期信号として
与えられた、先頭の第１チャネルビット目の”＃”は、
終端コードを用いたときは「１」とされ、そうでないと
きは「０」とされる。こうすることによって、テーブル
の違い（終端コードを用いたか否か）を、間違いなく識
別することができる。

【００５４】以上においては、同期信号パターンを最短
である１２符号語（１２チャネルビット）として説明し
たが、同期信号パターンとしては、最大ランｋ＝７を破
る、ｋ＝８（９Ｔ）が作成できれば良いので、１２符号
語以上であれば同期信号パターンがこの他にも作れるこ
とになる。例えば１５符号語ならば ”＃０１ ０００ ０００ ００１ ０１０” ”＃０１ ０００ ０００ ００１ ００１” のように、２通りの同期信号を作ることができる。ま
た、２１符号語ならば、 ”＃０１ ０００ ０００ ００１ ０００ ０００ ００１” のように、ｋ＝８（９Ｔ）のパターンを２回繰り返すこ
とができ、このようにすると、同期信号をより確実に検
出することが可能となる。そして、２４符号語の場合、 ”＃０１ ００１ ０００ ０００ ００１ ０００ ０００ ００１” のように、”３Ｔ−９Ｔ−９Ｔ”を同期信号パターンと
し、２回連続するｋ＝８（９Ｔ）のパターンの前後に、
大きなラン（Ｔ）が来る確率を減らし、さらに検出能力
を高くすることができる。どの程度の検出能力の同期信
号を採用するかは、システムの要求によって、選択する
ことが出来る。

【００５５】表３は、本発明の他の変換テーブルの例を
示している。

【００５６】 ＜表３＞ 17PP.RML.52 i=1 Main table: データ 符号 00 101 01 100 10 001 11 000 i=2 substitution table A. (limits d to 1) 0000 100 010 0001 101 010 1000 000 010 1001 001 010 i=3 substitution table B. (limits k to 8) 111111 000 010 010 111110 001 010 010 011110 101 010 010 011111 100 010 010 i=4 substitution table C. (limits RMTR to 6) 00010001 100 010 010 010 chan --0 10010001 100 000 010 010 chan --1 10010001 000 010 010 010 r=4 substitution table D. (limits k to 7) chan 010 11100000 000 001 010 010 chan 010 11100010 100 001 010 010 chan 010 11100001 001 010 010 010 chan 010 11100011 101 010 010 010 ----------------------------- Sync data: x1........0x ch. : xx0 100 000 000 10x (12channel bits) data: x1...............0x ch. : xx0 100 000 000 100 000 000 10x (24channel bits) Termination : add data bits '01' or '11' at begin, and '00' or '01' at the ent -----------------------------

【００５７】表３は、最小ランｄ＝１、最大ランｋ＝７
で、拘束長ｉ＝１において基礎コードを４つ（2^m = 2^
2 = 4)持つ構造をしている。すなわち、表３では、拘束
長ｉ＝１の場合がメインテーブルとされ、拘束長ｉが、
２以上の場合は、ｄ，ｋ等を制限するための置き換えコ
ードのテーブルとなっている。すなわち、ｉ＝２のテー
ブルＡでは、最小ランｄを１に制限する置き換えコード
が規定されており、ｉ＝３のテーブルＢでは、最大ラン
ｋを８までに制限する置き換えコードが規定されてお
り、さらに、ｉ＝４のテーブルＣ及びテーブルＤでは、
最小ランｄ＝１の連続を制限する置き換えコード（テー
ブルＣ）と、最大ランｋを７までに制限する置き換えコ
ード（テーブルＤ）とが規定されている。表３では、最
大拘束長ｒ＝４である。

【００５８】このように、表３は、変換テーブル内に、
最小ランの連続を制限する置き換えコードを持っている
ので、例えば、データ列（０００１０００１）は、符号
語列”１０００１００１００１０”に置き換えられる。
また、データ列（１００１０００１）は、その直前の符
号語列を参照して、それが”０”か”１”かによって置
き換えコードが選択され、”０”ならば、”１００００
００１００１０”に、”１”ならば、”００００１００
１００１０”に、それぞれ変換される。これによって、
データ変換後の符号語列は、最小ランの連続が制限さ
れ、最大でも６回までの最小ラン繰り返しの符号語列と
なる。

【００５９】また、表３は、データ列の要素内の「１」
の個数を２で割ったときの余りと、変換される符号語列
の要素内の「１」の個数を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持
っている。例えば、データ列の要素（１０００）は、”
００００１０”の符号語列に対応しているが、それぞれ
の「１」の個数は、データ列では１個（奇数）、対応す
る符号語列では１個（奇数）であり、どちらも２で割っ
たときの余りが１（奇数）で一致している。同様に、デ
ータ列の要素（１１１１１１）は”００００１００１
０”の符号語列に対応しているが、それぞれの”１”の
個数は、データ列では６個（偶数）、対応する符号語列
では２個（偶数）であり、どちらも２で割ったときの余
りが０（偶数）で一致している。

【００６０】さらに、表３は、最大拘束長であるｒ＝４
のコードにおいて、最大ランｋ＝７を実現するための置
き換えコードを持つ。このとき、その直前の符号語列が
参照され、それが、”０１０”であるとき置き換えが実
行される。例えば、データ（１１１０００００）は、直
前の符号語が”０１０”であれば、符号語”０００００
１０１００１０”に変換され、データ（１１１０００１
０）は、直前の符号語が”０１０”であれば、符号語”
１００００１０１００１０”に変換される。

【００６１】以上より表３のテーブルにおいて、RLL符
号を実現するためには、基礎コードのみによってテーブ
ルを構成することはできない。

【００６２】最小ランおよび最大ランを補償するため
に、基礎コードおよび、テーブルＡ（拘束長ｉ＝２）、
テーブルＢ（ｉ＝３）を用いることで、RLL符号を作成
することができる。この場合は、最大拘束長ｒ＝３とな
り、最小ランｄ＝１で最大ランｋ＝８、かつデータ列の
要素内の”１”の個数を２で割った時の余りと、変換さ
れる符号語列の要素内の”１”の個数を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、符
号を発生することができる。

【００６３】また基礎コード、テーブルＡ及びテーブル
Ｂに加えて、最小ランｄの連続を制限する置き換えコー
ド（テーブルＣ）を持って構成する場合は、最大拘束長
ｒ＝４となり、最小ランｄ＝１で最大ランｋ＝８、かつ
最小ランｄの連続が有限回までに制限され、さらにデー
タ列の要素内の”１”の個数を２で割った時の余りと、
変換される符号語列の要素内の”１”の個数を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、符号を発生することができる。なおこの場合では、
表３内のテーブルＣのような、直前の符号語列を参照す
ることは、必ずしも必要ではない。

【００６４】そして、表３のように、基礎コード、テー
ブルＡ、Ｂに加えて、最小ランｄの連続を制限する置き
換えコード（テーブルＣ）を持ち、さらに最大ランｋを
７に補償する置き換えコード（テーブルＤ）を持って構
成する場合は、最大拘束長ｒ＝４となり、最小ランｄ＝
１で最大ランｋ＝７、かつ最小ランｄの連続が有限回ま
でに制限され、さらにデータ列の要素内の”１”の個数
を２で割った時の余りと、変換される符号語列の要素内
の”１”の個数を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、符号を発生することがで
きる。

【００６５】上記表３の変換テーブルを利用して発生さ
せた符号語列（チャネルビット列）中の任意の位置に同
期信号を挿入する場合、この変換テーブルは拘束長ｉ＝
１において終端が可能であるから、表２で述べたような
終端用テーブルは不要である。

【００６６】そして、同期信号パターンをなるべく効率
良く挿入するために、以下のように同期信号パターンを
決定する。すなわち同期信号としてのユニークなパター
ン（符号語列）の前後の３符号語を、表３に従って変換
された符号語で構成されるようにする。直前直後の３ビ
ットは、以下に示すように、データビットと接続ビット
が混合した形式となっている。

【００６７】すなわち、直前の３ビット（符号語）は、
変換前のデータ語において、ｍビット（２ビット）単位
で見て、先頭の１ビット目を情報データ語とし、次の２
ビット目を同期信号を規定するために「１」とし、これ
を変換テーブル表３において符号語（チャネルビット）
に変換したものとする。このとき変換前のｍビット（２
ビット）のデータ語（ｘ１）は、ｎビット（３ビット）
の符号語”ｘｘ０”に変換される。

