TW201014201A - Method for encoding, method for decoding, and method for generating a parity check matrix - Google Patents

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201014201 六、發明說明： 【發明所屬之技術領域】 ； 本發明係關於同位核對碼及同位基礎的後處理領域。 【先前技術】 _ 為了可靠之資料復原，在高密度資料儲存系統中，採用 進步的位元偵測技術，諸如同位回應最大可能性（PRML) 或雜訊預估最大可能性（NPML)。為進一步改進系統效能， 例如在Cideciyan等人的〈雜訊預估最大可能性偵測兼併同位 核對基礎之後處理〉（IEEE Trans. Magn.，第37卷，714-720頁， 2001年3月），擬議同位基礎之後處理於磁性儲存系統，以 ❹及Cai等人的〈對d=l光學記錄通道之同位核對碼及後處理〉 (IEEE Trans. Magn.，第 41 卷，4338-4340 頁，2005 年 11 月），用於光學儲存系統。Saeki等人在美國專利第6,581，184 號亦揭示同位基礎之後位元偵測器處理。此等計劃使用簡單 同位核對瑪’在位元偵測器之後’偵測主要錯誤形態，其中 採用後處理器來核正此等錯誤形態。相對應簡化系統設置， 如第1圖所示。 第1圖表示後偵測器處理之先前技術系統設置。同位核 對編碼器103置於調制編碼器102之後，相對應地，同位基 ❹ 礎之後處理器107直接置於位元偵測器1〇6後面。 同位基礎之後處理107基於位元偵測器106的位元決 定，以及在不同位置之預定錯誤形態（此等錯誤形態是位元 偵測器後的主要錯誤，可利用模擬或理論分析決定），評估雜 訊PR訊號和重構PR訊號間之交叉相關。基於交又相關值， 可為改錯識別最易發生錯誤事件之型式、極性和位置。 已知在光學和磁性記錄中，於通道調制後，在記錄侧規 則性插入若干同位位元，旨在可於讀回侧進行後處理，以改 正最可能的錯誤事件。其例載於us 6,581，184號中。其中所 用「同位位元」概念之定義為，關係到「同位資訊」，、用來 「偵測特殊錯誤序列」。以下亦稱「同位核對位元」，而等同 3 201014201 步獅同位核對位元插人之作用，亦指稱為「同位核 ^記錄側，為偵測特殊錯誤形態，把同位核對碼正規插 道調制過位元連流之已知措施，可見有如下缺點·· •因為是在通道調制後實施，故同位核對位元之插入必 須特別設計，故除了在連流内任何位置，識別所有經 常錯誤形態外，其輸出保留順應調制拘限，像最小/ 最大連值長度（RLL)或最大過渡運轉（MTR)。因

此，較之單獨為同位核對拘限而設計的同位核對位元 插入，乃發生速率損失。 •調制解碼器（以下亦稱為通道解調器）會造成錯誤傳 播，造成整體系統效能判斷困難。因為此項錯誤傳 播，增加同位核對位元數不一定能改進改錯效能，至 少在習知改錯解碼器後測量改錯效能是如此，而此等 系統率皆如此。 【發明内容】 士發明擬議—種新策略，把通道調制和同位核對位元插 ^亦稱為「同位核對編碼」）之順序顛倒：在記錄侧，於習 H編碼之後，先插入同位核對位元，供侧特殊錯誤形 後’所得位元連流經通道調制。相對應地，在讀回 則，於通道解調後，發生同位核對位元基礎之後處理。 本發明亦關係到同位核對位元插入計劃，容許基於同位 症候群’識別和部份定位錯誤形態。 