BG106294A - 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 - Google Patents
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 Download PDFInfo
- Publication number
- BG106294A BG106294A BG106294A BG10629402A BG106294A BG 106294 A BG106294 A BG 106294A BG 106294 A BG106294 A BG 106294A BG 10629402 A BG10629402 A BG 10629402A BG 106294 A BG106294 A BG 106294A
- Authority
- BG
- Bulgaria
- Prior art keywords
- channel
- bit
- word
- words
- signal
- Prior art date
Links
Classifications
-
- 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
-
- 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
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M5/00—Conversion of the form of the representation of individual digits
- H03M5/02—Conversion to or from representation by pulses
- H03M5/04—Conversion to or from representation by pulses the pulses having two levels
- H03M5/14—Code representation, e.g. transition, for a given bit cell depending on the information in one or more adjacent bit cells, e.g. delay modulation code, double density code
- H03M5/145—Conversion to or from block codes or representations thereof
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Dc Digital Transmission (AREA)
Abstract
Изобретението се отнася до метод за преобразуванена поток от информационни битове на двоичен информационен сигнал в поток от информационни битове наограничен двоичен сигнал на информационен канал. Сигналът се структурира чрез повтарящо се или редуващо се използване на код (С1 и С2) на канала. Поради факта, че за всяка информационна дума в код (С2) на канала са налични две думи от информационнияканал с противоположна четност и е установено еднои също състояние, определени характеристики на ограничения двоичен сигнал на информационния канал могат да бъдат повлияни предварително, т.е. за осъществяване на гарантиран постояннотоков контрол, например, който е независим от съдържанието на потока информационни битове на двоичния информационен сигнал. Поради това, че методът допълнително съдържа стъпка на заместване в зависимост от стойността на предварително определена характеристика на двоичния сигнал на информационния канал, дума от информационния канал замества дума от информационния канал, като заместената дума от информационния канали думата за заместване предизвикват едно и също състояние и предварително определени характеристикина ограничения двоичен сигнал на информационния канал могат допълнително да бъдат повлияни. Изобретението се отнася също до устройство за кодиране, до сигнал, до носител на запис, както и до метод и устройство за декодиране.
Description
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, при който потокът от битове данни на двоичния информационен сигнал е разделен на mi-битови канални думи в съответствие с канален код Ci, или на т2-битови канални думи в съответствие с канален код С2, където mi, m2 и η са цели числа, за които е изпълнено условието m2 > mj > η, при което побитовата канална дума е избрана най-малко от две по-битови канални думи, които имат обратни четности, свързаните пц-битови канални думи и побитови канални думи запазват постоянна ограничена продължителност на двоичния канален сигнал, методът се свежда до повтарящи се и/или редуващи се операции:
• избиране на по-каналната дума от комплект, който е извън множеството от комплекти на по-битови канални думи, всеки комплект включва само no-битови канални думи имащи начална част извън под-комплекта на началните части на побитовите канални думи, всеки комплект е свързан със състоянието на кодиране на каналния код Ci, а състоянието на кодиране е установено в зависимост от крайната част на обработваната канална дума, или • избиране на побитовата канална дума от комплект извън множеството от комплекти на т2-битовите канални думи, всеки комплект съдържа само т2-битовите канални думи, имащи начална част извън под-множеството на началните части на ш2-битовите канални думи, принадлежащи на споменатия комплект, всеки комплект е свързан със състоянието на кодиране на каналния код С2, състоянието на кодиране е установено в зависимост от крайната част на обработваната канална дума, крайните части на гщ-битовите канални думи в съответствие със състоянието на кодиране на Ci и началните части на т2-битовите канални думи в комплекта на каналния код С2 са подбрани да спазват споменатата ограничена продължителност.
Изобретението се отнася също така и до: устройство за кодиране, сигнал, съдържащ поток от бази данни на ограничен двоичен канален сигнал, носител на запис, метод за декодиране и устройство за декодиране.
Непубликуваната нерешена заявка за европейски патент № 00200712.8 (PH-NL000074) описва ограничен двоичен канален сигнал, който е структуриран чрез повтарящо се или редуващо се използуване на канален код Ci и канален код С2. Поради факта, че в каналния код С2 за всяка информационна дума са налични думи с обратна четност, могат да бъдат повлияни предварително определени характеристики на ограничения двоичен канален сигнал, например, за изпълнение на гарантиран контрол по постоянен ток. Няма нужда да бъде осъществяван допълнителен контрол по постоянен ток към този гарантиран контрол по постоянен ток. Възможността да се създаде този допълнителен контрол по постоянен ток може да бъде предимство.
Изобретението има задача да повлияе допълнително на предпочитани характеристики на споменатия по-горе ограничен двоичен канален сигнал, например, за изпълнение на допълнителен контрол по постоянен ток.
Методът съгласно изобретението се характеризира с операцията заместване, в зависимост от стойността на предварително определена характеристика на двоичния канален сигнал, канална дума е заместена с канална дума за заместване така, че да се повлияе стойността на предварително определената характеристика на двоичния канален сигнал, в който заместената канална дума и каналната дума за заместване установяват едно и също състояние.
Обработката на канални думи за заместване може да бъде изпълнена само за ограничен брой въвеждания в таблицата на кодиране. Чрез заместване на ограничен брой канални думи с канални думи за заместване, може да бъде извършен стохастичния контрол по постоянен ток, например, ако заместванията предизвикват инверсия на четността. Стохастичният контрол трябва да се разбира като вид контрол, в който действителното използуване на този контрол чрез заместване зависи от съдържанието на действителните данни (информационни думи), които постъпват в кодиращото устройство. Изборът дали да се извърши заместване може да бъде проведен въз основа на стойността на предварително определена характеристика на двоичния канален сигнал, например, на базата на критерий, свързан с RDS или DSV. Означението RDS е съкращение от “Running Digital Sum” (текуща цифрова сума). Чрез контролиране на RDS, може да бъде осъществено подтискане на нискочестотните компоненти или на контрола по постоянен ток. Означението DSV е съкращение от “Digital Sum Variation” (изменение на цифровата сума), показващо общия размер на сумата от стойностите на приетия двоичен канален сигнал. Изборът дали да се извърши замяна зависи от стойността на всяка предварително определена характеристика на двоичния канален сигнал, която трябва да бъде повлияна (например, генерирането на пилотни трасиращи тонове съгласно патент на САЩ № 5,136,436 (PHN 12533)).
