CZ20013205A3

CZ20013205A3 - Způsob převádění toku datových bitů binárního informačního signálu, zařízení pro kódování, signál a zařízení pro dekódování

Info

Publication number: CZ20013205A3
Application number: CZ20013205A
Authority: CZ
Inventors: Willem Marie Julia Marcel Coene
Original assignee: Koninklijke Philips Electronics N. V.
Priority date: 2000-01-07
Filing date: 2000-12-15
Publication date: 2002-03-13
Also published as: US6639525B2; AR026810A1; EE200100473A; WO2001052258A8; NZ513968A; YU64201A; KR20020006673A; CN1314045C; IL145264A0; CN1349648A; CA2363722A1; US20030001760A1; HUP0201008A2; RU2001127081A; US20040041718A1; SK12512001A3; US20010022554A1; AU2011701A; TR200102575T1; BR0008821A

Description

Způsob převádění toku datových bitů binárního informačního signálu, zařízení pro kódování, signál a zařízení pro dekódování

Oblast techniky

Vynález se týká způsobu převádění toku datových bitů binárního informačního signálu na tok datových bitů omezeného (constrained; t.j. vyplývajícího z uplatněných omezení - dále v celém textu: omezeného) binárního kanálového signálu, přičemž tok datových bitů binárního informačního signálu je rozdělen do n-bitových informačních slov, která se převádějí na m^^-bitová kanálová slova v souladu s kanálovým kódem nebo m₂-bitová kanálová slova v souladu s kanálovým kódem C₂, kde m_lz m₂ a n jsou celá čísla, pro něž platí m₂>m₁>n, přičemž m₂-bitové kanálové slovo se volí z nejméně dvou m₂~bitových kanálových slov, z nichž nejméně dvě mají vzájemně opačné parity, přičemž m₁~bitová kanálová slova a m₂~bitová kanálová slova, spolu spojená do řetězce, vyhovují omezení délky běhu binárního kanálového signálu.

Dále se také vynález týká zařízení pro kódování toku datových bitů binárního informačního signálu na tok datových bitů omezeného (constrained) binárního kanálového signálu. Vynález se také týká signálu obsahujícího tok datových bitů omezeného binárního kanálového signálu. Dále se vynálezu týká nosiče záznamu a zařízení pro dekódování omezeného (constrained) binárního kanálového signálu.

Dosavadní stav techniky

Vynález je zaměřen na kanálové kódování, zejména kanálové kódování s omezením délky běhu. Časová délka, vyjádřená • · · · • ·

-2v kanálových bitech, mezi po sobě následujícími signálovými přechody, se obvykle nazývá délka běhu. Na kanálový kód mohou být uplatňována různá omezení, která mají za následek například kanálový kód s omezenou délkou běhu. V takovém kódu je sekvence kanálových slov charakterizována dvěma parametry, a to omezením-d a omezením-k. V (d,k) oblasti udává logická jednička přechod v tvarovém průběhu signálu. Sekvence (d,k) uspokojuje následující dvě podmínky. Vzhledem k omezení-d jsou dvě logické jedničky oddělovány od sebe během alespoň d po sobě následujících nul. Vzhledem k omezení (d,k) jsou potom dvě logické jedničky od sebe oddělovány během nanejvýše k po sobě následujících nul. Sekvence (d,k) se převádí z oblasti (d,k) na sekvenci s omezením délky běhu (RLL) typu (d,k) v oblasti RLL na základě předkódování v 1T předkodéru. Tato sekvence RLL obsahuje prvky s délkami běhu (buď sled po sobě následujících nul nebo sled po sobě následujících jedniček) s počtem minimálně d+1 a maximálně k+1 mezi dvěma po sobě následujícími obraceními v informačním signálu. Hodnoty (d+1) a (k+1) udávají minimální a maximální délky běhu prvku připouštěného v sekvenci. Je třeba poznamenat, že termín prvek může být použit jak pro prvek (d,k) sekvence, tak i prvek RLL sekvence. U prvku se předpokládá, že je uspořádán po délce běhu v oblasti RLL nebo oblasti (d,k).

V kanálovém kódování s omezením délky běhu se každé informační slovo převádí na kanálové slovo podle předem definovaných pravidel převádění, přičemž tato kanálová slova tvoří modulovaný signál.

•· ···· ·· · ·· ·· • · · · « · · ····

-3Publikace Research Disclosure, leden 1992, str.32, 33340, popisuje způsob kódování, při kterém se n-bitová informační slova střídavě převádějí na m-^-bitová kanálová slova a m₂-bitová kanálová slova, kde η, a m₂ jsou celá čísla a n<m₁<m₂. Na každé n-bitové informační slovo jsou k dispozici dvě m₂~bitová kanálová slova, mající vzájemně odlišné disparity. Kanálové slovo se vybírá tak, že aktuální průběžná digitální suma v kanálovém signálu vykazuje chování podle předem určeného vzorku jako funkce času, například kódování v kanálovém signálu prosté stejnosměrné proudové složky (dále krátce: stejnosměrné složky).

Jinými slovy jsou v publikaci Research Disclosure popisovány dva kanálové kódy, a to jeden s n-na-m-^ mapováním informačních slov na kanálová slova, který může být označován jako hlavní kód C_lz a druhý s n-na-m₂ mapováním, se dvěma m₂-bitovými kanálovými slovy, který může být označen jako duální kód C₂·

Účinnost kanálového kódu může být vyjádřena použitím (informační) rychlosti kanálového kódu. Tato rychlost R kanálového kódu je definována jako kvocient n/m, v němž kód přeložil n binárních uživatelských (nebo informačních) symbolů na m binárních kanálových symbolů. Jak bylo vysvětleno výše, musí při kanálovém kódování s omezením délky běhu kanálová slova vyhovět určitým omezením, například omezení-d a omezení-k. Vzhledem k těmto omezením je počet bitových kombinací, které mohou reprezentovat informační slova, snížený a rychlost bude proto klesat.

• · ···· · · · ·· · · ·· · ···· · · · ·

-4• » · · · · · ··· ·· ·· ·· ··· ·· ····

Podstata vynálezu

Vynález si klade za úkol vytvořit účinný způsob kódování toku informačních slov na omezený (constrained) tok kanálových slov.

Tohoto cíle je dosaženo způsobem, který se vyznačuje tím, že zahrnuje opakované a/nebo prostřídané kroky:

- vybírání m-^-bitového kanálového slova z množiny z více množin m^-bitových kanálových slov, přičemž každá množina obsahuje jen m-^-bitová kanálová slova mající začáteční část z podmnožiny začátečních částí m₁~bitových kanálových slov, přičemž každá množina je přiřazena ke kódovému stavu kanálového kódu C·^, přičemž kódový stav je zakládán (stanovován) v závislosti na koncové části předchozího kanálového slova, nebo

- vybírání m₂-bitového kanálového slova z množiny z více množin m₂-bitových kanálových slov, přičemž každá množina obsahuje jen m₂~bitová kanálová slova mající začáteční část z podmnožiny začátečních částí m₂-bitových kanálových slov náležejících do této množiny přičemž každá množina je přiřazena ke kódovému stavu kanálového kódu C₂, přičemž kódový stav je zakládán (stanovován) v závislosti na koncové části předchozího kanálového slova, přičemž koncové části m-^-bitových kanálových slov v kódovém stavu kanálového kódu a začáteční části m₂-bitových kanálových slov v množině kanálového kódu C₂ jsou uspořádány tak, že vyhovují uvedenému omezení délky běhu.

Opakovaným nebo střídavým vykonáváním uvedených kroků a uspořádáváním koncových částí m-^-bitových kanálových slov v kódovém stavu kanálového kódu C-^ a začátečních částí m₂-bitových kanálových slov v kódovém stavu kanálového kódu C₂ mohou být začáteční části m₂~bitových kanálových slov přizpůsobeny kódovým stavům kanálového kódu C_lz čímž se vytváří omezený (constrained) binární kanálový signál, a naopak může být obdobně postupováno při uspořádávání koncových částí m₂-bitových kanálových slov a začátečních částí m-^-bitových kanálových slov.

Vynález je založen na seznání, že kódové stavy dvou rozdílných kanálových kódů mohou být kombinovány uspořádáváním začátečních částí a koncových částí kanálových slov kanálových kódů, takže koncové části kanálového kódu se hodí k začátečním částem množin m-pbitových kanálových slov, ale také k začátečním částem množin m₂-bitových kanálových slov. Vícestavový popis v kodéru a dekodéru poskytuje kanálové kódy s vysokou účinností nebo rychlostí informace.

Jiný způsob podle vynálezu se vyznačuje tím, že počet kódových stavů kanálového kódu je rovný počtu kódových stavů kanálového kódu C₂.