【００６８】また直後の３ビット（符号語）は、変換前
のデータ語において、ｍビット（２ビット）単位で見
て、先頭の１ビット目を同期信号を規定するために
「０」とし、次の２ビット目を情報データ語とする。そ
して、この２ビットのデータ語を変換テーブル表３によ
り符号語（チャネルビット）に変換する。このとき、ｍ
ビット（２ビット）のデータ語（０ｘ）は、ｎビット
（３ビット）のデータ語”１０ｘ”に変換される。

【００６９】同期信号のユニークパターンを、最大ラン
ｋ＝７を破るパターンとしたとき、最も短い長さで実現
できる同期信号パターンは、次に示すような１２符号語
（１２チャネルビット）である。 ”ｘｘ０ １００ ０００ ０００ １０x ” ”ｘ”の値は変換テーブルに依存する。上の１５符号語
の中には、２（＝先頭の１ビット＋最後の１ビット）デ
ータ語すなわち３符号語相当を含んでいるので、実際に
は１２符号語が同期信号パターンのための冗長な部分で
ある。第３チャネルビット目は、最小ランを守るため
に”０”が設定される。第４チャネルビット目から、同
期信号パターンとして、ｋ＝８となる９Ｔが設定され
る。すなわち”１”と”１”の間に、”０”が８個連続
して並ぶ。

【００７０】以上においては、同期信号パターンを最短
である１２符号語（１２チャネルビット）として説明し
たが、同期信号パターンとしては、最大ランｋ＝７を破
る、ｋ＝８（９Ｔ）が作成できれば良いので、１２符号
語以上であれば、この他にも、同期信号パターンが作る
ことが可能である。例えば１５符号語ならば、 ”ｘｘ０ １００ ０００ ０００ １００ １０ｘ” のような同期信号を作ることができる。また、２１符号
語ならば、 ”ｘｘ０ １００ ０００ ０００ １００ ０００ ０００ １０ｘ” のように、ｋ＝８（９Ｔ）のパターンを２回繰り返すパ
ターンを同期信号パターンとすることができる。このよ
うな同期信号パターンにすれば、同期信号検出能力を強
めることができる。どの程度の検出能力のパターンを同
期信号パターンとするかは、システムの要求によって、
選択することが出来る。

【００７１】表２及び表３のような変換テーブルを用い
た時、従来の場合と同様に、データ列を変調した後、変
調後のチャネルビット列に、所定の間隔で、DSV制御ビ
ットを付加することで、DSV制御することができる。し
かしながら、表２および表３においては、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。

【００７２】即ち、変換テーブルが、データ列の要素内
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持っている時、上
記のようにチャネルビット列内に、「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）の、「非反転」ならば（０）の、それぞ
れDSV制御ビットを挿入することと等価となる。

【００７３】たとえば、表２において、データ変換する
３ビットが（００１）と続いた時に、その後ろにおいて
DSV制御ビットを挾むものとすると、データは、（００
１−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２の変換テーブル
で、 データ列 符号語列 0010 010 000 の変換が行われ、また、「１」を与えれば、 データ列 符号語列 0011 010 100 の変換が行われる。符号語列をNRZI化して、レベル符号
化したとき、これらは データ列 符号語列 レベル符号列 0010 010 000 011111 0011 010 100 011000 となり、レベル符号列の最後の３ビットが相互に反転し
ている。このことは、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制御が行えることを意味する。

【００７４】DSV制御による冗長度を考えると、データ
列内の１ビットでDSV制御を行うということは、チャネ
ルビット列で表現すれば、表２及び表３の変換率（ｍ／
ｎ＝２／３）より、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。例えば、表１のようなRLL
（１−７）テーブルにおいてDSV制御を行うためには、
チャネルビット列においてDSV制御を行う必要がある
が、この場合、最小ランを守るためには、少なくとも２
チャネルビットが必要であり、表２と表３においてデー
タ語でDSV制御するのに比較して、冗長度がより大きく
なってしまう。換言すれば、本方式のように、データ列
内でDSV制御を行うことで、効率よくDSV制御を行うこと
ができる。

【００７５】次に、図１を参照して、本発明に係る変調
装置の実施の形態を図面を参照しながら説明する。この
実施の形態では、データ列が、表２に従って、可変長符
号（ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；ｒ）＝（１，７；２，３；４）に
変換される。

【００７６】図１に示すように、変調装置１は、DSV制
御ビットである「１」あるいは「０」を決定し、入力さ
れたデータ列に、任意の間隔で挿入するDSV制御ビット
決定・挿入部１１、DSV制御ビットが挿入されたデータ
列を変調する変調部１２、並びに、変調部１２の出力を
記録波形列に変換するNRZI化部１３を備える。また、変
調装置１は、タイミング信号を生成し、各部に供給して
タイミングを管理するタイミング管理部１４を備える。

【００７７】図２は、DSV制御ビット決定・挿入部１１
の処理を説明する図である。DSV制御ビットの決定及び
挿入は、データ列内の任意の間隔おきに行われる。図２
に示すように、入力されたデータ語のうち、まずDATA1
とDATA2の間にDSV制御ビットを挿入するために、DSVビ
ット・決定挿入部１１は、DATA1までの積算DSVを計算す
る。DSV値は、DATA1を、チャネルビット列に変換し、さ
らにレベル符号化（NRZI化）した各レベルを、レベルＨ
（１）を「＋１」、レベルＬ（０）を「−１」として、
それらの値を積算することによって得られる。同様に、
次の区間DATA2における区間DSVが計算される。次に、DA
TA1とDATA2の間に挿入されるDSV制御ビットｘ１とし
て、DATA1、DSV制御ビットｘ１、およびDATA2によるDSV
の絶対値が「ゼロ」に近づくような値を決定する。

【００７８】DSV制御ビットｘ１を（１）に設定する
と、DATA1の後の区間DATA2のレベル符号は反転され、ま
た、（０）に設定すると、DATA1の後の区間DATA2のレベ
ル符号は非反転となる。なぜならば、上記表２及び表３
の各テーブル内の要素は、データ列の要素内の「１」の
個数と、変換される符号語列の要素内の「１」の個数
を、２で割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一
致するようになっているので、データ列内において、
（１）を挿入することは、すなわち、変換される符号語
列に”１”を挿入することになる（すなわち「反転」さ
れることになる）からである。

【００７９】このようにして、図２のDSV制御ビットｘ
１が決定したら、次に所定のデータ間隔をおいて、DATA
2とDATA3の間に、DSV制御ビットｘ２を挿入し、同様にD
SV制御を行う。なおそのときの積算DSV値は、DATA1，ｘ
１，そしてDATA2までの全てのDSV値とする。

【００８０】このように、あらかじめデータ列内に、DS
V制御ビットが挿入された後、変調部１２で変調が行な
われ、チャネルビット列が発生される。

【００８１】図３は、変調部１２の構成例を示すブロッ
ク図である。図３において、シフトレジスタ３１は、デ
ータを２ビットずつシフトさせながら、拘束長判定部３
２、最小ラン連続制限コード検出部３３、ラン長制限補
償コード検出部３４、および全ての変換部３５−１乃至
３５−４に出力するようになされている。このときシフ
トレジスタ３１は、各部がその処理を行うのに必要なビ
ット数を各部に供給する。

【００８２】拘束長判定部３２は、データの拘束長ｉを
判定し、マルチプレクサ３６に出力するようになされて
いる。最小ラン連続制限コード検出部３３は、最小ラン
の連続を制限する専用のコード（表２の場合、（１１０
１１１））を検出したとき、その拘束長を表す検出信号
（ｉ＝３）を拘束長判定部３２に出力する。またラン長
制限補償コード検出部３４は、表２では最大ランを補償
する専用のコード（表２の場合、（００００１００
０）、または、（００００００００））を検出したと
き、その拘束長を表す検出信号（ｉ＝４）を拘束長判定
部３２に出力する。

