TW586273B

TW586273B - Methods and devices for converting as well as decoding a stream of data bits, and record carrier

Info

Publication number: TW586273B
Application number: TW091106019A
Authority: TW
Inventors: Willem Marie Julia Marce Coene; Charalampos Pozidis; Johannes Wilhelmus Ma Bergmans
Original assignee: Koninkl Philips Electronics Nv
Priority date: 2001-03-30
Filing date: 2002-03-27
Publication date: 2004-05-01
Also published as: CN1307803C; WO2002080373A1; EP1378066A1; JP3902763B2; JP2004532561A; KR20030005414A; CN1460329A; US20030028839A1

Description

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586273 五、發明説明（1 ) 本發明係關於一用以將二進制資訊信號的一序列連續使用者字的資料位元流轉換/編碼成约束二進制通道信號的一序列連續通遒字的資料位元流的方法及裝置，以及一用以將約束二進制通道信號的一序列連續通道字的資料位元流解碼成二進制資訊信號的一序列連績使用者字的資料位元泥的方法及裝置。此外，本發明係關於實行此一方法與記錄該信號的記錄載體之後，獲得一包括約束二進制通道信號的資料位元流的信號。用於儲存通道的慣用編碼架構中，錯誤校正碼（ECC)的區塊與調變編碼沒有公用的功能。該調變碼通常為一運行長度有限（RLL)碼，其特徵為dk約束，而且被設計以改進嚴在、符號互相介面系統中位元偵測的效能，以及致能計時 f火復 4ECC碼通常為（以位元組為基礎）一 Reed_s〇l〇m〇n 碼而且必須處理所有通道錯誤，即，因位元偵測程序的瑕疵所引起的隨機錯誤，其從信號波形獲得該通道位元流，以及起因於磁碟表面上的刮傷與灰塵等等的突發錯誤隨機錯誤最常通過一位元的距離取得RLL通道位元流的一轉移移位形式。因此此類錯誤是完全的局部化及前 ’調變之後’ECC解碼器僅校正一（或二）錯誤符號（位元矣。似解碼器校正一單一錯誤符號(位元組)需要兩同位號（位元組）的冗位。在其他方面，在該通道位元層，同檢查的内容能夠對隨機錯誤產生同等校正錯誤性能，非常少的附加位元。 ^

就全面的影響與效率而言男見錯為权正編碼與調變編 -4-

586273 A7 B7 五、發明説明（2 ) 碼的結合是非常有利的，因此該主題在編碼的文獻中變得非常受歡迎，例如，1993 年 10th Int. Symp. Applied， Algebraic Algorithms and Error-Correcting Code，第八八£(：(：-10冊，頁碼 304-3 15，作者¥^1〇11，1.11^，乩111^ ，標題為 ’’Peak-Shift and Bit Error-Correction with Channel Side Information in Runlength罐Limited Sequence”，以及 1998年 7月，IEEE Trans· Inform. Theory，第 44冊，頁碼 1 5 88-1 592，作者Ρ· Perry，M.-C· Lin，Ζ· Zhang，標題為 MRunlength-Limited Codes for Single Error-Detection with Mixed Type Errors" o 位元檢查編碼集中於位元偵測器所留下之最顯著的錯誤樣式。對於該磁性記錄通道，位元檢查編碼如Perry等人所提出（參見上述）的考慮情況，該dk位元流係記錄在磁碟上。該dk位元流有flf-位元在轉換的位置，而，〇，_位元在別處。該磁性記錄通道的隨機錯誤最顯著的類型之一是尖蜂· 移位錯誤，其移位（向左或右）該，丨，_位元，而反之亦然。對於光學記錄通道，該dk位元流傳遞通過1T-前編碼器，其為一積算器模數2，產生寫在該磁碟上的RLL位元流。因而’該RLL位元流有’1’-位元在遮罩上（或凹槽），以及位元在非遮罩上（或平面）。於光學記錄中，最顯著的隨機錯誤為轉移移位，其導致轉換左側與右側上的運行長度各自變得比一（或更多）位元長與短。由於該此位元流與RLL 位元流間的1T-前編碼器，該rll位元流中的轉換錯誤與該dk位元流中的尖峰移位錯誤完全一樣。 -5- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公董) 裝訂

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由Perry等人所描述的具有錯誤偵測與錯誤校正的RLL編碼架構（參見上述）：由該咖編碼器所產生的通道位元流係剖析成-固定長度的片段。每對資訊段間，插入一同位資訊段與後續同位區塊結合稱為碼段。就結構而否’ I編碼架構為有系統的類型，即，與同位部分不同，該資訊部分是獨立的。必須符合下面的屬性：前面與後續資訊段連接的同位區塊不能達反RLL約束，而且該同位區塊必須由一同位檢查約束致能錯誤控制，該同位檢查約束對每一碼段必須有一預定值。

Perry等人（參見上述）考慮到該磁性記錄通道的混合錯誤類型，即，孩錯誤為一單一位元移位錯誤，或者為一偶入或偶出的錯誤。它們的出現用於一單一混合錯誤類型的偵測’需要具有2d+3通道位元長度的同位區塊。該剖析的架構最主要的優點是簡單且有系統的結構。對於單一錯誤偵測，根據使用者位元所測量的附加位元等於 (2d+3)R，其中R為RLL碼的比率。藉由使用通道端資訊來執行該錯誤位置，如Saitoh等人所揭露的（參見上述）。由標準ECC比對隨機錯誤的校正所需要的附加位元，等於兩同位位元組。該剖析架構需要大約較45因子少的附加位元。連接的同位檢查編碼還有另一具有錯誤偵測或錯誤校正月匕力的RLL編碼架構。其描述於2〇〇〇年6月H22日，在美國紐奧良舉行的IEEE國際會議的會議記錄，頁碼為8、93 ，S. Gopalaswamy，J. Bergmans，標題”Modified Target and -6 - 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐） 586273 A7 B7 五、發明説明（4 )

Concatenated Coding for d=l Constrained Magnetic Recording Channel” ； 1 998年 Globecom的會議記綠，Sidney ，頁碼 89-93，Η· Sawaguchi，Μ· Kondou，N. Kobayashi，S· Mita，標題 ’’Concatenated Error Correction Coding for High-Order PRML Channel”；以及1999年 6 月 6_10 日在加拿大溫哥華舉行的IEEE國際通信會議的會議記錄，頁碼為 1632-1637，H· Sawaguchi，S· Mita，標題"Soft-Output

Decoding for Concatenated Error Correction in High-Order PRML Channel" 〇此架構考慮以一標準RLL編碼器來編碼使用者資料段。對每一編碼段，計算同位檢查值。該同位檢查位元個別由 RLL編碼，而且附加到該段的rlL通道位元流，隨之編碼下一段。連接同位檢查編碼架構（此後稱為連接架構）的主要好處為其效率：一同位檢查位元需要HCu通道位元與 (d，k)-約束序列的cdk容量。如一範例，對於扣2 RLL碼與比率R«0.5，以因子3.5來實現每一同位檢查位元獲得一效率’對照Perry等人的剖析架構（參見上述）。然而，有兩缺點。第一，不可能從該通道位元流直接檢查同位檢查約束；反而，需要調變該通道位元對應於最前面的同位檢查位元，在該通道位元流使用者資料部分的同位檢查約束的任何達反前，能夠被檢查。第二，部分通道位兀泥對應於該同位檢查位元，但不受該同位檢查保護。通道4疾發生於上述部分的案例中，會調變錯誤同位檢查佐兀，而且於通道位元流的使用者資料部分會導致多餘的 A7 B7

