專利名稱：用rll(1，k)和mtr(2)約束的調制編碼的制作方法
引言
本發明涉及一種通過信道代碼將用戶比特流轉變為編碼比特流的方法，其中信道代碼具有d＝1的約束，本發明涉及一種用于通過信道代碼將用戶比特流轉變為編碼比特流的編碼器，其中該編碼器包括用于應用具有d＝1的約束的信道代碼的處理設備，本發明涉及一種包括這種編碼器的記錄裝置，本發明涉及一種包括軌道的記錄載體，該軌道包括一個信號，該信號包括通過信道代碼被編碼在編碼比特流中的用戶比特流，其中該信道代碼具有d＝1的約束，本發明涉及一種用于在代碼比特流上進行碼元檢測(bit detection)的比特檢測器，該代碼比特流包括通過信道代碼被編碼在編碼比特流中的用戶比特流，其中信道代碼具有d＝1的約束，本發明涉及一種包括這種比特檢測器的重放設備。
在用于約束d＝1的存儲系統的非常高的密度(例如在12cm盤上的33-37GB的容量，完全超過了Blu-ray盤的25GB)處，連續的2T運行是碼元檢測的主要缺點。由兩側的較大掃描寬度所界定的這種2T運行的序列被稱為2T列(train)。因此，結果是對于限制這種2T列的長度是有利的。這是一般的觀察，并且因而不是新的。目前，如T.Narahara、S.Kobayashi、M.Hattori、Y.Shimpuku、G.van den Ended、J.A.H.M.Kahlman、M.van Dijk和R.van Woudenberg在Jpn.J.Appl.Phys.，第39(2000)卷第一部分第2B號第912-919頁的“Optical DiscSystem for Digital Video Recording(用于數字視頻記錄的光盤系統)”中所公開的BD的17PP代碼具有r＝6的所謂的RMTR約束(重復的最小轉換掃描寬度)，這意味著將連續的最小掃描寬度的數量限制為6或者換句話說2T列的最大長度是12個信道比特。17PP代碼基于如在US5477222中公開的奇偶保留原理。
在該文獻中，RMTR約束經常稱為MTR約束。最初，由J.Moon和B.Brickner在IEEE Transactions on Magnetics第32卷第5號第3992-3994頁(1996年)對于d＝0的情況所介紹的最大轉換運行(MTR)約束規定了在NRZ比特流中的連續的“1”比特的最大數量，其中“1”表示在雙極信道比特流中的轉換。同樣，在NRZI比特流中，MTR約束限制了相繼的1T運行的數量。如上面所論證的，MTR約束也可以與d-約束結合，在這種情況下MTR約束限制連續的最小掃描寬度的數量，其與17PP代碼的情況一樣。在使用MTR代碼之后的基本觀點是消除所謂的主要錯誤模式，即，將導致在用于高密度記錄的部分響應最大似然(PRML)序列檢測器中的大部分錯誤的那些模式。在T.Nishiya、K.Tsukano、T.Hirai、T.Nara、S.Mita于1998年ProceedingsGlobecom’98，Sydney第2706-2711頁發表的“Turbo-EEPRMLAnEEPRML channel with an error correcting post-processor designed for16/17 rate quasi MTR code”中已經描述了將對于d＝0時連續轉換的數量限制為至多是2的高效比率16→17MTR代碼。
本發明的目的是提供一種借助于信道代碼將用戶比特流轉變為編碼比特流的方法，該信道代碼改進比特檢測器的性能。
為了實現這一目的，借助于信道代碼將用戶比特流轉變為編碼比特流的方法的特征在于該信道代碼具有r＝2的附加約束。
在對于d＝1時編碼率R＝2/3的范圍內，仍然可能的最小RMTR約束是r＝2。結果是r＝2產生改進的碼元檢測性能。這樣，對于與17PP代碼精確相同的速率，得到了最大改進的RMTR約束和相對應改進的碼元檢測性能。
此外，通過應用RMTR約束可以實現另一個優點，即當這種檢測器用在接收/檢索一側時，維特比(Viterbi)(PRML)比特檢測器的回溯深度(back-tracking depth)(或追溯深度(track-back depth))的限制。
已經用實驗方法對從藍光盤(BD)系統得到的高密度光學記錄信道研究了由于RMTR約束引起的性能增益。已經利用密度增大的BD可重寫系統進行了實驗，該可重寫系統的盤容量從標準的23.3-25-27GB增大到37GB。因為用于從當前藍光盤標準得到的密度增大的系統的標準化的設計來選擇該特殊的實驗平臺。已經采用了PRML(維特比)碼元檢測。此外，下一代高數值孔徑近場光學記錄系統將同樣從具有r＝2的約束的信道代碼所提供的改進的碼元檢測性能中受益。
已經基于排序的振幅余量(sequenced amplitude margin)(SAM)分析來測量維特比比特檢測器的性能。SAM分析允許計算在維特比檢測器的輸出端的誤差概率(SAMEP)以及計算定義為下式的基于SAM的預先檢測信噪比(SAMSNR)
SAMSNR＝20*log10(_*erfinv(1-2*SAMEP))[dB].