Изобретението е основано на приемането, че в структурата на каналния код, основан на комбинацията от два кода Cj и Сг (съгласно непубликуваната и нерешена заявка за европейски патент № 0020071.8 (PH-NL000074)), има допълнително пространство за въвеждане на стохастичен контрол по време на гарантирания контрол. Допълнителното пространство е използувано така, че ограничен брой канални думи е заместен с други думи за заместване с цел да се създаде възможност за повлияване на предварително определени характеристики на двоичния канален сигнал. Заместването на каналните думи се отнася, също така, и до заместване на част от каналната дума. С цел да се гарантира, например, контрол по постоянен ток с предварително определено ниво на изпълнение в каналния код, основан на комбинацията от два кода С] и С2, заместванията, т. е. комбинация на заместени канални думи и канална дума за заместване, трябва да имат характеристиката, че и заместената канална дума и каналната дума за заместване установяват едно и също състояние.
В друг метод съгласно изобретението операцията заместване на канална дума с канална дума за заместване обхваща различни видове замествания.
Наличното пространство в структурата на споменатия по-горе канален код може да бъде използувано, за да се въведат различни видове замествания. По този начин, са създадени замествания, за повече информационни думи, чрез които е подобрен стохастичният контрол по време на двоичния канален сигнал.
В друг метод съгласно изобретението за всяка информационна дума се осъществява най-много един вид заместване.
Предимство е за всяка информационна дума да се въвежда наймного един вид заместване, защото по този начин, наличните замествания са по-добре разпределени по информационните думи, чрез което е подобрен стохастичният контрол по време на двоичния канален сигнал.
Съгласно друг метод на изобретението каналните думи за заместване не принадлежат към комплектите на каналните думи на каналните кодове Ci или С2.
Този първи вид заместване е основан на факта, че при нормално прилагане на каналния код, в този канален код някои специфични канални думи не се появяват в каналния поток битове; следователно каналните думи могат да бъдат използувани като канални думи за заместване. Чрез заместване на ограничен брой канални думи с канални думи за заместване, не принадлежащи към каналните думи, но присъствуващи в двоичния канален сигнал преди заместванията, може да бъде осъществен допълнителен стохастичен постояннотоков контрол.
В друг метод съгласно изобретението, каналната дума за заместване е изключена от комплекта на каналните думи на каналните кодове Ci или С2 с оглед ограничаване на броя на успешните продължителности хТ в двоичния канален сигнал. В едно примерно изпълнение х=3. В друго примерно изпълнение броят на успешните хТ продължителности е 6.
Втори вид заместване е основан на факта, че някои канални думи, които първоначално са изключени с оглед на едно RMTR ограничение, могат да бъдат използувани за замествания при условие, че конкатенацията с предишните канални думи не води до нарушаване на това RMTR ограничение. Означението RMTR е съкращение на “Repeted Midium Transmition Runlenght” (повтаряща се средна продължителност на предаване). Ограничението RMTR=6 осигурява броят на успешните ЗТ продължителности в поредицата на каналните думи да е ограничен до 6. Повече информация за това ограничение може да бъде намерена в публикуваната заявка за патент WO99/63671-A1 (PHQ 98.023).
В друг метод съгласно изобретението каналната дума за заместване е избрана от един комплект от канални думи, комплектът е свързан с състояние на кодиране, което е различно от състоянието на кодиране, в което е била заместената канална дума.
Трети вид заместване е следствие от факта, че поради структурата на каналния код, е възможно условно разместване между състоянията на кодиране, което означава, че може да бъде осъществено разместване за някои канални думи. Под “разместване” се разбира, че каналната дума за заместване, използувана в двоичния канален сигнал, е избрана от състоянието на кодиране, което е различно от състоянието на кодиране, в което е каналната дума за заместване. Ако четността на заместената канална дума не е различна от четността на каналната дума за заместване, е създадено пространството за допълнително повлияване на предварително определени характеристики на двоичния канален сигнал.
Тези и други аспекти на изобретението ще бъдат описани подолу с помощта на приложените чертежи, в които
Фигура 1 показва един пример на метод за кодиране съгласно нерешената заявка за европейски патент № 00200712.8 (PH-NL000074);
Фигура 2 показва един пример на характеризиране на състоянието на краен автомат (Finite-State-Machine) със 6 състояния, използуван за главен код (канален код Ci), предназначен за канални ограничения d=2, k=10;
Фигура 3 показва един пример на характеризиране на състоянието на краен автомат (Finite-State-Machine) със 6 състояния, използуван за двоен код (канален код С2), предназначен за канални ограничения d=2, k=10.
Фигура 4 показва таблица на кодиране на основния код Сь
Фигура 5 показва един пример за това как е изпълнена функцията декодиране на следващото състояние на каналните думи на главния код;
Фигура 6 показва едно RDS-дърво, използувано за изпълнение на постояннотоков контрол;
Фигура 7 показва едно устройство за кодиране;
Фигура 8 показва носител на запис, върху който в една пътечка е записан сигнал, представляващ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, получен след провеждане на метода съгласно изобретението;
Фигура 9 показва увеличена част на носителя на запис от фигура 8;
Фигура 10 показва устройство за декодиране;
Фигура 11 показва записващо устройство за записване на информация;
Фигура 12 показва четящо устройство за прочитане на записан носител на информация.
Фигура 1 показва графично един пример за реализиране на метода за кодиране. Използувайки този метод, могат да бъдат повлияни предварително определени характеристики на двоичния канален сигнал, например, за гарантиран постояннотоков контрол чрез редуване на два кода Ci и С2 чрез редуване на структура, която също е известна за декодера.
Вземаме под внимание двата канални кода Ci и С2. Двата кода са приложени върху η-битови символи. Каналният код Ci е код с висока скорост с n-mi съответствие; канален код С2 е код с ниска скорост с n-m2 съответствие. В този пример, за d=2, k=10, Ci има 8-10 съответствие, а С2 има 8-17 съответствие (n=8, mi=15, m2=17). Гарантиран постояннотоков контрол, т. е. постояннотоков контрол за всяка възможна поредица от информационни думи, е постигнат, ако са удовлетворени следните условия: за всеки η-битов символ каналният код С2 има две канални думи, една с четна и една с нечетна четност, с цел да се повлияе RDS-стойността на двоичният канален сигнал; за всеки η-битов символ, двете възможни канални представяния на код С2 имат едно и също следващо състояние. Крайният автомат (FSM) на кодове Ci и С2, показващи характеристиките на състоянието на кодовете Ci и С2, имат същия брой състояния, крайните автомати са основани върху един и същи приблизителен собствен вектор (съгласно дефиницията на Franazek, виж § 5.1.3 на книгата “Codes for mass data storage systems”, K.A.Schouhamer Immink, November 1999, Shannon Foundation Publishers (ISBN-90-74249-23-X), което се изразява в това, че каналните думи, завършващи с определен брой нули имат определена сложност, независимо от факта, дали те са част от канална дума от главния код С] или от двойния код С2. Приблизителният собствен вектор, в този случай на d=2, k=10, удовлетворява неравенството на приблизителния собствен вектор както следва
V(d=2,k=io)={2, 3,4,4,4,4, 3, 3,3, 2,1}.