五、發明説明（5 受同位檢查的保護校正。因此，由於該同位檢查位元不有錯誤傳播的可能性。因此，本發明的^一屬。目的係改進碉變碼的錯誤偵測/校正藉由提供一用以將二進制字的資料位元流轉換成約束通道字的資料位元流的方法的目的，其中資一訊信號的一序列連續使用者一進制通道信號的一序列連績 ’經由通道傳輸，以達成上述 Μ該二進制資訊信號和/或該約束二進制通道信號係劃分成通道段，稱為同位檢查段，其中所有的同位檢查段皆分成一第一部分與一第二部分， b) 使用與第一組一或更多通道碼無關的一代碼，獲得該第一部分，該第一組通道碼包括第—類型的通道碼，及 c) 使用與第二組一或更多通道碼無關的一代碼，獲得該第一部分，該第二組通道碼至少包括一被設計作為一同位檢查致能碼的第二類型的通道碼，用以實現一預設的同位檢查約束強加在該同位檢查段，其中該同位檢查約束與該通道的預定錯誤事件。請注意，使用最廣泛的觀念術語”碼集"，即，此一碼集僅由一代碼所組成，或者此一碼集包含眾多的代碼。藉由提供一用以將二進制資訊信號的一序列連續使用者字的資料位元流編碼成約束二進制通道信號的一序列連續通道字的資料位元流的裝置，根據申請專利範圍第14與1 5 項來執行此方法，進一步達成該目的。 -8 - B7 五、發明説明（6 ) 藉由k供包括一成此方法之後所獲得的約束二進制通道：號：資料位元流的信號，以進一步達成該目的。藉由提供$己錄載體，用以將該信號記錄在磁軌中，以進-步達成該目的，其中資訊樣式代表該信號部分，該資訊樣式包括第一與第二部分，此外於該磁軌的指示中，第部刀王現可偵測屬性，而第二部分呈現不同於第一屬性的可偵測屬性，然而此部分的第一屬性表示具有第一邏輯值的位7C單元，而此部分的第二屬性代表具有第二邏輯值的位元單元。藉由提供一用以將約束二進制通道信號的一序列連續通道字的資料位元流解碼成二進制資訊信號的一序列連續使用者字的資料位元流的方法，以進一步達成該目的，其包括將此一信號轉換成具有第一或第二值之位元的位元事的步知’違“號包含長度m的通道字，而m等於叫，或者m 等於瓜2，或者m等於m3，該位元串包含n-位元資訊字。應注意，使用於不同通道碼的資訊字，其發明長度的最普通型式也可以互相不同。根據申請專利範圍第20與2 1項，應用上面所提的編碼/ 轉換方法，藉由提供一用以將約束二進制通道信號的資料位元流解碼成二進制資訊信號的資料位元流的方法，以進一步達成該目的。根據申請專利範圍第26與27項，藉由提供一用以將約束二進制通道信號的一序列連續通道字的資料位元流解碼成二進制資訊信號的一序列連續使用者字的資料位元流的對 9- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐) 586273

應裝置，以進一步達成該目的。於本發明中，提出以運行長度限制（RLL)調變碼為基礎的一替代同位檢查編碼架構。該編碼架構結合錯誤控制與 RLL調變碼。此一編碼架構稱為，，結合碼,，。其產生結合rll 碼的使用’類似於該結合碼架構，於⑼⑻年丨丨月，ieee

Trans. Cons· Electr·，第 46冊，頁碼 1082-1087，作者 w.Coene ’標題為"Combi-Code f0r DC-Free Runlength-Limited

Coding” ’其被引用於Dc_自由RLL編碼的框架。本發明的主要想法是使用第一類型的通道碼，即一標準碼，尤其·一主要的RLL·碼連同第二類型的通道碼，尤其一 RLL碼被设計作為同位檢查致能碼，即，一代碼能實現強加在該通道信號預設的同位檢查約束。因而，該約束稱為一預定錯誤事件。该同位檢查致能碼係用於將該碼段的同位檢查碼設定為一預定值。因此’ 一同位檢查約束被整合成該通道碼，形成一整合的同位檢查碼，相對於技藝剖析架構與連接結構的狀態。該整合達成一高編碼效率，而且能夠避免錯誤傳播，並因此改進錯誤校正/偵測碼。關於DC-控制的用途，最好使用第三碼，即代換碼。因而，提供最佳的編碼方法，其中 a)該二進制資訊信號和/或該約束二進制通道信號係根據第一劃分程序分成第一類型通道信號段，並根據第二劃分程序分成第二類型通道信號段，為該同位檢查段，此兩劃 -10- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X 297公董) A7

586273 五、發明説明（分程序組成該通道碼的複製架構， b)使用第一組通道碼，獲得第一類型通道信號段，第一組通道碼進一步包括第三類型通道碼，其中 bl)第三類型通道碼係用於將使用者字的資料位元轉換成該通道字的資料位元，以及 D2)第一類型通道碼係用於將使用者字的資料位元轉換成通道字的資料位元，而且對約束二進制通道信號實現DC_ 控制， C)使用第二組通道碼以獲得第二類型通道信號段，第二組通道碼包括第一組通道碼與至少一第二類型通道碼，以及 d)根據該複製架構，該使用者字的資料位元係有關以第二類型通道碼來編碼第一類型通道信號段。此外’提供一根據申請專利第丨6項的對應裝置，一根據申請專利第25項的對應解碼方法，以及一根據申請專利第 28項的對應解碼裝置。共同構造所有的三種類型碼，使得此些碼的通道字能夠自由地被連接。該複製架構指示必須以第二類型（CP。）的通道碼來編碼第二類型通道信號段之一中的使用者字之一。憑藉結合碼的同位檢查編碼以結合兩其餘架構的優點，即簡單明瞭的高編碼效率，以及沒有錯誤傳播。由本發明所提出的架構能夠有利於將單一位元轉移移位錯誤（SBTSE)案例的錯誤偵測所需要的附加位元縮減成為一單一位元。 … 使用結合碼的同位檢查編碼產生與連接架構類似的高效裝訂

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發明説明 I^ ^有上面所提及的缺點。關於該應用範例，著重於式^己錄其中早_位元轉移移位錯誤為最顯著的錯誤樣 μμ f步有利的發展足義於附加的中請專利範81。可因於七田lii的相關實施例及參考後面的相關圖示，而明白本發明的上述及其他觀點，其中：圖1顯不由Μ使用者字所組成的碼段結構，加上用以使用者字1的該，，標準，，通道字Cst超過Μ]，以及用以使用者罕Μ的該，，同位檢查致能，，碼；圖2顯不一階層式的同位檢查編碼架構（具有2階層）；圖3顯示代換碼Csub與同位檢查致能碼的複製架構；圖4顯示第一表格說明用以（d：= 2 , k = 1〇)同位檢查。的通道字的扇出；圖5顯示第二表格說明用以（d=1，]^=8)同位檢查以的通道字的扇出；圖6顯示第三表格說明用以（d=2 , k=10)同位檢查“的通道字的扇出；圖7顯示關於d= 2，k= 10編碼的各種偵測器的位元錯誤率成果，該P2架構係用於SBTSE偵測，於具有運算長度反推偵測（RPD)位元偵測器的一系列裝置中；使用相位錯誤 (PrP)與局部似然（p2-L)作為通道端資訊；以及圖8顯示關於d == 2，k = 10編碼的各種偵測器的位元錯誤^ 率成果；該Pr與Pr架構係用於同位檢查編碼，於具有 Viterbi位元偵測器的一系列裝置中；僅使用局部似然作為 -12- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X297公釐） 586273 A7

通道端資訊。，、有結合碼的同位檢編碼架構的一般觀念描述於下㉙似於Perry等人所提出的編碼架構（參見上述的方式併入本文中，本發明提該幻月與捉以Θ通運饭疋泥來識別石^ 立’至在所提出的案例中，_碼段係定義為通道位元: :分’符合-序列的聰用者字(通常為❾元組，如果該： =位元組為基礎）。對於每一碼段，本發明希望實現—或組同位檢查情況，應用於該碼段的dk-約束通道位元流。接著著重於單一類型的位元錯誤的同位檢查。 A圖1顯示碼段1的結構，稱為同位檢查段，其包括二進制資訊信號BIS的一序列連續的使用者字2的資料位元流。該同位檢查段1可分成第一部分s丨與第二部分S2。孩資料位元流轉換成CBCS的一序列連續的通道字3的資料位元泥。該架構根據本發明包、含至少兩通道碼Cst ' c、 ’兩者的映圖在對應的通道字3上完成使用者字2。由所代表的第一碼為一 ”標準”^^[碼，而且將其設計為具有鬲效率的編碼能力。所有的使用者字2除了最後一個位元外，白為RLL，以Cst解碼為具有Nst通道位元長度的通道碼3。因此，獲得同位檢查段1的第一部分s 1。而由一特定碼獲得同位檢查段1的第二部分S2，即，Cpc所代表的同位檢查致能碼。此碼僅使用於該同位檢查段1的最後使用者字2。因此，第二部分S2僅包括一通道字。該Cpc通道字3 具有Npe通道位元的長度。碼Cp。映射一使用者字2成為一通道字3，即一组通道字3 -13- t紙張尺度適用中國^家標準(CNS) A4規格(210x297公^ ~ ----^ 裝訂

