BG105877A - Метод за преобразуване на поток от битове данни на двоичен информационен сигнал в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, устройство за кодиране, сигнал съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал , носител на запис и устройство за декодиране - Google Patents

Метод за преобразуване на поток от битове данни на двоичен информационен сигнал в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, устройство за кодиране, сигнал съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал , носител на запис и устройство за декодиране Download PDF

Info

Publication number
BG105877A
BG105877A BG105877A BG10587701A BG105877A BG 105877 A BG105877 A BG 105877A BG 105877 A BG105877 A BG 105877A BG 10587701 A BG10587701 A BG 10587701A BG 105877 A BG105877 A BG 105877A
Authority
BG
Bulgaria
Prior art keywords
channel
bit
words
code
word
Prior art date
Application number
BG105877A
Other languages
English (en)
Inventor
Willem Coene
Original Assignee
Koninklijke Philips Electronics N.V.
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Application filed by Koninklijke Philips Electronics N.V. filed Critical Koninklijke Philips Electronics N.V.
Publication of BG105877A publication Critical patent/BG105877A/bg

Links

Classifications

    • H—ELECTRICITY
    • H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
    • H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
    • H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
    • H03M13/31—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes combining coding for error detection or correction and efficient use of the spectrum
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
    • G06F9/448—Execution paradigms, e.g. implementations of programming paradigms
    • G06F9/4498—Finite state machines
    • G—PHYSICS
    • G11—INFORMATION STORAGE
    • G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
    • G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
    • G11B20/10—Digital recording or reproducing
    • G11B20/14—Digital recording or reproducing using self-clocking codes
    • G11B20/1403—Digital recording or reproducing using self-clocking codes characterised by the use of two levels
    • G11B20/1423—Code representation depending on subsequent bits, e.g. delay modulation, double density code, Miller code
    • G11B20/1426—Code representation depending on subsequent bits, e.g. delay modulation, double density code, Miller code conversion to or from block codes or representations thereof

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Theoretical Computer Science (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Physics & Mathematics (AREA)
  • Software Systems (AREA)
  • Probability & Statistics with Applications (AREA)
  • General Engineering & Computer Science (AREA)
  • General Physics & Mathematics (AREA)
  • Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
  • Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
  • Dc Digital Transmission (AREA)
  • Mobile Radio Communication Systems (AREA)
  • Shaping Metal By Deep-Drawing, Or The Like (AREA)

Abstract

Изобретението се отнася до метод за преобразуванена двоична информация в ограничен двоичен каналенсигнал. Двоичната информация се преобразува в съответствие с канален код (С1 и С2) в m1-битови и m2-битови канални думи. Конкатенираните канални думиизпълняват ограниченията на продължителността на двоичния канален сигнал. Каналните думи са избраниот комплекти, всеки от които съдържа само каналнидуми, имащи специфични начални части. Изобретението се отнася също до устройство за кодиране, до сигнал, съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, до носител на запис и до устройство за декодиране.