SAMSNR被證實是有用的性能測度，因為其能夠與潛在生產能力有關。即，在大約35GB的相關容量范圍內，SAMSNR中的1dB增益意味著幾乎6％的盤容量增加。
將具有不同RMTR約束(r＝1、r＝2、r＝3和r＝6)的信道代碼相互比較。(注意r＝1約束是唯一一個不能用速率R＝2/3代碼來實現的；假定用速率R＝16/25來代替。)為了將由于強加的RMTR約束所引起的讀信道性能增益與相對應的寫信道增益分開，使用兩個不同的維特比比特檢測器意識到RMTR約束的一個和沒有意識到的另一個。在第二種情況下，性能增益完全歸因于在盤上寫入的數據的改進的光譜內容(因此使其與所用的寫信道的特性更好地匹配)。
當使用具有RMTR約束r＝6的17PP信道代碼(如在BD系統中所使用的)時，對于RMTR-意識到和RMTR-沒有意識到比特檢測器，都能達到11.66dB的SAMSNR，即在讀信道中觀察到沒有RMTR相關的性能增益。當使用r＝3的信道代碼時，對于RMTR-意識到和RMTR-沒有意識到比特檢測器相應地達到11.87dB和11.72dB的SAMSNR。如能夠看到的，在寫和讀信道中，關于r＝6的情況獲得大約0.15dB的RMTR相關的SAMSNR增加，導致大約0.3dB的總的SAMSNR增益。具有r＝2的信道代碼導致關于r＝6的甚至更大的SAMSNR改進對于RMTR-意識到和RMTR-沒有意識到比特檢測器相應地達到12.07dB和12.55dB的SAMSNR，這意味著大約0.9dB的總的SAMSNR增益。RMTR進一步從r＝2減小到r＝1不會導致任何顯著的SAMSNR增益。相反地，由于對于r＝1的情況的增大的編碼速率損耗(code rate loss)，因此全部的系統性能降低，如在下面的論述中所討論的。
對于d＝1和RMTR r＝2，理論上的容量等于
C(d＝1，k＝∞，r＝2)＝0.679289. (1)
因此，具有速率(rate)2/3的代碼仍然是可行的。對于甚至更強烈的RMTR約束r＝1，理論上的容量等于
C(d＝1，k＝∞，r＝1)＝0.650902.(2)
顯然，對于r＝1來說具有rate2/3的實際代碼因此是不可能的。如通過實驗結果所示，由于通過維特比比特檢測器能夠清楚地區別出長度1和2的2T列(直觀地通過看短的2T列的兩端的較長掃描寬度處的極性)，因此通過從r＝2到r＝1觀察到沒有性能增益。因此，下面的推導集中在r＝2的情況，為此我們能夠得到與BD的17PP代碼相同的編碼率，同時RMTR r＝6。
這樣顯示出具有約束d＝1和r＝2的代碼提供了改進的性能，其能夠通過允許幾乎1dB(事實上是0.9dB)的增益，即大約5％磁盤容量增大而用于獲得盤容量的增大或碼元檢測的可靠性的提高。
具有d＝1和RMTR約束r＝2的代碼的詳細描述。
提出了一種具有與17PP相同的編碼率(R＝2/3)以及具有可能的最小RMTR約束(r＝2)的新的d＝1奇偶性保留的RLL代碼，從而能夠改進碼元檢測的性能該改進可以用數量表示為0.9dB的(SAM)SNR，或者相當于在BD系統的35GB容量范圍的大約5％的容量。
根據由R.L.Adler，D.Coppersmith和M.Hassner在IEEE Transactionon Information Theory，Vol.IT-29，1983，第5-22頁，在“Algorithm forSliding Block Codes.An Application of Symbolic Dynamics toInformation Theory”中所公開的ACH算法，具有先行解碼的滑動塊代碼的結構的公知技術，也可以實現信道代碼的下列附加性質