【００８３】最小ラン連続制限コード検出部３３により
専用のコードが検出されたとき、あるいはラン長制限補
償コード検出部３４により、専用のコードが検出された
とき、拘束長判定部３２は、対応する拘束長をマルチプ
レクサ３６に出力する。このとき、拘束長判定部３２で
は、別の拘束長を判定している場合があるが、最小ラン
連続制限コード検出部３３またはラン長制限補償コード
検出部３４から専用コードによる検出出力があれば、拘
束長判定部３２は、そちらを優先させて拘束長を決定す
る。言い換えれば、より大きい拘束長が選択される。

【００８４】変換部３５−１乃至３５−４は、内蔵され
ている変換テーブルを参照し、供給されたデータに対応
する基礎コードが登録されているか否かを判断し、登録
されている場合は、そのデータを対応する符号語に変換
した後、変換後の符号語をマルチプレクサ３６に出力す
るようになされている。また、対応するデータが変換テ
ーブルに基礎コードとして登録されていない場合、変換
部３５−１乃至３５−４は、入力されたデータを破棄す
るようになされている。

【００８５】なお、この変調装置１２は、表２に対応す
るものなので、変換部３５−ｉとしては、拘束長ｉ＝４
までのものが用意されている。すなわち、変換部として
は、最大拘束長ｒまでの分が用意されることになる。

【００８６】マルチプレクサ３６は、拘束長判定部３２
より供給される拘束長ｉに対応する変換部３５−ｉが変
換した符号を選択し、その符号を、シリアルデータとし
て、バッファ３７を介して出力するようになされてい
る。

【００８７】また各部の動作のタイミングは、タイミン
グ管理部１４から供給されるタイミング信号に同期して
管理されている。

【００８８】次に、この実施の形態の動作について説明
する。

【００８９】最初に、シフトレジスタ３１より、各変換
部３５−１乃至３５−４、拘束長判定部３２、最小連続
制限コード検出部３３、およびラン長制限補償コード検
出部３４に、データが、２ビット単位で、それぞれが判
定等に必要なビット数だけ供給される。

【００９０】拘束長判定部３２は、例えば表２に示す変
換テーブルを内蔵しており、この変換テーブルを参照し
て、データの拘束長ｉを判定し、判定結果（拘束長ｉ）
をマルチプレクサ３６に出力する。

【００９１】最小ラン連続制限コード検出部３３は、表
２に示す変換テーブルのうちの、最小ランの連続を制限
する置き換えコード（表２の場合、データ（１１０１１
１）と、後ろに続く符号語”０１０”を変換する部分）
を内蔵しており、この変換テーブルを参照して、最小ラ
ンの連続を制限するコードを検出したとき、拘束長ｉ＝
３の検出信号を拘束長判定部３２に出力する。

【００９２】またラン長制限補償コード検出部３４は、
表２に示す変換テーブルの中の、最大ランを守る置き換
えコード（表２の場合、データ（００００１０００）お
よび（００００００００））を内蔵しており、この変換
テーブルを参照して、最大ランを守る置き換えコードを
検出したとき、拘束長ｉ＝４の検出信号を拘束長判定部
３２に出力する。

【００９３】拘束長判定部３２は、最小ラン連続制限コ
ード検出部３３から拘束長ｉ＝３の検出信号が入力され
た場合には、そのとき別の拘束長を判定していたとして
も、それを選択せず、最小ラン連続制限コード検出部３
３の検出に対応する拘束長ｉ（表２の例の場合、ｉ＝
３）をマルチプレクサ３６に出力する。同様に拘束長判
定部３２は、ラン長制限補償コード検出部３４から拘束
長ｉ＝４の検出信号が入力された場合には、そのとき別
の拘束長を判定していたとしても、それを選択せず、ラ
ン長制限補償コード検出部３４の検出に対応する拘束長
ｉ（表２の例の場合、ｉ＝４）をマルチプレクサ３６に
出力する。

【００９４】このことは、結局、各検出部３３，３４に
おける拘束長の判定結果と、判定部３２における拘束長
の判定結果が、異なった場合には、大きい方の拘束長を
最終的な拘束長として選択すればよいことを意味する。

【００９５】図４は、拘束長判定部３２、最小ラン連続
制限コード検出部３３、及びラン長制限補償コード検出
部３４の動作の具体例を説明している。

【００９６】ラン長制限補償コード検出部３４は、表２
に示すテーブルの、（００００１０００）および（００
００００００）の変換部分を持ち、入力された８ビット
のデータが、これと一致する場合、拘束長ｉ＝４の検出
信号を拘束長判定部３２に出力する。

【００９７】最小ラン連続制限コード検出部３３は、表
２に示すテーブルの、データ（１１０１１１）と符号”
０１０”の変換部分を持ち、入力された６ビットのデー
タが、（１１０１１１）であり、その後の３符号語
が、”０１０”である場合、拘束長ｉ＝３の検出信号を
拘束長判定部３２に出力する。なお、３符号語”０１
０”の部分を、データ変換前のデータ列で表せば、（０
１），（００１）又は（０００００）となる。従って最
小ラン連続制限コード検出部３３は、言い換えれば、
（１１０１１１）＋（０１／００１／０００００）の変
換部分を持ち、入力された６ビットのデータに加えて、
その後の５ビットのデータまでをさらに参照し、それら
がこれらのいずれかと一致する場合（（１１０１１１０
１），（１１０１１１００１）または（１１０１１１０
００００）のいずれかである場合）、拘束長ｉ＝３の検
出信号を拘束長判定部３２に出力する。

【００９８】また拘束長判定部３２は、表２に示すテー
ブルの変換コードを内蔵しており、入力された６ビット
のデータが、（００００１１），（００００１０），
（０００００１），あるいは（００００００）のいずれ
かに一致する場合、拘束長ｉ＝３と判定する。また、入
力された４ビットのデータが（００１１），（００１
０），（０００１）のいずれかに一致する場合、拘束長
判定部３２は、拘束長ｉ＝２と判定する。さらに入力さ
れた２ビットのデータが（１１），（１０），（０１）
のいずれかに一致する場合、拘束長判定部３２は、拘束
長ｉ＝１と判定する。

【００９９】ところで、入力されたデータが例えば（０
０００１０）であったとき、拘束長判定部３２は、拘束
長ｉ＝３と判定する。しかしながら、始めの６ビットに
加えて、さらに先の２ビットが（００）であったとき、
ラン長制限補償コード検出部３４によって（００００１
０００）が検出され、拘束長ｉ＝４と判定される。この
ような時、ラン長制限補償コード検出部３４からの出力
信号が優先され、拘束長ｉ＝４と決定される。

【０１００】このようにして、表２のテーブルに従っ
て、最大拘束長である８ビットと、必要な部分の符号語
列３ビットを参照して、全ての（１）と（０）からなる
データ列の拘束長が決定される。あるいは、符号語列を
用いずに、データ列のみで拘束長を決定する場合は、最
大で１１ビットのデータを参照して、全ての（１）と
（０）からなるデータ列の拘束長が決定される。

【０１０１】拘束長判定部３２は、このようにして判定
した拘束長ｉを、マルチプレクサ３６に出力する。

【０１０２】なお、拘束長判定部３２では、図４に示す
順序とは逆に、拘束長の小さい方から、ｉ＝１，ｉ＝
２，ｉ＝３，ｉ＝４の順番で拘束長を判定するようにし
てもよい。

【０１０３】変換部３５−１乃至３５−４は、それぞ
れ、各拘束長ｉに対応するテーブル（変換部３５−１
は、ｉ＝１のテーブル、変換部３５−２は、ｉ＝２のテ
ーブル、変換部３５−３は、ｉ＝３のテーブル、変換部
３５−４は、ｉ＝４のテーブル）を有しており、供給さ
れたデータに対応する変換則が、そのテーブルに登録さ
れている場合、その変換則を利用して、供給された２×
ｉビットのデータを３×ｉビットの符号に変換し、その
符号をマルチプレクサ３６に出力する。

【０１０４】マルチプレクサ３６は、拘束長判定部３２
より供給された拘束長ｉに対応する変換部３５−ｉより
符号を選択し、その符号をシリアルデータとして、バッ
ファ３７を介して出力する。

【０１０５】ここで例えば、表２において、拘束長ｉ＝
３の最小ランの繰り返しを制限する置き換えコード（１
１０１１１）が存在しないと仮定する。このときデータ
として （１１０１１１０１１１０１１１０１） が入力されると、その変換処理は、データ（１１）（０
１）（１１）（０１）…の順に行われ、 ”１０１ ０１０ １０１ ０１０ １０１ ０１０ １０１ ０１０ ” という符号語列（チャネルビット列）が生成される。