V případě, kde mohou být pro duální kód C₂ použita dvě m₂~bitová kanálová slova s opačnou paritou pro každé n-bitové informační slovo, je možné použít tato kanálová slova pro ovlivňování předem určených vlastností binárního kanálového signálu. Aby se mohlo vyhovět omezením omezeného (constrained) toku kanálových slov, je výhodné, aby koncové části m^-bitových kanálových slov v kódovém stavu kanálového kódu a začáteční části m₂~bitových kanálových slov v kó• · • · · ·

dovém stavu kanálového kódu C₂ byly uspořádány tak, že počet kódových stavů kanálového kódu je rovný počtu kódových stavů kanálového kódu C₂. Mohou tak být omezeny kódovací tabulky. Části kódových stavů kanálového kódu C-^ mohou být například podobné nebo shodné s částmi kódových stavů kanálového kódu C₂. To vede ke snazší implementaci kódování a dekódování v hardwaru a/nebo softwaru.

Kanálové kódy podle vynálezu mohou být jedinečně popsány pomocí tak zvaného konečného stavového stroje (finite-state-machine, FNS). Přechody mezi stavy FSN odpovídají vysílání kanálových slov podle n-bitových informačních slov, která vstupují do kodéru. To znamená že pro to, aby byl k dispozici platný kód, musí z každého stavu FSM vycházet nejméně 2ⁿ přechodů směrem ke všem stavům FSM. Když je FSM v daném stavu, dané n-bitové informační slovo nejen pouze určuje m-bitová kanálová slova, ale také příští stav, z něhož je třeba kódovat příští n-bitové informační slovo vstupující do kodéru.

Jiný znak způsobu podle vynálezu se vyznačuje tím, že koncová část jakéhokoli ir^-bitového kanálového slova vykazuje násobkový počet y_x, přičemž násobkový počet y_x je počet různých stavů kanálového kódu C_lz které může uvedená koncová část zakládat, a koncová část jakéhokoli m₂-bitového kanálového slova vykazuje násobkový počet y₂, přičemž násobkový počet y₂ je počet různých stavů kanálového kódu C₂, které může uvedená koncová část zakládat, a přičemž Υι=Υ2, jestliže koncová část m-^-bitového kódového slova je rovná koncové části m₂-bitového kanálového slova.

• · ···· ·« φ · φ φ · φ φφ φ · * φ φ φ

-7φ φ · φφφ • Φ «φφ φφ φφ φ φ

Každá koncová část n^-bitového kanálového slova vykazuje násobkový počet y_lz přičemž násobkový počet y₁ je počet stavů, kanálového kódu , který je povolen v uvedené koncové části, a každá koncová část m₂-bitového kanálového slova vykazuje násobkový počet y₂, který je počet stavů kanálového slova C₂, který je povolen v této koncové části. Není zapotřebí, aby násobkový počet (multiplicty) koncové části slova byl využit na 100%. Je výhodné, aby y₁=y₂, jestliže koncová část m-^-bitového kanálového slova je rovná koncové části m₂-bitového kanálového slova. Tímto způsobem mohou být kódové stavy kanálového kódu C-^ a kódové stavy kanálového kódu C₂ střídány za tím účelem, aby omezený binární kanálový signál, obsahující m^-bitová kanálová slova a m₂~bitová kanálová slova, vzájemně spolu spojená do řetězce, vyhovoval omezení binárního kanálového signálu. Použití stejného násobkového počtu vede ke snazšímu provedení kódování a dekódování v hardwaru a/nebo softwaru.

Jiný způsob podle vynálezu se vyznačuje tím, že alespoň dvě m₂-bitová kanálová slova zakládají (stanovují) stejný stav.

Až dosud byl definován duální kód jako mající vlastnost spočívající v tom, že jde o kód s mapováním n-na-m₂, kde každé n-bitové informační slovo může být reprezentováno nejméně dvěma kanálovými slovy, mezi nimiž nejméně dvě mají opačné parity. Poslední vlastnost je určena pro ovlivňování určitých zamýšlených vlastností kódovaného kanálového bitového toku, například ovládání stejnosměrné složky kódu.

-8Vlastnost duálního kódu C₂ se zaručenou volbou parity však není uspokojivá k zaručení například ovládání stejnosměrné složky při předem určené úrovni chování. To vyplývá z toho, že ve FSM mohou obě kanálová slova duálního kódu C₂vést k rozdílným příštím stavům. To by vedlo k tomu, že následující kódovací cesty pro dvě různé volby kanálových slov C₂ mohou být zcela odlišné, a že celková parita bitového toku mezi dvěma kanálovými slovy, kódovanými duálním kódem, mohou být odlišné, takže ovládání stejnosměrné složky, řízené rozhodováními slov duálního kódu, je mařeno, což povede k potencielně špatnému chování vzhledem k požadované vlastnosti kanálového bitového toku.

Je proto výhodné navrhovat stavy FSM kanálových kódů a C₂ tak, že při převádění n-bitového informačního slova na dvě m₂~bitová kanálová slova uvedená m₂-bitová kanálová slova nejen vycházejí ze stejného stavu ve FSM, ale také končí ve stejném příštím stavu ve FSM. Jinými slovy mají obě kanálová slova kódu C₂, odpovídající stejnému n-bitovému informačnímu slovu, stejný příští stav. Použití této vlastnosti duálního kódu C₂ vede k následující výhodě. Zmaření řízení prostřednictvím C₂ je odstraněno. Kódovací cesty hlavního kódu Cý mezi po sobě následujícími body, kde je použit C₂v toku informačních slov, jsou nyní plně fixovány, což má za následek stejnou paritu kanálového bitového toku, kódovaného C^, mezi po sobě následujícími místy, kde je použit C₂, nezávislou na kódovacích volbách C₂.

Tím, že je volba mezi dvěma m₂-bitovými kanálovými slovy, umožňuje dosáhnout tak zvaného DC-vyváženého nebo DC-prostého kódu (kódu vyváženého z hlediska stejnosměrné složky nebo prostého stejnosměrné složky). Kromě řízení obsahu stejnosměrné složky v kanálovém bitovém toku mohou být bajty, kódované duálním kódem C₂, použity pro ovlivňování jiných vlastností kanálového bitového toku.

Přímé postupy ovládání stejnosměrné složky umožňují rozhodování v každém bodě ovládání stejnosměrné složky v závislosti na kritériu majícím vztah k RDS (Running Digital Sum - průběžná digitální suma), které je hodnoceno pouze pro kanálový bitový tok v rozsahu od uvažovaného bodu ovládání stejnosměrné složky k příštímu bodu. Taková lokální optimální rozhodovací strategie nevyužívá veškerý potenciál ovládání stejnosměrné složky kanálového kódu. Lepší přístup je použít ovládání stejnosměrné složky s předvídáním, t.j. vytvořit rozhodovací strom hloubky N, v němž je rozhodování v daném bodě řízení stejnosměrné složky určováno také jeho dopadem na následující kanálový bitový tok v kombinaci s budoucími rozhodování v příštích N-l bodech ovládání stejnosměrné složky. Každá cesta rozhodovacím stromem sestává z N větví, a kritérium RDS platí pro celou cestu. N-násobné ovládání stejnosměrné složky s předvídáním přináší 2^N kódovacích cest, s nevýhodou vyšší složitosti kodéru, protože každý bajt musí být kódován 2^N krát.

Pro kanálový kód podle tohoto provedení nezávisí cesta sledovaná skrz FSM během kódování na aktuální cestě sledované skrz N-násobný rozhodovací strom. To vyplývá z vlastnosti stejného příštího stavu obou kódovacích voleb při • · · · « ·

I

-10duálním kódu C₂. Všechny bajty, vztažené k hlavnímu kódu , musí být kódovány pouze jednou, zatímco všechny bajty, vztažené k duálnímu kódu C₂, musí být kódovány pouze dvakrát. To zmenšuje hardwarovou složitost kódovacího stromu na tu, jaká platí pro jednoduché sekvenční kódování bez dalšího větvení. Zůstává pouze N-násobný rozhodovací strop kritérií týkajících se RDS podél 2^N cest, což má za následek nižší složitost.

Kritérium týkající se RDS může být například maximální absolutní hodnota digitální sumy samotné (spektrální nula prvního řádu), ale také integrovaná hodnota RDS v času (spektrální nula druhého řádu) nebo kombinace obojích. Jako kritérium také může být také použita variance součtu (sum variance SV).

Jiný způsob podle vynálezu se vyznačuje tím, že množiny kanálových slov kanálového kódu a kódové stavy kanálového kódu C₂ jsou uspořádány tak, že binární kanálový signál tvořený m^-bitovými kanálovými slovy a m₂-bitovými kanálovými slovy.spojenými do řetězce vyhovuje podmínce omezení na opakovanou minimální délku běhu Repeated-Minimum-Runlength-Limitation=6 na binárním kanálu.

