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CN1349648A - 将二元信息信号的数据比特流转换成约束二元信道信号数据比特流的方法、用于编码的设备,包括约束二元信道信号数据比特流的信号,记录载体和用于解码的设备 - Google Patents

将二元信息信号的数据比特流转换成约束二元信道信号数据比特流的方法、用于编码的设备,包括约束二元信道信号数据比特流的信号,记录载体和用于解码的设备 Download PDF

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CN1349648A
CN1349648A CN00807058A CN00807058A CN1349648A CN 1349648 A CN1349648 A CN 1349648A CN 00807058 A CN00807058 A CN 00807058A CN 00807058 A CN00807058 A CN 00807058A CN 1349648 A CN1349648 A CN 1349648A
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Abstract

二元信息信号的数据比特流被分成n比特信息字。根据信道编码C1将这些信息字转换成m1比特信道字,或者根据信道编码C1转换成m2信道字,其中m1、m2和n是整数且保持m1>m2≥n。m2比特信道字是从至少两个m2比特信道字中选择的,其至少两个m2信道字具有相反的奇偶性,链接的m1比特信道字和m2比特信道字服从二元信道信号的行程约束。依据前面的信道字的结束部分建立信道编码C1的编码状态,依据前面的信道字的结束部分建立信道编码C2的编码状态。

Description

将二元信息信号的数据比特流转换成约束二元信道信号数据比特流 的方法、用于编码的设备、包括约束二元信道信号数据比特流的信 号、记录载体和用于解码的设备
本发明涉及将二元信息信号的数据比特流转换成约束二元信道信号数据比特流的一种方法，其中二元信息信号的数据比特流被分成n比特信息字，所述信息字根据信道编码C1被转换成m1比特信道字，或根据信道编码C2转换成m2比特信道字，这里m1、m2和n是整数且保持m2＞m1≥n，其中m2比特信道字从至少两个m2比特信道字中选出，其至少两个m2比特信道字具有相反的奇偶性，链接m1比特信道字和m2比特信道字遵守二元信道信号的行程约束。
本发明还涉及一种用于将二元信息信号的数据比特流编码成约束二元信道信号数据比特流的设备。本发明还涉及包括约束二元信道信号数据比特流的一种信号。本发明还涉及记录载体和用于对约束二元信道信号进行解码的设备。
本发明属信道编码领域，具体地说，属行程受限信道编码领域。介于连续信号过渡之间的以信道比特表示的时间长度通常称为行程。可以将不同的约束作用于信道编码，例如，导致行程受限信道编码。在此类编码中，信道字的序列以两个参数为特征：d约束和k约束。在(d，k)域中，逻辑“1”表示信号波形中的过渡。(d，k)序列满足以下两个条件：由于d约束，两个逻辑“1”由至少d个连续的“0”分开；由于k约束，两个逻辑“1”由至多k个连续“0”分开。在1T预编码器中预编码时，(d，k)序列从(d，k)域转换到行程受限(RLL)域中(d，k)类型的RLL序列。此RLL序列包括具有信息信号中连续信号反转间最少d+1和最多k+1的行程的元素(连续的0或连续的1)。(d+1)和(k+1)的值表示该序列中允许的元素的最小和最大行程。注意术语元素可用于表示(d，k)序列的元素和RLL序列的元素。元素被认为是延续RLL域或(d，k)域中的行程。
在行程约束的信道编码中，根据预定转换规则，每个信息字转换成信道字，这些信道字形成已调制的信号。
《研究公开》(Research Disclosure，January 1992，page32，33340)公开了一种编码方法，根据该方法，n比特信息字交替地转换成m1比特信道字和m2比特信道字，其中n、m1和m2是整数，且n≤m1＜m2。对于每个n比特的信息字，可提供相互具有不同非奇偶性的两个m2比特信道字。对信道字进行选择，以便在信道信号中当前运行的数字和显示与作为时间函数的所需模式相符的一种行为，例如，信道信号中无DC编码(DC-free coding)。
换句话说，在《研究公开》中牵涉到两个信道编码，一个具有信息字到信道字的n到m1映射，称为主编码C1，而另一个具有n到m2映射，具有两个m2比特信道字，称为对偶码C2。
信道编码的效率可通过使用信道编码的(信息)比率表示。信道编码的此比率R定义为n/m的商，其中编码将n个二元用户(或信息)符号转换成m个二元信道符号。如上所述，在行程受限信道编码中，信道字必须服从某些约束，例如，d约束和k约束。由于这些限制，可以表示信息字的比特组合数量降低，因而比率将降低。
本发明的一个目的是实现一种有效的将信息字流编码成约束信道字流的方法。
按照本发明的方法的特征在于该方法包括重复和/或交替步骤：
-  从m1比特信道字的多个集合的一个集合中选择m1比特信道
   字，每个集合仅包括具有m1比特信道字的开始部分的子集中
   的开始部分的m1比特信道字，每个集合与信道编码C1的编
   码状态相关，编码状态是依据前面的信道字的结束部分建立
   的；
或者：
-  从m2比特信道字的多个集合的一个集合中选择m2比特信道
   字，每个集合仅包括具有属于所述集合的m2比特信道字的开
   始部分的子集中的开始部分的m2比特信道字，每个集合与信
   道编码C2的编码状态相关，编码状态是依据前面的信道字的
   结束部分建立的；
在信道编码C1的编码状态中的m1比特信道字的结束部分与信道编码C2的集合中的m2比特信道字的开始部分被安排成服从所述行程约束。
