(57)【要約】【課題】列挙法に基づく固定長のラン長制限符号を用いる場合において、最長ラン長制限を満たす固定長チャネルビットワードを簡易な構成により発生させる技術を提供する。【解決手段】本発明に係るチャネルビットワード処理器は、ラン長制限符号における最長ラン長制限を満たすユーザビットワードと満たさないユーザビットワードとの間の差分を記述した回避リストを備え、ユーザビットワードが最長ラン長制限を満たさない場合は、前記差分を加算した後のユーザビットワードを用いてチャネルビットワードを生成する。【選択図】図２
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【特許請求の範囲】
【請求項１】
列挙法に基づく固定長のラン長制限符号を用いたチャネルビットワードを処理するチャネルビットワード処理器であって、
ユーザビットワードを用いて前記チャネルビットワードを生成するチャネルビットワード生成器、
ラン長制限符号における最長ラン長制限を満たす前記ユーザビットワードの識別番号と満たさない前記ユーザビットワードの識別番号との間の差分を記述した回避リスト、
前記ユーザビットワードに前記回避リストが記述している前記差分を加算する加算器、
を備え、
前記チャネルビットワード生成器は、前記ユーザビットワードが前記最長ラン長制限を満たさない場合は、前記加算器が前記差分を加算した後の識別番号に対応する前記ユーザビットワードを用いて前記チャネルビットワードを生成する
ことを特徴とするチャネルビットワード処理器。
【請求項２】
前記回避リストは、同一の前記差分を適用すべき１以上の前記ユーザビットワードを特定する識別値を保持しており、
前記チャネルビットワード生成器は、前記回避リストが保持している前記識別値にしたがって、前記ユーザビットワードに対して適用すべき前記差分を特定し、その特定した差分を前記ユーザビットワードに対して適用する
ことを特徴とする請求項１記載のチャネルビットワード処理器。
【請求項３】
前記識別値は、同一の前記差分を適用すべき１以上の前記ユーザビットワードのうち識別番号が最小のものを特定する最小ユーザビットワード識別値と、前記最小ユーザビットワード識別値に対応する前記差分との組み合わせによって構成されており、
前記チャネルビットワード生成器は、前記ユーザビットワードの識別番号と前記最小ユーザビットワード識別値を比較することにより、前記ユーザビットワードに対して適用すべき前記差分を特定し、その特定した差分を前記ユーザビットワードに対して適用する
ことを特徴とする請求項２記載のチャネルビットワード処理器。
【請求項４】
前記チャネルビットワード処理器は、前記チャネルビットワードをユーザビットワードに復調するチャネルビットワード復調器を備え、
前記チャネルビットワーク復調器は、前記加算器が前記差分を減算した後の前記チャネルビットワードを用いてユーザビットワードを復調する
ことを特徴とする請求項１記載のチャネルビットワード処理器。
【請求項５】
列挙法に基づく固定長のラン長制限符号を用いたチャネルビットワードと前記チャネルビットワード間の固定接続ワードとによって構成されたビットフレームをＰＲＭＬ法によって復号するＰＲＭＬ復号器であって、
前記ビットフレーム内に含まれるフレームシンクマークを検出するシンク検出器、
ＰＲＭＬ復号におけるパスメトリックを演算するＡＣＳユニット、
前記シンク検出器が前記フレームシンクマークを検出してから前記ＡＣＳユニットの動作を変更する必要があるＡＣＳユニット制御期間が出現するまでの時間をカウントするカウンタ、
を備え、
前記ＡＣＳユニットは、前記カウンタによるカウント結果に基づき前記ＡＣＳユニット制御期間を特定し、その特定した前記ＡＣＳユニット制御期間においては、前時刻までのパスメトリックに基づき列挙したブランチメトリックを用いてパスメトリックを演算することに代えて前記固定接続ワードの値から導かれるブランチメトリックを用いてパスメトリックを演算する
ことを特徴とするＰＲＭＬ復号器。
【請求項６】
前記ＡＣＳユニットは、前記ＡＣＳユニット制御期間において、前記固定接続ワードに対応する状態値を無効にするとともに、前記無効にした状態値から派生するブランチを無効にすることにより、前記固定接続ワードの値から導かれるブランチメトリックを用いる
ことを特徴とする請求項５記載のＰＲＭＬ復号器。
【請求項７】
前記固定接続ワード内の所定位置のビット値は、ＮＲＺ系列における”１”である
ことを特徴とする請求項５記載のＰＲＭＬ復号器。
【請求項８】
前記固定接続ワード内の所定位置のビット値は、ＮＲＺ系列における”０”である
ことを特徴とする請求項５記載のＰＲＭＬ復号器。
【請求項９】
請求項１記載のチャネルビットワード処理器を備えることを特徴とする光情報記録再生装置。
【請求項１０】
請求項４記載のチャネルビットワード処理器を備えることを特徴とする光情報記録再生装置。
【請求項１１】
請求項５記載のＰＲＭＬ復号器を備えることを特徴とする光情報記録再生装置。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明は、光を用いて情報を記録する技術に関する。
【背景技術】
【０００２】
以下の説明における用語の一部は、Ｂｌｕ−ｒａｙ  Ｄｉｓｃ（ＢＤ）において使用される表現を用いている。これらは、ＢＤ以外のシステムにおいては別の呼称が用いられる場合があるが、当業者であれば容易に読み替えることができるため、以下ではＢＤシステムにおける用語を用いて説明する。
【０００３】
光ディスクの記録容量の拡大は、光源の短波長化と対物レンズの開口数（ＮＡ）の増大に加えてディスク１枚当たりの記録層数を増やすことにより、主に実現されてきた。ＢＤにおいては、青色半導体レーザと、ＮＡが０．８５の高ＮＡ対物レンズを用いて、２層で５０ＧＢの記録容量を実現している。しかし、記録再生光の短波化や対物レンズの高ＮＡ化は限界に近い状況にある。