Description

РЕФЕРАТ
МЕТОД ЗА ПРЕОБРАЗУВАНЕ НА ПОТОК ОТ БИТОВЕ ДАННИ НА г
ДВОИЧЕН ИНФОРМАЦИОНЕН СИГНАЛ ВПОТОКОТ БИТОВЕ v Mi ДАННИНАОГР АНИЧЕН ДВОИЧЕНКАНАЛЕНСИГНАЛ,М
УСТРОЙСТВО ЗА КОДИРАНЕ, СИГНАЛ, СЪДЪРЖАЩ ПОТОК ОТ < БИТОВЕ ДАННИ НА ОГРАНИЧЕН ДВОИЧЕН КАНАЛЕН СИГНАЛ, А: НОСИТЕЛ НА ЗАПИС И УСТРОЙТВО ЗА ДЕКОДИРАНЕm A ‘; Изобретението се отнася до метод за преобразуване на двоичнаи инффмащш в огрЬиииенш0иченканаден|СИ1^Л; (Двоичната информация съответствие с каналенкод канален код Сг в мбитвииканални ек ма каналнидуми изпълняват ограничениятана продължителността на ; t - s > двоичния канален сигнал. Каналните думи са избрани от комплекти ,< г. < , tг канални думи, всеки комплект съдържа само канални думи, имащи . ί ν специфични начални части. u jr./ч;//и: А ;чн.:
Изобретението, по-нататък, сеотнася до устройство закодиране, : до сигнал, съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, до носител на запис и до устройство за декодиране.
МЕТОД ЗА ПРЕОБРАЗУВАНЕ НА ПОТОК ОТ БИТОВЕ ДАННИ НА ДВОИЧЕН ИНФОРМАЦИОНЕН СИГНАЛ В ПОТОК ОТ БИТОВЕ
ДАННИ НА ОГРАНИЧЕН ДВОИЧЕН КАНАЛЕН СИГНАЛ, УСТРОЙСТВО ЗА КОДИРАНЕ, СИГНАЛ, СЪДЪРЖАЩ ПОТОК ОТ БИТОВЕ ДАННИ НА ОГРАНИЧЕН ДВОИЧЕН КАНАЛЕН СИГНАЛ,
НОСИТЕЛ НА ЗАПИС И УСТРОЙТВО ЗА ДЕКОДИРАНЕ
Изобретението се отнася до метод за преобразуване на поток от битове данни на двоичен информационен сигнал в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, в който потокът от битове данни на двоичния информационен сигнал е разделен в η-битови информационни думи, споменатите информационни думи са преобразувани в mi-битови канални думи в съответствие с канален код Ci, или в т2-битови канални думи в съответствие с канален код С2, където mi, m2 и η са цели числа, за които е изпълнено условието m2>mi>n, в който т2-битовата канална дума е избрана от най-малко две т2-битови канални думи, поне две от които имат обратни четности, свързаните mi-битови канални думи и побитовите канални думи спазват ограничена продължителност на двоичния канален сигнал.
Изобретението се отнася, също така, и до устройство за кодиране на битовете данни на двоичен информационен сигнал в битове данни на ограничен двоичен канален сигнал. Изобретението се отнася, също така, и до сигнал, съдържащ битове данни на ограничен двоичен канален сигнал. Изобретението се отнася, по-нататък, до носител на запис и до устройство за декодиране на ограничения двоичен канален сигнал.
Изобретението се отнася до областта на каналното кодиране, поспециално, до кодирането на продължителността на ограничен канален сигнал. Времетраенето, изразено в канални битове, между последователните преходи, обикновено, се нарича продължителност. На каналния код могат да бъдат наложени различни ограничения, водещи до канален код с ограничена продължителност. В такъв код поредицата от канални думи е характеризирана с два параметъра, едно d-ограничение и едно к-ограничение. Областта на поредицата (d, к) задоволява следните две условия: поради d-ограничението две логически “единици” са разделени от най-малко d последователни “нули”, а поради кограничението две логически “единици” са разделени от най-много к последователни “нули”. Поредицата (d, к) е преобразувана от областта (d, к) в поредица с ограничена продължителност (RRL) от вида (d, к) в RRL областта чрез предварително кодиране в IT устройство за предварително кодиране. Тази RRL поредица съдържа елементи с продължителност (всяка една структура от последователни нули или структура от последователни единици) d+Ι в минимума и к+1 в максимума между последователните преобръщания на сигнала в информационния сигнал. Стойностите на (d+Ι) и (к+1) показват минимума и максимума на продължителността на елемента, позволен в поредицата. Отбелязано е, че терминът елемент може да бъде използуван, за да обозначи, както елемент на (d, к) поредицата, така и елемент на RRL поредицата. Счита се, че един елемент може да бъде разширение, надвишаващо продължителността в RLL областта или (d, k) областта.
В каналния код с ограничена продължителност всяка информационна дума е преобразувана в канална дума в съответствие с предварително определени правила на преобразуване, а съвкупността от тези канални думи образува модулирания сигнал.
Известен е метод за кодиране (Research Disclosure, January 1992, page 32, 33340), съгласно който η-битовите информационни думи са преобразувани алтернативно в mi-битови канални думи и гщ-битови канални думи, където n, mi и ш2 са цели числа и n<mi<m2. За всяка п битова информационна дума има две налични т2-битови канални думи, имащи взаимно различаваща се нечетност. Каналната дума е избрана така, че обработваната в момента цифрова сума в каналния сигнал показва поведение, което е в съответствие с желания модел като функция на времето, например, кодиране без прав ток в каналния сигнал.
С други думи, има два канални кода, които са разкрити в цитираната по-горе статия в Research Disclosure, един с за преобразуване η-mi на информационните думи в канални думи, което може да бъдат отнесено към главния код С], и друго с n-m2 преобразуване, с две побитови канални думи, което може да бъде отнесено към двойния код С2.
Ефективността на каналния код може да бъде обяснена чрез използуване на (информационната) скорост на каналния код. Тази скорост R на каналния код е определена като отношението n/m, в което кодът превръща η двоични ползувателски (или информационни) символи в m двоични канални символи. Както беше обяснено по-горе, при каналното кодиране с ограничена продължителност, каналните думи трябва да бъдат в съответствие с определени ограничения, например, едно d-ограничение и едно к-ограничение. Поради тези ограничения, броят на комбинациите от битове, които могат да представляват информационните думи, е намален и поради това, скоростта ще бъде понижена.
Обект на изобретението е да се реализира ефективен метод за кодиране на поток от информационни думи в ограничен поток от канални думи.
Методът в съответствие с изобретението е характеризиран с това, че съдържа повтарящо се и/или алтернативно операциите:
- избиране на πη-битова канална дума извън множеството на комплекти от mi-битови канални думи, всеки комплект, съдържащ само mi-битови канални думи, имащи начална част, която е извън подмножество на начални части на πΐι-битовите канални думи, всеки комплект е свързан с кодиращото състояние на каналния код Сь кодиращото състояние е установено в зависимост от част от предхождащата канална дума, или
- избиране на т2-битови канални думи извън множеството комплекти на т2-битовите канални думи, всеки комплект, съдържащ само т2-битови канални думи, имащи начална част, която е извън подмножествата на началните части на т2-битовите канални думи, принадлежащи към споменатия комплект, всеки комплект е свързан с кодиращото състояние на каналния код С2, кодиращото състояние е установено в зависимост от крайната част на предхождащата канална дума, крайните части на Ш]-битовите канални думи в кодиращото състояние на каналния код С] и началните части на ш2-битовите канални думи в комплекта на каналния код С2 са подбрани така, че да спазват споменатото ограничение на продължителността.
Чрез повтарящо се или алтернативно изпълнение на споменатите операции и чрез подреждане на крайните части на пи-битовите канални думи в кодиращото състояние на каналния код Ci и на началните части на т2-битовите канални думи в кодиращото състояние на каналния код С2, началните части на ш2-битовите канални думи могат да бъдат приложени към кодиращото състояние на каналния код Ci, чрез което да се реализира ограниченият двоичен канален сигнал; и обратното, когато се подредят крайните части на ш2-битовите канални думи и началните части на побитовите канални думи.
Изобретението е базирано на разграничаването, че кодиращите състояния на двата различни канални кода могат да бъдат комбинирани чрез подреждане на началните части и на крайните части на каналните думи на каналните кодове, така че крайните части в каналния код Ci да подхождат на началните части на комплекта от пц-битовите канални думи, но също така и на началните части на комплекта от Ш2-битовите канални думи. Описание на многочислената структура на устройствата за кодиране и декодиране води към канални кодове с висока ефективност или информационна скорост.
Друг метод съгласно изобретението е характеризиран с това, че броят на кодиращите състояния на каналния код С] е равен на броя на кодиращите състояния на каналния код С2.
В случая, при който за всяка η-битова информационна дума на двойния код С2, могат да бъдат използувани две т2-битовите канални думи с обратна четност, е възможно тези канални думи да се използуват за повлияване на предварително определени характеристики на двоичния канален сигнал. Предимство е, че с цел да бъдат в състояние да спазват ограниченията на ограничения поток канални думи, крайните части на побитовите канални думи в кодиращото състояние на каналния код Ci и началните части на т2-битовите канални думи в кодиращото състояние на каналния код С2 са пригодени така, че броят на кодиращите състояния на каналния код Cj е равен на броя на кодиращите състояния на каналния код С2. По този начин, кодиращите таблици могат да бъдат ограничени. Частите на кодиращите състояния на каналния код Ci могат да бъдат, например, подобни или еднакви с частите на кодиращите състояния на каналния код С2. Това осигурява лесно прилагане на кодирането и декодирането, както в апаратното, така и в програмното реализиране.
Каналните кодове съгласно изобретението могат да бъдат описани различно с термините на така наречената finite-state-machine (FSM), краен автомат. Преходите между състоянията на FSM съответствуват на предаването на канални думи в съответствие с п-битови информационни думи, които постъпват в устройството за кодиране. Това означава, че с цел да има валиден код, за всяко състояние на FSM, трябва да има въздействие най-малко на 2П прехода по отношение на всички състояния на FSM. С всяко състояние на FSM, дадена п-битова информационна дума не само определя m-битовите канални думи, но, също така, определя и следващото състояние, което е за следващата пбитова информационна дума, която постъпва в устройството за кодиране, и която трябва да бъде кодирана.
Друг метод съгласно изобретението е характеризиран с това, че крайната част на всяка гщ-битова канална дума има множество уь множеството yi е броят на различните състояния на споменатата крайна част на каналния код Ci, които могат да се установят, и с това, че крайната част на всяка т2-битова канална дума има множество у2, множеството у2 е броят на състоянията на споменатия край на каналния код С2, които могат да бъдат установени, и с това, че yi=y2, ако крайната част на Ш]-битовата канална дума е еднаква с крайната част на т2-битовата канална дума.
Всяка крайна част на mi-битовата канална дума има множество yi, множеството yi е броят на състоянията на споменатата крайна част на каналния код Ci, които са разрешени, и всяка крайна част на т2-битовата канална дума има множество у2, множеството у2 е броят на състоянията на споменатата крайна част на споменатия канален код С2, които са разрешени. Не е необходимо множеството на крайната част на дадена дума да е използувано 100%. Предимство е, че yi=y2, ако крайната част на mi-битовата канална дума е еднаква с крайната част на т2-битовата канална дума. По този начин, кодиращото състояние на каналния код Ci и кодиращото състояние на каналния код С2 могат да бъдат превключвани с цел ограниченият двоичен канален сигнал, съдържащ конкатенираните mi-битови канални думи и ш2-битови канални думи, да следва ограничението на двоичния канален сигнал. Използуването на еднакво множество води до по-лесно реализиране на кодирането и декодирането както в апаратурното, така и в програмното реализиране.
Друг метод съгласно изобретението е характеризиран с това, че споменатите най-малко две ш2-битови канални думи установяват едно и също състояние.
Дефинирахме двойния код С2 като такъв, имащ следните характеристики: това е код с n-m2 преобразуване, където п-битовата информационна дума може да бъде представена чрез най-малко две канални думи, от които поне едната има противоположна четност. Последната характеристика е предназначена за повлияване на някои предвидени характеристики на кодирания канален поток битове, например, на контрола на постояннотоковата съставна на кода.
Гарантираната характеристика на избор на четност на двойния код С2 не е достатъчна, за да се гарантира, например, контрол на постояннотоковата съставна на предварително определеното ниво на представяне. Това се дължи на факта, че в FSM и двете канални думи на двойния код С2 могат да водят до различно следващо състояние: това ще означава, че последващите крайни кодирани части за два отделни избора на каналните думи на С2 могат да бъдат различни, и че общата четност на потока от битове между двете, кодирани с двойния код, канални думи може да бъде различно така, че постояннотоковият контрол, осъществен с помощта на двойния код С2, е осуетен, което довежда до възможно лошо представяне по отношение на желаните характеристики на каналния поток от битове.
Предимство е да се определят състоянията на FSM на каналните кодове С] и С2, с цел при преобразуването на η-битова информационна дума в две т2-битови канални думи, да се осигури т2-битовите канални думи не само да остават в същото състояние като тава на FSM, но също така да завършват в същото следващо състояние на FSM. С други думи, двете канални думи на С2, съответствуващи на една и съща п-битова информационна дума, да имат едно и също следващо състояние. Използуването на така наречената характеристика “също следващо състояние” на двойния код С2 води до следните предимства: елиминирано е горното осъществяване на контрол посредством С2: кодираните части на главния код Ci между успешни точки, в които е използуван С2, в потока на информационните думи е напълно фиксиран, така, независимо от кодиращите избори на С2, се осигурява една и съща четност на каналния поток от битовете, кодирани с Ci между успешните локации, в които е използуван С2.
Наличието на избор между две ш2-битови канални думи дава възможност да се изпълни контрола на постояннотоковата компонента, с цел да се осъществи, така нареченият, постояннотоков баланс или код, свободен от постояннотокова компонента. Например, при оптически запис, балансираните по постоянен ток кодове са използувани, за да се преодолее или да се намали взаимодействието между данните, записани върху носителя и сервосистемите, които следят пътечката, оформена върху носителя на запис. Байтовете, кодирани с двоен код С2 са точките в каналния поток от битове, които разрешават контрол на постояннотоковото съдържание. Освен за контролирането на постояннотоковото съдържание на каналния поток от битове, байтовете, кодирани с двоен код С2, могат да бъдат използувани за въздействие и върху други характеристики на каналния поток от битове.
