JPH0584099B2 - - Google Patents
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- JPH0584099B2 JPH0584099B2 JP63318674A JP31867488A JPH0584099B2 JP H0584099 B2 JPH0584099 B2 JP H0584099B2 JP 63318674 A JP63318674 A JP 63318674A JP 31867488 A JP31867488 A JP 31867488A JP H0584099 B2 JPH0584099 B2 JP H0584099B2
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- Japan
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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
- G11B20/10009—Improvement or modification of read or write signals
-
- 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
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L25/00—Baseband systems
- H04L25/38—Synchronous or start-stop systems, e.g. for Baudot code
- H04L25/40—Transmitting circuits; Receiving circuits
- H04L25/49—Transmitting circuits; Receiving circuits using code conversion at the transmitter; using predistortion; using insertion of idle bits for obtaining a desired frequency spectrum; using three or more amplitude levels ; Baseband coding techniques specific to data transmission systems
- H04L25/4906—Transmitting circuits; Receiving circuits using code conversion at the transmitter; using predistortion; using insertion of idle bits for obtaining a desired frequency spectrum; using three or more amplitude levels ; Baseband coding techniques specific to data transmission systems using binary codes
- H04L25/4908—Transmitting circuits; Receiving circuits using code conversion at the transmitter; using predistortion; using insertion of idle bits for obtaining a desired frequency spectrum; using three or more amplitude levels ; Baseband coding techniques specific to data transmission systems using binary codes using mBnB codes
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L25/00—Baseband systems
- H04L25/38—Synchronous or start-stop systems, e.g. for Baudot code
- H04L25/40—Transmitting circuits; Receiving circuits
- H04L25/49—Transmitting circuits; Receiving circuits using code conversion at the transmitter; using predistortion; using insertion of idle bits for obtaining a desired frequency spectrum; using three or more amplitude levels ; Baseband coding techniques specific to data transmission systems
- H04L25/497—Transmitting circuits; Receiving circuits using code conversion at the transmitter; using predistortion; using insertion of idle bits for obtaining a desired frequency spectrum; using three or more amplitude levels ; Baseband coding techniques specific to data transmission systems by correlative coding, e.g. partial response coding or echo modulation coding transmitters and receivers for partial response systems