【０００４】
かかる状況下で、光ディスク記録容量の更なる大容量化を図る方法として、チャネルビット長を単純に縮小することにより線記録密度を向上させ、面記録容量を増やすことが考えられる。これと併せて記録層の数を３〜４に増やすことにより、１００ＧＢ以上の記録容量を有するＢＤＸＬの実用化に至った。しかし、この方法では符号間干渉が強まり、短いマークまたはスペースの分解能が減少する。ＢＤＸＬでは最短マークおよびスペースの分解能は０となっている。ここから更にチャネルビット長を短縮していくと、２番目に短いマークおよびスペースの分解能も０となり、ＰＲＭＬ法による復号処理が破綻することは、当業者であれば容易に理解できる。すなわち、この方法による大幅な記録密度向上は限界がある。
【０００５】
光ディスクの記録容量を増やすもう１つの方法として符号変調がある。その１種は、既にＢＤなどにおいて使用されている。符号変調は、いくつかの効果を発揮することを期待できる。その中でも線記録密度向上効果は最も期待されるものの１つである。この目的のために用いられるものとして、ラン長制限符号が知られている。
【０００６】
光ディスクにおいては、記録媒体の物理的な分解能よりも再生に用いる光スポット直径の方が遥かに大きい。そのため、記録するバイナリデータ（本明細書中ではユーザデータと呼ぶ）をそのまま記録マークの有無に対応させて記録した場合、記録するビット間隔が光スポットの直径よりも小さくなる可能性がある。このとき、隣接ビットとの間の符号間干渉により急激に符号判別が困難になる。その結果、記録媒体の分解能を有効に利用できない。
【０００７】
これに対しラン長制限符号においては、ユーザデータを一旦マークおよびスペースの長さで表現される符号列に変換してから記録する。マークおよびスペースの長さ単位（チャネルビット長）を光スポット系よりも小さくとったとしても、再生時に時間軸上でマークおよびスペースの長さを判別することができる。ただし、最短マークおよびスペースは、十分な分解能で再生できるように２チャネルビット以上の長さを持つものとする。この様にすることにより、同じ空間分解能を有する光学系を用いてもより高い線記録密度を実現することができる。
【０００８】
ラン長制限符号を用いて情報を記録する場合、記録マークおよびスペースの両方の長さについて論じるのが本来正しい。しかし以下においては、記録マークとスペースを同列に扱う場合には、表現の簡単化のため混乱を生じない範囲でマークに関してのみ説明することにする。例えば、「最短マークの分解能」という表現は、「最短マークおよびスペースの分解能」を意味する。
【０００９】
ラン長制限符号には、主に２つの系統のものが知られている。１つは列挙法に基づく固定長符号であり、もう１つは可変長符号である。今日、代表的な光ディスクであるＢＤにおいて使用されているラン長制限符号は、最短ラン長が１の可変長符号であり、符号変調無しの場合と比べて４／３倍の線記録密度を実現している。
【００１０】
最短ラン長制限を満たしつつ、ユーザビットワードに対応する固定長チャネルビットワードを発生させるためのアルゴリズムとして、下記非特許文献１に記載のものがある。当業者であれば、このアルゴリズムは容易に理解できるので、ここでは詳述しない。このアルゴリズムによれば、与えられた固定長ユーザビットワードから算術的に固定長チャネルビットワードを求めることができる（チャネルビットワード発生）。同様に、簡単な算術によりチャネルビットワードからそれに対応するユーザデータワードを求めることができる（チャネルビットワード復調）。
【先行技術文献】
【非特許文献】
【００１１】
【非特許文献１】IEEE TRANSACTIONS ON INFORMATION THEORY, VOL. 43, NO. 5, SEPTEMBER 1997
【発明の概要】
【発明が解決しようとする課題】
【００１２】
上記非特許文献１に記載されている方法は、最短ラン長制限を満たす固定長チャネルビットワードを発生させることはできるものの、最長ラン長制限を満たす固定長チャネルビットワードを発生させることは困難である。
【００１３】
本発明は、上記課題に鑑みてなされたものであり、列挙法に基づく固定長のラン長制限符号を用いる場合において、最長ラン長制限を満たす固定長チャネルビットワードを簡易な構成により発生させる技術を提供することを目的とする。
【課題を解決するための手段】
【００１４】
本発明に係るチャネルビットワード処理器は、ラン長制限符号における最長ラン長制限を満たすユーザビットワードと満たさないユーザビットワードとの間の差分を記述した回避リストを備え、ユーザビットワードが最長ラン長制限を満たさない場合は、前記差分を加算した後のユーザビットワードを用いてチャネルビットワードを生成する。
【発明の効果】
【００１５】
本発明に係るチャネルビットワード処理器によれば、最長ラン長制限を満たす固定長チャネルビットワードを簡易な構成により発生させることができる。
【図面の簡単な説明】
【００１６】
【図１】実施形態１に係るチャネルビットワード処理器３０のブロック図である。
【図２】回避リスト３５の構成とデータ例を示す図である。
【図３】チャネルビットワード処理器３０がチャネルビットワードｃからユーザビットワードｕを復調する処理を実施するブロック図である。
【図４】ｄ＝１，２，３，４それぞれの場合における最大のＥを示すグラフである。
【図５】再生シミュレーションによって観測されたバーストエラーの例を示す。
【図６】図５に示す（４，２１）ＰＰを用いたシミュレーションによって観測されたバーストエラー内に含まれるエッジ数の出現頻度をグラフにしたものである。
【図７】データの記録再生過程を図示したものである。
【図８】符号変調および復調の過程を示す図である。
【図９】バーストエラーが発生し易いパターンがチャネルワード境界近傍に存在するビットパターン例を示す。
