具有約束d=1,r=2的、具有奇偶互補字分配的碼的編碼器和編碼方法

專利名稱：：具有約束d=1,r=2的、具有奇偶互補字分配的碼的編碼器和編碼方法
技術(shù)領(lǐng)域：
：本發(fā)明涉及借助信道碼將用戶比特流轉(zhuǎn)換成編碼比特流的方法，涉及使用所述借助信道碼將用戶比特流轉(zhuǎn)換成編碼比特流的方法的記錄設(shè)備，以及對使用所述借助信道碼將用戶比特流轉(zhuǎn)換成編碼比特流的方法而編碼的用戶比特流解碼的纟番放設(shè)備。
背景技術(shù)：
：在游程長度有限編碼的文獻(xiàn)中，重復(fù)最小轉(zhuǎn)換游程(RepeatedMinimumTransitionRun,即RMTR)約束常常被稱為MTR約束。最初，J.Moon和B.Brickner在"Maximumtransitionruncodesfordatastoragesystems",IEEETransactiononMagnetics,Vol.32,No.5，pp.3992-3994,1996中介紹的最大轉(zhuǎn)換游程(MTR)約束(對于d=0的情況)規(guī)定了在NRZ比特流中連續(xù)"1"比特的最大數(shù)量(其中"1"指示相關(guān)雙極性信道比特流中的轉(zhuǎn)換)。同樣，在(雙極性)NRZI比特流中，MTR約束限制了連續(xù)1T游程的數(shù)量。MTR約束也可以與d約束組合，在這種情況下MTR約束限制連續(xù)的最小游程長度的數(shù)量，通常對于藍(lán)光盤(BD)格式中使用的17PP碼就是這樣(EP1000467)。使用MTR碼背后的基本思想是消除所謂的主導(dǎo)差錯圖案，即，將在用于高密度記錄的部分響應(yīng)最大似然(PRML)序列檢測器中引起多數(shù)差錯的那些圖案。T.Nishiya,K.Tsukano,T.Hirai,T.Nara，S.Mita在"Turbo畫EEPRML:AnEEPRMLchannelwithanerrorcorrectingpost-processordesignedfor16/17ratequasiMTRcode",ProceedingsGlobecom'98,Sydney,pp.2706-2711，1998中描述了高效的速率16—17MTR碼，對于d=0的情況將連續(xù)轉(zhuǎn)換的數(shù)量限制到最多兩個。另一個支持RMTR約束的論據(jù)是限制維特比(PRML)比特檢測器的折回(back-tracking)深度(或回溯深度)。US5943368的公開旨在將數(shù)據(jù)編碼成禁止單頻率分量的生成(可以是(最小)游程長度的長的重復(fù))的信道比特流。RMTR約束最近在光學(xué)記錄界重新獲得了一些關(guān)注。K.Kayanuma，C.NodaandT.Iwanaga,"EighttoTwelveModulationCodeforHighDensityOpticalDisk",TechnicalDigestISOM-2003,Nov.3-72003,Nara，Japan,paperWe-F-45，pp.160-161中公開的ETM碼具有d=l，k=10以及r=5約束，該r約束僅比具有r=6的17PP的RMTR低1。對于d=l和RMTRr=2，理論香農(nóng)容量為<formula>formulaseeoriginaldocumentpage11</formula>(1)因此，具有比2/3更好速率的碼仍然是可行的。對于更激進的RMTR約束Fl,理論香農(nóng)容量為<formula>formulaseeoriginaldocumentpage11</formula>(2)這顯示r=2是對于不低于17PP碼的碼速率來說可能的最低RMTR約束。最近，在K.A.S.SchouhamerImmink國際遞交日為2000年11月11日的PCT專利WOWO02/41500Al,"MethodandApparatusforCodingInformation,MethodandApparatusforDecodingCodedInformation,MethodofFabricatingaRecordingMedium,theRecordingMediumandModulatedSignal"中，以及在K.A.S.Immink,J,Y.Kim,S,W.Suh,S.K.Ahn,"Efficientdc-FreeRLLCodesforOpticalRecording"，IEEETransactionsonCommunications,Vol.51,No.3,pp.326-331,March2003中，公開了一些非常高效的d=l碼，其碼速率非常接近對于d=l的香農(nóng)容量，香農(nóng)容量由C(義-lA-oo,r-oo)-0，6942給出。作為例子，實現(xiàn)了具有R=9/13速率的碼，具有碼效率n-f,從而l-r|=0.28%。然而，這些非常高效的RLL碼由于缺少RMTR約束(r-oo)而受到損失；因此，后面的9-13d=l碼不能產(chǎn)生通過產(chǎn)2的d=l碼提供的適配PRML序列檢測的實際容量得益(典型地是5%)。對從藍(lán)光盤(BD)系統(tǒng)導(dǎo)出的高密度光學(xué)記錄信道，通過實驗研究了由RMTR約束帶來的性能增益。實驗是使用密度增加的BD可重寫系統(tǒng)執(zhí)行的，盤容量從標(biāo)準(zhǔn)的23.3-25-27GB增加到35GB。采用了PRML(維特比)比特檢測。維特比比特檢測器的性能是基于序列化幅度余量(SAM)分析測量的。在大約35GB容量的相關(guān)范圍中，SAMSNR中的ldB增益意味著幾乎6%的盤容量增加。對具有不同RMTR約束的信道碼進行了相互比較。為了區(qū)分由于加入的RMTR約束而帶來的讀信道性能增益與相應(yīng)的寫信道增益，使用了兩個不同的維特比比特檢測器一個知道RMTR約束，另一個則不知道。在第二種情況下，性能增益可以完全歸功于寫在盤上的數(shù)據(jù)的譜成分的改進(使得它更好地與所使用的寫信道特性匹配)。當(dāng)采用(BD系統(tǒng)中所使用的)RMTR約束f6的17PP信道碼時，對于知道RMTR和不知道RMTR的比特檢測器都實現(xiàn)了11.66dB的SAMSNR，即，在讀信道中沒有觀測到RMTR相關(guān)的性能增益。當(dāng)使用r=2的信道碼時，對于知道RMTR和不知道RMTR的比特;險測器相應(yīng)地實現(xiàn)了12.55dB和12.07dB的SAMSNR?？梢钥闯?，相對于r-6的情況得到了總共大約0.9dB的RMTR相關(guān)的SAMSNR增力。，對應(yīng)于大約5%的盤容量增加。現(xiàn)有技術(shù)的缺點在對于d=l約束的存儲系統(tǒng)大大超過藍(lán)光盤25GB的、非常高密度(例如，12cm盤上容量范圍在33-37GB)的情況，連續(xù)的2T游程是比特檢測的唯一致命的弱點(Achilles'heel)。兩側(cè)以較大游程長度為界的這樣的2T游程序列稱為2T列(train)。r=2約束的d=l碼的另一個優(yōu)點是，最短的2T游程長度發(fā)射的概率被減少大約20%。由于在高存儲密度情況下最短游程長度比較長游程長度要容易出錯得多，因此r=2約束產(chǎn)生實質(zhì)的性能得益。當(dāng)前，藍(lán)光盤的17PP碼具有r=6的所謂RMTR約束(重復(fù)最大轉(zhuǎn)換游程長度)，這意味著連續(xù)的最小游程長度的數(shù)量限制為6，或者等效地，2T列的最大長度是12個信道比特。17PP碼基于用于DC控制的奇偶保持(parity-preserve)原理。當(dāng)前公知的碼的缺點是，這些由連續(xù)2T游程以及總體高頻率出現(xiàn)的最短游程長度一起組成的長列降低了比特檢測器的性能。引導(dǎo)加擾(GS)或奇偶保持(PP)原理可以用于DC控制的目的。對于具有緊映射(compactmapping)的可軟譯碼的碼，可以證實奇偶保持碼受到增加的差錯傳播損害，這是因為滑動塊譯碼的譯碼器窗口大大增加。本發(fā)明的目標(biāo)是解決這個問題，因此提出了具有r=2MTR約束的新碼的措施，該碼可通過緊映射軟譯碼，并且是DC可控制的，并且具有減少的差錯傳播。在J.J.Ashley和B.H.Marcus,"Time-VaryingEncodersforConstrainedSystem:anApproachtoLimitingErrorPropagation"，IEEETransactionsonInformationTheory,Vol.46，No.3，pp.1038-1043,May2000中提出了一種引起關(guān)注的高速率碼解決方案。后一方法將R丄.Adler,D.Coppersmith和M.Hassner,"AlgorithmsforSlidingBlockCodes.AnApplicationofSymbolicDynamicstoInformationTheory"，IEEETransactiononInformationTheory,Vol.IT-29,1983,pp.5-22公開的公知的狀態(tài)分離算法或ACH算法一般化，用于對于在多個階段多個碼的級聯(lián)構(gòu)造高效的滑動分組碼，其中編碼和譯碼從一個階段到下一階段循環(huán)地進行。實踐中，對于速率R=27/40的新碼，總體的碼可以實現(xiàn)為三個子碼的循環(huán)級聯(lián)，三個子碼表示為d,Q和C3,各自映射為9到13、9到13和9到14。發(fā)明目的因此本發(fā)明的目的是提供一種提高比特檢測器的性能的、具有特別選擇的約束的碼，以及這樣的特性由于其緊映射該碼是可以以低硬件復(fù)雜度軟譯碼的，以及這樣的特性該碼是DC可控制的，以及這樣的特性降低該碼的差錯傳播。解決方案本發(fā)明通過執(zhí)行以下步驟來實現(xiàn)該目的將M比特信息字轉(zhuǎn)換成N比特碼字；通過將S個子碼按循環(huán)重復(fù)的順序、以預(yù)定重復(fù)周期級聯(lián)，來實現(xiàn)所述總體信道碼，其中每個子碼接收mi比特信息字，其中mi是對于被轉(zhuǎn)換成nj匕特碼字的每個子碼特有的整數(shù)，其中n,是對于每個子碼所特有的整數(shù)，并且其中對于每個子碼，所述特有的整數(shù)n,大于所述特有的整數(shù)mi,使得所述重復(fù)周期內(nèi)的所有子碼的n^數(shù)字之和等于M,并且所述重復(fù)周期內(nèi)的所有子碼的W數(shù)字之和等于N,以及對于每個子碼，將其w比特碼字劃分成Tmax個不同的碼字類型，并且將其W比特碼字排列到編碼狀態(tài)的Tmax個編碼類中，使得對于給定的子碼，類型t(其中t是1和Tmax之間的整數(shù))的Ili比特碼字可以與下一子碼的nw比特碼字級聯(lián)，如果所述下一子碼的所述后繼碼字屬于索ITmax+1-1的編碼類的其中一個編碼狀態(tài)的話，以及產(chǎn)生輸出信息序列包括以下步驟通過將第一DC控制比特以預(yù)定間隔插入輸入信息序列中，產(chǎn)生第一輸出信息序列，通過將不同于第一DC控制比特的第二DC控制比特以所述預(yù)定間隔插入輸入信息序列中，產(chǎn)生第二輸出信息序列，所述產(chǎn)生輸出信息序列的步驟后面跟著通過所述總體信道碼實現(xiàn)的第一碼轉(zhuǎn)換步驟，包括根據(jù)所述總體信道碼，通過執(zhí)行對由信息序列產(chǎn)生裝置產(chǎn)生的所述第一輸出信息序列的碼轉(zhuǎn)換，產(chǎn)生第一臨時碼序列，根據(jù)所述總體碼，通過執(zhí)行對由信息序列產(chǎn)生裝置產(chǎn)生的所述第二輸出信息序列的碼轉(zhuǎn)換，產(chǎn)生第二臨時碼序列，特征在于，所述產(chǎn)生第一臨時碼序列的步驟和所述產(chǎn)生第二臨時碼序列的步驟應(yīng)用如下編碼規(guī)則，當(dāng)用有限狀態(tài)碼轉(zhuǎn)換表表示該編碼^L則時，碼字被分配給信息字，使得當(dāng)從預(yù)定原始狀態(tài)開始編碼的第一臨時碼序列的第一碼狀態(tài)與從所述預(yù)定原始狀態(tài)開始編碼的第二臨時碼序列的第二碼狀態(tài)相同時，第一臨時碼序列中包括的編碼比特之和的2的補碼(又稱為所述第一臨時碼序列的奇偶)總是與第二臨時碼序列中包括的編碼比特之和的2的補碼(又稱為所述第二臨時碼序列的奇偶)不同，并且所述產(chǎn)生第一臨時碼序列的步驟和所述產(chǎn)生第二臨時碼序列的步驟后面跟著根據(jù)與編碼比特流的DC成分相關(guān)的至少一個參數(shù)值，選擇通過第一碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生的第一臨時碼序列或者通過第二碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生的第二臨時碼序列。