Все пак, характеризирането на състоянието на FSMi за С] и на 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, са задоволени наложените ограничения върху двоичния канален сигнал, осъществени чрез конкатениране на mi-битовите канални думи и на т2-битовите канални думи. Каналният код Ci може да бъде наречен главен код, вземайки под внимание, че каналният код С2 е означен като двоен код. Горната част на фигура 1 изобразява една пбитова информационна дума 1, която е преобразувана в mi-битова канална дума 2 чрез канален код Сь или в една т2-битова канална дума 3 чрез канален код С2.
| Двете налични ш2-битови канални думи са показана на фигура 1 чрез техните съответствуващи четности “0” и “1”. Когато информационните думи се преобразуват, стрелките в долната част на фигура 1 показват потока през състоянията на кодиране на крайните автомати FMSi и FMS2. Може да бъде видяно, че когато една информационна дума се преобразува в Ш]-битова канална дума, има само една стрелка от състоянието на кодиране на каналната дума към състоянието на кодиране на следващата канална дума, а когато една информационна дума се преобразува в т2-битова канална дума, са показани две стрелки от състоянието на кодиране на каналната дума към
I j състоянието на кодиране на следващата канална дума, показващи
I j възможността за избор между двете налични т2-битови канални думи.
j j Долната част на фигура 1 онагледява факта, че за всяка информационна дума (256 въвеждания като информационни думи са i
ί дълги 8 бита, п=8) са налични две т2-битови канални думи с обратна
I j четност и със същото следващо състояние. Когато една п-битова j
j ф информационна дума се преобразува в една т2-битова канална дума, тази ? ш2-битова информационна дума може да бъде избрана от двете налични ш2-битови канални думи. В този пример, този избор при използуването създава един балансиран постояннотоков контрол или канален код, който е свободен от постояннотокова съставна.
Фигура 2 показва един пример на характеризиране на състоянието за краен автомат с 6 състояния, за да се използува като главен код (канален код Ci). Това е пример за канални ограничения, изразяващи се с d=2 и к=10, и канален код Ci с 8-15 съответствие. Фигура 3 показва j пример на характеризиране на състоянието на краен автомат с 6 състояния за използуване за двоен код (канален код С2). В този пример каналните ограничения трябва да бъдат съгласувани с d=2 и к=10 и канален код С2 с 8-17 съответствие.
•Л
В тези фигури, означението “-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 означението “|0Ю101-“, както може да бъде намерено в колоната изходящи думи на състояние 2 на главния код, включва всички канални думи с начало “0100000000001”.
Крайните автомати (FSM) на кодовете Ci и С2 имат един и същи брой състояния и са основани на един и същи приблизителен собствен вектор, което означава, че крайните части на каналните думи с определен брой нули имат определена сложност, която не е свързана с факта, дали те са част от каналната дума на главния код Ci или на каналния код С2. В крайния автомат на двойния код С2 всяко отклонение довежда до състояние, съответствуващо на две възможни канални думи (двойка думи) с i) обратна четност и п) едно и също следващо състояние. Фигури 2 и 3 показват, че множеството на всяка канална дума в крайния автомат FSM с 6 състояния е в обхвата от 1 до 4.
Много канални думи или двойки думи могат да бъдат използувани повече от един път при различни състояния. Чрез подходящо свързване по двойки, т. е. чрез групиране на еднаквите комбинации на каналните думи или на двойките думи заедно със следващите състояния в една единствена таблица за въвеждане на повече от едно състояния, разпространението на грешка може да се намали, защото едно прецизно различаване на състоянията, водещо до определена канална дума, е станало ирелевантно за тези канални думи или двойки думи. В действителност, кодовете Ci и С2 осигуряват пълна независимост при декодиране на състоянието.
Специалистът в областта е запознат с каналните кодове, съдържащи различни състояния, които състояния формират краен автомат. Подробната информация за кодиране на състоянието може да бъде намерена в литературата, например, в европейски патент ЕР 0 745 254 - Bl (PHN 14.746) или в книгата “Codes for mass data storage systems”,
K.A.Schouhamer Immink, November 1999, Shannon Foundation Publishers (ISBN-90-74249-23-X).
B § 5.3 на цитираната книга е обяснено, че с цел да стане възможно структурирането на поредица от канални думи, изпълняващи ограниченията, наложени на един канален код, поне М думи, които се определят при същото или други принципни състояния, трябва да произтичат от всяко състояние на кодиране. Поради това, наличието на комплект от състояния на кодиране, е необходимо условие за наличието на код за определен брой информационни думи (256 в случай на 8-битова информационна дума). Може да бъде показано, че ако един приблизителен собствен вектор удовлетворява неравенството на приблизителния собствен вектор, тогава могат да бъдат установени код с фиксирана продължителност с определени ограничения и други параметри на кода. Повече подробности могат да бъдат намерени в § 5.3.1 на книгата и в посочената в нея литература.
Методът за кодиране в горния пример има следните параметри: d=2, k=10, n=8, mi=15, m2=17; специалистът в областта може, без използуване на параметрите на изобретението, да приложи наученото от този метод, за да генерира двоичен канален сигнал с, например, d=2, п=7 или d=2 или п=13. Той може, например, да генерира, също, и двоичен канален сигнал с ограничение d=l. Фигура 4 показва таблица на кодиране на главния код (канален код Ci), d=2, k=10, RMTR=6, c индекс на въвеждане, представляващ индекса на 8-битов информационен символ (0225). Шест колони представляват шестте състояния на главния код. За всяко въвеждане е записана една канална дума дълга 15-бита заедно със съответствуващото й следващо състояние. В тази таблица са включени
различните видове замествания. Тези различни видове са разяснени подолу.
Таблицата на кодиране в примера от фигура 4 има три реда за всяка информационна дума (показани с номера 0-255). Първият ред съдържа стандартните канални думи, които са използувани, ако не могат да бъдат изпълнени замествания. Вторият ред съдържа добавъчни канални думи, които са възможно без каквото и да е условие. Тези канални думи могат да бъдат използувани за изпълнение на заместване от първия вид. Третият ред съдържа канални думи, които са валидни за замествания само, ако RMTR=6 ограничението не е нарушавано по време на конкатенацията с предишната канална дума. Тези канални думи могат да бъдат използувани като канални думи за заместване за изпълнение на заместването от втория вид.
Структурата на кода на каналния код (означен с EFMCC, за EFM-комбиниран код) позволява допълнително повлияване на предварително определени характеристики на двоичния канален сигнал, т.
е. на стохастичната същност на постояннотоковия контрол, в допълнение на гарантирания постояннотоков контрол. Като един пример, е разгледан само стохастичният постояннотоков контрол (SDCC) за главния код Ci на EFMCC, но изобретението не е ограничено до този пример. Различаваме три вида SDCC.