Процедурите за директния контрол на постояннотоковата компонента създадоха решение, в което всяка точка на контрола по постоянен ток зависи от RDS свързан критерий, който е еквивалентен само за канален поток от битове, на разстояние от определената точка за контрол по постоянен ток до следващата такава. Такава местна оптимална стратегия на решението не използува целия потенциал на контрола по постоянен ток на каналния код. Един по-добър подход е да се прилага предварителен постояннотоков контрол, т. е. да се вгради едно дърво на решението на дълбочина N, в което решението в дадена точка за постояннотоков контрол е определено, също както и неговото динамично въздействие върху последващия канален поток от битове в комбинация със следващо решение в следващи N-1 точки на постояннотоковия контрол. Всеки маршрут през дървото на решението съдържа N разклонения, и RDS критерия се прилага за завършения маршрут. Nсгънат предварителен постояннотоков контрол означава 2 кодиращи маршрута, с присъщия недостатък висока кодираща сложност, тъй като всеки байт се нуждае да бъде кодиран 2N пъти.
За каналния код съгласно едно примерно изпълнение маршрутът, следван през FSM по време на кодирането не зависи от действителния маршрут, следван през N-сгънато дърво на решението. Това е поради характеристиката “също следващо състояние” на двете кодиращи опции на двойния код С2. Следователно, всички битове, свързани с главния код Сь трябва да бъдат кодирани само веднъж, докато всички байтове, свързани с двойния код С2, е нужно да бъдат кодирани точно два пъти. Това намалява сложността на хардуера на кодиращото дърво надолу до това, свързано с просто последователно кодиране без понататъшно разклоняване. Остава само N-сгънато дърво на решението на RDS критерия по продължение на 2N маршрута, което довежда до понижена сложност.
Един RDS критерий може да бъде, например, максималната абсолютна стойност на RDS стойността като такава (първа заповед
спектрална нула), но също интегрираната RDS стойност във времето (втора заповед спектрална нула) или може да бъде използувана комбинация от двете. Също така, като критерий може да бъде използувана сумата на дисперсията (SV).
Друг метод съгласно изобретението е характеризиран с това, че комплектите от канални думи на каналния код С] и кодиращите състояния на каналния код С2 са пригодени така, че двоичният канален сигнал, формиран чрез свързаните в поредица пц -битови канални думи и побитови канални думи, изпълнява едно повтарящо се минимално ограничение на продължителността =6 на двоичния канал.
Ограничението може да намали броя на последващите продължителности до същата продължителност. Например, когато е наложено ограничение RMTR (повтаряща се минимална продължителност на прехода) на η на d=2 канален код, това ограничение означава, че броят на успешните ЗТ продължителности в поредицата от канални думи е ограничена до n. С цел да се реализира повторно ограничение с минимална продължителност 6, таблиците на кода са съставени от тези възможни канални думи, които могат да доведат до елиминиране на дисперсията на RMTR ограничението (думата (100)5). По друг начин казано, когато RMTR дисперсията би се появила, RMTR ограничението, също, може да бъде осъществено чрез заместващи канални думи или структури. Допълнителна информация за това RMTR ограничение може да бъде намерена в публикуваната патентна заявка WO99/63671-D1 (PHQ 98.023).
Друг метод съгласно изобретението е характеризиран с това, че отношението между броя на mj-битовите канални думи и броя на побитови канални думи е в зависимост от избраното измерване на постояннотоковия контрол.
Трябва да бъде отбелязано, че двата канални кода С]И С2 са независими кодове, всеки от които може да бъде използуван отделно. Ci е типичен код с висока скорост и с несиметрична структура, за да управлява определени допълнителни характеристики на кодирания поток от канални битове на границата на предвидените ограничения на продължителността (d, k, RMTR). С2 е код с леко понижена скорост и със загубата на скоростта в сравнение с код Сц и е използуван за осигуряване на симетрична структура при управляването на допълнително изискваните характеристики. За изобретението, както е описано по-подробно по-долу, Ci и С2 са използувани в комбинация, от която е произлязъл терминът комбиниран код, но той трябва да бъде реализиран така, че всяка структура на комбинацията да е възможна. Колкото повече е използуван главния код С] (по отношение на използуването на двойния код С2), толкова по-висока ще бъде скоростта на общия код на комбинацията, но, също така, капацитет за контролиране на допълнителните предвидени характеристики на каналния поток битове ще бъде по-нисък. По отношение на последното, максимален контрол може да бъде осъществен чрез използуването на двоен код С2 през цялото време, а минимален контрол ще е осъществен в случая, когато е използуван само главния код Сь Може да се разбере, че отношението между броя на Ш]-битовите канални думи и броя на т2-битовите канални думи може да бъде определен в зависимост от избраното измерване на постояннотоковия контрол.
Друг метод съгласно изобретението е характеризиран с това, че кодиращото състояние, по-нататък, е установено в зависимост от пбитовата информационна дума, чрез което се дава възможност да се разграничи тази η-битова информационна дума чрез детектиране на кодиращото състояние.
Предимство е, че с цел да се увеличи скоростта на
информационния сигнал, кодиращото състояние, също, е зависещо от пбитовата информационна дума, която трябва да бъде кодирана. В резултат на това, една и съща канална дума може да бъде използувана повече от един път. По този начин, броят на различните канални думи, които трябва да конструират една канална дума е намален, осигурявайки по-ефективен код. Използуването на състоянията в конструкцията на FSM за характеризиране на каналните кодове Ci и С2 осигурява възможност за установяване на общ код с висока скорост, дължаща се на множественото използуване на същата канална дума с различни следващи състояния. В декодера, това е каналната дума в комбинация със следващото състояние, което определя еднозначно съответствуващата информационна дума.
Друг метод съгласно изобретението е характеризиран с това, че кодиращите състояния на каналния код Ci и кодиращите състояния на каналния код С2, по-нататък, са пригодени така, че ограничен брой канални думи е заместен за други канални думи или структури, тези други канални думи или структури не принадлежат на комплектите канални думи на каналния код Ci и на каналния код С2.
В едно практическо решение на каналния код, основано на комбинирането на двата кода С] и С2 съгласно изобретението, има едно участък, предназначен за структурата на ограничен стохастичен максимален контрол на гарантирания контрол. Под стохастичен контрол трябва да се разбира, че трябва да има такъв вид контрол, при който действителното прилагане на този контрол зависи от контрола на съдържанието на действителните данни (информационните думи), които постъпват в устройството за кодиране.
Наличието на участък за стохастичен постояннотоков контрол се дължи на факта, че при нормално използуване на каналния код, в практическия код, в каналния поток от битове не се появяват някои специфични структури; тези структури могат да бъда използувани като заместващи структури за други структури, които са разрешени в каналния поток от битове.
Чрез заместване на един ограничен брой канални думи или структури за други канални думи или структури, които не принадлежат на каналните думи или структури в двоичния канален сигнал преди заместването, може да бъде постигнат допълнителен постояннотоков контрол, например, ако заместването означава инверсия на четността.
Методите за кодиране, както са описани в горните примерни изпълнения, имат следните предимства, които са очевидни или ще бъдат изяснени в описанието по-долу, i) гарантиран постояннотоков контрол, й) намалено разпространение на грешка, поради байт-ориентираната същност на кодирането, iii) проста схема на кодиране с едно преминаване, в резултат на намалената сложност на изпълнение на кодирането с предварителен постояннотоков контрол.
Изобретението се отнася и до устройство за кодиране.
Изобретението се отнася и до сигнал, съдържащ поток от данни на ограничен битов канален сигнал. По-нататък изобретението се отнася до носител на запис и до устройство за декодиране.
Тези и други аспекти на изобретението ще бъдат описани подолу с помощта на приложените фигури, където
Фигура 1 показва примерна схема на метод за кодиране;
Фигура 2 показва пример на краен автомат Finite State Machine с състояния, предназначена за използуване за главен код (канален код Ci), предназначен за канални ограничения d=2, k=10;
Фигура 3 показва пример на Finite State Machine с 6 състояния, предназначена за използуване за двоен код (канален код С2), предназначен за канални ограничения d=2, k=l0;
Фигура 4 показва таблици на кода за главния код Сь
Фигура 5 показва таблици на кода на двойния код С2;
Фигура 6 показва пример за това, как е изпълнено декодирането
на функцията следващо състояние на каналните думи на главния код;
Фигура 7 показва пример за това, как е изпълнено декодирането на функцията следващо състояние на каналните думи на двойния код;
Фигура 8 показва RDS дървото, използувано за изпълнение на постояннотоковия контрол;
Фигура 9 показва кодиращата част на основата на байт, използуван за изпълнение на постояннотоковия контрол за постигане на ефекта предварително кодиране;
Фигура 10 показва устройство за кодиране съгласно изобретението;
Фигура 11 показва носител на запис, върху който в пътечката му е записан сигнал, съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, получен след провеждане на метода съгласно изобретението;
Фигура 12 показва уголемена част на носителя на запис от фигура 11;
Фигура 13 е устройство за декодиране съгласно изобретението;
Фигура 14 показва устройство за запис съгласно изобретението, осъществяващо запис на информация;
Фигура 15 е устройство за четене съгласно изобретението, осъществяващо прочитане на записан носител;
Фигура 16 показва краен автомат Finite State Machine, описание с пълен бит за d=l;
Фигура 17 показва краен автомат Finite State Machine, описание с полубит за d=l;
Фигура 18 показва краен автомат Finite State Machine с 2 състояния за d=l;
Фигура 19 показва преобръщане на кода на каналния код Ci и каналния код С2 за d=l;
Фигура 20 показва краен автомат Finite State Machine с 5 състояния, описание с полубит за d=l;
Фигура 21 показва краен автомат Finite State Machine с 7 състояния, описание с полубит за d=l.
Фигура 1 показва графически един пример на метода за кодиране. Използувайки този метод, могат да бъдат повлияни предварително определени характеристики на двоичния канален сигнал, например, гарантиране на постояннотоков контрол чрез преобръщане на кодовете Ci и С2 чрез структура на преобръщането, която също е известна в декодера.
Предлагаме 2 канални кода С] и С2. Двата кода са приложени върху η-битови символи. Каналният код Ci е код с висока скорост с преобразуване n-mi, каналният код С2 е код с ниска скорост с преобразуване n-m2. В този пример, за d=2, k=10, Ci има 8-15 преобразуване, а С2 има 8-17 преобразуване (п=8, Ш]=15, т2=17). Гарантираният постояннотоков контрол т. е. постояннотоковия контрол за всяка поредица информационни думи е осъществен, ако са изпълнени следните условия: за всеки η-битов символ каналният код С2 има две канални думи, една четна и една нечетна, с цел да се повлияе RDS стойността на двоичния канален сигнал; за всеки η-битов символ двете имшм канални представяния на кода С2 имат една и също следващо състояние. Крайният автомат (FSM) на кодовете Ci и С2, показващ състоянията и характеристиките на състоянията на каналните кодове Ci и С2, има един и същи брой състояния, и FSM са основани на един и същи приблизителен вектор (съгласно дефиницията на Franazek, Codes for mass data storage systems, K. A. Schouhamer Immink, November 1999, Shannon Foundation Publishers (ISBN-90-74249-23-X), което означава, че каналните думи, завършващи с даден брой нули имат определена четност, независимо от факта дали те са част от канална дума на главния код Ci или на двойния код С2. Приблизителният собствен вектор в този случай за d=2, k=10, който удовлетворява неравенството на приблизителния вектор е следният:
V(d=2, k=io)= {2,3,4,4,4,4,3,3,3,2,1}.
Все пак, характеризирането на състоянието на FSMi за Ci и FSM2 за С2 може да бъде различно. Тези характеризирания на състоянието са избрани, с цел да се реализират ограниченията, наложени върху двоичния канален сигнал. Тези ограничения могат да бъдат, например, ограничения на продължителността (d, k) или RMTR ограничение. По този начин, приложените ограничения върху двоичния канален сигнал, формиран чрез конкатениране на mi-битовите канални думи и на побитовите канални думи, са задоволени. Може да наречем каналния код Ci главен код, а каналният код С2 е отнесен към двойния код. Горната част на фигура 1 описва една η-битова информационна дума 1, която е преобразувана в една πη-битова канална дума 2 през канален код Ci или в една т2-битова канална дума 3 чрез канален код С2.
Двете налични т2-битови канални думи са означени на фигура 1 чрез съответствуващи четности “0” и “1”. Стрелките в долната част на фигурата изобразяват “потока” през кодиращите състояния на Finite State Machine FSM] и FSM2, когато думите се преобразуват. Може да се види, че когато информационната дума се преобразува в пц-битова канална дума, е показна само една стрелка от кодиращото състояние на каналната дума към кодиращото състояние на следващата канална дума, докато при преобразуването на информационната дума в ш2-битова канална дума, са показани две стрелки от кодиращото състояние на каналната дума към кодиращото състояние на следващата канална дума, показвайки избор между две налични т2-битови канални думи.
Долната част на фигура 1 показва, че за всяка информационна дума (256 входа за информационни думи с дължина 8 бита) са налични две т2-битови канални думи с противоположна четност и с едно и също следващо състояние. Когато една η-битова информационна дума се преобразува в т2-битова канална дума, тази ш2-битова канална дума може да бъде избрана от двете налични ш2-битови канални думи. В този пример, този избор е използуван, за да се създаде код с балансиран постояннотоков контрол или канален код без постояннотокова съставна.
Фигура 2 показва пример за характеризиране на състоянието за Finite State Machine с 6 състояния, използувана за главен код (канален код Ci). В този пример ограниченията на канала, които трябва да се спазват са d=2 и к=10 и каналният код С) има 8-15 преобразуване. Фигура 3 показва пример на Finite State Machine с 6 състояния, използувана за двойния код (канален код С2). В този пример ограниченията на канала, които са спазвани са d=2 и к=10 и каналният код С2 има 8-17 преобразуване.
