(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、チャネルビットワードのＤＳＶを均衡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、列挙法に基づいて生成したＮＲＺＩ形式のチャネルビットワードのＤＳＶを評価し、複数のチャネルビットワードを連結した後のＤＳＶの絶対値が最小となるような接続ワードを選択する。【選択図】図１５
2016031769.tif 000002
【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ＮＲＺＩ形式の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、
連続する複数の前記チャネルビットワードのＤＳＶを算出するＤＳＶ評価器、
前記連続する複数のチャネルビットワードを接続する接続ワードの候補である複数の接続ワード候補のなかからいずれかを選択する接続ワード選択器、
を備え、
前記複数の接続ワード候補は、ＮＲＺ表現におけるビット”１”の個数が奇数である前記接続ワード候補と、偶数である前記接続ワード候補とを含んでおり、
前記接続ワード選択器は、前記連続する複数のチャネルビットワードと前記接続ワードを合わせた符号列のＤＳＶの絶対値が最も小さくなるような前記接続ワード候補を前記接続ワードとして選択する
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】
列挙法に基づく固定長のラン長制限符号を用いたＮＲＺＩ形式の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、
ＰＲＭＬ復号におけるパスメトリックを演算するＡＣＳユニット、
前記接続ワードが複数の接続ワード候補のうちいずれから選択されているかを判定する接続ワード判定器、
を備え、
前記複数の接続ワード候補は、ＮＲＺ表現におけるビット”１”の個数が奇数である前記接続ワード候補と、偶数である前記接続ワード候補とを含んでおり、
前記接続ワード判定器は、前記ＡＣＳユニットの演算結果に対して所定期間にわたってトレースバックを実施し、前記接続ワード内の基準ビットに対応する基準時刻において前記トレースバックによって通過するＰＲＭＬ復号の状態値の通過回数を前記状態値毎に積算し、いずれの前記状態値の前記通過回数が多いかを検査することにより、いずれの前記接続ワード候補が前記接続ワードとして用いられているかを判定する
ことを特徴とするＰＲＭＬ復号器。
【請求項３】
前記接続ワード判定器は、前記基準ビットが”０”である場合に生じる前記状態値の前記通過回数と、前記基準ビットが”１”である場合に生じる前記状態値の前記通過回数とのうちいずれが多いかを検査し、多い方に対応する前記接続ワード候補が前記接続ワードとして用いられていると判定する
ことを特徴とする請求項２記載のＰＲＭＬ復号器。
【請求項４】
前記接続ワード判定器は、いずれの前記接続ワード候補が前記接続ワードとして用いられているかを判定した後、その判定した前記接続ワードから導かれる前記状態値を用いて前記トレースバックを実施する
ことを特徴とする請求項２記載のＰＲＭＬ復号器。
【請求項５】
前記接続ワード判定器は、前記判定した接続ワードから導かれる前記状態値を、前記ＡＣＳユニットが前記パスメトリックを演算する過程において選択した前記状態値よりも優先して、前記トレースバックを実施する
ことを特徴とする請求項４記載のＰＲＭＬ復号器。
【請求項６】
前記ＰＲＭＬ復号器は、
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、
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
ことを特徴とする請求項２記載のＰＲＭＬ復号器。
【請求項７】
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２記載のＰＲＭＬ復号器。
【請求項８】
前記接続ワード判定器は、前記トレースバックを実施する過程において、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ユニット期間においては、前記ＡＣＳユニットが前記パスメトリックを演算する過程において選択したパスよりも優先して、前記接続ワードの値から導かれるパスを用いて前記トレースバックを実施する
ことを特徴とする請求項６記載のＰＲＭＬ復号器。
【請求項９】
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を備える光情報記録再生装置であって、
前記チャネルビットワード処理器は、
ユーザビットワードを用いてＮＲＺＩ形式の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、
連続する複数の前記チャネルビットワードのＤＳＶを算出するＤＳＶ評価器、
前記連続する複数のチャネルビットワードを接続する接続ワードの候補である複数の接続ワード候補のなかからいずれかを選択する接続ワード選択器、
を備え、
前記複数の接続ワード候補は、ＮＲＺ表現におけるビット”１”の個数が奇数である前記接続ワード候補と、偶数である前記接続ワード候補とを含んでおり、
前記接続ワード選択器は、前記連続する複数のチャネルビットワードと前記接続ワードを合わせた符号列のＤＳＶの絶対値が最も小さくなるような前記接続ワード候補を前記接続ワードとして選択する
ことを特徴とする光情報記録再生装置。
【請求項１０】
