專利名稱：用于編碼具有r=2的rmtr約束條件的代碼的編碼器和方法
引言
本發(fā)明涉及藉助于總的信道碼把用戶比特流變換成編碼的比特流的方法，涉及使用藉助于總的信道碼把用戶比特流變換成編碼的比特流的所述方法的記錄設備，以及涉及用于對使用藉助于總的信道碼把用戶比特流變換成編碼的比特流的所述方法進行編碼的用戶比特流進行譯碼的重放設備。
背景技術：
在運行長度限制編碼的文獻中，重復最大轉移運行，即，RMTR，約束條件常常被稱為MRT約束條件。原先地，由Moon和B.Bricker在“Maximum transition run codes for data storage systems(數據存儲系統(tǒng)的最大轉移運行碼)”，IEEE Transactions on Magnetics，Vol.32，No.5，pp.3992-3994，1996中引用的最大轉移運行(MTR)約束條件(對于d＝0情形)規(guī)定了NRZ比特流中接連的“1”的最大數目(其中“1”表示在相關的雙極性信道比特流中的轉移)。等價地，在(雙極性)NRZI比特流中，MTR約束條件限制接連的1T運行的數目。如上面所討論的那樣，MRT約束條件也可以與d-約束條件相組合，在這種情形下，MTR約束條件限制接連的最小運行長度的數目，正如對于被使用于藍色射線盤(BD)格式的17PP代碼的那種情形。在MTR碼的使用的背后的基本概念是消除所謂的主要錯誤圖案，即，在用于高密度記錄的局部響應最大或然率(PRML)序列檢測器中造成大多數錯誤的那些圖案。對于d＝0把接連的轉移的數目限制到至多為2的一種高度有效的比值16→17MTR碼已經由T.Nishiya，K.Tsukano，T.Hirai，T.Nara，S.Mita在“Turbo-EEPRMLAn EEPRML channel with an errorcorrecting post-processor designed for 16/17 rate quasi MTR code(具有16/17比值偽MTR碼設計的糾錯后處理器的EEPRML信道)”，Proceedings Globecom’98，Sydney，pp.2706-2711，1998中描述。有利于RMTR約束條件的另一個討論是，限制Viterbi(PRML)比特檢測器的后向跟蹤深度(或后向軌跡深度)。US5943368的公開內容針對把數據編碼成禁止生成單個頻率分量(它可以是(最小)運行長度的長的重復)的信道比特流。
RMTR約束條件最近在光學記錄界重新贏得某些興趣。在K.Kayanuma，C.Noda and T.Iwanaga，“Eight to Twelve ModulationCode for High Density Optical Disk(高密度光盤的八到十二調制代碼)”，Technical Digest ISOM-2003，Nov.3-7 2003，Nara，Japan，paperWe-F-45，pp.160-161中公開的ETM代碼具有d＝1，k＝10，r＝5約束條件，這個r約束條件正好比17PP的RMTR小1。對于d＝1和RMTRr＝2，理論的香農(Shannon)容量等于
C(d＝1，k＝∞，r＝2)＝0.679286. (1)
所以，具有優(yōu)于2/3的比值的代碼仍舊是可行的。對于甚至更積極進取的RMTR約束條件r＝1，理論的香農容量等于
C(d＝1，k＝∞，r＝1)＝0.650900. (2)
這表明r＝2是對于一個其比值不低于17PP代碼的比值的代碼的可能最低的RMTR約束條件。
最近，在K.A.S.Schouhamer Immink，“Method and Apparatus forCoding Information，Method and Apparatus for Decoding CodedInformation，Method of Fabricating a Recording Medium，theRecording Medium and Modulated Signal(對信息編碼的方式和設備，對編碼的信息譯碼的方法和設備，制造記錄媒體的方法，記錄媒體和已調制的信號)”，PCT Patent WO02/41500A1，International FilingDate 11 November 2000，和在K.A.S.Immink，J.-Y.Kim，S.-W.Suh，S.K.Ahn，“Efficient dc-Free RLL Codes for Optical Recording(用于光記錄的有效dc-自由RLL代碼)”，IEEE Transactions on Communications，Vol.51，No.3，pp.326-331，March 2003中，公開某些非常有效的d＝1代碼，其具有非常接近于對于d＝1的、被給出為C(d＝1，k＝∞，r＝∞)＝0.6942的香農容量的碼比值。作為例子，已經實現了一個具有R＝9/13的比值的代碼，它具有碼效率η＝R/C，從而使1-η＝0.28％。然而，這些非常有效的RLL碼受到缺乏RMTR約束條件(r＝∞)的損害；所以，后者即9到13d＝1代碼不能產生由具有r＝2的d＝1代碼所提供的5％的實際的容量收益(通過已適配的PRML序列檢測)。
由RMTR約束條件帶來的性能增益已對從藍光盤(BD)系統(tǒng)得到的高密度光記錄信道進行實驗性研究。實驗是通過使用增加密度的BD可重寫系統(tǒng)進行的，該系統(tǒng)具有的光盤容量從標準的23.3-25-27GB增加到35GB。采用了PRML(Viterbi)比特檢測。
Viterbi比特檢測器的性能已根據順序的幅度余量(SAM)分析進行了測量。在大約35GB的相關的容量范圍中，在SAMSNR裝置中的1dB增益意味著幾乎6％的盤容量增加。
具有不同的RMTR約束條件的信道碼已被互相進行比較。為了把由于所施加RMTR約束條件而導致的讀信道性能增益與相應的寫信道增益分隔開，使用了兩種不同的Viterbi比特檢測器一個檢測器知道RMTR約束條件，另一個不知道。在第二種情形下，性能增益可以僅僅是由于在盤上寫入的數據的改進的頻譜內容造成的(這樣，它更好地匹配于所使用的寫信道的特性)。
當利用具有RMTR約束條件r＝6的17PP信道碼(正如在BD系統(tǒng)中使用的)時，對于知道RMTR的和不知道RMTR的比特檢測器都得到11.66dB的SAMSNR，即，在讀信道上沒有觀察到與RMTR有關的性能增益。當使用具有r＝2的信道碼時，對于知道RMTR的和不知道RMTR的比特檢測器分別得到12.55dB和12.07dB的SAMSNR。正如可以看到的，對于r＝6的情形，得到約0.9dB的總的與RMTR有關的SAMSNR增加，這相應于約5％盤容量增加。
現有技術的缺點
在遠超過藍光盤(例如，33-37GB范圍的12厘米盤的容量)的25GB的d＝1受約束的存儲系統(tǒng)的非常高的密度下，接連的2T運行是比特檢測的Achilles的根部。被兩側的較大的運行長度限制的這樣的2T運行的序列被稱為2T系列(train)。
當前，藍光盤的17PP碼具有r＝6的所謂的RMTR約束條件(重復最大轉移運行長度)，這意味著，接連的最小運行長度的數目限于6，或等價地，2T系列的最大長度是12信道比特。17PP碼是基于用于DC控制的奇偶校驗保持原理。
當前已知的各種代碼的缺點在于，這些包含接連的2T運行的長的系列降低比特檢測器的性能。
發(fā)明目的
所以，本發(fā)明的目的是提供改進比特檢測器的性能的、具有特別地選擇的約束條件的代碼。
解決方案
這個目的是由本發(fā)明通過執(zhí)行以下步驟達到的
-把M比特信息字變換成N比特碼字；
-所述總的信道碼通過以預定的重復周期按循環(huán)重復次序對S個子代碼進行級聯而實現，其中每個子代碼接收mi比特信息字，其中mi是對于每個被變換成ni比特碼字的子代碼的整數特征，其中ni是對于每個子代碼的整數特征，以及其中對于每個子代碼，所述特征整數ni大于所述特征整數mi，這樣，在所述重復周期內所有的子代碼的mi數的總和等于M，以及在所述重復周期內所有的子代碼的ni數的總和等于N，以及
-對于每個子代碼，它的ni比特碼字被劃分成Tmax個不同的碼字類型，并被安排成Tmax個編碼類別的編碼狀態(tài)，這樣，對于給定的子代碼，類型t的n比特碼字(其中t是在1與Tmax之間的整數)可以與下一個子代碼的ni+1比特碼字級聯，如果所述下一個子代碼的所述以后的碼字屬于具有下標Tmax+1-t的編碼類別的編碼狀態(tài)之一。
使用與對于17PP的r＝2的減小的RMTR約束條件相同的d＝1約束條件，為比特檢測提供更好的性能。比特性能檢測被大大地改進，它進而比利用r＝6的17PP編碼能夠得到很大的容量增加(約5％)。另外，通過更有效得多的代碼構建可以實現1.25％并且直到1.4％的額外容量增加，產生比起17PP代碼的R＝2/3更好的碼比值。
為了構建這樣的代碼，把代碼劃分成多個子代碼，它們一起形成總的代碼。子代碼以順序的次序被使用，并且循環(huán)地重復。每個子代碼被使用來處理接收的一個mi比特信息字，把mi比特信息字變換成ni比特碼字。這保證把信息字系統(tǒng)地編碼成碼字。為了保證d約束條件連同r約束條件一起被遵從，將ni比特碼字劃分成Tmax個不同的碼字類型，并安排成Tmax個編碼類別的編碼狀態(tài)，這樣，對于給定的子代碼，類型t的ni比特碼字(其中t是在1與Tmax之間的整數)可以與下一個子代碼的ni+1比特碼字級聯，如果所述下一個子代碼的所述以后的碼字屬于具有下標Tmax+1-t的編碼類別的編碼狀態(tài)之一的話。碼字類型因此規(guī)定哪個編碼類別被使用來從其中選擇編碼狀態(tài)。通過規(guī)定編碼類別的這種選擇，使用下一個代碼來執(zhí)行將下一個信息字編碼成代碼字，從而使得該碼字在被附加到當前的碼字時遵從d約束條件以及r約束條件。
在該方法的實施例中，碼字類型由所述碼字的結尾比特的數目來確定。
碼字的結尾比特可被使用來確定碼字類型，因為碼字的結尾比特對于具有那些結尾比特的碼字與被級聯到碼字的結尾比特的下一個碼字的級聯的d約束條件和r約束條件的遵從具有重大的影響。
在該方法的另一個實施例中，碼字類型由所述碼字的所有的比特連同至少一個以前的碼字的多個比特一起被確定。
當碼字的尺寸與受r約束條件影響的比特的數目相比較是相對較短時，單個碼字不再具有足夠的(結尾)比特來唯一地規(guī)定碼字類型。為了解決這個問題，多個碼字可以一起被看作為一個集，這個集的結尾比特然后規(guī)定該集的碼字類型，以用于確定要被使用于得到下一個碼字的編碼類別。
在該方法的再一個實施例中，級聯的N比特碼字滿足dkr約束條件，其中d和k分別是指在編碼的比特流中兩個接連的1比特之間的0比特的最小數目和最大數目，其中r表示每次在1比特前的0比特的接連的最小運行的最大數目。
k約束條件的引入允許使代碼改進地適配于信道，以便例如用于接收機中需要的適配的控制環(huán)，如對于時序恢復所需要的那樣。
在該方法的再一個實施例中，不同的碼字類型和非空的編碼類別的數目(其中非空的編碼類別被規(guī)定為具有至少一個編碼狀態(tài)，其數目被表示為T)不大于Tmax＝1+(d+1)×(r+1)。
把非空編碼類別的數目限制到小于或等于Tmax的T的數值(該Tmax由公式Tmax＝1+(d+1)×(r+1)通過d約束條件和r約束條件來確定)允許設計出以最小量的編碼類別和編碼狀態(tài)來滿足d和r約束條件的緊湊和有效的代碼，這與其中編碼類別的數目等于它的最大值Tmax的情形相比較，減小復雜性。
在該方法的再一個實施例中，被表示為T的不同的碼字類型和非空的編碼類別的數目等于Tmax＝1+(d+1)×(r+1)。在一個不具有空編碼類別的代碼的情形下，對于編碼類別的最佳數目T的公式是1+(d+1)×(r+1)，這樣，T等于Tmax。
在具有約束條件d＝1和r＝2的方法的再一個實施例中，Tmax等于7。
按照本發(fā)明的具有約束條件d＝1和r＝2的代碼可以用7個代碼類別的最大值來實現，因此限制編碼類別，以便限制編碼和譯碼的復雜性。
在該方法的再一個實施例中，T＝Tmax＝7和子代碼的數目S等于6。
對于約束條件d＝1和r＝2，編碼類別的最大數目是7，并且可以構建只使用6個子代碼的代碼，因此進一步限制編碼和譯碼的復雜性。
在該方法的再一個實施例中，六個子代碼中的五個子代碼具有一個m＝8和n＝12的映射，第六子代碼具有一個m＝8和n＝11的映射。使用一個具有不同于另外五個子代碼的映射的映射的至少一個子代碼允許編碼比值被調節(jié)成與其中所有的子代碼的所有的映射都相同的情形相比，更接近于信道容量。
最終得到的總的代碼因此更接近地近似于信道容量，從而導致更有效地使用可得到的信道容量。
在該方法的再一個實施例中，T＝Tmax＝7和子代碼的數目S等于3。
已經發(fā)現，可以只通過使用一組三個子代碼構建具有7個編碼類別的代碼。這再次允許限制編碼和譯碼的復雜性。
在該方法的再一個實施例中，三個子代碼中的兩個子代碼具有m＝9和n＝13，第三子代碼具有m＝9和n＝14。
使用具有不同于另外兩個子代碼的映射的映射的至少一個子代碼允許編碼比值被調節(jié)成，與其中所有的子代碼的所有的映射都相同的情形相比，更接近于信道容量。最終得到的總的代碼因此更接近地近似于信道容量，從而導致更有效地使用可得到的信道容量。
在該方法的再一個實施例中，T＝Tmax＝7和子代碼的數目S等于1。
已經發(fā)現，可以只通過使用一子代碼構建具有7個編碼類別的代碼。這再次允許限制編碼和譯碼的復雜性。
在該方法的再一個實施例中，子代碼具有m＝4和n＝6的映射。
具有m＝4和n＝6的映射造成復雜性的顯著的減小，并允許軟判決譯碼。
在該方法的再一個實施例中，子代碼具有m＝2和n＝3的映射。
具有m＝2和n＝3的映射造成復雜性的顯著的減小，并允許軟判決譯碼。
在該方法的再一個實施例中，對于每個子代碼，編碼狀態(tài)的所述T≤Tmax個非空的編碼類別中的每個編碼類別包括p1，p2，...，pmax編碼狀態(tài)，其中微不足道的空的編碼類別被忽略，這樣，對于表示非空的編碼類別的狀態(tài)的非零數目的數目p1≤p2≤...≤pmax(其中pmax給出所述考慮的子代碼的編碼狀態(tài)的總數)，給定的考慮的類別“i”的pi個編碼狀態(tài)的每個編碼狀態(tài)也是一個具有大于“i”的下標的所有的類別的編碼狀態(tài)。
在其中d＝1和r＝2的方法的再一個實施例中，對于每個子代碼，通過以下的法則組規(guī)定對于不同的碼字類型的結尾比特，即
第一類型的n比特碼字以“00”結尾，
第二類型的n比特碼字以“0010”結尾，
第三類型的n比特碼字以“001010”結尾，
第四類型的n比特碼字以“00101010”結尾，
第五類型的n比特碼字以“001”結尾，
第六類型的n比特碼字以“00101”結尾，
第七類型的n比特碼字以“0010101”結尾，
以及其中屬于不同的編碼類別的碼字的最前面的比特通過以下的法則組被確定，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。
通過使用具有7個編碼類別的帶有約束條件d＝1和r＝2的代碼把信息字變換成碼字的方法，導致一組由碼字的結尾比特規(guī)定的碼字類型和一組包括由該編碼狀態(tài)產生的碼字的最前面的比特規(guī)定的編碼狀態(tài)的編碼類別。
在該方法的再一個實施例中，在以上的6個子代碼和8比特輸入字的情形下，對第一子代碼而言，對于T＝7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝11，p2＝15，p3＝17，p4＝17，p5＝24，p6＝27，和p7＝28，和其中對第二子代碼而言，對于該7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝10，p2＝14，p3＝15，p4＝16，p5＝22，p6＝25，和p7＝26，和其中對第三子代碼而言，對于該7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝9，p2＝13，p3＝14，p4＝14，p5＝20，p6＝23，和p7＝24，和其中對第四子代碼而言，對于該7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝8，p2＝11，p3＝13，p4＝13，p5＝19，p6＝21，和p7＝22，和其中對第五子代碼而言，對于該7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝8，p2＝11，p3＝12，p4＝12，p5＝17，p6＝19，和p7＝20，和其中對第六子代碼而言，對于該7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別等于p1＝7，p2＝10，p3＝11，p4＝12，p5＝16，p6＝18，和p7＝19。