基于字節的映射(8個用戶比特映射到12個信道比特)，與如K.Kayanuma，C.Noda和T.Iwanaga在Technical Digest ISOM-2003，Nov.3-7 2003，Nara，Japan，paper We-F-45，第160-161頁的“Eight toTwelve Modulation Code for High Density Optical Disk”中所公開的ETM代碼相同；
經由如在17PP代碼中所用的奇偶性保留原理的DC控制。這意味著用戶字和信道字的奇偶性與US5477222所公開的相同或者等效的是總是相反。因此，對于RLL代碼的有限狀態機(FSM)的每個編碼狀態來說都需要128個偶數奇偶校驗和128個奇數奇偶校驗信道字；
狀態獨立的解碼必須優選申請FSM以限制誤差傳播解碼器不需要知道將給定信道字進行編碼的FSM狀態。
首先，對于具有奇偶性保留性質的代碼的特殊情況概述基于ACH的代碼結構的數學程序。隨后將討論根據這種結構方法設計的兩個特殊代碼一個代碼具有掃描寬度約束d＝1，k＝12和r＝2，另一個具有掃描寬度約束d＝1，k＝10和r＝2。這兩個代碼都具有8到12的映射，意味著將用戶信息的字節編碼成12比特的信道字。由于第一代碼的較大的k約束，因此在ACH算法中的所謂狀態分割的所需量將小于用于具有更緊湊的k＝10約束的第二代碼的所需量這由近似特征向量的最大分量對于第一和第二代碼分別等于5和8來反應。應該注意，對于相同的8到12的映射，k約束的甚至更低的值，即k＝9在假定的邊界條件(8到12的映射，PP性質)中是可能的，但是需要在ACH算法中的28折疊狀態分割，這導致對于這種代碼來說誤差傳播增大。
為了解釋奇偶保留代碼的基于ACH的代碼結構，概述了利用組合代碼結構的代碼結構。
在美國專利US6469645B2中，已經公開了組合代碼的概念。在2000年11月Wim M.J.Coene在IEEE Transactions on ConsumerElectronics，Vol.46，No.4，1082-1087頁的“用于DC自由掃描長度受限編碼的組合代碼”中會發現附加的信息。
給定限制的組合代碼由用于那個限制的一組至少兩個代碼組成，可能具有不同的速率，不同代碼的編碼器共享一公共組的編碼器狀態。因此，在每一編碼步驟之后當前代碼的編碼器可以被該組中的任何其它代碼的編碼器代替，其中新的代碼器開始于當前編碼器的終止狀態。通常，被稱為標準代碼或主代碼的代碼之一是用于標準使用的高效代碼；其它代碼用來實現信道比特流的某些附加性能。可以通過ACH算法來構造用于組合代碼的多組滑塊可解譯碼；通過一開始用從基本顯示獲得的用于約束的合適顯示并且使用同一近似特征向量來聯合構造這里所述的代碼。滿足該(dk)約束的組合代碼的結構由合適的特征向量來引導，參見K.A.S.Immink，“Codes for Mass Data StorageSystem(用于大塊數據存儲系統的代碼)”，1999，Shannon FoundationPublishers，The Netherlands and A.Lempel and M.Cohn，“Look-Ahead Coding for Input-constrained channels”(用于輸入約束信道的先行編碼)，IEEE Trans.Inform.Theory，Vol.28，1982，第933-937頁，和H.D.L.Hollman，“on the construction of Bounded-Delay EncodableCodes for Constrained Systems”(關于用于約束系統的界限可延遲的可編碼代碼的結構)，IEEE Trans.Inform.Theory，Vol.41，1995，第1354-1378頁。這個向量的分量指示在ACH算法中所需的狀態分割的數量，正如由R.L.Adler，D.Coppersmith，M.Hassner在IEEE Trans.Inform.Theory，Vol.29，1983，第5-22頁的“用于滑塊代碼的算法.符號動態應用到信息理論”中所公開的。這個算法已經被同時應用到了主代碼和替換代碼的構造上。