通過將US6,891,483B2中公開的奇偶互補字分配(PCWA)特性應(yīng)用到(1=1產(chǎn)2約束的碼，獲得高質(zhì)量的DC控制，同時保持由d-lr=2碼提供的增強檢測，同時減少差錯傳播。光學(xué)記錄中使用的所有游程受限(RLL)碼都是DC抑制的，即，它們幾乎沒有低頻率的成分。這種特性是頻域約束的一個例子。這里，在特定頻率上對每個序列時間單元的能量成分實施限制，即，對序列的功率譜密度函數(shù)實施限制。這些約束中的多數(shù)屬于頻譜零點約束(spectralnullconstraint)系列，其中序列的功率密度函數(shù)必須在某些特定頻率上具有一定量級的0。在DC(零頻率)處規(guī)定0的約束稱為DC抑制約束。假設(shè)用雙極性值土i表示由IT預(yù)編碼器產(chǎn)生的信道比特x,。如果序歹'Jx，X2,…的游程數(shù)字和(RDS:runningdigitalsum)RDS產(chǎn)x,十…+x,僅具有有限多個不同的值，則稱該序列是DC抑制的。在這種情況下，功率譜密度函數(shù)在DC處消失。由于多種原因，在光學(xué)記錄中需要DC抑制特性。首先，有必要將數(shù)據(jù)信號與低頻盤噪聲(如指紋、灰塵或瑕瘋)分離開。其次，在物理信號非線性的情況(如凹坑-平面不對稱)下，需要DC抑制的編碼以控制限制器(slicer)電平。第三，用于跟蹤和聚焦激光點位置的伺服系統(tǒng)典型地要求DC抑制的數(shù)據(jù)信號?，F(xiàn)在是時候討論在RLL序歹'j中實現(xiàn)DC控制的一般方法了。如上面討論的，通過游程數(shù)字和(RDS)的控制執(zhí)行DC控制。這里一個非常有用的概念是奇偶，比特序列中1的個數(shù)模2?；貞洸罘执a序列(或信道比特流)中的"1"比特指示在1T預(yù)編碼器之后(雙極性)比特流中新的游程的開始(實際寫入到盤上的比特)。因此，由于差分和單極性的信道比特流之間的1T預(yù)編碼器，因此差分比特流中的每個"1"比特在相應(yīng)的單極性比特流(或雙極性比特流，取決于表示法)中改變極性。因此，差分比特流的段中的奇數(shù)個1在該段之后反轉(zhuǎn)極性，而偶數(shù)個1保持極性不變。上述觀察可以如下用于DC控制。假設(shè)對于差分信道比特流的特定段，存在兩個候選序列之間的選擇，一個是具有奇偶"0"，另一個具有奇偶"r。然后在該段之后的雙極性比特流的部分將有助于RDS,其中符號而非量值取決于選擇了這兩個中的哪個。最好的選擇當(dāng)然是保持RDS的值盡可能接近0的選擇。由于很明顯的原因，這些段被稱為DC控制段。為了實現(xiàn)DC控制，在比特流中規(guī)則的位置插入DC控制段。這些位置稱為DC控制點。這是RLL碼中用于DC控制的基本機制。非常有意思的一類DC控制過程是，在RLL編碼之前額外的比特被插入用戶比特流。奇偶保持(PP)原理(Deviceforencoding/decodingN-bitSourceWordsintoCorrespondingM-bitChannelWords,andviceversa,USPatent5,477,222,J.A.H.KahlmanandK.A.S.Immink,1995)是這種類型的用于DC控制的RLL編碼。在EncodingApparatusandMethod,RecordingMediumandProgrambyM.NodaandH.Yamagishi,US-PatentUS6,891,483B2,May10,2005中介紹了PP原理的推廣，其中介紹了奇4禺互4卜字分配(parity-complementarywordassignment)的和無念。奇偶互補字分配(PCWA)下面使用圖1的圖來說明奇偶互補字分配(PCWA)的原理。網(wǎng)格示出了可滑動塊譯碼的碼，對于圖中的該具體情況具有5個狀態(tài)的有限狀態(tài)機(FSM)。網(wǎng)格中的每個步驟在輸入處與用戶字和碼的FSM中的當(dāng)前狀態(tài)相關(guān)聯(lián)，并且相應(yīng)地由于編碼器的操作，產(chǎn)生輸出碼字以及FSM駐留在的下一狀態(tài)，用于下一信道字的編碼。例如，對于本發(fā)明中考慮(1=1r-2RLL碼，輸入字是2個用戶比特長，并且碼字是3個信道比特長。一般而言，輸入字是m個用戶比特長，而輸出碼字是n信道比特長。在信息比特流或用戶比特流中的明確定義的位置上插入DC控制比特。這些位置優(yōu)選均勻間隔，兩個連續(xù)的DC控制比特之間有固定數(shù)量的用戶比特。根據(jù)使用的RLL-PCWA碼，DC控制比特位于DC控制點處的m比特用戶字中的指定位置。例如，對于具有2到3映射的碼，一些PCWA碼將用戶雙比特(di-bit)的笫1比特作為DC控制比特，而其他PCWA碼將用戶雙比特的第2比特作為DC控制比特。為了簡單起見，在本說明書以下篇幅中以及在進一步的碼設(shè)計中，總是不失一般性地假設(shè)PCWA碼將用戶雙比特的第1比特作為DC控制比特。通過將DC控制比特插入用戶比特流，產(chǎn)生輸出信息序列。通過第一碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生第一臨時碼序列，DC控制比特設(shè)置為等于預(yù)定值，比方說，0。類似地,利用第二碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生第二臨時碼序列，DC控制比特設(shè)置等于另一值，比方說在上面的實際情況中設(shè)為1。第一臨時碼序列將沿著網(wǎng)格中明確定義的編碼路徑，從攜帶DC控制比特的信息字要由此編碼的原始狀態(tài)開始。類似地，第二臨時碼序列將沿著網(wǎng)格中另一明確定義的編碼路徑，從上面剛定義的同一原始狀態(tài)開始。第一和第二臨時碼序列的兩個編碼器路徑可以在網(wǎng)格中的特定級合并，如圖1所示(對于圖1的該具體示例，在網(wǎng)格的4級之后發(fā)生合并)。從向前合并的角度看，第一和第二臨時碼序列將沿著相同的編碼器路徑通過網(wǎng)格，并且因此從該合并點向前，具有相同的信道比特序列和編碼狀態(tài)(在下文中，合并點的狀態(tài)將簡稱為合并狀態(tài))。PCWA特性現(xiàn)在表明，如果兩個編碼器路徑合并，則從原始狀態(tài)一直到合并狀態(tài)計算出的兩個臨時碼序列的奇偶(用化和化表示)，具有相反的二進制值。碼序列的奇偶是信道比特之和的2的補碼，因為它們是由笫一和笫二碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生的(因此注意到，這些信道比特是差分信道比特，隨后借助于1T預(yù)編碼器轉(zhuǎn)換成單極性(或雙極性)信道比特，表示信息載體上的標(biāo)記和非標(biāo)記，1T預(yù)編碼器實質(zhì)上是模2積分器)。因此，PCWA特性要求，在合并編碼器路徑的情況下，夠-a。因為在1T預(yù)編碼器的操作之后兩個碼序列的極性相反，因此在兩個編碼器路徑的合并點之后的隨后信道比特序列將在單極性信道比特流中具有相反極性。眾所周知，后一特性可以用于進行DC控制(上面也概述了)。最后，DC控制編碼器包括選擇裝置，用于選擇笫一碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生的第一臨時碼序列或者笫二碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生的第二臨時碼序列。選擇是基于兩個臨時碼序列的游程數(shù)字和的評估，例如，游程數(shù)字和的方差；具有最低游程數(shù)字和方差的碼序列是考慮DC控制所要選擇的碼序列。在根據(jù)本發(fā)明的碼中，總體碼具有這樣的特性，對于DC控制比特的兩個值中的每一個(是給定用戶字的一部分)，從相同消息比特序列編碼(從有限狀態(tài)機的任何可能狀態(tài)開始)的各自信道比特序列，對于的奇偶:對于編碼器路徑不^"并的情況，則沒有這樣的約束。、使用與對17PP相同的d=l約束，降低的RMTR約束r=2允許比特檢測的更好性能。比特檢測性能大大提高，進而與采用產(chǎn)6的17PP編碼相比實現(xiàn)明顯的容量增加(大約5%)。為了構(gòu)造這樣的碼，該碼可以被劃分成多個子碼，一起形成總體碼。按順序使用子碼，并且循環(huán)重復(fù)子碼。每個子碼用于處理接收的m,比特信息字，將m,比特信息字轉(zhuǎn)換成n,比特碼字。這確保信息字系統(tǒng)編碼成碼字。為了確保符合d約束以及r約束，ni比特碼字被劃分成Tmax個不同的碼字類，并且被排列到編碼狀態(tài)的Tmax個編碼類中，使得對于給定的子碼，類型t(其中t是1和Tmax之間的整數(shù))的Ili比特碼字可以與下一子碼的niw比特碼字級聯(lián)，如果所述下一子碼的所述后繼碼字屬于索引Tmax+l-t的編碼類的其中一個編碼狀態(tài)的話。碼字類型因此定義使用哪個編碼類來從中選擇編碼狀態(tài)。通過規(guī)定編碼類的該選擇，將以這樣的方式執(zhí)行使用下一子碼將下一信息字編碼成碼字，即，該碼字當(dāng)附加到當(dāng)前碼字時將同時符合d約束以及r約束。在本方法的實施例中，碼字類型是通過所述碼字的多個拖尾比特確定的。碼字的拖尾比特可以用于確定碼字類型，這是由于碼字的拖尾比特對于具有這些拖尾比特的碼字與下一碼字(級聯(lián)到碼字的拖尾比特)的級聯(lián)符合d約束和r約束具有本質(zhì)影響。在本方法的另一實施例中，碼字類型是通過所述碼字的所有比特連同至少一個之前碼字的多個比特確定的。當(dāng)碼字的大小與受到r約束影響的比特數(shù)量相比相對較短時，單個碼字可能不再具有足夠的(拖尾)比特來唯一地定義一個碼字類型。為了解決該問題，可以考慮多個碼字一起作為整體，然后該整體的拖尾比特定義該整體的碼字類型，以用于確定要用于獲得下一碼字的編碼類的目的。在本方法的另一實施例中，級聯(lián)的N比特碼字滿足dkr約束，其中d和k分別是指編碼比特流中兩個連續(xù)1比特之間的0比特的最小數(shù)量和最大數(shù)量，并且其中r指示每個前面是1比特的d個0比特的連續(xù)最小游程的最大數(shù)量。k約束的引入允許該碼更好適應(yīng)信道，例如，目的是控制接收機中所需適配的環(huán)路，比如定時恢復(fù)所需要的。在本方法的另一實施例中，不同碼字類型和非空編碼類的數(shù)量T不大于乙1==1+("+"><(/"+1),其中非空編碼類被定義為具有至少一個編碼狀態(tài)。