【図１０】接続ワードとして常に“１”を使用した場合のフレーム構成例を示す。
【図１１】ＰＲＭＬ法による復号過程を説明するトレリス線図である。
【図１２】実施形態２に係るＰＲＭＬ復号器７０のブロック図である。
【図１３】チャネルビットワード境界におけるエラー伝搬が阻止された例のシミュレーション結果を示したものである。
【図１４】拘束長５で最短ラン長が１の場合における固定接続ワード近傍におけるＰＲＭＬ復号器７０のトレリス線図を示す。
【図１５】別の接続ワードを用いたフレーム構成例を示す図である。
【図１６】拘束長５、最短ラン長１、接続ワードとしてゼロユニット６１を用いた場合におけるＰＲＭＬ復号器７０のトレリス線図を示す。
【図１７】チャネルビットワード境界におけるエラー伝搬が阻止された例のシミュレーション結果を示したものである。
【図１８】実施形態３に係る光ディスク装置１００の構成図である。
【発明を実施するための形態】
【００１７】
＜実施の形態１＞
本発明の実施形態１では、列挙法に基づく固定長のラン長制限符号を用いる場合において、最長ラン長制限を満たす固定長チャネルビットワードを発生させるチャネルビットワード処理器について説明する。まず初めに本実施形態１における基本的な考え方について説明し、その後に本実施形態１に係るチャネルビットワード処理器３０の具体的な構成について説明する。
【００１８】
ユーザビットワード集合の要素をｕ（ｉ）（ｉ＝０，１，２，・・・，２ｎ−１：ユーザビットワード番号）と仮定し、非特許文献１に記載されている方法により求められるチャネルビットワードの要素をｃ（ｉ）と仮定する。ｃ（ｐ）が最長ラン長制限を満たさないビットパターンであるとすると、ｕ（ｐ）に対応するビットパターンを別途選択する必要がある。
【００１９】
まず簡単のため、上記のようなチャネルビットパターンがｃ（ｐ）１つだけである場合を考える。この場合、最長ラン長制限を満たし、かつ、ランクがｃ（ｐ）のランクよりも大きなチャネルビットワード集合の要素ｃ（ｐ＋ｓ）（ｓ：自然数）を新たに割り当てることにより、最長ラン長制限を満たしつつｕ（ｐ）に対応するチャネルビットパターンを発生させることができる（ランクの定義については、非特許文献１を参照）。
【００２０】
最長ラン長制限を満たさない２つ目のビットパターンｕ（ｑ）（ｑ＞ｐ）が存在する場合においても、上記と同様の方法を用いることができる。すなわち、ユーザビットワード要素ｃ（ｑ）に対して、最長ラン長制限を満たしランクがｕ（ｑ＋ｓ）のランクよりも大きなｕ（ｑ＋ｔ）を割り当てることにより、最長ラン長制限を満たしつつｕ（ｑ）に対応するチャネルビットパターンを発生させることができる。上記ｓやｔのことをワード番号オフセットと呼ぶこととする。以下同様に、最長ラン長制限を満たさない３つ以上のチャネルビットビットパターンが存在する場合にも対処することができる。また、最短ラン長パターンが多数回連続するなどラン長制限違反以外の理由で回避すべきチャネルビットパターンについても同様の方法により対処することができる。なお実際のビットパターンにおいては、最長ラン長制限に違反するｃ（ｐ）が存在する場合、その近傍のｃ（ｐ＋１），ｃ（ｐ＋２），・・・なども最長ラン長制限に違反する傾向が見られる。
【００２１】
図１は、本実施形態１に係るチャネルビットワード処理器３０のブロック図である。チャネルビットワード処理器３０は、上記考え方を実装したものである。チャネルビットワード処理器３０は、加算器３１、チャネルビットワード生成器３２、オフセット算出器３３を備える。オフセット算出器３３はさらに、検索器３４、回避リスト３５を備える。これらの詳細については後述する。
【００２２】
図２は、回避リスト３５の構成とデータ例を示す図である。理解を促進するため、回避リスト３５に関連する他のデータを併記した。図２の最左列から順に、ユーザビットワードｕのユーザビットワード番号；ｕのラン長制限違反の有無を示すｉｎｖａｌｉｄ（本列がチェックされているｕは制限違反している）；ｕのユーザビットワード番号にワード番号オフセットｄｉｆｆを加算した値；ワード番号オフセットｄｉｆｆ；回避リスト３５に登録される値；である。ワード番号オフセットｄｉｆｆを加算する前後を区別するため、加算前のユーザビットワード番号をｕ、加算後のユーザビットワード番号をｕ’として表記した。図２に示すデータ例はｕが小さい順に整列されている。図２に示すデータは説明目的の例であり、実際のラン長制限符号そのものを示すものではない。
【００２３】
次に、回避リスト３５を作成する手順を説明する。ｕを０から順に１ずつ増やしながら列挙法でチャネルビットワード候補を発生させ、接続ワードとの組み合わせを考慮した上でラン長制限を満たすか否かを調べる。ラン長制限を満たさないｕについてはｉｎｖａｌｉｄ列をチェックする。ワード番号オフセットを増やしながらラン長制限を満たすまでチャネルビットワード候補を発生させる。
【００２４】
図２に示す例において、ｕ＝０〜４はラン長制限を満たしている。ｕ＝５〜７はラン長制限に違反しているので、ｉｎｖａｌｉｄ列がチェックされている。ｕ＝８に達した時点でラン長制限が満たされる。したがって、ｕ’＝５〜７はスキップされ、ｕ’＝４の次はｕ’＝８になっている。このときワード番号オフセットｄｉｆｆ＝３である。同様にｕ’＝１３〜１４、ｕ’＝１７はスキップされる。スキップするｕ’の個数が積算されるのにともなって、ワード番号オフセットｄｉｆｆの値も増える。
【００２５】
以上の過程において、スキップするｕ’の個数が増える時点で、ワード番号オフセットｄｉｆｆの値も変化する。このときの（ｕ，ｄｉｆｆ）の組み合わせを回避リスト３５に登録する。（ｕ，ｄｉｆｆ）の組み合わせがあれば、同じワード番号オフセットｄｉｆｆの値を適用すべきｕを特定することができる。以下その手順について説明する。