通过重复或交替执行所述步骤并通过安排信道编码C1的编码状态中的m1比特信道字的结束部分与信道编码C2的编码状态中的m2比特信道字的开始部分，m2比特信道字的开始部分可应用于信道编码C1的编码状态，由此实现约束二元信道信号；在安排m2比特信道字的结束部分与m1比特信道字的开始部分时也是这样。
本发明基于以下识别：通过安排信道编码的信道字的开始部分与结束部分，可以组合两个不同信道编码的编码状态，以便信道编码C1中的结束部分与m1比特信道字的集合的开始部分配对，而且与m2比特信道字的集合的开始部分配对。编码器和解码器的多状态描述产生具有高效率或信息率的信道编码。
按照本发明的另一种方法的特征在于信道编码C1的编码状态数与信道编码C2的编码状态数相等。
对于对偶码C2，具有相反奇偶性的两个m2比特信道字可用于每个n比特信息字，在这种情况下，有可能使用这些信道字影响二元信道信号的预定性质。为了能够服从约束信道字流的约束，可有利地安排信道编码C1的编码状态中的m1比特信道字的结束部分与信道编码C2编码状态的m2比特信道的开始部分，使信道编码C1的编码状态数等于信道编码C2的编码状态数。这样可以限制编码表。例如，信道编码C1的部分编码状态可以类似或等同于信道编码C2的部分编码状态。这导致更容易在硬件和/或软件中实现编码和解码。
按照本发明的信道编码可根据所谓的有限状态机(FSM)被唯一地描述。根据输入编码器的n比特信息字，FSM状态之间的过渡对应于信道字的发射。这意味着—为了获得有效编码—从FSM的每个状态必须有至少2n个到FSM的所有状态的过渡。FSM在给定状态时，给定的n比特信息字不仅确定m比特信道字，而且确定下一状态，从所述下一个状态输入编码器的下一n比特信息字要被编码。
按照本发明的另一种方法的特征在于任一m1比特信道字的结束部分具有重数y1，重数y1是所述结束部分可以建立的信道编码C1的不同状态数；并且任一m2比特信道字的结束部分具有重数y2，所述重数y2是所述结束部分可以建立的信道编码C2的状态数；以及在m1比特信道字的结束部分等于m2比特信道字的结束部分时y1＝y2。
m1比特信道字的每个结束部分具有重数y1，重数y1是其中允许所述结束部分的信道编码C1的状态数；并且m2比特信道字的每个结束部分具有重数y2，重数y2是其中允许所述结束部分的信道编码C2的状态数。字的结束部分的重数并不需要使用达100％。在m1比特信道字的结束部分等于m2比特信道字的结束部分时，y1＝y2是有利的。这样，信道编码C1的编码状态和信道编码C2的编码状态可以交替，以便包括链接的m1比特信道字和m2比特信道字的约束二元信道信号服从二元信道信号的约束。使用相等的重数导致更容易在硬件和/或软件中实现编码和解码。
按照本发明的另一种方法的特征在于所述至少两个m2比特信道字建立相同的状态。
至此，我们已定义了具有以下性质的对偶码C2：它是具有n到m2映射的编码，每个n比特信息字可由至少两个信道字表示，在这些信道字中至少两个信道字具有相反的奇偶性。后一性质用于影响编码的信道比特流的一些设想性质(envisaged properties)，例如编码的DC内容的控制。
然而，对偶码C2的保证奇偶性选择性质并不满足保证，例如预定性能级别的DC控制。这是由于在FSM中，对偶码C2的两个信道字均可能导致不同的下一状态：这意味着随后用于C2的信道字的两个不同选择的编码路径可能完全不同，而且在以对偶码编码的两个信道字之间的比特流的整个奇偶性会不同，因此，由对偶码C2的字的判定驱动的DC控制会失败，导致关于信道比特流的所需性质的可能差的性能。
因此，设计信道编码C1和C2的FSM状态是有利的，以便在将n比特信息字转换成两个m2比特信道字后，这两个m2比特信道字不仅从FSM中的相同状态离开，而且在FSM中以相同的下一状态结束。换句话说，对应于相同的n比特信息字的C2的两个信道字具有相同的下一状态。使用对偶码C2的这种所谓的“相同的下一状态”性质具有以下优点：通过C2的控制的上述失败已消除：在信息字流中使用C2的连续点之间的主编码C1的编码路径现在完全固定，因此意味着，使用C2的连续位置之间以C1编码的信道比特流的相同的奇偶性独立于C2的编码选择。
在两个m2比特信道字之间进行选择允许执行DC控制，以便实现所谓的DC平衡或无DC编码。例如，在光学记录中，采用了DC平衡编码来回避或减少记录载体上所写的数据和跟踪记录载体记录纹的伺服系统间的相互作用。以对偶码C2编码的字节是信道比特流中允许控制DC内容的点。除了控制信道比特流的DC内容外，以对偶码C2编码的字节可用于影响信道比特流的其它性质。
依据RDS相关标准，直接DC控制步骤在每个DC控制点作出判定，这只为从所考虑的DC控制点到下一控制点范围内的信道比特流被估算。这种局部最佳判定策略不采用信道编码的所有DC控制潜能(potential)。较好的方法是应用先行DC控制，即构建深度N的判定树，在该判定树中，给定DC控制点的判定也是依据在与下一个N-1DC控制点的将来判定的组合中其对随后信道比特流的影向来确定。通过判定树的每条路径由N个分支组成，并且RDS准则应用到整个路径。N重先行DC控制意味着2N编码路径，缺点是由于每个字节需要2N编次码而产生更高的编码器复杂性。
对于按照此实施例的信道编码，在编码过程中通过FSM的路径不依赖通过N重判定树的实际路径。这是由于对偶码C2中两个编码选项的“相同的下一状态”性质。因此，与主编码C1相关的所有字节仅需要编码一次，而与对偶码C2相关的所有字节只需要编码两次。这将编码树的硬件复杂性降低到与简单顺序编码相关的程度，而无需另外分支。只有沿2N路径的RDS准则的N重判定树得以保留，导致较低的复杂性。
例如，RDS相关标准可以是RDS值本身的最大绝对值(一阶光谱零(first order spectral zero))，但也可以使用有关时间的积分RDS值(the integrated RDS-value in time)(第二光谱零(second orderspectral zero))或者两者的组合。此外，和方差(SV)也可用作标准。