前記光情報記録再生装置は、列挙法に基づく固定長のラン長制限符号を用いたＮＲＺＩ形式の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復号器を備え、
前記ＰＲＭＬ復号器は、
ＰＲＭＬ復号におけるパスメトリックを演算するＡＣＳユニット、
前記接続ワードが複数の接続ワード候補のうちいずれから選択されているかを判定する接続ワード判定器、
を備え、
前記複数の接続ワード候補は、ＮＲＺ表現におけるビット”１”の個数が奇数である前記接続ワード候補と、偶数である前記接続ワード候補とを含んでおり、
前記接続ワード判定器は、前記ＡＣＳユニットの演算結果に対して所定期間にわたってトレースバックを実施し、前記接続ワード内の基準ビットに対応する基準時刻において前記トレースバックによって通過するＰＲＭＬ復号の状態値の通過回数を前記状態値毎に積算し、いずれの前記状態値の前記通過回数が多いかを検査することにより、いずれの前記接続ワード候補が前記接続ワードとして用いられているかを判定する
ことを特徴とする請求項９記載の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は、ラン長制限を満たすチャネルビットワード列を生成する方法について記載している。しかし、同時にＮＲＺＩ（Ｎｏｎ  Ｒｅｔｕｒｎ  ｔｏ  Ｚｅｒｏ  Ｉｎｖｅｒｔｅｄ）形式で表されたチャネルビットデータ中のビット”０”とビット”１”それぞれの出現数（Ｄｉｇｉｔａｌ  Ｓｕｍ  Ｖａｌｕｅ：ＤＳＶ）を概略均衡させる手段を提供していない。
【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、チャネルビットワードのＤＳＶを均衡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、列挙法に基づいて生成したＮＲＺＩ形式のチャネルビットワードのＤＳＶを評価し、複数のチャネルビットワードを連結した後のＤＳＶの絶対値が最小となるような接続ワードを選択する。
【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、チャネルビットワードのＤＳＶを均衡させつつ、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】データの記録再生過程を示す図である。
【図２】符号変調および復調の過程を図示する。
【図３】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４】再生シミュレーションによって観測された玉突きエラーの例を示す。
【図５】図４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玉突き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６】玉突きエラーが発生し易いパターンがチャネルビットワード境界近傍に存在するビットパターン例を示す。
【図７】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８】ＰＲＭＬ法による復号過程を説明するトレリス線図である。
【図９】実施形態１に係るＰＲＭＬ復号器７０のブロック図である。
【図１０】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１１】拘束長５で最短ラン長が１の場合（すなわち、図１０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。
【図１２】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１３】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１４】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１５】接続ワードのタイプに応じてトレリス線図上のパスおよび状態値を制約する様子を説明する図である。
【図１６】接続ワード判定器７５がトレースバックを実施する過程を模式的に示す図である。
【図１７】接続ワード判定器７５の動作フローチャートである。
【図１８】復号器の拘束長が長い場合におけるトレリス線図の例を示す。
【図１９】実施形態１に係るチャネルビットワード処理器１９００の機能ブロック図である。
【図２０】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、バーストエラーを抑制しつつチャネルビットワードのＤＳＶの絶対値をできる限り小さくする構成例について説明する。説明の便宜上、まず初めに光情報の記録再生過程およびその過程において生じるバーストエラーについて説明し、次にそのバーストエラーを抑制する手法について説明する。その後、さらにＤＳＶをできる限り小さくする構成について説明する。
【００１８】
＜実施の形態１：光情報の記録再生過程について＞
図１は、データの記録再生過程を示す図である。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（Ｎｏｎ  Ｒｅｔｕｒｎ  ｔｏ  Ｚｅｒｏ）形式のビット列データである。ＮＲＺ形式のビット列データは、マーク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。
【００１９】
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。
【００２０】