【０１０６】このようにして生成された符号を、例えば
NRZI化して、レベル符号に変換すると、「１」のタイミ
ングにおいて、その論理が反転する信号となるので、こ
の符号語列は、 「１１０ ０１１ ００１ １００ １１０ ０１１」 となり、２Ｔの最小反転間隔がずっと連続する。このよ
うな記録符号列は、高線密度での記録再生時には、エラ
ーが発生し易いパターンとなる。

【０１０７】そこで表２に示すように、最小ランの繰り
返しを制限する置き換えコード（１１０１１１）を規定
すると、 （１１０１１１０１１１０１１１０１） というデータ列のうち、最初のデータ（１１０１１１０
１）が、「（１１０１１１）＋”０１０”」に該当する
ので置き換え変換され、 ”００１ ０００ ０００ ０１０ ” となる。さらに次のデータ（１１０１１１０１）が、
「（１１０１１１）＋”０１０”」に該当するので置き
換え変換され、 ”００１ ０００ ０００ ０１０ ” となる。結局、符号語列は、 ”００１ ０００ ０００ ０１０ ００１ ０００ ０００ ０１０ ...” となり、最小ランの繰り返しが連続するのが防止され
る。すなわち、高線密度での記録再生時に、エラーが発
生し易いパターンが取り除かれることになる。なお、こ
の置き換え変換をした場合でも、最小ランおよび最大ラ
ンは守られている。

【０１０８】以上においては、変調装置１で表２を用い
た場合について説明したが、表３を用いることも可能で
ある。この場合、図３の変調部１２の最小ラン連続制限
コード検出部３３には、表３における拘束長ｉ＝４のテ
ーブルＣを与えれば良い。また、ラン長制限補償コード
検出部３４には、表３における拘束長ｉ＝２のテーブル
Ａ、拘束長ｉ＝３のテーブルＢ、及び拘束長ｉ＝４のテ
ーブルＤを与えれば良い。

【０１０９】ところで、表２及び表３における、データ
列と符号語列の各拘束長内では、配列の順序は異なって
もよい。たとえば表２の拘束長ｉ＝１の部分の、 この場合でもデータ列の要素の「１」の個数と、符号語
列の要素の「１」の個数は、それぞれ２で割った時の余
りがどちらも１あるいは０で一致するようにする。

【０１１０】次に、本発明に係る復調装置の実施の形態
を図５を参照しながら説明する。この実施の形態では、
可変長符号（ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；ｒ）＝（１，７；２，
３；４）が、表２を用いてデータ列に復調される。

【０１１１】復調装置１００は、図５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、復調テーブル（逆変換テーブル）に基
づいて復調する復調部１１１、並びに、復調されたデー
タ列より、任意の間隔で挿入されているデータ列内のDS
V制御ビットを除去し、元のデータ列を復元するDSV制御
ビット除去部１１２を備える。バッファ１１３は、DSV
制御ビット除去部１１２から入力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１１４は、タイミング信号を生成
し、各部に供給してタイミングを管理する。

【０１１２】復調部１１１は、図６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１２１を備え
る。コンパレート部１２１はまた、入力された信号がNR
ZI変調されている時（レベル符号である時）、これを逆
NRZI符号化（エッジ符号化）する。拘束長判定部１２２
は、コンパレート部１２１によりデジタル化された信号
の入力を受け、拘束長ｉを判定する。また最小ラン連続
制限コード検出部１２３は、コンパレート部１２１より
入力されたデジタル化された信号から、最小ランの連続
を制限するために与えられた専用のコード（表２の”０
０１００００００”）を検出し、それに対応する拘束長
ｉ＝３の検出信号を拘束長判定部１２２に送る。さらに
ラン長制限補償コード検出部１２４は、コンパレート部
１２１より入力された信号から、最大ランを補償するた
めに与えられた専用のコード（表２の”０００１００１
００１００”，”０１０１００１００１００”）を検出
し、それに対応する拘束長ｉ＝４の検出信号を拘束長判
定部１２２に送る。

【０１１３】逆変換部１２５−１乃至１２５−４は、ｎ
×ｉビットの可変長符号を、ｍ×ｉビットのデータに逆
変換するテーブル（表２の場合、ｉ＝１乃至４のテーブ
ルで、変換部３５−１乃至３５−４の変換テーブルと実
質的に同一の変換テーブル）を有している。マルチプレ
クサ１２６は、逆変換部１２５−１乃至１２５−４の出
力のいずれかを、拘束長判定部１２２の判定結果に対応
して選択し、シリアルデータとして出力する。

【０１１４】次に図６の復調部１１１の動作について説
明する。伝送路より伝送されてきた信号、あるいは記録
媒体より再生された信号は、コンパレート部１２１に入
力され、コンパレートされる。コンパレート部１２１よ
り出力された信号は、逆NRZI符号（”１”がエッジを示
す符号）のデジタル信号となって、拘束長判定部１２２
に入力され、表２に示す変換テーブル（逆変換テーブ
ル）に従って、拘束長の判定処理が行われる。拘束長判
定部１２２の判定結果（拘束長）はマルチプレクサ１２
６に出力される。

【０１１５】コンパレート部１２１から出力されたデジ
タル信号は最小ラン連続制限コード検出部１２３にも入
力される。最小ラン連続制限コード検出部１２３は、表
２に示す、変換テーブルのうちの、最小ランの連続を制
限する置き換えコード（表２の場合、符号語”００１
０００ ０００”を変換する部分）を内蔵しており、こ
の逆変換テーブルを参照して、最小ランの連続を制限す
るコード”００１ ０００ ０００ ｎｏｔ１００”を検
出したとき、拘束長ｉ＝３の検出信号を拘束長判定部１
２２に出力する。

【０１１６】さらに、コンパレート部１２１から出力さ
れたデジタル信号はラン長制限補償コード検出部１２４
にも入力される。ラン長制限補償コード検出部１２４
は、表２に示す、変換テーブルの中の、最大ランを守る
置き換えコード（表２の場合、符号語列”０００ １０
０ １００ １００”、および”０１０ １００ １００
１００”）を内蔵しており、この逆変換テーブルを参照
して、最大ランを守る置き換えコードを検出したとき、
拘束長ｉ＝４の検出信号を拘束長判定部１２２に出力す
る。

【０１１７】入力された変調符号の判定処理についてま
とめると、図７に示すようになる。すなわち、ラン長制
限補償コード検出部１２４は、表２に示すテーブル
の、”０００ １００ １００ １００”、あるいは”０
１０ １００ １００ １００”の逆変換部分を持ち、入
力された１２ビットの符号語列が、これと一致する場
合、拘束長ｉ＝４の検出信号を拘束長判定部１２２に出
力する。

【０１１８】最小ラン連続制限コード検出部１２３は、
表２に示すテーブルの、”００１０００ ０００”の逆
変換部分を持ち、入力された１２ビットの符号語列
が、”００１ ０００ ０００ ｎｏｔ１００”と一致
する場合、拘束長ｉ＝３の検出信号を拘束長判定部１２
２に出力する。なお、拘束長の判定には特に必要ない
が、入力された符号語列を１２ビット分見ると、このと
きの符号語は、”００１０００ ０００ ０１０”となっ
ている。

【０１１９】また拘束長判定部１２２は、表２に示す逆
変換テーブルを内蔵しており、入力された９ビット又は
１２ビットの符号語列が、”０００ １００ １０
０”，”０００ １００ ０００ ｎｏｔ１００”，”０
１０ １００ １００”，あるいは”０１０ １００ ００
０ ｎｏｔ１００”のいずれかに一致する場合、拘束長
ｉ＝３と判定する。これに当てはまらない場合、入力さ
れた６ビット又は９ビットの符号語列が、”０１０ １
００”，”０１０ ０００ ｎｏｔ１００”，あるい
は”０００ １００”のいずれかに一致するとき、拘束
長判定部１２２は、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、入力された３ビットの符号語
列が、”０００”，”１０１”，”００１”，あるい
は”０１０”のいずれかに一致するときに、拘束長判定
部１２２は、拘束長ｉ＝１と判定する。