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外的-通道字3。4 了確認各個同位檢查狀態，該組通道罕3至少包括兩通道字3。上解碼通道字3的選擇是針對該同位檢查狀態的m以完成將碼段i轉換成一預定的值。在下面所描述的同位檢查編碼階層架構，其用於超過一單一類型的位元錯誤。通苇，垓位元錯誤產生於位元偵測中，所以不是一單一類型。圖1的架構僅處理最顯著的位元錯誤樣式。於同位檢查編碼的階層架構中，本發明處理一組最有影響力的錯誤事件，而且根據他們發生的可能性來命令它們。例如，於d = 2RLL的編碼中，由一運行長度後推位元偵測器留下取於員著的錯誤樣式（參考，例如，Ep〇885 499A2;及1997 年9月IEEE在Magnetics上轉譯，第33冊號碼5，頁碼為 3262 3264 ’ 作者為 T. Nakagawa，、Η· Ino 與 Y. Shimpuku，標題為，’A Simple Detection Method f〇r RLL Code (Run detector)"，兩者以引用的方式併入本文中），該錯誤樣式為： " 早一位元轉移移位錯誤，及 -移位3 T (最小運行長度）錯誤。圖2顯示一階層同位檢查架構。該案例的簡單目的是考量最重要與次重要的可能錯誤事件。因而對此雨類型的錯誤事件設計一同位檢查狀態，而且建立各自相關的同位檢查致能碼（^以與Cp。，2。（^以與Cpe 2代表最顯著與次顯著錯誤事件類型的同位檢查致能碼；但沒有代碼指明該使用者 -14- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐) 裝訂

線 586273 A7 B7 ) 五、發明説明（12 字2，而且以該’’標準”碼Cst來解碼。由於發生第二錯誤樣式的可能性比第一錯誤樣式低（很多），所以於較短的數據段4應用同位檢查狀態（1)比於較長的數據段5應用同位檢查狀態（2)更令人滿意。因而，定義同位檢查段的階層，由Cpc，i保護第一層，而由Cpc，2保護第二層。此一 2-階的階層架構顯示於圖2中。階層（2)的數據段5包括階層（1)的一些數據段4 ’之後，以第二同位檢查碼cpe 2解碼該位元組的該通道字3被連成一串。可根據Cpe，l與<^。，2的同位檢查狀態設計各種的解碼對策。如果此兩同位檢查狀態是正交的，接著的解碼命令是無關緊要的。如果此兩同位檢查狀態不是矩正交的（諸如本發明中所描述的p2與p4)，接著，解碼階層（2)的數據段5的同位檢查碼Cpc，2之前，先解碼層（1)的所有數據段4的同位檢查碼Cpe, 1是較有利的。而且在本發明附加的申請專利範圍内更複雜的解碼策略是可行的。在下面將描述偵測個別單一位元轉移移位錯誤（sbtse) 的同位檢查值。首先描述沒有DC-控制的架構。首先，為了簡單的討論，描述沒有DC控制的情況。於下一段’將描述DC控制與同位檢查編碼的結合。關於單一位元轉移移位錯誤（SBTSE)的偵測，打算使用一同位狀怨值P2定義在N通道位元bj的一碼段（於dk-標記法，以，lf_s 指示該轉換）： p2=mod〇,2]· ( -15- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(21〇x 297公釐）

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獨273 A7 __________B7 五、發明説明（13 ) 能夠容易地瞭解〜等於以奇數位元位置為轉換數，模數 2。按照慣例，一碼段的第-位元被定義為索引，0，。在該解碼奈上’對各個碼段，定義P2具有―假設為G的預定值。充成碼段pj是對第_M]通道字之^的貢獻，另外也是對最後(M-th)通道字p2的貢獻。因&，係經由該同位檢查致能碼cp。的通it字的選擇（其用於最後的（M]h)使用者字），驅動完成碼段口2值為零。接著將說明此同位檢查狀態的錯誤偵測能力。假設於該位兀偵測處理中，原始的單_位元轉移移位錯誤已發生在 (在孩解碼器端）奇數索引轉換時，因此現在按照偶數索引偵測。然後，孩奇數索引的轉換數（Ν〇是減i，而偶數索引的轉換數（Ne)是照著加1。如果原始的該錯誤轉換是偶數索引，上述情況是相反的。在偵測位元流上，對於該碼段，該同位檢查狀態&的賦值會產生p2=1，其為一錯誤的旗標，指π已發生錯誤。然而，對於移位轉移位置沒有指不。為了定位该錯誤，能夠如下面所描述的來使用通道端的資訊。再者，請注意，於位元偵測期間，已發生兩轉移移位錯誤案例中，該同位檢查產生Ρ2 = 〇 ,因此沒有偵測到錯誤。然而’兩此類錯疾發生的機率大體上比單一錯誤事件還要更低。接著描述該同位檢查段中Cpc通道字位置的影響，即，不論該字的第一位元定位在偶數索引或奇數索引位置。對於每一使用者字，該同位檢查碼Cpc(關於SBTSE)有一組 -16- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X 297公釐) A7

(至少）兩個通道罕’標示為W#W2。讓# 6,2代表此兩字的扑通道位元.該字的長度等於通道位元。此此字必須對該同位檢查值有相對的貢獻。此貢獻係根據該碼段中 cpc通道字的開始位置為偶數索？丨或奇數索引，而且由下面的等式獲得·· 與 (3) 顯然地，該同位檢查的貢獻與該字的開始位置為偶數索引或奇數索引的關係如下： p^=mod[p%p^,2], (4) 由該通道字Wj的同位p wj，定義如下：，=m〇/，2]. (5) 對於以該碼段的固定長度為格式，單一 Cpe碼（由於通常其第一位元不是定位在偶數就是奇數位置）是足夠的。然而，於該案例中，該碼段可在長度做變化，可能發生此些碼Cpc需要偶數與奇數第一位元位置。兩單一碼可用於上 -17-本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公爱） 586273 A7 B7 立、發明説明（15 ) 、、、夕2，£，而另一為；。如果包括額外設計的標準：：：碼能夠被合併成單一碼〜。。以此方式，於該同仅杧且#又中，碼Cpe變成不受自己的字的第一位元之索引支配^頜外設計的標準是屬於同一使用者字碼cpe的兩個字具有除了該同位檢查值相對的貢獻外的同一同位值。方、此案例中，如果於碼段中的通道字Wj的第一位元是在數或奇數位置，則會變得不恰當。就每一字的轉移量而言，在奇數（<)與偶數（4)位置能具體說明該碼cp。成對字的通道字的特性，由下面等式獲得：與 (6) 4=m〇ddjj、L，2] (7) 使用此些參數，該同位與同位檢查值導致： pWj=mod[n^niai (8) pX, (9) (10) 關於該碼Cpc的合併版，每一成對字的兩通道字必須具有相對的同位檢查值，因而％與4的相對值視等式（9)與（1 〇) -18- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(21〇 χ 297公釐) 586273 A7 B7 五發明説明（16 ) 而定，由於，其具有來自與等式（8)相同的同位。該最後的屬性是適於DC-控制的結合碼與代換碼的觀點，隨著描述於下一段。接著藉以參考圖3來描述D C -控制的結構。圖3顯示一二進制資訊信號BIS的一序列連續使用者字2。該序列對應通道端上一約束二進制信號的一序列連續通道字，根據第一劃分程序將該序列分成第一類型通道信號段6，而且根據第二劃分程序將該序列分成第二類型通道信號段7，即同位檢查段。此兩劃分程序構成通道碼Csub、Cpe、與cst(未顯示）的複製架構。經由具有一主碼或標準碼的結合碼cst及一代換碼Csub能實現DC-控制，如描述於Coene中的’’Combi-Code for DC-Free Runlength-Limited Coding”（參見上述），以引用的方式併入本文中。關於p2同位檢查碼，該結合碼必須處理第三類型碼’即該同位檢查致能碼Cpc。該Csub與Cst的複製架構不必是相同的：例如，DC-控制所需要的頻率比同位檢查控制更高’而且該複製架構甚至可以是不規律週期性的替代。圖3顯示CPC與Csub的具有不同複製頻率的典型架構。每一具有D C -控制的片段，稱為d c段6，其正好包括一被解碼具有代換碼Csub的使用者字2，以及一些（可能是零）被解碼具有不同於代換碼Csub的碼的使用者字2。例如DC段6以一被解碼具有代換碼Csub的使用者字2為開始。每一具有同位檢查屬性的片段，稱為DC段7 ,其包括至少一被解碼 -19- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) Α4%^^Χ297&|) 586273 A7 ___— B7____— 五、發明説明（17 )

