JP2000149457A - 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、
前記置き換えコードは、置き換え制限が付け加えられて
おり、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、記録媒体にデータを高密度に記録する、あるいは高
密度にデーがが記録された記録媒体から再生する場合に
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。ブロッ
ク符号とは、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。また最小ランｄは、符号系列内
の連続する”１”の間に入る”０”の最小連続個数を示
し、最大ランｋは符号系列内の連続する”１”の間に入
る”０”の最大連続個数を示している。

【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、例えばコンパク
トディスク(ＣＤ)やミニディスク(ＭＤ)（商標）に記録
する場合、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(NonReturn t
o Zero Inverted)変調を行い、NRZI変調された可変長符
号(以下、記録波形列と称する)を記録するようにしてい
る。これをマークエッジ記録ともいう。これに対して、
ISO規格の3.5inch・230MB容量の光磁気ディスク等で
は、記録変調された符号列が、NRZI変調されずに、その
まま記録される。これをマークポジション記録と言う。
現在のように高記録密度化された記録メディアでは、マ
ークエッジ記録が用いられる場合が多い。

【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、線速方向に高密度記
録を行うためには、最小反転間隔Ｔminは長い方が良
く、換言すると、最小ランｄは大きい方が良い。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
が良く、換言すれば、最大ランｋは小さい方が良い。オ
ーバーライト特性を考慮する場合、Ｔmax/Ｔminが小さ
い方が望ましい。さらに、JitterやS/Nの点から、検出
窓幅Ｔw=m/nが大きいことが重要になるなど、メディア
（記録媒体）の条件と照らし合わせながら種々の変調方
法が提案され、実用化されている。

【０００６】ここで具体的に、光ディスク、磁気ディス
ク、または光磁気ディスク等において、提案されたり、
あるいは実際に使用されている変調方式について説明す
る。ＣＤやＭＤで用いられるEFM（Eight to Fourteen M
odulation）符号((2,10;8,17;1)とも表記される)、DVD
（Digital Video Disc）で用いられる8-16符号((2,10;
1,2;1)とも表記される)、またはＰＤ(Phase Change Opt
ical Disk;120mm、650MB容量)で用いられるRLL（Run Len
gth Limited code）(2,7)((2,7;m,n;r)とも表記される)
は、最小ランd=2のRLL符号である。

【０００７】また、ISO規格の3.5inchＭＯ(Magneto Opt
ical;640MB容量)で用いられるRLL(1,7)((1,7;2,3;r)と
も表記される）は最小ランd=1のRLL符号であり、この他
にも、記録密度の高い光ディスクや光磁気ディスク等の
記録再生ディスク装置では、最小マークの大きさや、変
換効率のバランスの取れた、最小ランd=1のRLL符号が用
いられている。

【０００８】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。

【０００９】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、
次に続くチャネルビットが”１”であるときに”０”と
される（以下、同様）。最大拘束長ｒは２である。

【００１０】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、（ｍ／
ｎ）×２で表される最小反転間隔Ｔminは、1.33(=(2/3)
×2)Ｔdataとなる。また、(ｋ＋１)Ｔで表される最大反
転間隔Ｔmax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。

【００１１】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Ｔ
minである２Ｔが一番多く、以下３Ｔ，４Ｔと続く。２
Ｔ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。

【００１２】ところが、さらに線記録密度を高くしてい
くと、今度は逆に、短いマークが問題となる。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る。なぜならば、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。また高記録密度において、最小マーク（２
Ｔ）の連続した記録はノイズ等の外乱の影響も受け易く
なる。従って、このようなパターン列は、データ再生時
に誤りを起こり易くなる。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、エラー伝搬長が
長くなってしまうことになる。

【００１３】一方、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、その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、これらの変調符号に
低域成分が含まれていると、例えば、ディスク装置のサ
ーボ制御におけるトラッキングエラーなど、各種のエラ
ー信号に変動が生じ易くなったり、あるいはジッタが発
生し易くなったりする。従って、変調符号は、低域成分
がなるべく抑制されている方が望ましい。

【００１４】低域成分を抑制する方法として、DSV(Digi
tal Sum Value)制御がある。DSVとは、チャネルビット
列をNRZI化（レベル符号化）して記録符号列とし、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総
和を意味する。DSVは記録符号列の低域成分の目安とな
り、DSVの正負のゆれ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、記録符号列の直流成分を
除き、低域成分を抑制することになる。

【００１５】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D
SV制御ビットを符号化列（チャネルビット列）内に挿入
することで実現される。

【００１６】しかしながら、DSV制御ビットは冗長ビッ
トであるから、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く、また、挿入されるDS
V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。これは、（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】そこで本出願人は、例えば、先に出願した
特願平１０−１５０２８０号において、(d,k)=(1,7)
で、さらに高記録密度に対応した変調方式として、表２
の１，７ＰＰ符号を提案している。 ＜表２＞ １，７ＰＰ（１，７；２，３；４） 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 channtl 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. ＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿

【００１８】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。

【００１９】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。例えば、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。

【００２０】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）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。

【００２１】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。

【００２２】さらに表２の変換テーブルは、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（００００
１０００）は、符号語”０００１００１００１００”に
変換され、データ（００００００００）は、符号語”０
１０１００１００１００”に変換されるようになされて
いる。そして、この場合においても、最小ランｄ＝１は
守られている。

【００２３】ところで、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 １０
０ １００”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、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。

【００２４】次に、DSV制御を行う方法について述べ
る。表１のRLL(1,7)符号のような、変換テーブルにDSV
制御が行われていない場合における、従来のDSV制御の
方法の一例としては、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
少なくとも（ｄ＋１）ビットだけ付加することで行われ
た。

【００２５】表２のような変換テーブルにおいては、デ
ータ列と、変換される符号語列の関係を生かし、効率良
くDSV制御を行うことができる。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。

【００２６】例えば、表２において、データ変換する３
ビットが（００１）と続いたときに、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 ０１０ ０００ ０１１
１１１ ００１１ ０１０ １００ ０１１
０００ 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。