図２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２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２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。
【００２１】
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。
【００２２】
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）
【００２３】
図３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。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。
【００２４】
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。
【００２５】
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。
【００２６】
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）
【００２７】
＜実施の形態１：バーストエラーについて＞
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、より複雑で長い玉突きエラーが問題となる。この様な玉突きエラーの存在は、以下のような課題をもたらす。
【００２８】
（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玉突きエラーが発生し、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。
【００２９】
図４は、再生シミュレーションによって観測された玉突きエラーの例を示す。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。
【００３０】
図５は、図４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玉突き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、玉突き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５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、玉突き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。
【００３１】
玉突き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、チャネルビット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、復調時のチャネルビット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。
【００３２】
しかし、玉突き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、チャネルビットワードの境界は、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ビットワード境界と呼ぶ。偽チャネルビットワード境界によって区切られたチャネルビットワードを偽チャネルビットワードと呼ぶ。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ビット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ビット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、チャネルビットワード境界の判別誤りが、これ以降も連鎖的に伝搬し、復号時の玉突き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ビット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。
【００３３】
固定長変調の場合は、チャネルビット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、チャネルビットワード境界近傍に玉突きエラーを生じやすいパターンが存在している場合には、そのチャネルビットワード境界を跨ぐ領域で玉突きエラーが生じ、隣接するチャネルビット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、チャネルビットワード長を長くする。このため、特にチャネルビット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。
【００３４】
図６は、玉突きエラーが発生し易いパターンがチャネルビットワード境界近傍に存在するビットパターン例を示す。図６（ａ）上段は正しいチャネルビットワード列を示す。図６（ｂ）は図６（ａ）に示すパターンが左に１Ｔスリップする玉突きエラーによってエラーが隣接するチャネルビット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６（ａ）下段においては、チャネルビットワードＢで発生した左に１Ｔスリップする玉突きエラーにより、接続ワード内のビット”１”がチャネルビットワード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ビットワードＡの復号結果もエラーとなっている。