對于使用6個子代碼的編碼方法，這些是每個子代碼的每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數量。該設計被選擇成使得在所有的子代碼上考慮的編碼狀態(tài)的最大數目被最小化。
每個子代碼包括相同的數量的編碼類別，但編碼類別包括不同的數目的編碼狀態(tài)，這要取決于所考慮的子代碼。正如以上可以看到的，對每個子代碼而言，對于每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數目連同對于該子代碼的編碼類別的數目一起增加。
在該方法的再一個實施例中，在以上的3個子代碼和9比特輸入字的情形下，對第一子代碼而言，對于T＝7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝7，p2＝10，p3＝11，p4＝11，p5＝16，p6＝18，和p7＝19，和其中對第二子代碼而言，對于該7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝8，p2＝12，p3＝13，p4＝13，p5＝19，p6＝21，和p7＝22，和其中對第三子代碼而言，對于該7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別等于p1＝10，p2＝14，p3＝15，p4＝16，p5＝22，p6＝25，和p7＝26。
對于使用3個子代碼的編碼方法，這些是每個子代碼的每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數量。
在該方法的再一個實施例中，在以上的單個子代碼和4比特輸入字的情形下，對于T＝7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝3，p2＝4，p3＝5，p4＝5，p5＝7，p6＝8，和p7＝8。對于使用單個子代碼的編碼方法，這些是每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數量。該設計被選擇成使得在所有的子代碼上考慮的編碼狀態(tài)的最大數目被最小化。
在該方法的再一個實施例中，有限的k約束條件通過額外編碼狀態(tài)被實現。引入額外編碼狀態(tài)允許方法選擇新的編碼狀態(tài)，以便在全0碼字從該狀態(tài)被發(fā)出的情形下開始編碼下一個信息字，在沒有額外狀態(tài)的代碼中，將發(fā)出下一個全0碼字。有限狀態(tài)機然后可以通過使用額外編碼狀態(tài)被設計成保證有限的k約束條件被自動滿足。
在該方法的再一個實施例中，在以上的單個子代碼和2比特輸入字的情形下，非無足輕重的編碼類別的數目T等于6，其編碼類別號是空的類別，產生出p4＝0，以及其中對于編碼狀態(tài)的6個非無足輕重編碼類別的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝2，p2＝2，p3＝3，p5＝4，p6＝5，和p7＝5。
這是包括一個不具有編碼狀態(tài)的編碼類別(即空的編碼類別)的編碼方法的實施方案。選擇具有編碼狀態(tài)的指示號的這個編碼類別組允許構建一個具有“2-到-3”映射的有效的代碼?！?-到-3”映射允許有效地實施軟判決，因為它在從有限狀態(tài)機的每個狀態(tài)出發(fā)的分支的數目方面(該數目等于2m)減小了復雜性。
在該方法的再一個實施例中，奇偶校驗保存特性通過多個額外編碼狀態(tài)被實現。
編碼類別中的額外編碼狀態(tài)提供一個新的額外的編碼狀態(tài)，只要在當前的狀態(tài)中奇偶校驗保存特性被違反時，它就可以被使用，這樣，總的說來得到奇偶校驗保存代碼。
在該方法的再一個實施例中，有限的k約束條件通過在代碼的基本的“2到3”映射的頂部上的額外編碼框架(shell)而被實現。
在具有約束條件d＝2和r＝2的方法的再一個實施例中，Tmax等于10。
對于10個編碼類別，可以構建用于把信息字變換成遵從約束條件d＝2和r＝2的碼字的方法。
在該方法的再一個實施例中，編碼類別的數目T等于編碼類別的最大數目Tmax，該Tmax等于10，以及子代碼的數目S等于4。
在該方法的再一個實施例中，四個子代碼的三個子代碼具有m＝8和n＝15的映射，以及第四個子代碼具有m＝8和n＝14的映射。這允許很接近地近似于信道容量。
在其中d＝2和r＝2的方法的再一個實施例中，對于每個子代碼，通過以下的法則組規(guī)定對于不同的碼字類型的結尾比特，即
第一類型的n比特碼字以“000”結尾，
第二類型的n比特碼字以“000100”結尾，
第三類型的n比特碼字以“000100100”結尾，
第四類型的n比特碼字以“000100100100”結尾，
第五類型的n比特碼字以“00010”結尾，
第六類型的n比特碼字以“00010010”結尾，
第七類型的n比特碼字以“00010010010”結尾，
第八類型的n比特碼字以“0001”結尾，
第九類型的n比特碼字以“0001001”結尾，
第十類型的n比特碼字以“0001001001”結尾，
以及其中屬于不同的編碼類別的碼字的最前面的比特通過以下的法則組被確定，即
第一類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”開始，
第二類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”或“001000”開始，
第三類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”或“001001000”開始，
第四類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”或“001001001000”開始，
第五類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”或“01000”開始，
第六類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”或“01001000”開始，
第七類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001 001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”或“01001001000”開始，
第八類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”，“01001001000”或“1000”開始，
第九類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”，“01001001000”，“1000”或“1001000”開始，
第十類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000” ，“01001001000”，“1000”，“1001000”或“1001001000”開始。
在該方法的再一個實施例中，在以上的4個子代碼和8比特輸入字的情形下，對第一子代碼而言，對于T＝10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝8，p2＝11，p3＝12，p4＝12，p5＝16，p6＝17，p7＝18，p8＝24，p9＝26和p10＝26，和其中對第二子代碼而言，對于該10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝7，p2＝10，p3＝11，p4＝11，p5＝15，p6＝16，p7＝16，p8＝21，p9＝23和p10＝24，和其中對第三子代碼而言，對于該10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別為p1＝7，p2＝9，p3＝10，p4＝10，p5＝13，p6＝14，p7＝15，p8＝19，p9＝21，和p10＝22，和其中對第四子代碼而言，對于該10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別等于p1＝6，p2＝8，p3＝9，p4＝9，p5＝12，p6＝13，p7＝13，p8＝18，p9＝19，和p10＝20。
對于使用4個子代碼的編碼方法，這些是每個子代碼的每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數量。該設計被選擇成使得在所有的子代碼上考慮的編碼狀態(tài)的最大數目被最小化。
每個子代碼包括相同的數量的編碼類別，但編碼類別包括不同的數目的編碼狀態(tài)，這要取決于所考慮的子代碼。正如以上可以看到的，對每個子代碼而言，對于每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數目連同對于該子代碼的編碼類別的數目一起增加。
現在根據附圖和表格描述本發(fā)明。


圖1顯示一個包括重復三個子代碼的代碼。
圖2顯示對于d＝1和r＝2RLL約束條件的狀態(tài)轉移圖。
圖3顯示用于譯碼的接連的步驟。
圖4顯示對于9比特輸入字使用導引的擾碼的DC控制的格式。
圖5顯示一個包括重復六個子代碼的代碼。
圖6顯示對于8比特輸入字使用導引的擾碼的DC控制的格式。
圖7顯示一碼元前視滑動塊譯碼。
圖8顯示用于譯碼的接連的步驟。
圖9顯示使用軟判決比特檢測和軟輸入軟輸出RLL譯碼器的記錄和重放系統(tǒng)。
圖10顯示一個包括重復四個子代碼的代碼。
圖11顯示對于d＝2和r＝2RLL約束條件的狀態(tài)轉移圖。
第1節(jié)
一個用于9比特信息字的d＝1和r＝2代碼
正如上面所討論的，組合的RLL約束條件d＝1和r＝2的香農容量為C(d＝1，k＝∞，r＝2)＝0.679286。有可能構建一個具有27-到-40的用戶比特到信道比特的映射的代碼， 因為它具有比值R＝0.675≤C(d＝1，k＝∞，r＝2)這個新的代碼的效率η＝R/C(d＝1，k＝∞，r＝2)能使得與理論的上限相比較，僅僅丟失小的部分1-η＝0.63％。顯然，為了任何實際的使用，具有27比特項目的代碼本是非常過份地大的。為了克服這個問題，提出遵從在J.J.Ashley and B.H.Marcus，“Time-Varying Encodersfor constrained Systemsan Approach to Limiting Error Propagation(約束系統(tǒng)的時變編碼器限制差錯傳播的方案)”，IEEE Transactions onInformation Theory，Vol.46，No.3，pp.1038-1043，May 2000中給出的算法的各行的解。后者的方法歸納了如在R.L.Adler，D.Coppersmith，andM.Hassner，“Algorithms for Sliding Block Codes.An Application ofSymbolic Dynamics to Information Theory(滑動塊碼算法。把符號動態(tài)特性應用到信息理論)”，IEEE Transaction on InformationTheory，Vol.IT-29，1983，pp.5-22中公開的公知的狀態(tài)分離算法或ACH算法，它被用來構建用于在多個階段的多個代碼的級聯的有效的滑動塊代碼，其中編碼和譯碼從一個階段到下一個階段循環(huán)進行。實際上，對于具有比值R＝27/40的新的代碼，總的代碼可被實現為一個被表示為C1，C2，C3、具有各個映射9-到-13，9-到-13，和9-到-14的三個子代碼的循環(huán)級聯。這樣的重復被顯示于圖1。
圖1顯示三個子代碼C1，C2，C3的重復。用戶字1a，1b，1c，1d，1e，1f是9比特。子代碼的重復周期3由箭頭表示，它包括三個子代碼C1，C2，C3的重復。用戶字1a，1b，1c，1d，1e，1f被變換成信道字2a，2b，2c，2d，2e，2f，它們在級聯后形成編碼的比特流4。一個子代碼把9比特用戶字變換成14比特信道字，即碼字，而其余的子代碼把用戶字變換成13比特信道字。
在一般情形下，總的代碼由S個子代碼實現。歸一化的ACH算法尋找一組S個近似本征向量，每個子代碼一個，其中用vik表示對于第k個子代碼的近似本征向量的第i個系數，它對于描述RLL約束條件的相應的狀態(tài)轉移圖(STD)的所有的狀態(tài)i和對于所有的子代碼k(對于第k個子代碼具有映射mk到nk)而言，滿足一個不等式組
應當指出，當k＝S時，由于子代碼的循環(huán)重復周期引起的具有下標k+1的下一個子代碼是具有等于1的下標的子代碼。在以上的公式中，D代表用于STD的所謂的相鄰性矩陣或連接矩陣如果在圖上相應的兩個STD狀態(tài)被連接，則它的矩陣元素等于1，如果相應的兩個STD狀態(tài)沒有連接，則它的矩陣元素等于2。對于具有RLL約束條件d＝1和r＝2的新的代碼，三個子代碼具有參數m1＝m2＝m3＝9和n1＝13，n2＝13和n3＝14。(應當指出這三個映射的任何的被擾碼的次序對于另外的代碼構建也是正確的次序，并屬于本發(fā)明的范圍)三個子代碼(被表示為C1，C2，C3)的循環(huán)重復被示意地顯示于圖1。這意味著，對于設想的新的總的代碼必須滿足以下不等式
和
對于RLL約束條件d＝1和r＝2，STD被顯示于圖2它包括7個STD狀態(tài)11，12，13，14，15，16，17，被表示為σ1，σ2，...，σ7。應當指出，在這個STD中不考慮k約束條件。k約束條件將在代碼設計的以后階段中被引用，但在當前的STD的適配中將不進行它的引用。給定的STD狀態(tài)11，12，13，14，15，16，17的展開是可以從那個狀態(tài)出發(fā)的(具有給定的長度的)碼字的集合。對于STD狀態(tài)σi，該展開被表示為Fσi。對于7個STD狀態(tài)的展開的信道字的最前面的比特被列出在表1；在表1上還列出以后要引入的、并被表示為
的重新編號的STD狀態(tài)。最后，在表1上還列出以后要引入的不同的編碼類別。
從表1可以看到，在展開中應用以下的分級結構(其中STD狀態(tài)σ3具有最大展開)
Fσ6Fσ4Fσ1Fσ7Fσ5Fσ2Fσ3. (7)
新的RLL碼根據多個編碼狀態(tài)被構建，每個子代碼一個編碼狀態(tài)組。按照本發(fā)明，這些編碼狀態(tài)被如下地安排成七個類別
第一類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ6(或
第二類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ4(或
第三類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ1(或
第四類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ7(或
第五類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ5(或
第六類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ2(或
第七類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ3(或