主代碼被表示為C1；它將n比特數據字映射為m1比特的信道字，并且基于近似的特征向量Vi，i＝1，...，k+1來構造，其滿足不等式
其中矩陣D是(k+1)×(k+1)矩陣，被稱為用于描述(dk)序列的狀態轉移圖(STD)的鄰接矩陣或連接矩陣。
對于替換代碼，表示為C2，我們獲得類似的近似特征向量不等式，其考慮了該替換代碼的兩個特性對于每一個分支來說(或者在編碼狀態之間的轉移)，存在兩個具有相反奇偶校驗和同樣的下一狀態的信道字。我們分別列舉長度為m2的具有偶數奇偶校驗的信道字的數量(從STD的狀態σi開始并且到達狀態σj)和具有奇數奇偶校驗的那些字的數量。我們將這些數字分別表示為DE[m2]ij和DO[m2]ij。對于替換代碼，該列舉不涉及單個信道代碼，而是針對字對，其中每個碼字對的兩個信道字具有相反的奇偶性并且到達STD的同樣的下一狀態σj。為此，我們為由DEO[m]表示的長度為m的序列定義了新的連接矩陣，其中DEO[m]具有矩陣元
DEO[m]ij＝Min[DE[m]ij DO[m]ij].(4)
基于近似的特征向量Vi，i＝1，...，k+1來構造替換代碼，該替換代碼將n比特數據字映射為一組兩個具有同樣下一狀態并具有相反奇偶性的m2比特信道字，其中近似的特征向量滿足不等式
對于組合代碼的構造，近似的特征向量必須同時滿足不等式(3)和(5)。要求主代碼和替換代碼的單個近似的特征向量能夠從主代碼無縫過渡到替換代碼并且反之亦然。而且，對這兩種代碼都可以執行相同的狀態合并操作(在ACH算法中所需的)。
對于僅僅能夠使用替換代碼作為奇偶保留代碼的情況，奇偶保留RLL代碼的設計規則借助于放寬替換代碼的設計規則。
單獨使用的該替換代碼，沒有標準代碼，是奇偶保留代碼(通過定義其維持了在用戶字和信道字之間的奇偶性)。參見如下所述。對于每一個n比特輸入碼字，替換代碼具有兩個有相反奇偶性的信道字，并且具有同樣的下一狀態。在有相反奇偶性的兩個信道字之間的可能選擇實際表示信息的一個比特因此，我們可以考慮此為n+1到m2映射(具有m2信道字的長度)。正好2n個輸入碼字和相應的信道字具有偶數奇偶校驗，并且正好2n個輸入字和相應的信道字具有奇數奇偶校驗因此該代碼同樣是奇偶保留的。現在，在我們僅僅使用替換代碼的特定的情況中(并且因而要求不與主代碼連接)，根本不要求該“同樣的下一狀態”特性，并且因此可以省略。因此如對替換代碼所要求的那樣，對于奇偶保留代碼將方程(5)的聯合設計規則放寬為兩個獨立的設計規則，其必須同時由指向的近似特征向量滿足
和
由于上述的方程(6)和(7)描述了基于ACH算法的奇偶保留代碼的代碼構造方法，因此上述的公式(6)和(7)是關鍵的。從在K.A.S.Immink關于d，k約束信道代碼(Shannon Foundation Publishers，Eindhoven，2004年，第2版，“對于大塊數據存儲系統的代碼”)的最近觀點來看，這是非常獨一無二的代碼構造方法，其在290頁上闡述了“對于如何用ACH算法來有效設計奇偶保留代碼我們仍然不太清楚”。很明顯，上述的代碼結構已經闡明了該未決的問題。
對于這里考慮的8到12奇偶保留RLL代碼的實際情況，參數(正如用作替換代碼的上述定義)是d＝1，r＝2，k＝12，n+1＝8和m2＝12。注意到這些參數不應該導致這里的任何混淆作為奇偶保留代碼的代碼的實際映射是8到12；相應的替換代碼(如果存在)將具有7到12映射(具有沿著該分支的兩個信道字)。
現在基于圖來討論本發明。
圖1展示了RLL約束d＝1，k＝12和r＝2的狀態轉移圖。