【００２７】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。一方、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、この時、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
のDSV制御と比較すると、冗長度がより大きくなってし
まう。換言すれば、表２のテーブル構造を持つ時、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。

【００２８】ところで一般的に、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。

【００２９】表１と表２を比較すると、表１のRLL(1,7)
符号では最大拘束長ｒは２であるのに対して、表２の1,
7PP符号では最大拘束長ｒは４と大きく、ビットシフト
に対する復調エラー伝搬の最悪伝搬長は、表１では２バ
イトであるが、表２では３バイトである。1,7PP符号
は、高記録密度に対応した(d,k)=(1,7)符号であり、コ
ンパクトな構成であるが、それでもエラー伝搬特性につ
いては従来のRLL(1,7)符号より不利であった。

【００３０】

【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
かった。また、(1,7;2,3)符号においてDSV制御を行うに
は冗長ビットを挟む必要があったが、なるべくこの冗長
ビットを少なくする必要性があった。このような状況を
元に、上述したように最小ラン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1,7
PP符号が開発されが、その1,7PP符号は簡単な構造の変
換テーブルを持つにもかかわらず、従来RLL(1,7)符号よ
りも長いエラー伝搬特性を持っていた。

【００３１】本発明はこのような状況に鑑みてなされた
ものであり、長いエラー伝搬を発生しやすい変換コード
の発生回数を制限するテーブルを用い、さらに長いエラ
ー伝搬を発生しやすいようなパターンの発生する回数を
制限するテーブルを用いることにより、長いエラー伝搬
を発生させないようにするものである。

【００３２】

【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、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、第１の置き換えコ
ードと第２の置き換えコードとは異なる基礎コードとを
有し、第１の置き換えコード、または第２の置き換えコ
ードは、置き換え制限が加えられていることを特徴とす
る。

【００３３】請求項６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、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、第１の置き換えコードと第２の
置き換えコードとは異なる基礎コードとを有し、第１の
置き換えコード、または第２の置き換えコードは、置き
換え制限が加えられていることを特徴とする。

【００３４】請求項７に記載の提供媒体は、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、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、第１の置き換えコードと第２
の置き換えコードとは異なる基礎コードとを有し、第１
の置き換えコード、または第２の置き換えコードは、置
き換え制限が加えられていることを特徴とする。

【００３５】請求項８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、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、第１の置き換えコードと第２の置き
換えコードとは異なる基礎コードとを有し、第１の置き
換えコード、または第２の置き換えコードは、置き換え
制限が加えられていることを特徴とする。

【００３６】請求項９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、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、第１の置き換えコードと第２の
置き換えコードとは異なる基礎コードとを有し、第１の
置き換えコード、または第２の置き換えコードは、置き
換え制限が加えられていることを特徴とする。

【００３７】請求項１０に記載の提供媒体は、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、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、第１の置き換えコードと
第２の置き換えコードとは異なる基礎コードとを有し、
第１の置き換えコード、または第２の置き換えコード
は、置き換え制限が加えられていることを特徴とする。

【００３８】請求項１に記載の変調装置、請求項６に記
載の変調方法、および請求項７に記載の提供媒体におい
ては、入力されたデータが、変換テーブルに従って、符
号に変換され、その変換テーブルの変換コードは、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、第１の置き換えコードと第２
の置き換えコードとは異なる基礎コードとを有し、第１
の置き換えコード、または第２の置き換えコードは、置
き換え制限が加えられている。

【００３９】請求項８に記載の復調装置、請求項９に記
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、入力された符号が、変換テーブルに従って、デ
ータに変換され、変換テーブルの変換コードは、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、第１の置き換えコードと第２の
置き換えコードとは異なる基礎コードとを有し、第１の
置き換えコード、または第２の置き換えコードは、置き
換え制限が加えられている。

【００４０】

【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。

【００４１】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（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、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、第１
の置き換えコードと第２の置き換えコードとは異なる基
礎コードとを有し、第１の置き換えコード、または第２
の置き換えコードは、置き換え制限が加えられているこ
とを特徴とする。

【００４２】請求項８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（例えば、図６の復調部５３）を備え、変換テーブ
ルの変換コードは、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、第１
の置き換えコードと第２の置き換えコードとは異なる基
礎コードとを有し、第１の置き換えコード、または第２
の置き換えコードは、置き換え制限が加えられているこ
とを特徴とする。

【００４３】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、（０
０００１１）のように、（ ）で区切って表し、変換さ
れた後の「０」と「１」の並び（符号語列）を、”００
０１００１００”のように、” ”で区切って表す。

【００４４】以下の表は、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。

【００４５】表３の変換テーブルは、1,7PP符号であ
り、さらに、表２と比較すると最小ランの連続を制限す
る変換コードの発生回数を抑制するように、直前及び直
後の符号語列を参照することで、置き換え制限を行うも
のである。

【００４６】表３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)を持
つ。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３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、そのどちらかに変換される。例えば、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。

【００４７】表３の変換テーブルは、可変長構造を有し
ており、その基礎コードはｉ＝１乃至３まで持つ。ま
た、表３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（１１
０１１１）である場合、さらに直前と直後の符号語が参
照される。直前の符号語が、”０”であり、かつ、後ろ
に続く符号語列が”０１０”であった時、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、直前と直後の符号語列が上記
で示した場合でないとき、２ビット単位（（１１），
（０１），（１１））で符号語に変換され、符号語”＊
０＊ ０１０ ＊０＊”に変換される。これにより、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回までの最小ランの繰り返しとなる。

【００４８】表３の最小ランｄの連続を制限する置き換
えコードは、直前の符号語列と、直後の符号語列の両方
を参照して決定される。このうち、直前の符号語列は、
変換の際に参照されなくても最小ランｄの連続は６回ま
でに制限されるが、表３のようにされることにより、置
き換えコードの発生回数を減らすことができる。