由于按照本發(fā)明的編碼類別的這個特定的排序，編碼類別i的編碼狀態(tài)也是具有不小于i的下標j(即j≥i)的所有的編碼類別的編碼狀態(tài)。因此，方便的是如下地排序碼字的最前面比特的可能的圖案
另外，對于按照本發(fā)明的代碼構建，有利的是考慮如在表3概述的結尾比特圖案的以下的排序(其中還表示STD的到達狀態(tài)，原始的STD狀態(tài)和重新編號的STD狀態(tài))。按照本發(fā)明，碼字可被劃分成7種不同的類型，如由它們的結尾比特圖案規(guī)定的。
應當指出，(表3的)排序的結尾比特圖案是(表2的)相應的排序的最前面比特圖案的鏡像版本。接著，討論已提到的STD狀態(tài)的重新編號?，F在方便的是根據如在表3上列出的結尾比特圖案的排序來重新編號STD的狀態(tài)。這個新的編號在表3的最后兩列上列出。新的重新編號的狀態(tài)被表示為
通過這個新的編號，類型i的碼字將在具有相同的下標的(重新編號的)STD狀態(tài)，即
中出現；因此，類型i的碼字可以與屬于類別8-i的編碼狀態(tài)的任何碼字級聯起來成為一個以后的碼字。應當指出，屬于類別8-i的編碼狀態(tài)的碼字具有下標l的最前面比特圖案(來自表2)，其中1≤l≤8-i。作為例子，類型3的碼字(以結尾比特圖案...001010結束)可以與來自類別5的編碼狀態(tài)的碼字級聯，這意味著該后者的碼字可以從最前面的比特圖案(表2)i＝1，i＝2，...，i＝5開始。這種把碼字劃分成7種不同的類型的碼字和把編碼狀態(tài)安排在7個不同的編碼類別，形成了用于進一步的碼構建的基礎這樣，RLL約束條件d＝1和r＝2總是保持為滿足的(也在循環(huán)的接連的子代碼的碼字級聯的情況下)。從表3，可以看到，在展開時以下的分級結構應用于重新編號的STD狀態(tài)
重新編號的STD狀態(tài)
具有全部中的最大的展開，以及
是最小的展開，帶有按照從
到
的減小的展開的枚舉的排名。對于重新編號的STD狀態(tài)和一個被表示為
的相應的重新安排的連接矩陣，近似的本征向量不等式(對于“新的”本征向量
被重新寫為
和
可能的碼字的最前面的比特圖案和結尾比特圖案被顯示在表2和3中。以最前面的比特圖案i開始和以結尾比特圖案j結束的、長度n的碼字的數目被表示為Wij[n]。在專心檢查后，它原來是
知道這個公式后，近似本征向量不等式可被重寫為
和
每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數目由用于第s個子代碼(s＝1，2，3)的向量p’表示。它與近似本征向量
的關系被給出為(對于第i個分量，其中1≤i≤7)
應當指出，通過這個有利的構建，該編碼類別具有正好與重新編號的STD狀態(tài)的編號系統(tǒng)互補的編號系統(tǒng)；這可以從表1看到的，其中提到STD狀態(tài)的重新編號，但沒有加以說明。而且，再次由于不同的編碼類別的特定的構建，以下的不等式成立(對于每個子代碼s，s＝1，2，3)
示例的代碼設計一個具有k＝∞的代碼
首先，考慮沒有k約束條件(k＝∞)的情形。對于長度n＝13和n＝14的、具有特定的最前面的比特圖案(i)和結尾比特圖案(j)的碼字的數目(表示為Wij[n])被給出為
和
示例的代碼設計一個具有k約束條件的代碼
為了在不利用一個明顯地包括有k約束條件的適配的STD的情況下來生成k約束條件，有利的是限制該碼字中最前面的和結尾的零的數目。在碼字中的最前面的零的最大數目被表示為l0；結尾的零的最大數目被表示為r0。在對l0和r0的附加約束條件下，對于碼字長度n，具有特定的最前面比特圖案i和結尾比特圖案j的碼字的數目被表示為Wl，jl0，r0[n]。應當指出，以前定義的矩陣可被表示為
附加約束條件k＝18是通過選擇l0＝r0＝9而實現的。對于碼字長度n＝13和n＝14的矩陣W9，9[n]，被給出為
和
重寫的近似本征向量不等式的實際的近似本征向量組被給出為
具有9-到-13映射的、被表示為C1的第一代碼具有總共19個編碼狀態(tài)；具有9-到-13映射的、被表示為C2的第二代碼具有總共22個編碼狀態(tài)；以及具有9-到-14映射的、被表示為C3的第三代碼具有總共26個編碼狀態(tài)。在該7個不同的編碼類別上(對于每個子代碼)全部數目的編碼狀態(tài)的分布由近似本征向量(對于給定的子代碼)來控制，如公式(16)表示的。
對于具有k＝18的代碼的代碼表的構建
代碼表這樣地被構建，以使得一個(具有所有的它的可能的下一個狀態(tài))碼字只能以一個特定的編碼狀態(tài)出現。對于譯碼操作，這意味著，下一個碼字唯一地規(guī)定當前的碼字的”下一個狀態(tài)”函數。
編碼
為了編碼9比特用戶字，必須知道
(1)必須通過它來編碼當前的用戶字的子代碼Ci；以及
(2)被表示為Ci-Sj的子代碼Ci的狀態(tài)j，和要被使用于編碼的相應的代碼表。
在編碼過程中，編碼器生成以下項作為輸出
(1)按照要被使用的代碼表的碼字；
(2)對于編碼下一個9比特用戶字所要使用的下一個子代碼，它僅僅是Ci+1(由于三個子代碼的循環(huán)重復，對于i＝3，它等于C1)；以及
(3)按照在編碼當前的用戶字后要被使用的代碼表的下一個子代碼Ci+1的下一個狀態(tài)，其中該下一個狀態(tài)將規(guī)定對于用于下一個子代碼Ci+1編碼下一個9比特用戶字要使用哪個代碼表。
譯碼
譯碼的處理過程根據圖3進行描述。譯碼是與狀態(tài)無關的，即，不需要知道編碼器編碼9比特用戶字(該用戶字是現在要譯碼的)時的狀態(tài)。與狀態(tài)無關的譯碼是通過這樣的事實達到的，每個碼字和可能發(fā)生的下一個狀態(tài)組合在(所有的代碼表中間的)一個單個代碼表中只出現一次。而且，對于把碼字譯碼成用戶字，還需要知道當前的碼字的下一個狀態(tài)。后者的下一個狀態(tài)可以從緊接在當前的碼字后面的下一個碼字推導出。“這是有可能的”的這樣的事實是通過構建編碼狀態(tài)而得到的，由此，每個碼字(與它的下一個狀態(tài)無關)在所有的代碼表中間的一個單個代碼表中只出現；所以，下一個碼字明確地確定當前的碼字的下一個狀態(tài)。應當指出，利用子代碼Cp編碼的給定的碼字的下一個狀態(tài)是下一個子代碼(即Cp+1)的可能的狀態(tài)中的一個狀態(tài)。
譯碼的過程進一步如下地說明。在譯碼器的輸入端處，有兩個碼字，即用子代碼Cp編碼的碼字Wi，和用下一個子代碼Cp+1編碼的碼字Wi+1。對于兩個碼字并與被應用到每個碼字Wi和Wi+1的子代碼無關地，可以得到下標(例如，根據對于d＝1 RLL約束條件的枚舉的譯碼對于13信道比特的碼字，是從0到609的下標范圍，和對于14信道比特的碼字，是從0到986的下標范圍)。對于當前的和下一個碼字，相應的下標被表示為Ii和Ii+1。接著，下標Ii+1藉助于專門的變換表(它取決于被施加到所考慮的碼字Wi+1的子代碼)被變換成當前的碼字Wi的下一個狀態(tài)對于所考慮的子代碼(它在這里是Cp+1)，這個表把碼字的每個(下標)映射為它屬于的狀態(tài)。這“下一個狀態(tài)”被表示為NSi。當前的碼字Wi的下標的組合(即Ii)與它的譯碼的下一個狀態(tài)NSi相組合，是對于給定的子代碼Cp的一個專門的譯碼表的輸入，這產生譯碼的(9比特)用戶字。
通過使用導引的擾碼的DC控制
在光編碼(FFM，EFMPlus，和17PP)中使用的所有的RLL碼是無直流(DC)的，即，它們幾乎沒有低頻內容。這個特性是頻域約束條件的例子。這里，對在某些頻率下該序列的每個時間單位的能量內容加上限制，即，對該序列的功率譜密度函數加上限制。(如運行長度約束條件那樣的約束條件被稱為時域約束條件。)大多數這些約束條件屬于頻譜零點約束條件族，其中序列的功率譜密度函數在某些特定的頻率下必須具有每個次序的零點。規(guī)定的在DC(零頻率)處的零點的約束條件被稱為無DC約束條件。NRZI信道比特將由雙極性值+1代表。序列x1，x2，...，被稱為無DC的，如果它的運行數字和(RDS)
RDS1＝x1+…+xi
僅僅呈現有限的許多不同的數值的話。在這種情形下，功率譜密度函數在DC時消失。
在光記錄時由于多種原因需要無DC特性。首先，必須把數據信號與諸如指紋、灰塵或缺陷等等的低頻盤噪聲分隔開。第二，正如在A.F.Stikvoort and J.A.C.van Rens，in“An all-digital bit detector forcompact disc players(用于致密盤播放器的全數字比特檢測器)”，IEEE.J.Sel.Areas Commun，10，1191-200，1992中揭示的，在如凹坑(pit)-小島(land)非對稱性那樣的物理信號中非線性的情形下，對于限幅器(Slicer)電平的控制需要無DC編碼，以及第三，被使用于跟蹤激光光點位置的伺服系統(tǒng)需要無DC數據信號。
導引的擾碼
導引的擾碼(GS)可被使用于實現DC控制，正如在K.A.S.Immink，in“Codes for Mass Data Storage Systems(用于海量數據存儲系統(tǒng)的代碼)”，The NetherlandsShannon Foundation Publishers，1999中描述的。導引的擾碼如下地工作。一系列的Nscr個輸入字41a，41b，41c，41d，41i形成所謂的擾碼塊40。擾碼塊的最前面的s個比特是可以被自由地選擇的擾碼比特。這2s個任選項的每個任選項在以下的兩個操作后生成RLL編碼的擾碼塊第一，輸入比特根據擾碼器多項式被傳送到一個被實施為線性后向移位寄存器的擾碼器；第二，擾碼的輸入比特用新的RLL碼(帶有它的三個子代碼)被編碼為RLL信道比特流。對于2s個任選項的每個任選項，例如根據運行數字和的方差(也稱為“和值方差”)來估計DC內容。然后選擇具有“最好的”DC抑制特性的任選項。
9比特ECC碼元的分布
圖4顯示在擾碼塊中包括s個擾碼比特的格式的典型的例子。擾碼塊40包括(新的RLL碼和它的三個子代碼的)Nscr個9比特輸入碼元41a，41b，41c，41d，41i。對于具有用于DC控制的、與在具有17PP代碼的藍光盤(BD)格式中所使用的相同的附加開銷的新的RLL碼的可能的格式具有Nscr＝15和s＝3，這意味著，對于每個擾碼塊有8個可能的擾碼信道比特流。由于明顯的理由，有利的是新的RLL碼使用根據具有9比特ECC碼元的Reed-Solomon碼的代數糾錯碼(ECC)。在擾碼塊的開始端插入s＝3擾碼比特，將擾亂9比特碼元在它們在新的RRL代碼的編碼器的輸入端處被使用時的正常次序。為了限制錯誤傳播，采用在US 6,265,994中公開的措施，正如從圖4看到的那樣顯示三個接連的擾碼塊。每個擾碼塊40中除了第一個9比特輸入字41a以外的所有的41b，41c，41d，41i一一對應于9比特ECC碼元。第一擾碼塊的第一個輸入字41a包括s＝3擾碼比特43和(9比特的)第一專門ECC碼元中的6比特44。同樣地，第三擾碼塊的第一個輸入字包括s＝3擾碼比特45和第二專門ECC碼元中的6比特46。兩個專門ECC碼元的其余3比特的兩個組，其每組連同另一組的s＝3擾碼比特一起，形成第二擾碼塊的第一輸入字。兩個專門ECC碼元中的每個碼元的9比特用圖4的兩個橢圓47，48表示。
第2節(jié)
用于8比特信息字的d＝1 r＝2代碼
正如上面所討論的，組合的RLL約束條件d＝1和r＝2的香農容量等于C(d＝1，k＝∞，r＝2)＝0.679286。有可能構建一個具有48-到-71的用戶比特到信道比特的映射的代碼，因為它具有比值R＝0.676056≤C(d＝1，k＝∞，r＝2)這個新的代碼的效率η＝R/C(d＝1，k＝∞，r＝2)是使得與理論的上限相比較僅僅丟失小的部分1-η＝0.48％。顯然，為了任何實際的使用，具有48比特項目的代碼本是非常過份大的。為了克服這個問題，提出遵從在J.J.Ashley and B.H.Marcus，in“Time-Varying Encodersfor constrained Systemsan Approach to Limiting Error Propagation(約束系統(tǒng)的時變編碼器限制差錯傳播的方案)”，IEEE Transactions onInformation Theory，Vol.46，No.3，pp.1038-1043，May 2000中給出的算法的各行的解。后者的方法歸納如在R.L.Adler，D.Coppersmith，andM.Hassner，“Algorithms for Sliding Block Codes.An Application ofSymbolic Dynamics to Information Theory(滑動塊碼算法。把符號動態(tài)特性應用到信息理論)”，IEEE Transaction on InformationTheory，Vol.IT-29，1983，pp.5-22中公開的公知的狀態(tài)分離算法或ACH算法，它被使用于構建有效的滑動塊代碼，以用于在多個階段的多個代碼的級聯，其中編碼和譯碼從一個階段到下一個階段循環(huán)進行。實際上，對于具有比值R＝48/71的新的代碼，總的代碼可被實現為被表示為C1，C2，C3，C4，C5，C6的、具有各個映射8到12，8到12，8到12，8到12，8到12，和8到11的六個子代碼的循環(huán)級聯。
在一般情形下，總的代碼由一系列的S個子代碼實現。歸一化的ACH算法尋找一組S個近似本征向量，每個子代碼一個，其中用vik表示對于第k個子代碼的近似本征向量的第i個系數，它對于描述RLL約束條件的相應的狀態(tài)轉移圖(STD)的所有的狀態(tài)i和對于所有的子代碼k(對于第k個子代碼，具有映射mk到nk)，滿足不等式組
應當指出，當k＝S時，由子代碼的循環(huán)重復周期引起的具有下標k+1的下一個子代碼是具有等于1的下標的子代碼。在以上的公式中，D表示用于STD的所謂的相鄰性矩陣或連接矩陣如果在圖上相應的兩個STD狀態(tài)被連接，則它的矩陣元素等于1，如果相應的兩個STD狀態(tài)沒有連接，則它的矩陣元素等于0。對于具有RLL約束條件d＝1 r＝1的新的代碼，六個子代碼具有參數m1＝m2＝m3＝m4＝m5＝m6＝8和n1＝n2＝n3＝n4＝n5＝12和n6＝11。(應當指出這六個映射的任何的擾碼的次序對于另外的代碼構建也是正確的次序，并屬于本發(fā)明的范圍。)六個子代碼C1，C2，C3，C4，C5，C6的循環(huán)重復(其中每個子代碼C1，C2，C3，C4，C5，C6把一個8比特用戶字51a，51b，51c，51d，51e，51f變換成信道字52a，52b，52c，52d，52e，52f)被示意地顯示于圖5。一個子代碼C6把8比特用戶字51f變換成11比特信道字52f，即碼字，而其余的子代碼C1，C2，C3，C4，C5把8比特用戶字51a，51b，51c，51d，51e變換成12比特信道字52a，52b，52c，52d，52e。這意味著，對于設想的新的總的代碼必須滿足以下不等式
和
對于重新編號的STD狀態(tài)和被表示為
的相應的重新安排的連接矩陣，近似的本征向量不等式(對于“新的”本征向量
被重新寫為
和
可能的碼字的最前面的比特圖案和結尾比特圖案在表2和3中被標識。以最前面的比特圖案i開始的和以結尾比特圖案j結束的、長度n的碼字的數目被表示為Wij[n]。在專心檢查后，它原來是
知道這個公式后，近似本征向量不等式可被重寫為
和
每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數目由用于第s個子代碼(s＝1，2，3，4，5，6)的向量p’表示。它與近似本征向量
的關系被給出為(對于第i個分量，其中1≤i≤7)
應當指出，通過這個有利的構建，編碼類別具有正好與重新編號的STD狀態(tài)的編號系統(tǒng)互補的編號系統(tǒng)；這可以從表1看到，其中提到STD狀態(tài)的重新編號，但沒有加以說明。而且，再次由于不同的編碼類別的特定的構建，以下的不等式成立(對于每個子代碼s，s＝1，2，3，4，5，6)
示例的代碼設計一個具有k＝∞的k約束條件的代碼
首先，考慮沒有k約束條件(k＝∞)的情形。對于長度n＝12和n＝11的、具有特定的最前面的比特圖案(i)和結尾比特圖案(j)的碼字的數目(表示為Wi，j[n])被給出為