在本方法的另一實施例中，不同碼字類型和編碼類的數(shù)量用T表示，等于乙,"+("+l)x(r+l)。在沒有空編碼類的碼的情況下，編碼類的最佳數(shù)量T等于l+W+l)x(r+l),因此T等于Tmax。在本方法的另一實施例中，約束d^且產(chǎn)2，并且Tmax等于7。根據(jù)本發(fā)明的具有約束d=1和r=2的碼可以用最大7個編碼類實現(xiàn)，從而限制了編碼類的數(shù)量，從而限制了編碼和譯碼的復(fù)雜度。在本方法的另一實施例中，r=7^=7,并且子碼的數(shù)量S等于1。已經(jīng)發(fā)現(xiàn)，可以使用僅一個子碼構(gòu)造具有7個編碼類的碼。這同樣允許限制編碼和譯碼的復(fù)雜度。在本方法的另一實施例中，單個子碼具有m=2和n=3的映射。m=2和n=3的映射構(gòu)成復(fù)雜度的真正降4氐，并且允許以有限的硬件復(fù)雜度進行軟判決譯碼。在本方法的另一實施例中，對于每個子碼，編碼狀態(tài)的所述7^7^個非空編碼類的每一個包括A，A，…，Anox個編碼狀態(tài)，其中省略平凡(trivial)空編碼類，使得對于表示非空編碼類的非零數(shù)量狀態(tài)的數(shù)量第二類型的n比特碼字以第三類型的n比特碼字以第四類型的n比特碼字以第五類型的n比特碼字以第六類型的n比特碼字以第七類型的n比特碼字以'00，，開始，'00，，或"0100"開始，p^p^…Sp皿，并且p^x給出所述考慮的子碼的編碼狀態(tài)總數(shù)，并且給定的考慮的類"i"的Pi個編碼狀態(tài)中的每一個也是具有大于"i"的索引的所有類的編碼狀態(tài)。在本方法的另一實施例中，其中(1=1且產(chǎn)2,對于每個子碼，通過下面的規(guī)則集合對不同碼字類型規(guī)定拖尾比特，即，第一類型的n比特碼字以"00"結(jié)尾，"0010"結(jié)尾，"001010"結(jié)尾，"00101010"結(jié)尾，"001"結(jié)尾，"ooior，結(jié)尾，"0010101"結(jié)尾，并且其中屬于不同編碼類的碼字的前導(dǎo)比特是通過下面規(guī)則集合確定的，即，第一類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以第二類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以第三類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以開始，第四類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以或"01010100"開始，第五類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"01010100"或"100"開始，第六類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"01010100"、"100"或"10100"開始，第七類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"00，"01010100"、"100"、"10100"或"1010100"開始。使用約束d=l且r=2的碼將信息字轉(zhuǎn)換成具有7個編碼類的碼字的方法得到由碼字的拖尾比特定義的碼字類型集合和包括編碼狀態(tài)的編碼類集合，該編碼類集合通過由該編碼狀態(tài)產(chǎn)生的碼字的前導(dǎo)比特定義。在本方法的另一實施例中，對于上述單個子碼和2比特輸入字的情況，非平凡編碼類T的數(shù)量等于6,4號編碼類是空編碼類，得到p4-0，并且其中對于編碼狀態(tài)的6個非平凡編碼類T中的每一個，編碼狀態(tài)數(shù)'00，'00，'00，'00，"0100"或"010100""0100""010100"'0100"、"010100"'0100"、"010100"'0100"量等于p2，P2=2,P3=3,P5=4,P6二5以及P7-5。這是包括不包含任何編碼狀態(tài)的編碼類(即空編碼類)的編碼方法的實現(xiàn)。選擇具有指示數(shù)量的編碼狀態(tài)的該編碼類集合，這允許構(gòu)造具有2到3映射的有效碼。2到3映射允許軟判決檢測的高效實現(xiàn)，這是因為在從有限狀態(tài)機的每個狀態(tài)離開的分支數(shù)量(數(shù)量等于2"1)方面，它降低了復(fù)雜度。在本方法的另一實施例中，通過額外編碼殼(codingshell)對添加到具有碼的基本2到3映射的有限狀態(tài)機的編碼比特流的替換，實現(xiàn)有限的k約束。在本方法的另一實施例中，這些替換包括代替原始碼字序列的替代碼字序列，替換具有編碼比特之和的2的補碼或奇偶，其與原始碼字序列的編碼比特之和的2的補碼或奇偶相同。在本方法的另一實施例中，這些替換包括代替原始碼字序列的替代碼字序列，替換具有編碼比特之和的2的補碼或奇偶，其與原始碼字序列的編碼比特之和的2的補碼或奇偶相反。在本方法的另一實施例中，通過額外編碼殼對編碼比特流的替換，實現(xiàn)k,約束。在本方法的另一實施例中，使用單個子碼并且其中該單個子碼的碼表如下應(yīng)會出<table>tableseeoriginaldocumentpage20</column></row><table>在本方法的另一實施例中，在額外編碼殼中有如下給出的8個替換:<table>tableseeoriginaldocumentpage20</column></row><table>在權(quán)利要求20到38中描述了根據(jù)本發(fā)明的編碼器。下面將基于附圖和表描述本發(fā)明。圖2示出對于d=l和r=2RLL約束的狀態(tài)轉(zhuǎn)換圖。圖3示出使用軟判決比特檢測和軟輸入軟輸出RLL譯碼器的記錄和重》文系統(tǒng)。圖4示出用于其中一個所選碼(碼14-02)的滑動塊譯碼器以及相關(guān)布爾邏輯。圖5示出光學(xué)記錄中用于軟判決譯碼的Bliss方案的優(yōu)選配置。具體實施例方式對于SISO-RLL譯碼的復(fù)雜度考慮E.Yamada,T.Iwaki和T.Yamaguchi在"TurboDecodingwithRunLengthLimitedCodeforOpticalStorage",JapaneseJournalofAppliedPhysics,Part-1,Vol.41,pp.1753-1756,2002中公開了軟判決(SISO)比特檢測與游程長度受限(RLL)編碼的組合。首先，為了清楚起見，如圖3所示考慮具有兩級方法的所謂直接方案，具有單獨的SISO-信道檢測器和SISO-RLL譯碼器。圖3示出接受源比特并且將這些源比特編碼成用戶比特的LDPC編碼器90。用戶比特然后由LDPC編碼器90提供給RLL編碼器91，后者將用戶比特轉(zhuǎn)換成NRZ信道比特。這些NRZ信道比特然后被提供給NRZI編碼器92(1T預(yù)編碼器)，以獲得可以通過信道發(fā)送或者存儲在記錄載體93上的NRZI信道比特。在從信道或記錄載體93中檢索后，SISO-信道檢測器處理由此檢索的HF信號，將HF信號轉(zhuǎn)換成NRZ信道比特，并且將NRZ信道比特提供給SISO-RLL譯碼器95。SISORLL譯碼器95將NRZ信道比特轉(zhuǎn)換成用戶比特，然后LDPC譯碼器96處理用戶比特以獲得源比特。傳統(tǒng)的PRML檢測器被SISO-信道檢測器94代替，后者產(chǎn)生NRZ信道比特的LLR(對數(shù)似然比)。要注意，除了BCJR算法外，還存在其他用于產(chǎn)生關(guān)于NRZ信道比特的LLR軟信息的算法在這種意義上而言，圖3中對SISO-信道檢測器94做出的參考應(yīng)當(dāng)被廣義地理解，它還表示像MAP、最大對數(shù)MAP、SOVA等替代算法(參見例如ZiningWu,"CodingandIterativeDetectionforMagneticRecordingChannels",KluwerAcademicPublishers,2000以獲得更多詳細(xì)描述)。軟判決比特檢測器的下一構(gòu)塊是所謂的軟入軟出(SISO)RLL譯碼器95:它具有關(guān)于NRZ信道比特的輸入軟判決信息(LLR),并且作為輸出，具有關(guān)于用戶比特的軟判決信息(LLR)。換種說法，SISO-RLL譯碼器95將對NRZ信道比特》充Ck應(yīng)用6勺專欠，p夾4百'氛、向著應(yīng)用至"用戶t匕凈爭:充Uk的軟判決信息轉(zhuǎn)變。要注意，標(biāo)準(zhǔn)的RLL譯碼器具有關(guān)于NRZ信道比特Ck的硬比特判決作為輸入，并且所;險測的(硬)用戶比特Uk作為輸出。E.Yamada，T.Iwaki和T.Yamaguchi在"TurboDecodingwithRunLengthLimitedCodeforOpticalStorage"，JapaneseJournalofAppliedPhysics,Part-1,Vol.41,pp.1753-1756,2002所公開的這樣的SISO-RLL譯碼器95需要RLL碼的有限狀態(tài)機(FSM)描述。通過譯碼步驟中分支數(shù)量給出了給定RLL-SISO譯碼器的硬件復(fù)雜度的良好指示。17PP碼不是基于ACH算法構(gòu)建的；它是具有不同映射的同步可變長度碼，所有映射具有碼速率及-"l。17PP碼的實際映射是(從用戶比特到信道比特):2到3，4到6,6到9和8到12。T,Miyauchi和Y.Iida在"Soft-OutputDecodingof17PPCode"，TechnicalDigestISOM2003(InternationalSymposiumonOpticalMemory),Nam,Japan,paperWe-PP-13,pp.314-315中已經(jīng)指出，BD標(biāo)準(zhǔn)中所4吏用的17PPRLL碼在從可變長度碼結(jié)構(gòu)轉(zhuǎn)變成基于FSM的碼結(jié)構(gòu)(僅僅為了譯碼的目的)時，具有21個狀態(tài)的高狀態(tài)復(fù)雜度和79個分支(網(wǎng)格的每級，沿著分支兩個輸入比特和3個信道比特)。后來，網(wǎng)格被簡化為15狀態(tài)53分支。參見technicaldigestISOM2004,T.Miyauchi,Y.Shinohara，Y.Iida,T.Watanabe,Y.Urakawa,H.Yamagishi和M.Noda，"ApplicationofTurboCodestoHigh-DensityOpticalDiskStorageusing17PPcode"(Tu-C-C03)。本發(fā)明中得出的RLL碼具有本質(zhì)上較低的硬件復(fù)雜度。光學(xué)記錄中更有利的軟判決譯碼方案由Bliss方案的適配形式給出。關(guān)于這樣的基本方案的原始想法是由W.G.Bliss,CircuitryforPerformingErrorCorrectionCalculationsonBasebandEncodedDatatoEliminateErrorPropagation,inIBMTechn.Disci.Bul.,Vol.23,pp.4633-4634,1981公開的。圖5中示出了該適配方案。首先說明發(fā)送部分(圖5的上部)。用戶數(shù)據(jù)被RLL編碼，然后差分碼比特流送入1T預(yù)編碼器，生成單極性(或者等效地，雙極性)碼比特流。這表示進入信道的總體碼比特流的系統(tǒng)部分。