TW200805296A - A coder and a method of coding for codes with a parity-complementary word assignment having a constraint of d=1, r=2 - Google Patents

A coder and a method of coding for codes with a parity-complementary word assignment having a constraint of d=1, r=2 Download PDF

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Willem Marie Julia Marcel Coene
Andries Pieter Hekstra
Hiroyuki Yamagishi
Makoto Noda
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Koninkl Philips Electronics Nv
Sony Corp
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Description

200805296 九、發明說明： 【發明所屬之技術領域】 本發明係關於一種藉由一通道碼將一使用者位元流轉換 成一編碼位元流之方法、一種使用該藉由一通道碼將一使 用者位元流轉換成一編碼位元流之方法之一記錄裝置及一 - 種用於解碼使用該藉由一通道碼將一使用者位元流轉換成 」 一編碼位元流之方法所編碼之一使用者位元流之播放裝 置。 • 【捕技術】 在執行長度受限編碼文獻中，重複最小變遷執行（即 RMTR) P艮制經常稱為MTR限制。最初，由J. Moon與B· ”用於資料儲存系統之最大變遷執行碼’’（IEEE磁 學學報，第32卷，第5號，第3992至3994頁，1996年）所引 入之最大變遷執行（MTR)限制（用於一 情況）指定在NRZ 位元流中最大數目的連續”1”位元（其中一 ΠΓ’指示在相關雙 ^ 極型通道位元流中的一變遷）。亦即，在（雙極型）NRZI位 元流中，MTR限制會限制連續1Τ執行之數目。該MTR限制 還可組合一 d限制，在該情況下，該MTR限制會限制連續 最小執行長度之數目，如在藍光碟片（BD)格式中所使用之 17PP碼之情況（EP1000467)。在使用MTR碼背後之基本想 法在於消除所謂的主導錯誤型樣，即在用於高密度記錄之 部分回應最大可能性（PRML)序列偵測器中會引起大多數 錯誤之該等型樣。T· Nishiya、K. Tsukano、T. Hirai、T· Nara、S. Mita在"渦輪EEPRML : —種具有為16/17碼率準 117428.doc 200805296 MTR碼所設計之一錯誤校正後處理器之EEPRML通道π (Globecom ’98學報，雪黎，第 2706 至 2711 頁，1998年）中 已說明一種對於將連續變遷數目最多限制為2之高效碼 率16-> 17 MTR碼。支持RMTR限制之另一爭論在於限制維 特比（PRML)位元偵測器之回溯深度（或追溯深度）。揭示案 US 5,943,368旨在將資料編碼成抑制產生單頻成分之一通 道位元流（其可以較長重複（最小）執行長度）。 RMTR限制最近又重新在光學記錄界引起某些關注。在 K_ Kayanuma、C. Noda及T. Iwanaga的”用於高密度光碟之 8對12調變碼”（技術文摘ISOM-2003，2003年11月3至7日 曰本奈良，論文We-F-45，第160至161頁）所揭示之ETM碼 具有、灸=10及限制，此r限制正好比具有r=6之17PP 之RMTR低一。對於d=l及RMTR r=2，理論向農容量總計 為： C(d = lk = 〇〇,r = 2)= 0.679286 〇 (1) 故具有比2/3更佳之碼率之一碼仍可行。對於一更大膽 的RMTR限制r=l，理論向農容量總計為： C(d = l，灸= 〇〇,r 二 1)=0.650900。 （2) 此點顯示係使碼率不低於17PP碼之碼率可能的最低 RMTR限制。 最近，在K.A.S. Schouhamer Immink ”用於編碼資訊之 方法及裝置、用於解碼已編碼資訊之方法及裝置、用於製 造一記錄媒體之方法、記錄媒體及調變信號”（PCT專利案 第WO 02/41500 A1號，國際申請日期2000年11月11日）及 117428.doc 200805296 在 K.A.S· Immink、J.-Y. Kim、S.-W. Suh、S.K. Ahn ”用於 光學記錄之具效率無直流RLL碼”（IEEE通信學報，第51 卷，第3號，第326至331頁，2003年3月）中，揭示某些極 具效率碼，其碼率極接近針對之向農容量，得到 C((i = l，A: = c〇，r = 〇〇) = 0·6942。作為一範例，已實現具有碼率
R i?=9713之碼，其具有一碼效率7 = 7，因此1-η = 〇·28%。然
C 而，該些極具效率RLL碼受到缺少RMTR限制〇=〇〇)的影響； 因此，後者9對13 d = 1碼無法透過具有r=2之1碼所提供之 適應性PRML序列偵測來產生實際容量效益（一般為5%)。 實驗上一直在研究由於RMTR限制所引起之效能增益用 於源自藍光碟片（BD)系統之高密度光學記錄通道。已使用 碟片容量從標準23.3-25-27 GB增加至35 GB之增加密度BD可 再寫系統來執行實驗。已採用PRML(維特比）位元偵測。 已基於循序振幅邊界（SAM)分析來測量維特比位元偵測 器之效能。在大約35 GB容量之相關範圍内，在SAMSNR 中的1 dB增益意味著幾乎6%的碟片容量增加。 已相互比較具有不同PMTR限制之通道碼。為了分離由 於強加RMTR限制所引起之讀取通道效能增益與對應的寫 入通道增益，已使用兩個不同維特比位元偵測器：.一個瞭 解該RMTR限制，而另一個不瞭解。在第二種情況下，效 能增益可僅歸因於碟片上所寫入之資料之改良頻譜含量 (使其更好地匹配所使用寫入通道之特徵)。 當採用具有PMTR限制之17PP通道碼（如BD系統中所 117428 .doc 200805296 使用）時，對於rMTr瞭解及RMTR不瞭解的位元偵測器二 者獲得11.66 dB的SAMSNR，即在讀取通道中未觀察到任 何RMTR相關效能增益。當使用具有之通道碼時，對於 該RMTR瞭解及RMTR不瞭解之位元偵測器相應地獲得 12.55及12.07 dB之SAMSNR。可以看出，相對於r = 6之情 況’獲得大約0.9 dB之一總RMTR相關SAMSNR增量，其 對應於大約5%的碟片容量增加。 先前技術的缺點 在極高密度下，對於完全超過25 GB之藍光碟片（例如在 33至37 GB範圍内在一 12 cm碟片上的容量）之一 限制儲 存系統，連續2T執行係位元偵測之致命要害。以兩侧更大 執行長度為界之此類2T執行序列係稱為2T列。一 r=2限制 d=l碼之另一優點在於發出最短2丁執行長度之機率減小大 約20%。由於在高儲存容量密度下，該等最短執行長度明 顯比更長執行長度更具錯誤傾向，因此r=2限制產生一實 質效能效益。 當鈾，監光碟片之17PP碼具有一所謂RMTR限制（重複最 大變遷執行長度）r=6，其意味著連續最小執行長度之數目 係限制為6，或亦即2T列之最大長度係12通道位元。17pp 碼係基於用於直流控制之同位保持原理。 當丽已知碼之一缺點在於由連續2T執行與出現最短執行 長度之-整體〶頻率所組成之該些長列會降低位元肩測器 之效能。導引擾頻（GS)或同位保持（ρρ)原理可用於直流控 制目的。對於具有-緊密映射之軟可解碼碼，由於用於滑 117428.doc 200805296 ^:之解碼器窗口明顯增加，可顯示—同位保持碼受到 曰接、播i曰加之影響。本發明之目的在於解決此問題，因 2出用於具有w MTR_之—新碼之措施，該新碼係 :過-緊密映射而可軟解碼且係直流可控制並具有減小的 錯誤傳播。
在^J. Ashley與B.H. Marcus在"用於受限系統之時間變化 ，碼盗.-種限制錯誤傳播之方法··（1卿資訊理論學報， 第^卷’第3號，第1〇38至1〇43頁，2〇〇〇年5月）中提出用 於高碼率碼之-感興趣解決方案。後者方案歸納R.L. Adler、D. Coppersmi_M 在"用於滑塊碼之演算 法.種符號動‘癌系統在資訊理論之應用"（IEEE資訊理論 學報，卷IT-29，1983年，第5至22頁）所揭示之熟知狀態分 離演算法或ACH演算法，其用於構造用於在多個相位:連 若干個碼之有效滑塊碼，其中從一相位至下一相位循環進 行編碼及解碼。實務上，對於具有Λ=27/4〇碼率之新碼， 可將整體碼實現為三個子碼（表示為匕、。及^之一循環 序連，各別映射為9對13、9對13及9對14。 【發明内容】 因此本發明之目的在於提供一種碼，其具有改良位元偵 測器之效能之特定選擇限制以及該碼係由於其緊密映射在 低硬體複雜度下可軟解碼之屬性，以及該碼係直流可控制 之屬性’以及減小該碼錯誤傳播之屬性。 