【００２６】
オフセット算出器３３は、ユーザビットワードｕを受け取る。検索器３４は、ｕを検索キーにして回避リスト３５を検索する。検索器３４は、回避リスト３５内の要素（ｐ，ｄｉｆｆ）のうち、ｐ≦ｉとなるものを探し、発見したらそのワード番号オフセットｄｉｆｆを加算器３１に送出する。発見されない場合は、０を送出する。加算器３１は、ｕとｄｉｆｆを算術加算した値（＝ｕ’）をチャネルビットワード生成器３２に送出する。チャネルビットワード生成器３２は、受け取ったｕ’を用いて列挙法のアルゴリズムにしたがってチャネルビットワード（Ｎｏｎ  Ｒｅｔｕｒｎ  ｔｏ  Ｚｅｒｏ：ＮＲＺ形式）を生成する。
【００２７】
図３は、チャネルビットワード処理器３０がチャネルビットワードｃからユーザビットワードｕを復調する処理を実施するブロック図である。記載の便宜上、チャネルビットワード生成器３２は省略した。図２〜図３に示すブロックは、一体的に構成してもよいし、チャネルビットワード発生器とユーザビットワード復調器に分けて構成してもよい。
【００２８】
チャネルビットワード処理器３０は、再生信号から復号されたチャネルビット列をＮＲＺＩ（Ｎｏｎ  Ｒｅｔｕｒｎ  ｔｏ  Ｚｅｒｏ  Ｉｎｖｅｒｔｅｄ）形式からＮＲＺ形式に変換し、フレームシンクユニットを基準に接続ワードを除去してチャネルビットワードｃに分解する。チャネルビットワード復調器３６は、列挙法の逆変換を用いてチャネルビットワードｃを準ユーザビットワードｕ’に変換する。この過程については、当業者であれば非特許文献１を参照することにより容易に理解できるので詳述しない。準ユーザデータワードｕ’は、図１〜図２で説明した手法によりワード番号オフセットｄｉｆｆが算術加算されているので、これを減じる必要がある。検索器３４は、ｕ’≧ｐ＋ｄｉｆｆを満たす最小のｐ＋ｄｉｆｆを与える回避リスト３５の要素（ｐ，ｄｉｆｆ）を検索し、符号を反転させて加算器３１に出力する。加算器３１は、準ユーザデータワードｕ’からワード番号オフセットｄｉｆｆを減じ（−ｄｉｆｆ）、ユーザデータワードｕを得る。
【００２９】
＜実施の形態１：まとめ＞
以上のように、本実施形態１に係るチャネルビットワード処理器３０は、同じワード番号オフセットｄｉｆｆを適用すべき１以上のユーザビットワードｕを特定する値を保持する回避リスト３５を備え、回避リスト３５を用いてチャネルビットワードを発生させる。これにより、簡易な構成で最長ラン長制限を満たすチャネルビットワードを発生させることができる。
【００３０】
また、回避リスト３５は、同じワード番号オフセットｄｉｆｆを適用すべき１以上のユーザビットワードのワード番号のうち最小のものと、そのワード番号に対応するｄｉｆｆの値との組み合わせを保持する。これにより、全てのユーザビットワードｕについてｄｉｆｆの値を保持する必要がなくなるので、回避リスト３５のサイズを極めて小さくすることができる。
【００３１】
＜実施の形態２＞
実施形態１においては、固定長のラン長制限符号を用いる場合において、最長ラン長制限を満たすチャネルビットワードを生成／復調する構成例について説明した。このような固定長変調においては、チャネルビットワードの長さが一定なので、チャネルビットワード境界付近で生じたエラーは伝搬しにくい点において有利である。しかし、チャネルビットワード境界近傍にバーストエラーを生じやすいパターンが存在している場合には、境界を跨ぐ領域においてバーストエラーを生じることにより、隣接するチャネルワードにエラーが伝搬する可能性が高くなる。
【００３２】
そこで本発明の実施形態２では、このようなエラー伝搬を抑制する構成例について説明する。まず初めにエラーの具体例について説明し、その後にエラー伝搬を抑制する構成例について説明する。
【００３３】
符号変調は、線記録密度を向上させる効果のほか、０または１が過度に連続するのを防ぐ効果など、幾つかの機能を実現することができる。光ディスクにおいては、符号変調処理過程においてラン長制限を課すことにより、スポット径を縮小せずとも符号変換により線記録密度を向上することに最も重きを置いている。ＢＤにおいて使用されている、最短ラン長が１である１−７ＰＰ符号は、符号変調なしの場合と比べて４／３倍の線密度を実現している。
【００３４】
ラン長制限符号による線記録密度向上率Ｅは、下記式１によって表される。ｄとＣは、それぞれ最短ラン長と容量（ｃａｐａｃｉｔｙ）である。
Ｅ＝（ｄ＋１）Ｃ    ・・・（式１）
Ｃは下記式２によって表される。
Ｃ＝ｌｏｇ２λ    ・・・（式２）
λは、下記式３で表される特性方程式の最大の実根である。ｋは最大ラン長である。
ｚｋ＋２−ｚｋ＋１−ｚｋ−ｄ＋１＋１＝０    ・・・（式３）
【００３５】
図４は、上記各式に基づき、ｄ＝１，２，３，４それぞれの場合における最大のＥを示すグラフである。ＢＤの場合、Ｅ＝４／３であるから、例えば４００ ＧＢ／ｄｉｓｃを実現するためには、線記録密度をＢＤと比較して３／２倍にする必要がある。すなわち、Ｅ≧２を実現できる（ｄ，ｋ）の組み合せを用いる必要がある。図４に示すグラフによれば、ｄ＝４とする必要があることが分かる。上記各式によって求められるＥは理論値であり、現実に定義可能な符号変調においては通常これを下回る。
【００３６】
符号変調は、符号列集合Ａからｍｉビットの符号を別の符号列集合Ｂ内のｎｉビットの符号に１対１に対応させる写像（変換）である（ｍ，ｎ，ｉは自然数）。実用的な符号変調方式として、可変長符号と列挙法による固定長符号が知られている。
【００３７】
固定長符号変調は、非特許文献１に記載されているように、ユーザデータに応じて選択されたラン長制限を満たす固定長のチャネルビットワード同士を、短い接続ワードを介して連結するものである。その際、接続ワード内の各ビットの値は、接続する前後のチャネルビットワードを含めてラン長制限を満たすように選択される。
【００３８】