因為所擬議處理步驟之新順序，同位核對位絲礎 =可逕用：來自軟體決定調制解碼器之軟式輸出（例如記 比LLR可靠性），或來自聯合式（位元偵測器+調 本發明載目位;f靖位元基礎之後處理方法，從軟式 ^街生失落的錯誤形蚊位（町亦獅誤位置資訊），藉相 關LLR值之記號翻轉’朗最或叙難形態，並分析同位 201014201 %之’蚊是娜持魏贼狀錯誤形態。 ^ ^道^觸記侧之最後處理步驟 ，自動滿足通道 計劏。二何碼率損失，不論涉及何種同位核對插入 • 調制拘限，無額外碼率損失。 C能’因為已消_解碼器後之主要錯 改鈣^t f習知改錯解碼器之後，也期待有更好的 誤?曰、、=°系統效能增進是因調制解碼器後的主要錯 ❹ 計=的:=計在改錯解瑪器之後，有比先前 【實施方式】 j參見附〒所示具體例詳述本發明如下。 概齡統設置，顯示具有如下缺點： 核對編碼器103後之調制拘限（例如連值 拍^门同位核對碼必須設計成’同時滿足調制 核對拘限。因此，與單獨為同位核對拘限 ΪΓί f立核對碼相較，發生碼率損失，參見Cai 理〉，侧/丁㈣光學記錄通道之同位核對碼及後處 fE r3nS· Magn· ’ 第 41 卷，4338_4340 頁， 2005年11月。 只 ⑽臟，於同位核 U調制解碼n 1()8，可能有錯誤傳播，致 難乂 —等人的〈論雖記錄S 中Π等核對碼之效能〉，Proc IEEE G1〇bec〇m，〇〇 1877-1881頁’觀察到提高同位核對編瑪器内同位數 ^不-定造成改錯解瑪H 1()9後有更佳改錯效 因為調制解碼器108造成錯誤傳播之故。 本發明解決習知在位元侧器1〇6後 礎後處理之上述缺點。本發騎對·· 卿位tl基 5 201014201 • 單同位核對碼’以識別(即偵測發生)預 •健對位元基礎之後處理，從軟式決定調 ，，碼1§ 207 (有時亦稱為通道解調器），或從軟 合位元偵測器/調制解碼器206,207，開發軟 瑪器同2^核f編碼器是設計來識別預定錯誤形態，係調變解 ^ 2〇6 207 A主要錯誤事件，賴合位元備測器/調變解碼 ❹ ' 土於軟式資訊（亦稱為有關資料位元之可靠 203前之酬載位元，並基雜 症候群向量（主宰同位核對編碼器202)，可 為改錯識別錯誤事件類型及其位置。 明瞭子位元基礎之後處理及所述缺點，本發 非° 核對編碼器202應置於調變編碼器203之前，而 3發明同位姆位元基礎之後處理2〇，Ϊ 發 後，=二置’係在調制解碑器-之 式識別用之同位核對瑪 产。t二代表同位核對碼的資訊字長度和碼字長 :資訊子=子分別指定丛：叫咕，叫义，和j 操作。此己U T心―橫仃或-直行向量Ί]"之轉位 做為線性段碼之特殊類，由於Η ,ΙΤ,ΐ：" ?0 cl=ul, C2=U2, ..., ck=uk, cn=m〇d(ul+u2+...+uk, 2) 6 201014201 其中n=k+l，而mod(x，2)指χ之禮极仏 對矩陣只是單-的全- Ixn向量，。相對f之同二立核 (模 2)。 LI 1 1..· 1] ’ 而 在調制解碼器207後，對同位核對碼 誤。令^_指可能之錯誤向量。若症彳 子了此會有錯 等於零，則㈣是可偵測之^ 而言，奇數權值（於此，權值餘誤—單@位核對碼 部錯誤事件，_零症候群向量之0故，數目）之全 使用周期性核#形態之链祖,、方彳