解決方案 藉由執行下列步驟來實現本發明之目的： 117428.doc 200805296 -从位元資訊字係轉換成#位元碼字， -該整體通道碼係以一預定重複週期採用一循環重複次 序’透過序連一數目㈣子碼來實現，其中該等子碼之各 子碼接收續％資訊字’其中〜係用於轉換成〜位元碼字 之該等子碼之各子碼之一整數特徵，其中〜係用於該等子 碼之各子碼之-整數特徵，且其中對於各子碼，該特徵整 數〜大於該特徵整數叫，使得在該重複週期内所有子碼之 叫數目之和等減，且在該重複週期内所有子碼之〜數目 之和等於#，以及·· ' -對於各子碼，其M立元碼字係分成一數gr_個不同碼字 類型並配置成編碼種類的編碼狀態，使得對於一給定 子碼，若下一子碼之後繼碼字屬於具有索引Γ_+ι-ί之編 碼種類之編碼狀態之一，則類型纟（其中r係在丨至匕似之間的 一整數）之一〜位元碼字可序連下一子碼之~位元碼字， 及： - 產生一輸出資訊序列，其包含： -藉由以一預定間隔將一第一直流控制位元插入一輸 入資訊序列來產生一第一輸出資訊序列， -藉由以該預定間隔將不同於該第一直流控制位元之 一第二直流控制位元插入該輸入資訊序列來產生一第二輸 出資訊序列’產生一輸出資訊序列之該步驟係如下： - 藉由該整體通道碼所實現之一第一碼轉換步驟，其包 含： -藉由執行該資訊序列產生構件依據該整體碼所產生 117428.doc n 200805296 之"亥第輪出資訊序列之一碼轉換來產生一第一臨時碼序 列， -藉由執行該資訊序列產生構件依據該整體碼所產生 之4第二輪出資訊序列之一碼轉換產生一第二臨時碼序 列， - 其特徵為，產生一第一臨時碼序列之該步驟及產生一 第二臨時碼序列之該步驟應用一編碼規則，藉由該編碼規 則’當藉由一有限狀態碼轉換表來表示該編碼規則時，碼 子係分配給資訊字，使得當從一預定初始狀態開始編碼的 第一臨時碼序列之一第一碼狀態與從該預定初始狀態開始 編碼的第二臨時碼序列之一第二碼狀態相同時，包括於該 第一臨時碼序列内的編碼位元之一和之一2的補數（亦稱為 該第一臨時碼序列之同位）始終不同於包括於該第二臨時 碼序列内的編碼位元之一和之一 2的補數（亦稱為該第二臨 時碼序列之同位），且在產生—單—臨時碼序列之該步驟 與產生一弟一臨時碼序列之該步驟之後進行： •選擇由該第一碼轉換構件所產生之該第一臨時碼序列 或由該第二碼轉換構件所產生之該第二臨時碼序列，視與 編碼位元流之一直流含量相關之至少一參數值而定。 藉由將US 6,891，483 B2内所揭示之同位互補字分配 (PCWA)屬性應用於d==1、r=2限制碼，獲得高品質直流控 制，同時維持d=l、r=2碼所提供之增強制，同時減小錯 誤傳播。 用於光學C錄之所有執行長度受限（RLL)碼係無直流， 117428.doc •12- 200805296 即其在低頻下幾乎不具有旦 之-範例。本文中n 5|。此屬性係—頻域限制 間單位的能量含量上，即μ t w下序列之母時 ^ p在序列之功率頻_度函數上。 該些限制之大多數均屬u數上。 ^ _ 曰苓限制系列，其中序列之# 率岔度函數必須在某些特定 名古、〜 疋頻羊下的-特定階具有-零。 :編曰疋一零(零頻率)之限制係稱為無直 其 疋，由雙極型值±1來表示1T預編碼器所產生之通道位：
xi。若一序列 X!、χ2、.· 一 之運仃數位和（RC^RDSfxe... +义僅有限地採用許多不同 值則該序列係稱為無直流。 在該情況下’在直流時功率頻譜密度函數消失。 由於許多原因在光學記錄中需要無直流屬性。首先，必 需分離資料信號與低頻碟片雜訊，例如指紋、灰塵或瑕 广t其一人，在諸如凹坑對平台非對稱性之實體信號内非線 性之情況下’需要無直流編碼來控制削波器位準。且第 三，用於循跡及聚焦雷射點位置之伺服系統一般需要一無 直流資料信號。 現在較適合討論在RLL序列内實現直流控制之——般方 法。如上所述，直流控制係經由控制運行數位和（rds)來 執行本文中一極有用概念係一位元序列之同位，即數目 為1的模2。應記得，在差動碼序列（或通道位元流）内的一 1位元指示在it預編碼器之後在（雙極型）位元流（實際寫 入碟片之位元）内一新執行之開始。因此，由於在差動與 單極型通道位元流之間的17預編碼器，在差動位元流内的 各’’ 1 ”位元會改變在對應單極型位元流（或雙極型位元流， H7428.doc 13 200805296 視表不法而定）内的極性。據此，在差動位元流之一片斷 内，奇數個1在該片斷之後會逆反極性，而偶數個丨不會改 變極性。 上述觀察結果可用於直流控制，如下：假定對於差動通 道位70流之一特定片斷，在兩個候選序列之間存在一選 擇，一個具有同位"0”，而另一個具有同位”丨"。
然後在此片斷之後的雙極型位元流之部分將會作用於 RDS，其中符號（非數值）會取決於該等二序列之所選擇序 列。當然最佳選擇係盡可能保持RDS值接近零者。顯然， 該些片斷係稱為直流控制片斷。 為了實現直流控制，以規則位置將直流控制片斷插入位 元流内。此類位置係稱為直流控制點。此係在RLL碼内用 於直流控制之基本機制。 二於直流控制之-極具興趣流程種類係其巾在RLL編碼 之前將額外位元插入使用者位元流者。同位保持(pp)原理 (1995年J.A.H. Kahlman與KAS Immink的美國專利案第 5,477,222號”用於將n位元斥私玄絶戚/姑 、、 狐兀原始予編碼/解碼成對應Μ位元 通道字且反之亦然之裝置")即為此類用於直流控制之r l l '錄。在2005年5月1〇日的Μ Ν〇_Η心啊地的美 專利案US M91，483 B2 "編碼裝置及方法、記錄媒體及 式"中介紹PP原理之概述，其中介紹—同位互補字分配 概念。 同位互補字分配（PC WA) 下面使用圖1之圖式來觫鍥 + +鮮擇冋位互補字分配（PCWA)之原 117428.doc -14- 200805296 理。格j結構係顯示用於—滑塊可解碼的碼，對於該圖 式之此特"^况’其具有5狀態的-有限狀態機（FSM)。在 格式結構内的各步驟係在輸人處與—使用者字與在碼之 FSM中田則狀態相關聯，且對應地由於該編碼器之動 作，產生-輪出碼字以及一下一狀態，在該下一狀態中該 FSM駐留用於編石民τ 、s、音今 y t 曰 、屏碼下一通道子。例如，對於在本發明所考 里之d 1 r 2 RXL碼，輸入字係2個使用者位元長，而碼 字係3個通道位元長。—般而言，輸人字係m個使用者位元 長，而輸出碼字係_通道位元長。纟該資訊位元流或使 用者位70流内已定義好的位置處插入直流控制位元。該些 位置杈佳的係規則地在兩個連續直流控制位元之間間隔一 固疋數目的使用者位元。取決於所使用的RLL-PCWA碼， 該直流控制位元係在m位元使用者字内的一指定位置處而 位於在該直流控制點位置。例如，對於具有2對3映射之 碼’某些PCWA碼具有使用者雙位元之第一個位元作為直 流控制位元，而其他PCWA碼具有使用者雙位元之第二個 位元作為直流控制位元。出於簡化目的，在本說明書之下 文及在進一步碼設計中，始終不失一般性地假定PCWA碼 具有使用者雙位元之第一個位元作為直流控制位元。藉由 在該使用者位元流内插入直流控制位元，產生一輸出資訊 序列。藉由一第一碼轉換構件產生一第一臨時碼序列，該 直流控制位元設定等於一預定值，假定0。同樣地，藉由 一第一轉換構件產生一第二臨時碼序列，該直流控制位元 係設定為另外值，在上述實際情況下假定1。該第一個臨 117428.doc -15- 200805296 、㈣：歹j將在4袼式結構内遵循一定義好的編碼路徑，浐 運載欲編碼的直户扯生, < ……直机控制位元之資訊字之初始狀態開始。類 心’该第二臨時碼序列將在該格式結構内遵循另—定羞 好的路徑，正好從卜而a M & 疋義 一*上面疋義的相同初始狀態開肖。用於該 弟一 Sro時碼序列之編碼器路徑二者可能在該格 、、。構内的—特定階段合併，如圖1所示（對;^此圖1特定r 例σ併在4格式結構之4個階段之後發生卜從該合併點 起’该等第-及第二臨時碼序列二者將遵循透過格式結 的相同編碼器路徑，且將因此從該合併點起具有相同的通 道^序列及編碼狀態（在下文中，在合併點之狀態將簡 稱為合併狀態小該PCWA屬性現在暗示著，若二編碼器路 徑合併’則從初始狀態直至合併狀態所計算之二臨時石馬序 列之同位（表示為滅A)具有相反二進制值。-碼序列之 同位係通道位元之和之2的補數，由於其係由該等第一及 第二碼轉換構件所產生（因而應注意該些通道位元係差動 料位元’其隨後藉由一1τ預編碼器（其本質上係-模2積 刀為）轉變成在資訊載體上表示標記與非標記之單極型（或 雙極型）通道位元）。因而，若合併編碼器路徑，則PC· j IM曰不。由於二碼序列之相反同位，在ιτ預編碼 器之動作之後’在该等二編碼器路徑之合併點之後的後繼 通道位元序列將在單極型通道位元流内具有相反極性。眾 所周知’後者屬性可用於實施直流控制（亦如上面所描 述）。最後，該直流控制編碼器包含一選擇構件，其用於 選擇由該第一碼轉換構件所產生之第一臨時碼序列/ 或由該 I17428.doc •16- 200805296 第二碼轉換構件所產生之第二臨時碼序列。該選擇係基於 針對二臨時碼序列之運行數位和之一評估，例如運行數位 和之變異；從直流控制角度言之，具有運行數位和之最低 變異之碼序列係選定者。 在依據本發明之碼中，該整體碼具有以下屬性，即對於 一直流控制位元（其作為一給定使用者字之部分）之兩個值 之各值，從有限狀態機之任何可能狀態開始，從相同訊息 位7G序列所編碼之各別通道位元序列具有相反極性用於從 該開始狀態直至兩個編碼器路徑合併之狀態所產生之序 列。對於該等編碼器路徑不合併之情況，不存在此類限 制。 _ 使用與17PP相同的限制，一減小的RMTR限制允 許一更佳效能的位元偵測。位元偵測效能係相當大程度地 改良，比較採用r=6217pp編碼，從而致動一明顯容量增 加（大約5%)。 為了構造此類碼，可將該碼分成一起形成該整體碼之若 干子碼。該等子碼係採m欠序使用並循環重複。各 子馬係用於處理一接收的％位元資訊字，從而將m,·位元資 汛字轉換成一 ％位元碼字。此點確保將資訊字系統地編碼 成碼字。為了確保該d限制與該通制相容，該巧位元碼字 係刀成數目個不同碼字類型並配置成個編碼種類 的、、扁碼狀悲，使得對於一給定子碼，若下一子碼之該後繼 碼子屬於具有帝引γ 1 ,, w乐利之編碼種類之編碼狀態之一，則 類型t(其中t係在！ $ Γ& 你^之間的一整數）之一％位元碼字可序 117428.doc •17- 200805296 連下-子碼之〜位元碼字。該碼字類型因而定義用於從中 選擇-編碼狀態之編碼種類。藉由規定此編碼種類選擇， 使用下-子碼將下-資訊字編碼成—碼字的方式會使得备 附著於當前碼字時碼字會與該d限制及該"艮制相容。于田 在本方法之-具體實施例中，碼字類型係藉由該喝字之 若干尾隨位元來決定。