【００４９】そして、表３に示した変換コードでは、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（０
０００１０００）は符号語”０００１００１００１０
０”に変換され、データ（００００００００）は符号
語”０１０１００１００１００”に変換される。なお、
この場合にも最小ランｄ＝１は守られている。

【００５０】また、表３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 １
００”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、”０１０
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。

【００５１】

【００５２】表４に示した変換テーブルは、1,7PP符号
であり、さらに、表２と比較すると最大ランを補償する
変換コードの発生回数を抑制するように、直後の符号語
列（データ列）を参照することで、置き換え制限を行て
いる。

【００５３】表４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
持つ。また、表４の変換テーブルは可変長構造を有して
いるので、基礎コードはｉ＝１乃至３までを持つ。ま
た、表４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（１１
０１１１）である場合、後ろに続く符号語列を参照し、
それが”０１０”であった時、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、直後の符号語列が上記でない場合、２ビット
単位（（１１），（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
の繰り返しとなる。

【００５４】そして、表４の変換テーブルにおいては、
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）であったとき、さらに、後ろに続
くデータ列を参照し、それが（０１）又は（００１）で
あった時、このデータ列は、符号語”０００１００１０
０１００”に変換される。またデータ（０００００００
０）は、さらに、後ろに続くデータ列が（０１）又は
（００１）であった時、符号語”０１０１００１００１
００”に変換される。なお、この場合にも、最小ランｄ
＝１は守られている。

【００５５】このことを換言すると、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）は、データの６ビットが
（００００１０）であり、さらに、後ろに続く符号語列
が、”０００”であった場合、このデータ列は、符号
語”０００１００１００１００”に変換される。また、
データの６ビットが（００００００）であり、さらに、
後ろに続く符号語列が”０００”であった場合、符号
語”０１０１００１００１００”に変換される。

【００５６】表４の、最大ランｋ＝７を実現する置き換
えコードは、データ列８ビットに加え、最大で３ビット
多く見て、合計データ列１１ビットが参照されて決定さ
れる。変換の際に、データ列８ビットまで参照するだけ
でも、最大ランｋ＝７は実現するが、表４に示したよう
にすることにより、置き換えコードの発生回数を減らす
ことが可能となる。

【００５７】また、表４の変換コードは、表３と同様
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
なるような変換規則を持っている。

【００５８】 ＜表５＞ 1,7PP-32 (plus *0*) データ列 符号列 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(next010/*0*) #00001000 000 100 100 100 #00000000 010 100 100 100 ＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿ if xx1 then *0* = 000 xx0 then *0* = 101 ______________________ *1. # 110111 + 01/001/00000 → 001 000 000 # 110111 + "010" → 001 000 000 # "*0*-010-101" + "010" → 001 000 000 ＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿ *2. # 110111 + 11/not(110111-01/00/11) → 001 000 000 # 110111 + "*0*" → 001 000 000 # "*0*-010-101" + "*0*" → 001 000 000

【００５９】表５の変換テーブルは、1,7PP符号であり
さらに、表２と比較すると最小ランの最も繰り返され
る、６回連続の発生する回数を抑制するように、２種類
の直後の符号語列を参照することで、置き換え制限が行
なわれている。

【００６０】表５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)をも
ち、可変長構造を有しているので、基礎コードはｉ＝１
乃至３までを持つ。また、表５の変換テーブルは、表３
や表４と同様に、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、後ろに続く符号語列を参照し、それが”０
１０”又は”＊０＊”であった時、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、上の２つの条件以外である場合、２ビ
ット単位（（１１），（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
小ランの繰り返しとなる。

【００６１】表５の最小ランｄの連続を制限する置き換
えコードは、２種類の直後の符号語列を参照して決定さ
れる。参照される２つの直後の符号語列のうち、片方
は、変換の際に参照しなくても最小ランｄの連続は６回
までに制限されるが、表５のような変換テーブルとする
ことにより、最小ランの６回連続する発生回数を減らす
ことが可能となる。

【００６２】そして、表５の変化コードは、表３や表４
と同様に、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。また、表
５の変換コードは、表３や表４と同様にデータ列の要素
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変換規則
を持っている。

【００６３】一般的に、最大拘束長ｒが大きいほど、ビ
ットシフト（再生時に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）
時の復調エラーの伝搬特性が悪くなる。これにより、拘
束長の大きいデータ変換の部分が、長い復調エラー伝搬
を発生させている場合が考えられる。すなわち、拘束長
の大きい変換の発生回数を少なくすることは、エラーの
伝搬特性が向上することになる。従って、表２にある1,
7PP符号は、表３や表４にあるような構造とすることに
より、エラー伝搬特性の向上が可能となる。また表５の
ように、最小ランの最も多く連続する、６回の発生回数
を減らすことによっても、長いエラー伝搬を減らすこと
になり、もって、エラー伝搬特性の向上が可能となる。

【００６４】表３乃至表５はそれぞれ独立であるから、
これらを複合させたテーブルを構成させることが出来
る。例えば、以下に示す表６は、表３と表４を組み合わ
せたものであり、拘束長の大きい変換である置き換えコ
ードの発生回数を、さらに減らすことが出来るような変
換コードを２つ持ったテーブルである。

【００６５】

【００６６】ところで、上記表３乃至表６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、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。

【００６７】以下の表７は、本発明の表３乃至表６にお
ける、同期信号及び終端テーブルの一例を示している。 ＜表７＞ Sync & Termination for 表３乃至表６ #01 000 000 001 (12 channtl bits) # = 0 not terminate case # = 1 terminate case ＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿ Termination table 00 000 0000 010 100

【００６８】例えば、任意の位置で同期信号を挿入する
際、まず直前と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すると、例えば、”＃
０１ ０００ ０００ ００１”となる。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が与えられ
る。すなわち、”１”と”１”の間に、”０”が８個連
続して並ぶ。

【００６９】そして表３乃至表６に適用できる終端用テ
ーブルは、表２と同様に実現出来き、その終端用テーブ
ルは表７のように、 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。

【００７０】この終端用テーブルにより、データ（０
０）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
期信号を挿入する際、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）ことを防ぐことが可能と
なる。