按照本发明的另一种方法的特征在于信道编码C1的信道字的集合与信道编码C2的编码状态被安排成由链接的m1比特信道字和m2比特信道字形成的二元信道信号服从二元信道上的重复-最小-行程-限制＝6的约束。
约束还可以限制同一长度的连续行程数。例如，在将n的RMTR(重复最小过渡行程)约束加到d＝2信道编码时，此约束意味着信道字序列中连续3T行程数限制为n。为实现6的重复-最小-行程-限制约束，编码表被设计成使得其中可能导致违反RMTR约束的可能信道字被消除(例如，字(100)5)。另外，在可能发生RMTR违约时，通过替换信道字或模式也可以服从RMTR约束。在已公布的专利申请WO99/6371/-A1(PHQ 98.023)中可以找到有关此RMTR(重复最小过渡行程)约束的更多信息。
按照本发明的另一种方法的特征在于m1比特信道字数和m2比特信道字数之间的比率依据所选的DC控制量度来确定。
应该指出，两个信道编码C1和C2是独立的编码，每一个还能单独使用。C1一般是高率编码，具有不对称结构，用以控制设想的行程约束(d，k，RMTR)上层的编码信道比特流的某些额外性质。C2是稍低比率编码，与C1相比有比率损失，用于对称结构，旨在控制额外另外要求的属性。对于下面详细描述的本发明，C1和C2以组合方式使用，从中产生了组合编码一词，但应认识到任何组合模式均有可能。主编码C1使用得越多(相对于使用对偶码C2)，整个组合编码的比率就越高，但用于信道比特流的额外设想的性质的控制能力就越低。对于后者，通过始终使用对偶码C2可获得最大的控制，而在仅使用主编码C1时获得最小的控制。因此，可以理解，依据所选的DC控制量度，可以确定m1比特信道字数和m2比特信道字数之间的比率。
按照本发明的另一种方法的特征在于依据n比特信息字进一步建立编码状态，由此通过检测编码状态可以区分此n比特信息字。
为了增加信息信号的比率，编码状态最好还依赖于要编码的n比特信息字。结果，可以一次以上地使用相同的信道字。这样，减少了必需用于构建信道编码的不同信道字数，导致更有效的编码。将所谓有限态机器(FSM)构架中的状态用于信道编码C1和C2的表征，由于多次使用具有不同下一状态的相同信道字，因而提供建立具有高率的全面编码的可能性。在解码器中，是组合有下一状态的信道字唯一地确定对应的信息字。
按照本发明的另一种方法的特征在于信道编码C1的编码状态与信道编码C2的编码状态还被安排成使得有限数量的信道字代替了其它信道字或模式，这些其它信道字或模式不属于信道编码C1和信道编码C2的信道字的集合。
在基于按照本发明的两个编码C1和C2的组合的信道编码的实际设计中，在保证控制的上层还有一些额外空间可用于有限随机控制设计。随机控制可理解为这样一种控制类型：此控制的实际使用依赖于输入编码器的实际数据内容(信息字)。
由于在实际编码中，在正常应用信道编码下，信道比特流中不出现一些特定模式，因此存在用于随机DC控制的空间；这些模式则可用作信道比特流中允许的其它模式的替代模式。
例如，通过用有限数量的信道字或模式替代其它信道字或模式，其中这些其它信道字或模式在替代前不属于二元信道信号中出现的信道字，如果替代意味着奇偶性转换，则可以实现附加DC控制。
上述实施例中描述的编码方法具有以下优点，这些优点明显并将在附图描述中阐明：i)保证的DC控制；ii)由于编码的面向字节的特性而减少的错误传播；iii)简单的单程编码方案，对于执行先行DC控制的编码，这导致编码器复杂性的降低。
本发明还涉及用于编码的设备。本发明涉及包括约束二元信道信号的数据比特流的信号。本发明还涉及记录载体和用于解码的设备。
参考附图来进一步描述本发明的这些及其它方面，附图中：
图1示出编码方法的示例；
图2示出要用于主编码(信道编码C1)的6状态有限状态机的示例，信道约束d＝2，k＝10；
图3示出要用于对偶码(信道编码C2)的6状态有限状态机的示例，信道约束d＝2，k＝10；
图4示出主编码C1的编码表；
图5示出对偶码C2的编码表；
图6示出如何对主编码的信道字的下一状态函数进行解码的示例；
图7示出如何对对偶码的信道字的下一状态函数进行解码的示例；
图8示出用于执行DC控制的RDS树；
图9示出为实现有效先行编码而要用于执行DC控制的在字节基础上的编码器路径；
图10示出按照本发明的用于编码的设备；
图11示出一种记录载体，包括约束二元信道信号的数据比特流的信号记录在该载体的记录纹上，在执行按照本发明的方法后，可获得该信号；
图12示出图11的记录载体的放大部分；
图13示出按照本发明的用于解码的设备；
图14示出按照本发明的用于记录信息的记录设备；
图15示出按照本发明的用于读取记录载体的读取设备；
图16示出d＝1的有限状态机全比特描述；
图17示出d＝1的有限状态机半比特描述；
图18示出d＝1的2状态有限状态机；
图19示出d＝1的信道编码C1和信道编码C2的编码交替；
图20示出d＝1的5状态有限状态机半比特描述；
图21示出d＝1的7状态有限状态机半比特描述。
图1示出了编码方法的一个示例。使用此方法，可以影响二元信道信号的预定性质，例如，通过解码器中也知道的交替模式，通过两个编码C1和C2的交替，用于保证DC控制。
我们考虑两个信道编码C1和C2。两个编码均作用到n比特符号上。信道编码C1是具有n到m1映射的高率(high rate)编码，而编码C2是具有n到m2映射的低率(low rate)编码。在此示例中，对于d＝2，k＝10，C1具有8到15映射，而C2具有8到17映射(n＝8，m1＝15，m2＝17)。如果满足一定的条件，保证的DC控制、即对每个可能序列的信息字的DC控制被实现，所述一定的条件如下：对于每个n比特的符号，信道编码C2具有两个信道字，一个具有偶-奇偶性，另一个具有奇-奇偶性，以便影响二元信道信号的RDS值；对于每个n比特的符号，编码C2的两个可能信道表现具有相同的下一状态。指示信道编码C1和C2的状态和状态表征的编码C1和C2的有限状态机(FSM)具有相同的状态数，并且FSM是基于相同的近似本征向量(根据Franazek的定义，参见Shannon Foundation Publishers1999年11月出版的K.A.Schouhamer Immink所著“用于海量数据存储系统的编码”一书第5.3.1节(ISBN-90-74249-23-X))，这意味着以给定数量的零结束的信道字具有某个重数，而不论它们是来自主编码C1还是来自对偶码C2的信道字的一部分。在满足近似本征向量不等式的d＝2及k＝10这种情况下的近似本征向量为V(d＝2，k=10)＝{2，3，4，4，4，4，3，3，3，2，1}。