Description
A 産業上の利用分野
本発明は、最尤順序検出を用いて、入力制限パ
ーシヤル・レスポンス・チヤネルを介して2進デ
イジタル・データを伝送する技術に関する。具体
的には、入力制限パーシヤル・レスポンス(1+
D)及び(1+D)2チヤネルに対してトレリス・
コードを利用するコード化技法に関する。 B 従来技術及び発明が解決しようとする問題点 1986年6月13日出願の米国特許出願06/874041
号には、光記憶に適した非対称ランレングス制限
(RLL)コードが記載されている。しかし、この
コードは、コード化利得をもたらさない。それに
は、2個以上の連続したNRZ1ビツトが必要であ
るが、NRZ0ビツトの数に制限はない。 米国特許第4413251号は、コード化率が2/3
のスライデイング・ブロツク(1,7)RLLコ
ードを生成する方法を開示している。しかし、
(1+D)パーシヤル・レスポンス・チヤネルに
対しては、この方法はコード化利得をもたらさな
い。(1+D)2チヤネルに対しては、この方法は
1.8dBのコード化利得しかもたらさない。このコ
ードは、2ビツトの非制約データを3ビツトの制
約データにマツプする順次方式によつて生成され
る。 既存の非対称RLLコード及びRLL(1,7)コ
ードに関する入力制限(1+D)及び(1+D)2
チヤネルに対して、非正規化時には少なくとも
3dB、正規化時には少なくとも2.2dBのコード化
利得をもたらす、光記録に特に適したコード化技
術が求められている。 C 問題点を解決するための手段 本発明によると、特に光記憶の応用分野に適し
た、それぞれクラス1及びクラス2と呼ばれる入
力制限2進(1+D)及び(1+D)2パーシヤ
ル・レスポンス・チヤネルの信頼性を向上させ
る、2進記号列をコード化する方法が記載され
る。この方法は、入力列を、記号1のランレング
スが偶数で、記号0のラングレスまたは持続時間
は任意であるという制約条件に合致した2進コー
ド列にコード化することを含んでいる。光記録の
応用分野では、偶数個の記号間隔の長さをもつ書
込みマーク(記号1)に対応する。本明細書で
は、これを、偶数マーク変調(EMM)と呼ぶ。
EMM信号は、クラス1(1+D)またはクラス
2(1+D)2の特定のパーシヤル・レスポンス・
チヤネルに適応させた最尤検出器で検出される。
これらの検出器は、上記のEMM信号処理の制約
条件を実施する任意のコードと一緒に使用でき
る。 このコードは、コード化率が2/3であることが
好ましい。このコードは、またタイミング及び利
得制御の目的から、連続するゼロ・チヤネル出力
値の最大ランを制限することが好ましい。このコ
ードは、また最悪時検出器性能をもたらすEMM
シーケンスを不要にする。 (1+D)パーシヤル・レスポンス・チヤネル
に対しては、検出器の好ましい実施例は、3状態
トレリス構造に基づく最尤アルゴリズムを使用す
る。(1+D)2パーシヤル・レスポンス・チヤネ
ルに対しては、検出器の好ましい実施例は、5状
態トレリス構造に基づく最尤アルゴリズムを使用
する。これらのアルゴリズムはどちらも、適切な
差距離計算を組み込むことにより、距離の再生規
化を不要にする。 D 実施例 本発明を具体化した偶数マーク変調(EMM)
と呼ばれる変調・コード化技術は、パーシヤル・
レスポンス・クラス1(1+D)またはクラス2
(1+D)2信号処理を利用する光記録チヤネルの
性能を向上させ、記録されたマークとマーク間隔
の間の固有の非対称性を活用する。 第1図を参照すると、2進記号列などの形の入
力データが、バス10からEMM符合器(8状態
符合器)11に送られる。符合器11は、入力制
限パーシヤル・レスポンス・チヤネル12への入
力となる2進コード記号列を発生する。この2進
コード列は、下記で定義するEMM制約条件を満
足する。チヤネル出力列は、パーシヤル・レスポ
ンス・チヤネル12によつて発生され、EMM検
出器13によつてチヤネル出力で検出される。こ
の検出器は、チヤネル出力列から最確EMM列を
計算する。検出器13は、EMM制約条件を追跡
してバス10を介して供給される元の送信データ
列の最尤推定値(または最尤EMM列)を発生さ
せることにより、計算及びハードウエア上の要件
を軽減させる。次に、復号器14が、検出された
列から、バス15にEMMコード出力データを生
成する。復号器14は、ウインドウ・サイズが10
コード・ビツトのスライデイング・ブロツク型検
出器であり、最高エラー伝播のユーザ・ビツトが
8ビツトより小さい。 EMM技術は、第2図に示す入力列の使用に基
づくもので、下記のEMM制約条件を満たす。す
なわち、書込みマーク(NRZ記号「1」)は1個
または複数の対になつていなければならないが、
スペース(NRZ記号「0」)は対になつている必
要はない。このEMM制約条件は、光記録に特に
適したパーシヤル・レスポンス・チヤネルの入力
制約条件を満たすのに必要な、非対称NRZ(d′,
k′)−(e′,m′)=(1,∞)−(2,∞)という
制約
条件の特別な部分集合である。 本出願人等のマーク変調技術は、連続する奇数
個の記号「1」がある場合、または記号1のラン
が連続するn個の要素(nは奇数)からなる場合
あるいはその両方の場合にはコード化利得をもた
らさない。そのため、この技術は偶数マーク変調
と呼ばれる。 (1+D)チヤネル上のEMM信号の最尤列推
定のために検出器13で使用されるビテルビ
(Viterbi)復号アルゴリズムは、第3図に示す3
状態トレリス図に基づいている。(1+D)2アル
ゴリズムには、第4図に示す5状態トレリスが必
要である。これらの図は、EMM制約条件の「高
次ブロツク」表示から得られる。次に(1+D)
及び(1+D)2チヤネルのEMMビテルビ復号ア
ルゴリズムの有界「差距離」の定式化の詳細につ