【００７１】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、用いない場合と
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。このようにすることにより、
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。

【００７２】以上のように終端用テーブルを与えれば、
同期信号パターンと合わせ、任意の位置で同期信号を挿
入した際も、終端させることができる。

【００７３】図１は、上述した変換テーブルを用いて変
調処理を行う変調装置の構成を示すブロック図である。
ここでは、データ列が表６に従って、可変長符号（ｄ，
ｋ；ｍ，ｎ；ｒ）＝（１，７；２，３；４）に変換され
る場合を例に挙げて説明する。

【００７４】変調装置１に入力されたデータ列は、DSV
制御ビットである「１」あるいは「０」を決定し、任意
の間隔で挿入するDSV制御ビット決定・挿入部１１に入
力される。ＤＳＶビット決定・挿入部１１から出力され
たデータは、変調部１２に入力され、変調処理が施され
て、NRZI化部１３に出力される。NRZI化部１３は、入力
されたデータを、記録符号列に変換する。タイミング管
理部１４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。

【００７５】図２は、変調装置１の他の構成例を示すブ
ロック図である。変調装置１に入力されたデータ列は、
DSV制御ビットである「１」あるいは「０」を、所定の
位置に挿入するコントロールビット挿入部２１に入力さ
れる。コントロールビット挿入部２１から出力されたデ
ータは、変調部１２に入力され、変調処理が施されて、
NRZI化してレベル符号化する、NRZI化部１３に出力され
る。NRZI化部１３から出力されたデータは、入力された
２通りのレベル符号列から、DSV制御された方を選択し
てこれを記録符号列とする、DSVビット決定部２２に入
力される。また、タイミング管理部１４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。

【００７６】図３は、変調部１２の構成例を示すブロッ
ク図である。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３２、置き換え制
限を含む最小ラン連続制限コード検出部３３、置き換え
制限を含むラン長制限補償コード検出部３４、および変
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。

【００７７】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。置き換え制限を含む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を検
出したとき、その拘束長を表す検出信号を拘束長判定部
３２に出力する。また、置き換え制限を含むラン長制限
補償コード検出部３４は、表６で示した最大ランを補償
する専用のコードを検出したとき、その拘束長を表す検
出信号を拘束長判定部３２に出力する。

【００７８】置き換え制限を含む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
るいは置き換え制限を含む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は、別の拘束長を判
定している場合があるが、置き換え制限を含む最小ラン
連続制限コード検出部３３、または置き換え制限を含む
ラン長制限補償コード検出部３４からの専用コードによ
る検出出力があれば、拘束長判定部３２は、そちらの出
力を優先させて拘束長を決定する。換言すれば、拘束長
判定部３２は、より大きい拘束長を選択する。

【００７９】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
する変換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
ーブルに変換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。

【００８０】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（ｉ
＝１乃至４）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。

【００８１】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。

【００８２】次に、変調部１２の動作について説明す
る。シフトレジスタ３１より、拘束長判定部３２、置き
換え制限を含む最小ラン連続制限コード検出部３３、置
き換え制限を含むラン長制限補償コード検出部３４、お
よび各変換部３５−１乃至３５−４に、変調部１２に入
力されたデータが３ビット単位で、それぞれの部が判定
等に必要なビット数だけ供給される。

【００８３】拘束長判定部３２は、例えば表６に示す変
換テーブルの基礎コード部分を内蔵しており、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。

【００８４】置き換え制限を含む最小ラン連続制限コー
ド検出部３３は、表６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６の場合、
データ（１１０１１１）と、直前の符号語”０”及び後
ろに続く符号語”０１０”を参照して、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。

【００８５】また、置き換え制限を含むラン長制限補償
コード検出部３４は、表６に示す変換テーブル中の、最
大ランを守る置き換えコード（表６の場合、データ（０
０００１０００−ｘ）および（００００００００−
ｘ）、ｘ：（０１）又は（００１））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。

【００８６】拘束長判定部３２は、置き換え制限を含む
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、その時、別の拘束長を判定
していたとしても、その拘束長を選択せず、置き換え制
限を含む最小ラン連続制限コード検出部３３の検出に対
応する拘束長ｉ（表６の例の場合ｉ＝３）を選択し、マ
ルチプレクサ３６に出力する。同様に拘束長判定部３２
は、置き換え制限を含むラン長制限補償コード検出部３
４から拘束長ｉ＝４の検出信号が入力された場合、その
時、別の拘束長を判定していたとしても、その拘束長を
選択せず、置き換え制限を含む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６の例の場合ｉ
＝４）を選択し、マルチプレクサ３６に出力する。

【００８７】このようにすることは、結局、置き換え制
限を含む最小ラン連続制限コード検出部３３、または置
き換え制限を含むラン長制限補償コード検出部３４にお
ける拘束長の判定結果と、拘束長判定部３２における拘
束長の判定結果が、それぞれ異なった場合には、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
を意味している。

【００８８】図４は、変調部１２の他の構成例を示すブ
ロック図である。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３２、最小ラ
ン・最大ラン補償コード検出部４１、最小ラン連続制限
コード検出部４２、直前・直後ビット参照部４３、およ
び、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供給する。

【００８９】最小ラン連続制限コード検出部４２、最小
ラン・最大ラン補償コード検出部４１は、置き換え制限
の付加されていない第１と第２の置き換えコード検出を
する。そして、直前・直後ビット参照部４３は、表６で
示した置き換え制限を付加する規則を与えており、直前
・直後ビット参照部４３から出力され、拘束長判定部３
２へ入力された信号は、図３で示した拘束長判定部３２
への信号と、同様の信号である。他の部分は、図３と同
様なので、その説明は省略する。

【００９０】次に、図５を参照し、図３に示した拘束長
判定部３２、置き換え制限を含む最小ラン連続制限コー
ド検出部３３、及び置き換え制限を含むラン長制限補償
コード検出部３４の動作を、具体例を上げて説明する。