然而，用于C1的FSM1和用于C2的FSM2的状态表征可以不同。选择这些状态表征，以便实现作用于二元信道信号的约束。例如，这些约束可以是行程限制约束(d，k)或RMTR约束。这样，作用于由链接m1比特信道字和m2比特信道字形成的二元信道信号的约束得到满足。我们可以称信道编码C1为主编码，而信道编码C2称为对偶码。图1的上面部分描述n比特信息字1，该字通过信道C1转换成m1比特信道字2，或者通过信道编码C2转换成m2比特信道字3。
图1中通过相应的奇偶性“0”和“1”示出了两个可用的m2比特信道字。此图下面部分的箭头描述转换信息字时通过有限状态机FSM1和FSM2的编码状态的“流程”。可以看到，在将信息字转换成m1比特信道字时，只有一个箭头从该信道字的编码状态指向下一信道字的编码状态，而在将信息字转换成m2比特信道字时，有两箭头从该信道字的编码状态指向下一信道字的编码状态，表示在两个可用m2比特信道字之间的选择。
图1的下面部分描述了：对于每个信息字(当信息字为8比特长，即n＝8时，有256项)，有两个m2比特信道字可用，它们具有相反的奇偶性和相同的下一状态。在将n比特信息字转换成m2比特信道字时，此m2比特信道字可以从所述两个可用m2比特信道字中选择。在此示例中，此选择是用于创建DC平衡或无DC的信道编码。
图2示出要用于主编码(信道编码C1)的6状态有限状态机的状态表征的示例。在此示例中，要服从的信道约束是d＝2和k＝10，且信道编码C1具有8到15的映射。图3示出要用于对偶码(信道编码C2)的6状态有限状态机的示例。在此示例中，要服从的信道约束是d＝2和k＝10，且信道编码C2具有8至17映射。
在这些附图中，主编码状态1的输入字栏中可以找到的符号“-102|”表示具有“100”结尾的所有信道字。同样地，在主编码状态2的输出字栏可以找到的“|010101-”符号表示具有“0100000000001”开头的所有信道字。
编码C1和C2的有限状态机(FSM)具有相同的状态数，并且FSM是基于相同的近似本征向量，这意味着以给定数量的零结束的信道字具有某个重数，而不论它们是来自主编码C1还是来自对偶码C2的信道字的一部分。在对偶码C2的FSM中，离开某一状态的每个分支对应于具有i)相反奇偶性和ii)相同的下一状态的两个可能信道字(字对)。图2和图3示出6状态FSM中任一信道字的重数在1到4之间。
许多信道字或字对不止一次地用在不同状态。通过适当配对，即将信道字或字对和下一状态的相同组合分组给不止一个状态的一个单一表项目，由于导致给定信道字的状态的精确区别已经变得与这些信道字或字对不相关，因而错误传播可以减少。实际上，编码C1和C2允许全状态独立解码。
技术人员熟悉包括形成有限状态机的不同状态的信道编码。有关状态编码的详细信息可以在文献中找到，例如在欧洲专利说明书EP0745254 B1(PHN 14.746)或在“用于海量数据存储系统的编码”一书(K.A.Schouhamer Immink，November 1999，Shannon FoundationPublishers(ISBN-90-74249-23-X))中。
此书的第5.3节解释：为能够构建符合作用于信道编码的约束的信道字序列，从各种编码状态必须发送以相同或其它主要状态终止的至少M个字。因此，存在编码状态集合是指定数量的信息字(在8比特信息字的情况下为256)的编码存在的必需条件。可以看到：如果近似本征向量满足近似本征向量不等式，则可以确定具有预定约束的固定长度编码和编码的其它能数。此书第5.3.1节及其中的参考文献中可以找到更多的详细。
上述实施例中的本发明并不限于一种编码方法，其中为了实现具有保证DC控制和降低错误传播的二元信道信号，参数d＝2、k＝10、n＝8、m1＝15和m2＝17；在不脱离本发明范围的条件下，技术人员可以应用按照本发明的编码方法的示教来生成二元信道信号，例如，具有d＝2、n＝7或d＝2或n＝13。例如，技术人员也可以生成具有d＝1约束的二元信道信号。
对于d＝2的信道编码，与主编码(主编码和对偶码分别具有8到17和8到15的映射)的信道字相比，组合编码的对偶码C2需要两个信道比特额外用于每个信道字。按照经验，对偶码设计所需的在信道比特方面的额外开销是信道编码比率R的相反值。对于d＝2，k＝10，最大熵(maxentropic capacity)(该比率的理论上限)等于.5418，因而需要大约“1.846”比特，四舍五入为2。
对于d＝1信道编码，情况完全不同。熵(没有k约束)等于.6942，因此通常编码被设计为具有等于2/3的比率。具有8到12映射的面向字节的编码则可用于主编码。对偶码的信道字所需的额外数量的“比特”数现在计为1.441“比特”。四舍五入为2会导致具有8到14映射的对偶码，不过产生超过半比特的比率损失，这使得组合编码方法从容量的观点来说不具吸引力。需要一种特别的方法来避免上述比率损失，下面将讨论该方法。
当前的解决方案可解决d＝1的情况；对于其它d约束，可以设计类似的解决方案。d＝1的解决方案将描述依据半比特的信道编码，而不是依据全比特的普通描述。图16和17分别示出了d＝1的标准全比特FSM和半比特FSM。