記錄ί/(Γϋ等親定之錯誤事件：顧於垂直 =3下之周期性二元核對形態，伽IK 誤’稱為{1} (τ指錯誤位元）， 量内之位元錯誤位置為何。 曰誤白 ⑼假設發生長度2之錯誤事件’稱為{11} ❹ ，態_01] ’能夠偵測此錯誤事件，無；= (ill)顧及長度3的錯誤事件。有二種截然不同之此類錯誤 事件，即{ill}和{ίο”。就錯誤事件{111}而言，周期三丄 兀*形態[100100100...]可在任何隨意位置偵測此事件。 面，以錯誤事件{101}而言，使用核對形態[100100100 率是2/3 ’由第3圖可知。易言之’使用核對形離 [100100100"·] ’在其3個可能之相對位置中，只能在 錯事件{101}。第3圖表示使用核對形態[1〇〇1⑻1〇〇 或然率，錯誤事件{101}可否债測’視錯誤事件和核對 ^ 之相對位置而定。 為可靠偵測長度3的二錯誤事件，必須還要一個核對形 7 201014201 態，為[100100100.·.]的移位版，例如[001001001 ]。此二核 對形態可解說成核對形態[100100100..·]之二「相位」，ϋ 必須二者兼實施，亦構成二橫行之相對應同位核對矩陣。^ 即為了偵錯，必須有此二同位核對位元。賦予此二核對形 態，錯誤事件{111}之症候群向量是[lirr。錯誤事件{1〇1乂 症候群向量是[lirr或[01ΓΤ，視錯誤事件的位置而定。 一般而言，為長度L·之隨意錯誤事件，相位之周如祕 核對形態： 喔 u 1 〇八(L-1)…] ❹ ❹ 即足在任何位置偵測錯誤事件。在此’標記”應指”〇, 重複(L-1)次。使用L相位之核對形態： .曰 [1 〇A(L-l) 1 〇A(L-l)...] 構成L橫行之同位核對矩陣，對長度L之隨意錯誤 言，症候群向量為非零。 ,干而 羞錯誤型識別之因付核對礁設計 在J· Moon等人的〈規定錯誤事件之偵 (f 2057-2062 I，Proc. IEEE ICC05) t iS:進行後處理，同第1圖所示。同位核對： 正如本發明所擬議，為了在調制解碼器2〇7 (具 後的同位基礎之後處理2〇8，宜設計同位核碼 為，另外能夠識別並盡可能可以定位錯誤類 ， ==誤形態之任務，以下職予錯誤== 即在同位核對碼設計之前，主要錯誤事件 疋），知詳述識錯同位核對碼之設計過程。 一、 假設主要錯誤事件之最大長度為Lm，首 本核對形_陣Hb，其巾基 數之合計，而"lem(a:b)"應指a至b整數 部整 決定核對形態矩陣™之橫行，為核^常態t數不同相 201014201 位： ，，[1 =Ai 1 〇Ai...]，其中 OSi^Lm-l 在’’[1 0、丨〇Λί ]，，内的零連值長度"Γ,，是在各組橫行内之 嘗數’說明同樣核對形態之不同相位。延、續Hb的橫行，"i" 可取數严 0,1，1，2, 2, 2, 3, 3, 3, 3，。 所得核_態轉B，能夠侧長度達Lm的全 ’至少若錯誤事件完全位在長度η之核對視窗内。此册 总果’可藉拙的重複啣接，構成同位核對矩陣Η，Η 、旎，偵測全部錯誤事件，不論其在碼字内之位置。 ❹ ❹ 矩陣iit，m=sum(1:3)=_q=lcm(1:3)=6 而言，核對形態 1 〇 1 ο 1 〇 〇 1 0 1 Ο 1 10 0 10 0 0 10 0 10 .00100