В тези фигури, отбелязването на “-10 |”, както може да бъде намерено в колоната входни думи в състояние 1 на главния код, показва всички канални думи с окончание “100”. По същия начин, “|0Ю101-“, както може да бъде намерено в колоната изходни думи на състояние 2 на главния код, показва всички канални думи с начало “0100000000001”.
Finite State Machine (FSM) на кодовете Ci и C2 имат същия брой състояния, и те са основани на същия приблизителен собствен вектор, което означава, че каналните думи завършващи с определен брой нули имат определена четност, независеща от факта дали те са част от канална дума от главния код Ci или от двойния код С2. В FMS на двойния код С2, всяко разклонение, напускащо състоянието, съответствува на две възможни канални думи (двойка думи) с i) противоположна четност и п) същото следващо състояние. Фигурите 2 и 3 показват, че множеството канални думи на всяка канална дума в FSM с 6 състояния се разполага между 1 и 4.
Много канални думи или двойки думи са използувани повече от веднъж чрез различни състояния. Чрез подходящо съчетаване, например, групиране на някои комбинации от канални думи или свързване на двойките думи със следващите състояния към една единствена входна таблица за повече от едно състояния, разпространението на грешка може да бъде намалено, поради прецизното разграничаване на състоянията, водещи до това дадена канална дума да бъде ирелевантна на каналните думи или на двойки думи. В действителност, кодовете С] и С2 позволяват декодиране с пълна независимост от състоянието.
Специалистът в областта е запознат с каналните кодове, съдържащи различни състояния, както и със състоянията, формиращи Finite State Machine. По-подробна информация за кодирането на състоянията могат да бъдат намерени в литературата, например, в европейски патент ЕР 0 745 254 Bl (PHN 14.745) или в книгата Codes for mass data storage system, K. A. Schouhamer Immink, November 1999, Shannon Foundation Publishers (ISBN-90-74249-23-X).
B § 5.3 на тази книга е обяснено, че, с цел да е в състояние да създаде поредица от канални думи, съгласувано с наложените ограничения на каналния код, най-малко М думи, които завършват с една и съща или друга принципна структура, трябва да се отделят от всяко кодиращо състояние. Наличието на комплект кодиращи състояния е необходимо условие за наличието на код за специфичен брой информационни думи (256 в случай на 8-битова информационна дума). Може да бъде показано, че ако приблизителния собствен вектор удовлетворява неравенството на приблизителния собствен вектор, тогава може да бъде констатиран код с фиксирана дължина с предварително определени ограничения и с други параметри на кода. Повече подробности могат да бъдат намерени в § 5.3.1 на тази книга, както и в цитираната в нея литература.
Изобретението в горното примерно изпълнение не е ограничено до метода за кодиране с цел да се осъществи двоичен канален сигнал с гарантиран постояннотоков контрол и с намалено разпространение на грешка, с параметри d=2, k=10, n=8, mi=15, m2=17; специалистът в областта може да приложи наученото за метода за кодиране съгласно изобретението и без напускане на обхвата на изобретението, да гарантира двоичен канален сигнал, например, за d=2, п=7 или d=2 или п=13. Той би могъл, например, да гарантира двоичен канален сигнал при постоянно d=l.
За d=2 канално кодиране, двойният код С2 на комбинирания код се нуждае от два допълнителни канални бита, в сравнение с каналните думи на главния код (съответно, 8-17 и 8-15 преобразуване на главния и на двойния кодове). Въз основа на опита, допълнително към горната граница на каналните битове, е необходима инверсната стойност на скоростта R на каналния код за структурата на двойния код. За d=2, k=l0 максималният капацитет на ентропия (теоретична горна граница на скоростта) се равнява на .5418, следователно, необходими са около 1.846 “бита”, което е закръглено на 2.
За d=l канално кодиране, ситуацията е съвсем различна. Максималният капацитет на ентропия (без к ограничение) се равнява на .6942, така, че обикновените кодове са желани със скорост, равна на 2/3. Кодовете, ориентирани към байт с 8-12 преобразуване могат да бъдат използувани като главен код. Допълнителният брой байтове, необходими за каналните думи на двойния код, сега е 1.441 “байта”. Закръгляване на 2 ще доведе до двоен код с 8-14 преобразуване, но това ще даде намаляване на скоростта повече от полубит, което прави подхода с комбинирания код, като такъв, по-малко интересен от гледна точка на капацитета. С цел избягване на споменатата загуба на скорост са необходими допълнителни мерки, които ще бъдат дискутирани по-долу,
Настоящото решение е осъществено за случая d=l: за други d ограничения, могат да бъдат намерени подобни решения. Решенето за d=l е да се опише каналното кодиране с термини на полубит, вместо обикновеното описание с термини на пълни битове. Стандартно FSM с пълен бит за d=l, и FSM с полубит са показани, съответно, на фигури 16 и 17.
В FSM с полубит, може да се направи разлика между четните състояния, където думите, постъпващи в тези състояния имат един четно число нулеви младши разряди, и нечетни състояния, където входните думи на тези състояния имат нечетно число нулеви младши разряди. Четните състояния са номерирани {1, 3, 5}, а нечетните са номерирани {2, 4}. В FSM с полубит, предположихме 8-24 преобразуване за главния код, и 8-27 преобразуване за двойния код. Съществуват две версии на главния код: едната с Е-Е кодиране, преминаващо от едно състояние {1, 3, 5} към едно състояние {1, 3, 5}, а другата с 0-0 кодиране, преминаващо от едно състояние {2, 4} към друго състояние {2, 4}. Съществуват, също така, две версии на двойния код: едната с Е-О кодиране, преминаващо от едно от състоянията [1, 3, 5} към една от състоянията (2, 4}, а другото с О-Е кодиране, преминаващо от едно от състоянията {2, 4} към едно от състоянията {1, 3, 5}. Удобно е, да се разгледа FSM на две състояния за кодиране с комбиниран код, състоящ се от състоянието Е и състоянието О, както е показано на фигура 18. Кодирането е главен код не води до промяна на състоянието (Е—>Е или О—>О), докато кодирането с двоен код винаги води до промяна на състоянието (Е—>0 или О—>Е), защото броят на полубитове в каналната дума на двойния код е нечетен.
Кодиращата поредица за успешни сегменти на комбинирания код е показана на фигура 19. Сегментът е поредица от думи на източника (байтове), първата от които е кодирана с двоен код С2, а всички последващи думи на източника (байтове) са кодирани е главния код Cj.
За генерирането на каналните думи с два главни кода, приехме следната аргументация. Канална дума с пълни битове (с дължина 12 бита) може да бъде преобразувана в канална дума с полубитове (с дължина 24 полубита) за състоянието Е чрез правилата на преобразуване 0—>00 и 1—>01, означавайки, че каналната дума с пълни битове |0nl—>10т| е преобразувана в |02п+2—>102т|. Стрелката от “1” към “1” показва всяка валидна последователност съгласно съответните състояния на FSM. Отбележете, че поради това преобразуване, има само един нечетен брой нули между две единици на дума с полубитове, в съгласие с FSM на полубита.
Канална дума с пълни битове може да бъде преобразувана в канална дума с полубитове за структурата О чрез правилата за преобразуване 0—>00 и 1—>10, означавайки, че канална дума с пълни битове |0п1 —>10т| е преобразувана в |02п1—>102т+1|.
Генерирането на думи за двоен код е малко по-усложнено. За състоянието Е, преобразувахме 13-битовата канална дума |0nl—>10т| първо в канална дума с полубитове с продължителност 26, и прибавихме допълнителни битове х към края: |02n+1l—>102т|. Очевидно е, че за състоянието Е, е разрешено само х=0. Конкатенацията с допълнителния бит х=0 съдържа в себе си конструкцията на канална дума с полубитове с дължина 27, със следващо състояние, започващо от {1} до {2}, и образува {3, 5} до {4}. За състоянието О, подобна процедура води до канална дума с 27 полубита |02nl—»102т+1|, където х=1 е разрешено само, ако ш>1, това води до състояние 1 като следващо състояние. Другата възможност х=0 винаги е разрешена, водеща до състояние 3 като следващо състояние, ако ш е четно, и до състояние 5 като следващо състояние, ако ш е нечетно.
Възможността за конструиране на такъв код е лесно преизчислена. Приемаме приблизителният собствен вектор {2,2,3,4,3} за състоянията на FSM с полубит. По-нататък, ограничаваме п<5 и ш<5 (в съответствие с к константа, което не е включено чрез FSM). Не е задача на настоящото описание да се конструира най-оптималният код (в границите на k константа, d=l), а по-скоро искаме да покажем възможността за осъществяване на предложените мерки за решението с комбинирани кодове за d=l.
За главния код, в състоянието Е със състояния {1,3,5}, т. е. код CiE, за думите, тръгващи от състояние 1 където п>1, са налични 519 думи, което е достатъчно, тъй като множеството на състоянието 1 е равно на 2, следователно, необходими са 512 думи; за думите, тръгващи от състоянията 3 и 5, имаме п>0, и са налични 872 думи, които са достатъчни, тъй като множеството на състоянията 3 и 5 е едно и също, следователно, са необходими 768 думи.
За главния код, в състоянието О {2, 4}, т. е. код Ci°, за думите, напускащи състоянието 2, п>1, и налични 638 думи, което е достатъчно, тъй като множеството на състоянията на структурата 2 е равно на 2, следователно, необходими са 512 думи; за състоянието 4 имаме п>0 и 1072 налични думи, което е достатъчно, тъй като множеството на състоянията на състоянието 4 е равно на 4, следователно, необходими са 1024 думи.
За двойният код съгласно настоящото изобретение, трябваше да отчетем характеристиката следващо състояние. За двойния код, в състоянието Е със състояние {1,3,5} т. е. код С2 , имаме думи, извън състоянието 1, п>1, и има 132 четни и 130 нечетни канални думи със състояние 2 като следващо състояние, и има 384 четни и 388 нечетни канални думи със състояние 4 като следващо състояние, водещо към общо 514 възможни въвеждания за двоен код, което е достатъчно, тъй като множеството на състоянията на състоянието 1 е равно на 2, изискващо 512 въвеждания; за думи, извън състоянията 3 и 5, имаме п>0 и 220 четни и 220 нечетни канални думи със състояние 2 като следващо състояние, и има 648 чатни и 648 нечетни канални думи със състояние 4 като следващо състояние, водещо до общо 868 възможни въвеждания за двойния код, което е достатъчно, тъй като множеството на състоянията 3 и 5 е равно на 3, изискващо 768 въвеждания.
За двойния код, в състоянието О {2, 4} т. е. код С2°, за думите, извън състоянието 2, за което п>1 и има 194 четни и d 192 нечетни канални думи със състоянието 1 като следващо състояние, и има 300 четни и 300 нечетни канални думи със състояние 3 като следващо състояние, и има 186 четни и 186 нечетни канални думи със състояние 5 като следващо състояние, водещо към общо 678 възможни въвеждания за двоен код, всеки от които е достатъчен, тъй като множеството на състоянието 2 е равно на 2, изискващо 512 въвеждания; за думите, извън състоянието 4, имаме п>0 и 324 четни и 324 нечетни канални думи със състояние 1 като следващо състояние, и има 504 четни и 504 нечетни канални думи със състояние 3 като следващо състояние, и има 312 четни и 312 нечетни канални думи със състояние 5 като следващо състояние, водещо към общо 1140 възможни въвеждания за двоен код, който е достатъчен, тъй като множеството на състоянието 4 е равно на 4, изискващо 1024 въвеждания.
В случай на d=l, k=7, следният собствен вектор удовлетворява неравенството на приблизителния собствен вектор:
V(d=i,k=7, s=2) =(3,4,5,6,5,6,4,6,3,3,3,3,3,3,2,2}.
На фигура 20 и на фигура 21 са показани комплектоващата Finite State Machine, съответно, с 5 състояния и с 7 състояния, описани с полубит за d=l, а в колоните на тези фигури за главен код за разделяне по изход и за двоен код за разделяне по изход е показана каналната дума. Може да се види, че броят на резервираните думи може да бъде различен за главния код или за двойния код.
Фигура 4 показва кодови таблици на главния код (канален код Ci), d=2, k=10, RMTR=6, с входящ индекс, представляващ индекс от 8битови информационни символа (0-255). За всяко въвеждане е описана една канална дума с дължина 15 бита заедно със съответствуващото следващо състояние.
Фигура 5 показва кодови таблици на двойния код С2 (канален код Ci), d=2, k=10, RMTR=6, с индекс на въвеждане, представляващ индекс на 8-битов информационен символ (0-255). За всяко въвеждане са описани две канални думи с дължина 17 бита (двойки думи) заедно със съответствуващите следващи състояния. Тези следващи състояния са идентични.
Систематичната структура на главния код Ci и на двойния код С2 реализират гарантиран контрол на допълнително желани характеристики на каналния поток от битове (като характеристиката свободен от постоянен ток). В едно примерно изпълнение на канален код, базиран на комбинирането на двата кода Ci и С2, има допълнителен участък за структурата на (ограничен) стокастичен максимален контрол на гарантирания контрол. Под стокастичният контрол се разбира контрол, в който действителното извършване на този контрол зависи от действителното съдържание на данните, които се въвеждат в кодиращото устройство.
Наличието на участък за стокастичен постояннотоков контрол се дължи на факта, че - в практическия код - при нормално прилагане на каналния код в каналния поток от битове не се появяват някои специфични структури; тези структури могат да бъдат използувани като заместващи структури за други структури, които са разрешени в каналния поток от битове. Например, ако заместванията включват в себе си четност във версиите, тогава заместванията могат да бъдат използувани за допълнителен постояннотоков контрол, по същия начин, както таблицата на заместване е използувана в EFM-Plus кода. Оценката, която избира структурата може да бъде осъществена на базата на свързан с RDS критерий, например, с един байт напред. Въпреки, че изобретението е описано така, че е свързано с канален код с гарантиран контрол в комбинация от два кода, изобретението се отнася, също така, до използуването на стокастичен контрол в ограничен брой замествания.
Ще подчертаем някои от възможностите (отнесени както към А, така и към 0) на стокастичния контрол за главния код Ci и двойния код С2 съгласно кодовите таблици от фигури 4 и 5. Ограничихме се до онези, които са най-лесни за реализиране. И за главния и за двойния кодове имахме възможни замествания (където битовете между скобите, като (zu) се отнасят до 17-битови думи на канален код С2):
А
1100 100 000 100 1 xy(zu) -> 1100 100 100 100 0 xy(zu) ако RMTR=6 постоянно не е нарушено
В.
|011 010 000 010 ООх (yz) -+ 1010 010 010 010 00x(yz) ако RMTR=6 постоянно не е нарушено и когато моментното състояние не е състоянието 3