以單極性碼比特流作為輸入，系統(tǒng)LDPC編碼器產(chǎn)生奇偶比特，奇偶比特隨后^LRLL編碼來產(chǎn)生該奇偶部分的差分碼比特流并隨后送至1T預(yù)編碼器，然后碼比特流的單極性奇偶部分與碼比特流的單極性系統(tǒng)部分級聯(lián)，并且整個單極性碼比特流作為"編碼"數(shù)據(jù)輸入到信道(例如，寫信道，用于在信息承載設(shè)備(如光盤)上寫入標(biāo)記和非標(biāo)記。接著，說明接收部分(圖5的下部)。借助于讀出設(shè)備讀出信息承載設(shè)備上寫入的數(shù)據(jù)，這產(chǎn)生了信號波形，首先通過均衡器均衡該波形。均衡后的信號波形是軟入/軟出(SISO)信道檢測器的輸入，后者產(chǎn)生關(guān)于單極性碼比特流電平的對數(shù)似然比(LLR)形式的軟判決信息(對所述單極性碼比特流的奇偶部分以及系統(tǒng)部分兩者都產(chǎn)生)。對于奇偶部分，另外應(yīng)用SISORLL譯碼器，關(guān)于單極性碼比特流的LLR作為輸入，關(guān)于LDPC編碼器的奇偶比特電平的LLR作為輸出。系統(tǒng)部分的單極性碼比特流的LLR以及經(jīng)過SISO-RLL譯碼后的奇偶部分的LLR都是LDPC譯碼器的輸入，LDPC譯碼器產(chǎn)生糾正版本的單極性碼比特流，后者隨后送入1T預(yù)編碼器的逆部件，并最終送至硬判決RLL譯碼器，硬判決RLL譯碼器具有譯碼版本的用戶數(shù)據(jù)作為輸出。d和r約束的任何組合的通用構(gòu)建方法新碼的基礎(chǔ)是一種新碼構(gòu)造方法，通過該方法可以得到通用的碼，就它可以應(yīng)用到d和r約束的任何組合的意義上而言它是通用的。在下面段落中，描述該通用碼構(gòu)造方法。該方法涉及借助于總體信道碼將用戶比特流轉(zhuǎn)換成到編碼比特流(又稱為信道比特流)。這樣的信道碼將一組M個信息比特轉(zhuǎn)換成一組N個碼字比特。第一組比特通常又稱為信息字，笫二組比特稱為碼字或信道字。總體信道碼可以通過數(shù)量S個子碼以明確定義的順序級聯(lián)而實現(xiàn)，其以預(yù)定重復(fù)周期循環(huán)地重復(fù)每個子碼在其輸入接收mi比特的信息字，將其轉(zhuǎn)換成iii比特的碼字，其中n^和ni是每個考慮的子碼所特有的整數(shù)。此外，對于每個子碼，第二特有整數(shù)n,大于第一特有整數(shù)mr,此外，總體碼的重復(fù)周期內(nèi)的所有子碼的mi數(shù)量之和等于M，并且總體碼的重復(fù)周期內(nèi)的所有子碼的w數(shù)量之和等于N。新構(gòu)建方法的關(guān)鍵特征是，對于每第i個子碼，它的iii比特的碼字被劃分成T個不同類型，并且被排列到T類編碼狀態(tài)中，使得對于給出的第i子碼，可以將類型t的n,比特的碼字(其中t是1與T之間的整數(shù))與下一子碼的n1+1比特的碼字級聯(lián)，如果下一子碼的這個后繼碼字屬于索引為T+l-t的類的其中一種編碼狀態(tài)的話。對于包括d和r約束的RLL碼構(gòu)造，可以得出r=i+(rf+i)x(r+i)。下面將首先說明多種不同碼字類型。碼字類型是根據(jù)碼字的拖尾比特定義的。此外，與具有高索引的碼字類型相比，具有低索引的碼字類型對后繼碼字的前導(dǎo)比特限制更少。碼字類型nr.l允許與任何后繼碼字級聯(lián)。屬于碼字類型1的碼字全都以d+l個零結(jié)尾，即<formula>formulaseeoriginaldocumentpage24</formula>隨后，屬于碼字類型2,3"..，"+2的碼字全都以1()d結(jié)尾。要注意，這最后游程是具有最小游程長度的游程(d+l個信道比特)。在這最后游程10d之前，可以區(qū)分r+l種情況碼字類型2具有比最小游程長度大的游程，碼字類型3在最后游程10d之前具有正好一個最小游程長度，碼字類型4在最后游程l()d之前具有正好兩個最小游程長度，，以及碼字類型r+2在最后游程10d之前具有正好r個最小游程長度。這些r+l種不同情況如下列出<formula>formulaseeoriginaldocumentpage24</formula>卜，.0"K.'1^1nr,r+2接著，屬于碼字類型("+2)+1，(r+2)+2，，(r+2)+(r+l)的碼字全都以10"結(jié)尾。要注意，這個最后游程不可以是完整的游程，因為其游程長度正好比最小游程長度(長度(d+l個信道比特))短1比特。在這最后游程10"之前，可以區(qū)分r+l種情況碼字類型(r+2)+1具有比最小游程長度大的游程，碼字類型("+2)+2在最后游程10d"之前具有正好一個最小游程長度，碼字類型("+2)+3在最后游程10"之前具有正好兩個最小游程長度，...，以及碼字類型一+2)+("1)在最后游程10d"之前具有正好r個最小游程長度。這些r+l種不同情況如下列出<formula>formulaseeoriginaldocumentpage25</formula>不同碼字類型的這種枚舉如上沿著相同的線繼續(xù)每次，最后游程開始處的信道比特數(shù)量減少正好一個信道比特。在給定級上，達(dá)到最后游程的開始包括正好由IO給出的兩比特的情形。不同碼字類型(r+1)的數(shù)量如下列出<formula>formulaseeoriginaldocumentpage25</formula>最終，當(dāng)達(dá)到最后游程的開始包括正好由1給出的一比特的情形時，到達(dá)不同碼字類型的該枚舉中的最后步驟。不同碼字類型(r+1)的數(shù)量如下列出<formula>formulaseeoriginaldocumentpage25</formula>總共有(d+l)個枚舉步驟(枚舉不同的碼字類型)；對于每個枚舉步驟，有r+l個不同的碼字類型?？偣玻@相當(dāng)于上面給出的不同碼字類型數(shù)量，r=l+W+l)x(r+l)。在介紹編碼類的概念之前，以與碼字類型類似的方式枚舉前導(dǎo)比特圖案(但是作為相應(yīng)碼字類型的拖尾比特圖案的從右向左鏡像版本，獲得各自的前導(dǎo)比特圖案)。這產(chǎn)生了可能的前導(dǎo)比特圖案的類別<formula>formulaseeoriginaldocumentpage26</formula>信道碼包括多個編碼狀態(tài)。在本發(fā)明中，每個編碼狀態(tài)至少是一個編碼類的成員。索引為t的編碼類包括所有這樣的碼字，即，具有索引為i的前導(dǎo)比特圖案，4吏得lSg。一方面碼字類型的結(jié)構(gòu)，另一方面編碼類，導(dǎo)致用于該新碼構(gòu)造方法的下列性質(zhì)屬于碼字類型t的碼字后面只能跟著碼字，如果該碼字屬于編碼類T+l-t的編碼狀態(tài)之一的話。進一步方便地注意到，由于上面所描繪的碼字類型和編碼狀態(tài)的結(jié)構(gòu)，給定考慮的編碼類i的Pt個編碼狀態(tài)的每一個也是具有大于i的索引的所有編碼類的編碼狀態(tài)。對于(1=1和產(chǎn)2的情況，存在丁=7個不同的編碼類和碼字類型。根據(jù)上面，對于面向9比特的碼、面向字節(jié)的碼和具有緊4到6映射的碼，可以得出實際碼，全都有d=l和r=2。對于d=2和r=2的情況，存在T=10個不同的編碼類和碼字類型。具有d=l和RMTR約束r=2、緊2到3映射的RLL碼關(guān)于硬判決比特檢測，可以創(chuàng)建RMTR約束r=2的d=lRLL碼，對于RLL編碼器的輸入處的9比特用戶字或者對于RLL編碼器的輸入處的8比特用戶字或字節(jié)具有很高的效率。這些碼在編碼狀態(tài)數(shù)量方面具有大的復(fù)雜度；此外，它們在其輸入處具有長度8或9比特長度的用戶字。后兩個方面使這些非常高效的d=l&r=2RLL碼不適合軟判決RLL譯碼，這是因為，為了限制這種情況下的硬件復(fù)雜度，只能允許數(shù)量受限的編碼狀態(tài)，并且應(yīng)當(dāng)具有從用戶比特到信道比特的簡明的碼映射。在本發(fā)明中，生成具有下面部分中規(guī)定的所有性質(zhì)的新碼，并且使它更適合軟判決SISO-RLL譯碼。當(dāng)前的嘗試包括可能的最緊映射，即，具有2到3映射的碼。適合軟判決RLL譯碼的d=l&r=2RLL碼r=2RLL約束對于信道檢測器的性能是有利的(信道檢測器可以是硬判決比特檢測的PRML比特檢測器和BCJR信道檢測器，或者軟判決比特檢測的最大對數(shù)MAP信道檢測器)。例如，對于硬判決比特檢測，r=2約束與r26的情形相比產(chǎn)生了大約5%的容量增益。因此，本發(fā)明的目標(biāo)是生成具有下列性質(zhì)的d=lRLL碼它具有RMTR約束r=2;它具有數(shù)量受限的編碼狀態(tài)；它肯定不能有極高的效率，因為選擇后者可能導(dǎo)致碼過大的復(fù)雜度，這使它不適合軟判決SISO-RLL譯碼；因此，碼速率11=2/3就很好；它具有簡明的映射，例如2到3，將從碼的每個編碼狀態(tài)扇出的分支限制到此外，它必須最好也具有k約束。它必須具有高級別的DC可控制性。它必須具有低差錯傳播。所有上述性質(zhì)用如下的碼構(gòu)建實現(xiàn)。一豸殳方面本碼設(shè)計的目的是讓信道碼具有用戶比特到信道比特的緊映射，從而可以保持軟判決SISO-RLL譯碼器的硬件復(fù)雜度(在分支總數(shù)方面)可以保持為低。新碼具有用戶比特到信道比特的2到3映射(因此碼速率i-j)。如之前討論的，組合的RLL約束d=l和r=2的香農(nóng)容量等于C(d=l，k=∞，r=2)=0.679286。有可能構(gòu)建用戶比特到信道比特映射為2到3的碼，因為它具有速率R=0.6667≤C(d=l，k=∞,r=2)?；瑒訅K游程受限(RLL)碼的構(gòu)建涉及R.L.Adler，D,Coppersmith和M.Hassner，"AlgorithmsforSlidingBlockCodes.AnApplicationofSymbolicDynamicstoInformationTheory",IEEETransactiononInformationTheory,Vol.IT-29，1983,pp.5-22公開的ACH算法。該算法尋找逼近本征向量，K表示對于描述RLL約束的對應(yīng)狀態(tài)轉(zhuǎn)換圖(STD)的所有狀態(tài)i(對于具有m到n映射的碼)滿足不等式集合的逼近本征向量的第i系數(shù)<formula>formulaseeoriginaldocumentpage28</formula>(89)在上述等式中，D表示STD的所謂的鄰接矩陣或者連接矩陣如果對應(yīng)的兩個STD狀態(tài)在圖中相連，則它的矩陣元素等于l,如果它們不相連則等于0。對于具有RLL約束d=l和r=2的新碼，該碼具有參數(shù)n^2和r^3。這意味著對于構(gòu)想的新碼需要滿足下面不等式(描述RLL約束的狀態(tài)轉(zhuǎn)換圖中的狀態(tài)數(shù)量等于7;參見下一部分)<formula>formulaseeoriginaldocumentpage28</formula>(90)狀態(tài)轉(zhuǎn)換圖(STD)應(yīng)當(dāng)注意，狀態(tài)轉(zhuǎn)換圖(STD)描述信道比特流必須滿足的基本游程長度約束。滿足這些游程長度約束的RLL碼基于包括一定數(shù)量狀態(tài)的有限狀態(tài)才幾(FSM)。沿著碼的FSM的分支，示出了RLL碼的碼字?？紤]RLL編碼器處于給定的FSM狀態(tài)；對于=4個輸入字的每一個，有一個唯一的分支離開所述FSM狀態(tài)。每個分支由分支標(biāo)簽(是一個碼字)以及"下一狀態(tài)，，(所述分支的到達(dá)狀態(tài))來唯一地表征。根據(jù)FSM結(jié)構(gòu)的碼字的級聯(lián)產(chǎn)生滿足STD中描繪的游程長度約束的信道比特流。