【００３５】
図６（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。
【００３６】
図６（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６（ｂ）上段は玉突きエラーが発生し易いパターンがチャネルビットワード境界近傍に存在するビットパターン例を示す。図６（ｂ）下段においては、チャネルビットワードＢで発生した左に１Ｔスリップする玉突き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、隣接チャネルビット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。
【００３７】
図７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。チャネルビットワード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。
【００３８】
＜実施の形態１：バーストエラーの抑制について＞
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、隣接チャネルビット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。
【００３９】
図７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。
【００４０】
図８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８は、図７で説明した固定接続ワード近傍のトレリス線図であり、固定接続ワード近傍の各時刻に於けるブランチメトリックの計算方法を示している。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。
【００４１】
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９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。
【００４２】
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。
【００４３】
図９は、本実施形態１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、接続ワード判定器７５を備える。接続ワード判定器７５の動作については改めて述べることとし、以下ではまずその他の構成について説明する。
【００４４】
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７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ビット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８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。
【００４５】
図１０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１０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。
【００４６】
図１０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１０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。
【００４７】
図１０（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玉突き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玉突き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１０（ｃ）を参照すると分かるように、本実施形態に係る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。
【００４８】
図１１は、拘束長５で最短ラン長が１の場合（すなわち、図１０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８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）
【００４９】
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１１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１０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。
【００５０】
図１２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１２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。チャネルビットワード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。