碼字之尾隨位元可用於決定碼字類型，由於碼字之尾隨 位元實質上影響該碼字序連該些尾隨位元及序連該碼字2 该等尾隨位元之下一碼字之d限制與r限制。 〜在本方法之另一具體實施例中，該碼字類型係藉由該碼 字之所有位元以及至少一前碼字之若干位元來決定。 當比較該r限制所影響之位元數目，該等碼字之大小相 對較短呤，一單一碼字可能不再具有足夠（尾隨）位元來唯 一地定義一碼字類型。為了解決此問題，可一起將多個碼 子視為一全體，然後此全體之該等尾隨位元定義該全體之 碼字類型，用於決定獲得下一碼字所使用之編碼種類目 的。 在本方法之另一具體實施例中，序連的N位元碼字滿足 r限制其中d及k分別係指在已編碼位元流内兩個連 續1位凡之間〇位元之最小數目與最大數目，且其中^指示 各以1位元後之d個零位元之連續最小執行之最大數目。 例如’出於在一接收器内控制迴路用於所需的適應性目 的’该k限制之引入允許改良碼對通道之適應性，諸如時 序恢復所需之適應性。 H7428.doc -18- 200805296 、、十 〆之另一具體實施例中，不同碼字類型Γ及非空 編碼種類之龛f 数目不大於7；，1 + (心1)x(r + 1)，其中一非空編碼 種類係定義為具有至少一編碼狀態。 ;在本方去之另一具體實施例中，不同碼字類型及編碼種 類（表示為r)之數目等於Γ^1+(心如㈣）。 在不具有空編碼種類之一碼之情況下，最佳數目之編碼 種類7之等式係1+(d+i)x〇+i)，因此r等於L。
在本方法之另一具體實施例中，在限制d=1及r=2下， .. 丄 max 依據本發明之具有限制d=1及r=2之一碼可使用最大7個 編碼種類來實現，因而限制編碼種類之數目以限制編碼及 解碼之複雜度。 在本方法之另一具體實施例中，Γ = Γ_=7而子碼數目$等 於1。 頃發現，可使用唯一子碼來構造具有7個編碼種類之一 碼。此點再次允許限制編碼及解碼之複雜度。 在本方法之另一具體實施中，該單一子碼具有衍4及 π = 3之一映射。 具有m=2及η=3之一映射構成複雜度之一實質減小並允 許使用有限硬體複雜度進行一軟決策解碼。 在本方法之另一具體實施中，對於該等子碼之各子碼 該等以7_非空編碼種類之各種類之編碼狀態包含 、 朽.....久-編碼狀態，其中省略顯然的空編碼種類，使得 由於表示非空編碼種類之非零狀態數目之數曰 〆 a Pi^P2^^<Pmax 117428.doc -19- 200805296 且提供所考量子碼之編碼狀態之總數目，一給定考量 種類％•”之只編碼狀態之各編碼狀態也係具有一大於"r之索 引之所有種類之一編碼狀態。 在本方法之另一具體實施例中，在d= 1且r=2之情況下， 對於各子碼，該等尾隨位元係藉由下列規則集來指定用於 不同碼字，即， 第一類型的η位元碼字以π 00”結尾， 第二類型的η位元碼字以π 0010 ”結尾， 第三類型的η位元碼字以π 001010 "結尾， 第四類型的η位元碼字以"00101010 "結尾， 第五類型的η位元碼字以"00Γ結尾， 第六類型的η位元碼字以"0010Γ’結尾， 第七類型的η位元碼字以π 001010Γ結尾， 且其中屬於不同編碼種類之該等碼字之前導位元係藉由下 列規則集來決定，即， 第一種類編碼狀態之π位元碼字以π 00 π起始， 第二種類編碼狀態之η位元碼字以π 〇〇”或” 0100”起始， 第三種類編碼狀態之π位元碼字以"00 "、π 0100 "或π 010100 "起 始， 第四種類編碼狀態之《位元碼字以” 00 ”、” 0100 ”、π 010100 ’’或 π 01010100”起始， 第五種類編碼狀態之η位元碼字以π 00 ”、" 0100 π、π 010100π、 ”01010100” 或 ”100’’起始， 第六種類編碼狀態之Ν位元碼字以π 00 ”、” 0100 π、” 010100 ”、 117428.doc -20- 200805296 υιυιυΐϋϋ 010100' 第七種類編碼狀態之錢元碼字以,,⑻"、”細ο" ”麵⑽0"、"10100"或"1〇1〇1〇〇"起始。 一種使用具有限制d=1且W，具有7個編碼種類之 將㈣子㈣成碼字之方法產生該等碼字之尾隨位元所定 義之一碼子類型集盘舍令兮絶ZBL 六匕 /、匕3 °亥編碼狀態所產生之該等碼字之 丽導位兀所定義之編碼狀態之一編碼種類集。
在本方法之另—具體實施例中，在具有-單-子碼及2 位元輸入子之上述^況下，非顯然編碼種類之數目於 6,編碼種類號4係空編碼種類，從而產“=Q，u㈣ 於該等6個非顯I編碼種類之各非顯'然編碼種類之編碼狀 態之編碼狀態數目總計為WU、〜、心 及外=5。 此實鈿種包含一不含任何編碼狀態之編碼種類（即一 空編碼種類）之編碼方法。選擇具有編碼狀態指示號碼的 此編碼種類集允許構造一2對3映射之一有效碼。該2對3映 射允許有效率地實施軟決策偵測，由於其減小離開有限狀 悲機之各狀您之分支數目（該數目等於W)方面的複雜度。 在本方法之另一具體實施例中，一有限]^限制係透過一 額外編碼外殼來實現，其在添加至具有該碼之一基本2對3 映射之一有限狀態機之編碼位元流上具有替代。 在本方法之另一具體實施例中，此類替代包含替換一原 始碼字序列之一替代性碼字序列，且該等替代具有編碼位 兀之和之一同位或2的補數與該原始碼字序列之編碼位元 117428.doc -21 · 200805296 之和之一同位或2的補數相同。 在本方法之另一具體實施例中，此類替代包含替換一原 始碼字序列之一替代性碼字序列，且該等替代具有編碼位 元之和之一同位或2的補數與該原始碼字序列之編碼位元 之和之一同位或2的補數相反。 在本方法之另一具體實施例中，透過在已編碼位元流上 具有替代之該額外編碼外殼來實現一 k=10限制。 在本方法之另一具體實施例中，使用一單一子碼且其中 該單一子碼之一碼表係提供如下。 S1 S2 S3 S4 S5 00(0) 000 S3 001 S1 010 S3 100 S3 100 S1 0KD 000 S4 001 S2 010 S4 100 S4 100 S2 1〇(2) 000 S1 001 S3 010 S1 010 S5 101 S1 11(3) 000 S2 000 S5 010 S2 100 S5 101 S2 在本方法之另一具體實施例中，在該額外編碼外殼中具 有8個替代，提供如下。 離開狀態 使用者符號序列 不帶/帶迂迴之 通道位元序列 到達狀態 SI 10 10 10(**) 000 000 000=>000 101 010 S1 S1 10 10 11(**) 000 000 000=>000 101 010 S2 S1 10 10 00(**) 000 000 000=>000 101 010 S3 S1 10 10 01(10) 000 000 000=>000 101 010 S4 S5 00 10 10(**) 100 000 000=>!00 101 010 S1 S5 00 10 11(**) 100 000 000=>!00 101 010 S2 S5 00 10 00(**) 100 000 000=>100 101 010 S3 S5 00 10 01(10) 100 000 000=>!00 101 010 S4 依據本發明之編碼器係說明於申請專利範圍之請求項20
至38内。 【實施方式】 117428.doc -22- 200805296 針對SISO-RLL解鴆之複雜度考量 E· Yamada、T· T_ Yamaguchi於"使用用於光學儲 存器之執行長度受限碼之渦輪解碼，，，日本應用物理期 刊，第1部分，第41卷’第1753至1756頁，20〇2年揭示軟 決策（SISO)位元偵測與執行長度受限（RLL)編碼的組合。 首先，為清楚起見’考量具有使用分離SISO通道偵測器與
SISO-RLL解碼器！二階段方法之所謂直接方案，如圖3所 示。圖3顯示一 LX>PC編碼器90，其接受原始位元並將該此 原始位元編碼成伏用者位元。然後LDPC編碼器90提供該 等使用者位元給RLL編碼器91 ’ RLL編碼器91將該等使用 者位元轉換成NR0通道位元。然後將該些NRZ通遂供 ^ 供給NRZI編碼器92(1 T預編碼器）以獲得可經由一通> 或儲存於一記錄載體93上的NRZI通道位元 在從通道或記錄載體93擷取之後，該SISO通道# ^ •曾供％ 理因此擷取的HF信號，將該HF信號轉換成NRZ^> 並將該等NRZ通道位元提供給SISO-RLL解碼器95。 RLL解碼器95將該等NRZ通道位元轉換成使用者供多 後LDPC解碼器96處理該等使用者位元以獲得該等 替 ， 算 漆 此 多 義 94 弓1 元。 傳統PRML偵測器係藉由一 SISO通道偵測器94來 SISO通道偵測器94產生用於該等]^^/通道位元之 相似比）。應注意，除了 BCJR演算法，還存在其他 用於產生關於該等NRZ通道位元之LLR軟資訊：在 上，應更廣義地理解在圖3中對SISO通道偵測ϋ 117428.doc -23- 200805296 用，其還代表替代性演算法，諸如MAP、Max-log-MAP、 SOVA等。（如需更多詳細說明，例如參見ZiningWu ”用於 磁性記錄通道之編碼及疊代彳貞測"Kluwer學術出版社， 2000年）。—軟決策位元偵測器之下一構成組塊係一所謂 的軟入軟出（SISO)RLL偵測器95 :其具有關於該等NRZ通 道位元之軟決策資訊（LLR)作為輸入並具有關於該等使用 者位元之軟決策資訊（LLR)作為輸出。換言之，SISO-RLL 解碼器95將施加至NRZ通道位元流Q之軟決策資訊變換成 施加至使用者位元流仏之軟決策資訊。應注意，一標準 RLL解碼器具有關於該等NRZ通道位元4之硬位元決策作 為輸入並具有該等所偵測（硬）使用者位元心作為輸出。如 E. Yamada、T. Iwaki與T. π使用用於光學儲存 器之執行長度受限碼之渦輪解碼π (日本應用物理期刊，第 1部分，第41卷，第1753至1756頁，2002年）所揭示之此類 SISO-RLL解碼器95需要RLL碼之一有限狀態機（FSM)說 明。在解碼步驟中的分支數目提供關於一給定RLL-SISO 解碼器之硬體複雜度之一較佳指示。 17ΡΡ碼未基於ACH演算法來構造；其係具有不同映射之 同步可變長度碼，所有碼率均為i? = f。17ΡΡ碼之實際映射 係（從使用者位元至通道位元）·· 2對3、4對6、6對9及8對 12。1\ Miyauchi與Y. 11(1&在”17??碼之軟輸出解碼”（技術摘 要ISOM 2003 (光學記憶體國際論壇），日本奈良，論文We-PP-13，第314至315頁）中已指出，當從一可變長度碼結構 轉變成一以FSM為主的碼結構（僅用於解碼目的）時’ BD標 117428.doc -24- 200805296 準所使用之17PP RLL碼具有21個狀態及79個分支之一較高 狀態複雜度（該格式結構之每階段沿該等分支具有2個輸入 位元與3個通道位元）。稍後，該格式結構係簡化為15個狀 態53個分支。參見技術摘要IS〇M 2〇〇4。t. Miyauchi、Y.