Първият вид е свързан с добавъчни канални думи на главния код Ci, чиито брой е за състояния от 1 до 6 : {15, 3, 5, 6, 0, 5} т. е. общо 34 добавъчни думи. Тези думи могат да бъдат използувани безусловно. Тези добавъчни думи могат да бъдат намерени във втория ред на таблицата за кодиране на фигура 4. Например, за състояние 6, могат да бъдат намерени 5 добавъчни думи в информационните думи 224,248,249,250 и 251.
Вторият вид SDCC е свързан с каналните думи, които са били пропуснати с оглед на ограничението RMTR=6. Някои от тези канални
I
думи могат да бъдат използувани условно за замествания, т. е. при условие, че конкатенацията с предишна дума не води до нарушение на RMTR ограничението. В този пример, каналните думи, които биха изисквали проверка на RMTR ограничението по време на конкатенирането със следваща канална дума, са пропуснати. Броят на добавъчните думи на втория вид са за различни състояния: {9, 0, 0, 0, 4, 6}, т. е. общо 19 добавъчни думи. Тези добавъчни думи могат да бъдат намерени в третия ред на таблицата за кодиране на фигура 4. Например, за състояние 1, добавъчните думи могат да бъдат намерени в информационните думи 205, 206, 216, 217, 218, 219, 220, 221 и 222.
Третият вид SDCC е свързан с две “размествания на състоянието”, които са основани на структурата на FSM на EFMCC. Първото разместване на състоянието е възможно от състояние 4 към състояние 5 за онези ситуации, при които предишната канална дума има η крайни нули, 2 < η < 4, и където сегашната канална дума има характерна битова структура в началото на думата: -10n| 0310т1- може да бъде преобразувана в-10п|0т+41- за 2 < т < 6 - п. Забележете, че границата на каналната дума е отбелязана с “|”. За декодиране, което е независимо от състоянието, съответните канални думи за състояния 4 и 5 трябва да се отнесат към същата стойност в байтове и таблицата за кодиране да бъде подредена съответно. Условното разместване на състояние от състояние 4 към състояние 5 е възможно за 85 въвеждания в таблицата на кодиране на главния код С1. Второто разместване на състояние е възможно от състояние 1 към състояние 4 за онези ситуации, в които предишната канална дума има η крайни нули, 6 < η < 7, където настоящата канална дума има характеристична битова структура в началото на думата: - 10п | 10т1- може да бъде преобразувана в -10п | 0т+11 за 2 < т < 9-п. Съответствуващите канални думи за състояния 1 и 4 трябва да се отнесат към същата стойност в байтове. Условното разместване на състоянието от
състояние 1 към състояние 4 е възможно за 192 въвеждания в таблицата за кодиране на главния код Cj. Примери за първо разместване на състоянието (от състояние 4 към състояние 5) могат да бъдат намерени в таблицата на кодиране на информационните думи 0, 1, 2, 3 и 4. Примери за второто разместване на състоянието (от състояние 1 към състояние 4) могат да бъдат намерени в таблицата на кодиране за информационните думи 4, 5 и 6.
Трябва да се отбележи, че за всички канални думи за заместване в този пример, са изпълнени следните условия: една канална дума за заместване има четност, противна на тази на заместената канална дума; и заместената дума и думата за заместване имат едно и също следващо състояние в FSM. Поради факта, че тези условия са изпълнени, байтовете, които трябва да бъдат кодирани с главен код Сь и които вземат под внимание стохастичния вид на заместване (SDCC), могат да изпълняват съвсем същата роля както байтовете, които трябва да се кодират с заместващия код С2.
Трябва, също така, да се отбележи, че е определен не само “характера” на каналната дума, за която може да бъде подходящо заместване, а е от значение, също, и състоянието на кодиране на каналната дума. Това може да бъде видяно за информационните думи 54 и 252. За тези информационни думи, в състояние 3 и състояние 6, присъствува една и съща канална дума, а именно 010010010010000, съответно 010010010010001. Поради структурата на FSM за състояние 3, тези канални думи правят възможна замяната от първия вид, т. е. те могат да бъдат използуват безусловно, докато същите тези канални думи в състояние 6, правят възможно заместването от втория вид, т. е. те не могат да бъдат използувани безусловно с оглед на RMTR-ограничението и факта, че тези думи, навлизащи състояние 6 имат 1 завършваща нула.
На фигура 5 е показан пример как е изпълнено декодирането на следващото състояние на каналната дума на главния код. Когато се декодира една канална дума, или от главния код Сь или от двойния код С2, в 8-битова информационна дума, не е необходимо да се знае сегашното й състояние. Поради това, това декодиране е наречено декодиране, независимо от състоянието. От друга страна, познаването на следващото състояние е необходимо, с цел да бъдат декодирани единично каналните думи, в случай на многократното появяване на дадена канална дума. В действителност, една кодова дума е представена единично не само чрез дадена канална дума, но и чрез комбинацията от каналната дума и следващото състояние. Поради това, независимото от състоянието, декодиране е гарантирано, ако всяка комбинация от каналната дума и следващото състояние се появява само вътре в трите реда за едно въвеждане на сигнала. За различни състояния и за едно и също въвеждане, същата комбинация от каналната дума и следващото състояние може да се появи в различни редове.
На фигура 4 може да се види, че таблицата на кодиране съдържа канални думи, които са използувани повече от един път, но тези канални думи са използувани за една и съща информационна дума, с цел да се гарантира декодиране, независимо от състоянието. Примери от този вид могат да се намерят в таблицата за кодиране на информационните думи 54, 82 и 87.
На фигура 5 може да се види, че за определяне на следващото състояние, един декодиращ прозорец с декодер с предварителен преглед на максимум 12 бита от следващата канална дума, е кодиран с главния код Ci. Въвеждането в таблицата от фигура 5, в която този максимален кодер с предварителен преглед е необходим, е означено с една стрелка. Този декодер с предварителен преглед, не трябва да бъде объркван с предварителното кодиране за подобряване на постояннотоковия контрол.
Звездичките във фигура 5 показват, че всички възможни битови комбинации са позволени толкова дълго, колкото дълго са изпълнявани наложените ограничения.