ここで、接続ワードの長さをａとすると、固定長符号変調の実効的な線記録密度向上率Ｅ＊は、下記式４で与えられる。
Ｅ＊＝｛（ｄ＋１）ｍ｝／｛ｎ＋ａ｝    ・・・（式４）
【００３９】
パーシャルレスポンス系においては，振幅の小さいパターンほどエラーを生じ易い。そのため、これまでに開発された変調符号を用いる場合、最短マークの連続出現回数を一定数以下に抑えるような配慮がされることが多い。また、パーシャルレスポンス系においては、ユークリッド距離差が小さいパターン同士ほど誤判別し易い傾向にある。しかしＢＤＸＬのように分解能が０となる２Ｔマークが出現する系においては、ユークリッド距離差が大きくとも、２Ｔマークを含むことにより誤判別が無視できなくなるパターンが複数存在する。同様の現象は、最短ラン長ｄを大きくし、かつ最短マーク長をＢＤＸＬの最短マーク長相当まで短縮した場合にも起こる。さらに、最短ラン長ｄが大きい場合には、最短マークに次いで短いマーク長との間の分解能の差が小さい。このため、最短マークに次いで短いマークを含んだパターンなど、より複雑で長いバーストエラーが問題となる。この様なバーストエラーの存在は、以下のような課題をもたらす。
【００４０】
（Ａ）短いマークが連続的に出現する領域においては、１つのエラーをきっかけとして、この領域全体に近い長さでバーストエラーが発生し、最初のエラーの影響範囲が拡大される可能性がある。
（Ｂ）複数のエッジが同時にシフトするため、変換表に存在しないチャネルビットパターンが出現し、復調エラーを起こす。
【００４１】
図５は、再生シミュレーションによって観測されたバーストエラーの例を示す。再生信号は、光学シミュレーションによって求めた光学応答を元にチャネルビットパターンとの畳み込みにより求めた。チャネルビットパターンは、ランダムなユーザビットワード列に対して「特開２００３−２７３７４３号公報」に記載されている（４，２１）ＰＰ符号変調を施したものである。光学応答の計算条件は、スポット光波長＝４０５ｎｍ、対物レンズＮＡ＝０．８５である。チャネルビット長は２２．３ｎｍとした。上記条件により、最短マーク長はＢＤＸＬの最短マーク長と等しくなる。再生チャネルは、ＰＲ（１，１，１，１，１，１，１，１，１，１，１）ＭＬを用いた。
【００４２】
図６は、図５に示す（４，２１）ＰＰを用いたシミュレーションによって観測されたバーストエラー内に含まれるエッジ数の出現頻度をグラフにしたものである。グラフの横軸は、バーストエラー内に含まれるエッジ数であり、バーストの長さを表す。単独のエッジシフトであれば１、最短マークの移動は２、となる。図６から明らかなように、（４，２１）ＰＰにおいては単独のエッジシフトエラーの比率は小さく、バーストエラーが大半を占める。中でも連続エラー数が２の場合が最も多く観測される。
【００４３】
図７は、データの記録再生過程を図示したものである。ただし、説明に必要な部分のみを抽出して簡略化してある。変調器３は、所定の符号変調方式を用いてユーザデータを符号変調する。変調器３の出力は、ＮＲＺ形式のビット列データである。ＮＲＺ形式のビット列データは、マーク境界に対応するビットが”１”、それ以外のビットは”０”で表記される。ＮＲＺＩ変換器１０１は、”１”と”０”がそれぞれマークとスペースに対応するＮＲＺＩ形式に変換する。光ピックアップ２はその信号を光ディスク１に記録する。
【００４４】
データを再生するとき、光ピックアップ２は光ディスク１に記録されている信号を光学的に再生し、電気信号に変換する。光スポットの大きさは有限であるから、符号間干渉を生じる。ＰＲＭＬ復号器５は、この符号間干渉を解消しながら再生信号からチャネルビット列を復号する。ＮＲＺ変換器１０２は、復号して得られたチャネルビット列をＮＲＺＩ形式からＮＲＺ形式に変換する。復調器４は、ＮＲＺ変換器１０２の出力をバイナリデータに復調する。ここまでの過程において、エラーや時刻ずれを生じていなければ、復調器４の出力は元のユーザデータと一致する。
【００４５】
図８は、符号変調および復調の過程を図示する。変調時には、ユーザビット列集合２０内の要素であるユーザビット列２４は、変換表にしたがってチャネルビット列集合２２内の対応するチャネルビット列２５へ変換される。ユーザビット列集合とチャネルビット列集合は、１対１の写像で結ばれている。すなわち、復調は変調の逆写像である。この符号変調が成立するためには、チャネルビット列候補集合の大きさがユーザビット列集合と等しいかそれ以上である必要がある。一般的には、図８に示すようにチャネルビット列候補集合の方が大きい。すなわち、変換表に掲載されていないチャネルビット列候補（以下、余剰ビット列２６）が存在する。余剰ビット列２６を要素とする集合を余剰ビット列集合２３と呼ぶ。したがって、図８に示す例のように再生過程でエラーを生じた場合、それが原因で再生後のビット列が余剰ビット列２６に変化する可能性がある。その場合、変換表に基づく復調はできないので、例外処理を必要とし、復調器の構成が複雑化する。このことは、可変長符号／固定長符号のいずれについてもあてはまる。
【００４６】
バーストエラーにおいては多くの場合、複数のエッジが同時に同じ方向に移動する。そのため、可変長変換の場合、チャネルワード境界判別が破綻することがある。可変長変換においては、復調時のチャネルワード境界判別を実施するためプリフィックスパターン条件を用いている。プリフィックスパターン条件とは、チャネルビットパターンの先頭部には、それより短いチャネルビットパターンを含まないというものである。
【００４７】