Hb ^此核對形態矩陣Hb ’對錯誤形態識別而言可 程是找到最少數的同位核對，和相物 内之入™内所含副1且，為識別被錯誤形態矣 円之全部錯誤形態，足夠但不冗贅。 錯誤形態識別之充分而必要條件是. 群向====之全部錯誤形態，所有㈣ 的錯n⑺：症料向4賣錯誤轉組，細任何不民 指定矩陣Hb ’例如藉逐漸增加同 即可找到最㈣健雌。脚’ ㈣是否滿足上述錯誤形態識別二條u 一 ^ 此項搜尋鱗，直_麵錯騎有組合；動 201014201 例如假設有三種主要錯誤事件{1}，{11}，{111}，是發生 在調制解碼器207之後。則發現具有最少數同位核對之 核對形態矩陣為： H, 1 0 0 1 0 0' 0 10 0 10 0 0 1 0 0 1 逐一審視錯誤事件，相對應症候群向量評估如下： (i) 錯誤事件{1}:

= H^lOOOOOf = [l〇〇f, Si 2 = Η,ΙΟΙΟΟΟΟ^ = [〇1〇]r \3 =珲[001000『=[001『，Si4 =Hl[000100f =[100『 =s"， 意即對錯誤事件〇}有三種症候群向量存在，f’[1〇〇]AT 或[001]AT，視其對H1内所界定核對形態之相對位置’ =定。於此和下述，s,"的概念指第i個錯誤形態之症候群 量，具有，位元之圓形右移，其中ISjgq。 (ii) 錯誤事件{11}: 對於錯誤事件{11}，可類似錯誤事件{1}評估症候群向 重。發現有三個症候群向量存在，即[11〇1ΛΤ [101]ΑΤ。 ，L j 丄和 (iii)對錯誤事件{111}，只有一症候群向量[m 錯誤事件發生在何處。 對此三種錯誤事件，症候群向量為非零，而截然不 不論錯誤事件在核對視窗内的位置如何。所以，界定片 核對形態矩陣’供錯誤形態麵。錯誤形態識別狀 = 陣’H1的重複喻接，視瑪字長度而定^ 對可的系統碼而言U=[ul，u2,...，此忾，三個同位核 pl=(ul+u4+u7+...) modul-2 p2=(u2+u5+u8+...) modulo-2 p3=(u3+u6+u9+...) modulo-2, 201014201 而得碼字為 ^=[ul，u2,…，uk，pl，p2 D31at #4· uu 丄 =位核對矩陣為H—，H1，H1，·’·.，q，其中二； 生：總之，型式識錯之適用同位核對碼，係以下述三步驟街 核對:賦予預定的主要錯誤事件，構成維度mxq之 二轉 Hb ’ 其中 m=sum(1:Lm) W丨GAi ··]之不同相位其中 1。Lm疋錯誤事件之最大長度。 一 件係找产册内最少橫行數之適當組合，若錯誤事 件'。、長度q-lcm(l:Lm)之核對視窗内，則可識別全部錯誤事 如丨ίϊϊ21:重複喻接励，得適當同位核對矩陣Η，能夠 識別錯誤事件，猶其位置如何。 能夠 評估因陣之周雛賴，雜群向量之編碼和 法定的同位基礎之徭虛琿 第4圖表示同位基礎之後處理，開發LLR值，源 魯 2〇7，或軟_聯合位元偵測器/調制 施丨ί進軟出調制解碼或軟進軟出位元侧/糊解喝，在 元。常之提式決^資料位元，相當於酬載位 I用的軟式決定是記載可能性比（LLR)，其定義為：

尤⑷= l〇gfi^M ^(=l|r) 枋，LLR值之符號相當於有關c，之硬式決定，即同位 碼子之碼位元，等於調制編碼器之資訊位元，而r 5解碼器或聯合位元偵測器/調制解碼器之軟進向量。 LLR值的幅度，賦予硬式決定之可靠性，其中LLR值小 11 201014201