Shinohara、Υ· nda、τ· Watanabe、Υ· Urakawa、Η· Yamagishi與Μ· Noda 11渦輪碼在使用17PP碼高密度光碟儲
存器之應用"（Tu-C-03)。如當前發明所推導之RLl碼具有 一實質上較低的硬體複雜度。 用於在光學記錄中軟決策解碼之一更有利方案係則丨“方 案之一適應性方式。關於此類基本方案之最初想法係由 W.G. Bliss在IBM技術發明公告（第以卷，第4633至4634 頁，1981年）”用於在基頻編碼資料上執行錯誤校正計算以 消除錯誤傳播之電路”中揭示。該適應性方案係如圖乃所 不。百先解釋發送部分（圖5之上部分）。使用者資料係經 RLL編碼，之後該差動碼位元流係透過產生一單極型（或等 效的-雙極型）碼以流之—1T預編碼器饋送。此點表示 進入通道之整體碼位元流之系統料。在其輸人處使用單 極里碼位兀流’一系統LDPC編碼器產生同位位元，隨後 將=進行RLL編碼以為此同位部分產生_差動碼位元流， 其隨後透過-1T預編碼器饋送，之後該碼位元流之單極同 位部分係序連該碼位元流之單極型系統部分，且整體單極 =位元流係作為.，編碼資料”而輸入通道内（例如用於在資 :t裝置(例如一光碟)上寫入標記及非標記之寫入通 、接者，解釋該接收部分（圖5之下部分）。藉由一讀取 H7428.doc * 25 - 200805296 裝置讀取寫在資訊運載裝置上的資料產生-信號波形，其 先由一等化斋進行等化。經等化的信號波形係一軟入/軟 出（SISO)通道偵測器之輸入，該偵測器在單極型碼位元流 位準上產生採用對數相似比（LLR)形式之軟偵測資訊，用 於忒單極型碼位元之同位部分以及系統部分二者。對於同 位部分，此外施加一SIS0RLL偵測器，使用關於該單極型 碼位元流之LLR作為輸入而關於該LDpC編碼器之同位位 几之位準之LLR作為輸出。在SISO-RLL解碼之後該系統部 分之該等單極型碼位元流之該等LLR以及該同位部分之該 等LLR係用於該LDPC解碼器之輸入，該偵測器產生該單 極51位元之权正形式，隨後其透過逆反該丨丁預編碼器來 饋送，並最後透過該硬決策RLL偵測器，其具有該使用者 資料之解碼形式作為其輸出。 用於d及r限制之任一組合之通用構造方法。 該新碼之基礎係一新碼構造方法，從其可施加至^及广限 制之任一組合之意義上而言，從該方法可推導一通用碼。 在下列章節中，將說明此通用碼構造方法。 該方法係關於藉由一整體通道碼將一使用者位元流轉換 成一編碼位元流（還稱為通道位元流）。此類通道碼將一組 Μ個資訊位元轉換成一組#個碼字位元。該第一組位元一 般還稱為一資訊字，該第二組位元稱為一碼字或通道字。 該整體通道碼可透過以在一預定重複週期中循環重複之一 定義好次序來序連一數目S的子碼來實現：該等子碼之各 子碼在其輸入處接收％位元的資訊字，其係轉換成％位元 117428.doc • 26 - 200805296 碼字，其中及係用於該等考量子碼之各子碼之整數特 徵。此外，對於各子碼，該第二特徵整數w,大於該第一特 徵整數（而且，在該整體碼之重複週期内所有子碼之％ 數目之和等於μ’而在該整體碼之重複週期内所有子碼之 w ’數目之和等於#。在該新構造方法中的關鍵特徵在於，
，才j各第z個子碼，其”,位元碼字係分成一數目為Γ的不同 題且配置成7^目種類的編碼狀態，使得對於該給定第z•個 子碼，若下一子碼之此後繼碼字屬於具有索引之種 類之編碼狀態之―，則類型，（其中,係在…之間的一整 數）之-位元竭字可序連該下—子碼之飞丨位元碼字。對 於包含极樣制之RLL碼構造，可推”叫鄉㈣。 以下陳述將先解释針對不同碼字類型€數目。一碼字類 型係根據-碼字之該等尾隨位元來定義。此外，具有一較 繼碼碼子類型比具有—較高索引之-碼字類型對後 、、撼碼予之w導位元具有更少 序連任何後繼瑪A厘 —#u之碼字類型允許 r 、、、一子。屬於碼字類型1之碼字均以A1個零結 尾，即 隨後，屬於碼字類型2....... 〇 尾。應、主立 42之碼字均以w結 ^ ^思，此最後執行係具有最 元）之一勃i-. 、有敢j、執仃長度U + 1通道位 ) 執订。在此最後執行1〇, 碼字類型2具有大於芒丨袖— 可區別Η!個情況： 切具有在最％ ; 订長度之—執行、碼《類型3確 有在最後執行1{y/之前的一一 確切具有在最後執行1〇ϋ ，、仃長度、碼字類型4 丁之别的兩個最小執行長度、…、而 117428.doc -27- 200805296 译^ : 2確切具有在最後執行价之前的r個t小執行長 度。该&Γ + 1個不同情況係列出如下： Ι·.·〇糾酌 2 lx l-〇rf+1lil〇ll nr. 3 rx ❿ 丨···广迎逆··.逆逆丨心+ 2 ^ 屬於碼子類型（42) + 1、0 + 2) + 2、…、（r + 2) + (r + l)之 ^字句以10結尾。應注意，此最後執行不能係一完整執 灯:由於其執行長度正好比最小執行長度（長度為 心1通道 4 70 )短位元。在此最後執行1〇"-1之前，可區別r + l個情 碼字類”+ 2) + 1具有大於最小執行長度之一執行、碼 字類型（r + 2) + 2確切具有在最後執行之前的一最小執行 :|子類型（r + 2)+3確切具有在最後執行1〇糾之前的兩 {最J執行長度、…、而碼字類型0 + 2) + (r + l)確切具有在最 後執行W之前的〃個最小執行長度。該些r+1個不同情況 係列出如下： …0'+1l^l| nr. l + (r + l) + l lx •〇"+1l〇ll〇^| nr. l + (r + l) + 2 117428.doc -28- 200805296 rx !···〇-iSS^lnr.1+(r+1)+r+1 、同馬子類型之列舉係沿上述相同線路繼續進行：每 次二在該最後執行之起始内的通道位元數目確切地減小- 通道位it。在-給定階段，抵達該最後執行之起始確切包 3兩個位元（知到1〇)之情形。不同碼字類型（"1)之數目係 列出如下： I***0 + 1〇| nr. l + (J~l)x(r + l) + l lx 卜’〇心丨逆 151 nr· l + (d —l)x(r + i) + 2 |.1 + (^-1)χ(Γ + ΐ) + Γ + 1
表後’當抵達該最後執行之起始確切包含一個位元（得 到丨）之情況時，到達此不同碼字類型之列舉的最後步驟。 不同碼字類型（Ml)之數目係列出如下： 卜nr. l + i/x(r-fl) + l lx ^—» nr· l + Jx(r + l) + 2 I ".(^+1 j〇rf 10^--40^ 11 nr. l + c/x(r + l) + r + l 總體上，存在（¢/ + 1)個列舉步驟（列舉不同的碼字類型）; Π 7428.doc •29- 200805296 對於各列舉步驟’存在…個不同碼字類型。總體上，此 總計上面提供之不同碼字類型之數目為r=i+㈣X㈣。 在介紹一編碼種類之概念之前，以類似於該等碼字類型 之一方式列舉前導位元型樣（但各別前導位元型樣作為對 應碼字類型之尾隨位元型樣的右向左鏡射形式而獲得）。 • 此點產生一可能前導位元型樣目錄。 ' 丨0糾… r. 2 φ |〇li〇^10rf+1... r. r + 2 r. l + (r + l) + l r. l + (r + l) + 2 hQ〇rf+i … 10扣】1 0心1… r· l + (r + l) + (r + l) |〇^〇11-.〇^1〇^+1 |Ql〇心、·· nr. l + (i/-l)x(r + l) + l 101 0^1 〇^+1... nr. l + (c/-l)x(r + l) + 2 1010^1··· 0^1 〇^+1... nr. ι + (^_ΐ)χ(Γ + ΐ) + (Γ+ ^ ll〇打1… nr. lWx(r + l) + l 丨！^1〇糾… nr· l + dx(r + l) + 2 II的…的0心L·· nr. l + c/x(r+ l) + (r + l) 一 RLL通道碼包含若干編碼狀態。在本發明中，各編螞 狀態係一編碼種類之至少一成員。具有索引（之一編嗎種 類包含一前導位元型樣具有索引ί的所有碼字，因此 117428.doc -30- 200805296 。如該新碼結構方法中所使用，一方面碼字類型鈐 構及在另一方面的編碼種類引起下列屬性： 若一碼字屬於編碼種類r+1_f之該等編碼狀態， 只j吕亥 碼字僅可跟隨屬於碼字類型（之一碼字。 應進一步方便注意，由於上述碼字類型及編碼狀態之奸 ^ 構，一給定考量編碼種類/之該等A個編碼狀態之各編喝狀 ' 態也係具有大於ζ·之索引之所有編碼種類之一編碼狀態。 φ 對於士=1及之情況，存在Ρ7個不同編碼種類及碼字 類型。根據上述，可推導實用碼用於一以9位元為主的 碼、一以位元組為主的碼及具有一緊密4對6映射之一碼， 所有均具有心=1及r=2。 對於及之情況，存在Γ=ΐ〇個不同編碼種類及碼字 類型。 具有一緊密2對3映射之d=l及RMTR限制之RLL碼 關於硬決策位元偵測，可產生具有RMTR限制r=2之士=1 _ RLL碼，其對於在該RLL編碼器輸入處的9位元使用者字元 或在違RLL編碼盗之輸入處的8位元使用者字元或位元組 具有一極高效率。該些碼在編碼狀態方面具有一較大複雜 - 度，此外其在其輸入處具有長度8或9位元的使用者字元。 , 後者之兩方面使該些高效率士=1及r=2 RLL碼不適用於軟決 策RLL解碼，由於為了在此類情況下限制硬體複雜度，吾 人可僅允許一有限數目的編碼狀態並應具有一從使用者位 元至通道位元之簡明碼映射。在當前發明中，產生一種新 碼’其具有在下一節中所指定的所有屬性且其更好適用於 117428.doc -31 - 200805296 軟決策SISO-RLL解碼。當前嘗試涉及可行的極緊密映 射，即具有一 2對3映射之一碼。 適用於軟決策RLL解碼之心1 & r=2 RLL碼
該r = 2 R L L限制係較有利於該通道偵測器之效能（該通 道制器可以係J於硬決策位元偵測之—p R M l位元福測 器、及-BCJR通道偵測器或用於軟決策位元债測之伽_ 1〇g_MAP通道偵測器）。例如，對於硬決策位元偵測…2 限制產生超過心之情形大約5%之一容量增益。因此，當 前發明之目標產生具有下列屬性之- W脱碼： •其具有一 RMTR限制^==2 ; •其具有 有限數目的編碼狀態 •其肯定不會具有—極高效率，由於選擇後者可能引起該 碼之κ複雜度’從而使其不適合軟決策sis〇_rll解 碼，故一碼率7? =： j已足夠，· •其具有一簡明映射，例如 對攸而將從該碼之該等編 碼狀悲之各編碼狀態之扇出分支限制為22=4. •此外，較佳的係其必須也具有—域制。 •其必須具有一高位準的直流可控制性。 •其必須具有較低錯誤傳播。 使用下述之碼構造已實現上述全部屬性。 一般方面 苜刖螞設計 通道位元之-緊濟映射—通道碼具有使用者位元 之硬體複雜度（在;^數=軟決策嶋舰解竭 心數目方面）可保持較低。該新 117428.doc -32- 200805296 具有使用者位元至通道位元之一 2對3映射（因而碼率為 hf)。如先前所論述，組合的rLL^制及r = 2之向 農容量總計為C(心l，j = (X)，r = 2) = 0·679286。由於其具有碼率 ^0·6667π(^α = 〇ν^2)，故構造具有使用者位元至通道位 元之2對3映射之一碼係可能的。
一滑塊執行長度受限（RLL)碼之構造係與如RL. Adler、 D· Coppersmith與M. Hassner在1丨用於滑塊碼之演算法：一 種符號動態系統在資訊理論之應用”（IEEE資訊理論學報， 卷IT-29，1983年，第5至π頁）中所揭示之ACH演算法有 關。此演算法尋找一近似向量特徵，'表示滿足說明該等 RLL限制（用於具有所對”映射）之對應狀態變遷圖（STD)之 所有狀悲z之不等式集之近似向量特徵之第Z個係數： 。 (89) 在上述等式中，D表示用於STD之所謂鄰接矩陣或連接 矩陣：若對應的二STD狀||在圖巾連接，料料元素等 於一，而若其不連接，則等於零。對於具有RLL限制〜 及r 2之新碼，該碼具有參數所=2及肝3。此點暗示著，對 於所設想的新碼需滿足下列不等式（在描述該等虹限制之 狀態變遷圖内的狀態數目等於7,參見下一子節）： 2 2 v" / =：/、2、··、7。（9〇) 狀態變遷圖（STD) 應=意，該狀態變遷圖（STD)說明通道位元需滿足之基 本執订長度p艮制。滿足該些執行長度限制之m碼係基 ;匕各特疋狀恶數目的一有限狀態機。連同該碼之該等 117428.doc -33 - 200805296 FSM分支，還顯示該RLL碼之該等碼字。認為該RLL編碼 器處於一給定FSM狀態内；對於2W=4個輸入字之各輸入 字’存在—唯一分支離開該FSM狀態。該等分支之各分支 係唯一特徵化為一分支標籤（即碼字）以及作為該分支之抵 達狀態之”下一狀態”。依據該FSM之結構來序連該等碼字 引起滿足如該STD所描述之執行長度限制之一通道位元 、 流。 φ 對於該RLL限制士=1及，該STD係如圖2所示：其包含 7個狀怨’表示為〜、σ2、…、σ?。應注意，在此STD内未 考量任何Λ：限制。 接著’分析各STD狀態之扇出。一給定STD狀態之扇出 係可k该狀態離開之碼字（一給定長度）之集合。對於STD 狀悲σζ·，扇出係表示為心。用於該等7個狀態之扇出之該 等通道位元之前導位元係列於表丨内。在某些情況下，在 用於一給定STD狀態之扇出之碼字内的特徵位元型樣包含 _ 3個以上通道位元；在此情況下，-給定STD狀態之扇出 還限制在從該考量STD狀態所發出《當前3位元碼字之後 立即出現3位元碼字之可能性，且此係因為該限制。在 • 表1中，還列出重新編號的STD狀態，並表示為队。最後， • 纟表1中Μ列出稍後將作介紹之不同編碼種類。出於完整 性目的，應注意在遠墙3m a 牧逆、、、貝3位兀碼予之間的字邊界係由垂直 線T來指示。 117428.doc -34- 200805296