С.
|001 001 000 001 000 (ху) |001 001 001 001 000 (ху) ако RMTR=6 постоянно не е нарушено и когато моментното състояние не е състоянието 3
D.
Ако канална дума има окончание :-10 , върху следваща канална дума могат да бъдат приложени следните замествания:
1051- 1061- 1071- 061- 071- -> 081-
Е.
Ако канална дума има окончание -103, върху следваща канална дума могат да бъдат приложени следните замествания:
1051- -► 06110б1- 07127
F.
Ако канална дума има окончание: -104, върху следваща канална дума могат да бъдат приложени следните замествания:
1051- 061-
G.
Ако канална дума има окончание -106, върху следваща канална дума мога да бъдат приложени следните замествания:
1021- -+ Ohio3!- -> 041-
H.
Ако канална дума има окончание -10 , върху следващата канална дума могат да бъдат приложени следните замествания:
1021-
031I.
Ако канална дума има окончание -109, върху следващата канална дума могат да бъдат приложени следните замествания:
01051- -► 01021021 ако RMTR=6 постоянно не е нарушено.
J.
Ако канална дума има окончание -1О10, върху следващата канална дума могат да бъдат приложени следните замествания:
1021021- -► 10511021031-
106128
10210411021071-
107110101само за главния код Cj има допълнителни замествания:
К.
|102105104х| |108104х|
L.
|102106102ху| -+ |109102ху|
м.
Ако канална дума има окончание -10“, върху следващата канална дума могат да бъдат приложени следните замествания:
|02102107| -> |021010Ю| за 2<п<8
N.
|05102105| |05108х|
о.
|09102102| |09105|
Трябва да се наблегне на факта, че когато възможното заместване (от А до О) нарушава постоянството на моментната продължителност (к=10, RMTR=6), заместването не е осъществено.
На фигура 6 е показано как следващото състояние може да бъде декодирано за каналните думи на главния код. На фигура 7 е показано как следващото състояние може да бъде декодирано за каналните думи на двойния код.
При декодиране на каналната дума, или от главния код С], или от двойния код С2, в информационна 8-битова дума, не е необходимо да се знае моментното състояние. Поради това, това декодирането е наречено независимо от състоянието декодиране. От друга страна, познаването на следващото състояние е необходимо с цел да е възможно неравно декодиране на канална дума в случай на множество появявалия на дадена канална дума. В действителност, една кодова дума е неравно представена не само чрез дадена канална дума, но и чрез комбинация от каналната дума и следващото състояние.
За определяне на следващата структура, на фигури 6 и 7 може да се види, декодиращ прозорец с предварителен декодер на максимум 12 бита и 14 бита в следващата канална дума, в случай, че следващата канална дума е кодирана, съответно, с главен или с двоен код. Въвежданията в таблиците на фигури 6 и 7, където този максимален предварителен декодер е необходим, са показани със стрелки. Този предварителен декодер не трябва да бъде смущаван с предварително кодиране за подобрен постояннотоков контрол. Звездичките във фигури 6 и 7 показват, че всички възможни битови комбинации са разрешени, толкова дълго, колкото са изпълнявани наложените ограничения.
Когато каналните думи са декодирани в информационни думи, може да бъде използувана така наречената техника хаширане, както ще бъде обяснено по-долу. Използуването на тази техника причинява намалена хардуерна сложност т. е. намален брой врати, необходими за реализиране на алгоритъма на декодера. Ще опишем по-подробно една специфична реализация. Декодирането на канални думи на главния код, използувайки техниката хаширане, е изпълнено както следва: чрез
преизчисляващо декодиране за d=2, 15-битовата канална дума е преобразувана в 9-битова дума чрез преобразуване 15-9. Преизчисляващото декодиране е декодиране, в което каналните думи, които трябва да бъдат декодирани, са обработени чрез алгоритмична процедура, основана на ограничението d=2, вместо запаметяване на всички канални думи в таблица (за повече информация около преизчисляващо декодиране се отнесете към глава 6 на книгата Codes for mass data storage systems, K.A.Schouhamer Immink, November 1999, Shannon Foundation Publishers, ISBN-90-74249-23-X). Номерът на следващото състояние е декодиран чрез 2-битово кодиране в 2 бита, максималното множество на каналните думи е равно на 4. Всяка 9-битова дума и 2-битова дума се превръщат в 11-битов индекс. Този 11-битов индекс е преобразуван в 8-битова информационна дума с таблицата за хаширане за главния код, тази таблица за хаширане съдържа таблица с максимум 2048 въвеждания (=211) (независимо от кодиращото състояние).
Когато се декодират каналните думи на двойния код, техниката хаширане е изпълнена както следва: чрез преизчисляващо декодиране за d=2, 17-битовата канална дума е преобразувана в 10-битова чрез 17-10 преобразуване. Номерът на следващата структура е декодиран чрез 2битово кодиране в 2 бита. 10-битовата дума и 2-битовата дума на състоянието образуват 12-битов индекс. Този 12-битов индекс е преобразуван в 8-битова информационна дума с таблицата за хаширане за дойния код, тази таблица за хаширане съдържа единна таблица за всичките 6 състояния и за двете четности и 4096 въвеждания (=2 ).
На фигура 8 е показано едно RDS дърво, използувано за осъществяване на постояннотоков контрол. RDS означава Running Digital Sum (моментна цифрова сума), което е мярка на постояннотоковата съставна на двоичния канален сигнал. Както беше казано по-горе, за всяка
т2-битова канална дума, която трябва да бъде кодирана, може да бъде изпълнен постояннотоковия контрол. С цел да се реализира найефективния постояннотоков контрол, се препоръчва да се “погледне напред” с цел да се определи чии избор на т2-битовата канална дума, извън наличните т2-битови канални думи, влияе най-силно върху стойността на RDS. Както може да се види от фигура 8, за да е възможно да се оценят предварително N структури, трябва да се изчислят 2N възможни маршрута на RDS дървото. За N=3, са изчислени 8 възможни маршрута. Ясно е, че броят на маршрутите, които трябва да се изчислят зависи само от броя на ш2-битовите канални думи, които трябва да бъдат кодирани; броят на ηη-битовите канални думи не е важен, защото, когато се кодира една mi-битова канална дума не са добавени допълнителни маршрути.
Фигура 8 показва структурата на дърво с дълбочина N, както се прилага обикновено, т. е. трябва да се извърши кодиране, както по продължение на ясно очертан маршрут, така и по оценяващия критерий. Фигура 9 показва кодиращо дърво със силно намалена сложност, което става възможно поради характеристиката “същото следващо състояние” на двойния код С2. Въпреки, че RDS критерият все още се нуждае да бъде оценен по продължение на ясно очертан маршрут, кодирането на байтовете с Ci е нужно да бъде извършено само веднъж, докато байтовете, които трябва да бъдат кодирани с С2, разбира се, е необходимо да бъдат кодирани два пъти.
Разглеждаме блок от Ν*Πβ байта, съдържащ N байта, свързани с канална дума на двойния код и съдържащ Ν*(πβ-1) байта, свързани с каналните думи на главния код. Може да бъде изчислено, че в случай на RDS дървото от фигура 8, броят на байтовете, които трябва да бъдат кодирани с цел реализиране на предварителния постояннотоков контрол е (2ν*Πβ) байта; по подобен начин може да се изчисли, че в случая на фигура 9, броят на байтовете, които трябва да бъдат кодирани с цел изпълнение на предварителен постояннотоков контрол е N*(nB+l) байта.
В заключение, показано е, че за да се реализира ефективен предварителен контрол на кодирането за постояннотоков контрол, методът за кодиране съгласно изобретението е подбран така, че за всеки η-битов символ има две възможни канални представяния на кода С2 с едно и също следващо състояние.
Фигура 10 показва устройство за кодиране съгласно изобретението. В това устройство за кодиране 100 потокът от битове данни на двоичен информационен сигнал 101 се преобразува в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал 103. Устройството за кодиране 100 съдържа преобразувател 102 за преобразуване на п-битовите информационни думи в mi-битови канални думи и за преобразуване на пбитовите информационни думи в т2-битови канални думи, в съответствие с метода за кодиране, например, в съответствие с кодираща таблица на главния код Ci и на двойния код С2, както е показано, съответно, на фигури 4 и 5. Кодиращото устройство 100, по-нататък, съдържа средство за установяване на състоянието 104 за установяване на кодиращото състояние на пц-битовите канални думи и на т2-битовите канални думи. Използувайки това средство за установяване на състоянието, преобразувателят 102 може да преобразува следващата п-битова информационна дума.
Фигура 11 показва примерен носител на запис 110, върху който се съдържа поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, записан в пътечка, който сигнал е получен след провеждане на метода съгласно изобретението. Фигура 12 показва в уголемен вид носителя на запис от фигура 11.
Показаният носител на запис е от оптически детектиран вид. Носителят на запис може да бъде от различен вид, например, магнитно записван вид. Носителят на запис съдържа информационни структури, подредени в пътечки 111. Фигура 12 показва уголемен изглед на част 112 от една пътечка 111. Информационната структура в частта от пътечката 112, показана на фигура 12, съдържа първи участък 113, например, във формата на оптически откриващи се знаци и втори участък 114, например, междинни области, разположени между знаците. Първите и вторите участъци са редуващи се по продължение на пътечката 115. Първите участъци 113 представляват първи откриваеми характеристики, а вторите участъци 114 представляват втори характеристики, които са противоположни на първите откриваеми характеристики. Първите участъци 113 представляват битови клетки 116 на модулирания двоичен сигнал S, имащи едно ниво на сигнала, например, ниско ниво L. Вторите участъци 114 представляват битови клетки 117, имащи друго ниво на сигнала, например, високо ниво на сигнала Н. Носителят на запис 110 може да бъде получен, първо, чрез генериране на модулирания двоичен канален сигнал и, след това, чрез снабдяване на носителя с информационни структури. Ако носителят е от оптически читаем вид, носителят на запис може да бъде получен чрез известната на специалиста в областта техника за изготвяне на матрица и за изготвяне на отпечатъци от нея.
Фигура 13 показва устройство за декодиране. В това устройство за декодиране 132, потокът от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал 131 е преобразуван в поток от битове данни на двоичен информационен сигнал 134. Устройството за декодиране 132 съдържа преобразувател за преобразуване на ограничения двоичен канален сигнал 131 в поток от битове данни на двоичен информационен сигнал.
Декодирането може да бъде извършено, например, чрез използуване на техниката хаширане, както е описана тук и с позоваване на фигури 6 и 7. Когато се декодира двоичният информационен сигнал 131 е необходима информацията за следващата канална дума, която трябва да се декодира, както е описано тук с позоваване на фигури 6 и 7. Информацията 133 е приложена към декодиращото устройство 132 преди декодирането на обработваната в момента канална дума.
Фигура 14 показва устройство за записване на информация. Фигурата показва устройство за записване на информация, в което е използувано устройството за кодиране съгласно изобретението, например, устройството за кодиране 100, показано на фигура 10. Сигналната линия 141 подава информационните думи, които трябва да бъдат кодирани към устройството за кодиране 100. В устройството за записване сигналната линия 142 за предаване на модулирания двоичен канален сигнал е свързва към управляващата верига 143 за записващата глава 144, спрямо която е придвижван носителя на запис 145 от вид за запис. Записващата глава 144 е от обичаен вид, която е в състояние на въвежда знаци, представляващи забележими промени върху носителя на запис 145. Управляващата верига 143 може, също така, да бъде от обичаен вид, генерираща сигнал за управление за записващата глава в отговор на модулирания сигнал, приложен към контролната верига 143, така че записващата глава 144 въвежда структура от знаци, която съответствува на модулирания сигнал.
Фигура 15 показва устройство за четене на записан носител на информация. Тази фигура показва устройство за четене, в което е използувано устройство за декодиране съгласно изобретението, например, устройството за декодиране 132, показано на фигура 13. Устройството за четене съдържа четяща глава 152 от обичаен вид за четене на записани съгласно изобретението носители 151, които съхраняват информационни структури, които съответствуват на модулирания съгласно изобретението двоичен канален сигнал. Четящата глава 152 произвежда аналогов прочетен сигнал, модулиран в съответствие с прочетената от четящата глава 152 информационна структура. Детекторната верига 153 преобразува прочетения сигнал в такъв от обичаен вид в двоичен сигнал, който е приложен към декодиращата верига 132.
Въпреки, че изобретението беше описано с позоваване на предпочитани примерни изпълнения, разбираемо е, че те не представляват ограничаващи примери. Следователно, от специалиста в областта могат да бъдат направени различни модификации без излизане от обхвата на изобретението, както е дефинирано в претенциите.
Например, вместо използуване на двоен код, е възможно също така да се създаде поток от канални думи, без да се излиза от обхвата на изобретението, чрез използуване на комбинация от повече от един главен код и/или повече от един двоен код. Чрез подходящо смесване на тези кодове, все още могат да бъдат изпълнени ограниченията на потока от канални думи.
Например, обхватът на изобретението не е ограничен до метод за кодиране на информационната дума в mi-битова канална дума, последвана от т2-битова канална дума. Броят на информационните думи, които трябва да бъдат кодирани в mi-битови канални думи преди кодирането на информационна дума в т2-битова канална дума не е предвиден.
Например, обхватът на изобретението не е ограничен до двоичен код. Без отклоняване от духа на изобретението, изобретението може да бъде приложено и към кодове с множество нива, троични кодове или други кодове с М-матрица. Броят на различните т2-битови канални думи за всяка η-битова информационна дума може да бъде най-малко 2 и в
ситуациите, ползуващи се с предимство, този брой е равен на броя на стойностите на параметъра “четност” с много стойности, докато “четността” на каналните думи трябва най-малко да покрива всички различни стойности поне веднъж. В случая на троичен код (със стойности -1, 0 и 1) това означава, че в каналния код С2 (със същото следващо състояние) присъствуват поне три различни ш2-битови канални думи с “четност”-1, 0 и 1.
Нещо повече, изобретението присъствува във всеки нов характеризиращ признак или всяка и всички комбинации на характеризиращите признаци.