和
示例的代碼設計一個具有k約束條件的代碼
為了在不必利用一個明顯地包括有k約束條件的適配的STD的情況下來生成k約束條件，有利的是限制碼字中最前面的和結尾的零的數目。在碼字中的最前面的零的最大數目被表示為l0；結尾的零的最大數目被表示為r0。在對于l0和r0的附加約束條件下，對于碼字長度n，具有特定的最前面比特圖案i和結尾比特圖案j的碼字的數目被表示為Wi，jl0,r0[n]。應當指出，以前定義的矩陣可被表示為
附加約束條件k＝22是通過對于具有8到12的映射的子代碼的選擇l0＝r0＝11和對于具有8-到-11的映射的子代碼的選擇l0＝r0＝10而實現的。矩陣W11，11[12]和W10，10[11]被給出為
和
應當指出，對于在(長度n＝12或n＝11的)碼字中最前面的和結尾的零的數目的這個選擇，只有全零碼字才被省略(這意味著，在位置(1，1)處的矩陣元素比起以前的兩個矩陣的組減小一個單位)。重寫的近似本征向量不等式的實際的近似本征向量組被給出為
具有8到12映射的、被表示為C1的第一代碼具有總共28個編碼狀態(tài)；具有8到12映射的、被表示為C2的第二代碼具有總共26個編碼狀態(tài)；具有8到12映射的、被表示為C3的第三代碼具有總共24個編碼狀態(tài)；具有8到12映射的、被表示為C4的第四代碼具有總共22個編碼狀態(tài)；具有8到12映射的、被表示為C5的第五代碼具有總共20個編碼狀態(tài)；具有8到11映射的、被表示為C6的第六代碼具有總共19個編碼狀態(tài)。在該7個不同的編碼類別上(對于每個子代碼)全部數目的編碼狀態(tài)的分布由近似本征向量(對于給定的子代碼)來控制，如公式(46)表示的那樣。
對于一個具有k＝22的代碼的代碼表的構建
該代碼表這樣地被構建，以使得(具有所有的它的可能的下一個狀態(tài))碼字只能以一個特定的編碼狀態(tài)出現。對于譯碼操作，這意味著，下一個碼字唯一地規(guī)定當前的碼字的”下一個狀態(tài)”函數。
編碼
為了編碼一個8比特用戶字，必須知道
(1)必須通過其來編碼當前的用戶字的子代碼Ci；以及
(2)被表示為Ci-Sj的子代碼Ci的狀態(tài)j，和要被使用于編碼的相應的代碼表。
在編碼過程中，編碼器生成以下項作為輸出
(1)按照要被使用的代碼表的碼字；
(2)對于編碼下一個9比特用戶字所要使用的下一個子代碼，它僅僅是Ci+1(由于六個子代碼的循環(huán)重復，對于i＝6，它等于C1)；以及
(3)按照在編碼當前的用戶字后要被使用的代碼表的下一個子代碼Ci+1的下一個狀態(tài)，其中這個下一個狀態(tài)將規(guī)定對用于下一個子代碼Ci+1編碼下一個8比特用戶字要使用哪個代碼表。
譯碼
譯碼的處理過程根據圖3進行描述。譯碼是與狀態(tài)無關的，即，不需要知道編碼器在編碼8比特用戶字(該用戶字是現在要譯碼的)時的狀態(tài)。與狀態(tài)無關的譯碼是通過這樣的事實達到的，每個碼字和可能發(fā)生的下一個狀態(tài)組合在(所有的代碼表之中的)一個單個代碼表中只出現一次。而且，對于把碼字譯碼成用戶字，還需要知道當前的碼字的下一個狀態(tài)。后者的下一個狀態(tài)可以從緊接在當前的碼字后面的下一個碼字推導出?！斑@是有可能的”的這樣的事實是通過構建編碼狀態(tài)而得到的，由此，每個碼字(與它的下一個狀態(tài)無關)只在所有的代碼表中間的一個單個代碼表中出現；所以，下一個碼字明確地確定當前的碼字的下一個狀態(tài)。應當指出，(用子代碼Cp編碼的)給定的碼字的下一個狀態(tài)是下一個子代碼(即Cp+1)的可能的狀態(tài)中的一個狀態(tài)。
譯碼的過程進一步如下地說明。在譯碼器的輸入端處，有兩個碼字，即用子代碼Cp編碼的碼字Wi，和用子代碼Cp+1編碼的碼字Wi+1。對于兩個碼字并與被應用到每個碼字Wi和Wi+1的子代碼無關地，可以得到下標(例如，根據對于d＝1 RLL約束條件的枚舉的譯碼對于12信道比特的碼字，是從0到376的下標范圍，和對于11信道比特的碼字，是從0到232的下標范圍)。對于當前的和下一個碼字，各個下標被表示為Ii和Ii+1。接著，下標Ii+1藉助于專門的變換表(它取決于被施加到所考慮的碼字Wi+1的子代碼)被變換成當前的碼字Wi的下一個狀態(tài)這個表把每個碼字(的下標)映射為對于所考慮的子代碼(它在這里是Cp+1)其所屬于的狀態(tài)。這個“下一個狀態(tài)”被表示為NSi。與其譯碼的下一個狀態(tài)NSi組合起來，當前的碼字Wi的下標的組合(即Ii)是對于給定的子代碼Cp的專門的譯碼表的輸入，它產生譯碼的(8比特)用戶字。
通過使用導引的擾碼的DC控制
對于DC控制，可以使用如以前對于9比特取向的代碼討論的導引的擾碼。
8比特ECC碼元的分布
圖6顯示一個在擾碼塊中包括s個擾碼比特的格式的典型的例子。擾碼塊包括(新的RLL碼和它的六個子代碼的)Nscr個8比特輸入碼元。對于具有用于DC控制的、與在具有17PP代碼的藍光盤(BD)格式中所使用的類似的附加開銷的新的RLL碼的一種可能的格式具有Nscr＝11和s＝2，這意味著，對于每個擾碼塊有4個可能的擾碼信道比特流。由于明顯的理由，有利的是新的RLL碼要使用根據具有8比特ECC碼元(字節(jié))的Reed-Solomon碼的代數糾錯碼(ECC)。在擾碼塊的開始端插入s＝2擾碼比特，將擾亂8比特碼元在它們在新的RRL代碼的編碼器的輸入端處被使用時的正常次序。為了限制錯誤傳播，采用在US6,265,994中公開的措施，正如從圖6看到的那樣顯示了四個接連的擾碼塊60。每個擾碼塊60中除了第一個8比特輸入字61a以外的所有的61b，61c，61d，61i一一對應于8比特ECC碼元。第一擾碼塊60的第一個輸入字61a包括s＝2擾碼比特63和(8比特的)第一專門ECC碼元中的6比特64。同樣地，第四擾碼塊的第一個輸入字包括s＝2擾碼比特65和第二專門ECC碼元中的6比特66。另外兩個擾碼塊在第一輸入字中具有以下的比特第一，一組s＝2擾碼比特，然后是該兩組之一，每組包括頭兩個專門ECC碼元的其余2個信息比特，以及最后是第三專門ECC碼元的信息比特的一半(因此4個)。這三個專門ECC碼元的每個專門ECC碼元的8比特用圖6上三個橢圓67，68，69表示。
第3節(jié)
具有4到6的更緊湊的映射的代碼
適用于軟判決RLL譯碼的d＝1和r＝2 RLL碼
r＝2 RLL約束條件對于信道譯碼器(它可以是用于硬判決比特檢測的PRML比特檢測器和用于軟判決比特檢測的BCJR比特檢測器)的性能是有利的。例如，對于硬判決比特檢測，r＝2約束條件在對于r≥6的情形下產生約5％的容量增益。所以，當前的ID的目的是生成具有以下特性的d＝1 RLL碼
·它具有RMTR約束條件r＝2；
·它具有有限的數目的編碼狀態(tài)；
·它不必具有極高的效率，因為對于后者的選擇會導致代碼的太大的復雜性，這使得它不適用于軟判決SISO-RLL譯碼；所以R＝2/3的代碼比值仍舊可以滿足的；
·它具有簡明的映射，例如4-到-6，從而限制來自代碼的每個編碼狀態(tài)的分支展開到24＝16；
·另外，它必須優(yōu)選地也具有k約束條件。
所有的以上的特性是通過將要從這里向前描述的代碼構建實現的。
具有緊湊的4-到-6的映射的代碼
當前的代碼設計的目的是提供一個帶有用戶比特到信道比特的緊湊的映射的信道碼，這樣，軟判決SISO-RLL譯碼器的硬件復雜性可以保持為很低(在分支的總數方面)。新的代碼具有用戶比特到信道比特的4到6的映射(因此R＝2/3的代碼比值)。正如上面所討論的，組合的RLL約束條件d＝1和r＝2的香農容量等于C(d＝1，k＝∞，r＝2)＝0.679286。有可能構建具有4到6的用戶比特到信道比特的映射的代碼，因為它具有比值R＝0.6667≤C(d＝1，k＝∞，r＝2)。
滑動塊代碼的構建是基于如在R.L.Adler，D.Coppersmith，和M.Hassner.“Algorithms for Sliding Block Codes.An Application ofSymbolic Dynamics to Information Theory(滑動塊碼算法。把符號動態(tài)特性應用到信息理論)”，IEEE Transaction on InformationTheory，Vol.IT-29，1983，pp.5-22中公開的ACH算法。這個算法尋找一組近似本征向量，這里用vi表示近似本征向量的第i個系數，它對于描述RLL約束條件(對于具有映射m到n的代碼)的相應的狀態(tài)轉移圖(STD)的所有的狀態(tài)i，滿足不等式組
在以上的公式中，D表示用于STD的所謂的相鄰性矩陣或連接矩陣如果在圖上相應的兩個STD狀態(tài)被連接，則它的矩陣元素等于1，如果相應的兩個STD狀態(tài)沒有連接，則它的矩陣元素等于0。對于具有RLL約束條件d＝1和r＝2的新的代碼，代碼具有參數m＝4和n＝6。這意味著，對于設想的新的代碼必須滿足以下不等式
對于重新編號的STD狀態(tài)和被表示為
的相應的重新安排的連接矩陣，近似的本征向量不等式(對于“新的”本征向量
)被重新寫為
可能的碼字的最前面的比特圖案和結尾比特圖案在表2和3中被標識。以最前面的比特圖案i開始的和以結尾比特圖案j結束的、長度n的碼字的數目被表示為Wij[n]。在專心檢查后，它原來是
知道這個公式后，近似本征向量不等式可被重寫為
每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數目由向量p表示。它與近似本征向量
的關系被給出為(對于第i個分量，其中1≤i≤7)
應當指出，通過這個有利的構建，編碼類別具有正好與重新編號的STD狀態(tài)的編號系統(tǒng)互補的編號系統(tǒng)；這可以從表1看到的，其中提到STD狀態(tài)的重新編號，但沒有加以說明。而且，再次由于不同的編碼類別的特定的構建，以下的不等式成立(對于每個子代碼s，s＝1，2，3)
p1≤p2≤p3...≤p7.(65)
用于一個碼元前視滑動塊檢測器的附加措施
為了限制錯誤傳播，構建新的代碼，以使得譯碼器需要前視6信道比特的一個信道字，即，為了譯碼給定的用戶字，需要相應的6比特信道字Wi以及下一個6比特信道字Wi+1，如圖7所示。這是通過代碼構建實現的，其中每個6比特只出現在一個單個特定的編碼狀態(tài)(由此所有的代碼狀態(tài)一起構建該代碼)；當然，考慮到這樣的事實信道字可以具有(并且通常具有)一個以上的可能的“下一個狀態(tài)”，所考慮的6比特信道字可以在該單個編碼狀態(tài)內出現多次?？傆嬘?
個編碼狀態(tài)。讓我們用ni，jp表示具有在第p個編碼狀態(tài)中使用的、最前面的比特圖案i和結尾的比特圖案j的碼字的數目。然后，由于沒有碼字可被使用于一個以上的編碼狀態(tài)(為了簡單起見，Wi，j對于碼字中信道比特的數目n的依賴性可被省略)，這導致
對每個編碼類別，一系列的編碼狀態(tài)是相關的。適配的近似本征向量不等式必須被重寫為
以及l(fā)＝1，2，...，7.
在后者的公式中，假設而且，該不等式只應用于運行下標p的左極限不大于它的右極限的情形(否則，對于給定的I(其中p的左極限大于p的右極限)，不需要考慮額外的編碼狀態(tài))。
示例的代碼設計具有k＝∞的k約束條件的代碼
首先，考慮沒有k約束條件(k＝∞)的情形。對于長度n＝6的、具有特定的最前面的比特圖案(i)和結尾比特圖案(j)的碼字的數目(表示為wij[n])被給出為
具有長度n＝6的碼字的總數等于21(事實上，由于長度6的d＝1序列的數目等于Nd＝1(6)＝21)。它們被列出在表4，并連同下標i，j(涉及到最前面的和結尾的比特圖案)和由滿足公式(63)的近似本征向量規(guī)定的字的乘數一起。碼字按照以下的下標(從下標1開始直到21；I是具有比特bj的6比特碼字的下標)以字典式的次序列出
近似本征向量AE
滿足公式(63)的近似本征向量(被表示為AE)被給出為
這導致具有滿足公式(67)的字分配的碼。這在本段的其余部分加以說明，8個不同的編碼狀態(tài)按照公式(67)中接連的參數I數值逐步地生成。
階段(a)l＝1，3編碼狀態(tài)p＝1，2，3
可以使用具有i＝1的所有的碼字。兩個編碼狀態(tài)通過組合8+8(＝16)(兩次)被實現，第三個編碼狀態(tài)通過組合5+5+7＝17被實現，這樣，實際上一個項目被丟失以供進一步使用(在下一個編碼狀態(tài)，以更高的l數值)。(具有乘數4的)一個碼字不被使用，但將在以后在代碼構建時使用。
階段(b)l＝2，1編碼狀態(tài)p＝4
可以使用具有不大于i＝2的最前面的比特圖案的所有的碼字。第四個編碼狀態(tài)S4通過組合8+8(＝16)被實現。除了在階段(a)剩下的一個碼字以外， (具有乘數5的)一個碼字在這個階段再一次不被使用，并將在以后使用。
階段(c)l＝3，1編碼狀態(tài)p＝5
可以使用具有不大于i＝3的最前面的比特圖案的所有的碼字。第五個編碼狀態(tài)S5通過組合8+5+4(＝17)被實現。這意味著，實際上一個項目被丟失以供進一步使用(在下一個編碼狀態(tài)，以更高的l數值)。此外，已使用來自兩個以前的步驟的所有的剩余的碼字。
階段(d)l＝4，具有下標i＝4的碼字將在以后的階段被使用。
階段(e)l＝5，2編碼狀態(tài)p＝6，7
可以使用具有不大于i＝5的最前面的比特圖案的所有的碼字。兩個狀態(tài)S6和S7通過組合8+8(＝16)和8+5+3(＝16)被實現。最后的碼字(No.18)將在下一個階段被使用。
階段(f)l＝6，1編碼狀態(tài)p＝8
可以使用具有不大于i＝6的最前面的比特圖案的所有的碼字。最后的編碼狀態(tài)S8通過組合8+5+4(＝17)被實現，這意味著，一個項目被丟失。
這完成全部8個編碼狀態(tài)S1，S2，...，直到S8的構建。應當指出，在這個代碼構建中完全不使用最后的碼字(No.21，|101010|)。對于8個不同的編碼狀態(tài)(僅僅指出非零元素)的參數ni，jp(如在公式(66)和公式(67)中使用的)被列出在表6中
表6
狀態(tài)S1(p＝1)
狀態(tài)S2(p＝2)
狀態(tài)S3(p＝3)
狀態(tài)S4(p＝4)
狀態(tài)S5(p＝5)
狀態(tài)S6(p＝6)
狀態(tài)S7(p＝7)
狀態(tài)S8(p＝8)
所有的其它參數ni，jp(沒有列出)是零?？梢匀菀椎仳炞C，對于所有的下標i，j(除了i，j＝7，4以外)，具有
這樣，公式(66)的≤條件被變換到對于所牽涉到的所有項的不等式。唯一的例外是，對于所有的編碼狀態(tài)p，而W7，4＝1。具有下標號21和等于|101010|的相應的字因此不能被使用來達到正確的碼字。碼字到編碼狀態(tài)的一個可能的分配被顯示于表7。
示例的代碼設計具有k＝14的k約束條件的代碼
在這一節(jié)，我們的目的是生成不利用明顯地包括的、具有k約束條件的適配的STD來生成k約束條件。長的零序列可以通過全零字|00000|(它被使用于編碼狀態(tài)S1)的許多接連的重復而被生成。全零字在編碼狀態(tài)S1中也具有一個表項目作為下一個狀態(tài)S1這樣，全零字可以重復地使用，因此禁止對于運行長度上的零的最大數目的有限的k約束條件。按照表7的編碼狀態(tài)S1的字分配在表8上給出。
有限的k約束條件可以通過以下步驟被實現
步驟1.把編碼狀態(tài)S1復制到額外編碼狀態(tài)S9，其中頭5項(它們使用全零碼字)用在代碼構建中至今未使用的碼字(即，碼字No.21)替代，而它們的下一個狀態(tài)保持不變。
步驟2.在所有的編碼狀態(tài)中，以至少兩個零...00|結尾的和具有S1作為下一個狀態(tài)的碼字被偏移到S9作為下一個狀態(tài)。
表9在步驟1和2實施后產生兩個編碼狀態(tài)，S1與新狀態(tài)S9。關鍵的部分具有下劃線。具有全部9個編碼狀態(tài)(以及對于每個狀態(tài)，它的16項)的完整的表可以在下面的表10中找到。
接連的零的最大數目等于(14)，可以如下地實現
-010|entry-0S1 000000|entry-6S9 000000|S7 010101|0-.