【００５１】
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ビット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、チャネルビット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。
【００５２】
図１３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８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）
【００５３】
図１４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１０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。
【００５４】
図１４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１４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１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。
【００５５】
図１４（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玉突き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玉突き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１４（ｃ）を参照すると分かるように、本実施形態に係る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。
【００５６】
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１３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。
【００５７】
以上のように、本実施形態１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、玉突き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。
【００５８】
また、本実施形態１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。
【００５９】
＜実施の形態１：ＤＳＶの最小化について＞
以上説明した構成を用いることにより、エラーがチャネルビットワードの境界を越えて伝搬する玉突きエラーを相当程度抑止することができる。ただし上述の構成は、チャネルビットワードのＤＳＶを調整することについては考慮していない。したがって、チャネルビットワードのＤＳＶを制御するための別構成が必要である。例えば、隣接するチャネルビットワードのＤＳＶに応じてエッジの挿入数を制御するための記録領域を確保するなどの手法が考えられる。しかしこれは線記録密度の低下につながるので、その他の手法を検討する必要がある。
【００６０】
先に説明したように、チャネルビットワード境界を越えるエラー伝搬を抑止するために用いる接続ワードとして、“１” “０”のいずれを用いることもできる。このことを利用して、エラー伝搬を抑制しつつチャネルビットワードのＤＳＶをできる限り小さくする手法について検討する。
【００６１】
図１で説明したように、チャネルビットワードはＮＲＺＩ形式で表現される。ＮＲＺＩ形式においては、ビット“１”を表すときは信号を反転し、ビット“０”を表すときは反転しない（その反対を用いる場合もある）。したがって、ＮＲＺＩ形式に変換する前のビット列が同じであっても、ＮＲＺＩ形式に変換した後の開始ビットが“０”“１”いずれであるかによって、変換後の符号列は正反対となる。すなわち、同じ情報を表しているチャネルビットワードであっても、開始ビットが“０”“１”いずれであるかによって、符号列（すなわちＤＳＶ）は反転する。この性質を利用して、チャネルビットワードのＤＳＶを調整することを考える。
【００６２】
例えば、あるチャネルビットワードのＤＳＶがビット“１”に偏っている場合、ＤＳＶを均衡させるためには、次のチャネルビットワードのＤＳＶはビット“０”に偏っていることが望ましい。そこで、次のチャネルビットワードのＤＳＶを実際に計算し、これがビット“０”に偏っていればそのまま用い、ビット“１”に偏っている場合は、チャネルビットワードが表す情報の同一性を維持しつつ、これをビット反転させる。
【００６３】
ＮＲＺＩの表現形式を考慮すると、次のチャネルビットワードが表す情報の同一性を維持しつつこれをビット反転させるためには、ビット“１”を奇数個含む接続ワードを用いて次のチャネルビットワードを接続すればよい。一方、次のチャネルビットワードをビット反転させずそのまま用いたい場合は、ビット“１”を０個または偶数個含む接続ワードを用いればよい。
【００６４】
図１５は、接続ワードのタイプに応じてトレリス線図上のパスおよび状態値を制約する様子を説明する図である。ここでは簡単のため、最短ラン長ｄ＝１で拘束長Ｌ＝３の場合を例とした。
【００６５】