いて説明する。 本発明によると、本出願人等の独自なEMMビ
テルビ復号技術の使用により、上記に引用した従
来技術で開示されている変調方法と比べて、入力
制限(1+D)及び(1+D)2チヤネルのコード
化利得がかなり増大する。コード化利得がコード
率に関して正規化されてもされなくても、性能の
かなりの向上が実現される。このコード化利得の
向上は、後で説明するように、有効EMM列間の
自由ユークリツド空間距離を増大させることによ
つて実現される。NRZI制約条件(d,k)−
(e,m)=(0,7)−(1,11)に対応する非対
称NRZ制約条件(d′,k′)−(e′,m′)=(1,8
)
−(2,12)を満足する、コード化率が2/3の
EMMスライデイング・ブロツク・コードを開示
する。2/3というEMMコードのコード化率
は、EMMの最高変調率にほぼ等しい(すなわ
ち、C≒0.694)ので、96%以上の効率が得られ
る。コード化率が2/3のEMMコードは、(1
+D)及び(1+D)2チヤネルに関して完全な
EMM制約条件と同じ自由距離をもつ。 第3図に示す(1+D)チヤネルに関する
EMMに対するトレリスを用いる場合、自由距離
はd2 free=4であるが、非コード化(1+D)チヤ
ネルの自由距離はd2 free=2である。やはり、この
4の距離を実現するEMM最悪経路の例は、以下
の通りである。
ーシヤル・レスポンス・チヤネルを介して2進デ
イジタル・データを伝送する技術に関する。具体
的には、入力制限パーシヤル・レスポンス(1+
D)及び(1+D)2チヤネルに対してトレリス・
コードを利用するコード化技法に関する。 B 従来技術及び発明が解決しようとする問題点 1986年6月13日出願の米国特許出願06/874041
号には、光記憶に適した非対称ランレングス制限
(RLL)コードが記載されている。しかし、この
コードは、コード化利得をもたらさない。それに
は、2個以上の連続したNRZ1ビツトが必要であ
るが、NRZ0ビツトの数に制限はない。 米国特許第4413251号は、コード化率が2/3
のスライデイング・ブロツク(1,7)RLLコ
ードを生成する方法を開示している。しかし、
(1+D)パーシヤル・レスポンス・チヤネルに
対しては、この方法はコード化利得をもたらさな
い。(1+D)2チヤネルに対しては、この方法は
1.8dBのコード化利得しかもたらさない。このコ
ードは、2ビツトの非制約データを3ビツトの制
約データにマツプする順次方式によつて生成され
る。 既存の非対称RLLコード及びRLL(1,7)コ
ードに関する入力制限(1+D)及び(1+D)2
チヤネルに対して、非正規化時には少なくとも
3dB、正規化時には少なくとも2.2dBのコード化
利得をもたらす、光記録に特に適したコード化技
術が求められている。 C 問題点を解決するための手段 本発明によると、特に光記憶の応用分野に適し
た、それぞれクラス1及びクラス2と呼ばれる入
力制限2進(1+D)及び(1+D)2パーシヤ
ル・レスポンス・チヤネルの信頼性を向上させ
る、2進記号列をコード化する方法が記載され
る。この方法は、入力列を、記号1のランレング
スが偶数で、記号0のラングレスまたは持続時間
は任意であるという制約条件に合致した2進コー
ド列にコード化することを含んでいる。光記録の
応用分野では、偶数個の記号間隔の長さをもつ書
込みマーク(記号1)に対応する。本明細書で
は、これを、偶数マーク変調(EMM)と呼ぶ。
EMM信号は、クラス1(1+D)またはクラス
2(1+D)2の特定のパーシヤル・レスポンス・
チヤネルに適応させた最尤検出器で検出される。
これらの検出器は、上記のEMM信号処理の制約
条件を実施する任意のコードと一緒に使用でき
る。 このコードは、コード化率が2/3であることが
好ましい。このコードは、またタイミング及び利
得制御の目的から、連続するゼロ・チヤネル出力
値の最大ランを制限することが好ましい。このコ
ードは、また最悪時検出器性能をもたらすEMM
シーケンスを不要にする。 (1+D)パーシヤル・レスポンス・チヤネル
に対しては、検出器の好ましい実施例は、3状態
トレリス構造に基づく最尤アルゴリズムを使用す
る。(1+D)2パーシヤル・レスポンス・チヤネ
ルに対しては、検出器の好ましい実施例は、5状
態トレリス構造に基づく最尤アルゴリズムを使用
する。これらのアルゴリズムはどちらも、適切な
差距離計算を組み込むことにより、距離の再生規
化を不要にする。 D 実施例 本発明を具体化した偶数マーク変調(EMM)
と呼ばれる変調・コード化技術は、パーシヤル・
レスポンス・クラス1(1+D)またはクラス2
(1+D)2信号処理を利用する光記録チヤネルの
性能を向上させ、記録されたマークとマーク間隔
の間の固有の非対称性を活用する。 第1図を参照すると、2進記号列などの形の入
力データが、バス10からEMM符合器(8状態
符合器)11に送られる。符合器11は、入力制
限パーシヤル・レスポンス・チヤネル12への入
力となる2進コード記号列を発生する。この2進
コード列は、下記で定義するEMM制約条件を満
足する。チヤネル出力列は、パーシヤル・レスポ
ンス・チヤネル12によつて発生され、EMM検
出器13によつてチヤネル出力で検出される。こ
の検出器は、チヤネル出力列から最確EMM列を
計算する。検出器13は、EMM制約条件を追跡
してバス10を介して供給される元の送信データ
列の最尤推定値(または最尤EMM列)を発生さ
せることにより、計算及びハードウエア上の要件
を軽減させる。次に、復号器14が、検出された
列から、バス15にEMMコード出力データを生
成する。復号器14は、ウインドウ・サイズが10
コード・ビツトのスライデイング・ブロツク型検
出器であり、最高エラー伝播のユーザ・ビツトが
8ビツトより小さい。 EMM技術は、第2図に示す入力列の使用に基
づくもので、下記のEMM制約条件を満たす。す