Claims (16)

  1. ПАТЕНТИ ПРЕТЕНЦИИ
    1. Метод за преобразуване на поток от битове данни на двоичен информационен сигнал в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, в който потокът от битове данни на двоичния информационен сигнал е разделен на η-битови думи, споменатите информационни думи са преобразувани в ηη-битови канални думи в съответствие с канален код Сь или в т2-битови канални думи в съответствие с канален код С2, където mi, т2 и η са цели числа, за които е изпълнено условието m2>mi>n, при което т2-битовата канална дума е избрана от най-малко две ш2-битови канални думи, поне две от които имат различаваща се четност, ограничените mi-битови канални думи и побитовите канални думи изпълняват ограничения на продължителността на двоичния канален сигнал, характеризиращ се с това, че методът съдържа повтарящи се и/или алтернативни операции:
    - избиране на mi-битовата канална дума от подготвено множество от комплекти от гщ-битови канални думи, имащи начална част, която е извън подкомплект от началните части на ηη-битовите канални думи, всеки комплект е свързан с едно кодиращо състояние на каналния код Ci, кодиращото състоянието е установено в зависимост от крайната част на предшествуващата канална дума, или
    - избиране на т2-битовата канална дума от подготвено множество от комплекти на ш2-битовите канални думи, всеки комплект съдържа само т2-битови канални думи, имащи начална част, която е извън подкомплект от началните части на ш2-битовите канални думи, принадлежащи към споменатия комплект, всеки комплект е бил свързан с кодиращото състояние на каналния код С2, а кодиращото състоянието е било установено в зависимост от крайната част на предшествуващата канална дума, като крайните части на mj -битовите канални думи в кодиращото състояние на каналния код С] и началните части на т2-битовите канални думи в комплекта на канален код С2 са били пригодени да изпълняват споменатите ограничения на продължителността.
  2. 2. Метод съгласно претенция 1, характеризиращ се с това, че броят на кодиращите състояния на каналния код Ci е равен на броя на кодиращите състояния на каналния код С2.
  3. 3. Метод съгласно претенция 1 или 2, характеризиращ се с това, че крайната част на всяка πη -битова канална дума има множество yi, множеството уг е набор от различните състояния на каналния код Ci, които споменатата крайна част може да установи, и с това, че крайната част на всяка т2-битова канална дума има множество у2, множеството у2 е набор от състоянията на каналния код С2, които споменатата крайна част може да установи, и с това, че yi=y2, ако крайната част на πη-битовата канална дума е равна на крайната част на т2-битовата канална дума.
  4. 4. Метод съгласно претенция 1, 2 или 3, характеризиращ се с това, че най-малко две ш2-битови канални думи установяват едно и също състояние.
  5. 5. Метод съгласно претенция 1, характеризиращ се с това, че комплектите от канални думи на каналния код С1 и комплектите на канални думи на каналния код С2 са пригодени така, че двоичният канален сигнал, оформен от конкатенираните mi-битови канални думи и т2-битови канални думи, изпълнява d=2 ограничение и к=10 ограничение.
  6. 6. Метод съгласно претенция 1 или 5, характеризиращ се с това, че комплектите на каналните думи на каналния код С] и кодиращите състояния на каналния код С2 са пригодени така, че двоичният канален сигнал, формиран от конкатенираните mi-битови канални думи и побитови канални думи, изпълнява повтарящо се ограничение с минимална продължителност = 6 на двоичния канал.
  7. 7. Метод съгласно претенция 1, характеризиращ се с това, че n=8, mi=15, m2=17.
  8. 8. Метод съгласно претенция 1, 2, 3 или 4, характеризиращ се с това, че отношението между броя на mi-битовите канални думи и броя на т2-битовите канални думи е определен в зависимост от избрания критерий на постояннотоковия контрол.
  9. 9. Метод съгласно претенция 1, характеризиращ се с това, че кодиращото състояние, по-нататък, е установено в зависимост от пбитовата информационна дума, чрез което се позволява разпознаване на тази η-битова информационна дума чрез детектиране на кодиращото състояние.
  10. 10. Метод съгласно претенция 1, 2, 3 или 4, характеризиращ се с това, че кодиращите състояния на каналния код Ci и кодиращите състояния на каналния код С2, по-нататък, са пригодени така, че ограничен брой канални думи са заместени с други канални думи или структури, тези други канални думи или структури не принадлежат на комплектите канални думи на каналния код Ci и каналния код С2.
  11. 11. Устройство за кодиране на поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, за реализиране на един от методите, както са претендирани, устройството съдържа един n-mi битов преобразувател за преобразуване на η-битовите информационни думи в ηη-битови канални думи, и един n-m2 битов преобразувател за преобразуване на η-битовите информационни думи в ш2-битови канални думи, средство за установяване на кодиращото състояние на гщ-битовите канални думи, като п-Ш] битовият преобразувател е, по-нататък, пригоден за избиране на mi-битовата канална дума в зависимост от крайната част на предшествуващата канална дума, при което n-m2 битовият преобразувател, по-нататък, е пригоден за избиране на ш2-битовата канална дума в зависимост от крайната част на предшествуващата канална дума.
  12. 12. Устройство за кодиране съгласно претенция 11, характеризиращо се с това, че устройството, по-нататък, съдържа средство за записване на информационна структура върху носител на запис.
  13. 13. Сигнал, съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, получен след провеждане на един от претендиралите методи.
  14. 14. Метод за запис, съгласно който сигналът, както е претендирай, е записан в пътечка, в която информационните структури представляват части от сигнала, които информационни части съдържат първа и втора части, редуващи се по направлението на пътечката, като първите части представляват откриваеми характеристики, а вторите части представляват откриваеми характеристики, които са различаващи се от първите характеристики, частите имащи първите характеристики представляват битови клетки, имащи първа логическа стойност, а частите, имащи вторите характеристики, представляват битови клетки, имащи втора логическа стойност.
  15. 15. Устройство за декодиране на поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал в поток от битове данни на двоичен информационен сигнал, съдържащо преобразуващо средство за преобразуване на сигнала, както е претендирай, в поредица от битове, имаща първа или втора стойност, сигнала, съдържащ пц-битовите канални думи и т2-битовите канални думи, поредицата битове, съдържаща пбитовите информационни думи, преобразуващо средство, пригодено да преобразува mj-битовите канални думи и гщ-битовите канални думи в пбитови информационни думи, в които една информационна дума е предназначена за една канална дума, която трябва да се преобразува.
  16. 16. Устройство за декодиране съгласно претенция 15, характеризиращо се с това, че, по-нататък, устройството съдържа средство за прочитане на информационната структура от носителя на запис.
BG105877A 2000-01-07 2001-09-05 Метод за преобразуване на поток от битове данни на двоичен информационен сигнал в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, устройство за кодиране, сигнал съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал , носител на запис и устройство за декодиране BG105877A (bg)