對于RLL約束d4和產(chǎn)2,STD如圖2所示它包括7個狀態(tài)，表示為01，02，...，(17。應(yīng)當(dāng)注意，在該STD中沒有考慮k約束。接著，分析每個STD狀態(tài)的扇出。給定STD狀態(tài)的扇出是能從該狀態(tài)離開的(給定長度的)碼字的集合。對于STD狀態(tài)巧，扇出表示為&。表1中列出了對7個STD狀態(tài)的扇出的信道字的前導(dǎo)比特。給定STD狀態(tài)的扇出的碼字中的特有比特圖案在某些情況下包括超過三個信道比特；在這種情況下，給定STD狀態(tài)的扇出還限制在從考慮的STD狀態(tài)發(fā)出的當(dāng)前3比特碼字緊后面3比特碼字的可能性，這是因為r=2約束。在表1中，還列出了重新編號的STD狀態(tài)，它們用&'表示。最后，在表l中還列出了將要稍后介紹的不同的編碼類。為了完整起見，應(yīng)當(dāng)注意，連續(xù)的3比特碼字之間的字邊界用豎線'T指示。表lSTD狀態(tài)的扇出特征和編碼類的定義("X"表示"不關(guān)心比特")<table>tableseeoriginaldocumentpage30</column></row><table>從表1中可以看出，適用扇出中的下列層次(具有最大扇出的STD狀態(tài)仏)<formula>formulaseeoriginaldocumentpage31</formula>.(91)新的RLL碼是基于多個編碼狀態(tài)構(gòu)建的。根據(jù)本發(fā)明，這些編碼狀態(tài)被安排到如下(最大)七個類(T瞎-l+W+l)x("l)，對于d=l和r=2等于7):第一類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于^(或《，)；第二類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于^(或/^);第三類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于&,(或《3);第四類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于F。，(或尸")；第五類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于《5(或/^,);第六類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于^(或《,)；第七類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于^(或&,)。由于根據(jù)本發(fā)明的編碼類的該特定順序，編碼類i的編碼狀態(tài)也是所有具有不小于i的索引j,即，j^i的所有編碼類的編碼狀態(tài)。因此4艮方便地將碼字的前導(dǎo)比特的可能圖案排序如下(其中在某些情況下也需要指示一個或甚至兩個后繼碼字的相關(guān)比特)<table>tableseeoriginaldocumentpage31</column></row><table>此外，對于根據(jù)本發(fā)明的碼構(gòu)建來說，考慮下面表3中描繪的拖尾比特圖案的排序(還指示了STD的原始的和重新編號后的到達(dá)狀態(tài))是有益的。根據(jù)本發(fā)明，碼字可以被劃分成由它們的拖尾比特圖案指定的7種不同類型。在僅3比特的短碼字長度(對于2到3映射)的情況下，碼字類型將取決于當(dāng)前碼字的比特，還取決于之前發(fā)射的碼字的一些(如果不是全部的話)比特。表3拖尾比特圖案的排序。3比特碼字的編碼類型的定義("X"表示"不關(guān)心比特")<table>tableseeoriginaldocumentpage32</column></row><table>應(yīng)當(dāng)注意，(表3的)排序的拖尾比特圖案是(表2的)是對應(yīng)排序的前導(dǎo)比特圖案的鏡像版本。接下來討論已經(jīng)提到過的STD狀態(tài)的重新編號。現(xiàn)在根據(jù)表3列出的拖尾比特圖案的排序，重新編號STD的狀態(tài)是很方便的。在表3的最后兩列中描繪了這種新的編號。新編號的狀態(tài)用&表示。利用該新編號，類型i的碼字將到達(dá)具有相同索引的(重新編號的)STD狀態(tài)，即，因此，基本規(guī)則是類型i的碼字可以與作為后繼碼字的、屬于類8-i的編碼狀態(tài)的任何碼字級聯(lián)。應(yīng)當(dāng)注意，屬于類8-i的編碼狀態(tài)的碼字具有索引為1的前導(dǎo)比特圖案(來自表2),其中B"S-/。作為例子，類型3的碼字(以拖尾比特圖案...o,iQI結(jié)尾)可以與來自類5的編碼狀態(tài)的碼字級聯(lián)，這意味著后面的碼字可以以前導(dǎo)比特圖案(表2)!'=1，!'=2，"."=5開始。這種將碼字劃分成7種不同類型的碼字、并且將編碼狀態(tài)排列到7種不同的編碼類中，構(gòu)成了進一步碼構(gòu)造的基礎(chǔ)通過這種方式，總是保持滿足RLL約束cNl和產(chǎn)2(在碼字級聯(lián)時也是這樣)。從表3中清楚看到，扇出中的下列層次適用于重新編號的STD狀態(tài)<formula>formulaseeoriginaldocumentpage33</formula>(92)重新編號的STD狀態(tài)&在所有中具有最大的扇出，并且^具有最小的扇出，列舉順序是根據(jù)從^到^的遞減扇出。使用重新排序的STD狀態(tài)和對應(yīng)重新排列的表示為b的連接矩陣，逼近本征向量不等式(對于"新"本征向量；)被重寫為<formula>formulaseeoriginaldocumentpage33</formula>(93)每個編碼類的編碼狀態(tài)數(shù)量用向量p表示。它與逼近本征向量；的關(guān)系由下式給出(對于笫i分量，l&'^):(94)注意，利用該有利的構(gòu)造，編碼類具有與重新編號的STD狀態(tài)的編號系統(tǒng)完全互補的編號系統(tǒng)；這本來從表1中就已經(jīng)很明顯，其中提到了STD狀態(tài)的重新編號，但沒有說明。此外，還是由于不同編碼類的特定構(gòu)造，下面不等式成立<formula>formulaseeoriginaldocumentpage33</formula>(95)平凡(trivial)編碼類的概念在上面推理中，假設(shè)了當(dāng)從RLL編碼器的FSM碼發(fā)射碼字時訪問了作為到達(dá)狀態(tài)的所有STD狀態(tài)。這對應(yīng)于逼近本征向量其中其所有分量都不為零的情況。然而，在碼構(gòu)造中，有可能某些STD狀態(tài)具有等于0的逼近本征向量的分量。讓我們僅僅為了簡單起見而考慮只有一個這樣的STD狀態(tài)的情況，該STD狀態(tài)具有索引8-j,從而"力=0(具有不止一個這樣的STD狀態(tài)的情況是平凡擴展)。對應(yīng)的編碼類于是具有索引j,有巧=(),即，編碼類是空的，因為它沒有包含編碼狀態(tài)。這樣的空編碼類稱為平凡編碼類。因此，非平凡(非空)編碼類的實際數(shù)量用Ncc表示，必須滿足關(guān)系<formula>formulaseeoriginaldocumentpage33</formula>等式(95)中描繪的對不同編碼類的編碼狀態(tài)數(shù)量的層次僅適用于非平凡編碼類。這是對于d=l且r=2、其中編碼類j是平凡編碼類(巧=())的實際示例進行說明的。非平凡編碼類的數(shù)量^中的層次然后寫為(對于編碼類最大數(shù)等于L-l+("")x(r+l)的一般情況):...S巧—'S巧+1S…S.(96)實際設(shè)計選擇具有2到3映射的碼的上述碼構(gòu)造的應(yīng)用顯示，在由尸{3，5，5，2，4,2"}，0《"^3給出的4個可能的逼近本征向量的情況下，最少需要5重狀態(tài)分裂。作為方便的逼近本征向量，可以選擇v={3，5，5，2，4，2，0}或者;={5，5，4，(U，2，2}。對于編碼類中的編碼狀態(tài)數(shù)量pj,取p^2，2，3，0，4，5，》。存在一個平凡空編碼類，即，索引j二4的編碼類。因此，表示為T或Ncc的非平凡編碼類的數(shù)量等于6。用CCi表示編碼類，產(chǎn)生編碼類上的下列編碼狀態(tài)分布表4在2到3d=lJLr=2RLL碼中的編碼類的編碼狀態(tài)<table>tableseeoriginaldocumentpage34</column></row><table>下面是每個無編碼類中能使用的碼字列表編碼類CC1<table>tableseeoriginaldocumentpage35</column></row><table>對頭2個狀態(tài)^和￡2恰好符合為了便于表示，碼的有限狀態(tài)機的狀態(tài)用si….ss表示，對應(yīng)于表中使用的狀態(tài)A;。對于頭兩個狀態(tài)Sl和S2,由此存在正好8個可用的信道字，由000(下一狀態(tài)Sl-S5)和OOl(下一狀態(tài)Sl-S3)給出?，F(xiàn)在考慮有多少可能的分配字到狀態(tài)的方式，同時去掉給定狀態(tài)內(nèi)可能的字的置換的數(shù)量。有'8)=70種可能分配上述8個字中的4個信道字到狀態(tài)Sl,因此分配其余的4個信道字給狀態(tài)S2。在信道字到狀態(tài)Sl和S2的該分配之后，沒有剩下字用于隨后的編碼類的隨后狀態(tài)。編碼類CC2由于該編碼類具有與之前編碼類相同的狀態(tài)，因此與編碼類CC!相比沒有什么添加的。編碼類CC3<table>tableseeoriginaldocumentpage35</column></row><table>對l個額外狀態(tài)23恰好符合對于狀態(tài)S3，因此正好有4個信道字，所以只有一種分配這些字到狀態(tài)S3的方式是可能的。編碼類CC4由于平凡編碼類狀態(tài)而不適用。<table>tableseeoriginaldocumentpage36</column></row><table>連同在分配信道字到狀態(tài)S4時剩下的兩個字，對狀態(tài)S5恰好有4個信道字。編碼類CC7由于該編碼類具有與之前編碼類的相同狀態(tài)，因此與編碼類CC6相比沒有什么添加的?？赡艿姆峙浜痛a組信道字到狀態(tài)的可能分配的總數(shù)等于70x15=1050。應(yīng)當(dāng)注意，信道字到狀態(tài)的分配還不是有效的碼。在進一步評估時，這些分配中有14個實際上產(chǎn)生碼。應(yīng)當(dāng)注意，在將^L稱為碼組的這些剩余的分配的每一個中，仍存在給定碼表中的24種可能的字置換。由于在碼的FSM中存在5個狀態(tài)，并且由于沒有碼字(三比特的組+下一狀態(tài))共同地在不同狀態(tài)之間，因此這在這14個碼組的每一個中產(chǎn)生總共24(5)=7962624個可能的碼。這14個可能的碼組中每一個的一個碼在下表中示出，并且引用為CodeTabledlkinfr2Nr01.txt到CodeTabledlkinfr2Nrl4.txt。對于每個表中的每個項，我們首先列出用戶符號(對用戶雙比特00為0,對用戶雙比特01為1，對用戶雙比特10為2，對用戶雙比特ll為3),然后列出三比特組，后面跟著信道字的下一狀態(tài)。