表1 : STD狀態之扇出特徵及編碼種類的定義。 (’V表示一"隨意位元"）。 編碼 初始 重新編號 前導位元 種類號碼 STD狀態 STD狀態 扇出 1 ^6 &7 |00χ|χχχ|χχ·" 2 &6 |00χ|χχχ|χχ … |010|0χχ|χχ... 3 &5 |00χ|χχχ|χχ … |010|0χχ|χχ·" |010|100|χχ··_ 4 σι &4 |00χ|χχχ|χχ... |010|0χχ|χχ … |010|100|χχ··· |010|101|00·" 5 &3 |00χ|χχχ|χχ... |010|0χχ|χχ... |010|100|χχ·_· |010|101|00", |100|χχχ|χχ … 6 σ2 &2 |00χ|χχχ|χχ … |010|0χχ|χχ... |010|100|χχ… |010|101|00·" |100|χχχ|χχ·" |101|00χ|χχ... 7 &I |00χ|χχχ|χχ … |010|0χχ|χχ … |010|100|χχ·" |010丨101丨00". |10〇1χχχ|χχ_ |101|00χ|χχ... |101|01〇1〇χ... 117428.doc -35- 200805296 從表1可明白，適用下列扇出層級（STD狀態σ3具有最大 扇出）·· 該新RLL碼係基於複數個編喝狀態來構造。依據本發 • 明，該些編碼狀態係配置成（最多的）七個種類 C=l + (心l)x(r + l)，其對於“丨及^等於7)，如下： • 第一種類編碼狀態之《位元碼字屬於心（或F&7); ⑩ 第二種類編碼狀態之”位元碼字屬於'(或; 第二種類編碼狀態之”位元碼字屬於' (或巧）； 第四種類編碼狀態之”位元碼字屬於厂 5 第五種類編碼狀態之《位元碼字屬於' (或巧）； 第六種類編碼狀態之”位元碼字屬於心（或& ); 第七種類編碼狀態之”位元碼字屬於疋（或厂 σ3 &ι ^ 9 由於依據本發明之編碼種類之此特定排序，—編碼種類 ’之―編碼狀態也係具有不小於f之索引/(即如）之所有編 • ㉟種類之H狀態。因而便於按下列排序碼字之前導位 70之可能型樣（其中在某些情況下，還需要指示一或甚至 兩個後繼碼字之相關位元）： 117428.doc -36 - 200805296 表2 :前導位元型樣之排序。 (πχ”表示一 ”隨意位元π)。 i 型樣 1 |00χ|χχχ|χχ... 2 |010|0χχ|χχ·" 3 |010|100|χχ… 4 |010丨101丨00… 5 |100|χχχ|χχ... 6 |101|00χ|χχ... 7 |101|010|0χ... 此外，依據本發明之碼構造較有益的係考量按表3所描 述來排序下列尾隨位元型樣（還指示STD之抵達狀態，初始 狀態與重新編號狀態二者）。依據本發明，可按其尾隨位 元型樣所指定將碼字分成7個不同類型。由於僅3位元之較 短碼字長度（由於2對3映射），故一碼字類型取決於當前碼 字之該等位元，且還取決於先前發出碼字之某些位元（若 非全部的話）。 表3 :尾隨位元型樣之排序。 用於3位元碼字之編碼類型之定義。 (’’X”表示一 ”隨意位元”）。 編碼類型 號碼(J) 先前字型樣 當前字型樣 初始的 STD狀態 重新編號的 STD狀態 1 |χχχ| |x00| σ3 2 |χχ0| 丨010丨 σ2 &2 3 丨001丨 丨010丨 &3 4 |101j 丨010| &4 5 |xxx| _ σι &5 6 |x00| 丨101丨 σ4 &6 7 丨010丨 丨101丨 &7 應注意，經排序的尾隨位元型樣（表3)係對應的經排序 117428.doc -37- 200805296 W導位元型樣（表2)之鏡射形式。接著，論述該等STD狀態 之已提及的重新編號。現在便於根據該等尾隨位元型樣之 排序來按该等排序在表3内所列重新編號STD之該等狀 態。此新編號係描述於表3之最後兩行内。該等新的重新 編號狀態係表示為队。使用此新的編號，類型/之碼字將會 抵達具有相同索引之（重新編號）STD狀態，即;因此， 一基本規則係： 類型ί之碼字可序連屬於種類8々之一編碼狀態之任何碼字 作為一後繼碼字。 應注意，屬於種類8·ζ•之一編碼狀態之碼字的前導位元型 樣（來自表2)具有索引/，其中— ζ•。作為一範例，類型 3之碼字（以尾隨位元型樣…001010|結尾）可序連種類5之編碼 狀態之碼字，其暗示著，後者碼字可以前導位元型樣（表2) 卜1、ζ-2、…、/=5起始。將碼字分成7個不同類型的碼字 並將編碼狀態配置成7個不同編碼種類形成用於進一步碼 構造之基礎：依此方式，該等RLL限制及r=2始終保持 滿足（還在序連碼字時）。從表3可明白，下列扇出層級適用 於該等重新編號的STD狀態： 。 （92) 重新編號的STD狀態化具有全部中最大的扇出，而&7具 有最小的扇出，依據從h至队之逐漸減小扇出具有一列 隊。使用該等重新編號STD狀態及一對應重新配置的連接 矩陣（表示為S)下，該等近似特徵向量不等式（用於"新1,特 徵向量4係寫為·· 117428.doc -38 - 200805296 Σ;爲;卢〜，，…人 ^ (93) 母個編碼種類之編碼狀態數 〜 、表不為向量Ρ。其鱼进 似特徵向量V之關係提供如下（針 "" (針對弟嗰成分，1^7): Ζ7/ — V8-/。 (94) 應注意，使用此有利構造，該 寺編碼種類具有與該等重 新編碼STD狀態之編號系統完 ^已明顯號系統；從表 去…罢“狀態之重新編號，但 未作解釋。此外，同樣由於料不同 造，下列不等式保持·· 裡鴂之特疋構
Pi S Pi S P、…S P，。 、 (95) 顯然編碼種類之概念 在上述推理中’已假定當從RLL編碼器之 字時’所有STD狀態係作為抵達 馬务出碼 盆所拜H點對應於 ，、所有成刀係非…近似向量特徵之情形。然 — 有可能某些STD狀態具有等於q之近似向量特 ㈣'二量僅-此類咖 vs-广〇)之情況（具有多於一個此類 STD狀態之情況得一顯缺掩 ' 擴展）°則對應的編喝種類具有索 引厂巧=〇,即編碼種類為空，由於其不包含 ' 悲。此類空編碼種類係稱為顯然 、馬狀 (非空)編碼種類之實際數目(表干二口此’非顯然 N <τ ' (表不為〇必須滿足關係 …似㈣χ㈣）。在等式（95)中所描述之用於不同編碼 «之編碼狀態數目層級僅適用㈣_ _ 係解释用於具有—之實際範例，其中編:種： H7428.doc -39- 200805296 一顯然編碼種類广0)。則非顯然編碼種類之數目仍層級 讀取為（對於一般情況編碼種類最大數目等於 U+W+l)x〇+l)):
PlSP2UP/PMUPr鹏。 (96) 實際設計選擇 上述碼構造之應用於具有2對3映射之一碼揭示需要最小 5摺疊的狀態分離，由V={3,5,5,2,4,2，V7}，仏以給出*個 可能的近似特徵向量。 作為一便利的近似特徵向量，吾人可選擇v={3,5,5,2,4,2,〇} 或v = {5,5,4,0,3,2,2}。對於數目巧，其係一編碼種類内的編 碼狀態數目’吾人得到p = {2,2,3,0,4,5,5}。存在一顯然空 編碼種類，即具有索弓丨户=4者。故，非顯然編碼種類之數 目（表示為Γ或iV^)等於6。將編碼種類表示為cg•，產生編 碼狀態隨該等編碼種類的下列分佈： 表4 ·在2對3d=l及r=2RLL碼内針對 編碼種類之編碼狀態。 編碼種類 編碼狀態 CCi Σι ^Σ2 ^ cc2 Σι ^Σ2 — cc3 Σι 'Σ2τΣ7^ cc4 非(顯然CC) ~ cc5 Σι、Σ2、Σ3、Σ4 cc6 Σι、Σ2_、Σ3、ς4、Σ5 cc7 Σι、Σ2、Σ3、ς4、ς5 下列係可用於各編碼種類之碼字之一列表 編碼種類CCi 117428.doc -40- 200805296
確切匹配最初 2個狀態Σ!* Σ 為了便於表示，該碼之有限狀態機之狀態係表示為以… S5，其對應於用於該等表内的狀態匕··· 對於最初兩個狀態，S1#S2，因而確切存在可用的8個 通道位元，得義〇(下—狀SS1_S5)與術（下—狀態S1_ S3)。現在考量配置字給狀態之可能方式，而放棄在一給 定狀態内字之可能排列數目。存普。個從上述8個字内 配置4個通道字給狀態S1之可能配置，因此將剩餘4個通道 字配置、、、σ狀怨S2。在此通道字配置給狀態s丨及S2之後，不 存在任何子^下用於—後繼編碼種類之—後繼狀態。 編碼種類cc2 由於此編碼種類具有與先前編竭種類相同的狀態，故與 編碼種類CCl相比並無任何額外之處。 編碼種類cc3 碼字 "下-¾75 '~ 項目數目 !〇1〇1 么斗： 4 確切匹配1個額 —_夕卜狀態Σ3 〇 對於狀態S3，因而確切存在4個通道字，故可能僅存在 117428.doc -41- 200805296 一種配置該些字給狀態S3之方法。 編碼種類CC4 由於顯然編碼狀態而不適用。 編碼種類cc5 碼字 ”下一狀態’’ _ 項目數目 10101 ς5 1 [1〇〇1 Σι、Σ2、Σ3、Σ4、Σ5 5 合計： 6 在4個用於1個額外狀 態Σ4之後留有2個。 對於狀態S 4，因而存在6個可能通道字。因此，存在
’6V 個上述6個字内配置4個通道字給狀態S4之可能配 置；因此用於該些配置之各配置之剩餘2通道字係保留用 於在狀悲S 5中的進一步使用。 編碼種類cc6 碼字 "下一狀態” 項目號 |1〇1| Σι >Σ2 2 合計： 2 從CC4留下的2個 確切匹配1個額 外狀態Σ5。 連同在配置通道字給狀態S4時所留下之該等兩個字，確 切存在用於狀態S5的4個通道字。 編碼種類CC7 由於此編碼種類具有與先前編碼種類相同的狀態，故與 117428.doc -42- 200805296 編碼種類cc6相比並無任何額外之處。 可能的配置及碼群組 通道字至狀態之可能配置之總數總計為70xl5；:=1〇5〇。應 注意，通道字至狀態之一配置仍非一有效碼。在進一步評 估時，存在該些配置之14個配置實際引起碼。應注意，在 該些剩餘配置之各配置（其將稱為碼群組）内，在一給定碼 表内仍存在24個列舉可能的字。由於在該碼之FSM内存在 5個狀態，且由於在不同狀態之間沒有任何碼字（位元三連 碼+下一狀態）有共同之處，故此點在該些14個碼群組之各 群組内產生總計245=7962624個可能的碼。針對該些14個 可能碼群組之各群組之一碼係顯示於下表内並參照
CodeTabledlkinfr2Nr01.txt至 CodeTabledlkinfr2Nrl4.txt。 對於各表内的各項目，吾人先列出使用者符號（〇用於使 用者雙位元00，1用於使用者雙位元01，2用於使用者雙位 元10而3用於使用者雙位元11)，然後列出三位元三連碼， 其後跟隨通道字之下一狀態。 117428.doc 43- 200805296
CodeT abled 1 kinfr2Nr01 .txt *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 5 0 000 1 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 001 1 1 000 2 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 001 2 2 000 3 2 010 3 2 100 5 2 101 1 3 001 3 3 000 4 3 010 4 3 010 5 3 101 2
Co deT abled 1 kinfr2Nr02. txt *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 4 0 000 1 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 001 1 1 000 2 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 001 2 2000 32 010 32 100 5 2 101 1 3 001 3 3 000 .5 3 010 4 3 010 5 3 101 2
CodeT abled 1 kinfr2Nr03 .txt * StateSO 1 * StateS02* StateS 03 * StateS04* StateSOS * 0 000 4 0 000 1 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 000 5 1 000 2 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 001 1 2 000 3 2 010 3 2 100 5 2 101 1 3 001 2 3 001 3 3 010 4 3 010 5 3 101 2 本本木本本本木承$承木本本本本本本本木木本本木本本本本木本^Jc 本本本木本本木本本本本 -44- 117428.doc 200805296
CodeTabledlkinfr2Nr04.txt *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 3 0 000 1 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 001 1 1 000 2 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 001 2 2 000 4 2 010 3 2 100 5 2 101 1 3 001 3 3 000 5 3 010 4 3 010 5 3 101 2
CodeTabled 1 kinfr2Nr05 .txt *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 3 0 000 1 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 000 5 1 000 2 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 001 1 2 000 4 2 010 3 2 100 5 2 101 1 3 001 23 001 3 3 010 4 3 010 5 3 101 2