Omezení se mohou též vztahovat na omezování počtu po sobě jdoucích délek běhu stejné délky. Když se například klade omezení RMTR (Repeated Minimum Transition Runlength) n na d=2 kanálový kód, znamená toto omezení, že počet po sobě následujících délek běhu 3T v sekvenci kanálových slov je omezen na n. Pro realizování omezení na opakovanou mini-11• 444 4 · · ··· •4 ·· 44 ··· 44 4444 mální délku běhu (omezení RMTR, Repeated-Minimum-RunlengthLimitation) = 6, jsou navrženy kódové tabulky, z nichž jsou vyloučena možná kanálová slova, která by mohla vést k porušení podmínky omezení RMTR (např. slovo (100)⁵). Jiným způsobem může být také omezení RMTR respektováno tím, že se nahradí kanálová slova nebo kombinace, když by mělo dojít k porušení omezení RMTR. Více podrobností o tomto omezení RMTR (Repeated Minimum Transition Runlength) je možné najít ve zveřejněné patentové přihlášce W099/63671-A1 (PHQ 98.023).

Jiný způsob podle vynálezu se vyznačuje tím, že poměr mezi počtem ir^-bitových kanálových slov a počtem m₂-bitových kanálových slov se určuje v závislosti na zvolené míře ovládání stejnosměrné složky.

Je třeba poznamenat, že oba kanálové kódy C-^ a C₂jsou každý nezávislé kódy, které mohou být také použity samostatně. je v typickém případě vysokorychlostní kód, který nemá žádnou systematickou strukturu pro řízení určitých zvláštních vlastností bitového toku kódovaného kanálu mimo zamýšlená omezení délky běhu (d, k, RMTR). C₂ je lehce nízkorychlostní kód a ztráta rychlosti při porovnávání s Cje použita pro systematickou strukturu·, sledovanou při řízení přídavně požadovaných vlastností. Pro vynález, jak je podrobně popsán níže, je třeba použít a C₂ v kombinaci, z čehož je odvozen termín kombi-kód, ale je třeba vzít na zřetel, že je možná jakákoli kombinační struktura (combination pattern, kombinace kombinací). Čím více se používá hlavní kód C-^ (relativně k použití duálního kódu C₂), tím ♦ · » · »» Φ· ♦ Φ *

-12• 9 • · tfI» vyšší bude rychlost celkového kombinačního kódu, ale také tím nižší bude ovládací schopnost pro přídavně zamýšlené vlastnosti kanálového bitového toku. Z tohoto hlediska může být maximální ovládání dosaženo tím, že se bude po celou dobu používat duální kód C₂, a k minimálnímu ovládání dojde při použití pouze hlavního kódu C-^. Je proto třeba vzít na zřetel, že poměr mezi počtem m^-bitových kanálových slov a počtem m₂-bitových kanálových slov může být určen v závislosti na zvolené míře ovládání stejnosměrné složky.

Jiný způsob podle vynálezu se vyznačuje tím, že kódový stav je dále zakládán (stanovován) v závislosti na n-bitovém informačním slově, čímž se umožňuje rozlišovat toto n-bitové informační slovo detekováním kódového stavu.

Pro zvýšení rychlosti informačního signálu je výhodné, že kódovací stav je také závislý na n-bitovém informačním slově, které se má kódovat. Výsledkem toho je, že stejné kanálové slovo může být použito více než jednou. Počet různých kanálových slov, potřebných pro konstruování kanálového kódu, je snížený, což má za následek účinnější kód. Použití stavů ve struktuře tak zvaného konečného stavového stroje (finite-state-machine FSM) pro charakterizování kanálových kódů a C₂ proto poskytuje možnost zakládat (stanovovat) celkový kód s vyšší rychlostí vzhledem k násobnému použití stejného kanálového slova s rozdílnými příštími stavy. Je to kanálové slovo v kombinaci s příštím stavem, které v dekodéru jedinečně určuje odpovídající informační slovo.

Jiný způsob podle vynálezu se vyznačuje tím, že kódo-13 vací stavy kanálového kódu a kódovací stavy kanálového kódu C₂ jsou dále uzpůsobeny tak, že omezeným počtem kanálových slov jsou nahrazena jiná kanálová slova nebo kombinace, které nenáleží do množin kanálových slov kanálového kódu a kanálového kódu C₂·

V praktickém řešení kanálového kódu, založeném na kombinaci dvou kódů a C₂ podle vynálezu, je k dispozici určitý přídavný prostor pro provedení omezeného stochastického ovládání mimo zaručené ovládání. Pod stochastickým ovládáním se rozumí druh ovládání, v němž aktuální použití tohoto ovládání závisí na aktuálním datovém obsahu (informačních slovech), který vstupuje do kodéru.

Existence prostoru pro stochastické ovládání stejnosměrné složky vyplývá ze skutečnosti, že se, v praktickém kódu, určité konkrétní kombinace při normálním použití kanálového kódu v kanálovém bitovém toku nevyskytují. Tyto kombinace potom mohou být potom použity jako náhradní kombinace za jiné kombinace, které jsou připuštěny v kanálovém bitovém toku.

Tím, že se omezeným počtem kanálových slov nebo kombinací, nepatřících ke kanálovým slovům nebo kombinacím přítomným v binárním kanálovém signálu před nahrazením, nahradí jiná kanálová slova nebo kombinace, může být dosaženo přídavné ovládání stejnosměrné složky, například pokud náhrady vyvolají obrácení parity.

Způsoby kódování, jak jsou popsány ve výše uvedených

-14provedeních, mají následující výhody, které jsou zřejmé nebo které budou objasněny z popisu obrázků. První výhodou je zaručené ovládání stejnosměrné složky. Další výhodou je zmenšené šíření chyb, vyplývající z bajtově orientované povahy kódování. Ještě další výhodou je kódovací schéma jedním průchodem, vedoucí ke snížené složitosti kodéru pro vykonávání kódování s předvídáním ovládání stejnosměrné složky.

Vynález se také týká zařízení pro kódování. Vynález se také týká signálu, obsahujícího tok datových bitů omezeného binárního kanálového signálu. Dále vynález navrhuje nosič záznamu a zařízení pro kódování.

Přehled obrázků na výkresech

Vynález je blíže vysvětlen v následujícím popisu na příkladech provedení s odvoláním na připojené výkresy, ve kterých znázorňuje obr.l schéma příkladu způsobu kódování, obr.2 příklad šestistavového konečného stavového stroje pro použití pro hlavní kód (kanálový kód C-^), zaměřený na kanálová omezení d=2 a k=10, obr.3 příklad šestistavového konečného stavového stroje pro použití pro duální kód (kanálový kód

C₂), zaměřený na kanálová omezení d=2 a k=10, obr.4A-4I kódovací tabulky pro hlavní kód C-p obr.5A-5P kódovací tabulky pro duální kód C₂, obr.6 příklad, jak se provádí dekódování příštího stavu pro kanálová slova hlavního kódu, obr.7 příklad, jak se provádí dekódování příštího stavu pro kanálová slova duálního kódu, obr.8 strom stejnosměrné složky, obr.9 cestu provádění ovládání stejnosměrné

RDS pro použití k ovládání kodéru na bajtově bázi pro složky za účelem účinného kódování s predikcí, obr.10 schéma kódovacího zařízení pro

-15kódování podle vynálezu, obr.11 schéma nosiče záznamu, na němž je zaznamenán ve stopě signál obsahující tok datových bitů s omezeným (constrained) binárním kanálovým signálem, získaným po provedení způsobu podle vynálezu, obr.12 zvětšenou část nosiče záznamu z obr.11, obr.13 blokové schéma zařízení pro dekódování podle vynálezu, obr.14 záznamové zařízení podle vynálezu pro záznam informace, obr.15 čtecí zařízení podle vynálezu pro čtení nosiče záznamu, obr.16 schéma konečného stavového stroje s plnobitovým popisem pro d=l, obr.17 schéma konečného stavového stroje s půlbitovým popisem pro d=l, obr.18 schéma dvoustavového konečného stavového stroje pro d=l, obr.19 schéma střídání kanálového kódu a kanálového kódu C₂ pro d=l, obr.20 schéma 5-stavového konečného stavového stroje s půlbitovým popisem pro d=l a obr.21 schéma 7-stavového konečného stavového stroje s půlbitovým popisem pro d=l.

Příklady provedení vynálezu

Obr.l graficky znázorňuje příklad způsobu kódování. Použitím tohoto způsobu mohou být ovlivňovány předem určené vlastnosti binárního kanálu, například zaručené ovládání stejnosměrné složky střídáním dvou kódů a C₂ střídacím vzorkem, který je také znám u dekodéru.