Applications Claiming Priority (3)

Application Number Priority Date Filing Date Title
EP00200058 2000-01-07
EP00200712 2000-03-01
PCT/EP2000/012859 WO2001052258A1 (en) 2000-01-07 2000-12-15 Method of converting a stream of databits of a binary information signal into a stream of databits of a constrained binary channel signal, device for encoding, signal comprising a stream of databits of a constrained binary channel signal, record carrier and device for decoding

Publications (1)

Publication Number Publication Date
BG105877A true BG105877A (bg) 2002-04-30

Family

ID=26071719

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
BG105877A BG105877A (bg) 2000-01-07 2001-09-05 Метод за преобразуване на поток от битове данни на двоичен информационен сигнал в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, устройство за кодиране, сигнал съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал , носител на запис и устройство за декодиране

Country Status (24)

Country Link
US (3) US6469645B2 (bg)
EP (1) EP1163672A1 (bg)
JP (1) JP2003520471A (bg)
KR (1) KR100778885B1 (bg)
CN (1) CN1314045C (bg)
AR (1) AR026810A1 (bg)
AU (1) AU775020B2 (bg)
BG (1) BG105877A (bg)
BR (1) BR0008821A (bg)
CA (1) CA2363722A1 (bg)
CZ (1) CZ20013205A3 (bg)
EE (1) EE200100473A (bg)
EG (1) EG22180A (bg)
HU (1) HUP0201008A2 (bg)
IL (1) IL145264A0 (bg)
MX (1) MXPA01009040A (bg)
NZ (1) NZ513968A (bg)
PL (1) PL349792A1 (bg)
RU (1) RU2001127081A (bg)
SK (1) SK12512001A3 (bg)
TR (1) TR200102575T1 (bg)
TW (1) TW556164B (bg)
WO (1) WO2001052258A1 (bg)
YU (1) YU64201A (bg)