CodeTabled! kinfr2Nr06.txt *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 3 0 000 1 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 000 4 1 000 2 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 001 1 2 000 5 2 010 3 2 100 5 2 101 1 3 001 2 3 001 3 3 010 4 3 010 5 3 101 2 -45- 117428.doc 200805296
CodeTabled 1 kinfr2Nr07.txt 本氺本氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺本氺氺氺氺氺氺氺氺氺:氺_本氺氺氺氺.(本氺.氺: *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 3 0 000 1 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 000 4 1 000 2 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 000 5 2 001 1 2 010 3 2 100 5 2 101 1 3 001 3 3 001 2 3 010 4 3 010 5 3 101 2
CodeTabled 1 kinfr2NrO 8. txt * StateS 01 * StateS02* StateS03 * StateS04* StateS05 *
0 000 1 0 000 3 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 000 2 1 000 4 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 001 1 2 000 5 2 010 3 2 100 5 2 101 1 3 001 2 3 001 3 3 010 4 3 010 5 3 101 2
CodeTabledlkinfr2Nr09.txt *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 1 0 000 3 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 000 2 1 000 4 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 000 5 2 001 1 2 010 3 2 100 5 2101 1 3 001 3 3 001 2 3 010 43 010 5 3 101 2 * 木 sjc * * $ 木 味 * * 木 * 半 伞 * * * * 木 * 木木木 * 伞 半木 * -46- 117428.doc 200805296
CodeT abled 1 kinfr2Nr 10 .txt ?{c sfc djc ^|c »|c «|c s|c s|c s|c s|c s|c #|c s|c s^c d{c ^{c ?|c «|c s|c s|c ?|c $|c ?{c *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 1 0 000 3 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 000 2 1 000 5 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 000 4 2 001 1 2010 32 100 52 101 1 3 001 3 3 001 2 3 010 4 3 010 5 3 101 2
CodeTabled 1 kinfr2Nr 11. txt * StateS 01 * StateS02* StateS03 * StateS04* StateSOS* 0 000 1 0 000 3 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 000 2 1 001 1 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 000 4 2 001 2 2010 3 2 100 5 2 101 1 3 000 5 3 001 3 3 010 4 3 010 5 3 101 2
CodeT abled 1 kinfr2Nr 12 .txt *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 1 0 000 4 0 010 I 0 100 3 0 100 1 1 000 2 1 000 5 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 000 3 2 001 1 2010 3 2 100 52 101 1 3 001 3 3 001 2 3 010 4 3 010 5 3 101 2 -47- 117428.doc 200805296
CodeT abled 1 kinfr2Nr 13 .txt *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 1 0 000 4 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 000 2 1 001 1 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 000 3 2 001 2 2 010 3 2 100 5 2 101 1 3 000 5 3 001 3 3 010 4 3 010 5 3 101 2
CodeT abled 1 kinfr2Nr 14.txt *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 1 0 000 5 0 010 1 0 100 3 0 100 1 1 000 2 1 001 1 1 010 2 1 100 4 1 100 2 2 000 3 2 001 2 2 010 3 2 100 5 2 101 1 3 000 4 3 001 3 3 010 4 3 010 5 3 101 2
應注意，上面所列之該些14個碼群組僅相對於在狀態S 1 及S2内字的配置而不同。而且，仔細檢查會揭示碼群組ί 及15-/(卜1.....8)係相等，由於其藉由簡單交換狀態S1 與狀態S2而相互轉換。故，最後僅存在7個本質上不同的 碼群組。 具有PCWA映射之碼 接著，對於該等上述7個碼群組之各碼群組，從所有 245 = 7962624碼映射中，僅保持該等PCWA碼映射，從而僅 117428.doc -48- 200805296 留下兩個碼群組：第8與14號（或等效的第心號）作為候選 碼之可能來源。隨後，搜索PCWA映射，其最大化合併用 於直流控制位元之兩個可能值之替代性編碼路徑之pcwA 相關機率π。在不失-般性之情況下，—使用者雙位元之 首位元係選擇作為直流控制位元。對於ζ=5通道字之編碼 路徑，該最大化的機率總計為Pc(i=5)=〇 98〇4。 - 八個本質不同碼 • 使用該些以PCWA為主的標準，對於二編碼群組第8與14 號可能存在16個碼，其中同樣在16内僅4個係實際獨立（由 於用於各群組之其他碼可僅藉由位元轉換一使用者雙位元 之首位7G或藉由轉換一使用者雙位元之第二個位元或藉由 轉換一使用者雙位元之二位元來推導）。出於簡化表示目 的，該些8個本質不同碼係針對碼群組第8號表示為 01、08-02、08_03及08-04，而針對碼群組第14號表示為 14-01 、 14-02 、 14-03及14-04 。 除在碼14-02上的PCWA映射範例 應記得，具有一同位互補字分配（PCWA)之一rll碼具有 以下屬性，即針對一直流控制位元（其係一給定使用者字 之部分）之兩個值之各值，從相同訊息位元序列所編碼（開 始於該碼之F S Μ之任一可能狀態）之各別通道位元序列具 有相反極性用於從起始狀態直至兩個編碼器路徑合併之狀 悲所產生之序列。對於該等編碼器路徑不合併之情況，不 存在此類限制。作為碼14_02之一範例，使用者位元序列 〇〇 11…從狀態S4編碼獲得，c為首個雙位元内的直流 117428.doc -49- 200805296 控制位元。對於e = 0，該編碼路徑等於·· 對於c -1 ’该編碼路控對於3個通道字不同，之後二路彳孩在 狀態S2合併： 夕 4 夕 5 一j $ 2
該等編碼序列具有確實相反的各別同位（奇與偶）。對於該 直流控制位元之二可能值的該等替代性編碼路徑之合併機 率與直流控制效能之位準相關。對於具有一5位元三連碼 之一編碼路徑，可評估對於表5之碼可獲得一較高I併機 率，得到/7C(Z=5)=0.9804。 經由在通道位元流位準上之替代的k限制 對於上面5個狀態FSM，經由若干替代（還稱為迁迴，由 於其實際表示從標準編碼路徑透過碼格式結構之一迂迴 來實現㈣制’―旦出現太多零，該等替代便會變得較有 效率。該些替代需要在該碼之FSM之標準使用時不合出現 的-特徵型樣。此類型樣係藉由二連續的位元三連㈣i 010來提供。應注意，字10 丁 W偟用於狀悲S5,其具有可能的 下一狀態S 1及S2，從狀能ς ! 。。 狀怨S1&S2,始終以至少兩個零起始 的字離開。根據r=2限告ι|，★ c , 尿限制，在6位元特徵型樣之前的兩個位 兀並在其之後的一個位亓入 王邛專於零。比較其所替代之全 零序列’該些通道位元铁# 曰代可具有相同或相反同位。相同 同位係藉由以下列方式中 . 、替代來貝現（其中*位元可以係 117428.doc -50- 200805296 *00 000 000 000(初始） *00 101 010 010(替代） 其涉及4個連續三連碼。一旦初始序列舆替代序列之間為 相反同位，可藉由以下列方式涉及3個連續位元三連二… 替代來實現一較低k限制，即1 〇 : *00 000 000(初始）
=> *00 101 010(替代） 應注意，由於該等初始及替代序列之位元型樣具有相反 同位，故在直流控制位元位置處施加替代可局部使直、充可 控制性失效。 對於具有k-10限制之一碼（來自8個本質不同碼集），存 在8個替代，4個離開狀態S1而另外4個離開狀態S5。在位 元錯誤率效能方面，碼izI-M係該些8個碼中的最佳碼。圖 5提供其碼表： 表5 S1 S2 S3 ---- S4 S5 00(0) 000 S3 001 S1 010 S3 100 S3 1 Oft Cl 01⑴ 000 S4 001 S2 010 S4 XV/U 〇! 1 00 Q9 10(2) 000 S1 001 S3 010S1 __010S5 101 Q1 11(3) _ 000 S2 000 S5 010 S2 ^ _l〇〇S5 101 S2 且8個替代係： 117428.doc -51- 200805296 表6 離開狀態 使用者 符號序列 不具/具迁迴之 通道位元序列 抵達狀態 S1 10 10 10(**) 000 000 000=>000 101 010 S1 S1 10 10 11(**) 000 000 000=>000 101 010 S2 S1 10 10 00(**) 000 000 000=>000 101 010 S3 S1 10 10 01(10) 000 000 000=>000 101 010 S4 S5 00 10 10(**) 100 000 000=>!00 101 010 S1 S5 00 10 11(**) 100 000 000=>100 101 010 S2 S5 00 10 00(**) 100 000 000=>100 101 010 S3 S5 00 10 01(10) 100 000 000=>!00 101 010 S4 應注意，對於表6内的該些替代之2個替代，還需要第四 個符號值（使用者位元表示於括弧之間）；對於所有其他6個 替代，第四個符號值之位元係表示為（**)，其暗示著其係π 隨意位元π。同樣地，還可推導用於所有其他7個碼之該等 替代（迂迴），且此資訊類型係在包括該等替代之下列8個碼 表内收集在一起。應注意，在下表内，提供使用者符號而 非使用者雙位元（第四個使用者符號在其相關處指示於括 弧之間）。此外，應注意，直流控制係經由插入訊息位元 流内之插入直流控制位元來完成，且該些直流控制位元係 作為在一使用者雙位元内的首位元而定位。 117428.doc 52- 200805296 本本本卞本木木木木木s]c木木木木本木^|c本木本木木本本木木木卞本木木本本本木本本$
Code*TabIe**Group-08**PCWA-Code**Nr.**08-01*** *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 001 1 0 000 3 0 010 3 0 100 3 0 100 1 1 001 2 1 000 4 1 010 4 1 100 4 1 100 2 2 000 1 2 000 5 2 010 1 2 100 5 2 101 1 3 000 2 3 001 3 3 010 2 3 010 5 3 101 2
Actual-Detours--------------------------------
nr* StartingState* * Symbol-Pattern* ArrivalState*