在半比特FSM中，可以在偶数和奇数状态之间做出区别，在偶数状态，输入这些状态的字具有偶数个尾部零；在奇数状态，输入这些状态的字具有奇数个尾部零。偶数状态编号{1，3，5}，奇数状态编号{2，4}。在半比特FSM中，我们假定主编码有8到24映射，对偶码有8到27映射。现在存在两种主编码：一种编码具有E到E编码，从{1，3，5}状态之一进入{1，3，5}状态之一；而另一种编码具有O到O编码，从{2，4}状态之一进入{2，4}状态之一。同样存在两种对偶码：一种具有E到O编码，从{1，3，5}状态之一进入{2，4}状态之一；而另一种具有O到E编码，从{2，4}状态之一进入{1，3，5}状态之一。如图18所示，可方便地假定由E和O状态组成的两状态FSM用于使用组合编码进行的编码。使用主编码进行的编码不会产生状态变化(E→E或O→O)，而由于对偶码的信道字中半比特的数量是奇数，因此使用对偶码进行的编码始终会导致状态变化(E→O或O→E)。
图19示出了组合编码的连续段的编码序列。段是源字(字节)的序列，它的开始要用对偶码C2进行编码，所有随后的源字(字节)要用主编码C1进行编码。
对于生成两个主编码的信道字，我们采用以下论据。通过转换规则0→00和1→01，全比特信道字(长度为12比特)可以转换成E状态的半比特信道字(长度为24半比特)，意味着全比特信道字|0n1→10m|转换成|02n+11→102m|。从“1”到“1”的箭头表示符合相应FSM的有效序列。注意，由于转换，在半比特字的两个1之间只能有奇数量的零，与半比特FSM相一致。
通过转换规则0→00和1→10，全比特信道字可以转换成O状态的半比特信道字(长度24个半比特)，意味着全比特信道字|0n1→10m|转换成|02n1→102m+1|。
生成用于对偶码的字会稍微复杂一些。对于E状态，我们先将13比特信道字|0n1→10m|转换成长度为26的半比特信道字，并在尾部提供额外比特x：|02n+11→102m+1|。很明显，对于E状态，只允许x＝0。与额外比特x＝0的链接意味着半比特信道字的结构长度为27，下一状态从{1}转换成{2}及从{3，5}转换成{4}。对于O状态，类似的步骤导致27半比特信道字|02n1→102m+1|x，其中，仅在m≥1时，才允许x＝1，随后导致状态1为下一状态。其它可能性x＝0是始终允许的，如果m是偶数，则导致状态3为下一状态；如果m是奇数，则导致状态5为下一状态。
构建这样的编码的可能性易于枚举。对于半比特FSM的状态，我们假定有近似本征向量{2，2，3，4，3}。此外，限制n≤5和m≤5(考虑到不通过FSM作用的k约束)。构建最佳编码(依据k约束，假定d＝1)不是我们现在的目的，我们只想说明设计d＝1的合成编码的所建议量度(measure)的可行性。
对于主编码，在具有状态{1，3，5}的E状态，即编码C1 E，对于从状态1离开的字，有n≥1，并且519个字可用，这是足够的了，因为状态1的状态重数等于2，因而需要512个字；对于从状态3和5离开的字，有n≥0，并且872个字可用，这是足够的了，因为状态3和5的状态重数等于4，因而需要768个字。
对于主编码，在具有状态{2，4}的O状态，即编码C1 O，对于从状态2离开的字，有n≥1，并且638个字可用，这是足够的了，因为状态2的状态重数等于2，因而需要512个字；对于状态4，有n≥0，并且1072个字可用，这是足够的了，因为状态4的状态重数等于4，因而需要1024个字。
对于对偶码，我们要说明根据本发明的“相同的下一状态”性质。对于对偶码，在具有状态{1，3，5}的E状态，即编码C2 E，对于从状态1离开的字，有n≥1，并且有132个偶-奇偶性和130个奇-奇偶性的信道字是以状态2作为下一状态，以及384个偶-奇偶性和388个奇-奇偶性的信道字是以状态4作为下一状态，产生总计514种可能项用于对偶码，这是足够的了，因为状态1的状态重数等于2，因而需要512项；对于从状态3和5离开的字，有n≥0，并且有220个偶-奇偶性和220个奇-奇偶性的信道字是以状态2作为下一个状态，以及648个偶-奇偶性和648个奇-奇偶性的信道字是以状态4作为下一状态，这是足够的，因为状态3和5的状态重数等于3，因而需要768项。
对于对偶码，在具有状态{2，4}的O状态，即编码C2 O，对于从状态2离开的字，有n≥1，并且有194个偶-奇偶性和192个奇-奇偶性的信道字是以状态1作为下一状态，以及有300个偶-奇偶性和300个奇-奇偶性的信道字是以状态3作为下一状态，以及有186个偶-奇偶性和186个奇-奇偶性的信道字是以状态5作为下一状态，从而产生总计678种可能项用于对偶码，这是足够的了，因为状态2的状态重数等于2，因而需要512项；对于从状态4离开的字，有n≥0，并且有324个偶-奇偶性和324个奇-奇偶性的信道字是以状态1作为下一状态，以及有504个偶-奇偶性和504个奇-奇偶性的信道字是以状态3作为下一状态，以及有312个偶-奇偶性和312个奇-奇偶性的信道字是以状态5作为下一状态，从而产生总计1140种可能项用于对偶码，这是足够的了，因为状态4的状态重数等于4，因而需要1024项。
在d＝1和k＝7的情况下，下列本征向量满足近似本征向量不等式：V(d＝1，k-7，s＝2)＝{3，4，5，6，5，6，4，6，3，3，3，3，3，3，2，2}。伴随的有限状态机、5状态和7状态有限状态机、d＝1的半比特描述在图20和21中示出。在这些图的扇出(fan-out)主编码和扇出对偶码的列中，显示有信道字数。可以看到，主编码或对偶码的冗余字数可以不同。
图4示出主编码(信道编码C1)的编码表，d＝2，k＝10，RMTR＝6，具有表示8比特信息符号索引的项目索引(0-255)。对于每个项，一个15比特长的信道字与相应的下一状态一道列出。
图5示出对偶码C2(信道编码C2)的编码表，d＝2，k＝10，RMTR＝6，具有表示8比特信息符号索引的项目索引(0-255)。对于每个项，两个17比特长的信道字(字对)与相应的下一状态一道列出。这些下一状态是相同的。