具有同位檢查致能碼Cpc的使用者字2，以及一些（可能是零）不被解碼具有同位檢查致能碼Cpc的使用者字2。例如DC 段7以一被解碼具有同位檢查致能碼Cpc的使用者字2為結束。如果為了 p2，代換碼Csub與同位檢查致能碼Cp。相結合，會有更多的要求強加在該代換碼Csub，將在下面描述。該結合碼的最初提出中，關於DC-控制僅描述於Coene中的 •’Combi-Code for DC-Free Runlength-Limited Coding”（參見上述），該代換碼Csub具有每一使用者字2的屬性，至少有兩通道字具有相對同位，而且於該滑動區塊碼的有限態機器（FSM)中具有相同的下一狀態。關於用同位檢查碼Cpc來延長該結合碼，增加另一限制 • Csub的碼字必須有相同的同位檢查值。隨著該額外的屬性，該結合碼的解碼策略如下：、首先，根據自己的複製架構選擇Cpc的通道字，而csub通道字之貢獻的知識使用於該同位檢查值（因此構成上述不受csub所選擇的兩字之一支配）。接著，應用具有csub通道字選擇的DC_控制，可能隨著預看的使用，以決策樹結合後續的決策。應注意的是一通道字之同位檢查的貢獻視自己的第一位元的位置而定（偶數或奇數索引位置）。於一般的複製架構中，該Csub的字可定位在此兩類型的位置。因而，需要建4 構該Csub的雨變化形式： - 關於偶數位置，對的每一成對字的兩通道字需要保 -20- 本紙張尺度適用中國國家樣準(CNS) A4規格(210x 2的公釐) 586273 A7 ______ _ B7 五、發明 18 ) 一·" — 持β固定，以及 -對於C，在奇數位置，需要保持4固定。 …之’對於一具有SBTSE同位檢查與DC-控制的結合碼，需要三碼加入該標準碼。對每一使用者字，所有的額外碼有一成對字。對於該代換碼成對字的兩通道字，需要該字有同位4 <的相對值，而且各別為Ci與的4或是 4的恨等值。對於該同位檢查碼Cpc(合併版），同時需要該同位4 的恆等值及4與 <的相對值。接著描述以同位檢查p2設計一用以（d=2，k=i〇)RLL約束的代碼。根據本發明的實施例，已經設計一用以像EFM RLL約束 (d = 2，k=l〇)且具有同位檢查以的代碼。該使用字為8-位元長（位元定向編碼），Cst、與Cpe通道字的長度各別為15 、17與17通道位元。關於該碼使用的結構，係以同一近似特徵向量與同一 6狀態有限態機器（FSM)為主，如同使用该 EFMCC碼，於 Coene 中提出的"Combi-Code for DC-Free Runlength-Limited Codeing’，（參見上述）。原則上，相同的下一狀態屬性，對於代換碼Csub是不可缺的，但對同位檢查致能碼Cpc是不需要的，因為其將導致獲得一序列使用者字的決定性解碼路徑。注意隨著上述額外的屬性，該同位檢查致能碼cpc也能被用於該同位檢查段中除了最後使用者字之外的其他使用者字。根據圖4 ，於表1中獲得FSM的狀態描述，連同每一狀態的扇出。該扇出為離開一狀態字的總數。對於除了標準碼Cst外的 -21 - 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X 297公釐）

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586273 A7 B7 五、發明説明（19 ) 所有碼’该扇出稱為成對通道字。接著描述以同位檢查P2設計一用以（d=l，k=8)RLL約束的代碼。該附加位元需要符合一二進制同位檢查，例如一使用者位元的p2，而且同樣地

C 通道位元需要符合該RLL碼的 C谷:。關於d - 2 ’需要p2的兩通道位元的附加位元。關於 d=l ’與Cd=l-0.6942 ’由於巧· =[ΐ·44]=2，會應用相同的装附加位元。然而，後面的關係也包括可適用於1 · 5附加位元的最小附加位元。能藉由一時變解碼器的使用而實現此一附加位元，如描述於2000年5月IEEE Trans. Inform.原理，第 46冊，頁碼為 1038-1043，作者為 J.J· Ashley 與 Β·Η· Marcus ’ 標通為’’Time-Varyiing Encoders for Constrained 訂

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System : An Approach to Limiting Error Propagation”，以引用的方式併入本文中，於用於DC-控制結合碼的有效實行觀點中，關於d= 1，同等於少數位元的虛擬使用，如同已經應用於 Coene 中的，，Combi-Code for DC-Free Runlength-Limited Codeing”（參見上述）。該時變解碼器的缺點為對於該解碼器的所有相位需要一分隔碼。僅對於該DC-控制案例，需要一組四個代碼，而對於该同位檢查p 2 ’需要設計額外一組兩個代碼。如雨者擇其一，可能結合該代換碼Csub的DC-控制功能，以及Ρ2 的同位檢查致能碼Cpe的功能，成為一單一”結合”碼，標示為Csub.pe，要求3通道位元的一結合附加位元，接近於同 22 本紙張尺度逋用中國國家標準(CNS) A4規格(210X297公釐) 586273 A7 B7 五、發明説明（2〇 ) 位控制與同位檢查控制兩者的最小附加位元。對於每一位元組，該結合碼有一組四個通道字，兩個兩個具有相對同位，而且對同位檢查p2兩個兩個有相對貢獻。對於d=1，k=8 已經使用具有8對12對映的標準碼Cst及具有8對15對映的結合碼Csub-p。來設計一結合碼。大體上該特徵向量使用於該碼的設計為：v(d=1，k=8)= {2,3,3,3,2,2,2,2，1}。合併狀態之後，獲得一 FSM 4-狀態，如根據圖5描述於表2中。一用以一或二單一位元轉移移位錯誤（SBTSE)之偵測的同位檢查值，在下面被描述為以相同的方向移位。首先描述沒有D C ·控制的架構。隨著另一同位檢查狀況，可使用？4值定義在N通道位元bi 的一碼段（以dk標記法）：；V=mod[D.，4]· (11) 該p4同位檢查有一兩使用者位元的附加位元。同位檢查致能碼Cpc需要其中一位元組對映到通道字四位字節外的一通道字。通道字四位字節外的每一通道字對同位檢查P4 值有不同的貢獻。於同位檢查碼段中，僅對最後的使用者字使用同位檢查致能碼cpc解碼。關於片段中最後使用者字的最佳選擇，除了通道字的四位字節之外，對於該片段，容許該同位檢查狀況p4預定值的實現假設為零。因此該偵測的RLL位元流中之不同類型的錯誤會導致p4 不同值’如下：依據該轉移各自向右或向左移位一單一位 -23- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐）