Uvažujme dva kanálové kódy, a to kód a kód C₂· Oba kódy jsou aplikovány na n-bitové symboly. Kanálový kód je vysokorychlostní kód s mapováním n-na-m-^ a kanálový kód je nízkorychlostní kód s mapováním n-na-m₂. V tomto příkladě má pro d=2, k=10 kód C-^ mapování 8-na-15 a kód C₂ má mapování 8-na-17 (n=8, m₁=15, m₂=17). Zaručené ovládání stejnosměrné ♦ ♦ ·-·-·«

-16složky, t.j. ovládání stejnosměrné složky pro každou možnou sekvenci informačních slov, se dosahuje, jestliže jsou splněny následující podmínky. Pro každý n-bitový symbol má kanálový kód C₂ dvě kanálová slova, a to jedno se sudou a druhé s lichou paritou za účelem ovlivňování RDS-hodnoty binárního kanálového signálu. Pro každý n-bitový symbol mají dvě možné kanálové reprezentace kódu C₂ stejný příští stav. Konečné stavové stroje (finite-state-machines FSM) kódů a C₂, udávající stavy a stavové charakteristiky kanálových kódů C·^ a C₂, mají stejný počet stavů, a FSM jsou založené na stejném přibližném vlastním vektoru (eigenvektoru, podle Franazekovy definice, viz.§5.3.1 knihy Codes for mass data storage systems, K.A.Schouhamer Immink, listopad 1999, Shannon Foundation Publishers, ISBN-90-74249-23-X), což má za následek, že kanálová slova končící s daným počtem nul, jsou v určitém násobkovém počtu (multiplicity), bez ohledu na skutečnost, že jsou částí kanálového slova hlavního kanálového kódu Cj nebo duálního kódu C₂. Přibližný vlastní vektor v tomto případě při d=2, k=10, který uspokojuje přibližnou nerovnost eigenvektoru, je následující: V^_₂ k=10) ⁼{2,3,4,4,4,4,3,3,3,2,1}.

Stavové charakteristiky FSMj pro a FSM₂ pro C₂však mohou být různé. Tyto stavové charakteristiky jsou zvoleny tak, aby vytvářely omezení kladená na binární kanálový signál. Tato omezení mohou být například omezení délky běhu (d,k) nebo omezení RMTR. Jsou tak uspokojena omezení kladená na binární kanálový signál, tvořený spojením mg^-bitových kanálových slov a m₂-bitových kanálových slov do řetězce. Můžeme nazývat kód C-^ hlavní kód, zatímco kanálový kód C₂ je ·· ·· • ·

-17·· ··♦« • φ · • · · označován jako duální kód. Horní část obr.l znázorňuje n-bitové informační slovo 1, které se převádí na m^^-bitové kanálové slovo 2 prostřednictvím kanálového kódu Cj nebo na m₂~bitové kanálové slovo 2 prostřednictvím kanálového kódu

Dvě m₂-bitová kanálová slova jsou udávána na obr.l odpovídajícími paritami 0 a 1. Šipky v dolní části tohoto obrázku znázorňují tok kódovými stavy konečných stavových strojů FSM₁ a FSM₂, když se převádějí informační slova. Je možné vidět, že při převádění Informačního slova na m^-bitové kanálové slovo ukazuje jen jedna šipka od kódového stavu kanálového slova ke kódovému stavu příštího kanálového slova, zatímco když se převádí informační slovo na m₂-bitové kanálové slovo, ukazují dvě šipky od kódového stavu kanálového slova ke kódovému stavu příštího kanálového slova, což ukazuje volbu mezi dvěma m₂-bitovými kanálovými slovy, která jsou k dispozici.

Dolní část obr.l znázorňuje, že pro každé informační slovo (256 položek, když jsou informační slova dlouhá 8 bitů, n=8), jsou k dispozici dvě m₂-bitová kanálová slova s opačnými paritami a se stejným příštím stavem. Když se převádí n-bitové informační slovo na m₂~bitové kanálové slovo, může být toto m₂~bitové kanálové slovo zvoleno ze dvou dostupných m₂~bitových kanálových slov. V tomto příkladě je tato volba použita pro vytváření kanálového kódu s vyváženým stejnosměrným obsahem (DC-balanced) nebo prostého stejnosměrné složky.

·· 99 ♦ 0 0 0 • · t

-18• · ··0 0 • * 9 • 00 •00 ····

Obr.2 znázorňuje příklad stavové charakteristiky pro šestistavový konečný stavový stroj (finite-state-machine) pro použití pro hlavní kód (kanálový kód C^). V tomto příkladě jsou kanálová omezení v souladu s d=2 a k=10 a kanálový kód Ci má mapování 8-15. Obr.3 znázorňuje příklad šestistavového konečného stanového stroje pro použití pro duální kód (kanálový kód C₂). V tomto příkladě mohou být kanálová omezení v souladu s d=2 a k=10 a kanálový kód C₂ má mapování 8-17.

Na těchto obrázcích udává zápis -10²|, jaký je možné najít ve sloupci words IN ve stavu 1 hlavního kódu, že všechna kanálová slova končí 100. Stejným způsobem udává zápis |010¹⁰l-, jaký je možno vidět ve sloupci words OUT stavu 2 hlavního kódu, že všechna kanálová slova začínají 0100000000001.

Konečné stavové stroje (FSM) kódů a C₂ mají stejný počet stavů, a FSM jsou založené na stejném přibližném vlastním vektoru, který znamená, že kanálová slova končící s daným počtem nul se vyskytují v určitém násobkovém počtu (multiplicity), bez ohledu na skutečnost, zda jsou částí kanálového slova hlavního kódu C-^ nebo duálního kódu C₂. Ve FSM duálního kódu C₂ odpovídá každá větev opouštějící stav dvěma možným kanálovým slovům (dvojici slov) s buď opačnou paritou nebo se stejným příštím stavem. Obr.2 a 3 znázorňují, že uvedený násobkový počet (multiplicity) jakéhokoli kanálového slova v šestistavových FSM se pohybuje mezi 1 a 4.

Mnoho kanálových slov nebo dvojice slov se použijí

-19·♦

více než jednou přes různé stavy. Vhodným přiřazováním, t.j. seskupováním stejné kombinace kanálových slov nebo dvojic slov s příštími stavy k jedné tabulkové položce pro více než jeden stav je možné snižovat šíření chyb, jelikož přesné rozlišování stavů, vedoucí k danému kanálovému slovu, se stalo pro tato kanálová slova nebo dvojice slov irelevantní. Kódy C-l a C₂ dovolují plně stavově nezávislé dekódování.

Odborníkovi v oboru budou známé kanálové kódy, obsahující různé stavy, které tvoří konečný stavový stroj. Podrobné informace o stavovém kódování je možno najít v literatuře například v evropském patentovém spisu EP 0 745 254 (PHN 14.746) nebo v knize Codes for mass data storage systems K.A. Schouhamer Immink, listopad 1999, Shannon Foundation Publishers (ISBN-90-74249-23-X).

V § 5.3 této knihy je vysvětleno, že pro umožňování konstruování sekvence kanálových slov, vyhovujících omezením kladeným na kanálový kód musí z každého kódového stavu vycházet nejméně M slov, která končí ve stejném stavu nebo jiných hlavních stavech. Existence množiny kódových stavů je proto potřebnou podmínkou pro existenci kódu pro určený počet informačních slov (256 v případě 8-bitového informačního slova). Je možno ukázat, že jestliže přibližný vlastní vektor uspokojuje přibližnou nerovnost vlastního vektoru, potom je možné ověřit kód pevné délky s předem určenými omezeními a jinými parametry kódu. V § 5.3.1 této knihy a v literatuře, na niž se v ní odkazuje, je možné najít více podrobností .

-20Vynález ve výše uvedeném provedení není omezen na způsob kódování pro vytvoření binárního kanálového signálu se zaručeným ovládáním stejnosměrné složky a sníženým šířením chyb, s parametry d=2, k=10, n=8, m₁=15 a m₂=17, ale odborník může aplikovat principy způsobu podle vynálezu, aniž by se opustil jeho rozsah, na například řešení s d=2, n=7 nebo d=2 or n=13. Může například také generovat binární kanálový signál s omezením d=l.

Pro d=2 kanálové kódování potřebuje duální kód C₂kombinovaného kódu na každé kanálové slovo navíc dva kanálové bity, ve srovnání s kanálovými slovy hlavního kódu (mapování 8-na-17 pro duální kód a mapování 8-na-15 pro hlavní kód). Podle zkušenosti je přídavné množství pokud jde o kanálové bity, potřebné pro duální kód, převrácenou hodnotou rychlosti R kanálového kódu. Pro d=2, k=10, je maxentropická kapacita (teoretická horní mez pro rachlost) rovná 0,5418, a je tedy zapotřebí okolo 1,846 bitů, což je zaokrouhleno na 2.

Pro d=l kanálové kódování je situace zcela odlišná. Maxentropická kapacita (bez omezení-k) je rovná 0,6942, takže kódy jsou obvykle řešeny s rychlostí rovnou 2/3. Pro hlavní kód potom mohou být použity bajtově orientované kódy v mapováním 8-na-12. Přídavný počet bitů potřebných pro kanálová slova duálního kódu nyní dosáhne 1,441 bitů. Při zaokrouhlení na 2 by toto vedlo k duálnímu kódu s mapováním 8-na-14, ale to má potom za následek ztrátu rychlosti více než půl bitu, což činí přístup s kombinovaným kódem méně zajímavý z hlediska kapacity. Aby se zabránilo ztrátě uvedené «9 « ·· 9 99 99 · · · « ·· ·*♦· ·« bitové rychlosti, je třeba opatření, které bude popsáno níže .