主编码C1和对偶码C2的对称结构实现了信道比特流的额外所需性质(如无DC性质)的保证控制。在依据两个编码C1和C2组合的信道编码的实施例中，有一些额外的空间可用于保证控制上层的(有限)随机控制的设计。随机控制被理解为一种控制类型，此控制的实际使用依赖于输入编码器的实际数据内容。
由于在实际编码中，在正常应用信道编码的情况下，信道比特流中不会出现一些特定的模式，因而存在用于随机DC控制的空间；这些模式则可以用作信道比特流中允许的其它模式的替代模式。例如，如果替代意味着奇偶性反转，则该替代可用于附加的DC控制，替代表用在EFM-Plus编码中时也是如此。可以依据RDS相关准则，执行选择哪种模式的评估，例如，使用一字节先行。虽然目前描述的本发明涉及两个编码组合中具有保证控制的信道编码，本发明还涉及在有限数量的替代中使用所述随机控制。
根据图4和图5的编码表，我们在下面略述用于主编码C1和对偶码C2的随机控制的一些可能性(称为A至O)。我们在此局限于那些最容易实现的可能性。对于主编码和对偶码，我们均具有可能的替代(括号内的比特，如(zu)，涉及信道编码C2的17比特信道字)：
A.
|100 100 000 100 0xy(zu)→|100 100 100 100 0xy(zu)
，如果RMTR＝6约束并未违反。
B.
|010 010 000 010 00x(yz)→|010 010 010 010 00x(yz)
，如果RMTR＝6约束并未违反，且当前状态不是状态3。
C.
|001 001 000 001 000(xy)→|001 001 001 001 000(xy)
，如果RMTR＝6约束并未违反，且当前状态不是状态3。
D.
如果信道字具有-102的结尾，则下列替代可应用到下一信道字：
1051-                  →          061-
1061-                  →          071-
1071-                  →          081-
E.
如果信道字具有-103的结尾，则下列替代可应用到下一信道字：
1051-                  →          061-
1061-                  →          071-
F.
如果信道字具有-104的结尾，则下列替代可应用到下一信道字：
1051-                  →          061-
G
如果信道字具有-106的结尾，则下列替代可应用到下一信道字：
1021-                  →          031-
1031-                  →          041-
H.
如果信道字具有-107的结尾，则下列替代可应用到下一信道字：
1021-                   →         031-
I.
如果信道字具有-109的结尾，则下列替代可应用到下一信道字：
01051-                  →         01021021-
，如果RMTR＝6约束并未违反。
J
如果信道字具有-1010的结尾，则下列替代可应用到下一信道字：
1021021-               →         1051-
1021031-               →         1061-
1021041-               →         1071-
1021071-               →         10101-
仅对于主编码C1，我们有额外的替代：
K.
|102105104x|          →         |108104x|
L.
|102106102xy|         →         |109102xy|
M.
如果信道字具有-109的结尾，则下列替代可应用到下一信道字：
|0210210710|          →         |02101010|
用于2≤n≤8。
N.
|05102105x|           →         |05108x|
O.
|09102102|            →         |09105|
必须强调的是，只要某个可能替代(从A到O)违反了行程约束(k＝10，RMTR＝6)，则不执行替代。
对于主编码信道字，图6示出如何对下一状态进行解码。对于对偶码信道字，图7示出如何对下一状态进行解码。
在从主编码C1或从对偶码C2将信道字解码成8比特信息字时，无需知道当前状态。因此，此解码称为状态独立解码。另一方面，需要知道下一状态，以便在给定信道字的多个事件的情况下能够唯一地对信道字进行解码。实际上，不是单由给定信道字，而是要由信道字和下一状态的组合来唯一地表示编码字。
在图6和图7中，可以看到，在分别用主编码或对偶码对下一信道字是进行编码的情况下，为了确定下一状态，必须执行解码窗口，该窗口具有最大12比特的解码器先行和转到下一信道字的14比特。图6和图7表中的项由箭头表示，其中，所述最大解码器先行是必要的。解码器先行必须不要与用于改进DC控制的先行编码相混淆。图6和图7中的星号表示：只要满足所用的约束，所有可能的比特组合均允许。
在将信道字解码成信息字时，可以使用所谓的散列技术，这将在下面描述。使用此技术使硬件复杂性降低，即实现解码器算法所需的门数更少。我们将更详细描述一个特定的实现。利用散列技术对主编码的信道字进行解码执行如下。通过d＝2的枚举解码，15比特信道字按15到9映射被转换成9比特字。枚举解码依据d＝2的约束而不是将所有信道字存储在表中，由运算步骤算得要解码的信道字(有关枚举编码的详情参阅“用于海量数据存储系统的编码”一书第六章，(K.A.Schouhamer Immink，November 1999，ShannonFoundation Publishers，ISBN-90-74249-23-X)。由于信道字的最大重数为4，因此下一状态数通过2比特编码在2个比特中解码。9比特字和2比特状态字产生了11比特索引。该11比特索引被转换成具有散列表的用于主编码的8比特信息字，此散列表包括最大2048(＝211)项的表(状态独立解码)。