<formula>formulaseeoriginaldocumentpage38</formula>CodeTabledlkinfr2Nr04.txt★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★it*StateS01*StateS02*StateS03*StateS0"StateS05*0000300001001010100301001100111000210102110041100220012200042010321005210113001330005301043010531012t★★★*★★★if*t★★★★★★★★★女★★★itf★★★★★*★CodeTabledl)cinfr2Nr05，txt★StateS01*StsteS02*St3teS03*StateS0"StateS05A★★★★★★★★0000300001001010100301001100051000210102110041100220011200042010321005210113001230013301043010531012t★★★女★**★j★★^t★，★★，CodeTabledlkinfr2Nr06.txt*StateS01*StateS02*States03"tateSO"StateS05*0000300001001010100301001100041000210102110041100220011200052010321005210113001230013301043010531012★★女女★★t★★★★*★★★★★★200680047887.3說明書第31/44頁<table>tableseeoriginaldocumentpage40</column></row><table>CodeTabledlkinfr2Nrl0.txt*StateS0"StateS02*States03^StateS04*StateS05*0000100003001010100301001100021000510102110041100220004200112010321005210113001330012301043010531012t★★■*★★★jt★^t★t★★★★★★f★★★★★★CodeTabledlkinfr2Nr11.txt*StateS01*StateS02*StateS03*StateS04*StateS05*0000100003001010100301001100021001110102110041100220004200122010321005210113000530013301043010531012t★*大★★★★★:odeTabledlkinfr2Nrl2.txt★★，t★★★★*★*★it女★★★★★.StateSOl,^StateS02JtStateS03^2t3teS04★StsteS05★★，.★，★*,t**'★*大大0000100004001010100301001100021000510102110041100220003200112010321005210113001330012301043010531012CodeTabledlkinfr2Nrl3.txt*StateS01*StateS02*StateS03*StateS0"StateS05*00001000040010101003010011000210011101021100411002200032001220103210052101].3000530013301043010531012CodeTabledlkinfr2Nrl4,txt★女女女古女女A女女A大女頭大+T"f★★★★★★★★★★★★★"tateS01"tateS02"tateS03"tateS0"StateS05^0000100005001010100301001100021001110102110041100220003200122010321005210113000430013301043010531012應(yīng)當(dāng)注意，上面列出的這14個碼組<又<又在字在狀態(tài)Sl和S2中的分配方面不同。此外，仔細(xì)檢查會發(fā)現(xiàn)，碼組i和15"(/=1,...，8)是相等的，因為它們可以通過狀態(tài)Sl和S2的簡單互換來相互轉(zhuǎn)換。因此，最后只有7個本質(zhì)不同的碼組。具有PCWA映射的碼接著，對于上面7個碼組的每一個，在所有245=7962624個碼映射中，僅保留PCWA碼映射，僅留下兩個碼組，編號8和14(或者等效的，編號1和7),作為可能的候選碼源。隨后，搜索PCWA映射，以最大化合并對于DC控制比特的兩個可能值的替代編碼路徑的PCWA相關(guān)的概率Pc。不失一般性，選擇用戶雙比特的第一比特作為DC控制比特。對于L=5的信道字的編碼路徑，最大化的概率等于化(^>5)=0.9804。八個本質(zhì)不同的碼使用這些基于PCWA的準(zhǔn)則，對兩個編碼組8和14中每一個有16個可能的碼，而在16個碼中只有4個是真正獨立的(因為每組的其他碼可以簡單地通過用戶雙比特的第一比特的比特翻轉(zhuǎn)或者用戶雙比特的第二比特的翻轉(zhuǎn)或者用戶雙比特的兩個比特的翻轉(zhuǎn)來得到)。為了簡單表示起見，這8個本質(zhì)不同的碼表示為8號碼組的08-01,08-02,08-03和08-04以及14號碼組的14-01，14-02,14-03和14-04。碼14-02上的PCWA映射的示例回憶具有奇偶互補字分配(PCWA)的RLL碼具有這樣的特性對于DC控制比特的兩個值的每一個(是給定用戶字的一部分)從同一消息比特序列(從碼的FSM的任何可能的狀態(tài)開始)編碼的各自信道比特序列，對于從開始狀態(tài)一直到兩個編碼器路徑合并的狀態(tài)產(chǎn)生的序列具有相反的奇偶。對于編碼器不合并的情況，則沒有這樣的約束。作為碼14-02的示例，取用戶比特序列c00011…以從狀態(tài)S4編碼，c是第一雙比特中的DC控制比特。對于0=0,編碼路徑等于<formula>formulaseeoriginaldocumentpage43</formula>對于0=1，編碼路徑對于3個信道字是不同的，然后兩個路徑都合并到狀態(tài)S2中<formula>formulaseeoriginaldocumentpage43</formula>編碼序列具有各自的實際相反的奇偶(奇數(shù)和偶數(shù))。DC控制比特的兩個可能值的替代路徑合并的概率與DC控制性能的級別有關(guān)。對于具有長度為5個三比特組的編碼路徑，可以估計，對表5的碼獲得高的合并概率，該概率由W(^>5)=0.9804給出。通過信道比特流的電平上的替換的k約束對于上面5狀態(tài)的FSM,通過多個替換(又稱為繞道，因為它們實際上表示從標(biāo)準(zhǔn)編碼路徑通過碼網(wǎng)格的繞道)來實現(xiàn)k約束，它們一旦出現(xiàn)過多的零時就變得有效。這些替換要求在碼的FSM的標(biāo)準(zhǔn)使用時不出現(xiàn)的特有圖案。這樣的圖案由兩個連續(xù)的三比特組101010給出。應(yīng)當(dāng)注意，字101僅在狀態(tài)S5中使用，可能的下一狀態(tài)是S1和S2，而從S1和S2離開的字總是以至少兩個零開始?？紤]到產(chǎn)2約束，在6比特特有圖案之前的兩比特和在它之后的一比特都必須等于0。這些信道替換可以具有與它們替換的全零序列相比相同或相反的奇偶。相同的奇偶通過以如下方式替換來實現(xiàn)(其中*比特可以是0或1):*00000oooooo(原始)=>*00101O訓(xùn)IO(替換)這涉及4個連續(xù)的三元組。在原始和替換序列之間具有相反奇偶的情況下，通過按照下列方式涉及3個連續(xù)的三比特組的替換可以實現(xiàn)較低的k約束，也就是，k=10。，oooooo(原始)=>*00101010(替換)應(yīng)當(dāng)注意，由于原始和替換的序列的比特圖案具有相反的奇偶，因此在DC控制比特位置上應(yīng)用替換可能會局部地?fù)p害DC可控制性。對于(在8個本質(zhì)不同的碼集合中的)具有k-10約束的碼，存在8個替換，4個從狀態(tài)Sl離開，而另4個從狀態(tài)S5離開。碼14-02在誤比特率性能方面是這8個碼中最好的。它的碼表由表5給出表5<table>complextableseeoriginaldocumentpage44</column></row><table>以及8個替換是:表6離開狀態(tài)<table>complextableseeoriginaldocumentpage44</column></row><table>要注意，對于表6中的這些替換中的2個，還要求第4符號值(括號中表示用戶比特)；對于所有其他6個替換，第4符號值的比特表示為(**),意味著它們是"不關(guān)心比特"。類似地，也可以得出對所以其他7個碼的替換(或繞道)，并且在下面.包括替換的8個碼表中將這種類型的信息收集在一起。應(yīng)當(dāng)注意，在下表中，給出用戶符號而不是用戶雙比特(僅在有必要的地方在括號中指示第4用戶符號)。此外，應(yīng)當(dāng)注意，DC控制是通過插入的DC控制比特進行的，DC控制比特被插入消息比特流中，并且這些DC控制比特^皮定位作為用戶雙比特中的第一比特。Code*Table**Group-08**PCWA-Code**Nr,**08-01****StateS01*StateS02*StateS03*StateS(H*StateS05*女★s一*★女★★★,t★t★4t★★★★★iit★★it★,★★，t★^t★★★★，0001100003001030100301001100121000410104110041100220001200052010121005210113000230013301023010531012★★it★t★一★★★★★★Actual—Detours--------------------------------nr*StartingState"Symbol-Pattern*ArrivalState*11222121223231230341231(3)455022165023275030385031(3)4★★★★★★★★<formula>formulaseeoriginaldocumentpage46</formula>Code*Table**Group-08**PCWA-Code**Nr.**08-03***★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★it"tateS0HateSO2^StateS03"tateS0"StateS05^★★★★★★★★★★★★★★★★★★0001200004001040100401002100011000510101110051101120002200132010220105210123001130003301033100331001★jIf女★★★★★^★★★★★★★★*t★★★★，t★^★*Actual-Detours--------------------------------nr*Sta;ctingState**Symbol-Pattern+ArrivalState,女★★★i111112111231123411205531165312753,2385320(2)(2)234234Code*Table**Group-08"PCWA-Code"Nr.**08-04****StateSOInstates02*States03*StateSO"States05*★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★0001200004001040100401002100011000510101101051101120002200132010221005210123001130003301033100331001f★★★*t*，★★^t★t★★★，★★★★Actual-Detours--------------------------------★★★★★★女大大女女大nr*StartingState"Symbol-Pattern*ArrivalState*11Ill121112231123341120(1)45531116531227532385320(1)4★★★★★★★★200680047887.3說明書第40/44頁Cocle*Ta]Dle**Group-14**PCWA-Code**ISIr.