表10.對于具有d＝1 r＝2 k＝14 4-到-6RLL碼的9狀態(tài)FSM的代碼表
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**狀態(tài)-S1****狀態(tài)-S2****狀態(tài)-S3****狀態(tài)-S4****
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
0 000000 90 000010 10 001010 10 010010 1
1 000000 21 000010 21 001010 21 010010 2
2 000000 32 000010 32 001010 32 010010 3
3 000000 43 000010 43 001010 43 010010 4
4 000000 54 000010 54 001010 54 010010 5
5 000000 65 000010 65 001010 65 010010 6
6 000000 76 000010 76 001010 76 010010 7
7 000000 87 000010 87 001001 17 010010 8
8 001000 98 000100 98 000101 18 010000 9
9 001000 29 000100 29 000101 29 010000 2
10 001000 310 000100 310 000101 310 010000 3
11 001000 411 000100 411 000101 411 010000 4
12 001000 512 000100 512 001001 512 010000 5
13 001000 613 000100 613 001001 213 010000 6
14 001000 714 000100 714 001001 314 010000 7
15 001000 815 000100 815 001001 415 010000 8
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
狀態(tài)-S5****狀態(tài)-S6****狀態(tài)-S7****狀態(tài)-S8****
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
0 010100 90 100100 90 100010 10 101000 9
1 010100 21 100100 21 100010 21 101000 2
2 010100 32 100100 32 100010 32 101000 3
3 010100 43 100100 43 100010 43 101000 4
4 010100 54 100100 54 100010 54 101000 5
5 010100 65 100100 65 100010 65 101000 6
6 010100 76 100100 76 100010 76 101000 7
7 010100 87 100100 87 100010 87 101000 8
8 010001 18 100000 98 100001 18 101001 1
9 010001 29 100000 29 100001 29 101001 2
10 010001 310 100000 310 100001 310 101001 3
11 010001 4 11 100000 4 11 100001 4 11 101001 4
12 010001 5 12 100000 5 12 100001 5 12 101001 5
13 000001 1 13 100000 6 13 100101 1 13 010101 1
14 000001 2 14 100000 7 14 100101 2 14 010101 2
15 000001 3 15 100000 8 15 100101 3 15 010101 3
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＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
**狀態(tài)-S9**
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
0 101010 1
1 101010 2
2 101010 3
3 101010 4
4 101010 5
5 000000 6
6 000000 7
7 000000 8
8 001000 9
9 001000 2
10 001000 3
11 001000 4
12 001000 5
13 001000 6
14 001000 7
15 001000 8
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用于譯碼的實際的方法
譯碼的處理過程根據圖8進行描述。譯碼是與狀態(tài)無關的，即，不需要知道編碼器編碼4比特用戶字(該用戶字是現在要譯碼的)的狀態(tài)。與狀態(tài)無關的譯碼是通過這樣的事實達到的，每個碼字和可能發(fā)生的下一個狀態(tài)組合在(在所有的代碼表之中的)一個單個代碼表中只出現一次。而且，對于把碼字Wi，Wi+1譯碼成用戶字，還需要知道當前的碼字的下一個狀態(tài)。后者的下一個狀態(tài)可以從緊接在當前的碼字Wi后面的下一個碼字Wi+1得到?！斑@是有可能的”的這樣的事實是通過構建編碼狀態(tài)而得到的，由此，每個碼字Wi，Wi+1(與它的下一個狀態(tài)無關)在所有的代碼表中間的一個單個代碼表中只出現一次；所以，下一個碼字明確地確定當前的碼字的下一個狀態(tài)。
譯碼的過程進一步如下地說明。在譯碼器的輸入端處，有兩個碼字，碼字Wi和碼字Wi+1。對于兩個碼字，可以得到下標(例如，根據對于d＝1RLL約束條件的枚舉的譯碼對于6信道比特的碼字，從0到20的下標范圍)。對于當前的和下一個碼字，各個下標被表示為Ii和Ii+1。接著，下標Ii+1藉助于專門的變換表被變換成當前的碼字Wi的“下一個狀態(tài)”這個表把每個(下標的)碼字映射為它屬于的狀態(tài)。這個“下一個狀態(tài)”被表示為NSi。在與它的譯碼的下一個狀態(tài)NSi相組合時，當前的碼字Wi的下標(即Ii)的組合是專門的譯碼表的輸入，這產生譯碼的(4比特)用戶字。
通過使用導引的擾碼的DC控制
對于DC控制可以使用如以前對于9比特取向的代碼和字節(jié)取向的代碼討論的導引的擾碼。
8比特ECC碼元的分布
圖6顯示在擾碼塊中包括s個擾碼比特的格式的典型的例子。擾碼塊包括(新的RLL碼的)2Nscr個4比特輸入碼元。對于具有用于DC控制的、與在具有17PP代碼的藍光盤(BD)格式中所使用的類似的附加開銷的新的RLL碼的可能的格式具有Nscr＝22和s＝2，這意味著，對于每個擾碼塊有4個可能的擾碼信道比特流。由于明顯的理由，有利的是新的RLL碼使用根據具有8比特ECC碼元(字節(jié))的Reed-Solomon碼的代數糾錯碼(ECC)。在擾碼塊的開始端插入s＝2擾碼比特，在它們在新的RRL代碼的編碼器的輸入端處被使用時，干擾4比特碼元的正常次序。為了限制錯誤傳播，采用在US6,265,994中公開的措施，正如從圖6看到的顯示四個接連的擾碼塊。在這里，論證是在8比特ECC碼元方面給出的，每個包括4比特輸入字(在新的RLL碼的輸入端)。每個擾碼塊的、除了頭兩個4比特輸入字以外的所有的4比特輸入字一一對應于8比特ECC碼元。第一擾碼塊的頭兩個輸入字包括s＝2擾碼比特，和(8比特的)第一專門ECC碼元中的6比特。同樣地，第四擾碼塊的頭兩個輸入字包括s＝2擾碼比特，和第二專門ECC碼元中的6比特。另外兩個擾碼塊在頭兩個輸入字中具有以下的比特第一，一組s＝2擾碼比特，然后兩組之一，每組包括頭兩個專門ECC碼元的其余2個信息比特，以及最后，第三專門ECC碼元的信息比特的一半(因此4個)。這三個專門ECC碼元的每個專門ECC碼元的8比特用圖6上三個橢圓表示。
對于SISO-RLL譯碼的復雜性考慮
軟判決(SISO)比特檢測與運行長度限制(RLL)的編碼的組合在E.Yamada，T.Iwaki和T.Yamaguchi，“Rurbo Decoding with Run LengthLimited Code for Optical Storage(用于光存儲器的具有運行長度有限代碼的Rurbo譯碼)”，Japanese Journal of Applied Physics，Part-1，Vol.41，pp.1753-1756，2002中描述。為了簡明起見，僅僅考慮利用分開的SISO信道檢測器和SISO-RLL檢測器的二階段方法，如圖所示。圖9顯示LDPC編碼器，它接受源比特，并把這些源比特編碼成用戶比特。用戶比特然后由LDPC編碼器90來提供給RLL編碼器91，后者把用戶比特變換成NRZ信道比特。這些NRZ信道比特然后被提供到NRZI編碼器92，以便得到NRZI信道比特，這些信道比特可以經由信道而傳送或被存儲在記錄媒體93。
在從信道或記錄媒體93進行檢索后，SISO信道檢測器處理這樣接收的HF信號，把HF信號變換成NRZ信道比特，并把NRZ信道比特提供到SISO-RLL譯碼器95。SISO-RLL譯碼器95把NRZ信道字變換成用戶比特，此后，用戶比特被LDPC譯碼器96處理，以得到源比特。
傳統(tǒng)的PRML檢測器用一個產生對于NRZ信道比特的LLR(對數或然率比值)的SISO信道檢測器94來替代。應當指出，除了BCJR算法以外，還存在用于產生有關NRZ信道比特的LLR軟信息的其它算法在這種意義上，應當廣義地理解對圖9的SISO信道檢測器94的參考，并且也表示如MAP，最大對數MAP，SOVA等等那樣的替換的算法(對于更詳細的說明，例如參閱Zining Wu，“Coding and IterativeDetection for Magnetic Recording Channels(對磁記錄信道的編碼和遞歸的檢測)”，Kluwer Academic Publishers，2000)。軟判決比特檢測器的下一個構建塊是所謂的軟入軟出(SISO)RLL譯碼器95它具有作為輸入的關于NRZ信道比特的軟判決信息(LLR)，和具有作為輸出的關于用戶比特的軟判決信息(LLR)。換句話說，SISO-RLL譯碼器95把施加到NRL信道比特流ck的軟判決信息變換成施加到用戶比特流uk的軟判決信息。應當指出，標準RLL譯碼器具有作為輸入的關于NRZ信道比特ck的硬比特判決，和具有作為輸出的作為被檢測的(硬)用戶比特uk。如在E.Yamada，T.Iwaki和T.Yamaguchi，“Turbo Decodingwith Run Length Limited Code for Optical Storage(用于光存儲器的具有運行長度有限代碼的Turbo譯碼)”，Japanese Journal of AppliedPhysics，Part-1，Vol.41，pp.1753-1756，2002公開的、這樣的SISO-RLL譯碼器95需要RLL碼的有限狀態(tài)機(FSM)說明。對于給定的RLL-SISO譯碼器的硬件復雜性的良好的表示由在譯碼步驟中分支的數目被給出。
17PP碼不是根據ACH算法來構建；它是具有不同的映射的同步變量長度碼，全部具有碼比值R＝2/3。17PP碼的實際的映射是(從用戶比特到信道比特)2-到-3，4-到-6，6-到-9，和8-到-12。在T.Miyauchi和Y.Iida，in“Soft-Ourput Decoding of 17PP Code(17PP代碼的軟輸出譯碼)”，Technical Digest ISOM 2003(International Symposium onOptical Memory)，Nara，Japan，paper We-PP-13，pp.314-315中指出，在BD標準中使用的17PP RLL碼在從可變長度碼結構變換成基于FSM的碼結構(僅僅用于譯碼)時具有21狀態(tài)和79分支的高狀態(tài)復雜性(每個網格級沿分支具有3輸入比特和3信道比特)。對于每個4用戶比特的組，這意味著雙重復雜性，即，158分支。
本發(fā)明的新的RLL碼具有9個編碼級，每個編碼級有一系列16個分支，造成總共144個分支。這意味著，新的RLL碼在用于SISO-RLL譯碼方面比起B(yǎng)D的17PP碼減少10％的硬件復雜性，但應當記住，新的RLL碼除了這一點以外，還具有有利的r＝2約束條件，而17PP只具有r＝6。
替換的碼字
從以上的碼結構可以看到，在編碼的信道比特流中不出現6比特碼字的某些組合。這涉及到在代碼構建期間“丟失”的一個給定的碼字的某些項。在出現所述碼字(它不需要是同一個碼字)的編碼狀態(tài)下，每個丟失的項可被用作為正好一個項的替換的編碼項。這個見解生成編碼器一側的某些自由度，該側可被用作為側信道，或用于編碼的信道比特流的某些其它統(tǒng)計特性(如DC控制)。
第4節(jié)
按照本發(fā)明的代碼的生成
對于以上的代碼，得到用于具有d＝1和r＝2的RLL碼的新的構建方法?？梢宰C明，新的構建方法在它可被應用于d和r約束條件的任何組合的意義下是通用的。
該方法涉及到藉助于總的信道碼進行的用戶比特流到編碼的比特流(也稱為信道比特流)的變換。這樣的信道碼把一組M個信息比特變換成一組N個碼字比特。第一組比特通常也稱為信息字，第二組比特被稱為碼字或信道字?？偟男诺来a可以通過在預定的重復周期內以循環(huán)重復的嚴格定義的次序的一系列S個子代碼的級聯而被實現每個子代碼接收在它的輸入端處的mi個比特信息字，并被變換成ni比特碼字，其中mi和ni是對于每個所考慮的子代碼的整數特性。而且，對于每個子代碼，第二特性整數ni大于第一特性整數mi；另外，在總的代碼的重復周期內所有的子代碼的mi數目的總和等于M，以及在總的代碼的重復周期內所有的子代碼的ni數目的總和等于N。新的構建方法的關鍵特性在于，對于每個第i子代碼，它的ni比特碼字被劃分成多個T不同的類型，和被安排成T個類別的編碼狀態(tài)，這樣，對于給定的第i子代碼，類型t的ni比特碼字(其中t是在1與T之間的整數)可以與下一個子代碼的ni+1比特碼字級聯，如果下一個子代碼的這個以后的碼字屬于具有下標T+1-t的類別的一個編碼狀態(tài)的話。對于包括d和r約束條件的RLL碼結構，可以得到T＝1+(d+1)×(r+1)。
首先將對于該多個不同的碼字類型說明后一個陳述。碼字類型根據碼字的結尾比特被規(guī)定。而且，相比起具有高下標的碼字類型，具有低下標的碼字類型對于以后的碼字的最前面的比特施加較少的限制。1號碼字類型允許與任何的以后的碼字級聯。屬于1號碼字類型的碼字都以d+1個零結尾，即
|…0d+1|nr.1
隨后，屬于碼字類型2，3，...，r+2的碼字都以10d結尾。應當指出，這個最后的運行是具有最小運行長度(d+1個信道比特)的運行。在這個最后的運行10d之前，可以區(qū)分r+1個情形碼字類型2具有大于最小運行長度的運行，碼字類型3在最后的運行10d之前具有正好一個最小運行長度，碼字類型4在最后的運行10d之前具有正好兩個最小運行長度，...，以及碼字類型r+2在最后的運行10d之前具有正好r個最小運行長度。這r+1個不同的情形被列出在下面
………
接著，屬于碼字類型(r+2)+1，(r+2)+2，...，(r+2)+(r+1)的碼字都以10d-1結尾。應當指出，這個最后的運行不能是一個完整的運行，由于它的運行長度比起最小運行長度(d+1個信道比特)正好短一個比特。在這個最后的運行10d-1之前，可以區(qū)分r+1個情形碼字類型(r+2)+1具有大于最小運行長度的運行，碼字類型(r+2)+2在最后的運行10d-1之前具有正好一個最小運行長度，碼字類型(r+2)+3在最后的運行10d-1之前具有正好兩個最小運行長度，...，以及碼字類型(r+2)+(r+1)在最后的運行10d-1之前具有正好r個最小運行長度。這r+1個不同的情形被列出在下面
………
不同的碼字類型的這種枚舉沿著與以上相同的行繼續(xù)進行每次，在最后的運行的開始部分的信道比特的數目被減小正好一個信道比特。在給定的階段，可達到一個其中最后的運行的開始部分包括由10給出的正好兩個比特的情形。不同的碼字類型(r+1)的數目被列出在下面
………
最后，當達到一個其中最后的運行的開始部分包括由1給出的正好一個比特的情形時，不同的碼字類型的這種枚舉中的最后的步驟可被達到。不同的碼字類型(r+1)的數目被列出在下面
………
總計有(d+1)枚舉步驟(枚舉不同的碼字類型)；對于每個枚舉步驟，有r+1不同的碼字類型?？傆嫞@等于以上給出的不同的碼字類型的數目，T＝1+(d+1)×(r+1)。
在引入編碼類別的概念之前，最前面的比特圖案以與碼字類型類似的方式被枚舉(但各個最前面的比特圖案從相應的碼字類型的結尾的比特圖案的右面到左面作為鏡像版本而被獲得)。這導致一個可能的最前面的比特圖案的分類表
|0d+1…nr.1
………
………
………
………
………
………
RLL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)至少是一個編碼類別的一個成員。一個具有下標t的編碼類別包括一個具有下標i的最前面的比特圖案的所有的碼字，其中1≤i≤t。碼字類型的結構在一方面以及編碼類別在另一方面導致以下的特性，正如在新的碼構建方法中使用的那樣屬于碼字類型t的碼字只能跟隨在碼字后面，如果該碼字屬于編碼類別T+1-t的一個編碼狀態(tài)的話。
更方便的是要指出，由于如上所述的碼字類型和編碼狀態(tài)的結構，一個給定的所考慮的編碼類別i的pi個編碼狀態(tài)中的每個編碼狀態(tài)也具有大于i的下標的所有的編碼類別的編碼狀態(tài)。
對于第一和第二節(jié)中以上的例子的情形(d＝1和r＝2)，有T＝7個不同的編碼類別和碼字類型。對于9比特取向的代碼、字節(jié)取向的代碼和具有緊湊的4到6映射的代碼(全部具有d＝1和r＝2)，實際的代碼是如在以上的節(jié)中概述的那樣地得到的。
對于d＝2 r＝2的情形，有T＝10個不同的編碼類別和碼字類型。對于后者情形，實際的代碼結構在下一個子節(jié)中描述。
對于d＝2和r＝2的極為有效的RLL碼
組合的RLL約束條件d＝2和r＝2的香農容量等于C(d＝2，k＝∞，r＝2)＝0.544997。有可能構建具有32-到-59的用戶比特到信道比特的映射的代碼，因為它具有比值R＝0.542373≤C(d＝2，k＝∞，r＝2)這個新的代碼的效率η＝R/C(d＝2，k＝∞，r＝2)是使得與理論的上限相比較僅僅丟失小的部分1-η＝0.48％。顯然，為了任何實際的使用，具有32比特項目的代碼本是非常大的。為了克服這個問題，提出遵從在J.J.Ashley和B.H.Marcus，in“Time-Varying Encoders for Constrained SystemsanApproach to Limiting Error Propagation(約束系統(tǒng)的時變編碼器限制差錯傳播的方案)”，IEEE Transactions on Information Theory，Vol.46，No.3，pp.1038-1043，May2000中給出的算法的各行的解。后者的方法歸納如在R.L.Adler，D.Coppersmith，and M.Hassner，in“Algorithmsfor Sliding Block Codes.An Application of Symbolic Dynamics toInformation Theory(滑動塊碼算法。把符號動態(tài)特性應用到信息理論)”，IEEE Transaction on Information Theory，Vol.IT-29，1983，pp.5-22中公開的、熟知的狀態(tài)分離算法或ACH算法(被使用于構建有效的滑動塊代碼)，它被用于(在多個階段)多個代碼的級聯，其中編碼和譯碼從一個階段到下一個階段(或從一個代碼到下一個代碼)循環(huán)進行。實際上，對于具有比值R＝32/59的新的代碼，總的代碼可被實現為具有相應的映射8-到-15，8-到-15，8-到-15，和8-到-14的、被表示為C1，C2，C3和C4的四個子代碼的循環(huán)級聯。