なわち、書込みマーク(NRZ記号「1」)は1個
または複数の対になつていなければならないが、
スペース(NRZ記号「0」)は対になつている必
要はない。このEMM制約条件は、光記録に特に
適したパーシヤル・レスポンス・チヤネルの入力
制約条件を満たすのに必要な、非対称NRZ(d′,
k′)−(e′,m′)=(1,∞)−(2,∞)という
制約
条件の特別な部分集合である。 本出願人等のマーク変調技術は、連続する奇数
個の記号「1」がある場合、または記号1のラン
が連続するn個の要素(nは奇数)からなる場合
あるいはその両方の場合にはコード化利得をもた
らさない。そのため、この技術は偶数マーク変調
と呼ばれる。 (1+D)チヤネル上のEMM信号の最尤列推
定のために検出器13で使用されるビテルビ
(Viterbi)復号アルゴリズムは、第3図に示す3
状態トレリス図に基づいている。(1+D)2アル
ゴリズムには、第4図に示す5状態トレリスが必
要である。これらの図は、EMM制約条件の「高
次ブロツク」表示から得られる。次に(1+D)
及び(1+D)2チヤネルのEMMビテルビ復号ア
ルゴリズムの有界「差距離」の定式化の詳細につ
いて説明する。 本発明によると、本出願人等の独自なEMMビ
テルビ復号技術の使用により、上記に引用した従
来技術で開示されている変調方法と比べて、入力
制限(1+D)及び(1+D)2チヤネルのコード
化利得がかなり増大する。コード化利得がコード
率に関して正規化されてもされなくても、性能の
かなりの向上が実現される。このコード化利得の
向上は、後で説明するように、有効EMM列間の
自由ユークリツド空間距離を増大させることによ
つて実現される。NRZI制約条件(d,k)−
(e,m)=(0,7)−(1,11)に対応する非対
称NRZ制約条件(d′,k′)−(e′,m′)=(1,8
)
−(2,12)を満足する、コード化率が2/3の
EMMスライデイング・ブロツク・コードを開示
する。2/3というEMMコードのコード化率
は、EMMの最高変調率にほぼ等しい(すなわ
ち、C≒0.694)ので、96%以上の効率が得られ
る。コード化率が2/3のEMMコードは、(1
+D)及び(1+D)2チヤネルに関して完全な
EMM制約条件と同じ自由距離をもつ。 第3図に示す(1+D)チヤネルに関する
EMMに対するトレリスを用いる場合、自由距離
はd2 free=4であるが、非コード化(1+D)チヤ
ネルの自由距離はd2 free=2である。やはり、この
4の距離を実現するEMM最悪経路の例は、以下
の通りである。
【表】
したがつて、この(1+D)チヤネルに対する
自由距離の増大は、コード化率の損失に対する正
規化を行なつていない、下記のコード化利得を表
わす。 CG=10log10(4/2)≒3.0dB それと対照的に、従来技術の非対称ラン長さ制
限条件を組み込んだ、コード化率が4/5の非対
称コードに関して正規化したときでさえ、コード
化率2/3のEMMコードを用いるコード化利得
は、なお次の値になる。 ACG=10log10(5/6)(4/2)≒2.2dB (この正規化コード化利得は、自由距離を、コ
ード化率を反映する量、すなわち、図のように、
2/3を4/5で割つて得られる5/6の率だけ
減らすことによつて計算される。) 他方、本出願人等のコード化率が2/3の
EMMコードを、(1+D)チヤネルに対する従
来技術のコード化率が2/3の(1,7)コード
と比較すると、望ましいコード化利得は、次のよ
うになる。 CG=10log10(4/2)≒3.0dB (どちらのコードのコード化率も2/3なの
で、(1,7)コードに関するコード化率損失は
ないことに留意されたい。) 次に、(1+D)2チヤネルに関しても同様に、
本出願人等のEMM技術を用いて、コード化利得
の向上が実現されることを示す。 第4図に示す、(1+D)2チヤネルに関する
EMMに対するトレリスを用いる場合、自由距離
は、d2 free=10であるが、非コード化(1+D)2チ
ヤネルの自由距離は4である。やはりこの10の距
離を実現するEMMの最悪経路の例は、以下の通
りである。
自由距離の増大は、コード化率の損失に対する正
規化を行なつていない、下記のコード化利得を表
わす。 CG=10log10(4/2)≒3.0dB それと対照的に、従来技術の非対称ラン長さ制
限条件を組み込んだ、コード化率が4/5の非対
称コードに関して正規化したときでさえ、コード
化率2/3のEMMコードを用いるコード化利得
は、なお次の値になる。 ACG=10log10(5/6)(4/2)≒2.2dB (この正規化コード化利得は、自由距離を、コ
ード化率を反映する量、すなわち、図のように、
2/3を4/5で割つて得られる5/6の率だけ
減らすことによつて計算される。) 他方、本出願人等のコード化率が2/3の
EMMコードを、(1+D)チヤネルに対する従
来技術のコード化率が2/3の(1,7)コード
と比較すると、望ましいコード化利得は、次のよ
うになる。 CG=10log10(4/2)≒3.0dB (どちらのコードのコード化率も2/3なの
で、(1,7)コードに関するコード化率損失は
ないことに留意されたい。) 次に、(1+D)2チヤネルに関しても同様に、
本出願人等のEMM技術を用いて、コード化利得
の向上が実現されることを示す。 第4図に示す、(1+D)2チヤネルに関する
EMMに対するトレリスを用いる場合、自由距離
は、d2 free=10であるが、非コード化(1+D)2チ
ヤネルの自由距離は4である。やはりこの10の距
離を実現するEMMの最悪経路の例は、以下の通
りである。
【表】
したがつて、この(1+D)2チヤネルに対する
自由距離の増大は、コード化率の損失に対する正
規化を行なつていない、下記のコード化利得を表
わす。 CG=10log1010/4≒4.0dB 正規化したときでさえ、上記と同様に計算した