Si:以指示潛在錯誤。所以’潛在錯誤位置可按 =之後處理，是以小幅度潛在有誤LLR值的 轉’在符號翻轉後，檢查同位核對方程式 符，位核對方程式，則以高度或然率改正主/錯誤轉後， 驟·第4 ®表讀式決定關位基礎之後處理，詳述如下步 龙鄉(B1):症候群向量評估 參 候群贴她_當於硬錢定，时評估症 麵(B2):識錯形態 許誤論各預定錯誤事件造成一些症候群向量，因 ί ;=量：合相當於預定錯誤事件之:何症二 i主4。另方面，同位核對碼之設計，是 為主，錯誤事件。因此，不能朗的錯誤或然率低。 兔鄉(Β3):測定潛在錯誤位置406 3 LLR值之幅度’可測定潛在錯誤位置 ί 以下之全部—值，標觀為潛在有誤之4 列表’標觀為潛在有誤之LLR Ϊ Si ίΐ表可以選擇效益和計算複雜性之間的權衡。 細:潛在有誤LLR值之記號轉4〇7 在步驟（Β3)測定的潛在錯誤位置 潛 Γ組合配合步驟（Β2)内識別的St，ΪΪ 相對應位置的LLR值記號即翻轉。 號Ϊ轉後，再度檢查4〇8同位核對方程式。若滿足 全糊位核對方程式’即症候群向量成為全零向量，即完成 12 201014201 409後處理，保持翻轉過記號。否則，在步驟（B4)檢查其 他潛在錯誤位置，直至全部位置均已檢查過41〇。 本發明可應用於各種通訊系統。 盧题調制解碼器，即通道解調器，引起之錯誤傳碑 /先前技術把同位核對碼1〇3置於調制編碼器1〇2之後， 往往以RLL編碼器具體為之，即注意位元制器1()6之後和 調制解碼H 108之前的錯誤雜，姆獻虹解碼器具體 為之。 、

、本發明設置不同’見第2圖。在調制解碼器2()7 (亦稱 通道解調器）後偵測和改正錯誤形態。以此設置，可克服因 調制（RLL)解碼器207引起的錯誤傳播，至某種程度。第2 ，示結構之進-步優點是，可促效聯合位 巧碼器2〇6,2〇7，係RLL、編碼器和PR通道喻接之最佳接收 器0 -有關錯誤形轉辞測和企仲 -沾在’所發生同位核對碼’對某些錯誤形態是獨 某一症候群形態，得知發生什麼錯誤形態。尤 有甚者，亦提供關於錯誤形態^^之若干（雖非 ί二，除核對視窗内某些可能的誤差形態位置。以上述 實施例而a ’至少在單-「基本核對職矩陣」H1内，觀察 ΐί [ΓΓ組’雜知道錯誤事件_式是⑴，而且位 置在或4 (而非2或3)〇易言之，賦予至少蓋±位置資 =。以H1的n倍喻接而言，事情相似。以實施^丨兄J資 可提供某些位置資訊。在識錯位置:程 中，應開發按照症候群向量之可得位置資訊。 生。其餘錯誤資訊則纟通道解碼_ ’從觀察llr值的幅度衍 位在核掛視_肉4缓誤搴侔 對於^括在某些内部位置含，，。”的錯誤職之 組，應注思二相鄰基本核對矩陣Hb間之邊界二於^候^ 13 201014201 估之際，已實際滑動核對視窗。若 攔’和第二u左起)第併在(一最起左最末 移動Hb内之全部橫行，即可得 ^起，冋時右圓圈 _b3 _等，二串:車對 ，陣。得修飾之基本㈣矩陣，為匕 所IT橫Λ同時ί圓圈移動而得，且^與册相同 態形態’應經測試以便在二基本核對矩= m _ 麗核對矩陳Γτη沾is)仿卞、_ ιΤ> η 最小i 核，’從1到m，可發現同位核對之

Hb的m播―夕蠻力策略使用/不使用核對形態矩陣 用杯^^ 部Μ組合’必須經核對。然而，由於不 作用’而使用全部橫行紐有作 ^ i有(2Am)·2組合必須實際核對。使用上述搜石略， 必須位核對，則待核對之組合數等於或少於 + + + ，因為具有m’橫行之適當同位核對矩陣有 一以上二若發現m，橫行之一適當組合，搜尋程序即告結束。 而在最壞情況下，有(2、η)-2組合必須核對。 在幾乎全部核對形態「需要」之情況下，此方法亦可逐 漸減少所用同位方程式數，從m到m，。此當然假設當對一定 數,言」m”橫行之組合無一符合條件，即可結論為使用 m <m橫行之全部較短組合，也通不過條件測試。此項假設 可能不真，視錯誤形態組而定。 