【０１２０】なお、拘束長判定部１２２、最小ラン連続
制限コード検出部１２３、及びラン長制限補償コード検
出部１２４の拘束長判定の処理は、拘束長の小さい方か
ら、ｉ＝１，ｉ＝２，ｉ＝３，ｉ＝４の順番で行うよう
にしてもよい。

【０１２１】拘束長を、その小さい方から、ｉ＝１，ｉ
＝２，ｉ＝３，ｉ＝４の順番で判定していった場合、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１２２において、
拘束長の小さいほうから順に、一致または不一致を判定
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。このような場合は、決定規則とし
て、それぞれ判定された拘束長から最大のものを選択
し、決定すればよい。

【０１２２】逆変換部１２５−１乃至１２５−４のう
ち、例えば逆変換部１２５−１には、アドレス”１０
１”および”０００”にデータ（１１）が、アドレス”
００１”にデータ（１０）が、そしてアドレス”０１
０”にデータ（０１）が、それぞれ書き込まれている。
以下、逆変換部１２５−２乃至１２５−４の各逆変換テ
ーブルも、同様に、それぞれ対応するデータが書き込ま
れており、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、そのデータ語をマルチプ
レクサ１２６に出力する。

【０１２３】マルチプレクサ１２６は、逆変換部１２５
−１乃至１２５−４より供給されたデータのいずれか
を、拘束長判定部１２２の拘束長判定結果に対応して選
択し、シリアルデータとして出力する。

【０１２４】表２の逆変換テーブルを示すと、次の表４
のようになる。

【０１２５】 ＜表４＞ 逆変換テーブル（１，７；２，３；４） 符号語列 復調データ列 i=1 101 11 000 11 001 10 010 01 i=2 010 100 0011 010 000(not 100) 0010 000 100 0001 i=3 000 100 100 000011 000 100 000(not 100) 000010 010 100 100 000001 010 100 000(not 100) 000000 i=3 : Prohibit Repeated Minimum Transition Runlength 001 000 000(not 100) 110111 i=4 : limits k to 7 000 100 100 100 00001000 010 100 100 100 ００００００００

【０１２６】次に、図８のフローチャートを参照して、
DSV制御ビット除去部１１２の動作について説明する。D
SV制御ビット除去部１１２は、内部にカウンタを有して
おり、ステップＳ１において、復調部１１１よりデータ
列のビットが入力されると、その数をカウントする。ス
テップＳ２において、カウント値がDSV制御ビットを挿
入する所定のデータ間隔に達したか否かが判定され、任
意のデータ間隔ではないと判定された場合、ステップＳ
３において、復調部１１１より入力されたデータがその
ままバッファ１１３に出力される。これに対して、ステ
ップＳ２において、所定のデータ間隔であると判定され
た場合、そのビットはDSV制御ビットであるから、ステ
ップＳ３の処理はスキップされる。すなわち、この場合
には、そのビットはバッファ１１３に出力されず、廃棄
される。

【０１２７】次に、ステップＳ４に進み、次のデータを
入力する処理が実行される。そして、ステップＳ５にお
いて、全てのデータに対する処理が終了したか否かが判
定され、まだ処理していないデータが存在する場合に
は、ステップＳ１に戻り、それ以降の処理が繰り返し実
行される。ステップＳ５において、全てのデータを処理
したと判定された場合、処理は終了される。

【０１２８】以上のようにして、DSV制御ビット除去部
１１２より出力されるデータからは、DSV制御ビットが
除去されることになる。このデータは、バッファ１１３
を介して出力される。

【０１２９】以上においては、復調装置１００に表２の
変換テーブル（表４の逆変換テーブル）を用いた場合に
ついて説明したが、表３の変換テーブル（表５に示す表
３に対応する逆変換テーブル）を用いた場合にも、同様
の処理を実行することができる。この場合、図６の最小
ラン連続制限コード検出部１２３には、表３における拘
束長ｉ＝４のテーブルＣを与えれば良い。また、ラン長
制限補償コード検出部１２４には、表３における拘束長
ｉ＝２のテーブルＡ、拘束長ｉ＝３のテーブルＢ、及び
拘束長ｉ＝４のテーブルＤを与えれば良い。

【０１３０】

【０１３１】ところで、データに同期信号（Ｓｙｎｃ）
を挿入する必要がある場合がある。次に、この場合の変
調装置１と復調装置１００について、図９と図１０を参
照して説明する。これらの実施の形態でも、データ列
が、表２に従って、可変長符号（ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；ｒ）
＝（１，７；２，３；４）に変調され、また復調される
ものとする。

【０１３２】所定の間隔で同期信号を挿入する変調装置
１においては、図９に示すように、DSV制御ビット決定
・挿入部１１の出力が、同期信号決定部２１１に供給さ
れる。同期信号決定部２１１にはまた、変調部１２の出
力も供給されている。同期信号決定部２１１は、入力さ
れた信号から同期信号を決定すると、その出力を同期信
号挿入部２１２に出力している。同期信号挿入部２１２
は、変調部１２より入力される変調信号に、同期信号決
定部２１１より入力される同期信号を挿入し、NRZI化部
１３に出力している。その他の構成は、図１における場
合と同様である。

【０１３３】同期信号決定部２１１は、同期信号パター
ンを２４符号語とするとき、表２に従って、同期信号
を、 ”＃０１ ００１ ０００ ０００ ００１ ０００ ０００ ００１” と決定する。”＃”は、同期信号の挿入により区切られ
た、直前のデータ列（DSV制御ビットは含んで良い）に
依存しており、区切られたデータ列を変換テーブルに従
って変調した際に、終端テーブルを用いて終端させた場
合には ”＃”＝”１” とされ、また終端テーブルを用いずに、表２のテーブル
により終端した場合には ”＃”＝”０” とされる。変調部１２は、終端テーブルを用いた場合に
は、”＃”＝”１”を、用いない場合には、”＃”＝”
０”を、同期信号決定部２１１に出力する。同期信号決
定部２１１は、変調部１２から、この”＃”の値の入力
を受けると、これを同期信号の先頭ビットに挿入する。
そして、その同期信号を同期信号挿入部２１２に出力す
る。

【０１３４】同期信号挿入部２１２は、同期信号決定部
２１１から入力される同期信号を、変調部１２の出力に
挿入し、NRZI化部１３に出力する。その他の動作は、図
１における場合と同様である。

【０１３５】同期信号が挿入された後の最初のデータ
は、その先頭から（同期信号の直前のデータを考慮する
ことなく）変換処理される。変調部１２、および同期信
号決定部２１１は、同期信号が挿入される所定の間隔を
カウントするためのカウンタを備え、そのカウント値に
対応して、同期信号の位置を決定する。

【０１３６】なお、図９の例では表２の変換テーブルを
用いるようにしたが、表３の変換テーブルを用いること
も可能である。この場合、例えば図９における同期信号
決定部２１１は、表３の同期信号パターンとして、１２
符号語の同期信号を採用するとき、 ”ｘｘ０ １００ ０００ ０００ １０ｘ” を同期信号とする。”ｘ”は、同期信号挿入により区切
られた、直前及び直後のデータ列（DSV制御ビットは含
んで良い）に依存しており、先頭の３符号語と最後の３
符号語は、表３により決定される。すなわち同期信号の
挿入により区切られた最後のデータ列を（ｐ）、また、
その直後の先頭のデータ列を（ｑ）とすると、（ｐ１）
として、表３を用いて変換し、その後に”１００ ００
０ ０００”を挾み、最後に（０ｑ）として、表３を用
いて変換する。こうすることで、同期信号として必要な
最大ランｋを破る、ｋ＝８（９Ｔ）を必ず発生すること
ができる。

【０１３７】図１０は、図９の変調装置１により変調さ
れた符号を復調する復調装置１００の構成例を表してい
る。この例においては、所定の伝送経路を介して入力さ
れた符号が、復調部１１１と同期信号識別部２２１に入
力されている。同期信号識別部２２１は、入力された符
号と復調部１１１から入力された信号を用いて、同期信
号を識別し、識別信号を同期信号除去部２２２に出力し
ている。同期信号除去部２２２は、復調部１１１から入
力された復調信号から、同期信号識別部２２１の出力に
対応して同期信号を除去し、同期信号を除去した信号を
DSV制御ビット除去部１１２に出力している。その他の
構成は、図５における場合と同様である。