在一般情形下，總的代碼由S個子代碼實現。概括的ACH算法尋找一組S個近似本征向量(每個子代碼一個)，其中用vik表示對于第k個子代碼的近似本征向量的第i個系數，它對于描述RLL約束條件的相應的狀態(tài)轉移圖(STD)的所有的狀態(tài)i和對于所有的子代碼k(其中對于第k個子代碼具有映射mk-到-nk)，滿足不等式組
應當指出，當k＝S時，由于該子代碼的循環(huán)重復周期引起的具有下標k+1的下一個子代碼是具有等于1的下標的子代碼。在以上的公式中，D代表用于STD的所謂的相鄰性矩陣或連接矩陣如果在圖上相應的兩個STD狀態(tài)被連接，則它的矩陣元素等于1，如果相應的兩個STD狀態(tài)沒有連接，則它的矩陣元素等于0。對于具有RLL約束條件d＝2和r＝1的新的代碼，四個子代碼具有參數m1＝m2＝m3＝m4＝8和n1＝n2＝n3＝15和n4＝14。(應當指出這四個映射的任何的擾碼的但是固定的次序對于另外的代碼構建也是正確的次序，并屬于本發(fā)明的范圍。)四個子代碼(被表示為C1，C2，C3和C4)的循環(huán)重復被示意地顯示于圖10。圖10顯示四個子代碼C1，C2，C3和C4的重復。用戶字101a，101b，101c，101d，101e，101f是8比特。四個子代碼C1，C2，C3和C4的重復周期103由箭頭表示，它包括四個子代碼C1，C2，C3和C4的重復。用戶字101a，101b，101c，101d，101e，101f被變換成信道字102a，102b，102c，102d，102e，102f，它們在級聯后形成編碼的比特流104。子代碼之一C4把8比特用戶字101e變換成14比特信道字102e，即碼字，而其余的子代碼C1，C2，C3把用戶字101b，101c，101d變換成15比特信道字102b，102c，102d。
這意味著，對于設想的新的總的代碼必須滿足以下不等式
以及
現在說明以上的公式的某些參數。對于RLL約束條件d＝2和r＝2，STD被顯示于圖11它包括10個STD狀態(tài)201，202，203，204，205，206，207，208，209，210。在圖11上，狀態(tài)號被表示為表征狀態(tài)的圓上的號碼，而在正文上，狀態(tài)被表示為σ1，σ2，...，σ10。應當指出，在這個STD中不考慮k約束條件。k約束條件將在代碼設計的以后階段中被引用，但在當前的STD的適配中將不進行它的引用。給定的STD狀態(tài)的展開是可以從狀態(tài)出發(fā)的(給定的長度的)碼字的集合。對于STD狀態(tài)σi，該展開被表示為Fσi。對于10個STD狀態(tài)的展開的信道字的最前面的比特被列出在表11(兩個部分，用于頭5個狀態(tài)的部分I和用于最后的5個狀態(tài)的部分II)；在表11上還列出以后要引入的、并被表示為
的重新編號的STD狀態(tài)。最后，在表11上(部分I和部分II)還列出以后將引入的不同的編碼類別。
從表11可以看到，在展開中應用以下的分級結構(對于具有最大展開的STD狀態(tài)σ4)
新的RLL碼根據多個編碼狀態(tài)而被構建，每個子代碼一個編碼狀態(tài)組。按照本發(fā)明，這些編碼狀態(tài)被如下地安排成T＝1+(d+1)×(r+1)＝10(由于d＝r＝2)個類別
第一類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ8(或
第二類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ5(或
第三類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ1(或
第四類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ9(或
第五類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ6(或
第六類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ2(或
第七類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ10(或
)；
第八類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ7(或
)；
第九類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ3(或
)；
第十類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ4(或
)；
由于按照本發(fā)明的編碼類別的這個特定的排序，編碼類別i的編碼狀態(tài)也是具有不小于i的下標j(即j≥i)的所有的編碼類別的編碼狀態(tài)。因此，方便的是如下地排序碼字的最前面比特的可能的圖案
另外，對于按照本發(fā)明的代碼構建，有利的是考慮如在表13概述的結尾比特圖案的以下的排序(還表示了STD的到達狀態(tài)、原先的STD狀態(tài)和重新編號的STD狀態(tài))。按照本發(fā)明，碼字可被劃分成10種不同的碼字類型，如由相應的碼字的結尾比特圖案規(guī)定的。
應當指出，(表13的)排序的結尾比特圖案是(表12的)相應的排序的最前面比特圖案的鏡像版本。接著，討論已提到的STD狀態(tài)的重新編號?，F在方便的是根據如在表13上列出的結尾比特圖案的排序重新編號STD的狀態(tài)。這個新的排序在表13的最后兩列上列出。新的重新編號的狀態(tài)被表示為
通過這個新的編號，類型i的碼字將在具有相同的下標的(重新編號的)STD狀態(tài)，即
中出現；因此，類型i的碼字可以與屬于類別T+1-i＝11-i的編碼狀態(tài)的任何碼字被級聯為以后的碼字。應當指出，屬于類別T+1-i＝11-i的編碼狀態(tài)的碼字具有下標l的最前面比特圖案(來自表12)，其中1≤1≤11-i。作為例子，類型3的碼字(以結尾比特圖案...000100100|結束)可以與來自類別8的編碼狀態(tài)的碼字級聯，這意味著后者的碼字可以從最前面的比特圖案(表12)i＝1，i＝2，...，i＝8開始。這種把碼字劃分成T＝10種不同的類型的碼字，和把編碼狀態(tài)安排在T＝10個不同的編碼類別，形成用于進一步的碼構建的基礎這樣，RLL約束條件d＝2和r＝2總是保持為被滿足，而且也是在循環(huán)的接連的子代碼的碼字級聯后的情況下。從表13可以看到，在展開時以下的分級結構應用于重新編號的STD狀態(tài)
重新編號的STD狀態(tài)
具有全部中的最大的展開，以及
是最小的展開，并且具有按照從
到
的減小的展開的枚舉的排名。對于重新編號的STD狀態(tài)和被表示為
的相應的重新安排的連接矩陣，近似的本征向量不等式(對于“新的”本征向量
)被重新寫為
以及
可能的碼字的最前面的比特圖案和結尾比特圖案在表12和13中被標識。以最前面的比特圖案i開始的和以結尾比特圖案j結束的這個長度n的碼字的數目被表示為Wij[n]。在專心檢查后，其結果是
(其中號碼11是從T+1得到的，并且T＝10)。知道這個公式后，近似本征向量不等式可被重寫為
以及
每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數目由用于第s個子代碼(s＝1，2，3，4)的向量ps表示。它與近似本征向量
的關系被給出為(對于第i個分量，其中1≤i≤10)
應當指出，通過這個有利的構建，編碼類別具有一個正好與重新編號的STD狀態(tài)的編號系統(tǒng)互補的編號系統(tǒng)；這可以從表11看到的，其中提到STD狀態(tài)的重新編號，但沒有加以說明。而且，再次由于不同的編碼類別的特定的構建，以下的不等式成立(對于每個子代碼s，s＝1，2，3，4)
代碼設計具有k＝∞的代碼
首先，考慮沒有k約束條件(k＝∞)的情形。對于長度n＝15和n＝14的、具有最前面的比特圖案(i)和結尾比特圖案(j)的碼字的數目，表示為Wij[n]，被給出為
和
代碼設計具有k約束條件的代碼
為了不利用明顯地被包括的、具有k約束條件的適配的STD來生成k約束條件，有利的是限制碼字中最前面的和結尾的零的數目。在碼字中的最前面的零的最大數目被表示為I0；結尾的零的最大數目被表示為r0。在對于I0和r0的附加約束條件下，對于碼字長度n，具有特定的最前面比特圖案i和結尾比特圖案j的碼字的數目被表示為Wi，jl0，r0[n]。應當指出，以前定義的矩陣可被表示為
附加約束條件k＝26是通過對于四個子代碼選擇I0＝r0＝13而實現的。矩陣W13，13[15]和W13，13[14]被給出為
和
應當指出，對于在長度n＝14的碼字中最前面的和結尾的零的數目的這個選擇，僅僅全零碼字被省略(這意味著，在位置(1，1)處的矩陣元素，與不具有k約束條件的矩陣相比較減小一個單位)；對于n＝15的情形，另外，兩個碼字|1014|和|0141|也被省略。重寫的近似本征向量不等式的實際的、近似本征向量組被給出為
具有8-到-15映射的、被表示為C1的第一代碼具有總共26個編碼狀態(tài)；具有8-到-15映射的、被表示為C2的第二代碼具有總共24個編碼狀態(tài)；具有8-到-15映射的、被表示為C3的第三代碼具有總共22個編碼狀態(tài)；以及具有8-到-14映射的、被表示為C4的第四代碼具有總共20個編碼狀態(tài)。在T＝10個不同的編碼類別上(對于每個子代碼的)全部數目的編碼狀態(tài)的分布由近似本征向量(對于給定的子代碼)來控制。
對于具有k＝26的代碼的代碼表的構建
代碼表這樣地被構建，以使得一個(具有所有的它的可能的下一個狀態(tài))碼字只能以一個特定的編碼狀態(tài)出現。對于譯碼操作，這意味著，下一個碼字唯一地規(guī)定當前的碼字的”下一個狀態(tài)”函數。
對于具有k＝26的代碼的編碼和譯碼
編碼
為了編碼8比特用戶字，必須知道
(1)這個必須通過它來編碼當前的用戶字的子代碼Ci；以及
(2)被表示為Ci-Sj的子代碼Ci的狀態(tài)j，和要被使用于編碼的相應的代碼表。
在編碼過程中，編碼器生成以下項作為輸出
(1)按照要被使用的代碼表的碼字；
(2)對于編碼下一個8比特用戶字要使用的下一個子代碼，它就是Ci+1(由于四個子代碼的循環(huán)重復，對于i＝4，它等于C1)；以及
(3)按照在編碼當前的用戶字后要被使用的代碼表的下一個子代碼Ci+1的下一個狀態(tài)，其中這個下一個狀態(tài)將規(guī)定對于用于下一個子代碼Ci+1編碼下一個8比特用戶字，要使用哪個代碼表。
譯碼
譯碼是與狀態(tài)無關的，即，不需要知道編碼器編碼8比特用戶字(該用戶字是現在要譯碼的)的狀態(tài)。與狀態(tài)無關的譯碼是通過這樣的事實達到的每個碼字和可能發(fā)生的下一個狀態(tài)組合在(所有的代碼表中間的)一個單個代碼表中只出現一次。而且，對于把碼字譯碼成用戶字，還需要知道當前的碼字的下一個狀態(tài)。后者的下一個狀態(tài)可以從緊接在當前的碼字后面的下一個碼字得到?！斑@是有可能的”的這樣的事實是通過構建編碼狀態(tài)而得到的，由此，每個碼字(與它的下一個狀態(tài)無關)在所有的代碼表之中的一個單個代碼表中只出現一次；所以，下一個碼字明確地確定當前的碼字的下一個狀態(tài)。應當指出，(用子代碼Cp編碼的)給定的碼字的下一個狀態(tài)是下一個子代碼(即Cp+1)的可能的狀態(tài)中的一個狀態(tài)。
譯碼的過程進一步如下地說明。在譯碼器的輸入端處，有兩個碼字，即，用子代碼Cp編碼的碼字Wi，和用下一個子代碼Cp+1編碼的碼字Wi+1。對于兩個碼字，并且與被應用到每個碼字Wi和Wi+1的子代碼無關地，可以得到一個下標(例如，根據對于d＝1 RLL的枚舉)。對于當前的和下一個碼字，各個下標被表示為Ii和Ii+1。接著，下標Ii+1藉助于專門的變換表(它取決于被施加到所考慮的碼字Wi+1的子代碼)被變換成當前的碼字Wi的下一個狀態(tài)對于所考慮的子代碼(它在這里是Cp+1)，這個表把每個碼字(的下標)映射為它所屬于的狀態(tài)。這個“下一個狀態(tài)”被表示為NSi。與它的譯碼的下一個狀態(tài)NSi相組合，當前的碼字Wi的下標的組合，即Ii，是對于給定的子代碼Cp的專門的譯碼表的輸入，這產生譯碼的(8比特)用戶字。
第5節(jié)
具有d＝1和具有緊湊的2到3映射的RMTR約束條件r＝2的RLL碼
關于硬判決比特檢測，以上提出具有r＝2的RMTR約束條件的某些新的d＝1 RLL碼，它們對于在第1節(jié)的RLL編碼器的輸入端處9比特用戶字以及對于在第2節(jié)的RLL編碼器的輸入端處8比特用戶字，具有非常高的效率。這些代碼在編碼狀態(tài)的數目方面具有大的復雜性；而且，它們在它們的輸入端具有長度8或9比特的用戶字。后兩個方面使得這些高度有效的d＝1與r＝2 RLL碼不適用于軟判決RLL譯碼，因為，為了在這種情形下限制硬件復雜性，只能允許有限數目的編碼狀態(tài)，并且應當具有從用戶比特到信道比特的簡明的代碼映射。然而，在當前的ID中，也將利用導致以極其高的效率進行后兩種d＝1與r＝2 RLL碼的代碼構建的見解，來生成一個具有如在下一節(jié)中規(guī)定的所有的特性的新的代碼，這使得它特別適用于軟判決SISO-RLL譯碼。這個建議的第一個努力已導致如上所述的、具有4-到-6映射的新的代碼。當前的第二個努力牽涉到可能的最緊湊的映射，即，一個具有2-到-3映射的新的代碼。
適用于軟判決RLL譯碼的d＝1與r＝2 RL代碼
r＝2 RLL約束條件對于信道譯碼器(它可以是一個用于硬判決比特檢測的PRML比特檢測器和用于軟判決比特檢測的BCJR比特檢測器或最大對數信道檢測器)的性能是有利的。例如，對于硬判決比特檢測，r＝2約束條件在r≥6的情形下產生約5％的容量增益。所以，當前的ID的目的是生成具有以下特性的d＝1 RLL碼
·它具有RMTR約束條件r＝2；
·它具有有限的數目的編碼狀態(tài)；
·它不必具有極高的效率，因為對于后者的選擇會導致代碼的太大的復雜性，這使得它不適用于軟判決SISO-RLL譯碼；所以R＝2/3的代碼比值仍舊是可以滿足的；
·它具有簡明的映射，例如2-到-3，限制來自代碼的每個編碼狀態(tài)的分支展開到22＝4；
·另外，它必須優(yōu)選地也具有k約束條件。
所有的以上的特性是通過如下的代碼構建實現的。
總的方面
當前的代碼設計的目的是具有一個用戶比特到信道比特的緊湊的映射的信道碼，這樣，軟判決SISO-RLL譯碼器的硬件復雜性可以保持為很低(在分支的總數方面)。新的代碼具有用戶比特到信道比特的2-到-3的映射(因此具有一個R＝2/3的代碼比值)。正如上面所討論的，組合的RLL約束條件d＝1和r＝2的香農容量等于C(d＝1，k＝∞，r＝2)＝0.679286。有可能構建一個具有2到3的用戶比特到信道比特的映射的代碼，因為它具有比值R＝0.6667≤C(d＝1，k＝∞，r＝2)。
滑動塊代碼的構建是基于如在R.L.Adler，D.Coppersmith，andM.Hassner，“Algorithms for Sliding Block Codes.An Application ofSymbolic Dynamics to Information Theory(滑動塊碼算法。把符號動態(tài)特性應用到信息理論)”，IEEE Transaction on InformationTheory，Vol.IT-29，1983，pp.5-22中公開的ACH算法。這個算法尋找一組近似本征向量，并且用vi表示近似本征向量的第i個系數，它對于描述RLL約束條件(對于一個具有m到n映射的代碼)的相應的狀態(tài)轉移圖(STD)的所有的狀態(tài)i，滿足不等式組
在以上的公式中，D表示用于STD的所謂的相鄰性矩陣或連接矩陣如果在圖上相應的兩個STD狀態(tài)被連接，則它的矩陣元素等于1，如果相應的兩個STD狀態(tài)沒有連接，則它的矩陣元素等于0。對于具有RLL約束條件d＝1和r＝2的新的代碼，代碼具有參數m＝2和n＝3。這意味著，對于設想的新的代碼(在描述RLL約束條件的狀態(tài)轉移圖上狀態(tài)的數目等于7；見下一個子節(jié))必須滿足以下不等式
狀態(tài)轉移圖(STD)
應當指出，狀態(tài)轉移圖(STD)描述信道比特流必須滿足的基本運行長度約束條件。一個滿足這些運行長度約束條件的RLL碼是基于一個包括一定數目的狀態(tài)的有限狀態(tài)機(FSM)。RLL碼的碼字沿著代碼的FSM的分支被顯示?？紤]RLL編碼器處在給定的FSM狀態(tài)；對于2m＝4輸入字的每個輸入字，具有從所述FSM狀態(tài)出發(fā)的唯一的分支。每個分支由作為碼字的分支標簽以及作為所述分支的到達狀態(tài)的“下一個狀態(tài)”唯一地表征。按照FSM的結構的碼字的級聯導致在STD中概述的一個滿足運行長度約束條件的信道比特流。
對于RLL約束條件d＝1和r＝2，STD被顯示于圖2它包括7個STD狀態(tài)，被表示為σ1，σ2，...，σ7。應當指出，在這個STD中不考慮k約束條件。
接著，分析每個STD狀態(tài)的展開。給定的STD的展開是可以從狀態(tài)出發(fā)的(給定的長度的)碼字的集合。對于STD狀態(tài)σi，展開被表示為Fσi。對于7個STD狀態(tài)的展開的信道字的最前面的比特被列出在表14。由于目的是一個具有2到3映射的代碼，即具有3比特信道字或碼字的代碼，與以前設計的、具有較長的碼字的代碼相比，該分析被稍微調整。給定的STD狀態(tài)的展開的碼字中的特征比特圖案在某些情形下包括三個以上的信道比特；在這種情形下，給定的STD狀態(tài)的展開還限制緊接在從所考慮的STD狀態(tài)發(fā)出的當前的3比特碼字后面的3比特碼字的可能性，這是因為r＝2約束條件。在表14上還列出被表示為
的重新編號的STD狀態(tài)。最后，在表1上還列出以后要引入的、不同的編碼類別。為了完整性起見，應當指出，在接連的3比特碼字之間的字邊界由垂直線“|”表示。
從表14可以看到，在展開中應用以下的分級結構(對于具有最大展開的STD狀態(tài)σ3)
新的RLL碼根據多個編碼狀態(tài)被構建。按照本發(fā)明，這些編碼狀態(tài)被如下地安排成(最大值)七個類別(Tmax＝1+(d+1)×(r+1)，對于d＝1和r＝2，它等于7)
第一類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ6(或
)；
第二類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ4(或
)；
第三類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ1(或
)；
第四類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ7(或
)；
第五類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ5(或