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線 586273 A7 _______B7 五、發明説明（21 ) 元轉移移位錯誤，會導致p4 = 1或p4 = 3( = -1)。p4= 2( = -2) 的偵測值指示兩轉移已經以相同的方向被移位，超過單一位元的距離。對於d = 2RLL編碼的案例，最後錯誤事件幾乎一定會關係到一移位最小運行長度（3T)。注意，於P4 = 2的案例中，不能由該同位檢查值來決定兩轉移的移位方向。P4 = 土 1的同位檢查值，理論上也能因三個轉移，而同時發生全部以同一方向移位產生，但上述發生的機率實際上是可以忽略的。同樣地關於P2，係描述如何使該同位檢查碼Cpe不受同位檢查段中自己的字的第一位元的索引所支配。一特定的使用者字的四個容許通道字的通道字被標示為W()、Wi、 W2與W3。讓6)，j = Ο，…，3代表此四個字的此通道位元。此些字各自的長度皆等於Npc通道位元。該四位字節的四個字的順序通常配置如下： μΚΣΓΓ1^，4]^·，）：0，..·;3· (12) 同樣地關於P2的案例，當該同位檢查段的長度是固定的 ’ 一單一 Cpc碼即足夠（由於它的通道字的第一位元通常定位在具有固定相位的位置’其為位置模數4的索引）。然而，於此案例中，該碼段可因長度而變化，對於第一位元位置的所有相位零、7Γ /2、7Γ與3 7Γ /2，需要出現不同碼Cpc。由於額外設計標準的使用，此四碼能被合併成一單一 Cpc 4 碼。在碼Cpc的通道字W〇、、\^2與w3的第一位元上，從一相位到任何其他相位的改變，於等式（12)的運算中產生 -24- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X297公釐) 586273 A7 B7 五、發明説明（22 ) 適合的論證，於此範圍中該因子i係改變成i + ；[，或丨十2，或i + 3，或者仍然恰好等於丨。於相位中所有的此些改變對等式（12)沒有任何的影響（對於一特定使用者字的四個通道字），只要： modlXi V，4] = mod[J^ly，4], W,/ = 〇,···,3· (13) 上述意味著該值modCj^fY，4]是不受各個字之四位字節字的索引所支配。使用之前的狀況，能夠建構該同位檢查& 的（合併版）單一碼Cpc。請注意，由等式（13),該四位字節的四個字也有相同的同位。接著描述具有D C -控制的架構。說明有關同位檢查P2與DC-控制，考慮使用三種碼，一標準碼Cst，一用以DC-控制的代換碼Csub，以及一用以同位檢查P4的同位檢查致能碼Cpc。也考慮圖3的一般複製架構’加上Cpc與Csub可能的不同複製頻率。該代換碼的兩通道字特徵為此兩字有相對的同位，而且以調變碼的有限狀態機器碼引導相同的下一狀態。同樣地關於P2的案例，對於特定相位j==〇 3 , c的兩碼字對同位檢查Mi會有相同的貢獻。於該同位檢：碼 ϋ 4 ’、為C乂通^ 的第一位疋的相位。該相位係決定 Μ數4。如果6广，1與代表丰的.士 *丄， J '，7 '衣子的成對代換碼csub的兩通道字以"，與灰γ的第丨通道位元，加上 λ、一 Μ、 t 、. 匕們的弟一位7C疋位在相位j ’後面的狀況能被窝成如：裝訂

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五、發明説明（23 + 说严1，4] = mod[£(/+ ;>广2,4]· 1 (14) 不能同時對二或更多的相位執行該需求，因為該代換碼的字有相對的同位。因而，對於該代換碼之通道字的第一位元的每一可能相位j，設計各個使用者字具有通道字與^r的分隔字ci。 u 接著描述以同位檢查P4設計一用以（d=：2，k=1〇)RLL約束的代碼。根據本發明，已經設計一用以像EFM RLL約束（d=2, k=10) ’且具有PU同位檢查的代碼。此四種不同的代換碼，需要已經考慮该通道字的第一位元位置的四種可能相位。該使用者字為8-位元長，而cst、C〗;丨，23與Cpc通道字的長度各別為15、17與19通道位元。對於該碼的結構，使用上述近似特徵向量，如使用於p2 ;根據圖4的表1中，6-狀態有限狀態機器（FSM)的狀態描述稍微不同於使用該碼的設計，其有關如Coene中的 f’Combi-Code for DC-Free Runlength-Limited Coding”（參見上述）所提出的EFMCC結合碼。原則上，該下一狀態屬性對代換碼Csub是不可缺的，而對同位檢查致能碼Cpe不是必要的。然而，該屬性也適用於Cpe，因為其對一特定序列的使用者字引導一決定的解碼路徑。根據圖6的表3能獲得該FSM的狀態描述，連同各狀態的扇出。僅用以該標準碼Cst，該扇出稱為單一通道字。對於該代換碼C223，該扇出稱為成對通道字，而對於 -26- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐) 586273 A7 B7 五、發明説明（24 同位檢查致能碼Cpc，該扇出稱為四位字節的通道字。對於該代換碼的四種變化，該扇出以單一行列出如』=〇 3 的連續數。一用以超過η單一位元轉移移位錯誤（SBTSE)偵測的同位檢查值，以下面所描述的同一方向移位。前面所描述如P2與P4的同位檢查約束的概括類型，能立即獲得如： p2/z=mod[J^I^.,2n]. ' (15) 該同位檢查狀況Ph有一 log2(2n)使用者位元的附加位元。致能超過η個以相同方向的轉移，以及除了 p2n = n之外 ’所有案例中移位公用方向的單一位元移位的偵測。於此案例中，此類同位檢查是有趣的、，幾乎所有的轉移移位錯誤是在同一方向，如該通道不對稱脈衝回應的案例。此情況會發生於讀出正切磁碟輪期間，以及使用不適合的同等化時。下面描述一經由通道端資訊的錯誤位置的程序。位元偵測之後，該片段中，同位檢查的賦值受到發生 SBTS錯誤同位檢查段容許偵測的偵測RLL位元流的約束。為了定位該錯誤，通道端資訊的使用如Saitoh等人的建議（參見上述），以引用的方式併入本文中。該通道端資訊能源自於從信號波型所獲得的另一資料，例如，局部似然資訊類型。現在將更詳細地說明p2的案例·· -27- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐)

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A7 B7 五、發明説明（25 考慮於一同位檢查段中，達反該同位檢查約束被偵測。對於發生於偵測通道位元流的每一區隔開的轉移，向左或 /和向右移位係考慮RLL約束是否允許。對該移位轉移的所有案例，估算圍繞著該移位轉換的似然的一局部序列位元。該局部序列的長度由該通道回應（如同使用於Viterbi偵測器）的距離所決定。經由分支制的總和獲得該似然，計算局部序列中不同通道位元。懷疑該轉移可能是錯誤的，並因此需要再次移位回原處’此為產生取南的似然。使用通道端資訊的第二種方法，是以最大的相位誤差 (以絕對值）來搜尋該轉移，以確定錯誤的轉移，如同計時恢復期間，以鎖相迴路（PLL)偵測。使用來自相位錯誤資訊的類似測量描述於EP 0 885 499 A2，以引用的方式併入本文中，於位元偵測器的案例中、，校正偵測RLL位元流内運行長度的約束。已知此類偵測器是執行偵測器或運行長度推回偵測器（RPD)，該執行偵測器如描述於1997年9月， IEEE Tran· On Magnetic，第 33 冊，頁碼為 3262β3264，作者為 T. Nakagawa，Η· Ιηο·與 Y· Shimpuku，標題為丨，A Simple

Detection Method for* RLL Code (Run detector)，’，以引用的方式併入本文中。關於本發明的目的，隨著相位錯誤信號的指示，該錯誤的轉移接著移位回原處。校正錯誤轉移之後，以的值在解碼器端再次被設定為零’而且能用校正之通道位元流的解調繼續進行轉移。 28 586273 A7 B7 五、發明説明（26 ) 依據產生RLL位元流的位元偵測器的品質，能很明顯地改善因使用同位檢查編碼所引起的位元錯誤率。顯然地，在應用同位檢查解碼之前，使用RPD偵測器，或者甚至於使用具有像PRML實行的次佳偵測器代替簡單定限偵測器是有利的’其揭露於磁性記錄會議的會議錄，TMRC 2000 ，San Jose，IEEE Trans. Magn·，，W· Coene，H· Pozidis，M· van Dijk，J. Kahlman，R· van Woudenberg，B· Stek，