**14-01****StateSOInstates02*States03*StateS04*StateS05*t★★★★★女,—★j★女★★★lr★頭*★★★If*0000300011001030100301001100041001210104110041100220001200132010121005210113000230005301023010531012Actual—Detours--------------------------------nr*StartingState"Symbol-Pattern*ArrivalState*★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★★11222121223231220341221(3)455022165023275020385021(3〉4★★★★★★★★★★★★★Code*Table**Group-:U**PCWA-Code**Nr,02****StateS01*StateS02*StateS03*StateS0"StateS05*000030001100103010030100110004100121010110041100220001200132010120105210113000230005301023100531012★iit★,t★★★★，★*★★Actual-Detours--------------------------------nr*StartingState"Symbol-Pattern*Arrivalstate*★★★★★★★★★★★★★11222121223231220341221(2)455022165023275020385021(2)4Code*Table"Group-14**PCWA-Code**Nr.03****StateS01*StateS02*States03*StateS0"StateS05'0000400011000110012000220003000330012001040100401002310101110051101152010220105210121301033100331001Actual-Detours--------------------------------nr*StartingState**Symbol-Patte:rn*ArrivalState，★★★"r*****t★★★，lr女*******11111121112231113341110(2)455311165312275313385310(2)4★★★★，<formula>formulaseeoriginaldocumentpage52</formula>硬判決RLL譯碼對于上述碼08-01到08-04和14-01到14-04,包括對于k約束的替換，硬判決RLL譯碼可以以兩種方式進行(i)首先通過*00101010(替換)=〉*00000000(原始)執(zhí)行向后替換，然后跟著對沒有k約束(從碼的基本5狀態(tài)FSM得出的)的碼的滑動塊譯碼器，或者(ii)將兩個上述操作集成(向后替換+RLL滑動塊譯碼)到一個單獨適配的滑動塊譯碼器；對于上述碼，譯碼器的滑動塊長度是5。對于碼14-02,圖4中示出了集成的滑動塊譯碼器連同布爾邏輯。權(quán)利要求1.一種借助總體信道碼將用戶比特流轉(zhuǎn)換成編碼比特流的方法，包括以下步驟將M比特信息字轉(zhuǎn)換成N比特碼字；通過將S個子碼按循環(huán)重復(fù)的順序、以預(yù)定重復(fù)周期級聯(lián)，來實現(xiàn)所述總體信道碼，其中每個子碼接收mi比特信息字，其中mi是被轉(zhuǎn)換成ni比特碼字的每個子碼所特有的整數(shù)，其中ni是每個子碼所特有的整數(shù)，并且其中對于每個子碼，所述特有的整數(shù)ni大于所述特有的整數(shù)mi，使得所述重復(fù)周期內(nèi)的所有子碼的mi數(shù)字之和等于M，并且所述重復(fù)周期內(nèi)的所有子碼的ni數(shù)字之和等于N，以及對于每個子碼，將其ni比特碼字劃分成Tmax個不同的碼字類型，并且將其ni比特碼字排列到編碼狀態(tài)的Tmax個編碼類中，使得對于給定的子碼，類型t的ni比特碼字可以被級聯(lián)到碼字的級聯(lián)集合中，其中t是1和Tmax之間的整數(shù)，用下一子碼的ni+1比特碼字實現(xiàn)產(chǎn)生所述編碼比特流的所述總體信道碼的所述N比特碼字，如果所述下一子碼的所述后繼碼字屬于索引Tmax+1-t的編碼類的其中一個編碼狀態(tài)的話，以及產(chǎn)生輸出信息序列包括以下步驟-通過將第一DC控制比特以預(yù)定間隔插入輸入信息序列中，產(chǎn)生第一輸出信息序列，-通過將不同于第一DC控制比特的第二DC控制比特以所述預(yù)定間隔插入輸入信息序列中，產(chǎn)生第二輸出信息序列，所述產(chǎn)生輸出信息序列的步驟后面跟著通過所述總體信道碼實現(xiàn)的第一碼轉(zhuǎn)換步驟，包括-根據(jù)所述總體碼，通過執(zhí)行對由信息序列產(chǎn)生裝置產(chǎn)生的所述第一輸出信息序列的碼轉(zhuǎn)換，產(chǎn)生第一臨時碼序列，-根據(jù)所述總體碼，通過執(zhí)行對由信息序列產(chǎn)生裝置產(chǎn)生的所述第二輸出信息序列的碼轉(zhuǎn)換，產(chǎn)生第二臨時碼序列，其特征在于，所述產(chǎn)生第一臨時碼序列的步驟和所述產(chǎn)生第二臨時碼序列的步驟應(yīng)用編碼規(guī)則，當(dāng)用有限狀態(tài)碼轉(zhuǎn)換表來表示該編碼規(guī)則時，碼字根據(jù)該編碼規(guī)則被分配給信息字，使得當(dāng)從預(yù)定原始狀態(tài)開始編碼的第一臨時碼序列的第一碼狀態(tài)與從所述預(yù)定原始狀態(tài)開始編碼的第二臨時碼序列的第二碼狀態(tài)相同時，第一臨時碼序列中包括的編碼比特之和的2的補碼總是與第二臨時碼序列中包括的編碼比特之和的另一2的補碼不同，并且所述產(chǎn)生第一臨時碼序列的步驟和所述產(chǎn)生第二臨時碼序列的步驟后面跟著根據(jù)與編碼比特流的DC內(nèi)容相關(guān)的至少一個參數(shù)的值，選擇通過第一碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生的第一臨時碼序列或者通過第二碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生的第二臨時碼序列。2.如權(quán)利要求l所述的方法，其中，碼字類型是通過所述碼字的多個拖尾比特確定的。3.如權(quán)利要求1所述的方法，其中，碼字類型是通過所述碼字的所有比特連同前一碼字的至少一比特確定的。4.如權(quán)利要求2或3所述的方法，其中，實現(xiàn)所述編碼比特流的N比特碼字的級聯(lián)集合滿足dkr約束，其中d是指編碼比特流中兩個連續(xù)1比特之間的0比特的最小數(shù)量，并且k是指編碼比特流中兩個連續(xù)1比特之間的0比特的最大數(shù)量，并且其中r指示每個前面是1比特的d個0比特的連續(xù)最小游程的最大數(shù)量。5.如權(quán)利要求4所述的方法，其中，不同碼字類型和非空編碼類的數(shù)量T不大于r,-I+^+l)x(,+l)，其中非空編碼類被定義為具有至少一個編碼狀態(tài)。6.如權(quán)利要求4所述的方法，其中，不同碼字類型的數(shù)量T和不同的非空編碼類的數(shù)量T,其中T等于7^-l+^+l)x(r+l)。7.如權(quán)利要求5或6所述的方法，其中，(1=1且產(chǎn)2,并且匸等于7。8.如權(quán)利要求7所述的方法，其中，T^7^-7,并且其中子碼的數(shù)量S等于1。9.如權(quán)利要求8所述的方法，其中，單個子碼具有m-2且n=3的映射。10.如權(quán)利要求5或6所述的方法，其中，對于每個子碼，編碼狀態(tài)的所述rsr,個非空編碼類的每一個包括A，A，…，A^個編碼狀態(tài)，其中省略平凡空編碼類，使得對于表示非空編碼類的非零數(shù)量狀態(tài)的數(shù)量/7八/72Up^,并且&給出所述考慮的子碼的編碼狀態(tài)總數(shù)，進一步特征在于，給定的考慮的類'T，的A個編碼狀態(tài)中的每一個也是具有大于'T，的索引的所有類的編碼狀態(tài)。第二類型的n比特碼字以第三類型的n比特碼字以第四類型的n比特碼字以第五類型的n比特碼字以第六類型的n比特碼字以第七類型的n比特碼字以'00"開始，'00"或"0100"開始，'00，，、"0100"或"010100"11.如權(quán)利要求7所述的方法，其中，對于每個子碼，通過下面的規(guī)則集合對不同碼字類型規(guī)定拖尾比特，即，第一類型的n比特碼字以"00"結(jié)尾，"0010"結(jié)尾，"001010"結(jié)尾，"00101010"結(jié)尾，"001"結(jié)尾，"ooior，結(jié)尾，"ooioior結(jié)尾，并且其中屬于不同編碼類的碼字的前導(dǎo)比特是通過下面規(guī)則集合確定的，即，第一類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以第二類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以第三類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以開始，第四類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以或"01010100"開始，第五類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"01010100"或"100"開始，第六類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"01010100"、"100"或"10100"開始，第七類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"00""01010100"、"100"、"10100"或"1010100"開始。12.如權(quán)利要求10和11所述的方法，其中，非平凡編碼類T的數(shù)量等于6，4號編碼類是空編碼類，并且其中編碼狀態(tài)的每個非平凡編碼類T的編碼狀態(tài)數(shù)量a，a，a，a，a，a等于a=2，a=2,;3=3，/5=4，&=5以及a化13.如權(quán)利要求12所述的方法，其中，通過額外編碼殼對添加到具有碼的基本2到3映射的有限狀態(tài)機的編碼比特流的替換，實現(xiàn)有限的k約束。14.如權(quán)利要求13所述的方法，其中，這些替換包括代替原始碼字序列的可替換碼字序列，具有編碼比特之和的2的補碼或奇偶，其與原'00，，'oo"'00，，"0100""0100""0100""0100"始碼字序列的編碼比特之和的2的補碼或奇偶相同。15.如權(quán)利要求13所述的方法，其中，這些替換包括代替原始碼字序列的可替換碼字序列，具有編碼比特之和的2的補碼或奇偶，其與原始碼字序列的編碼比特之和的2的補碼或奇偶相反。16.如權(quán)利要求15所述的方法，其中，通過額外編碼殼對編碼比特流的替換，實現(xiàn)k40約束。