図１５（ａ）は、接続ワードとして“１”を用いた場合の接続ワード近傍のトレリス線図である（表記法は図８に準ずる）。式５から分かるように、４時刻の間、状態またはパスに制限が掛かっている。図１５（ｂ）は、接続ワードとして“０”を用いた場合の接続ワード近傍のトレリス線図である。式６から分かるように、２時刻の間、状態またはパスに制限が掛かっている。図１５（ａ）と図１５（ｂ）とでは、制限される状態やパスの出現順が異なる。
【００６６】
後続のチャネルビットワードを反転させる場合、すなわち接続ワードとして“１”を奇数個含むものを用いる場合を考える。ラン長制限を考慮すると、実際の接続ワードは例えば長さ３の“０１０”などとなる。その場合、チャネルビットワードを発生させる際にラン長制限に基づいて課せられる左右両端の“１”の位置に関する制限を、接続ワードのビット構成に応じて変更する必要がある。
【００６７】
後続のチャネルビットワードを反転させない場合、接続ワードの長さは反転させる場合と同じにするべきであるので、接続ワードとして“０００”を用いればよい。図１５（ｃ）は、このときの接続ワード近傍のトレリス線図である。
【００６８】
チャネルビットワードのＤＳＶを調整する手段として、上記のように接続ワードを選択的に用いる場合、別の課題が生じる。先に説明したように、玉突きエラーを抑制するためには、接続ワード近傍におけるトレリス線図上のパスや状態を確定できることが重要である。したがって接続ワードを選択的に変更した場合、いずれの接続ワードを用いたのかを復号時に判定する必要がある。以下にその手法について説明する。
【００６９】
図１５（ａ）（ｃ）において、一点鎖線で囲んだ接続ワードの中央部（時刻０）に着目すると、当該時刻がビット“１”に該当するか否かに応じて、トレリス線図上の有効な状態が、００／１１と０１／１０のいずれかに２分されていることが分かる。このことを利用して、いずれの接続ワードが用いられたかを統計的に判定することができる。具体的には、ＡＣＳを実施した後にその結果得られたパスをトレースバックし、いずれのパターンが統計的に多いかを検査することにより、接続ワードとしていずれが用いられたかを高精度で推定することができる。以下に手順を説明する。
【００７０】
図１６は、接続ワード判定器７５がトレースバックを実施する過程を模式的に示す図である。説明の便宜上、十分な長さを持つ仮想パスメモリ２００（実際の構成においてはパスメモリ７４）内に、再生した全時刻分のＡＣＳの結果を格納したものとする。光スポットの進行方向は、図１６の左から右に向かう方向に対応するものとする。接続ワード（図１５の例では“０００”または“０１０”）の中央を中央ビット位置２０４とする。
【００７１】
接続ワード判定器７５は、トレースバック領域２０１内でトレースバックを実施することにより、復号結果を確定する。接続ワード判定器７５は、トレースバック領域右端２０２からトレースバック領域左端２０５に向かってトレースバックを実施し、復号が１時刻終了する毎にトレースバック領域２０１を１時刻分右に移動させる。
【００７２】
接続ワード判定器７５は、中央ビット位置２０４がトレースバック領域右端２０２に到達するのを監視する。図１６（ａ）は、トレースバック領域右端２０２が中央ビット位置２０４に到達した状態を示す。
【００７３】
図１６（ｂ）は、中央ビット位置２０４がトレースバック領域右端２０２と接続ワード判定位置２０３の間にある状態を示す。接続ワード判定位置２０３は、トレリス線図上の有効な状態として００／１１と０１／１０のいずれが多いかを判定するのに十分な積算値を得ることができる適当な位置に設定する。接続ワード判定器７５はこの期間において、トレースバック毎に各状態を通過するパスの数を累計する。
【００７４】
図１６（ｃ）は、接続ワード判定位置２０３が中央ビット位置２０４に到達した状態を示す。接続ワード判定器７５はこの時点で、トレースバックにおいて各状態を通過したパスの累計数を比較し、いずれの接続ワードが使用されているのかを判別する。状態００／１１を通過したパスの数の和が、状態０１／１０を通過したパスの数の和よりも多い場合は、接続ワードは“０００”であると判断する。反対の場合は、接続ワードは“０１０”であると判断する。
【００７５】
図１６（ｄ）は、接続ワード判定位置２０３が中央ビット位置２０４を通過した後の状態を示す。接続ワード判定器７５はこの領域において、先に判定した接続ワードに対応したパスの制限を課した上で、トレースバックを実施する。ただし接続ワード判定器７５がトレースバックを実施する時点においては、ＡＣＳユニット７３は既にＡＣＳを終了し、ＡＣＳ過程において残った状態値のみがパスメモリ７４内に記録されている。接続ワード判定器７５がトレースバックを実施する際に、既に判定した接続ワードから導かれるパスを遡るためＡＣＳ過程において破棄された状態値を経由する必要がある場合、接続ワードから導かれるパスを優先する。すなわちこの場合は、ＡＣＳ過程において破棄されたパスを利用してトレースバックを実施する。
【００７６】
図１６（ｅ）は、トレースバック領域２０１がパス制限領域を脱した状態を示す。接続ワード判定器７５はこの時点で、全てのパスと状態に対する制限を解除する。接続ワード判定器７５は、トレースバック領域２０１が次の中央ビット位置２０４に到達するのを検出するまで、通常のトレースバックによって復号を実施する。
【００７７】