【０１３８】同期信号識別部２２１は、内蔵するカウン
タで符号語をカウントし、そのカウント値から所定の間
隔で挿入されている同期信号の位置を決定する。同期信
号パターンの位置が判明したとき、同期信号識別部２２
１は、次に変調時に定めた”＃”の部分を読み取る。即
ち同期信号ビット部分の先頭ビットを読み取り、それを
復調部１１１に出力する。復調部１１１は、先頭ビット
が”１”であれば、その直前の符号の復調には、表２の
終端テーブルを用いる。また先頭ビットが”０”であれ
ば、復調部１１１は、その直前の符号の復調には、表２
の変換コードのテーブルを用いる。これ以外の同期信号
ビットは、情報を持たないビットであるから不要とな
る。

【０１３９】同期信号識別部２２１は、同期信号を構成
するビットを識別する識別信号を同期信号除去部２２２
に出力する。同期信号除去部２２２は、復調部１１１よ
り入力されたデータから、この識別信号によって指定さ
れた同期信号ビットだけを除去し、DSV制御ビット除去
部１１２に出力する。

【０１４０】なお、図１０では表２の変換テーブルを用
いるようにしたが、表３の変換テーブルを用いることも
できる。この場合、例えば図１０における同期信号識別
部２２１は、所定の間隔で挿入されている同期信号の位
置をカウンタの値から決定する。同期信号パターンの位
置が判明したとき、同期信号識別部２２は、同期信号パ
ターンの先頭の３符号語、及び、最後の３符号語を指定
する信号を復調部１１１に出力する。これらの符号語に
は、データ列が含まれているので、これを含めるように
復調部１１１で復調が行われる。

【０１４１】同期信号識別部２２１は、同期信号のデー
タ部分を除くユニークパターンの部分のビットを指定す
る信号を同期信号除去部２２２に出力する。同期信号除
去部２２２は、この信号に対応して同期信号ビット（ユ
ニークパターンのビット）だけを除去する。

【０１４２】図１１に同期信号とDSV制御ビットを挿入
した記録符号列の例を示す。この例では、同期信号とし
て２４符号語が用いられ、DSV制御は５６データビット
置きに行なわれ、５回のDSV制御ごとに同期信号が挿入
されている。このとき、同期信号ごとの符号語数（チャ
ネルビット数）は、 ２４＋（１＋５６＋１＋５６＋１＋５６＋１＋５６＋１
＋５６＋１）×１．５＝ ４５３ 符号語（チャネルビッ
ト） となる。このときのデータ語の冗長度は、次のように、
約７．３％となる。 １ − ０．９２７ ＝ ０．０７２８

【０１４３】発明者等は、以上の変換テーブルを用いた
変調結果をシミュレーションしてみた。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結果について以下に示す。シミ
ュレーションには、表２及び表３が用いられた。さらに
比較のために、従来のRLL（１−７）変調である表１に
ついてもシミュレーションが行われた。

【０１４４】任意に作成したランダムデータ１３１０７
２００ビットを、５６データビットおきにDSV制御ビッ
トを１ビットを挿入することでDSV制御した後、表２ま
たは表３の変調コードテーブルを用いて、符号語列（チ
ャネルビット列）に変換した場合の結果は以下の通りで
ある。また同様に、任意に作成したランダムデータ１３
１０７２００ビットを、表１の変調コードテーブルを用
いて、符号語列（チャネルビット列）に変換し、さらに
１１２符号語（チャネルビット）おきに、DSV制御ビッ
トとして２チャネルビットを挿入することでDSV制御を
行った時の結果は以下の通りである。

【０１４５】ここで、表２、表３では５６データビット
おき、また、表１では１１２符号語おきとしたのは、DS
V制御ビットの冗長度を同一にするためである。このよ
うに、DSV制御の必要ビット数に差がある場合には、冗
長度をそろえて考えた時、効率良くDSV制御が行える表
２や表３の方が、表１に較べて低域特性が良好となる。

【０１４６】また、各結果の数値は以下のようにして計
算した。 Ren_cnt[1 to 10]: 最小ランの繰り返し１回乃至１０回
の各発生数。 T_size[2 to 10]: ２Ｔ乃至１０Ｔの各ランの発生数。 Sum : Number of bits. ビット総数。 Total: Number of runlengths. 各ラン（２Ｔ，３Ｔ，
…）の発生総数 Average Run : (Sum/Total) ラン分布の数値： (T_size[i] * (i) ) / (Sum) , i=
2,3,4,,,10 表６の２Ｔ乃至１０Ｔの欄に示す数値が、このラン分布
の数値を表す。 最小ランの連続する分布の数値： (Ren_cnt[i] * (i) )
/ T_size[2T], i=1,2,3,4,,,10 表６のRMTR(1)乃至RMTR(9)の欄に示す値が、この最小ラ
ンの連続する分布の数値を表す。 max-RMTR: 最小ランの繰り返す、最大回数。 peak DSV: チャネルビット列のDSV制御を行う過程にお
いて、DSV値を計算したときのDSV値のプラス側のピーク
及びマイナス側のピークを言う。 DSV制御ビットとして５６データ列おきにDSV制御ビット
を挿入した場合の冗長率は、５６データ列に対してDSV
制御ビット１ビットであるから、次のようになる。 １／（１＋５６）＝ １．７５％ また、DSV制御ビットとして１１２符号語列おきに２ビ
ットのDSV制御ビットを挿入した場合の冗長率は、１１
２符号語列に対してDSV制御ビット２ビットであるか
ら、次のようになる。 ２／（２＋１１２）＝ １．７５％ すなわち同じ冗長率である。

【０１４７】 ＜表６＞ *** PP17 comparison *** <表２> <表３> <表１> 17PP-32 17PP-52 +2bit-DC (Without-DCC) (DSV制御) (DSV制御なし) Average Run 3.3665 3.4048 3.3016 3.2868 Sum 20011947 20011947 20011788 19660782 Total 5944349 5877654 6061150 5981807 2T 0.2256 0.2246 0.2417 0.2419 3T 0.2217 0.2069 0.2234 0.2281 4T 0.1948 0.1935 0.1902 0.1915 5T 0.1499 0.1491 0.1502 0.1511 6T 0.1109 0.1094 0.1135 0.1141 7T 0.0579 0.0814 0.0561 0.0544 8T 0.0392 0.0351 0.0218 0.0188 9T ------ ------ 0.0023 ------ 10T ------ ------ 0.0009 ------ RMTR(1) 0.3837 0.3890 0.3628 0.3641 RMTR(2) 0.3107 0.3137 0.2884 0.2883 RMTR(3) 0.1738 0.1906 0.1717 0.1716 RMTR(4) 0.0938 0.0806 0.0909 0.0907 RMTR(5) 0.0299 0.0228 0.0456 0.0452 RMTR(6) 0.0081 0.0033 0.0219 0.0217 RMTR(7) ------ ------ 0.0100 0.0099 RMTR(8) ------ ------ 0.0047 0.0046 RMTR(9) ------ ------ 0.0022 0.0022 max-RMTR 6 6 18 18 ====================================================================== peak DSV # -36to36 # -35to40 * -46to43 * -1783to3433 ("#":56data-bit+1dc-bit, 1.75%) ("*":112cbit+2dc-cbit, 1.75%) ======================================================================

【０１４８】上の結果より、表２及び表３を用いると、
RLL（１，７）方式となっていること、最小ランと最大
ランが守られ、かつ最小ランの連続が最大で６回までに
制限されていることが確認された。また、peak DSVの結
果より、データ列内でDSV制御を行うことができる（pea
k DSVの値が所定の範囲内に納められている）こと、こ
の場合、DSV制御ビットの効率がよいので、従来の符号
語列（チャネルビット列）にDSV制御ビットを挾む方法
よりも良好な低域成分を得ることができる（peak DSVの
振れ幅が、表１の場合、８９（＝４６＋４３）であるの
に対して、表２の場合、７２（＝３６＋３６）、表３の
場合、７５（＝３５＋４０）と、表１の場合の値より小
さくなっている）ことが確認された。

【０１４９】以上より、従来のRLL（１−７）方式（表
１の方式）と比較すると、表２または表３を用いる方式
（17PP方式）は、最小ランの繰り返しが多くても６回ま
でに制限することが出来るので、高線密度におけるエラ
ー特性の改善を見込むことが出来る。