しかし、バーストエラーが発生すると、プリフィックスパターンが別のパターンとして認識されてしまう。その結果、チャネルワードの境界は、エラーが無い場合とは異なるものとなってしまう。この誤った境界を偽チャネルワード境界と呼ぶ。偽チャネルワード境界によって区切られたチャネルワードを偽チャネルワードと呼ぶ。当然、復調結果もエラーが無い場合と異なり、これらをここでは偽ユーザビット列と呼ぶ。復調結果が誤ることも問題であるが、より深刻なのはチャネルワード境界の判別が誤ることにより、変換表にないチャネルワードが出現して復調不能になることである。この場合、例外処理が必要になる。さらに、チャネルワード境界の判別誤りが、これ以降も連鎖的に伝搬し、復号時のバーストエラーの範囲よりも更に広い範囲で復調エラーを生じる可能性がある。このようなチャネルワード境界の判別誤りを以下では簡単のために境界エラーと呼ぶこととする。また、境界エラーが後方へ伝搬して行く現象を境界エラー伝搬、復調処理が継続できなくなることを復調エラーとそれぞれ呼ぶこととする。
【００４８】
固定長変調の場合は、チャネルワードの長さが一定なので境界エラー伝搬が起こることはない。しかし、チャネルワード境界近傍にバーストエラーを生じやすいパターンが存在している場合には、そのチャネルワード境界を跨ぐ領域でバーストエラーが生じ、隣接するチャネルワードにエラーが伝搬する可能性が高くなる。また、固定長変調においては、接続ビット列の影響を相対的に低減しＥ＊の値を向上させるため、ｍおよびｎの値を可能な限り大きくする。すなわち、チャネルワード長を長くする。このため、特にチャネルワード境界を越えてエラーが伝搬した場合の影響が大きくなる。
【００４９】
図９は、バーストエラーが発生し易いパターンがチャネルワード境界近傍に存在するビットパターン例を示す。図９（ａ）上段は正しいチャネルビットワード列を示す。図９（ｂ）は図９（ａ）に示すパターンが左に１Ｔスリップするバーストエラーによってエラーが隣接するチャネルワードに伝搬した例を示す。破線で囲まれたビット列は接続ワードである。図９（ａ）下段においては、チャネルワードＢで発生した左に１Ｔスリップするバーストエラーにより、接続ワード内のビット”１”がチャネルワードＡに向かって押し出されている（下線を付与したビット”１”）。これによりチャネルワードＡの復号結果もエラーとなっている。
【００５０】
図９（ａ）に示す例は、従来技術に基づき接続ワードを選択したものである。従来技術においては、接続ワードは前後のチャネルビットワードを考慮した上で、ラン長制限を満たす範囲で任意に選択することができる。そのため、接続ワードの端に”１”が存在する場合にはエラー伝搬が起こり易くなる。
【００５１】
図９（ｂ）は、従来技術とは異なり、接続ワードとして固定ビット列”０１０”を用いる場合を示す。図９（ｂ）上段はバーストエラーが発生し易いパターンがチャネルワード境界近傍に存在するビットパターン例を示す。図９（ｂ）下段においては、チャネルワードＢで発生した左に１Ｔスリップするバーストエラーにより接続ワードの”１”が左に１Ｔ押し出されている。しかし、接続ワードの範囲内に留まっているのでチャネルビットワードＡの復号結果に影響を与えていない。このように、接続ワードとして常に特定のビットパターンを用いることにより、隣接チャネルワードへエラーが伝搬することを防ぐことができる。上記例において、接続ワードとして、例えば”０１０”または”０００”を選択的に使用するとこともできる。
【００５２】
図１０は、接続ワードとして常に“１”を使用した場合のフレーム構成例を示す。この常に”１”である接続ワードのことを固定エッジ６３と呼ぶこととする。１つのフレームの範囲は、フレームシンクユニット６０を先頭に、次のフレームのフレームシンクユニット６０の直前までである。チャネルワード６２は、先に説明した方法によりユーザデータから発生させたものである。最短ラン長制限により、固定エッジの前後は少なくともｄ個の”０”が続く。すなわち、２ｄ＋１時刻にわたってパターンが拘束されていることになる。このｄ個の連続”０”のことをゼロユニット６１と呼ぶこととする。
【００５３】
強い符号間干渉が存在する場合には、ＰＲＭＬ（Ｐａｒｔｉａｌ  Ｒｅｓｐｏｎｓｅ  Ｍａｘｉｍｕｍ  Ｌｉｋｅｌｉｈｏｏｄ）法を用いてチャネルビットを復号するのが効果的である。上記のように特定個所に既知のパターンが出現することを前提にすると、隣接チャネルワードへのエラー伝搬防止だけでなく、当該個所の近傍における復号性能を向上させることができる。以下、ＰＲＭＬ法を用いた復号器の具体的構成について説明する。
【００５４】
図１０のフレーム構成を活用して復号性能を向上させるためには、ＰＲＭＬ復号器の構成にも特別の工夫が必要である。すなわち、拘束されたパターンが出現するタイミングに合わせてＰＲＭＬ復号器のＡＣＳ（Ａｄｄ  Ｃｏｍｐａｒｅ  Ｓｅｌｅｃｔ）ユニット内のブランチメトリックの計算方法を時刻毎に変更する必要がある。その様子をトレリス線図によって説明する。
【００５５】
図１１は、ＰＲＭＬ法による復号過程を説明するトレリス線図である。簡単のため拘束長が３で最短ラン長が１の場合を例示した。図１１は、図１０で説明した固定接続ワード近傍のブランチメトリックを示している。トレリス線図の下側の数値は、固定接続ワードの出現時刻（＝０）を基準にした時刻である。破線で表された状態は、固定接続ワードによってパターンが確定されているため復号時に考慮する必要がない、すなわち無効なものとして扱ってよい状態である。破線で表されたブランチは、無効な状態を起点または終点とするため復号時に考慮する必要がない、すなわち無効なものとして扱ってよいブランチである。
【００５６】
ＡＣＳの処理は、無効な状態またはブランチに関わる場合と、そうでない場合とで異なる。時刻１の状態”００”のように、状態は有効であるものの前時刻（時刻０）から延びてきているブランチのうち一方が無効なブランチである場合、選択されるブランチはもう一方の有効な方のブランチであるから、パスメモリ７４（図１２で後述）にはこの有効なブランチの起点となる状態を入れる。また、有効なブランチについて計算したブランチメトリックを前時刻までのパスメトリックに加え、新たなパスメトリックとすればよい。時刻０の状態”００”のように、状態が無効な場合、パスメモリ７４に無効な状態であることを示す値を入れておく。これにより、トレースバック方式を用いてパスマージする場合、トレースバック開始時点で無効な状態であることを示す値が設定されているパスについてはトレースバックを実施しないことになる。