図１７は、接続ワード判定器７５の動作フローチャートである。接続ワード判定器７５は、トレースバック領域２０１（図１７においてはＴＢＲと表記）のトレースバック領域右端２０２が中央ビット位置２０４（図１７においてはＭＰと表記）に到達することを監視する（Ｓ０１）。接続ワード判定器７５は、図１６（ｂ）で説明したように、トレースバックにおいて通過する各状態の数を累計する（Ｓ０２）。接続ワード判定器７５は、図１６（ｃ）で説明した時点（Ｓ０３）で接続ワードの種別を判定し、その接続ワードに応じた制限を課してトレースバックを実施する（Ｓ０４）。接続ワード判定器７５は、図１６（ｅ）に示す状態に達すると（Ｓ０５）、パスと状態に対する制限を解除した上で次の中央ビット位置２０４に到達するまで通常のトレースバックを実施する（Ｓ０６）。
【００７８】
ここで改めて図１５（ａ）（ｃ）の時刻２（破線）に着目すると、どちらも同じパス制限を受けていることが分かる。これは、いずれも時刻１が接続ワードの“０”（ＮＲＺ表記）で確定しているためである。制限領域全体についてパスまたは状態を制限したＡＣＳおよびトレースバックは、必ずしも必要でない。図１５の例においても、時刻１から２へのパス制限のみを考慮することにより、若干の性能低下があるもののチャネルビット境界を越えるエラー伝搬を抑止することができる。この場合、接続ワードが“０００”か“０１０”であることを判別する必要がなく、復号器の構成と制御が大幅に簡素化できるという利点がある。最短ラン長が大きなシステムほど必要とされる復号器の拘束長が長くなるので、この利点はより有用である。
【００７９】
図１８は、復号器の拘束長が長い場合におけるトレリス線図の例を示す。ここでは最短ラン長が３、ＰＲＭＬ復号器の拘束長が７である場合における接続ワード近傍のトレリス線図を示した。図１８（ａ）（ｂ）は、チャネルビットワードを反転しない場合と反転する場合それぞれのトレリス線図である。チャネルビットワードを反転するか否かを指定するビットの両側に、最短ラン長と同じ長さの“０”を配置するものと仮定すると、接続ワードの長さは２ｄ＋１となる（図１８においては長さ７）。
【００８０】
図１８から分かるように、１２時刻の間にほぼ全ての状態（１４状態）およびパス（１４本）が順次制限を受ける。ＡＣＳユニット７３またはパスメモリ７４は、これらを反映できる構造を備えている必要があるため、構成がより複雑になる。これに対し、先に説明した例と同様に、パス制限領域の最後端（図１８の例では時刻５から６の間）においてのみパス制限を施す場合、一部のパス制限のみで済み、ＡＣＳユニット７３などの構造を遥かに簡素化できることは明らかである。また、先の例と同様に、トレースバックの際に接続ワードから導かれるパスをＡＣＳの選択結果よりも優先する場合、ＡＣＳユニット７３がパス制限を実施しなくともこれと同様の効果を発揮できるので、復号器をさらに簡素化することができる。また、図１８（ａ）（ｂ）から分かるように、パス制限領域の最後端のパス制限は、接続ワードがいずれであっても同一であるので、接続ワードの種類判別も不要である。
【００８１】
上記例のように、接続ワードの長さを２ｄ＋１とし、接続ワードが全てＮＲＺ形式の“０”である場合と、中央ビットのみが“１”である場合とが存在する場合において、接続ワードを含めてラン長制限を完全に満たす条件を考える。最短ラン長制限については、いずれの型の接続ワードが選択されたとしてもチャネルビットワードに特段の制限を課す必要がないことは明らかである。最長ラン長に関しては、典型的な例では接続ワードの長さはｄに設定されるのに対し、本例においてはそれよりも長くなっている。よって、チャネルビットワードを発生させる際の制限則は、接続ワードのビットが全て“０”である場合を考慮したものにする必要がある。即ち、チャネルビットワードの両端から最初に出現する“１”までの距離は、典型例ではｆｌｏｏｒ[（ｋ−ｄ）/２]であったのに対し、ｆｌｏｏｒ[（ｋ−２ｄ−１）／２]とする必要がある。その結果、チャネルビットワードの長さを長くするなど、変調パラメータを変更する必要が生じる可能性がある。
【００８２】
一方、上記のような変調パラメータの変更を望まないのであれば、典型例と同じ制限則を用いることになる。典型例と同じ制限則に基づいてチャネルビットワードを発生させた場合、状況によっては接続ワードを含む領域において最長ラン長制限に違反することがある。すなわち、最長ｋ＋ｄ＋１のラン長が出現する可能性がある。しかし、このような違反が出現する位置は予測可能である。また高次のラン長制限符号においては、そもそも最長ラン長制限の絶対値も大きいので、それがｄ＋１伸びたとしても極端な影響はない。すなわち、接続ワードを含む領域における最長ラン長違反を例外として認めることにより、典型例と同じ長さのチャネルビットワードを使用することができる。これにより、実効的な線記録密度の低下を避けることができる。
【００８３】
図１９は、本実施形態１に係るチャネルビットワード処理器１９００の機能ブロック図である。チャネルビットワード処理器１９００は、ユーザビットワードを入力として、列挙法に基づく固定長のラン長制限符号を用いたＮＲＺＩ形式のチャネルビットワードを生成する。
【００８４】
チャネルビットワード処理器１９００は、チャネルビットワード生成器１９１０、ＤＳＶ評価器１９２０、接続ワード選択器１９３０、連結器１９４０を備える。チャネルビットワード生成器１９１０は、入力されるユーザビットワードを用いて上記チャネルビットワードを生成する。ＤＳＶ評価器１９２０は、連続する複数のチャネルビットワードのＤＳＶを算出する。接続ワード選択器１９３０は、接続ワード候補（例えば上述の“０００”または“０１０”）のなかからいずれかを選択する。連結器１９４０は、チャネルビットワードと接続ワードを連結する。
【００８５】