Dané řešení je vypracováno pro případ d=l. Pro jiná omezení-d je možné uvažovat podobná řešení. Řešení pro d=l je určeno k popsání kanálového kódování v půlbitech, místo obvyklého popisování v plných bitech. Standardní plnobitový FSM pro d=l a půlbitový FSM jsou znázorněny na odpovídajících obr.16 a 17.

V půlbitovém FSM je možné rozlišovat mezi sudými stavy, kde slova vstupující do těchto stavů mají sudý počet koncových nul, a lichými stavy, kde slova vstupující do těchto stavů mají lichý počet koncových nul. Sudé stavy jsou očíslovány {1,3,5} a liché stavy jsou očíslovány {2,4}. V půlbitovém FSM budeme uvažovat mapování 8-na-24 pro hlavní kód a mapování 8-na-27 pro duální kód. Existují dvě verze hlavního kódu, a to jedna s 0-na-0 (0 jako odd t.j. lichý) kódováním, jdoucím ze stavů {1,3,5} na jeden ze stavů {1,3,5}, a druhá s 0-na-0 kódováním, jdoucím z jednoho ze stavů {2,4} na jeden ze stavů {2,4}. Také existují dvě verze duálního kódu, a to jedna s E-na-0 (E jako even t.j. sudý) kódováním, jdoucím z jednoho ze stavů {1,3,5} na jeden ze stavů {2,4}, a jedna s 0-na-E kódováním, jdoucím z jednoho ze stavů {2,4} na jeden ze stavů {1,3,5}. Je vhodné uvažovat dvoustavový FSM pro kódování s kombi-kódem, sestávající z E a z 0 stavu, jak je znázorněno na obr.18. Kódování hlavním kódem nevede ke změně stavu (E->E nebo 0->0), zatímco kódování duálním kódem vždy vede ke změně stavu (E->0 nebo 0->E), protože počet půlbitů v kanálovém slově duálního kódu

-22• Φ ·<·· je lichý.

Kódovací sled pro po sobě následující segmenty kombi-kódu je znázorněn na obr.19. Segment je sekvence zdrojových slov (bajtů), první z nichž mají být kódována duálním kódem C₂, a všechna následující zdrojová slova (bajty) jsou určena ke kódování hlavním kódem .

Pro generování kanálových slov pro dva hlavní kódy je používána následující argumentace. Plnobitové kanálové slovo (délky 12 bitů) může být převáděno na půlbitové kanálové slovo (délky 24 půlbitů) pro stav R prostřednictvím převodních pravidel 0->00> a l->01, což znamená, že plnobitové kanálové slovo |0ⁿl->10^m| se převádí na |0²ⁿ⁺¹l->10^2m|. Šipka od 1 k 1 udává jakoukoli platnou sekvenci podle odpovídajících FSM. Je třeba poznamenat, že mezi dvěma jedničkami může být v půlbitovém slově pouze lichý počet nul, v souladu s půlbitovým FSM.

Půlbitové kanálové slovo může být převáděno na půlbitové kanálové slovo pro stav 0 pomocí převodních pravidel 0->00 a l->10, což má za následek, že plnobitové kanálové slovo |0ⁿl->10^m| se převádí na |0²ⁿl->10^2m+1|.

Generování slov pro duální kódy je poněkud složitější. Pro stav E převeďme 13-bitové kanálové slovo |0ⁿl->10^m| nejprve na půlbitové kanálové slovo o délce 26, a dodejme přídavný bit x na konec: |0²ⁿ⁺¹l->10^2m|. Je zřejmé, že pro stav E je povoleno pouze x=0. Spojení s přídavným bitem x=0 do řetězce vede ke konstrukci půlbitového kanálového slova

-23♦ «toto • ·· toto • to · to to· • to 4» to · · ·· « to *· ·· · ·· ···· délky 27, s příštími stavy převáděnými z {1} na {2} a z {3,5} na {4}. Ze stavu O vede podobný postup k 27-půlbitovému kanálovému slovu |0²ⁿl->10^2m+1|x, kde x=l je povoleno pouze jestliže m>l, což potom vede ke stavu 1 jako příštímu stavu. Jinou možností je, že x=0 je stále povolené, což vede ke stavu 3 jako příštímu stavu, je-li m sudé, a ke stavu 5 jako příštímu stavu, je-li m liché.

Možnost konstruování takového kódu se snadno spočítá. Uvažujme přibližný vlastní vektor {2,2,3,4,3} pro stavy půlbítového FSM. Dále omezme n<5 a m<5 (s ohledem na omezení-k, které není zaváděno prostřednictvím FSM). Není naším současným cílem konstruovat nejoptimálnější kód (z hlediska omezení-k, je-li d=l), ale je pouze zamýšleno ukázat proveditelnost navrhovaných opatření pro návrh kombi-kódů pro d=l.

Pro hlavní kód, ve stavu E se stavy {1,3,5}, t.j. kód c/, je P^ro slova vedoucí ze stavu 1 při n>l použity pro hlavní kód k dispozici 519 slov, což je dostatečné množství vzhledem k tomu, že stavový násobkový počet (multiplicity) stavu 1 je rovný 2, takže je zapotřebí 512 slov. Pro slova vedoucí ze stavu 3 a 5 při n>0 je k dispozici 872 slov, což je dostatečné množství vzhledem k tomu, že stavový násobkový počet stavů 3 a 5 je roven 3 a je tedy zapotřebí 768 slov.

Pro hlavní kód ve stavu 0 se stavy {2,4}, t.j. kód ^cl° je P^ro slova vedoucí ze stavu 2 při n>l k dispozici 638 slov, což je dostatečné množství vzhledem k tomu, že stavový násobkový počet stavu 2 je rovný 2, takže je zapotřebí 512 ·· ·*··

-24··· • · «· · ♦ < · « · • · 9 9 99 • 9 9 999

99«· • 9 99

99

9 9· • 9· ··9999 slov. Pro stav 4 je při n>0 k dispozici 1072 slov, což je dostatečné množství vzhledem k tomu, že stavový násobkový počet stavu 4 je roven 4 a je tedy zapotřebí 1024 slov.

Pro duální kód je třeba vzít na zřetel vlastnost stejného příštího stavu podle vynálezu. Pro duální kód ve stavu E se stavy (1,3,5), t.j. kód C₂ ^E, je k dispozici pro slova vycházející ze stavu 1 s n>l 132 kanálových slov se sudou paritou a 130 kanálových slov s lichou paritou se stavem 2 jako příštím stavem, a 384 kanálových slov se sudou paritou a 388 kanálových slov s lichou paritou se stavem 4 jako příštím stavem, což vede k celkem 514 možných hodnot pro duální kód, což je dostatečné množství, jelikož násobkový počet stavu 1 je rovná dvěma, což vyžaduje 512 hodnot. Pro slova vycházející ze stavů 3 a 5 s n>0 je 220 kanálových slov sudé parity a 220 kanálových slov liché parity se stavem 2 jako příštím stavem, a 648 kanálových slov sudé parity a 648 kanálových slov liché parity se stavem 4 jako příštím stavem, což vede k celkem 868 možných hodnot pro duální kód, což je dostatečné množství, jelikož násobkový počet stavů 3 a 5 se rovná třem, což vyžaduje 768 hodnot.

Pro duální kód ve stavu 0 se stavy (2,4), t.j. kód C₂°, je k dispozici pro slova vycházející ze stavu 2 s n>l 194 kanálových slov se sudou paritou a 192 kanálových slov s lichou paritou se stavem 1 jako příštím stavem, a 300 kanálových slov se sudou paritou a 300 kanálových slov s lichou paritou se stavem 3 jako příštím stavem, a 186 kanálových slov se sudou paritou a 186 kanálových slov s lichou paritou se stavem 5 jako příštím stavem, což vede • ·· ·· *· · · * · • ♦ · · • · · 9 9

9 9 9

9·· 99 9999

-25·· ··*· ·· • · * ·· • · « · · • · · · ·· • · · · ♦· ·« ·· ·· k celkem 678 možných hodnot pro duální kód, což je dostatečné množství, nebot stavový násobkový počet pro stav 2 se rovná 2, což vyžaduje 512 hodnot pro slova vycházející ze stavu 4 s n>0 324 kanálových slov se sudou paritou a 324 kanálových slov s lichou paritou se stavem 1 jako příštím stavem, a 504 kanálových slov se sudou paritou a 504 kanálových slov s lichou paritou se stavem 3 jako příštím stavem, a 312 kanálových slov se sudou paritou a 312 kanálových slov s lichou paritou se stavem 5 jako příštím stavem, což vede k celkem 1140 možných hodnot pro duální kód, což je dostatečné množství, neboť stavový násobkový počet pro stav 4 se rovná 4, což vyžaduje 1024 hodnot.