作為第一個例子，RLL代碼用約束d＝1，k＝12和r＝2來公開。在圖1中展示了這些RLL約束的狀態轉移圖(STD)。從該圖的左上角的STD狀態1，2，14，15，16，17和3來看，RMTR約束變得顯而易見。正如將在第二例中所概述的，甚至較低的k約束是可能的，但是8折(8-fold)狀態分割以及在代碼的FSM中的更多狀態，導致了較大的復雜性。
用于具有奇偶保留特性的滑動塊代碼的基于ACH結構、映射8比特符號為12比特信道字、滿足上述代碼結構的方程式(6-7)的近似特征向量，已選擇為
{3，5，5，5，5，5，5，4，4，4，3，3，0，2，4，2，3}.(8)
根據上述的近似特征向量來進行狀態分割，并且隨后的狀態合并導致最后的有限狀態機包括10個狀態。該編碼表被顯示在表III中。將這些狀態編號為從S0到S9。該代碼字由它們的十進制表示法來列出，首先是MSB(在代碼字的左側)。進入給定狀態的信道字的特征在于如在表I中所示的它們的特定字結尾。
表I.
字結尾和狀態的特征
字結尾 狀態
-001|S0，S1，S2
-00101| S0，S1
-0010101|S0，S1
-0010| S0，S1，S2，S3，S4
-001010| S0，S1，S2，S3
-00101010| S0，S1，S2
-10m|S5，S6，S7，S8，S9
(2≤m≤6)
-10m|S5，S6，S7，S8
(7≤m≤9)
-10m|S5，S6，S7
(10≤m≤11)
注意到在上述表格中所有前6行的結果為S0，S1和S2的狀態合并使在10狀態FSM到達成為可能。
滑動塊代碼需要解碼給定信道字的下一狀態以便能夠唯一地解碼上述信道字。下一狀態依靠該所考慮的信道字(尤其是在字結尾的比特，正如在表I中所示)和下一信道字的多個前導位(leading bits)的特征。給定信道字與它的下一狀態的組合對于唯一地解碼相應的源符號是足夠的。根據十進制表示法的特定分組(參見表II)在編碼表中已經實現了用于后者區分的“下一狀態“功能。
注意到對于一個給定的信道字，對于那個碼字來說其下一狀態在最大的5個狀態處(可應用的狀態分割的最大數)是可能的。存在兩組，每組5個狀態，這表示下一狀態的最大數(第1組包括S0，S1，...，S4，第2組包括S5，S6，...，S9)。注意到在這兩組的每一個中所有狀態的輸出都被清楚地分割為輸出字的不間斷子組。每個子組基于十進制表示法的范圍。這樣在FSM狀態的輸出中的字的分組限制了錯誤傳播。基于詞典排序而不是基于十進制排序(由于RLL約束其具有一些‘間隙’或者丟失的字)當然可以獲得類似的排序。
表II
狀態輸出的特征
(十進制表示法)
狀態偶數字奇數字
S0 1-66 1-63
S1 70-13364-123
S2 134-198 126-192
S3 199-261 194-259
S4 262-319 263-334
S5 219-281 218-284
S6 137-199 136-202
S7 200-215 206-217
282-321 288-343
S8 54-11853-111
S9 14-52 13-51
122-134 114-135
≥325 ≥345
DC控制方面。
要注意的是，在編碼之前，用于減少錯誤傳播的其它措施也可以與當前建議的信道代碼組合，其中錯誤傳播是由DC控制比特插入到源比特流中導致的。US6265994描述了這樣的措施。
與第二個例子一樣，用約束d＝1，k＝10和r＝2公開了RLL代碼。與對于k＝12的圖1的狀態轉移圖(STD)相比較，很明顯對于被考慮在這個第二代碼中的k＝10約束來說狀態12和13不是有效的狀態。用于具有奇偶保留特性的滑動塊代碼的基于ACH結構、映射8比特符號為12比特信道字、滿足上述代碼結構方程式(6-7)的的近似特征向量已選擇為
{5，8，8，8，8，8，7，7，6，5，3，4，7，3，5}.(9)