Families Citing this family (20)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
BR0008821A (pt) * 2000-01-07 2001-12-18 Koninkl Philips Electronics Nv Processo para converter, e dispositivo paracodificar, um fluxo de bits de dados de um sinal deinformação binário em um fluxo de bits de dados deum sinal de canal binário restrito, sinal,portadora de gravação, e, dispositivo paradecodificar um fluxo de bits de dados de um sinalde canal binário restrito em um fluxo de bits dedados de um sinal de informação binário
CZ200273A3 (cs) * 2000-05-10 2002-05-15 Koninklijke Philips Electronics N. V. Způsob převádění toku datových bitů binárního informačního signálu na tok datových bitů omezovaného binárního kanálového signálu, zařízení pro kódování signálu, nosič záznamu, způsob dekódování a zařízení pro dekódování
WO2002015185A1 (en) * 2000-08-14 2002-02-21 Koninklijke Philips Electronics N.V. Method of device for adding or extracting a secondary information signal to/from a rll code sequence
GB0202366D0 (en) * 2002-02-01 2002-03-20 Acuid Corp Ltd Means of reducing threshold offset caused by sending data at rates above the channel bandwidth
JP2008514088A (ja) * 2004-09-15 2008-05-01 コーニンクレッカ フィリップス エレクトロニクス エヌ ヴィ Ｒ＝２のｒｍｔｒ拘束条件をもつ符号のための符号器および符号化方法
TWI267828B (en) * 2004-11-12 2006-12-01 Ind Tech Res Inst Encoding apparatus with fast look-ahead path
US20070073582A1 (en) * 2005-09-27 2007-03-29 Searete Llc Real-world incentives offered to virtual world participants
US7292161B2 (en) * 2005-05-31 2007-11-06 International Business Machines Corporation NB/MB coding apparatus and method using both disparity independent and disparity dependent encoded vectors
JP4692234B2 (ja) * 2005-11-10 2011-06-01 ソニー株式会社 変調テーブル、変調装置および方法、プログラム、並びに記録媒体
JP4839784B2 (ja) * 2005-11-10 2011-12-21 ソニー株式会社 変調テーブル、変調装置および方法、プログラム、並びに記録媒体
US20070143729A1 (en) * 2005-11-15 2007-06-21 The Regents Of The University Of Ca High speed camera bandwidth converter
US8866915B2 (en) 2005-11-15 2014-10-21 Lawrence Livermore National Security, Llc High speed, real-time, camera bandwidth converter
EP1966895A2 (en) * 2005-12-19 2008-09-10 Koninklijke Philips Electronics N.V. A coder and a method of coding for codes with a parity-complementary word assignment having a constraint of d=1, r=2
AU2006204634B2 (en) * 2006-08-31 2009-10-29 Canon Kabushiki Kaisha Runlength encoding of leading ones and zeros
US7405679B1 (en) 2007-01-30 2008-07-29 International Business Machines Corporation Techniques for 9B10B and 7B8B coding and decoding
US8037398B2 (en) * 2007-07-02 2011-10-11 Seagate Technology System for precoding parity bits to meet predetermined modulation constraints
ITTO20120829A1 (it) * 2012-09-25 2014-03-26 Torino Politecnico Method and system for generating channel codes, in particular for a frame-header
US9306597B1 (en) 2015-03-30 2016-04-05 Microsoft Technology Licensing, Llc Data compression
US11113212B2 (en) 2018-10-23 2021-09-07 Micron Technology, Inc. Multi-level receiver with termination-off mode
DE102021129085B3 (de) * 2021-11-09 2023-02-02 Dr. Ing. H.C. F. Porsche Aktiengesellschaft Verfahren zur Erzeugung eines Modells zur automatisierten Vorhersage von Interaktionen eines Benutzers mit einer Benutzerschnittstelle eines Kraftfahrzeugs, außerdem Datenverarbeitungseinheit für ein Kraftfahrzeug und Kraftfahrzeug

Family Cites Families (7)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
SK283798B6 (sk) * 1994-02-15 2004-01-08 Koninklijke Philips Electronics N.V. Spôsob premeny postupností m-bitových informačných slov na modulovaný signál, kódovacie zariadenie, dekódovacie zariadenie a nosič záznamu
FR2718906B1 (fr) * 1994-04-13 1996-05-24 Alcatel Mobile Comm France Procédé d'adaptation de l'interface air, dans un système de radiocommunication avec des mobiles, station de base, station mobile et mode de transmission correspondants.
EP0766406A4 (en) * 1995-04-12 2001-03-14 Toshiba Kk DEVICE AND METHOD FOR CONVERTING-DECODING CODES AND RECORDING MEDIUM
TW362305B (en) * 1996-10-18 1999-06-21 Koninkl Philips Electronics Nv Apparatus and method for converting a sequence of m-bit information words into a modulated signal
JP3985173B2 (ja) * 1998-05-29 2007-10-03 ソニー株式会社 変調装置および方法、復調装置および方法、並びにデータ格納媒体
BR0008821A (pt) * 2000-01-07 2001-12-18 Koninkl Philips Electronics Nv Processo para converter, e dispositivo paracodificar, um fluxo de bits de dados de um sinal deinformação binário em um fluxo de bits de dados deum sinal de canal binário restrito, sinal,portadora de gravação, e, dispositivo paradecodificar um fluxo de bits de dados de um sinalde canal binário restrito em um fluxo de bits dedados de um sinal de informação binário
CZ200273A3 (cs) * 2000-05-10 2002-05-15 Koninklijke Philips Electronics N. V. Způsob převádění toku datových bitů binárního informačního signálu na tok datových bitů omezovaného binárního kanálového signálu, zařízení pro kódování signálu, nosič záznamu, způsob dekódování a zařízení pro dekódování

Also Published As

Publication number Publication date
CA2363722A1 (en) 2001-07-19
RU2001127081A (ru) 2003-10-27
US6639525B2 (en) 2003-10-28
PL349792A1 (en) 2002-09-09
TR200102575T1 (tr) 2002-05-21
EE200100473A (et) 2002-12-16
BR0008821A (pt) 2001-12-18
SK12512001A3 (sk) 2002-05-09
EG22180A (en) 2002-10-31
KR20020006673A (ko) 2002-01-24
MXPA01009040A (es) 2002-05-06
CN1314045C (zh) 2007-05-02
WO2001052258A8 (en) 2001-12-20
KR100778885B1 (ko) 2007-11-22
WO2001052258A1 (en) 2001-07-19
AU2011701A (en) 2001-07-24
IL145264A0 (en) 2002-06-30
TW556164B (en) 2003-10-01
CN1349648A (zh) 2002-05-15
AU775020B2 (en) 2004-07-15
US7119721B2 (en) 2006-10-10
CZ20013205A3 (cs) 2002-03-13
AR026810A1 (es) 2003-02-26
US20030001760A1 (en) 2003-01-02
US6469645B2 (en) 2002-10-22
YU64201A (sh) 2003-04-30
HUP0201008A2 (en) 2002-07-29
EP1163672A1 (en) 2001-12-19
JP2003520471A (ja) 2003-07-02
US20040041718A1 (en) 2004-03-04
NZ513968A (en) 2001-09-28
US20010022554A1 (en) 2001-09-20

Similar Documents

Publication Publication Date Title
BG105877A (bg) Метод за преобразуване на поток от битове данни на двоичен информационен сигнал в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, устройство за кодиране, сигнал съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал , носител на запис и устройство за декодиране
US4760378A (en) Method and apparatus for converting a run length limited code
KR0165441B1 (ko) 디지털 데이터 채널 부호화 및 복호화방법과 그 장치
EP1126619B1 (en) Signal modulating method and signal demodulating method
JPH10508456A (ja) ｍビットの情報語の系列を変調信号に変換する方法、記録キャリアを製造する方法、コード装置、装置、記録装置、信号及び記録キャリア
KR20010041154A (ko) 엔-비트 소스어를 대응하는 엠-비트 채널어로 인코딩하고, 엠-비트 채널어를 대응하는 엔-비트 소스어로 디코딩하는 장치
JP3935217B2 (ja) ｍビット情報ワードのシーケンスから変調信号への変換
BG106294A (bg) Метод за преобразуване на поток от битове данни на двоичен информационен сигнал в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, съдържащпоток от битове данни на ограничен двоичен каналенсигнал, носител на запис, метод за декодиране, устройство за декодиране
JP2811651B2 (ja) 符号化／復号する方法と装置
JP4489973B2 (ja) 変換がパリティ反転であるようなｎビット・ソースワードから対応するｍビット・チャネルワードへのエンコーディング及びその逆を行うデコーディング
JP2002280907A (ja) 変調方法、変調装置、復調方法、復調装置、情報記録媒体、情報伝送方法および情報伝送装置
JP3848163B2 (ja) 情報をコーディングする装置及びその方法、そのコーディングされせた情報をデコーディングする装置及びその方法、記録媒体への変調信号の記録方法、記録媒体並びに変調信号の変換方法
KR100470026B1 (ko) 정보를 코딩/디코딩하는 방법 및 장치
JPH11154873A (ja) 符号化回路、符号化方法、ディジタル信号伝送装置およびディジタル磁気記録装置
KR20010041155A (ko) 엔-비트 소스어를 대응하는 엠-비트 채널어로 인코딩하고, 엠-비트 채널어를 대응하는 엔-비트 소스어로 디코딩하는 장치
KR0185944B1 (ko) (1,7)변조코드를 이용하는 복호화방법 및 그 장치
JPH02265329A (ja) 符号逆変換装置
JP4059210B2 (ja) 情報記録媒体
KR100752880B1 (ko) 정보를 코딩/디코딩하는 방법 및 장치
KR100817936B1 (ko) 일련의 데이터 워드를 변조신호로 변환하는 방법 및 장치
JP2004220766A (ja) 変調方法、変調装置、復調方法、復調装置、情報記録媒体、情報伝送方法および情報伝送装置
JP2000307431A (ja) 変調装置及び復調装置
JP2002216435A (ja) 変調方法、変調装置、復調方法、復調装置、情報記録媒体、情報伝送方法および情報伝送装置
JPH08288850A (ja) 符号化変調方式および検出方式
MXPA00008158A (en) Device for encoding n-bit source words into corresponding m-bit channel words and decoding m-bit channel words into corresponding n-bit source words