V případě d=l, k=7 uspokojuje následující vlastní vektor nerovnost přibližného vlastního vektoru: V(d=l,k=7,s=2)=(3,4,5,6,5,6,4,3,3,3,3,3,3,2,2}. Doprovodné konečné stavové stroje, a to pětistavový a sedmistavový konečný stavový stroj, s půlbitovým popisem pro d=l, jsou znázorněny na obr.20 a 21. Ve sloupcích Fan-Out Main Code a Fan-Out Duál Code těchto obrázků je udáván počet kanálových slov. Je patrné, že počet redundantních slov pro hlavní kód a duální kód může být různý.

Obr.4A až 41 ukazuje kódové tabulky hlavního kódu (kanálový kód C^J, d=2, k=10, RMTR=6 pro vstupní hodnoty odpovídající 8-bitovému informačnímu symbolu (0-255). Pro každou vstupní hodnotu je uvedeno jedno 15-bitů dlouhé kanálové slovo spolu s odpovídajícím příštím stavem.

Obr.5A až 51 ukazuje kódové tabulky duálního kódu C₂

(kanálový kód Cjý, d=2, k=10, RMTR=6 pro vstupní hodnoty odpovídající 8-bitovému informačnímu symbolu (0-255). Pro každou vstupní hodnotu je uvedeno 17-bitů dlouhé kanálové slovo (dvojice slov) spolu s odpovídajícím příštím stavem. Tyto příští stavy jsou shodné.

Systematická struktura hlavního kódu a duálního kódu C₂ zajišťuje zaručené ovládání zvláštních požadovaných vlastností kanálového bitového toku (jako vlastnost nepřítomnosti stejnosměrné složky). V provedení kanálového kódu, založeném na kombinaci dvou kódů a C₂ je k dispozici určitý přídavný prostor pro návrh (omezeného) stochastického řízení na vrcholu zaručeného řízení. Pod stochastickým řízením se rozumí řízení při kterém aktuální použití tohoto řízení závisí na aktuálním datovém obsahu, který vstupuje do kodéru.

Existence prostoru pro stochastické řízení obsahu stejnosměrné složky vyplývá ze skutečnosti, že v praktickém kódu se určité konkrétní kombinace v kanálovém bitovém toku při normálním použití kanálového kódu nevyskytují. Tyto kombinace mohou být potom použity jako náhradní kombinace za jiné kombinace, které jsou dovolené v kanálovém bitovém toku. Jestliže například náhrady s sebou nesou obrácení parity, potom mohou být náhrady použity pro přídavné řízeni stejnosměrné složky, ve stejném smyslu jako může být použita nahrazovací tabulka v kódu EFM-Plus. Vyhodnocení, která kombinace se má vybrat, může být provedeno na základě kritéria vztaženého k RDS, například s jednobajtovým předvídáním (predikcí). I když vynález byl až dosud popisován ve vztahu φ φ φ φ φ φ • φ • · φ φ φ

φ φ

-27φ · φ φ ke kanálovému kódu se zaručeným ovládáním kombinace dvou kódů, vynález se také týká použití stochastického ovládání v omezeném počtu nahrazování.

Dále budou naznačeny určité možnosti (označené jako A až 0) stochastického ovládání pro hlavní kód a duální kód C₂ podle kódovacích tabulek z obr.4A-4I a 5A-5P. Omezme se na ty, které se dají nejsnáze realizovat. Pro jak hlavní tak i duální kód existují možné náhrady (kde se bity v závorkách, jako (zu), týkají 17-bitových kanálových slov kanálového kódu C₂):

A.

|100 100 000 100 0 xy (zu) -> I100 100 100 100 0 xy (zu), jestliže není porušeno omezení RMTR=6.

B.

|010 010 000 010 00X (yz) -> |010 010 010 010 00 x (yz), jestliže není porušeno omezení RMTR=6 a když běžící stav není stav 3.

C.

|001 001 000 001 (xy) -> I010 001 001 001 000 (xy), jestliže není porušeno omezeni RMTR=6 a když běžící stav není stav 3.

D.

Jestliže kanálové slovo končí: -10², mohou být na příštím kanálovém slově provedena tato nahrazení:

10⁵l- -> 0⁶l-2810⁶l- -> 0⁷l10⁷l- -> 0⁸l-

E.

,o

Jestliže kanalove slovo konči: -10 , mohou být na příštím kanálovém slovu provedena tato nahrazení:

10⁵l- ->0

10⁶l- ->0

F.

Jestliže kanálové slovo končí: -10⁴, může být na příštím kanálovém slově provedena toto nahrazení:

10⁵l- ->0

G.

Jestliže kanálové slovo končí: -10⁶, mohou být na příštím kanálovém slově provedena tato nahrazení:

10²l- ->0

10³l- ->0

H.

Jestliže kanálové slovo končí: -10⁷, může být na příštím kanálovém slově provedeno toto nahrazení:

10²l- ->0

I.

Jestliže kanálové slovo končí: -10⁹, mohou být na příštím kanálovém slově provedena tato nahrazení:

010⁵l- -> 010²10²l~, jestliže není porušeno omezení RMTR=6.

• ·

-29J.

' Ί Π

Jestliže kanalove slovo konci: -10 , mohou být na příštím kanálovém slově provedena tato nahrazení:

10²10²l-	->	10⁵l-,
10²10³l-	->	10⁶l-,
10²10⁴l-	->	10⁷l-,
10²10⁷l-	->	10¹⁰l-

Pouze pro hlavní kód C·^ jsou možná přídavná nahrazeni:

K.

|10²10⁵10²x|

->

io⁸io⁴x|

L.

|10²10⁶10²xy

->

10⁹10²xy

M.

Jestliže kanálové slovo končí: -10⁸, potom mohou být na příštím kanálovém slově provedena následující nahrazení: |o²io²io⁷io| -> |o²io¹⁰io| pro 2<n<8.

N.

I0⁵10²10⁵x

->

o.

I0⁹10²10²x

->

0⁵10⁸x ο⁹ιο⁵I

Je nutné zdůraznit, že kdykoli možné nahrazení (A až

0) poruší omezení délky běhu (k=10, RMTR=6), nahrazení se neprovede.

Na obr.6 je znázorněno, jak může být dekódován příští stav pro kanálová slova hlavního kódu. Na obr.7 je znázorněno, jak může být dekódován příští stav pro kanálová slova duálního kódu.

Když se dekóduje kanálové slovo, buď z hlavního kódu C-l nebo z duálního kódu C₂ na 8-bitové informační slovo, není zapotřebí žádná znalost běžícího stavu. Toto dekódování se proto nazývá stavově nezávislé dekódování. Naproti tomu je zapotřebí znalost příštího stavu za účelem umožnění jedinečného dekódování kanálových slov v případě vícenásobného výskytu daného kanálového slova. Kódové slovo je totiž jedinečně reprezentováno nejen daným kanálovým slovem, ale kombinací kanálového slova a příštího stavu.

Z obr.6 a 7 je patrné, že pro určování příštího stavu musí být provedeno dekódovací okénko s předvídáním v dekodéru maximálně 12 bitů v případě, že příští kanálové slovo je kódováno s hlavním kódem, a 14 bitů do příštího kanálového slova v případě, když je příští kanálové slovo kódováno duálním kódem. Hodnoty v tabulkách obr.6 a 7, kde je zapotřebí maximální předvídání v dekodéru, jsou označeny šipkami. Toto předvídání v dekodéru nelze zaměňovat za předvídání při kódování pro zlepšené ovládání stejnosměrné složky. Hvězdičky na obr.6 a 7 udávají, že jsou povoleny všechny možné bitové kombinace, pokud jsou splňována kladená omezení .

Když se dekódují kanálová slova na informační slova, je možné použít tak zvanou hashovací techniku (hashing-technique), jak bude vysvětleno níže. Použití této techniky povede ke snížené složitosti hardwaru, t.j. menšímu počtu hradel (logických členů), potřebných pro vykonávání algoritmu dekodéru. Bude podrobněji popsáno jedno konkrétní provedení. Dekódování kanálových slov hlavního kódu, při použití hashovací techniky, se provádí následovně. Enumerativním dekódováním pro d=2 se 15-bitové kanálové slovo převádí na devítibitové slovo mapováním 15-na-9. Enumerativní dekódováni je dekódování, jímž se kanálová slova, která se mají dekódovat, vypočítávají algoritmickým postupem založeným na omezení d=2 místo ukládání všech kanálových slov do tabulky (pro více informací o enumerativním dekódování se odvoláváme na kapitolu 6 knihy Codes for mass data storage systems, K.A.Schouhamer Immink, listopad 1999, Shannon Foundation Publishers, ISBN-90-74249-23-X). Číslo příštího stavu se dekóduje 2-bitovým kódováním ve dvou bitech, protože maximální násobkový počet kanálových slov je rovný 4.

9- bitové slovo a 2-bitové stavové slovo má za následek 11-bitový index. Tento 11-bitový index se převádí na 8-bitové informační slovo hashovací tabulkou (hashing table) pro hlavní kód, tvořenou tabulkou s maximálně 2048 hodnotami (=2¹^) (stavově nezávislé dekódováni).