)；
第六類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ2(或
)；
第七類編碼狀態(tài)的n比特碼字屬于Fσ3(或
)；
由于按照本發(fā)明的編碼類別的這個特定的排序，編碼類別i的編碼狀態(tài)也是具有不小于i的下標j，即j≥i，的所有的編碼類別的編碼狀態(tài)。因此，方便的是如下地排序碼字的最前面比特的可能的圖案(其中在某些情形下，還需要表示一個或甚至兩個以后的碼字的相關的比特)
另外，對于按照本發(fā)明的代碼構建，有利的是考慮如在表16概述的結尾比特圖案的以下的排序(還指示STD的到達狀態(tài)、原先的STD狀態(tài)和重新編號的STD狀態(tài))。按照本發(fā)明，碼字可被劃分成7種不同的類型，如由它們的結尾比特圖案規(guī)定的。對于僅僅3比特的短的碼字長度(用于2-到-3映射)，碼字類型將取決于當前的碼字的比特，也取決于以前發(fā)出的碼字的某些(即使不上全部)比特。
應當指出，(表16的)排序的結尾比特圖案是(表15的)相應的排序的最前面比特圖案的鏡像版本。接著，討論已提到的STD狀態(tài)的重新編號。現在方便的是根據如在表16上列出的結尾比特圖案的排序重新編號STD的狀態(tài)。這個新的編號在表16的最后兩列上列出。新的重新編號的狀態(tài)被表示為
通過這個新的編號，類型i的碼字將在具有相同的下標，即
的(重新編號的)STD狀態(tài)中出現；因此，基本法則是
類型i的碼字可以與屬于類別8-i的編碼狀態(tài)的任何碼字被級聯為一個以后的碼字。
應當指出，屬于類別8-i的編碼狀態(tài)的碼字具有帶有下標l的最前面比特圖案(來自表15)，其中1≤l≤8-i。作為例子，類型3的碼字(以結尾比特圖案...001010|結束)可以與來自類別5的編碼狀態(tài)的碼字級聯，這意味著后者的碼字可以從最前面的比特圖案(表15)i＝1，i＝2，...，i＝5開始。這種把碼字劃分成7種不同的類型的碼字，以及把編碼狀態(tài)安排在7個不同的編碼類別，形成用于進一步的碼構建的基礎這樣，RLL約束條件d＝1和r＝2總是保持為滿足的(并且也在碼字級聯的情況下)。從表16，可以看到，在展開時以下的分級結構應用于重新編號的STD狀態(tài)
重新編號的STD狀態(tài)
具有全部中的最大的展開，以及
是最小的展開，并且具有按照從
到
的遞減的展開的枚舉的排名。對于重新編號的STD狀態(tài)，和被表示為
的相應的重新安排的連接矩陣，近似的本征向量不等式(對于“新的”本征向量
)被重新寫為
每個編碼類別的編碼狀態(tài)的數目由向量p表示。它與近似本征向量
的關系被給出為(對于第i個分量，其中1≤i≤7)
應當指出，通過這個有利的構建，編碼類別具有一個正好與重新編號的STD狀態(tài)的編號系統(tǒng)互補的編號系統(tǒng)；這可以從表14看到，其中提到STD狀態(tài)的重新編號，但沒有加以說明。而且，再次由于不同的編碼類別的特定的結構，以下的不等式成立
p1≤p2≤p3...p7.(95)
微不足道的編碼類別的概念
在以上的說明中，假設當從RLL編碼器的FEM碼發(fā)出碼字時，所有的STD狀態(tài)被看作為到達的狀態(tài)。這相應于一個近似本征向量的情形，其中它的所有的分量是非零的。然而，在藉助于ACH算法的代碼構建中，有可能某些STD狀態(tài)具有等于0的近似本征向量的分量。為了簡單化起見，讓我們只考慮其中只有一個這樣的STD狀態(tài)的情形，它具有下標8-j，以使得(具有一個以上的這樣的STD狀態(tài)的情形是一個微不足道的擴展)。相應的編碼類別于是具有下標j，其中pj＝0，即該編碼類別是空的，因為它不包含編碼狀態(tài)。這樣的空的編碼類別被稱為微不足道的編碼類別。所以，非微不足道(非空的)編碼類別的實際的數目(被表示為Ncc)必須滿足關系Ncc＜Tmax＝1+(d+1)×(r+1)。如公式(95)概述的、在用于不同的編碼類別的編碼狀態(tài)的數目中的分級結構僅僅應用于非微不足道的編碼類別。這是對于具有d＝1和r＝2的實際的例子說明的，其中編碼類別j是微不足道的編碼類別(pj＝0)。在非微不足道的編碼類別的數目pi中的分級結構于是被讀為(對于具有等于Tmax＝1+(d+1)×(r+1)的最大數目的編碼類別的一般情形下)
實際的設計選擇
作為方便的近似本征向量，可以選擇v＝{3，5，5，2，4，2，0)，或對于作為編碼類別中編碼狀態(tài)的數目的數pj，可以得到p＝{2，2，3，0，4，5，5)。有一個微不足道的空的編碼類別，即，具有下標j＝4的編碼類別。所以，非微不足道編碼類別的數目(被表示為T或Ncc)等于6。用CCi來表示編碼類別，得到編碼狀態(tài)在編碼類別上的以下的分布
下面是可以在每個編碼類別中被使用的碼字列表
編碼類別CC1
編碼類別CC2
與CC1相同。
編碼類別CC3
編碼類別CC4
因為微不足道的編碼狀態(tài)而不能應用。
編碼類別CC5
編碼類別CC6
編碼類別CC7
與CC6相同。
代碼表具有經由導引的擾碼的DC控制的代碼
應當指出，編碼狀態(tài)∑1和∑2正在使用碼字000和001；另外三個編碼狀態(tài)∑3，∑4和∑5使用另外三個碼字|010|，|100|和|101|。有兩個不連貫的組的碼字。這樣，這個結果可被使用來限制用于前視譯碼的譯碼窗口(將其限制到除了當前的3比特碼字以外的三個接著的3比特碼字)。從以上的考慮得到的代碼表被列為下面的“代碼表(A)”
接著，為了對它應用DC控制，應當對于這個代碼實現奇偶校驗保存特性。作為中間步驟，用同一個狀態(tài)內的表項目的某些改組，把代碼表(A)變換成代碼表(B)?！按a表(B)”被列出在下面
具有用于DC控制的奇偶校驗保存特性的代碼表
以上的代碼表(B)還不是奇偶校驗保存的。通過添加兩個額外的狀態(tài)，實現奇偶校驗保存的RLL碼。最后的代碼表(C)變?yōu)?br> 貫穿額外編碼外框架的k＝13約束條件
從以上的編碼表(代碼的PP版本和非PP版本)可以看到，有可能發(fā)出有限的零的流(具有用戶雙比特“00”的項“0”從FSM狀態(tài)∑1的無限的重復)。目的是在執(zhí)行FSM編碼器后實現在要被執(zhí)行的貫穿額外編碼外框架的k有限約束條件?，F在集中在這個具有它的7狀態(tài)FSM的代碼的PP版本方面的說明?？梢愿鶕幋a表來分析，|101|010|的比特圖案不能被這個編碼器產生。這個方面被使用來根據這個特別的圖案執(zhí)行信道比特流的替換。在編碼器處，這個額外的替換組以與FSM編碼器合并的方式被實行；在譯碼器處，這個額外的替換組在滑動塊譯碼器之前被執(zhí)行(在硬判決比特檢測的情形下)。描述在與FSM編碼器合并的編碼器處的這個替換組，必須區(qū)分以下的10個特別的情形。
對于這些輸入圖案的每個圖案，通過使用PP版本的代碼表(以上的代碼表(C))，信道比特流將變?yōu)?br> |000|000|000|000|(97)
通過使用替換，信道比特流被替換為
|000|101|010|010|(98)
應當指出，在信道比特流中后12比特串是唯一的，因為它不能通過使用FSM編碼器而被生成。而且，在12比特串的開始端和末端處在FSM編碼器中當前的狀態(tài)(cs)和下一個狀態(tài)(ns)不改變這使得有可能在譯碼器一側在信道比特流上執(zhí)行后向替換，而不需要知道編碼器狀態(tài)。這對于錯誤傳播的最小化是有利的。而且，這些替換保留代碼的總的PP特性。可以檢驗，k＝13約束條件可以這樣地實現。
第6節(jié)
適用于軟判決RLL譯碼的、具有緊湊的2-到-3映射的d＝1，r＝2，k＝12RLL碼
作為用于這個例子的方便的近似本征向量，可以選擇v＝{6，10，10，5，9，4，6}，或對于作為編碼類別中編碼狀態(tài)的數目的數Pj，我們必須有P＝{4，5，6，6，9，10，10}。不存在微不足道的空的編碼類別，所以，非微不足道的編碼類別的數目(被表示為T或Ncc)等于T＝Tmax＝7。用CCi表示編碼類別，下面給出編碼狀態(tài)在編碼類別上的分布
可以在每個編碼類別中使用的碼字
編碼類別CC1
編碼類別CC2
編碼類別CC3
編碼類別CC4
編碼類別CC5
編碼類別CC6
編碼類別CC7
不具有k約束條件的代碼表
對于具有d＝1，k＝∞，r＝2 RLL約束條件的10狀態(tài)FSM的最終得到的代碼表被顯示為如下
代碼表具有10狀態(tài)有限狀態(tài)機的d＝1 k＝∞ r＝2
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝*狀態(tài)
-S1*狀態(tài)-S2*狀態(tài)-S3*狀態(tài)-S4*狀態(tài)-S5*狀態(tài)-S6
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
0 000 10 000 60 000 50 001 10 010 10 010 6
1 000 21 000 71 000 10 1 001 21 010 21 010 7
2 000 32 000 82 001 52 001 32 010 32 010 8
3 000 43 000 93 001 63 001 43 010 43 010 9
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝*狀態(tài)
-S7*狀態(tài)-S8*狀態(tài)-S9*狀態(tài)S10*
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
0 100 50 100 10 100 60 101 1
1 100 10 1 100 21 100 71 101 2
2 010 52 100 32 100 82 101 3
3 010 10 3 100 43 100 93 101 4
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
具有k＝12約束條件的代碼表
應當指出，在以上的代碼表中，不使用具有下一個狀態(tài)∑5的碼字|101|(如從編碼類別CC7可得到的)。所以，它可被使用來實現有限的k約束條件，即k＝12，這是通過把具有由具有下一個狀態(tài)∑5的所述未使用的碼字|101|替代的它的第一項(具有下一個狀態(tài)∑1的|000|)的狀態(tài)∑1復制成一個附加的編碼狀態(tài)(被表示為∑11)而實現的；另外，第一編碼狀態(tài)∑1的第一項本身從具有下一個狀態(tài)∑1的|000|改變到具有下一個狀態(tài)∑11的|000|。
對于具有d＝1，k＝12，r＝2 RLL約束條件的11狀態(tài)FSM的最終得到的代碼表被顯示在下面
代碼表具有11狀態(tài)有限狀態(tài)機的d＝1 k＝12 r＝2
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
*狀態(tài)-S1*狀態(tài)-S2*狀態(tài)-S3*狀態(tài)-S4*狀態(tài)-S5*狀態(tài)-S6
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
0 000 11 0 000 60 000 50 001 10 010 10 010 6
1 000 21 000 71 000 10 1 001 21 010 21 010 7
2 000 32 000 82 001 52 001 32 010 32 010 8
3 000 43 000 93 001 63 001 43 010 43 010 9
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
*狀態(tài)-S7*狀態(tài)-S8*狀態(tài)-S9*狀態(tài)S10*狀態(tài)S11*
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
0 100 50 100 10 100 60 101 10 101 5
1 100 10 1 100 21 100 71 101 21 000 2
2 010 52 100 32 100 82 101 32 000 3
3 010 10 3 100 43 100 93 101 43 000 4
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
權利要求
1.一種藉助于總的信道碼把用戶比特流變換成編碼的比特流的方法，包括以下步驟
-把M比特信息字變換成N比特碼字；
-通過以預定的重復周期按循環(huán)重復次序對S個子代碼級聯來實現所述總的信道碼，其中每個該子代碼接收mi比特信息字，其中mi是對于每個要被變換成ni比特碼字的子代碼的整數特征，其中ni是對于每個該子代碼的整數特征，以及其中對于每個子代碼，所述特征整數ni大于所述特征整數mi，這樣，在所述重復周期內所有的子代碼的mi數的總和等于M，以及在所述重復周期內所有的子代碼的ni數的總和等于N，以及
-對于每個子代碼，把它的ni比特碼字劃分成Tmax個不同的碼字類型，并把它的ni比特碼字安排在Tmax編碼類別的編碼狀態(tài)，這樣，對于給定的子代碼，一個類型t的ni比特碼字。可以與下一個子代碼的ni+1比特碼字級聯，如果所述下一個子代碼的所述以后的碼字屬于具有下標Tmax+1-t的編碼類別的編碼狀態(tài)之一的話，其中t是在1與Tmax之間的整數，通過所述級聯，形成一個級聯的碼字組，從而實現用于生成所述編碼的比特流的所述總的信道碼的N比特碼字。
2.如在權利要求1中要求的方法，其中碼字類型由所述碼字的結尾比特的數目來確定。
3.如在權利要求1中要求的方法，其中碼字類型由所述碼字的所有的比特以及以前的碼字的至少一個比特來確定。
4.如在權利要求2或權利要求3中要求的方法，其中實現所述編碼的比特流的級聯的N比特碼字組滿足dkr-約束條件，其中d是指在編碼的比特流中兩個接連的1比特之間的0比特的最小數目，和k是指在編碼的比特流中兩個接連的1比特之間的0比特的最大數目，以及其中r指示d個0比特的接連的最小運行的最大數目，該d個0比特中的每個0比特之前是一個1比特。
5.如在權利要求4中要求的方法，其中不同的碼字類型T和非空的編碼類別的數目，不大于Tmax＝1+(d+1)×(r+1)，其中非空的編碼類別被規(guī)定為具有至少一個編碼狀態(tài)。
6.如在權利要求4中要求的方法，其中不同的碼字類型的數目T和非空的編碼類別的數目T，其中T等于Tmax＝1+(d+1)×(r+1)。
7.如在權利要求5或6中要求的方法，其中d＝1和r＝2，以及Tmax等于7。
8.如在權利要求7中要求的方法，其中T＝Tmax＝7和其中子代碼的數目S等于6。
9.如在權利要求8中要求的方法，其中子代碼之一具有m＝8和n＝11的映射，而另外的子代碼具有m＝8和n＝12的映射。
10.如在權利要求7中要求的方法，其中T＝Tmax＝7和子代碼的數目S等于3。
11.如在權利要求4中要求的方法，其中子代碼之一具有m＝9和n＝14，而另外的子代碼具有m＝9和n＝13。
12.如在權利要求4中要求的方法，其中T＝Tmax＝7和子代碼的數目S等于1。
13.如在權利要求12中要求的方法，其中子代碼具有m＝4和n＝6的映射。
14.如在權利要求12中要求的方法，其中單個子代碼具有m＝2和n＝3的映射。
15.如在權利要求5或6中要求的方法，其中對于每個子代碼，編碼狀態(tài)的所述T≤Tmax個非空中的每個編碼類別包括p1，p2，...，pmax編碼狀態(tài)，其中微不足道的空的編碼類別被忽略，這樣，對于表示非空的編碼類別的狀態(tài)的非零數目的數目p1≤p2≤...≤pmax和對于給出所述考慮的子代碼的編碼狀態(tài)的總數的pmax，進一步的特征在于一個給定的所考慮的類別“i”的pi個編碼狀態(tài)中的每個編碼狀態(tài)也是具有大于“i”的下標的所有的類別的編碼狀態(tài)。
16.如在權利要求7中要求的方法，其中對于每個子代碼，通過以下的法則組來規(guī)定對于不同的碼字類型的結尾比特，即，
第一類型的n比特碼字以“00”結尾，
第二類型的n比特碼字以“0010”結尾，
第三類型的n比特碼字以“001010”結尾，
第四類型的n比特碼字以“00101010”結尾，
第五類型的n比特碼字以“001”結尾，
第六類型的n比特碼字以“00101”結尾，
第七類型的n比特碼字以“0010101”結尾，
以及其中屬于不同的編碼類別的碼字的最前面的比特通過以下的法則組被確定，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。
17.如在權利要求9和權利要求16中要求的方法，其中對第一子代碼而言，對于T＝7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝11，p2＝15，p3＝17，p4＝17，p5＝24，p6＝27，和p7＝28，和其中對第二子代碼而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝10，p2＝14，p3＝15，p4＝16，p5＝22，p6＝25，和p7＝26，和其中對第三子代碼而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝9，p2＝13，p3＝14，p4＝14，p5＝20，p6＝23，和p7＝24，和其中對第四子代碼而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目 p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝8，p2＝11，p3＝13，p4＝13，p5＝19，p6＝21，和p7＝22，和其中對第五子代碼而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝8，p2＝11，p3＝12，p4＝12，p5＝17，p6＝19，和p7＝20，和其中對第六子代碼而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目P1，P2，P3，P4，P5，P6，P7分別等于p1＝7，p2＝10，p3＝11，p4＝12，p5＝16，p6＝18，和p7＝19。
18.如在權利要求11和權利要求16中要求的方法，其中對第一子代碼而言，對于T＝7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝7，p2＝10，p3＝11，p4＝11，p5＝16，p6＝18，和p7＝19，和其中對第二子代碼而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝8，p2＝12，p3＝13，p4＝13，p5＝19，p6＝21，和p7＝22，和其中對第三子代碼而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝10，p2＝14，p3＝15，p4＝16，p5＝22，p6＝25，和p7＝26。
19.如在權利要求13和權利要求16中要求的方法，其中對于T＝7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目分別等于p1＝3，p2＝4，p3＝5，p4＝5，p5＝7，p6＝8，和p7＝8。
20.如在權利要求19中要求的方法，其中有限的k約束條件通過額外編碼狀態(tài)被實現。