Channel Coding and Signal Processing for Optical Recording System beyond DVD”，以引用的方式併入本文中。在一全方位的Viterbi偵測器或PRML(部分回應最大似然）位元偵測器之後，也可能應用同位檢查解碼。若干此等情況將處理如下。接著實例說明所提出的同位檢查架構執行於一光學記錄的方案，特別的是根據模擬結果、。關於上述的最後部分，根據下面的線性模組產生所模擬的重放信號：〇〇 A 十〜·， (16) (’：一〇〇其中來自該光學驅動器的（模擬）信號範例，ak表示儲存在磁碟的雙極RLL通道位元，匕為該光學記錄通道的脈衝回應，而〜為相加的白色高斯雜訊（AWGN)。暗示假設該光學讀出為線性處理。根據Braat-Hopkins模組產生該光學通道脈衝回應，如 1985年揭露於英國布里斯托，Adam Hilger Ltd，G. -29- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210x 297公釐)

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線 586273 A7 B7 五、發明説明（27 )

Bouwhuis, J. Breat, A. Huijser, J. Pasman r- n J rdsman^ G. van Rosmalen and K· Schouhamer Imrnink ’光學磁碟系統的原理以引用的方式併入本文中。此意味著fk的傅立葉變換規定如下·· Ω F(Q)=

Qc Qc <1 >1 (17)

裝其中Ω為頻率的正規化單位（Ω = i對應於傳輸速率丨/丁），而 Ω。表示該光學通道頻率（最低通過）回應的正規化截止頻率 ° F(Q)的陳式僅在基本間隔[-〇.5,〇.5]範圍内有效，而且除了對稱應用外。對於一使用具有波長儿的雷射兩極真空管與具有數字孔徑NA的透鏡光學記錄系統，由= 2ΝΑ 丁也 Λ 訂

線得正規化（空間性的）截止頻率。對於DVD系統，使用入= 65 0 nm，ΝΑ= 0.6 與 Τ = 133 nm，得到 Qc»0.25。使用通道位元流產生如（dsS’k^lO) maxentropic RLL序列。藉由取得ρ(Ω)的反轉傅立葉變換，及縮短產生的回應為2 1分接頭（1 〇分接頭環繞最廣闊分接頭），來計算用於本發明實施例的脈衝回應fk。傳送重放序列xk到偵測器之前，同等化重放序列、，在等化器的輸出，該序列規定如下： yk= (x*w)k= (a*f*w)k+ (n*w)k= (a*p)k+ Uk (18) 其中^為等化器的脈衝回應，pk== 為合併的回應， -30· 本纸張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(21〇χ297公嫠） 586273 A7 B7 五、發明説明（28 ) 而uk為過濾的雜訊。根據LMS演算法，適當地調整該等化益分接頭，以便最小化一適合錯誤號的平均平方值。等化器適合針對將通道回應&形成目標回應 gk {0·29’0·5’0·58，0.5,0.29}。此回應的傅立葉變換匹配光學通道F(Q)的頻率回應是相當好，而且是最小雜訊提升的選擇。為了產生該通道位元、的估計量，以等化器輸出的序列yk適用於限定偵測器（TD)。而達反所偵測之位元流的RLL碼約束，接著由運行長度反推位元偵測器（RpD)的裝置來校正，如揭露於EP 〇 885 499 A2與Nakagawa等人 (參見上述）。首先，於具有RPD的一系列裝置中，該偵測已經應用同位檢查編碼而取得P2❶該同位檢查仏值係定義在包括N = 100通道位元的碼段上。於一片段中，選擇相當低的^^值以最小化多SBTSE的機率。無論、何時當p2 = 1，發出一錯誤旗標。 ^ 此兩方式使用通道端資訊，不是因相位錯誤，就是因已經考慮局部似然資訊。上面所提到之偵測器的應用結果，及同位檢查偵測/校正架構，對於等式（18)的信號係描述於圖7。顯tf每一架構位元錯誤率（BER)的效率如同通道SNR (以dB)的功能，於此定義為SNR二Ef/〇〗，其中匕代表通道的能量，而0〗是雜訊〜的變化。

Viterbi偵測器（VD)的效率也顯示於圖7，其實行部分回應最大似然（PRML)偵測。有關通道端資訊的使用，^結果是使用局部似然資訊所產生的效率比使用相位誤差更好 -31 - 本紙張尺度適用中國國家棵箏(CNS) A4規格(210 X 297公釐)

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586273 A7 B7 五、發明説明（29

。另外顯示關於1〇-4的位元錯誤率水平線（相當於2〇〇誤差測量），當該同位檢查架構落後VD大約1 dB時，需要SNR 比RPD少1 ·75 dB，而2.5 dB小於二進制截剪器（td)。

第二，對具有Viterbi偵測器之一系列裝置的p2，已經應用同位檢查編碼偵測。該結果顯示於圖8中。僅使用局部似然資訊來定位此些錯誤。同樣地，同位檢查情況p4，已經考慮定義在包括N = 200通道位元的碼段上（保留相關的附加位元相同於P2)。在10·4的位元錯誤率水平線，以與“ 同位檢查架構各自需要〇·75 dB與1 dB SNR比VD少。裝由於P2與P4架構的複雜性與DV相比是極微的，當應用於一系列具有RPD偵測器的裝置時，能夠使用同位檢查架構來1¾:供吸引人的效率/複雜的交換。請注意，為了完整的目的’藉由適當的選擇目標回應gk來改善RPD與同位檢查架構的效率。

線最後，根據本發明，提出一用以RLL同位檢查編碼的架構，因而使用RLL碼的組合。所有的代碼是滑動區塊碼，在降低錯誤傳播的觀點中，最好應用固定長度的符號。除標準碼外，設計一高編碼率，建議同位檢查致能碼允許在通道位元流段實現一可靠的同位檢查約束。設計該約束來處理特別類型的通道隨機錯誤。於通道位元流段中，允畔錯誤偵測達反同位檢查約束。對於錯誤校正，最好使用通道端資訊。對於單一位元轉移移位錯誤的校正，使用Reed-Solomon碼，同位檢杏編碼是一因子1 6比由標準錯誤校正解碼校正更有效率。 -32- 本紙張尺度適；?1巾g @家標準(CNS) A4規格(21GX297公釐) " " ------- 586273 A7 B7 五、發明説明（3〇 ) 為了實現DC-控制，該架構進一步可與另一碼代換碼結合。同位檢查編碼通過結合碼結合兩其餘已存在架構的優點是高編碼效率與無錯誤傳播，兩已存在的架構由Perry 等人所提出的剖析架構，以及由Gopalaswamy等人所提出的序連架構（參見上述），以引用的方式併入本文中··簡單明瞭。提出對同位檢查約束實踐若干d=2與d=l RLL碼。在DC-控制案例中，根據同位檢查約束、代換碼的複製頻率與同位檢查致能碼，需要結合碼結構的許多獨立碼。例如，關於同位檢查p4，於同一方向致能超過兩轉移移位錯誤的偵測，也包括D C -控制，需要最多六個獨立碼。 -33- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐) 補充 g告本

中文用於轉換以及解碼資料位元流之方法及裝置及記錄載體英文姓名國籍住、居所姓名 (名稱）國籍

METHODS AND DEVICES FOR CONVERTING AS WELL AS DECOING A STREAM OF DATA BITS, AND RECORD CARRIER 了威倫瑪利朱利亞瑪專可恩 WILLEM MARIE JULIA MARCEL COENE 2.查拉蘭波斯波易迪斯 CHARALAMPOS POZIDIS 3·約翰尼斯威爾海穆斯瑪利亞伯格曼斯 JOHANNES WILHELMUS MARIA BERGMANS 1.比利時 BELGIUM 2.希臘 GREECE 3.荷蘭 THE NETHERLANDS 1. 荷蘭愛因和文市普羅何斯蘭路6號 PROF. HOLSTLAAN 6, 5655 AA EINDHOVEN, THE NETHERLANDS 2. 瑞士蓋提肯市歐伯斯特蓋騰街12號 OBSTGARTENSTRASSE 12, CH-8136 GATTIKON, SWITZERLAND 3·荷蘭愛因和文市里之騰伯格路62號 LICHTENBERG 62, 5655 BH EINDHOVEN, THE NETHERLANDS 裝申請人