【０１５０】また、DSV制御の効率が良いので、同じ冗
長度 1.75% でDSV制御を行うと、17PP方式の方がピーク
DSV値の差が小さく出来、したがって、より低域成分を
抑制することが可能となるので、安定したデータ記録再
生を行うことが出来る。

【０１５１】さらに、シミュレーションにおいて、上述
した場合と同一のランダムデータを使って発生させたチ
ャネルビット列における、ビットシフト時の復調エラー
伝搬特性を調べたところ、17PPの最悪エラー伝搬は、３
バイトであるが、実際の発生頻度はほとんどないことが
確認され、従来のRLL（１−７）に較べての悪化はそれ
ほどではない（平均バイトエラーレートは、表１の場
合、１．０１４バイトであるのに対して、表２の場合、
１．１６７バイトであり、表３の場合、１．１７４バイ
トである）ことが確認された。なお、このエラーレート
の結果の数値は、本発明によるテーブルではDSV制御ビ
ットを含み、また従来RLL（１−７）では含んでいな
い。すなわち必ずしも同じ条件での測定とは言えず、こ
れらが数値に影響を及ぼすことが考えられ、比較にあた
ってはその点を考慮する必要がある。

【０１５２】 ＜表７＞ Shift error response <表２> <表３> <表１> 17PP-32 17PP-52 +2bit-DC worst case 3 Bytes 3 Bytes 2 Bytes (dc bit) in. in. without Byte error(0) 0.028 0.096 0.080 Byte error(1) 0.777 0.635 0.826 Byte error(2) 0.195 0.268 0.094 Byte error(3) 0.000 0.001 ----- Average - Byte error rate 1.167Byte 1.174Byte 1.014Byte

【０１５３】以上のように、この実施の形態は、最小ラ
ンｄ＝１、最大ランｋ＝７、変換率ｍ／ｎ＝２／３の変
換テーブルにおいて、最小ラン長の繰り返し回数を制限
する置き換えコードを設けるようにしたので、 （１）高線密度での記録再生、及び、タンジェンシャル
・チルトに対する許容度が向上する。 （２）信号レベルが小さい部分が減少し、ＡＧＣやＰＬ
Ｌ等の波形処理の精度が向上し、総合特性を高めること
ができる。 （３）従来と比較して、ビタビ復号等の際のパスメモリ
長を短く設計することができ、回路規模を小さくするこ
とができる。

【０１５４】また、変換テーブルの要素内の「１」の個
数と、変換される符号語列の要素内の「１」の個数を、
２で割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致す
るようにしたので、 （４）DSVの制御のための冗長ビットを少なくすること
ができる。 （５）最小ランｄ＝１かつ(m,n)=(2,3)においては、1.5
符号語でDSV制御を行うことができる。 （６）冗長度が少ない上に、最小ランと最大ランを守る
ことができる。

【０１５５】さらに本テーブルは特に、ラン長制限を守
る置き換えコードを設けるようにしたので、 （７）テーブルがコンパクトになる。 （８）ビットシフト時の復調エラー伝搬を、表１の場合
と殆ど同じ状態にすることができる。

【０１５６】なお、上記したような処理を行うコンピュ
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。

【０１５７】

【発明の効果】以上の如く、請求項１に記載の変調装
置、請求項２５に記載の変調方法、請求項２６に記載の
提供媒体、請求項２７に記載の復調装置、請求項３０に
記載の復調方法、および請求項３１に記載の提供媒体に
よれば、データ列の要素内の「１」の個数と、変換され
る符号語列の要素内の「１」の個数を、２で割った時の
余りが、どちらも１あるいは０で一致するような変換規
則、最小ランｄの連続を有限回以下に制限する第１の置
き換えコード、およびラン長制限を守るための第２の置
き換えコードを有する変換テーブルで変換処理を行うよ
うにしたので、少ない冗長度でDSV制御を行うことがで
きるとともに、高線密度でエラーの少ない符号語列を記
録再生することが可能となり、さらに、ビットシフト時
の復調エラー伝搬の増加を抑制することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の変調装置の構成例を示すブロック図で
ある。

【図２】図１のDSV制御ビット決定・挿入部１１の動作
を説明する図である。

【図３】図１の変調部１２の構成例を示すブロック図で
ある。

【図４】図３の変調部１２の動作を説明する図である。

【図５】本発明の復調装置の構成例を示すブロック図で
ある。

【図６】図５の復調部１１１の構成例を示すブロック図
である。

【図７】図６の復調部１１１の動作を説明する図であ
る。

【図８】図５のDSV制御ビット除去部１１２の処理を説
明するフローチャートである。

【図９】本発明の変調装置の他の構成例を示すブロック
図である。

【図１０】本発明の復調装置の他の構成例を示すブロッ
ク図である。

【図１１】同期信号とDSV制御ビットを挿入した記録符
号列の例を示す図である。

【符号の説明】

１１ DSV制御ビット決定・挿入部， １２ 変調部，
１３ NRZI化部，３１ シフトレジスタ， ３２ 拘
束長判定部， ３３ 最小ラン連続制限コード検出部，
３４ ラン長制限補償コード検出部， ３５−１乃至
３５−４ 変換部， ３６ マルチプレクサ， ３７
バッファ， １１１ 復調部， １１２ DSV制御ビッ
ト除去部， １２１ コンパレート部， １２２ 拘束
長判定部， １２３ 最小ラン連続制限コード検出部，
１２４ ラン長制限補償コード検出部， １２５−１
乃至１２５−４ 逆変換部， １２６ マルチプレクサ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 598070935 Ｇｒｏｅｎｅｗｏｕｄｓｅｗｅｇ １ 5621 ＢＡ Ｅｉｎｄｈｏｖｅｎ Ｔｈｅ Ｎｅｔｈｅｒｌａｎｄｓ (72)発明者 中川 俊之 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内 (72)発明者 新福 吉秀 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内 (72)発明者 楢原 立也 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内 (72)発明者 中村 耕介 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内 (72)発明者 ケース・エイ・スハウハーメル・イミンク オランダ アイントホーフェン市 エイ・ エイ5656 ホルスト教授通り４（ダブリュ ー・ワイ61） 株式会社オランダ・フィリ ップス企業グループフィリップス中央研究 所内 (72)発明者 ジー・ジェイ・バン・デン・エンデン オランダ アイントホーフェン市 エイ・ エイ5656 ホルスト教授通り４（ダブリュ ー・ワイ61） 株式会社オランダ・フィリ ップス企業グループフィリップス中央研究 所内 (72)発明者 ジェイ・エイ・エッチ・エム・カールマン オランダ アイントホーフェン市 エイ・ エイ5656 ホルスト教授通り４（ダブリュ ー・ワイ61） 株式会社オランダ・フィリ ップス企業グループフィリップス中央研究 所内