21.如在權利要求14和權利要求16中要求的方法，其中非微不足道的編碼類別的數目T等于6，編碼類別號4是空的類別，產生p4＝0，以及其中對于編碼狀態(tài)的T個非微不足道的編碼類別的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別是p1＝2，p2＝2，p3＝3，p5＝4，p6＝5，和p7＝5。
22.如在權利要求21中要求的方法，其中奇偶校驗保存特性通過多個額外編碼狀態(tài)被實現。
23.如在權利要求21中要求的方法，其中有限的k約束條件通過在基本的代碼的“2到3”映射的頂部上的額外編碼框架而被實現。
24.如在權利要求21中要求的方法，其中d＝2和r＝2，以及Tmax等于10。
25.如在權利要求24中要求的方法，其中T＝Tmax＝10，以及子代碼的數目S等于6。
26.如在權利要求25中要求的方法，其中一個子代碼具有m＝8和n＝14的映射，而另外的子代碼具有m＝8和n＝15的映射。
27.如在權利要求24中要求的方法，其中對于每個子代碼，通過以下的法則組規(guī)定對于不同的碼字類型的結尾比特，即
第一類型的n比特碼字以“000”結尾，
第二類型的n比特碼字以“000100”結尾，
第三類型的n比特碼字以“000100100”結尾，
第四類型的n比特碼字以“000100100100”結尾，
第五類型的n比特碼字以“00010”結尾，
第六類型的n比特碼字以“00010010”結尾，
第七類型的n比特碼字以“00010010010”結尾，
第八類型的n比特碼字以“0001”結尾，
第九類型的n比特碼字以“0001001”結尾，
第十類型的n比特碼字以“0001001001”結尾，
以及其中屬于不同的編碼類別的碼字的最前面的比特通過以下的法則組被確定，即
第一類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”開始，
第二類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”或“001000”開始，
第三類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”或“001001000”開始，
第四類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”或“001001001000”開始，
第五類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”或“01000”開始，
第六類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”或“01001000”開始，
第七類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”或“01001001000”開始，
第八類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”，“01001001000”或“1000”開始，
第九類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”，“01001001000”，“1000”或“1001000”開始，
第十類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”，“01001001000”，“1000”，“1001000”或“1001001000”開始。
28.如在權利要求26或權利要求27中要求的方法，其中對第一子代碼而言，對于T＝10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7，p8，p9，p10分別等于p1＝8，p2＝11，p3＝12，p4＝12，p5＝16，p6＝17，p7＝18，p8＝24，p9＝26和p10＝26，和其中對第二子代碼而言，對于10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7，p8，p9，p10分別等于p1＝7，p2＝10，p3＝11，p4＝11，p5＝15，p6＝16，p7＝16，p8＝21，p9＝23和p10＝24，和其中對第三子代碼而言，對于10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7，p8，p9，p10分別等于p1＝7，p2＝9，p3＝10，p4＝10，p5＝13，p6＝14，p7＝15，p8＝19，p9＝21，和p10＝22，和其中對第四子代碼而言，對于10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7，p8，p9，p10分別等于p1＝6，p2＝8，p3＝9，p4＝9，p5＝12，p6＝13，p7＝13，p8＝18，p9＝19，和p10＝20。
29.如在權利要求14或權利要求16中要求的方法，其中非微不足道的編碼類別的數目T等于7，以及對于編碼狀態(tài)的7個非微不足道編碼類別的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝4，p2＝5，p3＝6，p4＝6，p5＝9，p6＝10，和p7＝10。
30.如在權利要求29中要求的方法，其中k＝12約束條件通過在代碼的有限狀態(tài)機中的額外編碼狀態(tài)被實現。
31.如在權利要求29或權利要求30中要求的方法，其中導引擾碼的方法被使用于DC控制。
32.一種藉助于總的信道碼通過把M比特信息字變換成N比特碼字而把用戶比特流變換成編碼的比特流的編碼器，編碼器包括以預定的重復周期按循環(huán)次序重復的子編碼器，每個子編碼器使用子代碼，其中每個子編碼器被安排成接收mi比特信息字，其中mi是對于每個子代碼的整數特征，以及被安排成把接收的mi比特信息字變換成ni比特碼字，其中ni是對于每個子代碼的整數特征，以及其中對于每個子代碼，所述特征整數ni大于所述特征整數mi，這樣，在所述重復周期內所有的子代碼的mi數的總和等于M，以及在所述重復周期內所有的子代碼的ni數的總和等于N，其中對于每個子代碼，它的ni比特碼字被劃分成Tmax個不同的碼字類型，并把它的ni比特碼字安排在Tmax個編碼類別的編碼狀態(tài)，這樣，對于給定的子代碼，類型t的ni比特碼字可以與下一個子代碼的ni+1比特碼字級聯，如果所述下一個子代碼的所述以后的碼字屬于具有下標Tmax+1-t的編碼類別中的一個編碼狀態(tài)的話，其中t是1與Tmax之間的整數，所述級聯可形成一個級聯的代碼字，因而生成所述編碼的比特流和實現所述總的信道碼的所述N比特碼字。
33.如在權利要求32中要求的編碼器，其中碼字類型由所述碼字的結尾比特的數目來確定。
34.如在權利要求32中要求的編碼器，其中碼字類型由所述碼字的所有的比特以及以前的碼字的至少一個比特來確定。
35.如在權利要求33或權利要求34中要求的編碼器，其中實現所述編碼的比特流的級聯的N比特碼字滿足dkr約束條件，其中d是指在編碼的比特流中兩個接連的1比特之間的0比特的最小數目，和k是指在編碼的比特流中兩個接連的1比特之間的0比特的最大數目，以及其中r指示d個0比特的接連的最小運行的最大數目，其中在每個0比特之前是一個1比特。
36.如在權利要求35中要求的編碼器，其中不同的碼字類型T和非空的編碼類別的數目不大于Tmax＝1+(d+1)×(r+1)，其中非空的編碼類別被規(guī)定為具有至少一個編碼狀態(tài)。
37.如在權利要求35中要求的編碼器，其中不同的碼字類型的數目T和非空的編碼類別的數目T，其中T等于Tmax＝1+(d+1)×(r+1)。
38.如在權利要求36或37中要求的編碼器，其中d＝1和r＝2，以及Tmax等于7。
39.如在權利要求38中要求的編碼器，其中T＝Tmax＝7和其中子編碼器的數目S等于6。
40.如在權利要求39中要求的編碼器，其中一個子編碼器使用具有m＝8和n＝11的映射，而另外的子編碼器使用具有m＝8和n＝12的映射。
41.如在權利要求40中要求的編碼器，其中T＝Tmax＝7和子代碼器的數目S等于3。
42.如在權利要求41中要求的編碼器，其中一個子編碼器使用具有m＝9和n＝14的映射，而另外的子代碼器使用具有m＝9和n＝13的映射。
43.如在權利要求38中要求的編碼器，其中T＝Tmax＝7和子編碼器的數目S等于1。
44.如在權利要求43中要求的編碼器，其中子編碼器使用具有m＝4和n＝6的映射。
45.如在權利要求43中要求的編碼器，其中單個子編碼器使用具有m＝2和n＝3的映射。
46.如在權利要求36或37中要求的編碼器，其中對于每個子編碼器，編碼狀態(tài)的所述T≤Tmax個非空的編碼類別的每個編碼類別包括pi，p2，...，pmax編碼狀態(tài)，其中微不足道的空的編碼類別被忽略，這樣，對于表示非空的編碼類別的狀態(tài)的非零數目的數目p1≤p2≤...≤pmax和給出所述考慮的子代碼的編碼狀態(tài)的總數的pmax，進一步的特征在于給定的所考慮的類別“i”的pi個編碼狀態(tài)中的每個編碼狀態(tài)也是具有大于“i”的下標的所有的類別的編碼狀態(tài)。
47.如在權利要求38中要求的編碼器，其中對于每個子編碼器，通過以下的法則組規(guī)定對于不同的碼字類型的結尾比特，即，
第一類型的n比特碼字以“00”結尾，
第二類型的n比特碼字以“0010”結尾，
第三類型的n比特碼字以“001010”結尾，
第四類型的n比特碼字以“00101010”結尾，
第五類型的n比特碼字以“001”結尾，
第六類型的n比特碼字以“00101”結尾，
第七類型的n比特碼字以“0010101”結尾，
以及其中屬于不同的編碼類別的碼字的最前面的比特通過以下的法則組被確定，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。
48.如在權利要求40和權利要求47中要求的編碼器，其中對第一子編碼器而言，對于T＝7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝11，p2＝15，p3＝17，p4＝17，p5＝24，p6＝27，和p7＝28，和其中對第二子編碼器而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目P1，P2，P3，P4，P5，P6，P7分別等于p1＝10，p2＝14，p3＝15，p4＝16，p5＝22，p6＝25，和p7＝26，和其中對第三子編碼器而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝9，p2＝13，p3＝14，p4＝14，p5＝20，p6＝23，和p7＝24，和其中對第四子編碼器而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝8，p2＝11，p3＝13，p4＝13，p5＝19，p6＝21，和p7＝22，和其中對第五子編碼器而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p7分別等于p1＝8，p2＝11，p3＝12，p4＝12，p5＝17，p6＝19，和p7＝20，和其中對第六子編碼器而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝7，p2＝10，p3＝11，p4＝12，p5＝16，p6＝18，和p7＝19。
49.如在權利要求43和權利要求47中要求的編碼器，其中對于第一子編碼器而言，對于T＝7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7，分別等于p1＝7，p2＝10，p3＝11，p4＝11，p5＝16，p6＝18，和p7＝19，和其中對第二子編碼器而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝8，p2＝12，p3＝13，p4＝13，p5＝19，p6＝21，和p7＝22，和其中對于第三子編碼器而言，對于7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝10，p2＝14，p3＝15，p4＝16，p5＝22，p6＝25，和p7＝26。
50.如在權利要求44和權利要求47中要求的編碼器，其中對于T＝7個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝3，p2＝4，p3＝5，p4＝5，p5＝7，p6＝8，和p7＝8。
51.如在權利要求50中要求的編碼器，其中有限的k約束條件通過額外編碼狀態(tài)來實現。
52.如在權利要求45和權利要求47中要求的編碼器，其中非微不足道的編碼類別的數目T等于6，編碼類別號4是空的類別，產生p4＝0，以及其中對于編碼狀態(tài)的6個非微不足道的編碼類別的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝2，p2＝2，p3＝3，p5＝4，p6＝5，和p7＝5。
53.如在權利要求52中要求的編碼器，其中奇偶校驗保存特性通過多個額外編碼狀態(tài)來實現。
54.如在權利要求52中要求的編碼器，其中該子編碼器包括具有該代碼的基本的2到3映射的有限狀態(tài)機，并且其中有限的k約束條件通過在該有限狀態(tài)機的頂部上的額外編碼框架來實現。
55.如在權利要求36或37中要求的編碼器，其中d＝2和r＝2，以及Tmax等于10。
56.如在權利要求55中要求的編碼器，其中T＝Tmax＝10，以及子編碼器的數目S等于6。
57.如在權利要求56中要求的編碼器，其中一個子編碼器使用具有m＝8和n＝14的映射，而另外的子編碼器使用具有m＝8和n＝15的映射。
58.如在權利要求55中要求的編碼器，其中對于每個子編碼器而言，通過以下的法則組規(guī)定對于不同的碼字類型的結尾比特，即，
第一類型的n比特碼字以“000”結尾，
第二類型的n比特碼字以“000100”結尾，
第三類型的n比特碼字以“000100100”結尾，
第四類型的n比特碼字以“000100100100”結尾，
第五類型的n比特碼字以“00010”結尾，
第六類型的n比特碼字以“00010010”結尾，
第七類型的n比特碼字以“00010010010”結尾，
第八類型的n比特碼字以“0001”結尾，
第九類型的n比特碼字以“0001001”結尾，
第十類型的n比特碼字以“0001001001”結尾，
以及其中屬于不同的編碼類別的碼字的最前面的比特通過以下的法則組被確定，即
第一類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”開始，
第二類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”或“001000”開始，
第三類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”或“001001000”開始，
第四類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”或“001001001000”開始，
第五類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”或“01000”開始，
第六類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”或“01001000”開始，
第七類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”或“01001001000”開始，
第八類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”，“01001001000”或“1000”開始，
第九類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”，“01001001000”，“1000”或“1001000”開始，
第十類的編碼狀態(tài)的n比特碼字以“000”，“001000”，“001001000”，“001001001000”，“01000”，“01001000”，“01001001000”，“1000”，“1001000”或“1001001000”開始。
59.如在權利要求26或權利要求27中要求的編碼器，其中對第一子編碼器而言，對于T＝10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7，p8，p9，p10分別等于p1＝8，p2＝11，p3＝12，p4＝12，p5＝16，p6＝17，p7＝18，p8＝24，p9＝26和p10＝26，和其中對第二子編碼器而言，對于10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7，p8，p9，p10分別等于p1＝7，p2＝10，p3＝11，p4＝11，p5＝15，p6＝16，p7＝16，p8＝21，p9＝23和p10＝24，和其中對第三子編碼器而言，對于10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7，p8，p9，p10分別等于p1＝7，p2＝9，p3＝10，p4＝10，p5＝13，p6＝14，p7＝15，p8＝19，p9＝21，和p10＝22，和其中對第四子編碼器而言，對于10個類別的編碼狀態(tài)的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7，p8，p9，p10分別等于p1＝6，p2＝8，p3＝9，p4＝9，p5＝12，p6＝13，p7＝13，p8＝18，p9＝19，和p10＝20。
60.如在權利要求45或權利要求47中要求的編碼器，其中非微不足道的編碼類別的數目T等于7，以及對于編碼狀態(tài)的7個非微不足道編碼類別的每個類別的編碼狀態(tài)的數目p1，p2，p3，p4，p5，p6，p7分別等于p1＝4，p2＝5，p3＝6，p4＝6，p5＝9，p6＝10，和p7＝10。
61.如在權利要求60中要求的編碼器，其中k＝12約束條件通過在子編碼器的有限狀態(tài)機中的額外編碼狀態(tài)來實現。
62.如在權利要求60或權利要求61中要求的編碼器，其中導引擾碼的方法被使用于DC控制。
63.一種包括信號的記錄媒體，該信號包括通過使用如在權利要求1到31的任一項中要求的方法來編碼的編碼比特流。
64.一種記錄器，包括如在權利要求32到62的任一項中要求的編碼器。
全文摘要
當前已知的編碼器具有包括降低比特檢測器的性能的接連的2T個運行的長串。通過使用具有2的RTMR約束條件的代碼，得到比特檢測的改進。給出以系統(tǒng)方式構建的、提供2的RTMR約束條件的代碼。公開了這樣的代碼的幾個版本，其中使用一個或多個子代碼，其中編碼狀態(tài)被劃分成按照對于最前面的比特的或多或少的嚴格的約束條件排序的編碼類別，以及其中碼字被劃分成按照對于結尾比特的或多或少的嚴格的約束條件排序的碼字類型。然后，對于給定的子代碼，類型t的碼字可以與下一個子代碼的碼字級聯，如果所述下一個子代碼的所述以后的碼字屬于具有下標Tmax+1－t的編碼類別的一個編碼狀態(tài)的話。
文檔編號G11B20/14GK101023585SQ200580031098
公開日2007年8月22日 申請日期2005年9月8日 優(yōu)先權日2004年9月15日
發(fā)明者W·M·J·M·科恩 申請人:皇家飛利浦電子股份有限公司