Когато каналните думи са декодирани в информационни думи, може да се използува, така наречената техника хаш-кодиране, както ще бъде обяснено по-долу. Използуването на тази техника се изразява в намалена сложност на хардуера, т. е. за изпълнение на алгоритъма на декодиране са необходими по-малък брой входове. Ще опишем поподробно едно конкретно изпълнение. Декодирането на каналните думи на главния код, използувайки хаш-кодирането е изпълнено както следва. За ограничение d=2,15-битовата канална дума е преобразувана в 9-битова дума с 15-9 съответствие посредством декодиране чрез изброяване. Декодирането чрез изброяване е декодиране, в което каналните думи, които трябва да бъдат декодиране са обработени чрез алгоритмична процедура, основана на d=2 ограничение, вместо чрез запаметяване на всички канални думи в таблицата (за повече информация относно кодирането чрез изброяване се отнесете до глава 6 на книгата “Codes for mass data storage systems”, K.A.Schouhamer Immink, November 1999, Shannon Foundation Publishers, ISBN-90-74249-23-X). Цифрата на следващото състояние е декодирана чрез 2-битово кодиране с 2 бита, защото максималната кратност на каналните думи е 4. Една 9-битова дума и една 2-битова дума образуват 11-битов индекс. Този 11-битов индекс е преобразуван в 8-битова информационна дума с помощта на хаш-таблица за главния код, тази хаш-таблица съдържа таблица с максимум 2045 въвеждания (=211) (независимо от състоянието декодиране).
На фигура 6 е показано RDS-дърво, използувано за изпълнение на постояннотоковия контрол. Означението RDS е съкращение от Running Digital Sum (текуща цифрова сума), която е мярка за постояннотоковия контрол на двоичния канален сигнал. Както беше казано по-горе, за всяка ш2-битова канална дума, която трябва да бъде кодирана, може да бъде гарантиран постояннотоков контрол. С цел да се осъществи найефективен постояннотоков контрол, се препоръчва “предварителен преглед” с цел да се определи, кой избор на ш2-битова канална дума, извън двете налични гп2-битови канални думи, води до най-добрата RDSстойност. Както може са види от фигура 6, с цел да се осигури предварителен преглед на N решения, трябва да бъдат изчислени 2N възможни пътища на RDS-дървото. За N=2, трябва да бъдат изчислени 4 възможни пътища.
Фигура 6 показва дърво на решението с дълбочина N, както то се прилага обикновено, т. е. както към кодирането по продължение на определен път, така и към критерия за оценяване.
Разглеждайки дървото на решението чрез предварителен преглед, можем да отличим гарантирани възли (използуване на С2) и стохастични възли (използуване на Ci със стохастичен постояннотоков контрол съгласно един от видовете заместване, както е описан във връзка с фигура 4). В това примерно изпълнение дървото за предварителен преглед е основано само върху гарантираните възли. За стохастичните възли, е взето едно мигновено решение (за това коя дума да се избира, тази за заместване или тази, която е заместена) на базата на най-добрия път в RDS-дървото. В този път, дължината на пътищата на кодирането с предварителен преглед в RDS-дървото винаги е фиксирана, което е предимство за кодиращите устройства в реално време. На фигура 6 са показани три успешни стратегии за дървото на решението с предварителен преглед. Първото стъпало има дърво без нито един стохастичен възел. В следващото стъпало дървото отброява един нов сегмент на постояннотоковия контрол с един байт, който генерира един стохастичен възел. Този байт е маркиран с “X”. Забележете, че той може да бъде разрешен, ако са направени различни избори за байта “X” в зависимост от разклоненията “0” и “1”, свързани с избора на двойния код С2. Използуването на допълнителен стохастичен постояннотоков контрол не повлиява върху характеристиките на декодирането, което е независимо от състоянието на каналния код, с канален код Ci и С2 и разпространението на грешка остава най-много един байт.
Фигура 7 показва устройство за кодиране съгласно изобретението. В това кодиращо устройство 100 един поток от битове данни на двоичен информационен сигнал 101 е преобразуван в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал 103. Кодиращото устройство 100 съдържа преобразувател 102 за преобразуване на пбитовите информационни думи в mi-битови канални думи съгласно метода за кодиране, например, съгласно таблицата на кодиране на главния код Ci (показана на фигура 4) и на двойния код С2. По-нататък, кодиращото устройство 100 съдържа средство, установяващо състоянието 104 за установяване на състоянието на кодиране на Ш] -битовите канални думи и на т2-битовите канални думи. Използувайки това състояние на кодиране, преобразувателят 102 може да преобразува следващата пбитова информационна дума. С цел да се осигури възможност за повлияване на предварително определени характеристики на двоичния канал, преобразувателят 102 съдържа средство за заместване, което прави възможно заместването на ограничен брой канални думи с канални думи или структури за заместване.
Фигура 8 показва един пример за носител на запис 110, върху който в пътечки е записан сигнал, съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, получен след провеждане на метода съгласно изобретението. Фигура 9 показва една уголемена част от носителя на запис от фигура 8. Показаният носител на запис е от оптически читаем вид. Носителят на запис може да бъде, също така, и от друг вид, например, от магнитно читаем вид. Носителят на запис съдържа
информационни структури, подредени в пътечки 111. Фигура 9 показва уголемена част 112 на една пътечка 111. Информационната структура в частта 112 на пътечката, показана на фигура 9, съдържа първи сектори 113, например, във формата на оптически откриваеми знаци, и втори сектори 114, например, междинни области, намиращи се между знаците. Първият и вторият сектори се редуват по протежение на пътечката 115. Първите сектори 113 представляват първи откриваеми характеристики, а вторите сектори 114 представляват втори характеристики, които са различаващи се от първите откриваеми характеристики. Тези първи сектори 113 представляват клетки на бит 116 на модулирания двоичен сигнал S, имащи едно ниво на сигнала, например, ниско ниво на сигнала
L. Вторите сектори 114 представляват клетки на бит 117, имащи друго ниво на сигнала, например, високо нива на сигнала Н. Носителят на запис 110 може да бъде получен, първо, чрез генериране на модулирания двоичен канален сигнал и, след това, чрез осигуряване на записан носител с информационна структура. Ако носителят на запис е от оптически читаем вид, носителят може да бъде получен с известната за специалиста в областта техниката за изработване на матрица и на множество копия.
Фигура 10 показна устройство за декодиране. В това устройство за декодиране 132, потокът от битове данни на ограничения двоичен канален сигнал 131 е преобразуван в поток от битове данни на двоичния 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 осъществено, например, чрез използуване на хаш-техниката, както беше описана във връзка с фигура 5. Когато се декодира двоичният канален сигнал 131, е необходимо информацията за следващата канална дума да бъде декодирана, както е обяснено във връзка с фигура 5. Тази информация 133 е приложена към устройството за декодиране 132 преди декодирането на обработваната в момента канална дума.