然而’亦可比從”m"橫行當中核對"如丨)”橫行之組合， 更快從"m”橫行當中核對"Γ橫行之組合，不論事實上在二者 情況下有”m”的如此組合。理由是症候群向量之評估，使用具 有"(m-Ι)"橫行的同位核對矩陣，比使用具有"丨"橫行的同位核 201014201 對矩陣更複雜。 關於同位核對椹成方法之其他應用 在此所述同位核對構成方法，亦可用於第1圖之先前技 術系統。識別錯誤形態任務之此項知識，視同位基礎的後處 理發生在訊號途徑的何處而定。 關於哪一錯誤形熊需測試 若在適當基本核對矩陣的搜尋程序中，具有全部可能圓 圈移動之錯誤形態都經測試，會有爭論’至少在單一同位核 對矩陣内相鄰Hb之「内部邊界」，此舉是否確當。顧及錯以 ❻ 事件{101}之例，在一 Hb之右端有{1}暗示右鄰册在左端接 到剩餘{01}，故「圓圈設計」的同位有作用。然而，在截體 錯誤事件出現在同位核對視窗最初和最末，即遇生之開始和 結束的情況下，事情就不同了。在碼字的邊界需要小心，雖 然對夠長的碼字而言，錯誤形態出現在邊界的或然率低。專 用邊界程序有益於處理此問題。一種可能邊界程g如下：觀 察在二相鄰碼字的邊界區域的LLR值幅度。潛在錯誤位置與 LLR幅度小有關。然後核對潛在錯誤位置和預定錯誤形態之 間是否配合。對此邊界區域，並不全面搜尋所有可能的g 形態。 由於錯誤形態出現在邊界的或然率低，又因錯誤形態的 長度短，此種後處理之額外複雜性預料會低。 〜 划於如何名f生錯誤位詈眘訊 B.Vasic在〈對部份回應通道以曲線基礎構造高速率 可記錄碼〉（IEEE ICC 2001，第2716頁起，以 7aS1C") ’揭示「使用為所接收碼字計算之症候群，可創造會 Ϊ生S事件的全部可能位置列表，然後使用錯誤事件可ί 性，選擇最可能位置，和最可能的錯誤事件型式」。 +之魏理祕，與魏絲技_似，即在 102级，有同位核對編碼$ 1〇3。此暗 理X基於位元_器106 ’以最大可能性之知覺，= 15 201014201 序列估計。因此，在Vasic文中，測定錯誤型式、極性、位 ^疋基於使用ML序列估計和在所有可能位置之可能錯誤 ' 形態。在位元偵測輸入訊號和重構PR訊號序列間之 : Euclidean距離，參見第IV節2719頁。 令y指位元偵測器輸入訊號，c指位元偵測器後之ML ，列，计。對錯誤形態組内之各錯誤形態而言，就說e，吧， 就e之所有可此開頭位置，評估Euciidean距離 ly-(c+e(j))W2。於此’ ”e①”應指相當於e，之錯誤向量，其長 ，度和y同’即eG)=[0，...，0, e’，〇,…〇]，以e，在位置j的起頭， (c+e(j；))*h”應指重構PR訊號。Euclidean距離較小，指更可 «b有錯誤形態，有相對應極性、型式和位置，此等同於 文中第IV節所述。 、 對相地，本發明假設SISO解碼器，對各位元（例如使 用Log-MAP、Max-Log-MAP，或SOVA演算所得），提供估 計之或然率或等同的LLR值。寧可不用先前技術中的硬式決 定（ML序列估計是硬式決定序列）和重構pR訊^ (、(c+e(j))*h) ’本發明使用LLR幅度之臨限值測定潛在位置， 並核對潛在錯誤位置和辨識錯誤形態間是否相配。 試舉例以明之’假設從SISO解碼器，得LLR值為[8, 9, 〇 〇.5, -〇.3, _0.4, 7]，而相對應硬式決定（LLR值之記號）是[+1 ’ +1 +1 -1 ·1 +1]。為評估症候群向量’假設映射+1^〇和^ 1，即在同位核對評估中使用[000110]。