荷蘭商皇家飛利浦電子股份有限公司 KONINKLIJKE PHILIPS ELECTRONICS N.V. 荷蘭 THE NETHERLANDS, 荷蘭愛因和文市格羅尼渥街1號 GROENEWOUDSEWEG 1, 5621 BA EINDHOVEN, THE NETHERLANDS J丄.凡德渥 LL. VAN DER VEER

線 586273 第091106019號專利申請案中文說明書替換頁(92年9月） B7 修正{ 補充五、發明説明（ 31 ) 圖式元件符號說明 1 碼段 2 使用者字 3 通道字 4 較短的數據段 5 數據段 6 DC段 7 同位檢查段 -34· 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X 297公釐)

Claims

586273 第0911060.19號專利申請案中文申請專利範圍替換本(92年12月補充

1· 一種轉換資料位元流之彳法，^將三進制資訊信號 (BIS)的一序列連續使用者字（2)的資料位元流轉換成約束二進制通道信號（CBCS)的一序列連續通道字（3)的資料位元流，其中 a) 該二進制資訊信號（BIS)和/或該約束二進制通道信號（CBCS)係劃分成通道信號段，稱為同位檢查段，其中每一同位檢查段（1，7)皆分成一第一部分（S1)與一第二部分（S2)， b) 使用由第一組一或更多通道碼中的一代碼，獲得該第一邵分（si)，該第一組包括一第一類型的通道碼（c^) ，以及 c) 使用由第二組一或更多通道碼中的一代碼，獲得該第二部分（S2)，該第二組包括至少一第二類型的通道碼 (Cpc) ’係設計作為一同位檢查致能碼，用以實現一預定的同位檢查約束，其加在該同位檢查段（丨，7)上，其中該同位檢查約束（1 , 7)與該通道的預定錯誤事件有關。 2·如申請專利範圍第1項的方法，其中一些該同位檢查段（工 ’ 7)具有不同於其他同位檢查段（丨，7)的長度。 3.如申請專利範圍第丨項的方法，其中該第一類型的通道碼 (Cst)是一第一運行長度限制碼。 4·如申請專利範圍第1項的方法，其中該第二類型的通道碼 (Cpc)是一第二運行長度限制碼。 5·如申請專利範圍第1項的方法，其中該第二組包括一些同位檢查致能碼（CpcJ，Cpc，2)，用於獲得該同位檢查段 O:\77\77482-921225.doc - 1 - 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X 297公釐) 586273 A B c D 、申請專利範圍，7)的該約束二進制通道信號（CBCS)，每個該同位檢查致能碼（Cpu，Cpc，2)能夠實現一不同的預定同位檢查約束，其加在該約束二進制通道信號（CBCS)上，其中該同位檢查致能碼（Cpe l，cpe，2)的使用量視錯誤事件發生的機率而定，該錯誤事件與每個該同位檢查致能碼（Cpq ’ Cpc,2)能夠實現的同位檢查約束相關。 6·如申請專利範圍第1項的方法，其中該第二組包括一些同位檢查致能碼（Cpcj，Cpc，2)，用於獲得該同位檢查段〇，7)的該約束二進制通道信號（CBCS)，每個該同位檢查致能碼（Cpc，i，Cpc，2)能夠實現一不同的預定同位檢查約束，其加在該約束二進制通道信號（CBCS)上，其中該同位檢查致能碼（Cpc，i，Cpc，2)的使用量視由該通道的預定錯誤事件恢復的需要而定。 7·如申請專利範圍第1項的方法，其中該通道的預定錯誤事件是一單一位元轉移移位錯誤（SBTSE)。 8·如申請專利範圍第1項的方法，其中該通道的一預定錯誤事件為一組高達η個以同一方向移位的單一位元轉移移位錯誤（SBTSE)。 9·如申請專利範圍第1項的方法，其中該通道的一預定錯誤事件為在單一位元上的一單一最小運行移位錯誤。 10·如申請專利範圍第1項的方法，其中 a)該二進制資訊信號（BIS)和/或該約束二進制通道信號（CBCS)根據第一劃分程序被分成一第一類型通道信號段（6)，並根據第二劃分程序被分成一第二類型通道信 O:\77\77482-921225.doc - 2 - 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(21〇 x 297公釐） 586273 A8 B8 C8

號段⑺，為該同位檢杏段（j ^ —仅（1 7)，此兩劃分程序組成通 st， sub，Cpc)的一複製架構， b) 使用第一組通道碼（c Λ St esub)獲侍罘一類型通道信號段（6)，菽第一組進一击白扛奸一上，其中步包括一弟二類型通道碼（csub)， 0該第-類型通道碼（Cst)係料將該使用纟字⑺的資料位元轉換成該通道字（3)的資料位元，以及裝 Π)該第三類型通道碼（Csub)係用於將該使用者字（2) 的資料位元轉換成該通道字（3)的資料位元，而且對該約束二進制通道信號（CBCS)實現DC_控制， c) 使用該第二組通道碼獲得該第二類型通道信號段G ，7)，該第二組包括該第一組通道碼（Cst，Csub)與至少一該第二類型通道碼（Cpc)，以及訂 d) 根據孩複製架構，以該第二類型通道碼（Cpe)來編碼有關該第一類型通道信號段（6)的該使用者字（2)的資料位元。 11·如申請專利範圍第10項的方法，其中每一該第一類型通道信號段（6)具有相同的長度，被稱為該第一類型片段長，和/或其中每一該第二類型通道信號段具有相同的長度，被稱為該第二類型片段長。 12·如申請專利範圍第1 1項的方法，其中該第一類型片段與該第二類型片段的長度是完全相同的。 13.如申請專利範圍第10項的方法，其中為了實現DC-控制 ’而配置該同位檢查致能碼（Cpc)，其中該第一組通遒碼 O:\77\77482-921225.doc 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X297公釐） 586273 A8 B8 C8 ----D8 申請專利範圍僅用於將該使用纟字⑺的資料#元轉換成該通道的資料位元。） 14.一種轉換資料位元流之裝置，用以將二進制資訊信號 (BIS)的一序列連續使用者字（2)的資料位元流轉換成丄 =束二進制通道信號（CBCS)的一序列連續通道字（3)的資料位元流，經由一通道傳輸，包括 a) 劃分裝置，用以將該二進制資訊信號（BIS)和/或該约束二進制通道信號（CBCS)分成通道信號段，稱為同位檢查段（卜7)，其中每個該同位檢查段（1，7)被分成一第— 邵分（S1)與一第二部分（S2), b) 第一通道碼編碼裝置，使用由第一組一或更多通遒碼中的一代碼，將該使用者字（2)的資料位元編碼成該第一部分（S1)的通道字（3)的資料位元，該第一組包括一第一類型的通道碼（Cst)，以及 c) 第二通道碼編碼裝置，使用由第二組一或更多通道碼中的一代碼，將該使用者字（2)的資料位元編碼成該第二部分（S2)的通道字（3)的資料位元，該第二組至少包括一被設計作為一同位檢查致能碼的第二類型的通道碼 (Cpc),其用以實現一預定的同位檢查約束，其加在該同位檢查段（1，7)，其中該同位檢查約束有關於該通道的預定錯誤事件。 15.如申請專利範圍第14項的裝置， a)進一步包括被設計用以將該二進制資訊信號（BIS) 和/或这約束二進制通道信號（CBCS)根據第一劃分程序 O:\77\77482-92l225.doc · < W尺度適用家標準^ ^297公釐) " ~ 586273 A BCD 、申請專利範圍 :成一第一類型通道信號段（6)，而且根據第二劃分程序一第二類型通道信號段（7)的劃分裝置，為該同位檢旦丰又(1 7)，此兩劃分程序組成通道碼（cst，csub , c 、的一複製架構，其中 su pcj b)第一通道碼編碼裝置，設計使用第一組通道碼（Cst ，cs㈦獲得該第一類型通道信號段（6)，該第一組進一 ^ 包括一第三類型通道碼（Csub)，其中：文0該第一類型通道碼（Cst)係用於將該使用者字（2)的資料位元轉換成該通道字（3)的資料位元，以及 =該第三類型通道碼（Csub)係用於將該使用者字（2) 的貝料位兀轉換成該通道字的資料位元，而且對該約束二進制通道信號（CBCS)實現DC-控制，第二通道碼編碼裝置，設計使用該第二組通道碼獲得該第二類型通道信號段（1，7)，該第二組包括該第一組通道碼（cst，Csub)與至少一該第二類型通道碼（Cpc)，以及 d)該第一通道碼編碼裝置與/或該第二通道碼編碼裝置根據該複製架構被設計以該第二類型通道碼（c一編碼有關該第一類型通道信號段（6)的使用者字（2)的資料位元。 16·如申請專利範圍第14或15項的裝置，為了進制通道信號（CBCS)，包括用以結合該編碼段7)的結合裝置。 Π·—種記錄載體，在其上包括約束二進制通道信號（CBCS) 的資料位元流之信號記錄於一磁軌中，其中資訊樣式代 O:\77\77482-921225.doc - 5 - 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X 297公釐）