【００９１】置き換え制限を含むラン長制限補償コード
検出部３４は、表６に示す変換テーブルの、（００００
１０００−ｘ）および（００００００００−ｘ）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
致した場合、さらに、次のデータを参照して、続くデー
タが（０１）又は（００１）であったとき、拘束長ｉ＝
４の検出信号を拘束長判定部３２に出力する。換言する
と、入力された６ビットのデータが（００００１０）と
（００００００）に一致した場合、その直後に続く符号
語列が”０００”であったときに、拘束長ｉ＝４の検出
信号を拘束長判定部３２に出力することになる。

【００９２】置き換え制限を含む最小ラン連続制限コー
ド検出部３３は、表６に示す変換テーブルの、データ
（１１０１１１）と直前の符号”０”と直後の符号”０
１０”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、その直前の符号語が”
０”であり、かつ、直後の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。そして、３符号語”０１０”の部分を、デー
タ変換前のデータ列で表せば、（０１），（００１）、
又は（０００００）となる。従って、置き換え制限を含
む最小ラン連続制限コード検出部３３は、直前符号”
０”＋（１１０１１１）＋（０１／００１／００００
０）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、直前の１符号の他に、直後の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、拘束長ｉ＝３の検出信号を拘束長判定部
３２に出力する。

【００９３】また拘束長判定部３２は、表６に示すテー
ブルの基礎コード部分を内蔵しており、入力された６ビ
ットのデータが、（００００１１），（００００１
０），（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），（０
０１０），（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。

【００９４】ところで、入力されたデータが、例えば
（００００１０）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、上記の６ビッ
トに加え、さらに続くデータが、（０００１）又は（０
０００１）であったとき、置き換え制限を含むラン長制
限補償コード検出部３４により、拘束長ｉ＝４と判定さ
れる。このような場合、置き換え制限を含むラン長制限
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。

【００９５】このようにして、表６のテーブルに従っ
て、最大拘束長である８ビットと、必要な場合は、直前
あるいは直後の符号語列が参照されて、全ての（１）と
（０）からなるデータ列より拘束長が決定される。

【００９６】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。

【００９７】なお、拘束長判定部３２は、図５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。

【００９８】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。

【００９９】マルチプレクサ３６は、拘束長判定部３３
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。

【０１００】ここで例えば、表６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
１ ０１ １１）が存在しないと仮定する。このときデー
タとして、（０１ １１ ０１ １１ ０１ １１ ０１ １
１ ０１）が入力されると、その変換処理は、データ
（０１）（１１）（０１）（１１）（０１）…の順に行
われ、”０１０ １０１ ０１０ １０１ ０１０ １０１
０１０ １０１ ０１０ ”という符号語列（チャネルビ
ット列）が生成される。

【０１０１】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、符号語列の”
１”において、その論理が反転するので、「０１１ ０
０１ １００ １１０ ０１１ ００１ １００…」とな
り、２Ｔの最小反転間隔がずっと連続することになる。
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である。

【０１０２】そこで表６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を、（１１ ０１ １１）
と規定すると、（０１ １１ ０１ １１ ０１ １１ ０１
１１ ０１）というデータ列のうち、最初のデータ（０
１）＋（１１ ０１ １１）＋（０１）が、「”０”＋
（１１ ０１ １１）＋”０１０”」に該当し、置き換え
変換され、（１１ ０１ １１）は、”００１ ０００ ０
００ ”となる。さらに、次のデータ（１１ ０１ １
１）＋（０１）と直前の符号語列”０”より、「”０”
＋（１１ ０１ １１）＋”０１０”」に該当し、置き換
え変換され、（１１ ０１ １１）は、”００１ ０００
０００ ”となる。結局、符号語列は、”０１０ ００１
０００ ０００ ０１０ ００１ ０００ ０００ ０１０
...”となり、最小ランの繰り返しが連続されるのが防
止される。従って、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り、かつ
上述した置き換え変換をした場合でも、最小ランおよび
最大ランは守られることになる。

【０１０３】上述した説明においては、変調部１２で表
６を用いた場合について説明したが、表３乃至表５を用
いて行うことも可能である。このような場合、図３で示
した変調部１２内の、置き換え制限を含む最小ラン連続
制限コード検出部３３と、置き換え制限を含むラン長制
限補償コード検出部３４の詳細を、それぞれ表３乃至表
５のいずれかに対応させればよい。

【０１０４】ところで、表３乃至表６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。例えば、表６の拘束長ｉ＝１部分の、 は、次のような配列となっても良い。 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。

【０１０５】この他にも、表３乃至表６の、データ列の
各要素の（１）と（０）を反転させても良い。すなわ
ち、 データ列 符号列 11 *0* 10 001 01 010 0011 010 100 0010 010 000 0001 000 100 が、次のようになっても良く、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で一致している。 データ列 符号列 00 *0* 01 001 10 010 1100 010 100 1101 010 000 1110 000 100

【０１０６】図６は、上述した処理により変調されたデ
ータを復調する復調装置５１の構成を示すブロック図で
ある。復調装置５１は、可変長符号（ｄ，ｋ；ｍ，ｎ；
ｒ）＝（１，７；２，３；４）を、表６の逆変換テーブ
ルを用いてデータ列に復調する。

【０１０７】復調装置５１は、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は、コン
パレートし、逆ＮＲＺＩ化して記録符号列から符号語列
に変換する、コンパレート・逆ＮＲＺＩ化部５２に入力
される。コンパレート・逆NRZI化部５２から出力された
信号は、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５３に入力される。復調部５３により復調
されたデータ列は、任意の間隔で挿入されているデータ
列内のDSV制御ビットを除去し、元のデータ列を復元す
るDSV制御ビット除去部５４に入力される。DSV制御ビッ
ト除去部５４から出力されたデータ列は、バッファ４４
に入力され、その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５
６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。