Фигура 11 показва устройство за запис за осъществяване на записване на информация. Фигурата показва устройство за записване на информация, в което е използувано устройство за кодиране, например, устройството за кодиране 100, показано на фигура 7. Единичната линия 141 доставя информационните думи, които трябва да бъдат кодирани, към устройството 100. В устройството за запис единичната линия 142 за доставяне на модулиран двоичен канален сигнал е свързана към верига за управление 143 на главата за запис 144, която е придвижвана по продължение на записаната част 145 на носителя на запис. Главата за запис 144 е от потребителския вида, осигуряващ въвеждане на знаци върху носителя 145, имащи читаеми изменения. Управляващата верига 143 може, също, да е от потребителски вид, генерираща управляващ сигнал за главата за запис в съответствие с модулирания сигнал, приложен към управляващата верига 143 така, че главата за запис 144 да въвежда структура от знаци, съответствуваща на модулирания сигнал.
Фигура 12 показва устройство за четене за осъществяване на прочитане на записания носител. Тази фигура показва устройство за четене, в което е използувано устройство за декодиране, например, декодиращото устройство 132 от фигура 10. Устройството за четене съдържа глава за четене 152, за предпочитане, от потребителски вид, за прочитане на записания носител 151, в съответствие с изобретението, който носител на запис 151 носи структурата за информацията, която съответствува на модулирания канален сигнал съгласно изобретението. Главата за четене 152 произвежда аналогов прочетен сигнал, който е модулиран съгласно структурата за информацията, прочетена от главата за четене 152. Детекторната верига 153 преобразува този прочетен сигнал в двоичен сигнал от потребителски вид, който е приложен към декодираща верига 132.
Въпреки, че изобретението беше обяснено с позоваване на предпочитани примерни изпълнения, трябва да се разбере, че тези примери не са ограничаващи. Следователно, за специалиста в областта, могат да се появят множество модификации, без да се излиза от обхвата на изобретението, както е дефиниран в патентните претенции.
Например, обхватът на изобретението не е ограничен до двоичен код. Без отклоняване от същността на изобретението, заместванията съгласно изобретението могат да бъдат приложени към кодове с множество нива, троични кодове или кодове с М-мерна матрица. Броят на т2-битовите канални думи за всяка η-битова информационна дума трябва да бъде най-малко 2 и в предпочитани ситуации, броят е равен на броя на стойностите на параметъра с множество стойности за четност, докато четностите на каналните думи трябва, най-малкото, да покриват поне веднъж всички различни стойности. В случай на третичен код (със стойности -1,0 и 1) в определения канален код С2 трябва да присъствуват най-малко три различни т2-битови канални думи с “четности” -1, 0 и 1 (със същото следващо състояние).
Нещо повече, изобретението присъствува във всяка и във всички нови технически характеристики или във всяка и всички комбинации от характеризиращите технически характеристики.
Claims (15)
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 в η-битови информационни думи (1), споменатите информационни думи са били преобразувани в πη-битови канални думи (2) в съответствие с канален код Ci, или в т2-битови канални думи (3) в съответствие с канален код С2, където mi, m2 и η са цели числа, за които е изпълнено условието m2 > mi > η, където побитовата канална дума е избрана от най-малко две т2-битови канални думи, от които най-малко две имат противоположна четност, конкатенираните mi-битови канални думи и т2-битови канални думи, са съгласувани с продължителността на ограничения двоичен канален сигнал, методът съдържа повтарящи се и/или редуващи се операции:
• избиране на mi-битова канална дума от комплект извън множество от комплекти на гщ -битови канални думи, всеки комплект съдържа само гщ-битови канални думи, имащи начална част извън под-комплекти от началните части на mi-битовите канални думи, всеки комплект е свързан с едно състояние на кодиране на каналния код Ci, състоянието на кодиране е установено в зависимост от една крайна част на предшествуващата канална дума, или • избиране на т2-битова канална дума от множество от комплекти от т2-битови канални думи, всеки комплект съдържа само т2-битовите канални думи, имащи начална част извън под-комплекти на началните части на т2-битовите канални думи, принадлежащи на споменатия комплект, всеки комплект е свързан със състоянието на кодиране на канален код С2, състоянието на кодиране е установено в зависимост от една крайна част на предшествуващата канална дума, крайните части на mi-битовите канални думи в съответствие със състоянието на кодиране на каналния код Ci и началните части на побитовите канални думи в комплект на каналния код С2 са били подредени в съответствие със споменатата ограничена продължителност, характеризиращ се с това, че методът, по-нататък, съдържа операцията заместване на една канална дума с канална дума за заместване, в зависимост от стойността на предварително определена характеристика на двоичния канален сигнал, така че да повлияе стойността на предварително зададена характеристика на двоичния канален сигнал, в който заместената канална дума и каналната дума за заместване установяват едно и също състояние.
2. Метод, както е претендирай в претенция 1, характеризиращ се с това, че операцията заместване на една канална дума с една канална дума за заместване обхваща различни видове замествания.
3. Метод, както е претендирай в претенция 2, характеризиращ се с това, че за всяка информационна дума присъствува само един вид заместване.
4. Метод, както е претендирай в претенция 1, 2 или 3, характеризиращ се с това, че каналната дума за заместване не принадлежи към комплектите от канални думи на кодовете Ci и С2.
5. Метод, както е претендирай в претенция 1, 2, 3 или 4, характеризиращ се с това, че каналната дума за заместване е пропусната от комплектите канални думи на каналните кодове Ci или С2 с оглед на ограничението на броя от успешни хТ продължителност в двоичния канален сигнал.
6. Метод, както е претендирай в претенция 5, характеризиращ се с това, че х=3.
7. Метод, както е претендирай в претенция 5, характеризиращ се с това, че броят на успешните хТ продължителности е 6.
0
8. Метод, както е претендирай в претенция 1, 2, 3, 4, 5, 6 или 7, характеризиращ се с това, че каналната дума за заместване е избрана от I един комплект от множество комплекти на канални думи, комплектът е свързан със състоянието на кодиране, различно от състоянието на кодиране на въведената заместена канална дума.
9. Устройство за кодиране (100) на поток от битове данни на двоичен информационен сигнал (101) в поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал (103), реализиращо един от методите, претендирани във всяка от предшествуващите претенции, устройството съдържа n-mi-битов преобразувател (102) за преобразуване на п-битовите информационни думи в mj -битови канални думи, п-т2-битов преобразувател (102) за преобразуване на η-битовите информационни | думи в ш2-битови канални думи, средство за установяване на състоянието (104) за установяване на състоянието на кодиране на гщ-битовите канални думи и на ш2-битовите канални думи, споменатият п-гщ -битов преобразувател е предназначен да избира пц-битовата канална дума в зависимост от крайната част на предшествуващата канална дума, споменатият п-т2-битов преобразувател, по-нататък, е предназначен да избера ш2-битовата канална дума в зависимост от крайната част на предшествуващата канална дума, характеризиращо се с това, че n-miбитовият преобразувател и/или п-т2-битовият преобразувател съдържа средство за заместване, осъществяващо заместване на ограничен брой канални думи с канални думи за заместване така, че да се повлияе на предварително определени характеристики на двоичния канален сигнал, а заместените канални думи и каналните думи за заместване са установяващи едно и също състояние.