接続ワード選択器１９２０は、接続ワード候補のなかから、連続する複数のチャネルビットワードと接続ワード候補とを合わせた符号列のＤＳＶの絶対値が最も小さくなるような接続ワード候補を選択する。例えば、ＤＳＶ評価器１９２０は連続する２つのチャネルビットワードと各接続ワード候補とを合わせた符号列のＤＳＶ絶対値をそれぞれ計算し、接続ワード選択器１９２０はそのＤＳＶ絶対値が最も小さい接続ワード候補を選択する。ＤＳＶを評価するチャネルビットワードの個数は必ずしも２つでなくともよく、例えば３つ以上のチャネルビットワードと接続ワードとを合わせた符号列のＤＳＶ絶対値を最小化するようにしてもよい。
【００８６】
＜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１９００は、連続するチャネルビットワードと接続ワードとを合わせた符号列のＤＳＶ絶対値ができる限り小さくなるように、接続ワードを選択する。接続ワード候補は、“１”を奇数個有するものと０個または偶数個有するものとを含む。これにより、チャネルビットワードのＤＳＶをできる限り小さくしつつ、復号過程において上述の手順によりバーストエラーを抑制することができる。
【００８７】
先に説明したように、接続ワード判定器７５がトレースバックを実施する過程において接続ワードから導かれるパス制限を課すことにより、ＡＣＳユニット７３がパス制限を実施しなくとも同様の効果を発揮することができる。接続ワード判定器７５によるパス制限とＡＣＳユニット７３によるパス制限は、いずれか一方のみ用いてもよいし併用してもよい。接続ワード判定器７５によるパス制限のみを実施する場合は、ＡＣＳユニット７３の構成を簡素化することができる。
【００８８】
＜実施の形態２＞
実施形態１においては、ＤＳＶ絶対値に応じて２種類の接続ワードを適宜選択することを説明したが、３種類以上の接続ワード候補を用いることもできる。本発明の実施形態２ではその１例を説明する。
【００８９】
実施形態１において、後続するチャネルビットワードを反転させない接続ワードとして、ビット“０”のみから構成されているものを例示した。この場合、接続ワード近傍で最長ラン長制限を維持する必要がある場合には、変調パラメータの変更を要する場合があった。後続するチャネルビットワードを反転させない接続ワードとしては、ビット“１”を偶数個含むものを用いることもできる。そこで、接続ワード候補として例えば“０１０００１０”を追加し、接続ワード選択器１９２０は３種類の接続ワードから適宜適切なものを選択するようにしてもよい。
【００９０】
例えば、先行チャネルビットワードの後端付近のラン長と後続チャネルビットワードの前端付近のラン長がともに長く、接続ワードとして“０００００００”を用いると最長ラン長制限に違反するケースを考える。この場合接続ワード選択器１９２０は、接続ワードとして“０１０００１０”を選択する。この接続ワードは、ＤＳＶ絶対値を調整する機能はビット“０”のみから構成されている接続ワードと同じであるため、ラン長制限を満たしつつ実施形態１と同様の効果を発揮することができる。
【００９１】
＜実施の形態３＞
図２０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、先の実施形態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１９００、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。
【００９２】
本発明は上記した実施形態の形態に限定されるものではなく、様々な変形例が含まれる。上記実施形態は本発明を分かりやすく説明するために詳細に説明したものであり、必ずしも説明した全ての構成を備えるものに限定されるものではない。また、ある実施形態の構成の一部を他の実施形態の構成に置き換えることもできる。また、ある実施形態の構成に他の実施形態の構成を加えることもできる。また、各実施形態の構成の一部について、他の構成を追加・削除・置換することもできる。
【００９３】
上記各構成、機能、処理部、処理手段等は、それらの一部や全部を、例えば集積回路で設計する等によりハードウェアで実現してもよい。また、上記の各構成、機能等は、プロセッサがそれぞれの機能を実現するプログラムを解釈し、実行することによりソフトウェアで実現してもよい。各機能を実現するプログラム、テーブル、ファイル等の情報は、メモリ、ハードディスク、ＳＳＤ（Ｓｏｌｉｄ  Ｓｔａｔｅ  Ｄｒｉｖｅ）等の記録装置、ＩＣカード、ＳＤカード、ＤＶＤ等の記録媒体に格納することができる。
【符号の説明】
【００９４】
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、７５：接続ワード判定器、１９００：チャネルビットワード処理器、１９１０：チャネルビットワード生成器、１９２０：ＤＳＶ評価器、１９３０：接続ワード選択器、１９４０：連結器、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】
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【図１６】
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【図１７】
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【図１８】
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【図１９】
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【図２０】
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