【０１０８】図７は、復調部５３の構成例を示すブロッ
ク図である。拘束長判定部６１は、コンパレート・逆Ｎ
ＲＺＩ化部５２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６２は、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を検出
し、それに対応する検出信号を拘束長判定部６１に送
る。さらに、ラン長制限補償コード検出部６３は、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
専用のコードを検出し、それに対応する検出信号を拘束
長判定部６１に送る。

【０１０９】逆変換部６４−１乃至６４−４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
するテーブルを有している。マルチプレクサ６５は、逆
変換部６４−１乃至６４−４からの出力のいずれかを、
拘束長判定部６１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。

【０１１０】次に図７に示した復調部５３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・逆ＮＲ
ＺＩ化部５２に入力され、コンパレートされる。さら
に、逆NRZI符号（”１”がエッジを示す符号）のデジタ
ル信号とされて、拘束長判定部６１に入力され、表６に
示す変換テーブル（逆変換テーブル）の基礎コード部分
に従って、拘束長の判定処理が行われる。拘束長判定部
６１の判定結果（拘束長）はマルチプレクサ６５に出力
される。

【０１１１】復調部５３に入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６２にも入力される。最
小ラン連続制限コード検出部６２は、表６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６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６１に出力する。ここ
で”not１００”とは、”１００”以外の符号語を意味
する。

【０１１２】さらに、入力されたデジタル信号は、ラン
長制限補償コード検出部６３にも入力される。ラン長制
限補償コード検出部６３は、表６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６の場合、符
号語列”０００ １００ １００ １００”及び”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
６１に出力する。

【０１１３】図８は、拘束長判定部６１、最小ラン連続
制限コード検出部６２、およびラン長制限補償コード検
出部６３の判定処理について説明する図である。すなわ
ち、ラン長制限補償コード検出部６３は、表６に示すテ
ーブルの、”０００ １００100 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６１に出力
する。

【０１１４】最小ラン連続制限コード検出部６２は、表
６に示すテーブルの”００１ ０００ ０００”の逆変換
部分を持ち、入力された１２ビットの符号語列が、”０
０１ ０００ ０００ 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６１に出力す
る。

【０１１５】また拘束長判定部６１は、表６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１
２ビットの符号語列が、”０００ １００ １００”，”
０００ １００ ０００ not１００”，”０１０ １００
１００”，あるいは”０１０ １００ ０００ not１０
０”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、”０１０ １００”，”０１
０ ０００ not１００”，あるいは”０００１００”の
いずれかに一致する場合、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６１は、拘束長ｉ＝１と判定する。

【０１１６】なお、拘束長判定部６１、最小ラン連続制
限コード検出部６２、及びラン長制限補償コード検出部
６３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。

【０１１７】拘束長を、その小さい方から、ｉ＝１，ｉ
＝２，ｉ＝３，ｉ＝４の順番で判定する場合に、入力さ
れた符号語列が例えば、”０００ １００ １００ １０
０”であるとき、拘束長判定部６１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、拘束長ｉ＝２、拘束長ｉ＝３、また
は拘束長ｉ＝４と、全ての拘束長ｉにあてはまることに
なる。このような場合、それぞれ判定された拘束長ｉか
ら最大のものを選択し、決定するようにすればよい。

【０１１８】逆変換部６４−１乃至６４−４のうち、例
えば、逆変換部６４−１には、アドレス”１０１”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”０１０”にデー
タ（０１）が、それぞれ書き込まれている。以下、逆変
換部６４−２乃至６４−４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６５に出
力する。

【０１１９】マルチプレクサ６５は、逆変換部６４−１
乃至６４−４より供給されたデータのいずれかを、拘束
長判定部６１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。

【０１２０】表６の逆変換テーブルを示すと、次の表８
のようになる。 ＜表８＞ 逆変換テーブル（１，７；２，３；４） 符号語列 復調データ列 i=4 : limits k to 7 000 100 100 100 00001000 010 100 100 100 00000000 i=3 : Prohibit Repeated Minimum Transition Runlength 001 000 000(not 100) 110111 ＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿＿ i=3 000 100 100 000011 000 100 000(not 100) 000010 010 100 100 000001 010 100 000(not 100) 000000 i=2 010 100 0011 010 000(not 100) 0010 000 100 0001 i=1 101 11 000 11 001 10 010 01

【０１２１】次に、図９のフローチャートを参照して、
DSV制御ビット除去部５４の動作について説明する。DSV
制御ビット除去部５４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５３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Ｓ３に
進み、復調部５３より入力されたデータが、そのままバ
ッファ５５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、ステップＳ４に進む。すなわ
ち、このような場合には、そのビットはバッファ５５に
出力されず、廃棄される。

【０１２２】次に、ステップＳ４において、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、全てのデータが処理
されたと判定された場合、このフローチャートの処理は
終了される。

【０１２３】以上のようにして、DSV制御ビット除去部
５４より出力されるデータは、DSV制御ビットが除去さ
れたデータである。このデータは、バッファ５５を介し
て出力される。

【０１２４】ところで、データ変調時に同期信号（Ｓｙ
ｎｃ）を挿入する場合の変調装置の構成例を図１０と図
１１に、復調装置の構成例を図１１に、それぞれ示す。
これらの実施の形態においても、データ列が表６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。

【０１２５】所定の間隔で同期信号を挿入する変調装置
７１においては、図１０に示すように、DSV制御ビット
決定・挿入部７２の出力は、変調部７３とSYNC決定部７
４に供給される。SYNC決定部７４には、変調部７３から
の出力も供給される。SYNC決定部７４は、これらの入力
された信号から同期信号を決定し、その出力をSYNC挿入
部７５に出力している。SYNC挿入部７５は、変調部７３
より入力される変調信号に、SYNC決定部７４より入力さ
れる同期信号を挿入し、NRZI化部７６に出力している。
その他の構成は、図１に示した変調装置１と同様である
ので、その説明は省略する。

【０１２６】SYNC決定部７４は、同期信号パターンを１
２符号語とするとき、同期信号を、”＃０１ ０００ ０
００ ００１”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、”＃”＝”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、”＃”＝”０”とされる。