EMMコード化利得は、なお次の値になる。 ACG=10log10(5/6)(10/4)≒3.2dB 一方、本出願人等のコード化率が2/3の
EMMコードを、(1+D)2チヤネルに対する従
来技術のコード化率が2/3の(1,7)コード
と比較すると、(1,7)コードの、(1+D)2チ
ヤネルでは、自由距離は6なので、コード化利得
は下記の値に減少する。 CG=10log1010/6≒2.2dB この場合も両方のコード化率が同じなので、コ
ード化率の損失はない。 (1+D)チヤネルに関するEMM用のビテルビ
検出器 本発明の1実施例によると、検出器13は、
(1+D)チヤネル上のEMM用の差距離ビテル
ビ復号アルゴリズムを具体化したものである。差
距離の大きさに対する計算された境界に基づい
て、再正規化が不必要な復号器を実施することが
望ましい。 第5図は、ビテルビ復号アルゴリズムが動作す
る3状態トレリスを示す。(1+D)チヤネル出
力記号は、z=y−1と設定することにより、
{0.1.2}から{−1,0,1}に正規化されてい
る。 最適の経路拡張を決定するには、残存差距離
DJo(2,1)とDJo(3,1)だけを記録すれば
よい。4つの潜在的経路拡張ケースのうちで、3
つだけが実際に起こり得る。これらの経路拡張、
ならびにその選択を支配する対応する差距離条
件、及びその結果発生する差距離の更新を下記の
表1に示す。条件は、不等式の形で表される。 Po=DJo-1(3,1)−2Zo この値は、ステツプn−1での差距離の値
DJo-1(3,1)と、時間nにおける正規化チヤ
ネル出力サンプルZnだけに依存する。
自由距離の増大は、コード化率の損失に対する正
規化を行なつていない、下記のコード化利得を表
わす。 CG=10log1010/4≒4.0dB 正規化したときでさえ、上記と同様に計算した
EMMコード化利得は、なお次の値になる。 ACG=10log10(5/6)(10/4)≒3.2dB 一方、本出願人等のコード化率が2/3の
EMMコードを、(1+D)2チヤネルに対する従
来技術のコード化率が2/3の(1,7)コード
と比較すると、(1,7)コードの、(1+D)2チ
ヤネルでは、自由距離は6なので、コード化利得
は下記の値に減少する。 CG=10log1010/6≒2.2dB この場合も両方のコード化率が同じなので、コ
ード化率の損失はない。 (1+D)チヤネルに関するEMM用のビテルビ
検出器 本発明の1実施例によると、検出器13は、
(1+D)チヤネル上のEMM用の差距離ビテル
ビ復号アルゴリズムを具体化したものである。差
距離の大きさに対する計算された境界に基づい
て、再正規化が不必要な復号器を実施することが
望ましい。 第5図は、ビテルビ復号アルゴリズムが動作す
る3状態トレリスを示す。(1+D)チヤネル出
力記号は、z=y−1と設定することにより、
{0.1.2}から{−1,0,1}に正規化されてい
る。 最適の経路拡張を決定するには、残存差距離
DJo(2,1)とDJo(3,1)だけを記録すれば
よい。4つの潜在的経路拡張ケースのうちで、3
つだけが実際に起こり得る。これらの経路拡張、
ならびにその選択を支配する対応する差距離条
件、及びその結果発生する差距離の更新を下記の
表1に示す。条件は、不等式の形で表される。 Po=DJo-1(3,1)−2Zo この値は、ステツプn−1での差距離の値
DJo-1(3,1)と、時間nにおける正規化チヤ
ネル出力サンプルZnだけに依存する。
【表】
上記の出力サンプル正規化では、デイジタル化
された信号サンプルは、範囲[−A,A]に含ま
れると仮定できる。次に周知の方法で量DJo(2,
1)とDJo(3,1)の境界を求める。 −2A−1≦DJo(2,1)≦2A+1 −6A−1≦DJo(3,1)≦6A+1 たとえば、A=4の場合、境界はDJo(2,1)
ε[−9,9]とDJo(3,1)ε[−25,25]で
ある。理想的なサンプル値の間にL=2r個の量子
化レベルがある場合、差距離を記憶するのに、せ
いぜい5+r個の絶対値ビツトと1個の符号ビツ
トがあればよい。コンピユータ・シミユレーシヨ
ンにより、これが距離を保持するのに十分な最小
ビツト数でもあることが確認される。 (1+D)2チヤネルに関するEMM用のビテルビ
検出器 本発明の別の実施例によると、検出器13は、
(1+D)2チヤネル上のEMM用の差距離ビテル
ビ復号アルゴリズムを具体化したものである。同
様に差距離の大きさに対する計算された境界に基
づいて、再正規化が不必要な復号器を実施するこ
とが望ましい。 第6図は、ビテルビ復号アルゴリズムが動作す
る5状態トレリスを示す、(1+D)2出力記号は、
z=y−2と設定することにより{0,1,2,
3,4}から{−2,−1,0,1,2}に正規
化されている。 最適の経路拡張を決定するには、残存差距離、
DJo(3,1)、DJo(5,2)、DJo(4,1)及び
DJo(3,2)だけを記録すればよい。8つの潜
在的経路拡張事例のうちで、6つだけが実際に起
こり得る。これらの経路拡張、ならびにその選択
を支配する対応する差距離条件を下記の表2に示
す。差距離の更新は、表3に示す。条件は下記の
不等式の形で表さわれる。 Po=DJo-1(3,1)−2zoandqo=DJo-1(5,
2)−2zo この値は、ステツプn−1での差距離値DJo-1
(3,1)とDJo-1(5,2)と、正規化チヤネル
出力サンプルzoだけに依存する。
された信号サンプルは、範囲[−A,A]に含ま
れると仮定できる。次に周知の方法で量DJo(2,
1)とDJo(3,1)の境界を求める。 −2A−1≦DJo(2,1)≦2A+1 −6A−1≦DJo(3,1)≦6A+1 たとえば、A=4の場合、境界はDJo(2,1)
ε[−9,9]とDJo(3,1)ε[−25,25]で
ある。理想的なサンプル値の間にL=2r個の量子
化レベルがある場合、差距離を記憶するのに、せ
いぜい5+r個の絶対値ビツトと1個の符号ビツ
トがあればよい。コンピユータ・シミユレーシヨ