10. Устройство за кодиране, както е претендирано в претенция 9, характеризиращо се с това, че устройството, по-нататък, съдържа средство за запис (143, 144) за записване на информационни структури върху носител на запис.
11. Сигнал, съдържащ поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал, получен след провеждане на методите, както са претендирани във всяка една от претенции от 1 до 8.
12. Носител на запис (110), върху който сигналът, както е претендирай в претенция 11, е записан в пътечка (111), в която присъствуват информационни структури за части на сигнала, които информационни структури съдържат първи (113) и втори (114) части, редуващи се по продължение на пътечката, първите части представляват откриваеми характеристики, а вторите части, представляват откриваеми характеристики, които са отличаващи се от първите характеристики, частите имат първи характеристики, представляващи клетки на бит (116), имащи първа логическа стойност, и втори характеристики, представляващи клетки на бит (117), имащи втора логическа стойност.
13. Метод за декодиране на поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал в поток от битове данни на двоичен информационен сигнал, който метод съдържа операцията преобразуване на сигнала, както е претендирай в претенция 11, в поредица от битове, имаща първа или втора стойности, при което сигналът съдържа mi-битови канални думи и т2-битови канални думи, поредицата от битове съдържа η-битовите информационни думи, в която една η-битова информационна дума е предназначена за канална дума или за канална дума за заместване.
14. Устройство за декодиране (132) на поток от битове данни на ограничен двоичен канален сигнал (131) в поток от битове данни на двоичен информационен сигнал (134), което устройство съдържа средство за преобразуване на сигнала в поредица от битове, имащи първа или втора стойност, сигналът съдържа mi-битови канални думи и побитови канални думи, поредицата от битове съдържа п-битови информационни думи, в която една η-битова информационна дума е предназначена за канална дума или за канална дума за заместване.
15. Устройство за декодиране, както е претендирало в претенция 14, в което устройството, по-нататък, съдържа средство за четене (152) за прочитане на структурите на информацията от носителя на запис.
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| EP00201667 | 2000-05-10 | ||
| PCT/EP2001/004505 WO2001086817A1 (en) | 2000-05-10 | 2001-04-20 | 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, method for decoding, device for decoding |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| BG106294A true BG106294A (bg) | 2002-08-30 |
Family
ID=8171471
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| BG106294A BG106294A (bg) | 2000-05-10 | 2002-01-09 | 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 |
Country Status (22)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6486804B2 (bg) |
| EP (1) | EP1282942A1 (bg) |
| JP (1) | JP2003533120A (bg) |
| KR (1) | KR20020033724A (bg) |
| CN (1) | CN1386327A (bg) |
| AR (1) | AR028435A1 (bg) |
| AU (1) | AU6023201A (bg) |
| BG (1) | BG106294A (bg) |
| BR (1) | BR0106327A (bg) |
| CA (1) | CA2386825A1 (bg) |
| CZ (1) | CZ200273A3 (bg) |
| EA (1) | EA003569B1 (bg) |
| EE (1) | EE200200013A (bg) |
| EG (1) | EG22743A (bg) |
| HU (1) | HUP0202426A2 (bg) |
| IL (1) | IL147498A0 (bg) |
| MX (1) | MXPA02000202A (bg) |
| NO (1) | NO20020100L (bg) |
| NZ (1) | NZ516523A (bg) |
| PL (1) | PL351717A1 (bg) |
| UA (1) | UA71024C2 (bg) |
| WO (1) | WO2001086817A1 (bg) |
Families Citing this family (13)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| HUP0201008A2 (en) * | 2000-01-07 | 2002-07-29 | Koninkl Philips Electronics Nv | 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 |
| US6903780B2 (en) * | 2001-06-08 | 2005-06-07 | Texas Instruments Incorporated | Method of expanding high-speed serial video data providing compatibility with a class of DVI receivers |
| US7038599B2 (en) * | 2002-04-11 | 2006-05-02 | Koninklijke Philips Electronics N.V. | Stochastic DC control |
| KR100796298B1 (ko) * | 2002-08-30 | 2008-01-21 | 삼성전자주식회사 | 액정표시장치 |
| US7190653B2 (en) | 2002-10-21 | 2007-03-13 | Ricoh Company, Ltd. | Data recording/reproducing device |
| WO2006030349A1 (en) | 2004-09-15 | 2006-03-23 | Koninklijke Philips Electronics N.V. | Coder and a method of coding for codes having a rmtr constraint of r=2 |
| US7791507B2 (en) * | 2005-12-19 | 2010-09-07 | Koninklijke Philips Electronics N.V. | Coder and a method of coding for codes with a parity-complementary word assignment having a constraint of d=1 , r=2 |
| US9679602B2 (en) | 2006-06-14 | 2017-06-13 | Seagate Technology Llc | Disc drive circuitry swap |
| KR100749754B1 (ko) | 2006-08-01 | 2007-08-17 | 삼성전자주식회사 | 직류 성분을 제어 가능한 인코딩과 디코딩 방법 및 이를이용한 데이터 처리 장치 |
| US7855665B1 (en) * | 2007-04-27 | 2010-12-21 | Marvell International Ltd. | Enumerative DC-RLL constrained coding |
| US9305590B2 (en) | 2007-10-16 | 2016-04-05 | Seagate Technology Llc | Prevent data storage device circuitry swap |
| CN112491506B (zh) * | 2020-09-17 | 2022-11-08 | 天津瑞发科半导体技术有限公司 | 一种pam-m容错传输系统与方法 |
| US11967973B2 (en) | 2021-05-06 | 2024-04-23 | Samsung Display Co., Ltd. | Low overhead transition encoding codes |
Family Cites Families (15)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4488142A (en) * | 1981-12-31 | 1984-12-11 | International Business Machines Corporation | Apparatus for encoding unconstrained data onto a (1,7) format with rate 2/3 |
| NL8801076A (nl) | 1988-04-26 | 1989-11-16 | Philips Nv | Inrichting voor het optekenen van een digitaal informatiesignaal. |
| SG85049A1 (en) * | 1992-02-19 | 2001-12-19 | Mitsubishi Electric Corp | Data conversion method and recording/reproducing apparatus using the same |