Při dekódování kanálových slov duálního kódu se hashovací technika provádí následovně. Enumerativním dekódováním pro d=2 se 27-bitové kanálové slovo převádí na

10- bitové slovo mapováním 17-na-10. Číslo příštího stavu se • * « · dekóduje dvoubitovým kódováním ve dvou bitech. 10-bitové slovo a 2-bitové stavové slovo má za následek 12-bitový index. Tento 12-bitový index se převádí na 8-bitové informační slovo hashovací tabulkou (hashing table) pro duální kód, která obsahuje jedinou tabulku pro všech 6 stavů a obě parity a 4096 hodnot (=2¹²).

Na obr.8 je znázorněn strom RDS pro použití pro vykonávání řízení stejnosměrné složky. RDS znamená průběžná digitální suma (Running Digital Sum), která je mírou stejnosměrného obsahu v binárním kanálovém signálu. Jak bylo uvedeno výše, může být pro každé m₂-bitové kanálové slovo, které se kóduje, vykonáváno ovládání stejnosměrné složky. Pro provedení nejúčinnějšího ovládání stejnosměrné složky je žádoucí dívat se dopředu pro určení, jaká volba m₂-bitového kanálového slova ze dvou m₂-bitových kanálových slov vede k nej lepší RDS-hodnotě. Jak je patrné na obr.8, je nutné pro to, aby bylo možné předvídat N rozhodnutí, vypočítat 2^ možných cest stromu RDS. Pro N=3 musí být vypočítáno osm možných cest. Je zřejmé, že počet cest, které je třeba vypočítat, závisí pouze na počtu m₂-bitových kanálových slov, která se mají kódovat. Počet m-j^-bitových kanálových slov není důležitý, jelikož se při kódování m-^-bitového kanálového slova nepřidávají řádné přídavné cesty.

Obr.8 znázorňuje rozhodovací strom s hloubkou N, jaká platí obecně, t.j. jak kódování podél odlišných drah a kritérium vyhodnocování. Obr.9 ukazuje kódovací strom se značně zmenšenou složitostí, která je umožňována vzhledem k vlastnosti stejného příštího stavu u duálního kódu C₂. I když

-33RDS kritérium musí být stále vyhodnocováno po různých cestách, musí být kódování bajtů pomocí C-^ prováděno pouze jednou, zatímco bajty, které mají být kódovány pomocí C₂, musí být samozřejmě kódovány dvakrát.

Uvažujme blok Ν * η_β bajtů, obsahující N bajtů vztažených ke kanálovému slovu duálního kódu a obsahující Ν * (η_β-1) bajtů vztažených ke kanálovým slovům hlavního kódu. Může být vypočítáno, že v případě stromu RDS z obr.8 je počet bajtů, který má být kódován pro vykonávání předvídání ovládání stejnosměrné složky, (2^N * η_β) bajtů. Podobně může být vypočítáno, že v případě obr.9 je počet bajtů, který má být kódován pro vykonávání předvídání ovládání stejnosměrné složky, Ν * (η_β + 1) bajtů.

Je tedy ukázáno, že pro provádění účinného kódování s předvídáním ovládání stejnosměrné složky, je způsob kódováni podle vynálezu uspořádán tak, že pro každý n-bitový symbol mají dvě možné kanálové reprezentace kódu C₂ stejný příští stav.

Obr.10 znázorňuje zařízení pro kódování podle vynálezu. V tomto kódovacím zařízení 100 se tok datových bitů binárního informačního signálu 101 převádí na tok datových bitů omezeného binárního kanálového signálu 103. Kódovací zařízení 100 obsahuje převodník 102 pro převádění n-bitových informačních slov na m^-bitová kanálová slova a pro převádění n-bitových informačních slov na m₂-bitová kanálová slova v souladu s navrhovaným způsobem kódování, například podle kódovací tabulky hlavního kódu a duálního kódu C₂, jak je • · · · · ·

znázorněno na obr.4A-4I a 5A-5P. Kódovací zařízení 100 dále obsahuje zakládací prostředky 104 pro zakládání kódového stavu m^-bitových kanálových slov a m₂-bitových kanálových slov. Při použití tohoto kódového stavu může převodník 102 převádět příští n-bitové informační slovo.

Obr.11 znázorňuje formou příkladu nosič 110 záznamu, na němž je ve stopě zaznamenán signál obsahující tok datových bitů omezeného binárního kanálového signálu, získaný po provedení způsobu podle vynálezu. Obr.12 znázorňuje zvětšenou část nosiče záznamu podle obr.11.

Znázorněný nosič záznamu je opticky detekovatelného typu. Nosič záznamu může být také odlišného typu, například magneticky snímatelného typu. Nosič záznamu obsahuje informační kombinace (pattern), uspořádané ve stopách 111. Informační kombinace ve stopové části 112, znázorněné na obr.12, obsahuje první sekce 113, například ve formě opticky detekovatelných značek, a druhé sekce 114, například mezilehlé plošky ležící mezi značkami. První a druhé sekce se střídají ve směru stopy 115. První sekce 113 vykazují první detekovatelné vlastnosti a druhé sekce 114 vykazují druhé vlastnosti, které jsou odlišovatelné od prvních detekovatelných vlastností. První sekce 113 reprezentují bitové buňky 116 modulovaného binárního signálu S majícího jednu signálovou úroveň, například nízkou signálovou úroveň L. Druhé sekce 114 reprezentují bitové buňky 117 mající druhou signálovou úroveň, například vysokou signálovou úroveň H. Nosič záznamu 110 může být získán tím, že se nejprve generuje modulovaný binární kanálový signál, a po té se nosič záznamu opatřuje

informační kombinací. Jestliže je nosič záznamu opticky detekovatelného typu, může být nosič záznamu potom získán pomocí postupů masteringu a zhotovování kopírování, známých pro odborníky v oboru.

Obr.13 znázorňuje zařízení pro dekódování. V tomto dekódovacím zařízení 132 se tok datových bitů omezeného binárního kanálového signálu 131 převádí na tok datových bitů binárního informačního signálu 134. Dekódovací zařízení 132 obsahuje převodník pro převádění omezeného binárního kanálového signálu 131 na tok datových bitů binárního informačního signálu. Dekódování může být prováděno například hashovací technikou (hashing techníque), jak je popsána s odvoláním na obr.6 a 7. Při dekódování binárního kanálového signálu 131 je zapotřebí informace o příštím kanálovém slově, které se má dekódovat, jak je vysvětleno s odvoláním na obr.6 a 7. Tato informace 133 se vede do dekódovacího zařízení před dekódováním aktuálního kanálového slova.

Obr.14 znázorňuje záznamové zařízení pro záznam informace. Obrázek znázorňuje záznamové zařízení, v němž je použito zařízení pro kódování podle vynálezu, například kódovací zařízení 100, znázorněné na obr.10. Signálové vedení

141 vede informační slova, která se mají kódovat, do kódovacího zařízení 100. V záznamovém zařízení je signálové vedení

142 pro vedení modulovaného binárního kanálového signálu připojeno k řídicímu obvodu 143 pro zápisovou hlavu 144, podél níž se pohybuje nosič 145 záznamu zapisovatelného typu. Zápisová hlava 144 je obvyklého typu, která je schopná vy• · · ·

U tvářet značky v podobě detekovatelných změn na nosič 145 záznamu. Řídicí obvod 143 může být obvyklého typu, generující řídicí signál pro zápisovou hlavu v odezvě na modulovaný signál, přiváděný do řídicího obvodu 143, takže zápisová hlava 144 vytváří kombinaci (strukturu; pattern) značek, která odpovídá modulovanému signálu.

Obr.15 znázorňuje čtecí zařízení pro čtení nosiče záznamu. Tento obrázek znázorňuje čtecí zařízení, v němž je použito dekódovací zařízení pro dekódování podle vynálezu, například dekódovací zařízení 132, znázorněné na obr.13. Čtecí zařízení obsahuje čtecí hlavu 152 obvyklého typu pro čtení nosiče 151 záznamu podle vynálezu, který nese informační kombinaci (strukturu; pattern), odpovídající modulovanému binárnímu kanálovému signálu podle vynálezu. Čtecí hlava 152 potom vytváří analogový čtecí signál, modulovaný podle informační kombinace čtené čtecí hlavou 152. Detekční obvod 153 převádí tento čtecí signál obvyklým způsobem na binární signál, který je veden do dekódovacího obvodu 132.

I když vynález byl popsán s odvoláním na jeho přednostní provedení, rozumí se že toto provedení nepředstavuje omezující příklady. Odborníkům v oboru tak budou zřejmé různé obměny, aniž by došlo k odchýlení od rozsahu vynálezu, jak je definován patentovými nároky.

Například místo použití jednoho hlavního kódu a jednoho duálního kódu je také možné bez opuštění rozsahu vynálezu vytvořit tok kanálových slov použitím kombinace více než jednoho hlavního kódu a/nebo více než jednoho duálního .1

-37kódu. Při vhodném smísení těchto kódů může být stále ještě vyhověno omezením toku kanálových slov.