在将对偶码的信道字解码时，散列技术执行如下。通过d＝2的枚举解码，17比特信道字按17到10映射被转换成10比特字。下一状态数通过2比特编码在2个比特中解码。10比特字和2比特状态字产生12比特索引。该12比特索引被转换成具有散列表的用于对偶码的8比特信息字，此散列表包括所有6个状态、两种奇偶性和4096(＝212)项的一个单一表。
图8中示出要用于执行DC控制的RDS树。RDS表示运行数字和(Running Digital Sum)，是二元信道信号的DC内容的量度。如上所述，对于要编码的每个m2比特信道字，可以执行DC控制。为了实现最有效的DC控制，建议“先行”，以便确定从两个可用m2比特信道字中选择哪一个m2比特信道字会产生最佳RDS值。如图8所示，为了能够先行N个判定，必须计算RDS树的2N个可能路径。N＝3时，必须计算8个可能路径。明显的是，要计算的路径数仅取决于要编码的m2比特信道字数；在对m1比特信道字进行编码时，由于未添加其它路径，因此m1比特信道字数不重要。
图8示出具有深度N的判定树，如通常一样，即应用于沿不同路径进行编码及应用于评估标准。图9示出复杂性大大降低的编码树，由于对偶码C2的“相同的下一状态”性质，这变得有可能。虽然RDS准则仍需要沿不同路径进行评估，具有C1的字节的编码只需进行一次，而要用C2编码的字节当然需要编码两次。
假定一个N*nB字节的块，包括涉及对偶码的信道字的N个字节和涉及主编码的信道字的N*(nB-1)个字节。在图8的RDS树的情况下，可以算得为执行先行DC控制而要编码的字节数为(2N*nB)字节；类似地，在图9的情况下，可以算得为执行先行DC控制而要编码的字节数为N*(nB+1)字节。
最后，可以看到，为实现有效的DC控制先行编码，按照本发明的编码方法被安排，以便对于每个n比特符号，编码C2的两个可能的信道表示均具有相同的下一状态。
图10示出了按照本发明用于编码的设备。在此编码设备100中，二元信息信号101的数据比特流被转换成约束二元信道信号103的数据比特流。根据所述编码方法，例如根据如图4和图5所示的主编码C1和对偶码C2的编码表，编码设备100包括转换器102，用于将n比特信息字转换成m1比特信道字的，以及将n比特信息字转换成m2比特信道字。编码设备100还包括状态建立装置104，用于建立m1比特信道字和m2比特信道字的编码状态。使用此编码状态，转换器102可以转换下一个n比特信息字。
图11以示例说明记录载体110，包括约束二元信道信号的数据比特流的信号记录在该载体的记录纹中，在执行按照本发明的方法后，可获得该信号。图12示出图11记录载体的放大部分。
所示记录载体是光学可检测类型。记录载体也可以为不同的类型，例如，磁可读类型。记录载体包括安排在记录纹111中的信息模式。图12示出记录纹111其中一部分的放大部分112。图12所示记录纹部分112中的信息模式包括第一段113，例如以光学可检测标记的形式，以及第二段114，例如，标记间的中间区域。第一和第二段在记录纹115的方向交替。第一段113表示第一可检测的性质，第二段114表示与第一可检测性质不同的第二性质，第一段113表示已调制的二元信号S的比特单元116，该信号S有一个信号电平，例如低信号电平L。第二段114表示具有其它信号电平的比特单元117，例如高信号电平H。通过首先生成已调制的二元信道信号，然后向记录载体提供信息模式，可获得记录载体110。如果记录载体是可光学检测的类型，则随后可通过本领域技术人员熟知的控制和复制技术获得记录载体。
图13示出用于解码的设备。在此解码设备132中，约束二元信道信号131的数据比特流被转换成二元信息信号134的数据比特流。解码设备132包括的转换器，用于将约束二元信道信号131转换成二元信息信号的数据比特流。例如，通过使用图6和图7中所述散列技术并参考图6和图7，可以实现解码。在对二元信道信号131进行解码时，需要有关要解码的下一信道字的信息，这在图6和图7中有述并可参考图6和图7。在对当前信道字进行解码前，所述信息133提供给解码设备132。
图14示出用于记录信息的记录设备。该图示出用于记录信息的记录设备，其中使用了按照本发明的用于编码的设备，例如，图10中所示的用于编码的设备100。信号线141向用于编码的设备100提供要编码的信息字。在记录设备中，提供已调制的二元信道信号的信号线142连接到写头(write head)144的控制电路143，写头144沿着可写类型的记录载体145一起移动。写头144是一种通常的类型，它能引入记录载体145上具有可检测变化的标记。控制电路143也可以是通常的类型，它对加到控制电路143的已调制信号作出响应而生成用于写头的控制信号，以便写头144引入对应于所述已调制信号的标记模式。
图15示出用于读取记录载体的读取设备。此图示出一个读取设备，在该设备中，使用了按照本发明用于解码的设备，例如图13所示的解码设备132。按照本发明，读取设备包括一个普通类型的读头152，用于读出记录载体151，记录载体151具有与按照本发明的已调制二元信道信号相对应的信息模式。根据读头152读出的信息模式，读头152随后产生已调制的模拟读出信号。检测电路153将普通形式的此读出信号转换成二元信号，该二元信号施加到解码电路132。
虽然参考本发明的最佳实施例描述了本发明，应理解这些实施例不是限定性示例。因此，本领域的技术人员可以在不脱离权利要求书中定义的本发明的范围的情况下进行各种修改。
例如，不是使用一个主编码和一个对偶码外，而是还可能在不脱离本发明范围情况下，使用一个以上的主编码和/或一个以上的对偶码的组合来产生信道字流。通过适当混合这些编码，信道字流的约束仍会被遵守。