ンにより、これが距離を保持するのに十分な最小
ビツト数でもあることが確認される。 (1+D)2チヤネルに関するEMM用のビテルビ
検出器 本発明の別の実施例によると、検出器13は、
(1+D)2チヤネル上のEMM用の差距離ビテル
ビ復号アルゴリズムを具体化したものである。同
様に差距離の大きさに対する計算された境界に基
づいて、再正規化が不必要な復号器を実施するこ
とが望ましい。 第6図は、ビテルビ復号アルゴリズムが動作す
る5状態トレリスを示す、(1+D)2出力記号は、
z=y−2と設定することにより{0,1,2,
3,4}から{−2,−1,0,1,2}に正規
化されている。 最適の経路拡張を決定するには、残存差距離、
DJo(3,1)、DJo(5,2)、DJo(4,1)及び
DJo(3,2)だけを記録すればよい。8つの潜
在的経路拡張事例のうちで、6つだけが実際に起
こり得る。これらの経路拡張、ならびにその選択
を支配する対応する差距離条件を下記の表2に示
す。差距離の更新は、表3に示す。条件は下記の
不等式の形で表さわれる。 Po=DJo-1(3,1)−2zoandqo=DJo-1(5,
2)−2zo この値は、ステツプn−1での差距離値DJo-1
(3,1)とDJo-1(5,2)と、正規化チヤネル
出力サンプルzoだけに依存する。
【表】
【表】
【表】
上記の出力サンプル正規化では、デイジタル化
された信号サンプルは、範囲[−A,A]に含ま
れると仮定できる。やはり、先に(1+D)チヤ
ネルに関連して説明した方法で、量DJo(3,
1)、DJo(5,2)、DJo(3,2)及びDJo(4,
1)に基づく距離を求める。 −14A−9≦DJo(3,1)≦14A+3 −14A−3≦DJo(5,2)≦14A+9 −12A−6≦DJo(3,2)≦12A+6 −8A−6≦DJo(4,1)≦ 8A+6 たとえば、A=4の場合、境界は次のようにな
る。 DJo(3,1)ε[−65,59], DJo(5,2)ε[−59,65], DJo(3,2)ε[−54,54], DJo(4,1)ε[−38,38], したがつて、理想的なサンプル値の間にL=2r
の量子化レベルがある場合、差距離を記憶するの
に7+r個の絶対値ビツトと1個の符号ビツトで
十分である。コンピユータ・シミユレータによ
り、わずかDJ(5,2)≒55.2の最大距離値が得
られるので、境界を改善し、絶対値ビツトの必要
数を1つ減らすことが可能である。 すべて1で終了するEMM列の対は、非有界数
の記号にわたつてゼロ追加ユークリツド距離を生
成する。したがつて、これらの別は、検査処理中
に性能の低下を生じやすい。したがつて、最悪性
能をもたらすEMM列を除去するため、1の最大
ランに対する制約条件をもつEMMコードを、設
計した。 また、長い0の連続列を含むEMM列は、クラ
ス1とクラス2のパーシヤル・レスポンス・チヤ
ネル上でゼロ出力サンプルの対応する長い連続列
を生成する。これらの列は、タイミング回復及び
利得制御のエラーを生成しやすい。したがつて、
タイミング回復と利得制御を低下させるEMM列
を除去するため、0の最大数に対する拘束条件を
もつEMMコードを設計した。 1と0の最大連続列に対するこうした拘束条件
を表4に具体的に示す。表4は、非対称ランレン
グス制限(ARLL)NRZ拘束条件(d′,k′)−
(e′,m′)=(1,8)−(2,12)をもつコード化
率が2/3のEMMコードのエンコーダ表であ
る。この有限状態エンコーダは8つの状態をも
つ。この表の項目は、c1c2c3/t1t2t3の形である。
ただし、c1c2c3は生成されたコードワード、t1t2t3
は次のエンコーダ状態である。表4に示すよう
に、ARLL拘束条件は、任意のEMMコード列中
の1の連続列を最高6つの連続する1の対に制限
し、任意のEMMコード列中の0の連続列を最高
8つの連続する0に制限する。
された信号サンプルは、範囲[−A,A]に含ま
れると仮定できる。やはり、先に(1+D)チヤ
ネルに関連して説明した方法で、量DJo(3,
1)、DJo(5,2)、DJo(3,2)及びDJo(4,
1)に基づく距離を求める。 −14A−9≦DJo(3,1)≦14A+3 −14A−3≦DJo(5,2)≦14A+9 −12A−6≦DJo(3,2)≦12A+6 −8A−6≦DJo(4,1)≦ 8A+6 たとえば、A=4の場合、境界は次のようにな
る。 DJo(3,1)ε[−65,59], DJo(5,2)ε[−59,65], DJo(3,2)ε[−54,54], DJo(4,1)ε[−38,38], したがつて、理想的なサンプル値の間にL=2r
の量子化レベルがある場合、差距離を記憶するの
に7+r個の絶対値ビツトと1個の符号ビツトで
十分である。コンピユータ・シミユレータによ
り、わずかDJ(5,2)≒55.2の最大距離値が得
られるので、境界を改善し、絶対値ビツトの必要
数を1つ減らすことが可能である。 すべて1で終了するEMM列の対は、非有界数
の記号にわたつてゼロ追加ユークリツド距離を生
成する。したがつて、これらの別は、検査処理中
に性能の低下を生じやすい。したがつて、最悪性
能をもたらすEMM列を除去するため、1の最大
ランに対する制約条件をもつEMMコードを、設
計した。 また、長い0の連続列を含むEMM列は、クラ
ス1とクラス2のパーシヤル・レスポンス・チヤ
ネル上でゼロ出力サンプルの対応する長い連続列
を生成する。これらの列は、タイミング回復及び
利得制御のエラーを生成しやすい。したがつて、
タイミング回復と利得制御を低下させるEMM列
を除去するため、0の最大数に対する拘束条件を
もつEMMコードを設計した。 1と0の最大連続列に対するこうした拘束条件
を表4に具体的に示す。表4は、非対称ランレン
グス制限(ARLL)NRZ拘束条件(d′,k′)−
(e′,m′)=(1,8)−(2,12)をもつコード化
率が2/3のEMMコードのエンコーダ表であ