【０１２７】変調部７３は、終端テーブルを用いた場
合、”＃”＝”１”を、用いない場合、”＃”＝”０”
を、SYNC決定部７４に出力する。SYNC決定部７４は、変
調部７３から、”＃”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SYNC挿入部７５に出力する。

【０１２８】SYNC挿入部７５は、SYNC決定部７４から出
力された同期信号を、変調部７３からの出力に挿入し、
NRZI化部７６に出力する。その他の動作は、図１に示し
た変調装置１と同様である。

【０１２９】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７３とSYNC決定部７
４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。

【０１３０】図１１は、他の変調装置７１の構成を示す
ブロック図である。変調装置７１に入力された信号は、
DSV制御ビットである「１」あるいは「０」をデータ列
の所定の位置に挿入するコントロールビット挿入部８１
に入力され、さらに２通りのデータ列を変調する変調部
７３に入力される。変調部７３からの出力は、所定の間
隔で同期信号を挿入する同期信号挿入部７５に入力さ
れ、さらに、NRZI化してレベル符号化する、NRZI化部７
６に入力される。そして、NRZI化部７６から出力された
信号は、２通りのレベル符号列から、DSV制御された方
を選択してこれを記録符号列とする、DSVビット・SYNC
決定部８２に入力される。また、変調装置７１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７７を備える。

【０１３１】そして、図１０または図１１に示した変調
装置７１の変調部７３は、例えば、表６によるデータ変
換の詳細を示した、図３または図４で示した変調部１２
と同様の構成で実現することが可能である。

【０１３２】図１２は、図１０または図１１の変調装置
７１により変調され、出力された符号を復調する復調装
置の構成例を示すブロック図である。所定の伝送経路を
介して、復調装置９１に入力された符号は、コンパレー
ト・逆ＮＲＺＩ化部９２に入力され、符号語列にされ
る。コンパレート・逆NRZI化部９２から出力された符号
語列は、復調部９３とSYNC識別部９４に入力される。SY
NC識別部９４は、入力された符号を用いて、同期信号を
識別し、識別信号を復調部９３とSYNC除去部９５に出力
する。SYNC除去部９５は、復調部９３から入力された復
調信号から、SYNC識別部９４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９６に出力する。

【０１３３】ＳＹＮＣ識別部９４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、SYNC識別部９４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９
３に出力する。復調部９３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６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９
３は、その直前の符号の復調には、表６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。

【０１３４】SYNC識別部９４は、同期信号を構成するビ
ットを識別する識別信号をSYNC除去部９５に出力する。
SYNC除去部９５は、復調部９３から出力されたデータか
ら、SYNC識別部９４から出力された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９６に出力する。

【０１３５】そして、図１２における復調装置９１の復
調部９３は、例えば、表６によるデータ変換の逆変換詳
細を示した、図７に示した復調部５３と同様の構成で実
現することが可能である。

【０１３６】ここで、実施の形態で説明した変換テーブ
ルを用いた変調結果を検証した結果を示す。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表６は、さらに、置き換
えコードの変換条件を付加し、復調エラー伝搬を低減さ
せる変換コードとなっている。シミュレーションは、従
来の表２に従った1,7PP符号と、本実施の形態を用いた
表６に従った1,7PP符号の比較を行った。

【０１３７】任意に作成したランダムデータ13,107,200
bitを、56data-bitおきにDSV制御ビットを1bitを挿入す
ることでDSV制御した後、表２または表６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。

【０１３８】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) run分布の数値 : (T_size[i] * (i) ) / (Sum) , i=2,3,4,,,10

【０１３９】以下に示す表９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。

【０１４０】Tminの連続する分布の数値： (Ren_cnt[i]
* (i) ) / T_size[2T], i=1,2,3,4...10

【０１４１】表９のRMTR(1)乃至RMTR(7)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 : 符号語列のDSV制御を行う過程において、DS
V値を計算したときのDSV値のプラス側のピーク及びマイ
ナス側のピークをいう。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１bitであるから、
冗長度は、1.75%( 1/(1+56))である。

【０１４２】

【０１４３】上述した結果より、従来の表２に従った1,
7PP符号と、本実施の形態の表６に従った1,7PP符号は、
それぞれ最小ランｄ＝１と最大ランｋ＝７、及び最小ラ
ンの連続は６回までに制限されていることが確認される
とともに、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（peak DSVの値が所定の範囲内に納
められている）ことが示された。また、表９より、表２
と表６のテーブルの違いによるラン分布及び、最小ラン
連続回数分布に特性の差がないことがわかった。

【０１４４】次に、復調のシミュレーション結果につい
て述べる。復調は、比較が可能なように表２と表６とも
に、同様な復調方法により行った。正常に復調が行われ
るのを確認するとともに、符号語列において任意にビッ
トシフトエラーを発生させ、この時の復調エラー伝搬特
性を調べた。復調エラー伝搬とは、符号語列内の一箇所
のビットシフトエラーに対し、復調時に何ビットだけエ
ラーを伝搬したかであり、これを８ビット単位とするこ
とでバイトエラーとした。

【０１４５】

【０１４６】表１０の結果より、表２と表６ともに1,7P
P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た。また、表６によ
る、置き換えコードの変換条件を付加し、復調エラー伝
搬を低減させる変換コードを与えたことによって、長い
エラー伝搬の発生率が15.0%から14.4%に減り、また平均
バイトエラー伝搬長も減少させることができた。

【０１４７】本実施の形態における、他の効果として、
表５の場合を考える。このテーブルを用いた場合は、平
均エラー伝搬長が減少すると同時に、RMTR特性を変化さ
せることができる。

【０１４８】 ＜表１１＞ *** 1,7PP comparison *** <表２> <表６> <表５> 従来1,7PP 新1,7PP 新1,7PP RMTR(1) 0.3837 0.3803 0.3886 RMTR(2) 0.3107 0.3032 0.3099 RMTR(3) 0.1738 0.1799 0.1839 RMTR(4) 0.0938 0.0968 0.0866 RMTR(5) 0.0299 0.0319 0.0261 RMTR(6) 0.0081 0.0079 0.0049 RMTR(7) ------ ------ ------ max-RMTR 6 6 6