| CA2456968C (en) | 1994-02-15 | 2005-01-25 | Philips Electronics N.V. | Method of converting a series of m-bit information words to a modulated signal, method of producing a record carrier, coding device, decoding device, recording device, reading device, signal, as well as a record carrier |
| AU693967B2 (en) * | 1994-12-12 | 1998-07-09 | Sony Corporation | Data encoding method and data decoding method |
| WO1997009718A1 (en) * | 1995-09-01 | 1997-03-13 | Philips Electronics N.V. | Method of converting a series of m-bit information words to a modulated signal, method of producing a record carrier, coding device, device, recording device, signal, as well as a record carrier |
| US6002718A (en) * | 1995-10-27 | 1999-12-14 | Hewlett-Packard Company | Method and apparatus for generating runlength-limited coding with DC control |
| US5969651A (en) * | 1996-03-08 | 1999-10-19 | Sony Corporation | Signal modulating method, signal modulating apparatus, signal demodulating method and signal demodulating apparatus |
| JP3722331B2 (ja) * | 1997-12-12 | 2005-11-30 | ソニー株式会社 | 変調装置および方法、並びに記録媒体 |
| 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 |
| WO2000021198A1 (en) * | 1998-10-01 | 2000-04-13 | Koninklijke Philips Electronics N.V. | Generation of a runlength limited digital information signal |
| US6297753B1 (en) * | 1999-01-29 | 2001-10-02 | Victor Company Of Japan, Ltd. | Eight-to-fifteen modulation using no merging bit and optical disc recording or reading systems based thereon |
| JP2002540660A (ja) * | 1999-03-23 | 2002-11-26 | 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 | バイナリチャネル信号に関連する信号のチャネルビットのストリームをバイナリソース信号に関連する信号のソースビットのストリームへ復号する方法 |
| KR100565046B1 (ko) * | 1999-04-21 | 2006-03-30 | 삼성전자주식회사 | 개선된 ｄｃ 억압 능력을 갖는 ｒｌｌ 코드 배치 방법, 변복조 방법 및 복조 장치 |
| HUP0201008A2 (en) * | 2000-01-07 | 2002-07-29 | Koninkl Philips Electronics Nv | 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 |
-
2001
- 2001-04-20 PL PL01351717A patent/PL351717A1/xx not_active Application Discontinuation
- 2001-04-20 EE EEP200200013A patent/EE200200013A/xx unknown
- 2001-04-20 WO PCT/EP2001/004505 patent/WO2001086817A1/en not_active Application Discontinuation
- 2001-04-20 BR BR0106327-8A patent/BR0106327A/pt not_active IP Right Cessation
- 2001-04-20 AU AU60232/01A patent/AU6023201A/en not_active Abandoned
- 2001-04-20 EP EP01933863A patent/EP1282942A1/en not_active Withdrawn
- 2001-04-20 MX MXPA02000202A patent/MXPA02000202A/es unknown
- 2001-04-20 NZ NZ516523A patent/NZ516523A/en unknown
- 2001-04-20 CZ CZ200273A patent/CZ200273A3/cs unknown
- 2001-04-20 KR KR1020027000255A patent/KR20020033724A/ko not_active Application Discontinuation
- 2001-04-20 CN CN01801995A patent/CN1386327A/zh active Pending
- 2001-04-20 EA EA200200145A patent/EA003569B1/ru not_active IP Right Cessation
- 2001-04-20 IL IL14749801A patent/IL147498A0/xx unknown
- 2001-04-20 JP JP2001582918A patent/JP2003533120A/ja not_active Withdrawn
- 2001-04-20 HU HU0202426A patent/HUP0202426A2/hu unknown
- 2001-04-20 UA UA2002021060A patent/UA71024C2/uk unknown
- 2001-04-20 CA CA002386825A patent/CA2386825A1/en not_active Abandoned
- 2001-05-08 EG EG20010481A patent/EG22743A/xx active
- 2001-05-10 US US09/853,185 patent/US6486804B2/en not_active Expired - Fee Related
- 2001-05-10 AR ARP010102209A patent/AR028435A1/es not_active Application Discontinuation
-
2002
- 2002-01-09 NO NO20020100A patent/NO20020100L/no not_active Application Discontinuation
- 2002-01-09 BG BG106294A patent/BG106294A/bg unknown
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EG22743A (en) | 2003-07-30 |
| HUP0202426A2 (en) | 2002-11-28 |
| EA200200145A1 (ru) | 2002-06-27 |
| US20010040518A1 (en) | 2001-11-15 |
| CA2386825A1 (en) | 2001-11-15 |
| EE200200013A (et) | 2003-04-15 |
| IL147498A0 (en) | 2002-08-14 |
| AR028435A1 (es) | 2003-05-07 |
| PL351717A1 (en) | 2003-06-02 |
| MXPA02000202A (es) | 2002-06-21 |
| NZ516523A (en) | 2003-08-29 |
| CZ200273A3 (cs) | 2002-05-15 |
| JP2003533120A (ja) | 2003-11-05 |
| EA003569B1 (ru) | 2003-06-26 |
| BR0106327A (pt) | 2002-03-19 |
| EP1282942A1 (en) | 2003-02-12 |
| NO20020100D0 (no) | 2002-01-09 |
| UA71024C2 (uk) | 2004-11-15 |
| WO2001086817A1 (en) | 2001-11-15 |
| CN1386327A (zh) | 2002-12-18 |
| KR20020033724A (ko) | 2002-05-07 |
| AU6023201A (en) | 2001-11-20 |
| NO20020100L (no) | 2002-03-05 |
| US6486804B2 (en) | 2002-11-26 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| KR100753966B1 (ko) | 연속 최소 런 길이 제한이 있는 변조/복조 장치 및 방법 | |
| KR0165441B1 (ko) | 디지털 데이터 채널 부호화 및 복호화방법과 그 장치 | |
| RU2153200C2 (ru) | Способ преобразования последовательности м-битовых информационных слов в модулированный сигнал, способ изготовления носителя записи, устройство кодирования, записывающее устройство, сигнал, носитель записи | |
| KR100778885B1 (ko) | 이진 정보신호의 데이터 비트의 스트림을 제약을 받는 이진 채널신호의 데이터 비트의 스트림으로 변환하는 방법, 인코딩 장치, 기록매체와, 디코딩장치 | |
| KR100403946B1 (ko) | 데이터 부호화 장치 및 방법 | |
| 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 | |
| KR20020005395A (ko) | 일련의 데이터 워드를 변조신호로 변환하는 방법 및 장치 | |
| KR100954986B1 (ko) | 변조 장치 및 방법 | |
| 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 | |
| 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 | |
| US6369724B1 (en) | Modulating apparatus and method, demodulating apparatus and method, and transmission medium | |
| JP2000134101A (ja) | 符号化回路 | |
| Immink | Error detecting runlength-limited sequences | |
| JP4059252B2 (ja) | 変復調方法、及び変復調装置 | |
| KR100817936B1 (ko) | 일련의 데이터 워드를 변조신호로 변환하는 방법 및 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 | |
| WO1996036121A1 (en) | M=7 (1,3) runlength limited code for multi-level data | |
| KR20020087221A (ko) | 일련의 데이터 워드를 변조신호로 변환하는 방법 및 장치 |