る。この有限状態エンコーダは8つの状態をも
つ。この表の項目は、c1c2c3/t1t2t3の形である。
ただし、c1c2c3は生成されたコードワード、t1t2t3
は次のエンコーダ状態である。表4に示すよう
に、ARLL拘束条件は、任意のEMMコード列中
の1の連続列を最高6つの連続する1の対に制限
し、任意のEMMコード列中の0の連続列を最高
8つの連続する0に制限する。
【表】
出力コードワードc1c2c3と次状態t1t2t3のブール
論理方程式は以下の通りである。 出力コードワードc1c2c3 c1=1s1 2+b1(3+1+s2)+b1 2s3(s1+
s2)+b1b2s1 2s3 c2=1(s1 2s3+1 2 3)+b1(1 3+1
s2+s2 3) +b1 2(s1s2s3+1 2 3)+b1b2 2s3 c3=1(1 2+1s3+2s3)+b1(s1 3+s2
s3+1s2) +b1 2s1s2s3+b1b2 2s3 次状態t1t2t3 中間関数 E=s1+2+3 F=2(1+s3) 次状態関数 t1=1s3+b1 2+b1b2(s1s2s3+1 2 3) t2=1b2 3+b1 2 2s3+b1b2(2s3+s1s3) t3=1b2+b1b2(3+s1 2+12) コード化率が2/3のEMMコードは、ルツ
ク・バツク1ビツトとルツク・アヘツド6ビツト
を含む10個のコード・ビツトからなる復号ウイン
ドーを必要とする、スライデイング・ブロツク復
号器をもつ。したがつて、復号化されたビツトb1
とb2は、ルツク・バツク・ビツトc0、現在のコー
ドワードc1c2c3及びルツクアヘツド・コードワー
ドc4c5c6とc7c8c9の関数である。 復号データb1b2 中間関数 G=c4c5c6+4 5 6 H=c7c8c9+7 8 9 データ関数 b1=(c0(c1+c2+3)+0(c1+c2))G+c1c4
c5+c1(c2 3+2c3) b2=4 5c6+(1+c3)G+(1+c3)(4+
c5+6)H+(4+6) (c4+c5+c6)H E 発明の効果 本発明のコード化方法は、コード化利得が向上
し、高密度光記録に適している。
論理方程式は以下の通りである。 出力コードワードc1c2c3 c1=1s1 2+b1(3+1+s2)+b1 2s3(s1+
s2)+b1b2s1 2s3 c2=1(s1 2s3+1 2 3)+b1(1 3+1
s2+s2 3) +b1 2(s1s2s3+1 2 3)+b1b2 2s3 c3=1(1 2+1s3+2s3)+b1(s1 3+s2
s3+1s2) +b1 2s1s2s3+b1b2 2s3 次状態t1t2t3 中間関数 E=s1+2+3 F=2(1+s3) 次状態関数 t1=1s3+b1 2+b1b2(s1s2s3+1 2 3) t2=1b2 3+b1 2 2s3+b1b2(2s3+s1s3) t3=1b2+b1b2(3+s1 2+12) コード化率が2/3のEMMコードは、ルツ
ク・バツク1ビツトとルツク・アヘツド6ビツト
を含む10個のコード・ビツトからなる復号ウイン
ドーを必要とする、スライデイング・ブロツク復
号器をもつ。したがつて、復号化されたビツトb1
とb2は、ルツク・バツク・ビツトc0、現在のコー
ドワードc1c2c3及びルツクアヘツド・コードワー
ドc4c5c6とc7c8c9の関数である。 復号データb1b2 中間関数 G=c4c5c6+4 5 6 H=c7c8c9+7 8 9 データ関数 b1=(c0(c1+c2+3)+0(c1+c2))G+c1c4
c5+c1(c2 3+2c3) b2=4 5c6+(1+c3)G+(1+c3)(4+
c5+6)H+(4+6) (c4+c5+c6)H E 発明の効果 本発明のコード化方法は、コード化利得が向上
し、高密度光記録に適している。
第1図は、本発明によるトレリス・コード化技
術を利用する記録システムの構成図である。第2
図は、EMM入力列の状態図である。第3図は、
クラス1の(1+D)パーシヤル・レスポンス・
チヤネルに関するEMMの検出器トレリス図であ
る。第4図は、クラス2の(1+D)2パーシヤ
ル・レスポンス・チヤネルに関するEMMの検出
器トレリス図である。第5図は、(1+D)パー
シヤル・レスポンス・チヤネルに関するEMMの
正規化検出器トレリス図である。第6図は、(1
+D)2パーシヤル・レスポンス・チヤネルに関す
るEMMの正規化検出器トレリス図である。 10……バス、11……EMM符合器、12…
…入力制限パーシヤル・レスポンス・チヤネル、
13……EMM検出器、14……EMM復号器、
15……バス。
術を利用する記録システムの構成図である。第2
図は、EMM入力列の状態図である。第3図は、
クラス1の(1+D)パーシヤル・レスポンス・
チヤネルに関するEMMの検出器トレリス図であ
る。第4図は、クラス2の(1+D)2パーシヤ
ル・レスポンス・チヤネルに関するEMMの検出
器トレリス図である。第5図は、(1+D)パー
シヤル・レスポンス・チヤネルに関するEMMの
正規化検出器トレリス図である。第6図は、(1
+D)2パーシヤル・レスポンス・チヤネルに関す
るEMMの正規化検出器トレリス図である。 10……バス、11……EMM符合器、12…
…入力制限パーシヤル・レスポンス・チヤネル、
13……EMM検出器、14……EMM復号器、
15……バス。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1 少なくとも2つ連続する一方の状態の信号を
必要とする2進(1+D)または(1+D)2チヤ
ネルへの入力データ列を受け取り、一方の状態の
信号はすべて対になる必要がありかつ他方の状態
の信号は対になる必要はないという偶数マーク変
調制約条件に従つて、上記入力データ列を出力デ
ータ列に変換するコード化方法。 2 上記一方の状態の信号が連続する数及び上記
他方の状態の信号が連続する数をそれぞれ制限し
ている特許請求の範囲第1項記載のコード化方