例如，本发明的范围不限于一种将信息字编码成一个m1比特信道字后随一个m2比特信道字的方法。没有规定在将信息字编码成m2比特信道字之前要编码成m1比特信道字的信息字数。
例如，本发明的范围不限于二元编码。在不偏离本发明要旨的情况下，本发明可以应用于多电平编码、三元编码或其它M元编码。每个n比特信息字的不同m2比特信道字数必须至少为2，并且此数最好等于多值“奇偶性”参数的值数，而信道字的“奇偶性”必须包括所有不同值至少一次。在三元编码(值为-1，0和1)的情况下，这意味着至少三个具有“奇偶性”-1，0和1的不同m2比特信道字出现在信道编码C2中(具有相同的下一状态)。
此外，本发明归属于各个和每一个新颖特征特性或特征特性的各个和每一个组合。

Claims (16)

1.一种将二元信息信号的数据比特流转换成约束二元信道信号的数据比特流的方法，其中所述二元信息信号的数据比特流被分成n比特信息字，根据信道编码C1将所述信息字转换成m1比特信道字，或根据信道编码C2转换成m2比特信道字，其中m1、m2和n是整数且保持m2＞m1≥n，其中所述m2比特信道字是从至少两个m2比特信道字中选出的，其至少两个m2比特信道字具有相反的奇偶性，链接的所述m1比特信道字和所述m2比特信道字服从所述二元信道信号的行程约束，
其特征在于：
所述方法包括重复和/或交替步骤：
-  从m1比特信道字的多个集合的一个集合中选择所述m1比特信
   道字，每个集合仅包括具有所述m1比特信道字的开始部分的
   子集中的开始部分的m1比特信道字，每个集合与信道编码C1
   的编码状态相关，所述编码状态是依据前面的信道字的结束部
   分建立的；
或者：
-  从m2比特信道字的多个集合的一个集合中选择所述m2比特信
   道字，每个集合仅包括具有属于所述集合的所述m2比特信道
   字的开始部分的子集中的开始部分的m2比特信道字，每个集
   合与信道编码C2的编码状态相关，所述编码状态是依据前面
   的信道字的结束部分建立的；
在信道编码C1的编码状态中的所述m1比特信道字的所述结束部分与信道编码C2的集合中的所述m2比特信道字的所述开始部分被安排成服从所述行程约束。
2.根据权利要求1的方法，其特征在于：信道编码C1的编码状态数等于信道编码C2的编码状态数。
3.根据权利要求1或2的方法，其特征在于：任一m1比特信道字的所述结束部分具有重数y1，所述重数y1是所述结束部分可以建立的所述信道编码C1的不同状态数；并且任一m2比特信道字的所述结束部分具有重数y2，所述重数y2是所述结束部分可以建立的所述信道编码C2的状态数；以及在所述m1比特信道字的所述结束部分等于所述m2比特信道字的所述结束部分时，y1＝y2。
4.根据权利要求1、2或3的方法，其特征在于：所述至少两个m2比特信道字建立相同的状态。
5.根据权利要求1的方法，其特征在于：信道编码C1的信道字的所述集合与信道编码C2的信道字的所述集合被安排成使得由链接的所述m1比特信道字和所述m2比特信道字形成的二元信道信号服从d＝2的约束和k＝10的约束。
6.根据权利要求1或5的方法，其特征在于：信道编码C1的信道字的所述集合与信道编码C2的信道字的所述编码状态被安排成使得由链接的所述m1比特信道字和所述m2比特信道字形成的二元信道信号服从所述二元信道的重复-最小-行程-限制＝6的约束。
7.根据权利要求1的方法，其特征在于：n＝8，m1＝15，m2＝17。
8.根据权利要求1、2、3或4的方法，其特征在于：m1比特信道字数和m2比特信道字数之间的比率是依据所选DC控制量度(measure)确定的。
9.根据权利要求1的方法，其特征在于：所述编码状态是依据所述n比特信息字进一步确定的，由此允许通过检测所述编码状态来区分该n比特信息字。
10.权利要求1、2、3或4的方法，其特征在于：信道编码C1的所述编码状态与信道编码C2的所述编码状态被进一步安排成使得有限数量的信道字替代了其它信道字或模式，这些其它信道字或模式不属于信道编码C1和信道编码C2的信道字的所述集合。
11.一种用于将二元信息信号的数据比特流编码成约束二元信道信号的数据比特流的设备，用于执行所要求的所述方法之一，所述设备包括：n到m1比特转换器；用于将所述n比特信息字转换成m1比特信道字；n到m2比特转换器，用于将所述n比特信息字转换成m2比特信道字；状态建立装置，用于建立所述m1比特信道字和所述m2比特信道字的编码状态，其中n到m1比特转换器还被安排用于根据所述前面的信道字的结束部分选择所述m1比特信道字，其中n到m2比特转换器还被安排用于根据所述前面的信道字的结束部分选择所述m2比特信道字。
12.根据权利要求11的编码设备，其特征在于：所述设备还包括用于将信息模式写在记录载体上的写入装置。
13.一种在执行所要求的所述方法之一后获得的包括约束二元信道信号的数据比特流的信号。
14.一种记录载体，所要求的所述信号记录在所述记录载体的记录纹中，在所述记录纹中，信息模式表示所述信号部分，信息模式包括在所述记录纹的方向交替的第一和第二部分，所述第一部分表示可检测的性质，而所述第二部分表示可与所述第一性质相区分的可检测性质，具有所述第一性质的部分表示具有第一逻辑值的比特单元，而具有所述第二性质的部分表示具有第二逻辑值的比特单元。
15.一种用于将约束二元信道信号的数据比特流解码成二元信息信号的数据比特流的设备，所述设备包括转换装置，用于将所要求的所述信号转换成具有第一或第二值的比特的比特串，所述信号包含m1比特信道字和m2比特信道字，所述比特串包括n比特信息字，所述转换装置被安排成将所述m1比特信道字和所述m2比特信道字转换成n比特信息字，其中一个信息字被分配到要转换的一个信道字。
16.根据权利要求15的解码设备，其特征在于：所述设备还包括用于从记录载体读出信息模式的读取装置。
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