【００５７】
以上の動作は、固定接続ワードの位置を正確に把握した上で実施する必要がある。すなわち、固定接続ワードが出現するタイミングをＰＲＭＬ復号器内のＡＣＳユニットに通知する必要がある。これを実装したＰＲＭＬ復号器の構成について以下に説明する。
【００５８】
図１２は、本実施形態２に係るＰＲＭＬ復号器７０のブロック図である。ＰＲＭＬ復号器７０は、シンク検出器７１、カウンタ７２、ＡＣＳユニット７３、パスメモリ７４を備える。
【００５９】
ＰＲＭＬ復号器７０が再生する信号は、ＡＣＳユニット７３に入力されると同時にシンク検出器７１にも入力される。シンク検出器７１は、図１０で説明したフレームシンクユニット６０を用いてフレームの先頭を検出する。固定長変調においてチャネルワード長は一定なので、固定接続ワードは一定時間間隔で出現する。したがってフレームの先頭を検出した後は、一定時間間隔で上述のようにＡＣＳユニット７３の動作を制御すればよい。カウンタ７２は、シンク検出器７１がフレーム先頭を検出すると、その時点からチャネルクロックをカウントし、ＡＣＳユニット７３の動作を変更すべきタイミングをＡＣＳユニット７３に通知する。ＡＣＳユニット７３は、その通知にしたがって必要な期間（図１１の例では、時刻−１から２まで）に渡りＡＣＳ動作を上述のように変更する。ＡＣＳユニット７３の処理結果はパスメモリ７４に格納される。
【００６０】
図１３は、チャネルビットワード境界におけるエラー伝搬が阻止された例のシミュレーション結果を示したものである。光学応答の計算条件は、スポット光波長＝４０５ｎｍ、対物レンズＮＡ＝０．８５である。再生信号は，光学シミュレーションで求めた光学応答を元にチャネルビットパターンとの畳み込みにより求めた（チャネルビット長：４８ｎｍ）。チャネルビットパターンは、ランダムなユーザデータ列に対して、上述の規則性を有する最短ラン長１の固定長変調を実施することにより生成した。この変調は、慣例にしたがって表記すると（１，７；１０，１８；１）ＲＬＬに相当する。したがって、１８チャネルビットごとに固定接続ワードが挿入されている。復号に用いたＰＲクラスは、ＰＲ（１，２，２，２，１）ＭＬである。図１３の横軸の１グリッドは、５チャネルビットまたはチャネルクロックに相当する。
【００６１】
図１３の下半分には、等化器への入力波形、復号器への入力波形、およびターゲット波形が示されている。図１３の上半分は、以下のバイナリ信号を示す。（ａ）元のチャネルビットパターン（ＮＲＺＩ形式）；（ｂ）入力波形を本実施形態２に係るＰＲＭＬ復号器７０で復号した結果；（ｃ）（ａ）と（ｂ）の比較結果（エラーならば“１”）；（ｄ）従来のＰＲＭＬ法で復号した結果；（ｅ）（ａ）と（ｄ）の比較結果（エラーならば“１”）。固定接続ワードの位置を縦の破線で示した。
【００６２】
図１３（ｅ）を参照すると、従来のＰＲＭＬ法を用いて復号した場合、チャネルビットワード境界を挟んでバーストエラーが発生していることが分かる。これは、このチャネルビットワード境界近傍にバーストエラーを起こし易い組み合わせのパターンが存在しているためである。一方、図１３（ｃ）を参照すると分かるように、本実施形態２に係るＰＲＭＬ復号器７０を用いた復号結果にはエラーが含まれない。固定接続ワードから１２Ｔ離れたエラーも解消されている。
【００６３】
図１４は、拘束長５で最短ラン長が１の場合（すなわち、図１３の例に対応する）における固定接続ワード近傍におけるＰＲＭＬ復号器７０のトレリス線図を示す。表記法は図１１に準じている。この場合、時刻−２から時刻３までの６時刻に渡りＡＣＳユニット７３の動作を制御する必要があることが分かる。ＡＣＳユニット７３の動作を制御する必要があるＡＣＳユニット制御範囲の長さＭは、拘束長をＬとすると下記式５で与えられる。
Ｍ＝２ｄ＋Ｌ−１    ・・・（式５）
【００６４】
以上の例においては、最短ラン長と拘束長によって決まる固定接続ワードによる影響範囲全域においてＡＣＳユニット７３の動作を時刻毎に制御している。これを実現するためには、ＡＣＳユニット７３内の全状態とブランチについて動作を変更する機能を設ける必要がある。しかしこれは、回路と制御の複雑化を招く。そこで、例えば図１４の場合において、時刻２から時刻３においてのみＡＣＳの動作を制御することを考える。僅か１時刻の間であるのにも関わらず、この期間においてＡＣＳユニット７３の動作を制限することにより、全てのパスは必ず時刻０で固定接続ワードに対応する状態を通過するようになる。この条件の下で図１３と同じ信号を復号したところ、同じ結果を得た。ただし、常に同等の結果を得られるわけではなく、長さ１０６チャネルビットの信号の復号結果について比較すると、固定エッジ近傍の１時刻の間だけ状態を制御した場合は、チャネルビットエラーレートが９．０１ｘ１０−４から９．６２ｘ１０−４へと僅かに劣化した。他方、ＡＣＳユニット７３の構成を大幅に簡単化できるという効果がある。
【００６５】
図１５は、別の接続ワードを用いたフレーム構成例を示す図である。ＰＲＭＬ法による復号を前提とする場合、接続ワードとして必ずしも特定のビットパターンを用いる必要はない。そこで図１５においては、接続ワードとしてゼロユニット６１、すなわち最短ラン長に等しい長さの”０”を用いた。チャネルワード６２は、先に説明した方法によりユーザデータから発生させたものである。接続ワードとしてゼロユニット６１を用いているので少なくともｄ個の”０”が続く。すなわち、ｄ時刻に渡ってパターンが拘束されていることになる。
【００６６】