又假設症候群向量J 非零，即，有錯誤事件。以幅度臨限值i(臨限值可設計成 因數大於1乘最低LLR幅度），則位置3,4,5即標旗諸為^在 錯誤位置二基於症候群向量，假設錯誤事件可識別為例如 {101}，表示錯誤發生在位置3和5，而非位置4。因此， LLR值改變成[8, 9, -0·5, -0.3, 0.4, 7](潛在有誤LLR的記號翻 轉）。然後，若在此記號翻轉後，症候群向量變零，即改正二 位元錯誤。 在此例中’錯誤事件{101}只說有二位元錯誤，但無關錯 201014201 誤的極性。於此，「極性」指是否發生「傳輸〇而決定丨 錯誤，或是「傳輸1而決定〇」之錯誤。若如此「極性」 訊可行，應内嵌於錯誤位置搜尋程序裡。例如，對事件」貝 存在只有二可能性’即{+G+} (，，+，，意味傳輸丨而決定〇 ^ ”意味傳輸0而決定1)和{-〇_}。若比較LLR值[05 _〇3 · 與此二錯誤形態，即無配合，因為只有―種可能錯誤形’熊.，4] 因[0.5, -0.3, -0.4]會成為{+〇_}。須知[〇 5, _〇 3, ^ 1]，而記號翻轉後之對口，[-〇.5, _〇.3, 〇.4]決定為[M 以，認定之錯誤形態為{+〇_}。 ^

總之’ Vasic措施有先前技術系統之缺點。關於後處理 本^明之複雜性較低。識錯同位核對碼需比偵錯同位 更咼之冗贅（更低速率）’因為較佳效益是以速率損失為^ 價。本發明有利於冗贅和效益間之更佳權衡。 可以爭論的是，以前沒人想到有關通道（rll) 同位寫碼順序互換之事，因為： 、、和 •人們已（饭设）觀察到’在PRML偵測的輸出 些錯誤形態發生明顯比其他明顯。 •明知如此，已設想同位核對寫碼，做為對抗此等典型 錯誤形態之方式，當然策略是在正確位置實施，是正 j觀察錯誤形態之處，即通道編碼之後/通道解=之 前。 本發明不擬以先前技術假定的不同錯誤注入機制， fif=誤職。針對在方塊_不同位置，即於通道解 =和ECC觸m，對抗典制錯誤，有益的是假設和 ίϋ同Λ類之「典型錯誤形態」。易言之，且舉例說明：假 叹101疋在通道解碼器輸入最通常的錯誤形態， ，成不同的相對應最通常錯誤形態。S虹解碼後的= j主要）錯誤形態，可利用電腦搜尋得之。對複雜的PR、目 k ’彳艮難分析決定主要錯誤形態。 首先，主要錯誤形態造成較小的途徑公制差異（即更易 17 201014201 ，雜，）。此即何以㈣錯·態比其他更頻繁發生的理由所 在^祕toeUis中有-途徑树於實際傳輸雜元序列，另 -途控相當於不同的㈣序列。若此二途徑間的途徑公制差 ； 異小更有可能把錯誤途徑決定成傳輸之途徑，意即相對應 錯誤形態（正如二位元序列加模_2)比其他發生有更大或然 性。典型上，理論分析只可能對很簡單的pR通道，像pR[1' 〇 -1]或PR11。對於複雜的PR通道，像pR122l或 PR12221，只可能有模擬措施，即電腦搜尋法。 其次，本發明動機來自聯合位元偵測/RLL解碼之措 施。在此脈絡中，可以考慮RLL編碼器和PR通道一同做為 超通道。類似PRML只單調考慮到pr通道，而同位核對碼 是設定在PR通道之前，同位核對碼是在聯合位元偵測器/ RLL解碼器存在下’部署於超通道之前。 類似PRML情況’分析測定主要錯誤形態需研究此超通 道之距離譜。對複雜PR通道而言，還是電腦搜尋措施似乎 是唯一可能性。 聯合位元偵測器/RLL解碼器後之主要錯誤形態，和位 元偵測器後的主要錯誤形態，可能不同。 