1 1 222 1 2 1 223 2 3 1 230 3 4 1 231(3) 4 5 5 022 1 6 5 023 2 7 5 030 3 8 5 031(3) 4 氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺氺木.H«氺氺木氺本本氺氺氺本氺氺本本氺氺氺氺氺氺伞水本氺氺本氺本氺氺氺氺本 53- 117428.doc 200805296
Code*Table**Group-08**PCWA-Code**Nr.**08-02*** *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 001 1 0 000 3 0 010 3 0 100 3 0 100 1 1 001 2 1 000 4 1 010 4 1 100 4 1 100 2 2 000 1 2 000 5 2 010 1 2 010 5 2 101 1 3 000 2 3 001 3 3 010 2 3 100 5 3 101 2
Actual-Detours----------------------------------------
nr* StartingState* * Symbol-Pattern* ArrivalState*
1 1 222 1 2 1 223 2 3 1 230 3 4 1 231(2) 4 5 5 022 1 6 5 023 2 7 5 030 3 8 5 031(2) 4 54- 117428.doc 200805296 本本本木本木木本本木木木木s|c木本本木卞本木木木木木本木本本*本本木本sjc本sjc本木本
Code*Table**Group-08**PGWA-Code**Nr.**08-03*** *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 001 2 0 000 4 0 010 4 0 100 4 0 100 2 1 000 1 1 000 5 1 010 1 1 100 5 1 101 1 2 000 2 2 001 3 2 010 2 2 010 5 2 101 2 3 001 1 3 000 3 3 010 3 3 100 3 3 100 1
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1 1 111 1 2 1 112 2 3 1 123 3 4 1 120(2) 4 5 5 311 1 6 5 312 2 7 5 323 3 8 5 320(2) 4 55- 117428.doc 200805296 #|c s|c #jc ^|c ^|c sjc ^c »|c ^|c j|c ?|c ?|c s|c ?|c sfc ?|c ^c »|c s|c ^|c s|c )|c #|c ^|c ^|c «|c
Gode*Table* * Group-08 * *PCWA-Code* *Nr. * *08-04* * * * StateSO 1 * StateS02* StateS 03 * StateS04* StateS05 * 0 001 2 0 000 4 0 010 4 0 100 4 0 100 2 1 000 1 1 000 5 1 010 1 1 010 5 1 101 1 2 000 2 2 001 3 2 010 2 2 100 5 2 101 2 3 001 1 3 000 3 3 010 3 3 100 3 3 100 1
Actual-Detours------------------------------------------
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1 1 111 1 2 1 112 2 3 1 123 3 4 1 120(1) 4 5 5 311 1 6 5 312 2 7 5 323 3 8 5 320(1) 4 56- 117428.doc 200805296 ^|c ^1» ^ι|ι^ *i|* ?|c s^c ^c ^|c #|c *{c s|c s|c «|c s|c ^c
Code*Table**Group-14**PCWA-Code**Nr.** 14-01*** * StateSO 1 * StateS02* StateS03 * StateS04* StateS05 * 0 000 3 0 001 1 0 010 3 0 100 3 0 100 1 1 000 4 1 001 2 1 010 4 1 100 4 1 100 2 2 000 1 2 001 3 2 010 1 2 100 52 101 1 3 000 2 3 000 5 3 010 2 3 010 5 3 101 2
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1 1 222 1 2 1 223 2 3 i 220 3 4 1 221(3) 4 5 5 022 1 6 5 023 2 7 5 020 3 8 5 021(3) 4 -57- 117428.doc 200805296
Code*Table**Group-14**PCWA-Code**Nr.**14>02*** *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 3 0 001 1 0 010 3 0 100 3 0 100 1 1 000 41 001 2 1 010 4 1 100 4 1 100 2 2 000 1 2 001 3 2 010 1 2 010 5 2 101 1 3 000 2 3 000 5 3 010 2 3 100 5 3 101 2
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1 1 222 1 2 1 223 2 3 1 220 3 4 1 221(2) 4 5 5 022 1 6 5 023 2 7 5 020 3 8 5 021(2) 4 58- 117428.doc 200805296
Code*Table**Group-14**PCWA-Code**Nr.**14-03*** *StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05* 0 000 4 0 001 2 0 010 4 0 100 4 0 100 2 1 000 1 1 001 3 1 010 1 1 100 5 1 101 1 2 000 2 2 000 52010 2 2 010 5 2 101 2 3 000 3 3 001 1 3 010 3 3 100 3 3 100 1
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nr* StartingState* * Symbol-Pattern* ArrivalState*
1 1 111 1 2 1 112 2 3 1 113 3 4 1 110(2) 4 5 5 311 1 6 5 312 2 7 5 313 3 8 5 310(2) 4 -59- 117428.doc 200805296 * 伞）{c 伞 木 * sjc 木 * * 木 * s|c 木木木木木 * $ * * s|c 木.sjc ^c 木.* 木 $ * 木木 木
Code*Table**Group-14**PCWA-Code**Nr.**14-04*** * StateSO 1 * StateS02* StateSOS * StateS04* StateSOS * 0 000 4 0 001 2 0 010 4 0 100 4 0 100 2 1 000 1 1 001 3 1 010 1 1 010 5 1 101 1 2 000 2 2 000 5 2 010 2 2 100 5 2 101 2 3 000 3 3 001 1 3 010 3 3 100 3 3 100 1
Actual-Detours------------------------------------------
nr* StartingState* * Symbol-Pattern* ArrivalState*
1 1 111 1 2 1 112 2 3 1 113 3 4 1 110(1) 4 5 5 311 1 6 5 312 2 7 5 313 3 8 5 310(1) 4 •60- 117428.doc 200805296 硬決策RLL解碼 對於上述碼08-01至〇8_〇4與14 〇1至14_〇4，包括用於該^ 限制之替代，可採用兩種方式來完成硬決策rll解碼。 (1)先經由以下來執行逆向替代 *00 101 010(替代） => ^ *00 000 000(初始） • 隨後跟隨滑塊解碼器用於不具k限制之碼（如從該碼之基本 5個狀態FSM所推導），或： (11)將二上述操作（逆向替代+RLL滑塊解碼）整合成一單 適應性滑塊解碼器；對於上述碼，該解碼器的滑 塊長度為5。對於碼14_〇2，整合式滑塊解碼器以及 布林邏輯係顯示於圖4内。 【圖式簡單說明】 現將參考附圖及圖表說明本發明。 _ 圖1顯示用於同位互補字分配的樹狀圖。 圖2顯示用於d=l及r=2RLL限制之狀態變遷圖。 圖3顯示使用軟決策位元偵測與軟輸入軟輸出RLL解碼 * 裔之一 $己錄及播放系統。 ^ 圖4顯示用於該等選定碼（碼14-02)之一者之滑塊解碼器 以及相應布林邏輯。 圖5顯示在光學記錄中用於軟決策解碼之Bliss方案之較 佳組態。 【主要元件符號說明】 117428.doc -61 - 200805296 90 91 92 93 94 95 96 LDPC編碼器 RLL編碼器 NRZI編碼器 記錄載體 SISO通道偵測器 SISO-RLL解碼器 LDPC解碼器
117428.doc -62-

Claims (1)

  1. 200805296 十、申請專利範圍： 1. -種藉由一整體通道碼將一使用者位元流轉換成一編碼 位元流之方法，其包含以下步驟： - 將从位元資訊字係轉換成N位元碼字， -藉由以一預定重複週期，採用一循環重複次序來序 Β 連一數目S的子碼以實現該整體通道碼，其中該等子碼 ~ 之各子碼接收％位元資訊字，其中％係用於轉換成％位元 φ 碼字之各該等子碼之一整數特徵，其中％係用於各該等 子碼之一整數特徵，且其中對於各子碼，該特徵整數％ 大於該特徵整數％，使得在該重複週期内所有子碼之％ 數目之和等於M，而在該重複週期内所有子碼之％數目 之和等於N，以及： - 對於各子碼，將其％位元碼字分成一數目的不同 碼字類型並將其％位元碼字配置成編碼狀態的個編碼 種類，使得對於一給定子碼，若下一子碼之後續碼子屬 _ 於具有索引L +1-丨之編碼種類之編碼狀態之一，類型r之 一％位元碼字可與該下一子碼之一〜位元碼字序連於一 序連碼字集内，其中ί係在1至之間的一整數，從而實 . 現產生該編碼位元流之該整體通道碼之該Ν位元碼 字，以及 - 產生一輸出資訊序列，其包含以下步驟： -藉由以一預定間隔將一第一直流控制位元插入一 輸入資訊序列來產生一第一輸出資訊序列， -藉由以該等預定間隔將不同於該第一直流控制位 117428.doc 200805296 70之第二直流控制位元插入該輸入資訊序列來產 第二輸出資句& .. 、α序列，在產生一輸出資訊序列之該步驟 後進行： #由忒整體通道碼所實現的一第一碼轉換步驟，豆 包含： 〃 上$由執行該資訊序列產生構件依據該整體碼所產
    生之4第-輪出資訊序列之一碼轉換來產生一第一臨時 碼序列， 藉由執行該資訊序列產生構件依據該整體碼所產 生之W亥第—輸出二身訊序列之一碼轉換來產纟一第二臨時 碼序列， /、特彳攻為，產生一第一臨時碼序列之該步驟及產生 第- ^時碼序列之該步驟應用_編碼規則，藉由該編 ' 田由一有限狀態碼轉換表來表示編碼規則時， 碼字係分配給資訊字，使得當從一預定初始狀態開始編 碼=該第-料碼序狀一第一職態與從該預定初始 狀態開始編碼的該第二臨時碼序列之一第二碼狀態相同 時，包括於該第一臨時碼序列内的編碼位元之一總和之 2的補數始終不同於包括於該第=臨時碼彳列内的編 碼位7G之一總和之另一 2的補數，且在產生一第一臨時 碼序列之該步驟與產生一第二臨時碼序列之該步驟之後 進行： -選擇由該第一碼轉換構件所產生之該第一臨時碼序 列或由該第二碼轉換構件所產生之該第二臨時碼序列， 117428.doc -2 - 200805296 視與該編碼位元流之一直流含量相關之至少一參數之一 值而定。 2·如請求項1之方法，其中該碼字類型係由該碼字之若干 尾隨位元決定。 3·如請求項1之方法，其中該碼字類型係由該碼字之所有 位元以及一前碼字之至少一位元來決定。 4·如睛求項2或3之方法，其中實現該編碼位元流之#位元 碼之該序連集滿足一 dkr限制，其中d係指在該編碼位元 流内二連續1位元之間〇位元的最小數目，而k係指在該 編碼位元流内二連續1位元之間0位元的最大數目，且其 中"指示一 1位元之後d個〇位元之連續最小執行之最大數 目〇 5 ·如請求項4之方法 之數目不大於T7 max 定義為具有至少一編碼狀態。 ’其中不同碼字類型Γ及非空編碼種類 :l + (>/ + l)x(r + l)，其中一非空編碼種類係 6 · 如凊求項4之方法 空編碼種類之數目 7·如請求項5之方法 8·如請求項7之方法 於1。
    ’其中不同碼字類型之數目不同非 ’荨於 7"_=l + ((i + l)x(r + l)。 ’其中d=l及r=2，且等於7。 ，其中且其中子碼之數目S等 碼具有m=2及η=3之 9 ·如請求項8 α 只6之方法，其中該單一子 映射。 10 ·如請求項5 > 士、+ 、 中對於各該等子碼，該等非 工、為竭種類之各種類的編碼狀態包含 、…、 117428,doc 200805296 碼狀態，其中省略顯然空編碼種類， 編碼種類之非零數目狀態之數目 仵由於表不非空 田认々土曰7 〇: > 2 ·—化似且提供 用於该考$子碼之總編碼狀態數目，進— 給定考量種類之只個編碼狀_ " 狀怂之各編碼狀態也係具有 一大於之索引之所有種類之一編碼狀態。 11.