接続ワードをゼロユニット６１とした場合、固定接続ワードを用いた場合よりも実質的にチャネルワード相互の接続に必要な部分の長さが減る。そのため、特に最短ラン長が大きい場合において、変調符号の実効的な効率Ｅ＊を向上し易くなる。ただし、最長ラン長制限を守るため、チャネルワードの両端において”０”が連続して出現することに対する制限は厳しくなる。
【００６７】
図１６は、拘束長５、最短ラン長１、接続ワードとしてゼロユニット６１を用いた場合におけるＰＲＭＬ復号器７０のトレリス線図を示す。表記法は図１１に準じている。ただし、ゼロユニット（ＮＲＺＩ表記で”００”または”１１”）が状態パターンの中央にある時刻を時刻０としている。この場合、時刻−１から時刻２までの４時刻にわたってＡＣＳユニット７３の動作を制御する必要があることが分かる。ＡＣＳユニット７３の動作を制御する必要があるＡＣＳユニット制御範囲の長さＭは、拘束長をＬとすると下記式６で与えられる。
ｍ＝ｄ＋Ｌ−２    ・・・（式６）
【００６８】
図１７は、チャネルビットワード境界におけるエラー伝搬が阻止された例のシミュレーション結果を示したものである。計算条件などは、図１３の例と同じである。この変調は、慣例にしたがって表記すると（１，１１；１０，１６；１）ＲＬＬに相当する。したがって、１６チャネルビットごとに”０”が接続ワードとして挿入されている。
【００６９】
図１７の下半分には、復号器への入力波形およびターゲット波形が示されている。図１７の上半分は、以下のバイナリ信号を示す。（ａ）元のチャネルビットパターン（ＮＲＺＩ形式）；（ｂ）入力波形を本実施形態２に係るＰＲＭＬ復号器７０で復号した結果；（ｃ）（ａ）と（ｂ）の比較結果（エラーならば”１”）；（ｄ）従来のＰＲＭＬ法で復号した結果；（ｅ）（ａ）と（ｄ）の比較結果（エラーならば”１”）。接続ワードの位置を縦の破線で示した。
【００７０】
図１７（ｅ）を参照すると、従来のＰＲＭＬ法を用いて復号した場合、チャネルビットワード境界を挟んでバーストエラーが発生していることが分かる。これは、このチャネルビットワード境界近傍にバーストエラーを起こし易い組み合わせのパターンが存在しているためである。一方、図１７（ｃ）を参照すると分かるように、本実施形態２に係るＰＲＭＬ復号器７０を用いた結果にはエラーが含まれない。この様に、接続ワードとしてゼロユニット６１を用いても、固定接続ワードを用いた場合とほぼ同等の効果を得られることが分かる。
【００７１】
接続ワードとしてゼロユニット６１を用いた場合においても、固定接続ワードを用いた場合と同様に、一部の時刻の間だけ（例えば、図１６の時刻１から２の間）ＡＣＳユニット７３の動作を制御してもよい。
【００７２】
＜実施の形態２：まとめ＞
以上のように、本実施形態２に係るＰＲＭＬ復号器７０は、チャネルビットワード間の接続ワードとして、固定ビット列を用いる。これにより、固定長符号を用いる場合においても、バーストエラーが隣接するチャネルビットワードへ伝搬する影響を抑制することができる。
【００７３】
また、本実施形態２に係るＰＲＭＬ復号器７０は、固定接続ワードが出現する時刻において、ＡＣＳユニットユニット７３内のトレリス線図における状態とブランチを無効化してパスメトリック演算を中止し、固定接続ワードから導かれる状態とブランチを用いる。これにより、固定接続ワードを利用して復号処理を効率的に実施することができる。
【００７４】
＜実施の形態３＞
図１８は、本発明の実施形態３に係る光ディスク装置１００の構成図である。光ディスク１は、スピンドルモータ１５２によって回転される。光ピックアップ１５１は、記録再生に用いる光源、対物レンズをはじめとする光学系などで構成されている。光ピックアップ１５１は、スライダ１５３によりシークを実施する。メイン回路１５４は、シーク、スピンドルモータの回転、などを指示する。メイン回路１５４は、実施形態１〜２で説明した符号変調および復調を実施する各回路（チャネルビットワード処理器３０、ＰＲＭＬ復号器７０）、復号信号処理回路、フォーカシングおよびトラッキング用フィードバック調節計などの処理系、マイクロプロセッサ、メモリなどを搭載している。光ディスク装置１００全体の動作を制御するのはファームウェア１５５である。ファームウェア１５５は、メイン回路１５４内のメモリに格納されており、マイクロプロセッサがこれを実行する。
【符号の説明】
【００７５】
３０：チャネルビットワード処理器、３１：加算器、３２：チャネルビットワード生成器、３３：オフセット算出器、３４：検索器、３５：回避リスト、３６：チャネルビットワード復調器、７０：ＰＲＭＬ復号器、７１：シンク検出器、７２：カウンタ、７３：ＡＣＳユニット、７４：パスメモリ、１００：光ディスク装置。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【図１０】
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【図１１】
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【図１２】
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【図１３】
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【図１４】
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【図１５】
2015035240.tif 000017
【図１６】
2015035240.tif 000018
【図１７】
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【図１８】
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