【０１４９】表５は、長いRMTRの発生回数を少なくする
ことが出来るので、表９と同様なシミュレーションを行
うと、RMTRは最大６回までで同様でありながらさらに、
RMTR(4),RMTR(5),RMTR(6)といった大きい回数の発生頻
度が減少する。特に表１１より、最大のRMTR(6)の出現
確率が、0.008前後から0.005程度になり、約2/3に減少
させることが示された。

【０１５０】このように、大きなRMTRをさらに低下させ
ることによって、エラーが発生した時の長いエラー伝搬
を未然に防ぐことが出来ることになり、従ってエラー伝
搬値も向上することが期待できる。

【０１５１】1,7PP符号は、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させることができる。 （２） 信号レベルが小さい部分が減少し、ＡＧＣやＰ
ＬＬ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。

【０１５２】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。

【０１５３】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） テーブルをコンパクトにできる。

【０１５４】そして、本実施の形態において、復調時の
エラー伝搬長が長くなるという点を、エラー伝搬が大き
くなる変換コードの発生回数を減らすテーブル構造とす
ることにより、 （８） ビットシフト時の復調エラー伝搬を、表２の従
来の1,7PPよりも少なく できる。

【０１５５】なお、本明細書中において、上記処理を実
行するコンピュータプログラムをユーザに提供する提供
媒体には、磁気ディスク、CD-ROMなどの情報記録媒体の
他、インターネット、デジタル衛星などのネットワーク
による伝送媒体も含まれる。

【０１５６】

【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６に記載の変調方法、請求項７に記載の提供
媒体、請求項８に記載の復調装置、請求項９に記載の復
調方法、および請求項１０に記載の提供媒体によれば、
入力されたデータが、変換テーブルに従って、符号に変
換され、その変換テーブルの変換コードは、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、第１の置き換えコードと第２の置き
換えコードとは異なる基礎コードとを有し、第１の置き
換えコード、または第２の置き換えコードは、置き換え
制限が加えられているので、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る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を適用した変調装置の一実施の形態の構
成を示すブロック図である。

【図２】変調装置の他の構成を示すブロック図である。

【図３】変調部の構成を示すブロック図である。

【図４】変調部の他の構成を示すブロック図である。

【図５】変調について説明する図である。

【図６】復調装置の構成を示すブロック図である。

【図７】復調部の構成を示すブロック図である。

【図８】復調について説明する図である。

【図９】DSV制御ビットの除去処理を説明するフローチ
ャートである。

【図１０】変調装置の他の構成を示すブロック図であ
る。

【図１１】変調装置のさらに他の構成を示すブロック図
である。

【図１２】復調装置の他の構成を示すブロック図であ
る。

【符号の説明】

１１ DSVビット決定・挿入部， １２ 変調部， １
３ NRZI化部， １４タイミング管理部， ２１ コン
トロールビット挿入部， ２２ DSVビット決定部，
３２ 拘束長判定部， ３３ 置き換え制限を含む最小
ラン連続制限コード検出部， ３４ 置き換え制限を含
むラン長制限補償コード検出部， ４１ 最小ラン・最
大ラン補償コード検出部， ４２ 最小ラン連続制限コ
ード検出部， ４３ 直前・直後ビット参照部， ５２
コンパレート・逆NRZI化部，５３ 復調部， ５４
DSV制御ビット除去部， ６１ 拘束長判定部， ６２
最小ラン連続制限コード検出部， ６３ ラン長制限
補償コード検出部

Claims (10)

【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、 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、 前記第１の置き換えコードと前記第２の置き換えコード
   とは異なる基礎コードとを有し、 前記第１の置き換えコード、または前記第２の置き換え
   コードは、置き換え制限が加えられていることを特徴と
   する変調装置。
2. 【請求項２】 前記第１の置き換えコード、または前記
   第２の置き換えコードに加えられる置き換え制限は、直
   前または直後の符号語列の少なくとも一方が参照されて
   行われる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】 前記第１の置き換えコード、または前記
   第２の置き換えコードに加えられる置き換え制限は、直
   前の符号語列または直後のデータ列の少なくとも一方が
   参照されて行われ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】 前記入力されたデータの変調符号より得
   られた符号語列の同期信号を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。
5. 【請求項５】 前記挿入手段は、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、 前記第２の置き換えコードを検出する第２の検出手段と
   をさらに備えることを特徴とする請求項４に記載の変調
   装置。
6. 【請求項６】 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、 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、 前記第１の置き換えコードと前記第２の置き換えコード
   とは異なる基礎コードとを有し、 前記第１の置き換えコード、または前記第２の置き換え
   コードは、置き換え制限が加えられていることを特徴と
   する変調方法。
7. 【請求項７】 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変調装置に実行させる
   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、 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、 前記第１の置き換えコードと前記第２の置き換えコード
   とは異なる基礎コードとを有し、 前記第１の置き換えコード、または前記第２の置き換え
   コードは、置き換え制限が加えられていることを特徴と
   する提供媒体。
8. 【請求項８】 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、 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、 前記第１の置き換えコードと前記第２の置き換えコード
   とは異なる基礎コードとを有し、 前記第１の置き換えコード、または前記第２の置き換え
   コードは、置き換え制限が加えられていることを特徴と
   する復調装置。
9. 【請求項９】 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、 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、 前記第１の置き換えコードと前記第２の置き換えコード
   とは異なる基礎コードとを有し、 前記第１の置き換えコード、または前記第２の置き換え
   コードは、置き換え制限が加えられていることを特徴と
   する復調方法。
10. 【請求項１０】 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復調装置に実行させる
    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、 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、 前記第１の置き換えコードと前記第２の置き換えコード
    とは異なる基礎コードとを有し、 前記第１の置き換えコード、または前記第２の置き換え
    コードは、置き換え制限が加えられていることを特徴と
    する提供媒体。