17.如權(quán)利要求12所述的方法，其中，使用單個子碼并且其中該單個子碼的碼表如下給出<table>tableseeoriginaldocumentpage5</column></row><table>18.如權(quán)利要求16和17所述的方法，其中，在額外編碼殼中的替^灸:^下纟會出<table>tableseeoriginaldocumentpage5</column></row><table>19.一種將編碼比特流轉(zhuǎn)4灸成用戶比特流的方法，該編碼比特流是使用根據(jù)權(quán)利要求18的方法獲得的碼轉(zhuǎn)換的，該方法包括應(yīng)用滑動塊譯碼器的步驟，其中包括具有信道替換的額外編碼殼的碼的滑動塊譯碼器的布爾表達(dá)式如下給出<formula>formulaseeoriginaldocumentpage5</formula>20.—種借助總體信道碼、通過將M比特信息字轉(zhuǎn)換成N比特碼字來將用戶比特流轉(zhuǎn)換成編碼比特流的編碼器，該編碼器包括以預(yù)定重復(fù)周期按循環(huán)順序重復(fù)的子編碼器，每個子編碼器使用子碼，其中每個子編碼器被安排接收mi比特信息字，其中mi是每個子碼特有的整數(shù)，并且被安排將接收的mi比特信息字轉(zhuǎn)換成n,比特碼字，其中n,是每個子碼特有的整數(shù)，并且其中對于每個子碼，所述特有的整數(shù)ni大于所述所述特有的整數(shù)m,,使得所述重復(fù)周期內(nèi)的所有子碼的r^數(shù)字之和等于M,并且所述重復(fù)周期內(nèi)的所有子碼的w數(shù)字之和等于N,其中對于每個子碼，將其w比特碼字劃分成T皿個不同的碼字類型，并且將其ni比特碼字排列到編碼狀態(tài)的T,個編碼類中，使得對于給定的子碼，類型t的nj匕特碼字可以被級聯(lián)到碼字的級聯(lián)集合中，其中t是1和Tmax之間的整數(shù)，由此用下一子碼的nw比特碼字產(chǎn)生所述編碼比特流并實現(xiàn)所述總體信道碼的所述N比特碼字，如果所述下一子碼的所述后繼碼字屬于索引T咖x+l-t的編碼類的其中一個編碼狀態(tài)的話，以及包括輸出信息序列產(chǎn)生裝置，通過將第一DC控制比特以預(yù)定間隔插入輸入信息序列中，產(chǎn)生第一輸出信息序列，以及通過將不同于第一DC控制比特的第二DC控制比特以所述預(yù)定間隔插入輸入信息序列中，產(chǎn)生第二輸出信息序列，以及進一步包括通過所述總體信道碼實現(xiàn)的第一碼轉(zhuǎn)換裝置以及通過所述總體信道碼實現(xiàn)的第二碼轉(zhuǎn)換裝置，第一碼轉(zhuǎn)換裝置用于根據(jù)具有其子碼的所述總體碼，通過進行對由信息序列產(chǎn)生裝置產(chǎn)生的所述第一輸出信息序列的碼轉(zhuǎn)換，產(chǎn)生第一臨時碼序列，第二碼轉(zhuǎn)換裝置用于根據(jù)具有其子碼的所述總體碼，通過進行對由信息序列產(chǎn)生裝置產(chǎn)生的所述第二輸出信息序列的碼轉(zhuǎn)換，產(chǎn)生第二臨時碼序列，此外其特征在于，所述第一和第二碼轉(zhuǎn)換裝置使用編碼規(guī)則，在用有限狀態(tài)碼轉(zhuǎn)換表來表示該編碼規(guī)則的情況下，碼字根據(jù)該編碼規(guī)則被分配給信息字，使得如果從預(yù)定原始狀態(tài)開始編碼的第一臨時碼序列的第一碼狀態(tài)與從所述預(yù)定原始狀態(tài)開始編碼的第二臨時碼序列的第二碼狀態(tài)相同，則第一臨時碼序列中包括的編碼比特之和的2的補碼總是與第二臨時碼序列中包括的編碼比特另外和的2的補碼不同，并且進一步包括選擇裝置，根據(jù)與編碼比特流的DC內(nèi)容相關(guān)的至少一個參數(shù)的值，選擇通過笫一碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生的第一臨時碼序列或者通過第二碼轉(zhuǎn)換裝置產(chǎn)生的第二臨時碼序列。21.如權(quán)利要求20所述的編碼器，其中，碼字類型是通過所述碼字的多個拖尾比特確定的。22.如權(quán)利要求20所述的編碼器，其中，碼字類型是通過所述碼字的所有比特連同前一碼字的至少一比特確定的。23.如權(quán)利要求21或22所述的編碼器，其中，實現(xiàn)所述編碼比特流的N比特碼字的級聯(lián)集合滿足dkr約束，其中d是指編碼比特流中兩個連續(xù)1比特之間的0比特的最小數(shù)量，并且k是指編碼比特流中兩個連續(xù)1比特之間的0比特的最大數(shù)量，并且其中r指示每個前面是1比特的d個0比特的連續(xù)最小游程的最大數(shù)量。24.如權(quán)利要求23所述的編碼器，其中，不同碼字類型和非空編碼類的數(shù)量T不大于7^-+W+l)x(r+l)，其中非空編碼類被定義為具有至少一個編碼狀態(tài)。25.如權(quán)利要求23所述的編碼器，其中，不同碼字類型的數(shù)量T和不同的非空編碼類的數(shù)量T,其中T等于7^-l+^+l)x(r+)。26.如權(quán)利要求24或25所述的編碼器，其中，d-l且產(chǎn)2，并且r一等于7。27.如權(quán)利要求26所述的編碼器，其中，r=rwax=7，并且其中子編碼器的數(shù)量S等于1。28.如權(quán)利要求27所述的編碼器，其中，單個子編碼器使用m=2且n=3的映射。29.如權(quán)利要求24或25所述的編碼器，其中，對于每個子編碼器，編碼狀態(tài)的所述7^匸個非空編碼類的每一個包括A,A，…，P,個編碼狀態(tài)，其中省略平凡空編碼類，使得對于表示非空編碼類的非零數(shù)量狀態(tài)的數(shù)量A^P2、.^A^，并且&給出所述考慮的子編碼器的編碼狀態(tài)總數(shù)，進一步特征在于，給定的考慮的類"i"的A個編碼狀態(tài)中的每一個也是具有大于"i"的索引的所有類的編碼狀態(tài)。30.如權(quán)利要求26所述的編碼器，其中，對于每個子編碼器，通過下面的規(guī)則集合對不同碼字類型規(guī)定拖尾比特，即，第一類型的n比特碼字以"00"結(jié)尾，第二類型的n比特碼字以"0010"結(jié)尾，第三類型的n比特碼字以"001010"結(jié)尾，第四類型的n比特碼字以"00101010"結(jié)尾，第五類型的n比特碼字以"001"結(jié)尾，第六類型的n比特碼字以"00101"結(jié)尾，第七類型的n比特碼字以"0010101"結(jié)尾，并且其中屬于不同編碼類的碼字的前導(dǎo)比特是通過下面規(guī)則集合確定的，即，第一類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"00"開始，第二類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"00"或"0100"開始，第三類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"00"、"0100"或"010100"開始，第四類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"00"、"0100"、"010100"或"01010100"開始，第五類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"00"、"0100"、"010100"、"01010100"或"100"開始，第六類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"00"、"0100"、"010100"、"01010100"、"100"或"10100"開始，第七類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以"00"、"0100"、"010100"、"01010100"、"100"、"10100"或"1010100"開始。31.如權(quán)利要求30所述的編碼器，其中，非平凡編碼類T的數(shù)量等于6,4號編碼類是空編碼類，得到A-O，并且其中編碼狀態(tài)的每個非平凡編碼類T的編碼狀態(tài)數(shù)量P1P2P3P5P6P7等于P1=2，P2=2，P3=3,P5=4，P66=5以及；P7=5。32.如權(quán)利要求31所述的編碼器，其中，子編碼器包括具有碼的基本2到3映射的有限狀態(tài)機，并且其中通過有限狀態(tài)機上的額外編碼殼實現(xiàn)有限的k約束。33.如權(quán)利要求32所述的編碼器，包括用于通過額外編碼殼對添加到具有碼的(基本)2到3映射的有限狀態(tài)機的編碼比特流的替換來實現(xiàn)有限k約束的裝置。34.如權(quán)利要求33所述的編碼器，其中，這些替換包括代替原始碼字序列的可替換碼字序列，具有編碼比特之和的2的補碼或奇偶，其與原始碼字序列的編碼比特之和的2的補碼或奇偶相同。35.如權(quán)利要求33所迷的編碼器，其中，這些替換包括代替原始碼字序列的可替換碼字序列，具有編碼比特之和的2的補碼或奇偶，其與原始碼字序列的編碼比特之和的2的補碼或奇偶相反。36.如權(quán)利要求34或35所迷的編碼器，其中，有限的k約束具有k=10約束。37.如權(quán)利要求32所述的編碼器，其中，該編碼器包括使用單個子碼的單個子編碼器，并且其中該單個子碼的碼表如下給出<table>tableseeoriginaldocumentpage9</column></row><table>38.如權(quán)利要求36和37所述的編碼器，其中，在額外編碼殼中的替換如下給出<table>tableseeoriginaldocumentpage9</column></row><table>39.—種包括信號的記錄載體，該信號包括使用如權(quán)利要求1到19之一所述的方法編碼的編碼比特流。40.—種記錄器，包括如權(quán)利要求20到28中任一個所述的編碼器。全文摘要目前已知的d＝1碼具有長的列，包括連續(xù)的2T游程和總體高頻率出現(xiàn)的最短的2T游程，這降低了比特檢測器的性能。通過使用MTR約束為2的碼，實現(xiàn)比特檢測器的改進。提供以系統(tǒng)方式構(gòu)建的碼，提供MTR約束2。公開了這種碼的變形，其中使用一個子碼，將編碼狀態(tài)劃分成編碼類以及將碼字劃分成碼字類型。然后，對于給定子碼，可以將類型t的碼字與下一子碼的碼字級聯(lián)，如果所述下一子碼的所述后繼碼字屬于索引為T_max+1t的編碼類的編碼狀態(tài)之一的話。在根據(jù)本發(fā)明的碼中，總體碼具有這樣的特性，對于DC控制比特的兩個值中的每一個(是給定用戶字的一部分)，從有限狀態(tài)機的任何可能狀態(tài)開始從相同的消息比特序列編碼的各個信道比特序列，將具有對于從開始狀態(tài)一直到兩個編碼器路徑合并處的狀態(tài)產(chǎn)生的序列相反的奇偶。對于編碼器路徑不合并的情況，則沒有這樣的約束。最后，公開了具有下列特性的新的d＝1，k＝10滑動塊可譯碼RLL碼(i)它具有r＝2約束，這是與速率R＝2/3相兼容的最低MTR值；(ii)由于它的緊2到3映射，它允許實際SISO-RLL譯碼；和(iii)該新碼使用用于DC控制的奇偶互補字分配(PCWA)。文檔編號G11B20/14GK101341658SQ200680047887公開日2009年1月7日申請日期2006年12月8日優(yōu)先權(quán)日2005年12月19日發(fā)明者A·P·?？怂固乩?H·亞馬吉斯,M·諾達(dá),W·M·J·M·科恩申請人:皇家飛利浦電子股份有限公司;索尼公司