    如請求項7之方法，其中對於夂早 了於各子碼，尾隨位元係藉由 下列規則集而指定用於不同碼字類型，即， 第一類型的《位元碼字以"〇〇”結尾， 第二類型的《位元碼字以” 〇〇1〇 ”結尾， 第三類型的《位元碼字以”001010"結尾， 弟四類型的π位元碼字以’’ 00101010 Η結尾， 第五類型的《位元碼字以’’ 〇〇1 ”結尾， 第六類型的《位元碼字以π 00101 "結尾， 第七類型的/7位元碼字以"〇〇1〇1〇1 ”結尾， 其中屬於不同編碼種類之該等碼字之前導位元係藉由下 列規則集來定義，即， 第一種類編碼狀態之η位元碼字以” 00"起始， 弟一種類編碼狀悲之《位元碼字以” 〇〇 "或"〇1〇〇 "起始， 弟二種類編碼狀態之η位元碼字以，，〇〇，，、，，〇1〇〇 ”或"〇1〇觸， 起始， 弟四種類編碼狀態之”位元碼字以”⑻”、” 0100 ”、》1 ⑻ 或 ”01010100"起始， 苐五種類編碼狀態之Π位元碼字以"〇〇 "、n Q1QQ "、 ”010100π、”01010100” 或，，Η)〇"起始， 117428.doc -4- 200805296 第六種類編碼狀態之《位元碼字以” 00 „、π 〇1〇〇 ”、 丨’010100”、"01010100，，、π 100” 或 ”10100”起始， 第七種類編碼狀態之π位元碼字以，，00 „、，，0100"、 ”麵〇〇”、"_10100"、”100”、”10100"或， 12·如請求項10之方法，其中非顯然編碼種類r之一數目等 於6，編碼種類號碼4係空編碼種類，從而產生凡=〇，且 2中用於各該等非顯然編碼種類Γ之編碼狀態的編碼狀 態數目化、以、〜、巧、〜、力總計為、巧=2、 朽=3、、ρ6=5及 /?7=5。 13. 如請求項12之方法，其中一有限,限制係透過一額外編 馬外Λ又來Η現，s亥額外編碼外殼在添加至具有該碼之一 基本2對3映射的一有限狀態機之該編碼位元流上具有替 代。 14. 如請求項13之方法，其中包含替換一原始碼字序列之一 替代性碼字序列之此類替代具有編碼位元之和之一同位 或2的補數與該原始碼字序列之編碼位元之和之一同位 或2的補數相同。 15. 如請求項13之方法，其中包含替換一原始碼字序列之一 替代性碼字序狀此類替代具有編碼位元之和之一同位 或2的補數與該原始碼字序列之編碼位元之和之一同位 或2的補數相反。 16·如請求項15之方法，甘士 其中一 k=1〇限制係透過該額外編碼 外殼來實現，該額夕卜姐m L 卜、扁碼外设在該編碼位元流上具有替 代0 117428.doc 200805296 17·如請求項12之方法，其中使用一單一子碼且其中該單一 子碼之一碼表係提供如下。 S1 S2 S3 S4 ,S5 00(0) 000 S3 001 S1 010 S3 100 S3 100 S1 0KD 000 S4 001 S2 010 S4 100 S4 100 S2 1〇⑵ 000 S1 001 S3 010 S1 010 S5 101 S1 11(3) 000 S2 000 S5 010 S2 100 S5 101 S2
    18.如請求項16之方法，其中在該額外編碼外殼内的該等替 代係提供如下。 離開狀態 使用者符號序列 不帶/帶迂迴之通道位元序列 抵達狀態 S1 101 010(**) 000 000 000=>000 101 010 S1 S1 101 011(**) 000 000 000=>000 101 010 S2 S1 101 000(**) 000 000 000=>000 101 010 S3 S1 101 001(10) 000 000 000->000 101 010 S4 S5 001 0!0(**) 100 000 000=>100 101 010 S1 S5 001 011(**) 100 000 000=>!00 101 010 S2 S5 001 000(**) 100 000 000=>!00 101 010 S3 S5 001 001(10) 100 000 000=>!00 101 010 S4 19. 一種將使用如請求項18之方法所獲得之一碼所轉換之一 編碼位元流轉換成一使用者位元流之方法，其包含應用 一滑塊解碼器之步驟，其中用於包括具有該等通道替代 之該額外編碼外殼之該碼之滑塊解碼器之一布林運算式 係提供如下： K = C6C9C1〇 + C3C5 + C6CnC13 + C3C6C8 + + 20· —種用於藉由一整體通道碼將M位元資訊字轉換成ΛΜ立 元碼字來轉換一使用者位元流為一編碼位元流之編碼 117428.doc -6- 200805296 器’該編碼器包含以—預定重複週期採用1環 複之子編碼器，各子編碼器使用一子碼，《中:人重 气係配置成用以接收w，位元資訊字，盆备 馬 專子碼之-整數特徵並配置成用以將所接收的切,位元次 訊字轉換成《，位元碼字，其中^系用於各該 貝
    且其中對於各子碼，該特徵整數二= 整數m,.，使得在該重複週期内所有子碼之·目之和等 於从，而㈣重複週期内所有子碼之樣目之和等於#， 其中對於各子碼’其位元碼字係分成一數目L個不同 碼字類型並將其”,位元碼字配置成U編碼^的編碼 狀態’使得對於一給定子碼，若下一子碼之後繼碼字屬 於具有索引L+1-r之編碼種類的編碼狀態之一，則類型^ 的一 〃，位元碼字可與該下一子碼之一 I位元碼字序連於 碼字之一序連集内，其中r係在丨至^之間的一整數，從而 產生該編碼位元流並實現該整體通道碼之該N位元碼字， 以及： - 包含輸出資訊序列產生構件，其用於藉由以預定間 隔將一第一直流控制位元插入一輸入資訊序列來產生一 第一輸出資訊序列’並用於藉由以該等預定間隔將不同 於該第一直流控制位元之一第二直流控制插入該輸入資 訊序列來產生一第二輸出資訊序列，以及·· - 進一步包含藉由該整體通道碼所實現之一第一碼轉 換構件，其用於藉由使用其子碼進行該資訊序列產生構 件依據該整體碼所產生之該第一輸出資訊序列之一碼轉 117428.doc 200805296 換來產±帛- g品時碼序列；以及藉由該整體通道石馬所 實現之-第二碼轉換構件’其用於藉由使用其子碼進行 該資訊序列產生構件依據該整體碼所產生之該第二輸出 資訊序列之一碼轉換來產生一第二臨時碼序列，此外： -其特徵為該等第—及第二碼轉換構件使用—編碼規 * 則，藉由該編碼規則，在該編碼規則由-有限狀態碼轉 . 換表來表示之情況下’碼字係分配給資訊字，使得在從 • 一預定初始狀態開始編碼之該第一臨時碼序列之一第一 碼狀態與從該默初始狀㈣始編碼之該第：臨時碼序 列之一第二碼狀態相同之情況下，包括於該第一臨時碼 序列内的編碼位元之一和之一 2的補數始終不同於包括於 該第二臨時碼序列内的編碼位元之另一和之一2的補數， 且進一步： _包含一選擇構件，其用於選擇由該第一碼轉換構件 所產生之該第一臨時碼序列或由該第二碼轉換構件所產 籲 生之該第二臨時碼序列，視與該編碼位元流之一直流含 量相關之至少一參數之一值而定。 21·如請求項20之編碼器，其中該碼字類型係由該碼字之若 ^ 干尾隨位元決定。 ，22·如請求項20之編碼器，其中該碼字類型係由該碼字之所 有位元以及一剷碼字之至少一位元來決定。 23·如請求項21或22之編碼器，其中實現該編碼位元流之# 位π碼字之該序連集滿足一 dkr限制，其中d係指在該編 碼位元流内二連續丨位元之間〇位元的最小數目，而1^系 I17428.doc 200805296 指在該編碼位元流内二連續1位元之間〇位元的最大數 目，且其中r指示一〗位元之後4個〇位元之連續最小執行 之最大數目。 24·如請求項23之編碼器，其中不同碼字類型Γ及非空編碼 種類之數目不大於l=1+(心1)x(r+1)，其中一非空編碼種 類係疋義為具有至少一編碼狀態。 25·如請求項23之編碼器，其中不同碼字類型之數目r及不 同非空編碼種類之數目+(心1)x(r + 1)。 26·如請求項24之編碼器，其中d=1及r==2，且u等於7。 27.如請求項26之編碼器，其中Γ = Γ_=7且其中子碼之數目s 等於1。 28.如請求項27之編碼器，其中該單一子碼使用具有讲=2及 π=3之一映射。 29·如請求項24之編碼器，其中對於各該等子碼，該等hr 非空編碼種類之各種類之編碼狀態包含 ° P2 \ …、pmax
    編碼狀態，其中省略顯然空編碼種類，使得由於表示非 空編碼種類之非零數目狀態之數目A ^ i $ 2 Pmax 儿 Pmax 提^ 供用於該考量子碼之編碼狀態之總數目，進一步特徵化 為一給定考量種類％"之凡個編碼狀態之各編碼狀態1係 具有一大於ί之索引之所有種類之一編碼狀態。 尾隨位元 即， 30·如請求項26之編碼器，其中對於各子編嗎器 係藉由下列規則集而指定用於不同碼字類型 第一類型的π位元碼字以"〇〇”結尾， 第二類型的π位元碼字以"〇〇1〇 "結尾， 117428.doc 200805296 第三類型的π位元碼字以”001010”結尾， 第四類型的π位元碼字以” 00101010”結尾，第五類型的π位 元碼字以Π00Γ結尾， 第六類型的/7位元碼字以π 0010Γ結尾， 第七類型的π位元碼字以’’ 0010101"結尾， 且其中屬於不同編碼種類之該等碼字之前導位元係藉由 下列規則集來決定，即，
    第一種類編碼狀態之《位元碼字以η 00"起始， 第二種類編碼狀態之《位元碼字以” 00”或” 0100’’起始， 第三種類編碼狀態之η位元碼字以π 00 π、π 0100 π或” 010100" 起始， 第四種類編碼狀態之π位元碼字以"00 ”” 0100 ”、” 010100『 或"01010100”起始， 第五種類編碼狀態之η位元碼字以"00 ”、” 0100 π、 ’’010100”、”01010100”或”100”起始， 第六種類編碼狀態之Μ位元碼字以’’ 00 ”、11 0100 ’·、 "010100 ”、" 01010100 ’’、Η 100π 或”10100"起始， 第七種類編碼狀態之位元碼字以"〇〇π、” 0100”、” 010100”、 ”01010100”、”100”、”10100” 或 ”1010100”起始。 3 1.如請求項30之編碼器，其中非顯然編碼種類r之一數目 等於6，編碼種類號碼4係空編碼種類，從而產生；74 =0， 且其中用於各該等非顯然編碼種類Γ之編碼狀態的數目 Pi 、、/^ 、尸5 、、夕7、總、言十為 A =2、 ρ2 =2、 /?3=3、 ρ5=4、/?6=5及/?7=50 117428.doc -10- 200805296 之 限 =求項31之編碼器，其中該子編碼器包含具有一 一土本2對3映射之—有限狀態機，且其中透 狀態機頂部的-額外編碼外殼來實現—有限k限制:有 33· ^求項32之編碼器，其包含用於透過—額外編 來實現-有限k限制之構件，該額外編碼外殼在添加： 具有6亥碼之-（基本）2對3映射之一有限狀態機之編碼位 元流上具有替代。
    34·如請求項33之編碼器，其中包含替換一原始碼字序列之 -替代性碼字序列之此類替代具有編碼位元之和之一同 位或2的補數與該原始碼字序列之編碼位元之和之一同 位或2的補數相同。 35.如請求項33之編碼器，其中包含替換一原始碼字序列之 一替代性碼字序列之此類替代具有編碼位元之和之一同 位或2的補數與該原始碼字序列之編碼位元之和之一同 位或2的補數相反。 36·如請求項34之編碼器，其中該有限（限制具有一 k=1〇限 制。 37·如請求項32之編碼器，其中該編碼器包含用於使用一單 一子碼之一單一子編碼器且其中該單一子碼之一碼表係 提供如下。 S1 S2 S3 S4 S5 00(0) 000 S3 001 S1 010 S3 100 S3 L 1〇〇 S1 01(1) 000 S4 001 S2 010 S4 100 S4 100 S2 10(2) ^ 000 S1' 001 S3 010 S1 010 S5 101 S1 11(3) 000 S2 000 S5 010 S2 100 S5 101 S2 117428.doc -11- 200805296 3 8.如請求項36之編碼器，其中在該額外編碼外殼内的該等 替代係提供如下。 離開狀態 使用者符號序列 不帶/帶迂迴之通道位元序列 抵達狀態 S1 10 10 10(**) 000 000 000=>000 101 010 S1 S1 10 10 11 (**) 000 000 000=>000 101 010 S2 S1 10 10 00 (**) 000 000 000=>000 101 010 S3 S1 10 10 01 (10) 000 000 000=>000 101 010 S4 S5 00 10 10(**) 100 000 000=>!00 101 010 S1 S5 00 10 11 (**) 100 000 000=>100 101 010 S2 S5 00 10 00(**) 100 000 000=>100 101 010 S3 S5 00 10 01(10) 100 000 000=>!00 101 010 S4
    3 9. —種包含一具有一編碼位元流之信號之記錄載體，該編 碼.位元流係使用如請求項1至3中任一項之方法所編碼。 40. —種包含如請求項20至22中任一項之編碼器之記錄器。
    I17428.doc -12-
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