就PR1221和d=l拘限之RLL碼而言，位元偵測器後的 ❹ 主要錯誤係{1}，{1〇1}，{10101}，而聯合位元偵測器/RLL解 碼器後，主要錯誤形態為{1}，{11}，{111}。 注意位元偵測器後之主要錯誤形態，只單獨視PR通道 而定（把RLL碼之d拘限參考在内），而聯合位元偵測器/ RLL解碼後之主要錯誤形態，視RLL編碼器和PR通道二者 而定。 一如本發明研究系統設置之另一偏愛可能是，先前RLL 解竭Is利用簡早數位邏輯（硬式輸入硬式輸出解碼器，基於 查索表或受限阻斷法）實施，即使對FSM可記錄之RLL 碼。在如此設定中，很難實施RLL解碼器後以同位核對基礎 之後處理。 201014201 【圖式簡單說明】 第1圖表示後偵測器處理之先前技術系統設置； 第2圖表示本發明系統設置； 第3圖表示對位元連流内不同位置發生的錯誤事株 { }，使用[100100100…]核對形態之偵錯或然率； 第4圖表示開發LLR值之同位基礎後處理。 【主要元件符號說明】 102 調制編碼器 104 預寫碼器 106 位元偵測器 108 調制解碼器 201 改錯編碣器 203 調制編碼器 205 寫讀通道 207 調制解碼器 209 改錯解碼器 101 改錯編碼器 103 105 107 109 202 204 206 208 401 402 403 404 405 406 407 408 409 410 411 參 參 同位核對編碼器 寫讀通道 同位基礎之後處理器108 改錯解碼器 同位核對編碼器 預寫碼器 位元偵測器 同位基礎之後處理器209 開始之步驟 症候群向量評估之步驟 症候群向量屬於預先決定症候群向量組 結束之步驟 、歹鄉 錯誤形態識別之步驟 測定潛在錯誤位置之步驟 潛在有誤LLR值之記號翻轉之步驟 全部同位核對滿足之步驟 結束之步驟 全部潛在錯誤位置已檢查之步驟 結束之步驟 19

Claims (1)

1. 201014201 七、申請專利範圍： 1·一種位元連流之編碼方法，包括調制編碼（2〇3)、改錯 編碼（201)和同位核對編碼（2〇2)，得以識別主要錯誤事 件丄其特徵為，在改錯編碼（2〇1)之後，和調制編碼（2〇3) 之刖，進行同位核對編碼（2〇2)者。 2.如申請專利範圍第1項之方法，其中使用RLL編碼，做 為調制編碼（203)者。 3· 了種已經按照申請專利範圍第1項編碼過的位元連流之 解碼方法’包括調制解碼（2〇7)、改錯解碼（2〇9)和同位基 e 參 ，之後處理（208)，得以識別主要錯誤事件，其特徵為，在調 制，碼（207)之後’和改錯解碼（2〇9)之前，進行同位基礎 之後處理（208)者。 * 4.如中請專利範圍第3項之方法，其中使用RLL解碼，做 為調制解碼（207)者。 ㈣專利範圍第3項之方法’其巾可靠性資訊從調制 I二j2〇7)轉送用於同位基礎之後處理（208)，以識別主 要錯誤事件者。 可範圍第5項之方法，其中錯誤位置資訊是從 ，倒位元賴的相關位元，和為此計算相 症候雜二量暫時應用一組最或然的錯誤形態’在此分析 症候=向量，決定是否保持或不採所應用錯誤形態者。 7.—種用於申請專利範圍第1項同 同位核對矩陣（H)之發生方法，3位核對編碼步驟202的 基本核對形態矩陣（Hb)，具有由 位 期性核對形態構成之橫行； "ttj)接基本核對賴轉（Hb)，構朗位核對矩 —辨識同位核對矩陣（H)的同位 20 201014201 體實圍第7項之方法’其中識錯形態條件之具 向量為非?誤形態，核對全部症候群 向量係與錯誤形態組有別者。對任何二不同錯誤形態，症候群