根據上述的近似特征向量來進行狀態分割，并且隨后的狀態合并導致最后的有限狀態機包括16個狀態。該編碼表被顯示在表IV中。將這些狀態編號為從S0到S15。滑動塊代碼需要解碼給定信道字的下一狀態以便能夠唯一地解碼上述信道字。下一狀態依靠該所考慮的信道字和下一信道字的多個前導比特的特征。給定信道字與它的下一狀態的組合對于唯一地解碼相應的用戶(或源)符號是足夠的。
表III
表IV
狀態S00部分-1項目0-31
狀態S00部分-2項目32-63
狀態S00部分-3項目64-95
狀態S00部分-4項目96-127
狀態S01部分-1項目0-31
狀態S01部分-2項目32-63
狀態S01部分-3項目64-95
狀態S01部分-4項目96-127
狀態S02部分-1項目0-31
狀態S02部分-2項目32-63
狀態S02部分-3項目64-95
狀態S02部分-4項目96-127
狀態S03部分-1項目0-31
狀態S03部分-2項目32-63
狀態S03部分-3項目64-95
狀態S03部分-4項目96-127
狀態S04部分-1項目0-31
狀態S04部分-2項目32-63
狀態S04部分-3項目64-95
狀態S04部分-4項目96-127
狀態S05部分-1項目0-31
狀態S05部分-2項目32-63
狀態S05部分-3項目64-95
狀態S05部分-4項目96-127
狀態S06部分-1項目0-31
狀態S06部分-2項目32-63
狀態S06部分-3項目64-95
狀態S06部分-4項目96-127
狀態S07部分-1項目0-31
狀態S07部分-2項目32-63
狀態S07部分-3項目64-95
狀態S07部分-4項目96-127
狀態S08部分-1項目0-31
狀態S08部分-2項目32-63
狀態S08部分-3項目64-95
狀態S08部分-4項目96-127
狀態S09部分-1項目0-31
狀態S09部分-2項目32-63
狀態S09部分-3項目64-95
狀態S09部分-4項目96-127
狀態S10部分-1項目0-31
狀態S10部分-2項目32-63
狀態S10部分-3項目64-95
狀態S10部分-4項目96-127
狀態S11部分-1項目0-31
狀態S11部分-2項目32-63
狀態S11部分-3項目64-95
狀態S11部分-4項目96-127
狀態S12部分-1項目 0-31
狀態S12部分-2項目32-63
狀態S12部分-3項目64-95
狀態S12部分-4項目96-127
狀態S13部分-1項目 0-31
狀態S13部分-2項目32-63
狀態S13部分-3項目64-95
狀態S13部分-4項目96-127
狀態S14部分-1項目0-31
狀態S14部分-2項目32-63
狀態S14部分-3項目64-95
狀態S14部分-4項目96-127
狀態S15部分-1項目0-31
狀態S15部分-2項目32-63
狀態S15部分-3項目64-95
狀態S15部分-4項目96-12權利要求
1.一種通過信道代碼將用戶比特流轉換為編碼比特流的方法，其中信道代碼具有d＝1的約束，其特征在于信道代碼具有r＝2的附加約束。
2.如權利要求1所述的方法，其特征在于所述信道代碼是奇偶保留信道代碼，因此保留在用戶字與信道代碼的相應信道字之間的奇偶性。
3.如權利要求2所述的方法，其特征在于信道代碼是滑動塊可解碼信道代碼，其通過同時滿足兩個不等式的近似特征向量獲得，第一個不等式用于偶數奇偶校驗信道字，以及第二不等式用于奇數奇偶校驗信道字。
4.如權利要求3所述的方法，其特征在于該代碼具有k＝12的附加k約束。
5.如權利要求3所述的方法，其特征在于該代碼具有k＝10的附加k約束。
6.如權利要求4和5所述的方法，其特征在于該代碼具有8到12的映射。