Claims (31)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 基本データ長がｍビットのデータを、基
   本符号長がｎビットの可変長符号（ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；
   ｒ）に変換する変調装置において、 入力されたデータを、変換テーブルに従って、符号に変
   換する変換手段を備え、 前記変換テーブルの変換コードは、 ｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、 データ列の要素内の「１」の個数を２で割った時の余り
   と、変換される符号語列の要素内の「１」の個数を２で
   割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致するよ
   うな変換規則と、 最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する第１の置
   き換えコードと、 ラン長制限を守るための第２の置き換えコードとを有す
   ることを特徴とする変調装置。
2. 【請求項２】 拘束長ｉ＝１における前記基礎コードを
   構成するデータ列と符号語列の対の数は、2^m = 2^2 =
   4よりも少ないことを特徴とする請求項１に記載の変調
   装置。
3. 【請求項３】 前記変換テーブルの基礎コードは、可変
   長構造を有することを特徴とする請求項１に記載の変調
   装置。
4. 【請求項４】 前記変換テーブルの基礎コードは、不確
   定符号を含み、前記不確定符号は、直前または直後の符
   号語が「１」のとき「０」となり、「０」のとき「１」
   となる記号を＊とするとき、「０００」または「１０
   １」となる符号「＊０＊」を含むことを特徴とする請求
   項１に記載の変調装置。
5. 【請求項５】 前記変換テーブルの変換コードは、直後
   の符号語列、または、直後に続くデータ列を参照して決
   定するコードを含むことを特徴とする請求項１に記載の
   変調装置。
6. 【請求項６】 前記参照する直後の符号語列は、特定の
   １種類の符号語列とすることを特徴とする請求項５に記
   載の変調装置。
7. 【請求項７】 前記直後の符号語列、または、直後に続
   くデータ列を参照して決定する変換コードは、前記第１
   または第２の置き換えコードであることを特徴とする請
   求項５に記載の変調装置。
8. 【請求項８】 拘束長ｉが１である場合における前記基
   礎コードを構成するデータ列と符号語列の対の数は、2^
   m = 2^2 = 4に等しいことを特徴とする請求項１に記載
   の変調装置。
9. 【請求項９】 拘束長ｉが２以上の場合の前記変換コー
   ドは、すべて前記第１または第２の置き換えコードであ
   ることを特徴とする請求項１に記載の変調装置。
10. 【請求項１０】 前記置き換えコードは、拘束長ｉが２
    の場合の変換コードは、最小ランｄ＝１を守るコードで
    あることを特徴とする請求項１に記載の変調装置。
11. 【請求項１１】 前記変換テーブルの変換コードは、直
    前の符号語列を参照して決定するコードを含むことを特
    徴とする請求項１０に記載の変調装置。
12. 【請求項１２】 前記変換テーブルの変換コードとして
    存在しないユニークなパターンを含む同期信号を、前記
    符号語列の任意の位置に挿入する挿入手段をさらに備え
    ることを特徴とする請求項１に記載の変調装置。
13. 【請求項１３】 前記同期信号に用いられるユニークな
    パターンは、最大ランｋを破るパターンであることを特
    徴とする請求項１２に記載の変調装置。
14. 【請求項１４】 前記同期信号に用いられるユニークな
    パターンは、最小ランｄを守るパターンであることを特
    徴とする請求項１２に記載の変調装置。
15. 【請求項１５】 前記同期信号は、先頭の１符号語が、
    直前までのデータを変換した符号語との接続ビットであ
    り、２番目の符号語が、最小ランｄを守るためのビット
    であり、３番目の符号語から、前記同期信号としてユニ
    ークなパターンを構成することを特徴とする請求項１２
    に記載の変調装置。
16. 【請求項１６】 前記同期信号の大きさは、少なくとも
    １２符号語であることを特徴とする請求項１２に記載の
    変調装置。
17. 【請求項１７】 前記同期信号は、その大きさが、２１
    符号語以上のとき、最大ランｋ＝８のパターンを少なく
    とも２個含むことを特徴とする請求項１２に記載の変調
    装置。
18. 【請求項１８】 前記変換テーブルの変換コードは、符
    号を任意の位置において終端させるための終端コードを
    さらに有することを特徴とする請求項１２に記載の変調
    装置。
19. 【請求項１９】 前記終端コードは、前記データ列と符
    号語列の対の数が、2^m = 2^2 = 4 よりも少ない前記拘
    束長ｉの前記基礎コードに対応して規定され、かつ、デ
    ータ列の要素内の「１」の個数を２で割った時の余り
    と、変換される符号語列の要素内の「１」の個数を２で
    割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致するよ
    うな変換規則を有することを特徴とする請求項１８に記
    載の変調装置。
20. 【請求項２０】 前記終端コードを識別するために、前
    記同期信号パターンにおいて接続ビットとされた、先頭
    の１符号語ビットを、前記終端コードを用いたときには
    「１」とし、そうでないときは「０」とすることを特徴
    とする請求項１８に記載の変調装置。
21. 【請求項２１】 前記同期信号は、その先頭の３ビッ
    ト、及び、最後の３ビットが、データ列及び接続用の混
    合した接続ビットとされ、その間が、前記ユニークなパ
    ターンとされることを特徴とする請求項１２に記載の変
    調装置。
22. 【請求項２２】 前記同期信号の先頭の３ビットは、変
    換前のデータ語において、ｍビット単位で見て、先頭の
    １ビット目をデータ語に対応する値とし、次の２ビット
    目を前記同期信号を規定するために「１」とし、前記同
    期信号の最後の３ビットは、変換前のデータ語におい
    て、ｍビット単位で見て、先頭の１ビット目は同期信号
    を規定するために「０」とし、次の２ビット目をデータ
    語に対応する値とすることを特徴とする請求項１２に記
    載の変調装置。
23. 【請求項２３】 入力されたデータのDSVを制御して、
    前記変換手段に供給するDSV制御手段をさらに備えるこ
    とを特徴とする請求項１に記載の変調装置。
24. 【請求項２４】 前記変換手段は、 前記最小ランｄの連続を制限する前記第１の置き換えコ
    ードを検出する第１の検出手段と、 前記ラン長制限を守る前記第２の置き換えコードを検出
    する第２の検出手段とを備えることを特徴とする請求項
    １に記載の変調装置。
25. 【請求項２５】 基本データ長がｍビットのデータを、
    基本符号長がｎビットの可変長符号（ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；
    ｒ）に変換する変調装置の変調方法において、 入力されたデータを、変換テーブルに従って、符号に変
    換する変換ステップを含み、 前記変換テーブルの変換コードは、 ｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、 データ列の要素内の「１」の個数を２で割った時の余り
    と、変換される符号語列の要素内の「１」の個数を２で
    割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致するよ
    うな変換規則と、 最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する第１の置
    き換えコードと、 ラン長制限を守るための第２の置き換えコードとを有す
    ることを特徴とする変調方法。
26. 【請求項２６】 基本データ長がｍビットのデータを、
    基本符号長がｎビットの可変長符号（ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；
    ｒ）に変換する変調装置に、 入力されたデータを、変換テーブルに従って、符号に変
    換する変換ステップを含む処理を実行させるプログラム
    を提供する提供媒体であって、 前記変換テーブルの変換コードは、 ｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、 データ列の要素内の「１」の個数を２で割った時の余り
    と、変換される符号語列の要素内の「１」の個数を２で
    割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致するよ
    うな変換規則と、 最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する第１の置
    き換えコードと、 ラン長制限を守るための第２の置き換えコードとを有す
    ることを特徴とする提供媒体。
27. 【請求項２７】 基本符号長がｎビットの可変長符号
    （ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；ｒ）を、基本データ長がｍビットの
    データに変換する復調装置において、 入力された符号を、変換テーブルに従って、データに変
    換する変換手段を備え、 前記変換テーブルの変換コードは、 ｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、 データ列の要素内の「１」の個数を２で割った時の余り
    と、変換される符号語列の要素内の「１」の個数を２で
    割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致するよ
    うな変換規則と、 最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する第１の置
    き換えコードと、 ラン長制限を守るための第２の置き換えコードとを有す
    ることを特徴とする復調装置。
28. 【請求項２８】 所定の間隔で挿入された冗長ビットを
    除去する除去手段をさらに備えることを特徴とする請求
    項２７に記載の復調装置。
29. 【請求項２９】 前記冗長ビットは、DSV制御ビット、
    または同期信号であることを特徴とする請求項２８に記
    載の復調装置。
30. 【請求項３０】 基本符号長がｎビットの可変長符号
    （ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；ｒ）を、基本データ長がｍビットの
    データに変換する復調装置の復調方法において、 入力された符号を、変換テーブルに従って、データに変
    換する変換ステップを含み、 前記変換テーブルの変換コードは、 ｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、 データ列の要素内の「１」の個数を２で割った時の余り
    と、変換される符号語列の要素内の「１」の個数を２で
    割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致するよ
    うな変換規則と、 最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する第１の置
    き換えコードと、 ラン長制限を守るための第２の置き換えコードとを有す
    ることを特徴とする復調方法。
31. 【請求項３１】 基本符号長がｎビットの可変長符号
    （ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；ｒ）を、基本データ長がｍビットの
    データに変換する復調装置に、 入力された符号を、変換テーブルに従って、データに変
    換する変換ステップを含む処理を実行させるプログラム
    を提供する提供媒体であって、 前記変換テーブルの変換コードは、 ｄ＝１、ｋ＝７、ｍ＝２、ｎ＝３の基礎コードと、 データ列の要素内の「１」の個数を２で割った時の余り
    と、変換される符号語列の要素内の「１」の個数を２で
    割った時の余りが、どちらも１あるいは０で一致するよ
    うな変換規則と、 最小ランｄの連続を所定の回数以下に制限する第１の置
    き換えコードと、 ラン長制限を守るための第２の置き換えコードとを有す
    ることを特徴とする提供媒体。