Rozsah vynálezu není například omezen na způsob kódování informačního slova na jedno m-^-bitové kanálové slovo, následované jedním m₂-bitovým kanálovým slovem. Počet informační sch slov, která mají být kódována do m^-bitových kanálových slov před kódováním informačního slova na m₂~bitové kanálové slovo, není předepsán.

Například není rozsah vynálezu omezen na binární kód. Aniž by se opustil předmět vynálezu, může být vynález aplikován na mnohoúrovňové kódy, ternární kódy nebo jiné M-nární kódy (M-ary codes). Počet rozdílných m₂-bitových kanálových slov pro každé n-bitové informační slovo musí být alespoň dvě a ve výhodné situaci je tento počet rovný počtu hodnot mnohahodnotového paritního parametru, přičemž parity kanálových slov musí alespoň pokrývat všechny rozdílné hodnoty nejméně jednou. V případě ternárního kódu (s hodnotami -1,0 a 1) to znamená, že v kanálovém kódu C₂ jsou přítomná nejméně tři rozdílná m₂-bitová kanálová slova s paritami -1,0 a 1 (se stejným příštím stavem).

Vynález dále zahrnuje různé nové prvky a znaky řešení, a to jak jednotlivě, tak i v jejich kombinacích.

Claims

PATENTOVÉ NÁROKY

1. Způsob převádění toku datových bitů binárního informačního signálu na tok datových bitů omezeného binárního kanálového signálu, přičemž tok datových bitů binárního informačního signálu je rozdělen do n-bitových informačních slov, která se převádějí na m-^-bítová kanálová slova v souladu s kanálovým kódem nebo m₂-bitová kanálová slova v souladu s kanálovým kódem C₂, kde m-^, m₂ a n jsou celá čísla, pro něž platí m₂>m₁>n, přičemž m₂-bitové kanálové slovo se volí z nejméně dvou m₂-bitových kanálových slov, z nichž nejméně dvě mají vzájemně opačné parity, přičemž mj-bitová kanálová slova a m₂~bitová kanálová slova, spolu spojená do řetězce, vyhovují omezení délky běhu binárního kanálového signálu, vyznačený tím, že způsob zahrnuje opakované a/nebo prostřídané kroky:

- vybírání m-^-bitového kanálového slova z množiny z více množin m-^-bitových kanálových slov, přičemž každá množina obsahuje jen m-^-bitová kanálová slova mající začáteční část z podmnožiny začátečních částí m^-bitových kanálových slov, přičemž každá množina je přiřazena ke kódovému stavu kanálového kódu , přičemž kódový stav se zakládá v závislosti na koncové části předchozího kanálového slova, nebo

- vybírání m₂~bitového kanálového slova z množiny z více množin m₂-bitových kanálových slov, přičemž každá množina obsahuje jen m₂-bitová kanálová slova mající začáteční část z podmnožiny začátečních částí m₂-bitových kanálových slov náležejících do této množiny, přičemž každá množina je při • · · · řazena ke kódovému stavu kanálového kódu C₂, přičemž kódový stav se zakládá v závislosti na koncové části předchozího kanálového slova, přičemž koncové části m^-bitových kanálových slov v kódovém stavu kanálového kódu C·^ a začáteční části m₂-bitových kanálových slov v množině kanálového kódu C₂ jsou uspořádány tak, že vyhovují uvedenému omezení délky běhu.
2. Způsob podle nároku 1, vyznačený tím, že počet kódových stavů kanálového kódu C-^ je rovný počtu kódových stavů kanálového kódu C₂.
3. Způsob podle nároku 1 nebo 2, vyznačený tím, že koncová část jakéhokoli m-L-bitového kanálového slova vykazuje násobkový počet y_lz přičemž násobkový počet y^ je počet různých stavů kanálového kódu C_lz které může uvedená koncová část zakládat, a koncová část jakéhokoli m₂-bitového kanálového slova vykazuje násobkový počet y₂, přičemž násobkový počet y₂ je počet různých stavů kanálového kódu C₂, které může uvedená koncová část zakládat, a přičemž yi=y₂, že koncová část m-^-bitového kódového slova je rovná koncové části m₂~bitového kanálového slova.
4. Způsob podle kteréhokoli z nároků 1 až 3, vyznačený tím, že uvedená nejméně dvě m₂~bitová kanálová slova zakládají stejný stav.
5. Způsob podle nároku 1, vyznačený tím, že množiny kanálových slov kanálového kódu a množiny kanálových slov kanálového kódu C₂ jsou uspořádány tak, že binární kanálový j

signál, tvořený spojením rr^-bitových kanálových slov a m₂-bitových kanálových slov do řetězce vyhovuje omezení d=2 a omezení k=10.
6. Způsob podle nároku 1 nebo 5, vyznačený tím, že množiny kanálových slov kanálového kódu a kódové stavy kanálového kódu C₂ jsou uspořádány tak, že binární kanálový signál tvořený n^-bitovými kanálovými slovy a m₂-bitovými kanálovými slovy spojenými do řetězce vyhovuje podmínce omezeni binárního kanálu na opakovanou minimální délku běhu Repeated-Minimum-Runlength-Liinitation = 6.
7. Způsob podle nároku 1, vyznačený tím, že n=8, m₁=15 a m₂=17.
8. Způsob podle kteréhokoli z nároků 1 až 4, vyznačený tím, že poměr mezi počtem n^-bitových kanálových slov a počtem m₂-bitových kanálových slov je určen v závislosti na zvolené míře ovládáni stejnosměrné složky.
9. Způsob podle nároku 1, vyznačený tím, že kódový stav je dále zakládán v závislosti na n-bitovém informačním slově, čímž je umožňováno rozlišit toto n-bitové informační slovo detekováním kódového stavu.
10. Způsob podle kteréhokoli z nároků 1 až 4, vyznačený tím, že kódové stavy kanálového kódu a kódové stavy kanálového kódu C₂ jsou dále uzpůsobené tak, že omezeným počtem kanálových slov jsou nahrazena jiná kanálová slova nebo kombinace, které nenáleží do množin kanálových slov ka• ♦ ♦ nálového kódu C-^ a kanálového kódu C₂.
11. Zařízení pro kódování toku datových bitů binárního informačního signálu na tok datových bitů omezeného binárního kanálového signálu, pro vykonávání jednoho ze způsobů podle kteréhokoli z nároků 1 až 10, přičemž zařízení obsahuje n-na-m^-bitový převodník pro převádění n-bitových informačních slov na m-^-bitová kanálová slova, n-na-m₂-bitový převodník pro převádění n-bitových informačních slov na m₂-bitová kanálová slova, zakládací prostředky stavu pro zakládání kódového stavu m₁-bitových kanálových slov a m₂-bitových kanálových slov, přičemž n-na-m^-bitový převodník je dále uzpůsoben pro vybírání m-^-bitového kanálového slova v závislosti na koncové části předchozího kanálového slova, přičemž n-na-m₂~bitový převodník je dále uzpůsoben pro vybírání m₂-bitového kanálového slova v závislosti na koncové části předchozího kanálového slova.
12. Zařízení pro kódování podle nároku 11, vyznačené tím, že dále zahrnuje zápisové prostředky pro zápis informační kombinace na nosič záznamu.
13. Signál obsahující tok datových bitů omezeného binárního kanálového signálu, získaný po provedení jednoho ze způsobů podle předchozích nároků.
14. Nosič záznamu, na němž je ve stopě zaznamenán signál podle předchozího nároku, v němž informační kombinace reprezentují signálové díly, přičemž informační kombinace obsahují první a druhé části, střídající se ve směru stopy, ·· ·· * * ♦ přičemž první části mají detekovatelné vlastnosti a druhé části mají detekovatelné vlastnosti, které jsou rozlišovatelné od prvních vlastností, přičemž části mající první vlastnosti reprezentují bitové buňky mající první logickou hodnotu a části mající druhé vlastnosti reprezentují bitové buňky mající druhou logickou hodnotu.
15. Zařízení pro dekódování toku datových bitů omeze- ného binárního informačního kanálu do toku datových bitů binárního informačního signálu, přičemž zařízení obsahuje převáděcí prostředky pro převádění signálu podle předchozího nároku na řetězec bitů, mající první nebo druhou hodnotu, přičemž signál obsahuje m-^-bitová kanálová slova a m₂-bitová kanálová slova, přičemž bitový řetězec obsahuje n-bitová informační slova, přičemž převáděcí prostředky jsou uzpůsobené pro převádění m^^-bitových kanálových slov a m₂-bitových kanálových slov na n-bitová informační slova, přičemž jedno informační slovo je přiřazeno k jednomu kanálovému slovu, které se má převádět.
16. Zařízení pro dekódování podle nároku 15, vyznače né tím, že dále obsahuje čtecí prostředky pro čtení informační kombinace z nosiče záznamu.