7.一種用于通過信道代碼將用戶比特流轉換為編碼比特流的編碼器，其中該編碼器包括用于應用具有d＝1的約束的信道代碼的處理設備，其特征在于該編碼器被配置用來當轉換用戶比特流為編碼比特流時應用r＝2的附加約束。
8.如權利要求7所述的編碼器，其特征在于所述信道代碼是奇偶保留信道代碼，因此保留在用戶字與信道代碼的相應信道字之間的奇偶性。
9.如權利要求8所述的編碼器，其特征在于信道代碼是滑動塊可解碼信道代碼，其通過同時滿足兩個不等式的近似特征向量獲得，第一個不等式用于偶數奇偶校驗信道字，以及第二不等式用于奇數奇偶校驗信道字。
10.如權利要求9所述的編碼器，其特征在于該代碼具有k＝12的附加k約束。
11.如權利要求9所述的編碼器，其特征在于該代碼具有k＝10的附加k約束。
12.如權利要求10和11所述的編碼器，其特征在于該代碼具有8到12的映射。
13.一種記錄設備，包括如在權利要求7至12的任何一個中所述的編碼器、輸入裝置以及記錄裝置，輸入裝置用于接收用戶比特流并且將該用戶比特流提供給編碼器，記錄裝置用于將該編碼的比特流記錄在由編碼器提供給記錄裝置的記錄載體上。
14.一種用于對代碼比特流執行碼元檢測的比特檢測器，所述代碼比特流包括通過信道代碼被編碼在編碼比特流中的用戶比特流，其中信道代碼具有d＝1的約束，其特征在于信道代碼具有r＝2的附加約束。
15.如權利要求14的比特檢測器，其特征在于所述信道代碼是奇偶保留信道代碼，因此保留在用戶字與信道代碼的相應信道字之間的奇偶性。
16.如權利要求15所述的比特檢測器，其特征在于該信道代碼是滑動塊可解碼信道代碼，其通過同時滿足兩個不等式的近似特征向量獲得，第一個不等式用于偶數奇偶校驗信道字，以及第二不等式用于奇數奇偶校驗信道字。
17.如權利要求16所述的比特檢測器，其特征在于該代碼具有k＝12的附加k約束。
18.如權利要求16所述的比特檢測器，其特征在于該代碼具有k＝10的附加k約束。
19.如權利要求17或18所述的比特檢測器，其特征在于該代碼具有8到12的映射。
20.一種包括如在權利要求14至19的任何一個中所述的比特檢測器的重放設備。
21.一種包括通過信道代碼被編碼在編碼比特流中的用戶比特流的信號，其中信道代碼具有d＝1的約束，其特征在于該信道代碼具有r＝2的附加約束。
22.一種包括軌道的記錄載體，該軌道包括一個信號，該信號包括通過信道代碼被編碼在編碼比特流中的用戶比特流，其中該信道代碼具有d＝1的約束，其特征在于該信道代碼具有r＝2的附加約束。
23.一種包括如在權利要求22中所述的信號的記錄載體，其特征在于所述信道代碼是奇偶保留信道代碼，因此保留在用戶字與信道代碼的相應信道字之間的奇偶性。
24.如權利要求23所述的記錄載體，其特征在于該信道代碼是滑動塊可解碼信道代碼，其通過同時滿足兩個不等式的近似特征向量獲得，第一個不等式用于偶數奇偶校驗信道字，以及第二不等式用于奇數奇偶校驗信道字。
25.如權利要求24所述的記錄載體，其特征在于該代碼具有k＝12的附加k約束。
26.如權利要求24所述的記錄載體，其特征在于該代碼具有k＝10的附加k約束。
27.如權利要求25或26所述的記錄載體，其特征在于該代碼具有8到12的映射。
全文摘要
本發明涉及一種通過界定掃描寬度(d，k)的信道代碼將用戶比特流轉變為編碼比特流的方法，其中信道代碼具有d＝1的約束。為了確保在碼元檢測檢測性能上的改進，實行r＝2的附加RMTR約束以限制d＝1約束所允許的最低掃描的兩個最大數。該代碼的其它優點是基于兩個不同的k約束限制了維特比比特檢測器的回溯深度，公開了這樣的d＝1和r＝2代碼的結構。
文檔編號G11B20/14GK101023586SQ20058003113
公開日2007年8月22日 申請日期2005年9月9日 優先權日2004年9月15日
發明者W·M·J·M·科恩, A·帕迪伊 申請人:皇家飛利浦電子股份有限公司