法。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US169918 | 1988-03-18 | ||
US07/169,918 US4870414A (en) | 1988-03-18 | 1988-03-18 | Even mark modulation coding method |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH01256252A JPH01256252A (ja) | 1989-10-12 |
JPH0584099B2 true JPH0584099B2 (ja) | 1993-11-30 |
Family
ID=22617755
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP63318674A Granted JPH01256252A (ja) | 1988-03-18 | 1988-12-19 | コード化方法 |
Country Status (3)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US4870414A (ja) |
EP (1) | EP0333321A3 (ja) |
JP (1) | JPH01256252A (ja) |
Families Citing this family (33)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
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DE68920739T2 (de) * | 1989-08-16 | 1995-06-29 | Ibm | Daten-Kodierung für den Sofortstart von PRML-Empfängern. |
JPH063943B2 (ja) * | 1989-11-13 | 1994-01-12 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | 2進データ列の符号化方法 |
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US5659311A (en) * | 1995-05-12 | 1997-08-19 | Optex Corporation | M=6 (2,4) runlength limited code for multi-level data |
US5748118A (en) * | 1995-05-12 | 1998-05-05 | Optex Corporation | M=7 (3,8) runlength limited code for multi-level data |
US5659310A (en) * | 1995-05-12 | 1997-08-19 | Optex Corporation | M=5 (0,2) runlength limited code for multi-level data |
US5748117A (en) * | 1995-05-12 | 1998-05-05 | Optex Corporation | M=8 (1,3) runlength limited code for multi-level data |
US5682155A (en) * | 1995-05-12 | 1997-10-28 | Optex Corporation | M=6(4,11) runlength limited code for multi-level data |
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US5682154A (en) * | 1995-05-12 | 1997-10-28 | Optex Corporation | M=4 (1,2) runlength limited code for multi-level data |
US5680128A (en) * | 1995-05-12 | 1997-10-21 | Optex Corporation | M=6(3,8) runlength limited code for multi-level data |
US5757293A (en) * | 1995-05-12 | 1998-05-26 | Optex Corporation | M=8 (1,2) runlength limited code for multi-level data |
US5668546A (en) * | 1995-05-12 | 1997-09-16 | Optex Corporation | M=6 (3,6) runlength limited code for multi-level data |
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US5657014A (en) * | 1995-05-12 | 1997-08-12 | Optex Corporation | M=7 (3,7) runlength limited code for multi-level data |
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-
1988
- 1988-03-18 US US07/169,918 patent/US4870414A/en not_active Expired - Fee Related
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1989
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