586273 A B c D 六、申請專利範圍表該信號邵分，該資訊樣式包括第一與第二部分，此外於該磁軌的指示中，該第一部分呈現可偵測屬性，而該第二邵分呈現不同於該第一屬性的可偵測屬性，而該具有第一屬性之部份表示具有一第一邏輯值的位元單元，而該具有第二屬性之部分代表具有一第二邏輯值的位元單元，其中 a) 該約束二進制通道信號（CBCS)係劃分成通道信號段，稱為同位檢查段（1，7) ’其中每一同位檢查段（1 , 7) 皆分成一第一部分（S1)與一第二部分（S2)， b) 使用由第一組一或更多通道碼中的一代碼，獲得該第一邵分（si)，該第一組包括一第一類型的通道碼（cst) ，以及 c) 使用由第二組一或更多通道碼中的一代碼，獲得該第二邵分（S2)，該第二組包括至少一第二類型的通道碼 (Cpc)，係設計作為一同位檢查致能碼，用以實現一預定的同位檢查約束，其加在該同位檢查段（丨，7)上，其中該同位檢查約束（1，7)與該通道的預定錯誤事件有關。 18· —種轉換資料位元流之方法，用以將約束二進制通道信號（CBCS)的一序列連續通道字（3)的資料位元流解碼成二進制資訊信號（BIS)的一序列連續使用者字（2)的資料位元流，包括將包括約束二進制通道信號（CBCS)的資料位元流之一信號轉換成具有一第一或第二值之位元的位元串的步驟，該信號包含長度m的通道字，而m等於mi ，或者m等於m2，或者m等於，該位元串包含η-位元資 O:\77\77482-921225.doc _ ft 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格^210X297公董） 586273 A8 B8 C8

訊字。 19. 一種轉換資料位元流之方法，用以將約束二進制通道信號（CBCS)的一序列連續通道字（3)的資料位元流解碼成二進制資訊信號（BIS)的一序列連續使用者字（2)的資料位元流，其中 a) 該約束二進制通道信號（CBCS)&括通道信號段，稱為同位檢查段（1，7)，其中每個該同位檢查段（1，7)包括一第一部分（S1)與一第二部分（S2), b) 使用由第一組一或更多通道碼中的一代碼，解碼該第σ卩刀（s 1)，该第一組包括一第一類型的通道碼（cst) ，以及其中 s C)使用由第二組一或更多通道碼中的一代碼，解碼該第二部分（S2)，該第二組通道碼至少包括一被設計作為一同位檢查致能碼的第二類型的通道碼，其用以實現一預定的同位檢查約束，其加在該同位檢查段（丨，7) 上，其中該同位檢查約束係有關該通道的預定錯誤事件。 20. 如申請專利範圍第1 9項的方法，其中 a) 由該同位檢查段（1 , 7)的約束二進制通道信號（CBCS) 所偵測的位元評估該同位檢查段（1，7)的同位檢查約束值，並在編碼作業期間，與強加在該同位檢查段（1 , 7) 的同位檢查約束值比較，以及 b) 如果所偵測的該同位檢查約束值不同於該強加的同位檢查約束值，則於該同位檢查段（丨，7)中校正最可能發生的該通道錯誤事件。 O:\77\77482-921225.doc 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐) 586273 A B c D 六、申請專利範圍 21·如申請專利範圍第20項的方法，其中該同位檢查段d， 7)中的最可能的通道錯事件的位置，係藉由使用以位元同步通道信號波形的局部可能性資訊為形式的該通道側邊資訊所決定。 22·如申請專利範圍第20項的方法，其中其中該同位檢查段 (1，7)中的最可能的通道錯誤事件的位置，係藉由使用用於計時恢復的鎖相迴路所評估的位元同步通道信號波形之信號轉變的相位錯誤為形式的該通道側邊資訊所決定。 23·如申請專利範圍第1 9或20項的方法，其中該第一類型通道信號段（6)與該第二類型通道信號段（7)組成通道碼（Cst ，Csub，Cpc)的一複製架構，其中 a) 使用第一組通道碼（cst，Csub)解碼該第一類型通道信號段（6)，該第一組進一步包括一第三類型通道碼（Cs^) ，其中 i) 該第一類型通道碼（Cst)係用於將該通道字（3)的資料位元解碼成該使用者字（2)的資料位元，以及 ii) 為第二類型通道碼（Csub)係用於將該通道字（3)的資料位元解碼成該使用者字（2)的資料位元，而且可能用以偵測該約束二進制通道信號（CBCS)中的DC-控制資訊，以及其中 b) 使用S弟一組通道碼解碼該第二類型通道信號段（1 ，7)，該第二組包含該第一組通道碼（Cst，Csub)以及該至少一第二類型通道碼（Cpe)，以及 O:\77\77482-921225.doc . 8 - 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X297公着）據’茨複製架構，以該第二類型通道碼(Cpc)解碼有二孩第一類型通道信號段（6)的通道字（3)的資料位元。 u解馬;貝料位元流之裝置，用以將約束二進制通遒信戒（CBCS)的-序列連續通道字（3)的資料位元流解碼^ 上進制;貝訊k號（BIS)的一序列連續使用者字（2)的資料位元流，包括、^孩約束二進制通道信號（CBCS)包括通道信號段，稱位檢查段（1，7)，其中每一該同位檢查段（1，7)包括一第一部分（Si)與一第二部分（S2)，、b)第一通道碼解碼裝置，藉由使用由第一組一或更多通道，中的一代碼，解碼該第-部分（S1)，該第-組包括一第一類型的通道碼（Cst)，以及、C)第二通道碼解碼裝置，藉由使用由第二組一或更多通运碼中的一代碼，解碼該第二部分（s2)，該第二組至少包括一被設計作為一同位檢查致能碼的第二類型的通道碼（Cpc)，其用以實現一預定的同位檢查約束，其加在 d同位祆查段（1，7)上，其中該同位檢查約束係有關該通道的預定錯誤事件。 25·如申請專利範圍第則的裝置，其中該第一類型通道信號ί又（6)與该第二類型通道信號段（7)組成通道碼， Csub , Cpc)的一複製架構， a)藉由使用第一組通道碼（Cst，Csub)設計用以解碼該第類型通道信號段（6)的第一通道解碼碼裝置，該第一組進步包括一第三類型通道碼（Csub)，其中： O:\77\77482-921225.doc -9- 586273 8 8 8 8 A B c D 六、申請專利範圍 i) 該第一類型通道碼（Cst)係用於將該通道字（3)的資料位元解碼成該使用者字（2)的資料位元，以及 ii) 該第三類型通道碼（Csub)係用於將該通道字（3)的資料位元轉換成該使用者字（2)的資料位元，而且可能用以偵測該約束二進制通道信號（3)中的DC-控制資訊，以及其中 b) 藉由使用該第二組通道碼設計用以解碼該第二類型通道信號段（7)的第二通道碼解碼裝置，該第二組包括該第一組通道碼（Cst，Csub)與至少一該第二類型通道碼（Cpc) ，以及 c) 根據該複製架構，設計該第一和/或該第二通道碼解碼裝置，以該第二類型通道碼（Cpc)解碼有關該第一類型通道信號段（6)的通道字（3)的資料位元。 O:\77\77482-921225.doc - 10 - 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐)