專利名稱：編碼方法、編碼設(shè)備、解碼方法和解碼設(shè)備的制作方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉及一種編碼方法、編碼設(shè)備、解碼方法和解碼設(shè)備。更具體地，本發(fā)明涉 及一種編碼方法、編碼設(shè)備、解碼方法和解碼設(shè)備，通過它們，在RLL編碼之后執(zhí)行ECC編碼 時，RLL碼序列上的碼約束不被干擾，在插入時將使ECC奇偶序列的編碼率降低的附加比特 不被插入，并且，在解碼側(cè)容易執(zhí)行軟判決解碼和硬判決解碼兩者。
背景技術(shù)：
許多記錄/再現(xiàn)設(shè)備和通信設(shè)備以碼序列傳送輸入信息序列，以便降低數(shù)字傳送 的信息的錯誤率。圖1是展示記錄和再現(xiàn)系統(tǒng)1的配置示例的框圖。如圖1所示，記錄和再現(xiàn)系統(tǒng)1由記錄設(shè)備11和再現(xiàn)設(shè)備12組成。記錄設(shè)備11 由編碼塊21和記錄塊22構(gòu)成。再現(xiàn)設(shè)備12由再現(xiàn)塊31、A/D (模擬/數(shù)字)轉(zhuǎn)換塊32、 碼檢測塊33和解碼塊34構(gòu)成。在圖1中，來自用戶側(cè)的信息序列(輸入信息序列)被輸入給編碼塊21。編碼塊 21以m/n的比例將輸入信息序列編碼成碼序列，其中“m”表示信息字(information word) 長度，“η”表示碼字長度，并且“m/n”表示編碼率。對于編碼經(jīng)常結(jié)合使用諸如加密、糾錯 編碼和RLL(游程長度(run length)受限)編碼的多個編碼方式。碼序列被輸入給記錄塊22，記錄塊22使用光拾取器、磁頭等將輸入序列記錄到記 錄介質(zhì)(未示出)中。將記錄到記錄介質(zhì)中的信號從那里移至再現(xiàn)設(shè)備12處。來自記錄設(shè)備11的被記錄的信號由再現(xiàn)設(shè)備12的再現(xiàn)塊31使用光拾取器、磁頭 等從記錄介質(zhì)轉(zhuǎn)換為模擬再現(xiàn)信號。模擬均衡器(未示出)被用來在該模擬再現(xiàn)信號被A/ D轉(zhuǎn)換塊32以預定時間間隔轉(zhuǎn)換為數(shù)字接收信號前，將該模擬再現(xiàn)信號均衡為具有目標均 衡特性的信號。A/D轉(zhuǎn)換塊32包括相位同步電路(未示出)。碼檢測塊33將數(shù)字接收信號轉(zhuǎn)換為所檢測的碼序列或其后驗概率信息序列。所 檢測的碼序列或后驗概率信息序列被輸入給解碼塊34，由此，輸入序列以n/m的比率被解 碼為構(gòu)成所檢測的信息序列的檢測的信息字。如果認為模擬均衡器的均衡不足，則可以在A/D轉(zhuǎn)換塊32和碼檢測塊33之間插 入數(shù)字均衡器。近年來，讓碼檢測塊33使用諸如Viterbi檢測器這樣的軟判決檢測器的實 踐變得普遍。此外，如果解碼塊34采用迭代解碼方案，則碼檢測塊33可被配置為使用能夠 軟判決輸入和軟判決輸出的后驗概率檢測器。已研究了多種由圖1中的編碼塊21使用的碼。特別地，通過存儲系統(tǒng)，RLL碼和 ECC (糾錯碼)經(jīng)常被結(jié)合使用。作為代表性的ECC，里德-所羅門(Reed-Solomon)碼被長期實踐。通過通信系統(tǒng)， 能夠高水平糾錯的低密度奇偶校驗碼近年來也已被付諸實踐。在RLL碼之中，在NRZI調(diào)制之前的碼序列中其連續(xù)的0比特的最大數(shù)目(即最大 游程長度)被限制為“k”、其連續(xù)的0比特的最小數(shù)目(最小游程長度)被限制為“d”的那些通常被稱為(d，k) RLL碼。附帶地，NRZI (非歸零逢“1”變化(non-return to zero on one))調(diào)制是一種調(diào)制系統(tǒng)，通過其，所記錄的或傳送的信號的極性在“1”處被反轉(zhuǎn)、在“0” 處保持不變。其中所記錄或傳送的碼序列中連續(xù)轉(zhuǎn)換的數(shù)目受限制的碼被稱為MTR(最大躍遷 游程)碼。利用MTR碼，在NRZI調(diào)制之前的碼序列中連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目落入2與更 大但有限的數(shù)目之間。在NRZI調(diào)制之前其連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目被限制為1的碼通常 不稱之為MTR碼，因為該碼與已知多年的最小RLL碼相同。在美國專利US5859601 (1999年 1 月，J. Moon 和 B. Brickner)(以下稱為專利文件 1)以及 IEEE Trans. Magn. 32 卷，3992 頁 (1996年，J. Moon和B. Brickner)(以下稱為非專利文件1)中示例性地公開了 MTR碼。以上引用的專利文件1和非專利文件1討論了如果最大游程為8或更大，則可以 構(gòu)造碼的MTR = 2以提供7/8編碼率的可能性。雖然表達MTR在非專利文件1中第一次被使用，但此前已有其連續(xù)“1”比特在 NRZI調(diào)制之前受限的碼被公知的(例如，奈奎斯特約束碼)。MTR碼的主要特性是通過將連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目限制為小數(shù)目，該碼允許 處理已經(jīng)過部分響應(yīng)均衡的接收信號的檢測器格子(trellis)移除或減少其歐氏距離平 方(squared Euclidean distance)明顯較短的碼序列，從而向正在使用的系統(tǒng)提供編碼增益。即使碼中連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目受限，如果該數(shù)目明顯較大，則所涉及的編碼 增益非常小。因此，其連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目被限制到2至4以提高編碼增益的碼通常 被稱為MTR碼。其連續(xù)“ 1，，比特的最大數(shù)目被限制到2至4的MTR碼的性能示例性地在 "Application of Distance EnhancingCodes，，(Ε· Soli janin，IEEE Trans· Magn·，第 37 卷 第2期，762-767頁，2001年3月)(此后稱為非專利文件2)中得以詳細地公開。如果接收信號的信噪比(SNR)保持不變，則MTR約束很強。即，連續(xù)“1”比特的最 大數(shù)目越小，正在使用的碼檢測器的增益就越大。然而，增強MTR約束通常降低可獲得的編 碼率并使SNR降低。因此，對給定碼的MTR約束優(yōu)選地應(yīng)當有多強與正在使用的系統(tǒng)的信 號傳送特性相關(guān)。由于MTR碼是其“1”比特的最大游程長度受限的碼，廣義上可認為該碼是一種RLL 碼。在實踐中，MTR碼使其“O”比特的最大游程長度也受到約束。在如上所述結(jié)合使用RLL碼和ECC的情況下，有兩種方式形成該結(jié)合在ECC之后 (在添加了 ECC奇偶比特后)執(zhí)行RLL編碼，或者在RLL編碼后進行ECC編碼。后一種安 排近年來得以廣泛研究，因為其能獲得糾錯而不反過來受由RLL解碼引起的錯誤傳播的影 響。結(jié)果常常是比以前更大的編碼增益。圖2是展示在RLL編碼之后執(zhí)行ECC編碼的編碼塊21的構(gòu)成示例的框圖。在圖2中，輸入信息序列被送入RLL編碼部件51用于Hi1Ai1的比例的RLL編碼，然 后被輸出給ECC奇偶生成部件52和選擇部件53。在此，叫和叫中的每個都是自然數(shù)并且 Hl1 小于 Il1 οECC奇偶生成部件52生成和輸出ECC奇偶比特。選擇部件53連續(xù)地選擇從RLL編碼部件51輸出的RLL碼序列和從ECC奇偶生成 部件52輸出的奇偶序列，并將選擇的序列作為碼序列輸出。
在圖2的編碼結(jié)構(gòu)中，對奇偶序列的游程長度沒有約束。這通常導致碼序列在最 小游程長度約束、MTR約束和最大游程長度約束方面極大地遭受惡化的問題。已知許多方法來減輕由奇偶插入導致的在MTR約束和RLL方面的惡化問題。第一種方法涉及在圖2的編碼結(jié)構(gòu)中在ECC編碼之前利用RLL碼序列對ECC奇偶 序列進行交織(interleaving)。即，在ECC編碼之前，奇偶序列被周期性地插入到RLL碼 序歹Il中° 在"Constrained Coding Techniques for SoftIterative Decoders" (J. L. Fan 和 J. M. Cioffi, Proc. IEEE (Globecom ‘99)，723-727 頁)(此后稱為非專利文件 3)中示例 性公開了該方法。根據(jù)在非專利文件3中公開的方法，如果假設(shè)字符α代表奇偶插入之前的RLL碼 序列的最大游程長度，則在奇偶插入后該碼序列的最大游程長度惡化為α + ε，其中ε表 示自然數(shù)。如果ECC的編碼率大于α/(α + ε)，則數(shù)ε可以是最小自然數(shù)1。然而，該在非專利文件3中公開的方法存在一個問題在RLL碼序列受制于最小游 程長度約束和MTR約束的情況下，該方法的使用可以使這些約束降低至少一個數(shù)量級。通常，即使對RLL碼序列的最大游程長度約束被降低一個數(shù)量級，也不會引起系 統(tǒng)性能的明顯惡化。然而，如果最小游程長度約束或MTR約束被降低一個數(shù)量級，則可大大 惡化系統(tǒng)性能。一個回避上述問題的方法是在周期性地將第二 RLL碼序列插入到第一 RLL碼 序列中之前，對輸入信息序列執(zhí)行第一 RLL編碼并對ECC奇偶序列執(zhí)行第二 RLL編 碼。 在“Application of Low-density Parity-check Codes toMagnetic Recording Channels，，(H. Song、R. M. Todd 禾口 J. R. Cruz，IEEE Trans, on Sel. Areas in Comm.，第 19 卷， 第5期，918-923頁，2001年5月)(此后稱為非專利文件4)中公開了該方法。圖3是展示對ECC奇偶序列執(zhí)行第二 RLL編碼的編碼塊21的另一個組成示例的 框圖。在圖3中，那些也能在圖2中找到的組件由同樣的附圖標記標注。圖3中的結(jié)構(gòu) 與圖2中的結(jié)構(gòu)的不同點在于在ECC奇偶生成部件52的下游布置了對ECC奇偶序列執(zhí)行 第二 RLL編碼的RLL編碼部件M。在圖3中，輸入信息序列被送入RLL編碼部件51用于Hi1Ai1的比例的第一 RLL編 碼。因此編碼的信息序列被輸入給ECC奇偶生成部件52和選擇部件53。ECC奇偶生成部件52生成并輸出奇偶比特。從ECC奇偶生成部件52輸出的奇偶 序列被轉(zhuǎn)發(fā)給RLL編碼部件M用于m2/n2的比例的第二 RLL編碼，其中m2和n2中的每個都 是自然數(shù)，并且叫小于n2。選擇部件53周期性地選擇從RLL編碼部件51輸出的序列和從RLL編碼部件M 輸出的序列。所選擇的序列被作為碼序列輸出。根據(jù)在非專利文件4中描述的方法，采用了一種簡單的比特插入技術(shù)來實施第二 RLL編碼。這種安排意在方便可能在解碼側(cè)用于ECC解碼的軟判決解碼。如果采用復雜的 技術(shù)執(zhí)行第二 RLL編碼，則在ECC解碼時將必須進行復雜的軟判決解碼，這將需要安裝復雜 的解碼電路。圖3的編碼結(jié)構(gòu)具有防止在ECC編碼前對RLL碼序列的碼約束在ECC編碼后被降 低的優(yōu)點。在另一方面，在RLL編碼部件M &πι2/η2的編碼率的影響下，總的編碼率將變得
6比 Hl1Al1 差。通過對輸入信息序列執(zhí)行第一 RLL編碼并在以1的編碼率執(zhí)行第二 RLL編碼前 將ECC奇偶序列插入RLL碼序列的技術(shù)避免了上述問題。在美國專利6335841B1 "Coding Apparatus and Coding Method"(A. Hirano>S. Mita 禾口 Y. Watanabe, 2002 年 1 月)(此后稱 為專利文件2)中示例性地公開了該技術(shù)。圖4是展示在上述專利文件2中公開的、在將ECC奇偶序列插入第一 RLL碼序列 中之后以1的編碼率執(zhí)行第二 RLL編碼的編碼塊21的另一個構(gòu)成示例的框圖。在圖4中，那些在圖2中也能夠找到的組件由同樣的附圖標記指出。圖4中的結(jié) 構(gòu)與圖2中的結(jié)構(gòu)的不同點在于安裝RLL編碼部件55來對從選擇部件53輸出的序列以1 的編碼率執(zhí)行第二 RLL編碼。在圖4中，輸入信息序列被送入RLL編碼部件51用于m/n的編碼率的第一 RLL編 碼。RLL碼序列被輸出給ECC奇偶生成部件52和選擇部件53。ECC奇偶生成部件52生成并輸出ECC奇偶比特。選擇部件53周期性地選擇從RLL編碼部件51輸出的RLL碼序列和從ECC奇偶生 成部件52輸出的奇偶序列，并輸出所選擇的序列。從選擇部件53輸出的序列被轉(zhuǎn)發(fā)給RLL編碼部件55用于以1為編碼率的第二 RLL編碼。RLL編碼部件55將編碼結(jié)果作為碼序列輸出。在以上引用的專利文件2中描述的結(jié)構(gòu)中，并非所有RLL編碼都由圖4中的RLL 編碼部件51執(zhí)行，RLL編碼部件55被用于完成期望的全部RLL編碼。作為由RLL編碼部 件55進行的碼轉(zhuǎn)換示例，如果給定
的序列來表示前面的第一 RLL碼字的最 后4比特、奇偶檢驗1比特和當前第一 RLL碼字的開始4比特，則該序列被轉(zhuǎn)換為W001，0， 1110]。

發(fā)明內(nèi)容
在執(zhí)行RLL編碼之后進行ECC編碼的普通方法具有的問題總結(jié)如下如圖2所示，如果對輸入信息序列執(zhí)行RLL編碼并且如果在ECC編碼前周期性地 將ECC奇偶序列插入該輸入信息序列，則對RLL編碼的碼約束將被惡化至少一個數(shù)量級。如圖3所示，如果對輸入信息序列執(zhí)行第一 RLL編碼，并且如果在ECC奇偶序列被 周期性地插入到ECC編碼前的碼序列中之前，對奇偶序列執(zhí)行第二 RLL編碼，則對第一 RLL 編碼的碼約束得以保護，但第二 RLL編碼導致編碼率的惡化。如圖4所示，如果對輸入信息序列進行第一 RLL編碼，并且如果在所編碼的序列經(jīng) 歷以1為編碼率的第二 RLL編碼之前將ECC奇偶序列周期性地插入到RLL碼序列中，則通 過硬判決來解碼該ECC奇偶序列沒有問題，但軟判決很難。例如，如果通過在專利文件2中公開的技術(shù)進行編碼且在解碼時進行軟判決，則 由第二 RLL編碼編碼的序列的解碼需要通過參考最大13個連續(xù)比特的接收信號序列來計 算八個連續(xù)信息比特中的每一個的置信度(confidence)。設(shè)計能夠以如此高等級的精度軟 判決解碼的電路并不容易。即，如同在對輸入信息執(zhí)行RLL編碼后執(zhí)行ECC編碼的技術(shù)一樣，還未提出一種同 時滿足三個條件的編碼方法(1)對RLL碼序列的碼約束不被干擾；(2)引起編碼率降低的附加比特不被插入；以及C3)軟判決解碼和硬判決解碼都可以容易地得以進行?？紤]上述情況，作出了本發(fā)明。本發(fā)明提供一種編碼方法、編碼設(shè)備、解碼方法和 解碼設(shè)備，由此上述三個條件得以滿足，即對RLL碼序列的碼約束不被干擾；引起編碼率 降低的附加比特不被插入到ECC奇偶序列中；以及在解碼側(cè)能容易地執(zhí)行軟判決解碼和硬 判決解碼兩者。在執(zhí)行本發(fā)明時，根據(jù)它的一個實施例，提供了一種編碼方法，包括以以下方式編 碼信息序列的步驟在執(zhí)行該信息序列的RLL編碼后進行糾錯編碼時，在從RLL碼字的比 特ρ-α到比特ρ+α-l的范圍上，所述RLL碼字中的連續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù)目 為α-β或更小，并且在該RLL碼字的ρ-1比特和ρ比特之間插入β比特的糾錯碼奇偶序 列，其中α是大于1的、且表示η比特的RLL碼字中連續(xù)“0”比特或“1”比特的最大數(shù)目 的數(shù)，P是自然數(shù)。優(yōu)選地，ρ可表示多個自然數(shù)。優(yōu)選地，如果RLL碼的編碼率由m/n表示，其中m是自然數(shù)，則糾錯碼的編碼率可 被定義為πι/(η+β)。優(yōu)選地，β可為1。優(yōu)選地，m可為16且η可為17。優(yōu)選地，連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目α可為4，連續(xù)“0”比特的最大數(shù)目α可為6， 并且P可為5。根據(jù)本發(fā)明的另一個實施例，提供了一種編碼設(shè)備，包括了用于以以下方式編碼 信息序列的編碼裝置在執(zhí)行信息序列的RLL編碼之后進行糾錯編碼時，在從RLL碼字的比 特ρ-α到比特ρ+α-l的范圍上，所述RLL碼字中的連續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù)目 為或更小，并且在該RLL碼字的比特ρ-1和比特ρ之間插入β比特的糾錯碼奇偶序 列，其中α是大于1、且表示η比特RLL碼字中連續(xù)“0”比特或“1 “比特的最大數(shù)目的數(shù)， P是自然數(shù)。根據(jù)本發(fā)明的另一個實施例，提供了一種解碼方法，包括步驟檢測由以下方式編 碼信息序列獲得的碼序列在執(zhí)行信息序列的RLL編碼之后進行糾錯編碼時，在從RLL碼字 的比特ρ- α到比特ρ+ α -1的范圍上，所述RLL碼字中的連續(xù)“ 1，，比特或“0”比特的最大 數(shù)目為α-β或更小，并且在該RLL碼字的比特ρ-1和比特ρ之間插入β比特的糾錯碼奇 偶序列，其中α是大于1、且表示η比特RLL碼字中連續(xù)“0”比特或“1”比特的最大數(shù)目的 數(shù)，P是自然數(shù)；從所檢測的碼序列中刪除糾錯碼奇偶序列；以及對已從其刪除糾錯碼奇偶 序列的碼序列進行RLL解碼。根據(jù)本發(fā)明的再一實施例，提供了一種解碼設(shè)備，包括檢測裝置，用于檢測由以 以下方式編碼信息序列而獲得的碼序列在執(zhí)行信息序列的RLL編碼之后進行糾錯編碼 時，在從RLL碼字的比特ρ-α到比特ρ+α-1的范圍上，所述RLL碼字中的連續(xù)“ 1 ”比特或 “0”比特的最大數(shù)目為α-β或更小，并且在該RLL碼字的比特ρ-1和比特ρ之間插入β 比特的糾錯碼奇偶序列，其中α是大于1、且表示η比特RLL碼字中連續(xù)“0”比特或“1”比 特的最大數(shù)目的數(shù)，P是自然數(shù)；刪除裝置，用于從由檢測裝置檢測的碼序列中刪除糾錯碼 奇偶序列；以及解碼裝置，用于對已由刪除裝置從其刪除了糾錯碼奇偶序列的碼序列進行 RLL解碼。
根據(jù)以上略述的本發(fā)明的實施例，信息序列以以下方式得以編碼當在執(zhí)行該信 息序列的RLL編碼之后進行糾錯編碼時，在從RLL碼字的比特ρ-α到比特ρ+α_1的范圍 上，所述RLL碼字中的連續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù)目為α-β或更小，并且在該RLL 碼字的比特P-I和比特P之間插入β比特的糾錯碼奇偶序列，其中α是大于1、且表示η 比特RLL碼字中連續(xù)“0”比特或“1”比特的最大數(shù)目的數(shù)，ρ是自然數(shù)。同樣，根據(jù)以上略述的本發(fā)明的另一個實施例，首先檢測通過以以下方式編碼信 息序列而獲得的碼序列在執(zhí)行信息序列的RLL編碼之后進行糾錯編碼時，在從RLL碼字的 比特ρ-α到比特ρ+α-l的范圍上，所述RLL碼字中的連續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù) 目為或更小，并且在該RLL碼字的比特ρ-1和比特ρ之間插入β比特的糾錯碼奇偶 序列，其中α是大于1、且表示η比特RLL碼字中連續(xù)“0”比特或“1”比特的最大數(shù)目的 數(shù)，P是自然數(shù)。然后從所檢測的碼序列中刪除糾錯碼奇偶序列。此后，對已從其刪除了糾 錯碼奇偶序列的碼序列進行RLL解碼。當本發(fā)明被如上概略地實施時，對RLL碼序列的碼約束不被干擾；引起編碼率降 低的附加比特不被插入到ECC奇偶序列中；并且在解碼側(cè)上可以容易地執(zhí)行軟判決解碼和 硬判決解碼兩者。


在閱讀以下描述和附圖時，本發(fā)明的進一步特性和優(yōu)點將變得清楚，其中圖1是展示記錄和再現(xiàn)系統(tǒng)的配置示例的框圖；圖2是展示普通編碼塊的構(gòu)成示例的框圖；圖3是展示普通編碼塊的另一個構(gòu)成示例的框圖；圖4是展示普通編碼塊的再一個構(gòu)成示例的框圖；圖5是展示作為實施本發(fā)明的記錄和再現(xiàn)系統(tǒng)的一部分的記錄設(shè)備中的編碼塊 的構(gòu)成示例的框圖；圖6是受制于MTR = 4并且最大游程長度為6的約束的碼序列的有限狀態(tài)轉(zhuǎn)變 圖；圖7是列出香農(nóng)容量的列表視圖；圖8是碼轉(zhuǎn)換表的示例；圖9是違反時可應(yīng)用的碼轉(zhuǎn)換表的示例；圖10是展示在其上插入1個奇偶比特的位置以及對連續(xù)“1”比特的典型附加約 束的示意圖；圖11是展示在其上插入1個奇偶比特的位置以及對連續(xù)“0”比特的典型附加約 束的示意圖；圖12是展示在作為一方面的奇偶比特位置與作為另一方面的候選碼字的數(shù)目之 間的關(guān)系的列表視圖；圖13是解釋由具有在圖5中所示的編碼塊的記錄設(shè)備執(zhí)行的記錄處理的流程 圖；圖14是展示作為實施本發(fā)明的記錄和再現(xiàn)系統(tǒng)的一部分的再現(xiàn)設(shè)備的構(gòu)成示例 的框圖15是18個狀態(tài)的格子圖；圖16是解釋由在圖14中所示的再現(xiàn)設(shè)備執(zhí)行的再現(xiàn)處理的流程圖；圖17是展示傳送和接收系統(tǒng)的配置示例的框圖；以及圖18是展示個人計算機的構(gòu)成示例的框圖。
具體實施例方式[編碼塊的構(gòu)成示例]圖5是展示實施本發(fā)明的編碼塊21的構(gòu)成示例的框圖。輸入信息序列被送入RLL編碼部件51用于Hi1Ai1的比例的RLL編碼。RLL碼序列 被輸入給ECC奇偶生成部件52和選擇部件53。ECC奇偶生成部件52生成并輸出ECC奇偶比特。選擇部件53連續(xù)地選擇從RLL編碼部件51輸出的RLL碼序列和從ECC奇偶生成 部件52輸出的奇偶序列，并將所選擇的序列作為碼序列輸出。圖5中的結(jié)構(gòu)與在圖2中所示的編碼塊21的結(jié)構(gòu)基本相同。不同之處在于RLL 編碼部件51執(zhí)行RLL編碼的方式、ECC奇偶生成部件52生成ECC奇偶比特的方式以及選 擇部件53選擇在其上插入奇偶比特的位置的方式。例如，根據(jù)在專利文件2中公開的技術(shù)，將用于RLL碼序列的ECC奇偶比特插入到 該序列的兩個RLL碼字之間的連接點中。在圖5的結(jié)構(gòu)中，ECC校驗位被插入RLL碼字中 段，同時，奇偶比特位置附近的游程長度約束相比于其他位置上的游程長度約束被加強。該 安排使奇偶比特能夠被插入，而不惡化在奇偶比特插入之前有效的游程長度約束。示例性地，通過本實施例，圖5中的RLL編碼部件51采用16/17RLL碼，并且ECC 奇偶生成部件52使用0448，2312)ECC作為低密度奇偶校驗碼。用于該實施例的RLL碼是 由本申請人在日本專利國內(nèi)公表公報特表2008-219477中公開的RLL碼的變型，該碼被使 用進一步的約束來增強。接下來是用于該實施例的16/17RLL碼的解釋。圖6是受限于MTR = 4和最大游程長度為6的約束的碼序列的有限狀態(tài)轉(zhuǎn)變圖， 狀態(tài)數(shù)為10。在圖6的有限狀態(tài)轉(zhuǎn)變圖中，香農(nóng)容量(其中MTR = 4并且最大游程長度為6)為 0.9684。這大于16/17(0.9411...)的編碼率。因此，可以構(gòu)建滿足MTR = 4并且最大游程 長度為6的約束的16/17碼。香農(nóng)容量是受限于約束的給定碼能夠達到的、理論上的最大編碼率。即，理論上可 以設(shè)計具有小于香農(nóng)容量的編碼率的碼。圖7是列出在假設(shè)MTR = 3或MTR = 4的情況下 通過改變最大游程約束而獲得的香農(nóng)容量的列表視圖。如圖7所示，當MTR = 4時，受限于 為6的最大游程約束的碼序列的香農(nóng)容量為0. 9684。雖然滿足圖6中的約束的16/17碼可由固定長度的轉(zhuǎn)換碼組成，但是本實施例被 安排來利用長度可變的碼來編碼。這樣做的理由是長度可變的編碼帶來(entail)更多的 能夠成為候選碼字的17比特的序列，并因此使增強除MTR和最大游程長度約束之外的碼約 束更容易。這幫助設(shè)計具有更好性能的碼。雖然除了 MTR和最大游程長度約束之外的碼約 束是可選的，但通?？紤]的約束可以是在每隔一個比特觀察NRZI調(diào)制的碼序列時有效的最大游程長度。考慮如下的比特序列，其中在碼字的開始和結(jié)尾處的連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目被 限制為2，在該碼字的開始和結(jié)尾處的連續(xù)“0”比特的最大數(shù)目被限制為6，該碼字中段的 連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目被限制為4，并且該碼字中段的連續(xù)“0”的最大數(shù)目被限制為6。如圖6的有限狀態(tài)轉(zhuǎn)變圖所示，在狀態(tài)1至4禾Π 6至9中輸出“0”和“1”兩者；在 狀態(tài)5中僅輸出“0”;并且在狀態(tài)10中僅輸出“1”。在這些條件下，所允許的連續(xù)“0”比特 的最大數(shù)目為6 (在圖6的圖中，連續(xù)“0”比特的最大數(shù)目不超過6)，當被置于碼字的開始 處時，狀態(tài)3具有被限制為2或更小的、連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目。當被置于該碼字的末尾 時，狀態(tài)1、2、3、6、7、8、9和10中的每一個(即除了狀態(tài)4和5之外)都具有被限制為2或 更小的、連續(xù)“ 1，，比特的最大數(shù)目?，F(xiàn)在考慮下述比特序列其在圖6的有限狀態(tài)轉(zhuǎn)換圖中的狀態(tài)3中開始并在狀態(tài) 1、2、3、6、7、8、9和10之一中結(jié)束。一共存在78，943個滿足上述約束的17比特的序列。從 這些序列中，選取65，536( = 216)個臨時碼字。S卩，根據(jù)圖6的有限狀態(tài)轉(zhuǎn)變圖分配臨時碼字來生成碼轉(zhuǎn)換表，該表的一部分在 圖8中示出。圖8展示了覆蓋當根據(jù)圖6的有限狀態(tài)轉(zhuǎn)變圖將臨時碼分配給65，536( = 216)個 信息字時生成的最初的八個字的碼轉(zhuǎn)換表。在圖8的碼轉(zhuǎn)換表中，左欄表示16比特的信息字，右欄表示對應(yīng)于左側(cè)的16比 特的信息字的17比特的臨時碼字。圖8的碼轉(zhuǎn)換表被用來將臨時碼字分配給信息字。例 如，如圖8的第1行所示，16比特的信息字“0000000000000000”被轉(zhuǎn)換為17比特的臨時字 “00000100000010001”。在圖8的碼轉(zhuǎn)換表中，在碼字開始和結(jié)尾處的連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目被限制為 2，并且在該碼字開始和結(jié)尾處的連續(xù)“0”比特的最大數(shù)目被限制為4至10。圖8的碼轉(zhuǎn)換 表僅展示了存在的共65，536個碼轉(zhuǎn)換規(guī)則中的八種碼轉(zhuǎn)換規(guī)則。臨時碼字到信息字的分 配是可選的。如上所述，圖5中的RLL編碼部件51根據(jù)圖8的碼轉(zhuǎn)換表，將16比特的信息字連 續(xù)地轉(zhuǎn)換為17比特的臨時碼字。應(yīng)當注意，在按照圖8的碼轉(zhuǎn)換表的轉(zhuǎn)換之后，在碼字之間的連接點處的最大游 程長度變?yōu)?2。當在轉(zhuǎn)換到臨時碼字后，如此違反對碼字之間的連接點處的最大游程長度 為6的約束時，RLL編碼部件51進一步根據(jù)違反時可應(yīng)用的碼轉(zhuǎn)換表進行碼轉(zhuǎn)換。圖9展示了違反時可應(yīng)用的典型碼轉(zhuǎn)換表。在圖9中，逗號(，)指示兩個連續(xù)碼字之間的邊界。如果在臨時碼字之間的連接 點處的連續(xù)“0”比特的數(shù)目不超過預定最大游程長度的約束，則不需要應(yīng)用圖9中違反時 可應(yīng)用的碼轉(zhuǎn)換表。隨后的描述假定使用圖8的碼轉(zhuǎn)換表獲得的第一個臨時碼字稱為臨時 碼字1，使用圖8的表獲取的第二個臨時碼字被稱為臨時碼字2。在圖9中的違反時可應(yīng)用的碼轉(zhuǎn)換表中，規(guī)則1指示如果臨時碼字1的最后4個 比特為“0000”并且臨時碼字2的第一個比特為“0”，則臨時碼字1的最后4個比特被轉(zhuǎn)換 為“0111”，并且臨時碼字2的第1個比特被轉(zhuǎn)換為“0”。類似地，規(guī)則2指示如果臨時碼字1的最后1個比特為“0”并且臨時碼字2的最初4個比特為“0000”，則臨時碼字1的最后1個比特被轉(zhuǎn)換為“0”，并且臨時碼字2的最初 4個比特被轉(zhuǎn)換為“1110”。如果臨時碼字1的最后4個比特為“0000”并且如果臨時碼字2的最初4個比特為 “0000”，則規(guī)則1和規(guī)則2的違反規(guī)則同時被滿足。在這種情況下，規(guī)則No. 1和規(guī)則No. 2
的任一個可優(yōu)先于另一個。當如根據(jù)圖9中的違反時可應(yīng)用的碼轉(zhuǎn)換表所需要地執(zhí)行碼轉(zhuǎn)換時，可以將在臨 時碼字之間連接點處的連續(xù)“0”比特的最大數(shù)目限制為6。RLL編碼部件51根據(jù)違反時可 應(yīng)用的碼轉(zhuǎn)換表轉(zhuǎn)換部分臨時碼字，并將通過該轉(zhuǎn)換獲得的碼字輸出。從RLL編碼部件51 輸出的RLL碼(即16/17RLL碼)構(gòu)成其中“0”比特的最大游程長度為6并且“ 1”比特的 最大游程長度為4的碼序列。圖10是展示在其中插入1個由ECC奇偶生成部件52生成的ECC奇偶比特的位置 以及對連續(xù)“1”比特的附加約束的示意圖。如圖10所示，在相對于從RLL編碼部件51輸出的16/17碼的開始的比特4和比 特5之間插入由ECC奇偶生成部件52生成的ECC奇偶“ 1”比特或“0”比特。即使在要被插入的一個ECC奇偶比特是“1”的情況下，也在比特1和比特8之間 (即在奇偶比特位置附近)額外地施加將連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目限制為3的約束限制，以 便可以分別滿足上述條件。即，當包括奇偶比特的“1”比特各自被逗號(，)劃分時，{ ‘1’(比特2)，‘1’(比 特3)，‘1’(比特4)，奇偶比特，‘1’(比特5)}的樣式被禁止，如圖10中5個樣式中從上往 下的第二個樣式所示。這是因為MTR = 4的約束沒有滿足。出于同樣的原因，也被禁止的是樣式{ ‘1’(比特3)，‘1’(比特4)，奇偶比特， ‘1，(比特5)，‘1，(比特6)}、樣式{ ‘1，(比特4)，奇偶比特，‘1，(比特5)，‘1，(比特6)， ‘1，(比特7)}以及樣式{奇偶比特，‘1，(比特5)，‘1，(比特6)，‘1，(比特7)，‘1，(比
特 8)}。應(yīng)當注意，由于在碼字的開始和結(jié)尾處連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目被限制為2的上 述初始約束，頂端所示的樣式即{ ‘1，(比特1)，‘1，(比特2)，‘1，(比特3)，‘1，(比特 4)，奇偶比特}也被禁止。圖11是展示在其中插入1個由ECC奇偶生成部件52生成的ECC奇偶比特的位置 以及對連續(xù)“0”比特的典型附加約束的示意圖。如圖11所示，在相對于從RLL編碼部件51輸出的16/17RLL碼的開始的比特4和 比特5之間插入由ECC奇偶生成部件52生成的“1”或“0”ECC奇偶比特。即使在要插入的一個ECC奇偶比特是“0”的情況下，也對奇偶比特位置的附近額 外地施加將連續(xù)“0”比特的最大數(shù)目限制為5的約束，以便分別滿足上述條件。在該情況 下，奇偶比特位置的附近在從比特-1(即，緊挨在前面碼字的最后比特(比特0)之前的比 特)到比特10的范圍內(nèi)。即，樣式{ ‘0，(比特1)，‘0，(比特2)，‘0，(比特3)，‘0，(比特4)，奇偶比特， ‘0’(比特5)，‘0’(比特6)}的樣式被禁止，如圖11中7個樣式中從上至下的第三個樣式 所示。這是因為“0”比特的最大游程長度被限制為6的約束將不被滿足。出于相同的原因而被禁止的有樣式{ ‘0’ (比特2)，‘0’ (比特3)，‘0’ (比特4)，
12奇偶比特，‘0，(比特5)，‘0，(比特6)，‘0，(比特7)}、樣式{ ‘0’ (比特3)，‘0，(比特 4)，奇偶比特，‘0，(比特5)，‘0，(比特6)，‘0，(比特7)，‘0，(比特8)}、樣式{ ‘0’ (比 特4)，奇偶比特，‘0，(比特5)，‘0，(比特6)，‘0，(比特7)，‘0，(比特8)，‘0，(比特9)} 和樣式{奇偶比特，‘0’ (比特5)，‘0’ (比特6)，‘0’ (比特7)，‘0’ (比特8)，‘0’ (比特 9)，‘0，(比特 10)}。應(yīng)當注意，由于碼字的開始和結(jié)尾處連續(xù)“0”比特的最大數(shù)目被限制為6的上述 初始約束，在頂端所示的樣式即{ ‘0’ (比特-1)，‘0’ (比特0)，‘0’ (比特1)，‘0，(比特 2)，‘0，(比特3)，‘0’ (比特4)，奇偶比特}和從上向下的第二個樣式即{ ‘0’(比特0)， ‘0，(比特1)，‘0，(比特2)，‘0，(比特3)，‘0，(比特4)，奇偶比特，‘0，(比特5)}也被禁止。如圖10和11所示，對其中插入奇偶比特的RLL碼額外地施加連續(xù)“1”比特和“0” 比特的最大數(shù)目的約束。這使得可以防止奇偶比特插入后的整個碼序列的連續(xù)“1”比特或 “0”比特的最大數(shù)目變得大于奇偶比特插入前的連續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù)目。在每個碼字中可以有多個其中插入奇偶比特的奇偶比特位置?？梢栽谒婕暗拿?個奇偶比特位置中插入多個奇偶比特。如所描述的，圖5中的編碼塊21以以下方式編碼信息序列在執(zhí)行信息序列的 RLL編碼之后進行ECC編碼時，在RLL碼字中該RLL碼字的比特ρ- α到比特ρ+ α -1的范 圍內(nèi)，連續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù)目為α-β或更小，并且在該RLL碼字的比特ρ-1 和比特P之間插入β比特的奇偶序列，其中α是大于1的、表示在N比特RLL碼字中連續(xù) “0”比特或“ 1，，比特的最大數(shù)目的數(shù)，并且P是自然數(shù)。在圖10和11的示例中，數(shù)ρ為5，數(shù)β為1。數(shù)α關(guān)于對“ 1”比特的約束的為 4，關(guān)于對“0”比特的約束為6。如上參考圖10和11所解釋的，關(guān)于RLL碼序列的禁止樣式的一部分由初始約束 禁止。因此，滿足預定游程長度約束的RLL碼字的數(shù)目依賴在每個RLL碼字中插入ECC奇 偶比特的位置而變化。圖12是展示將“1”奇偶比特插入17比特的碼字中的奇偶比特位置作為一方面與 候選17比特碼字的數(shù)目作為另一方面之間的關(guān)系的列表視圖。這些候選17比特碼字被設(shè) 計為在插入奇偶比特后滿足“0”比特的最大游程長度被限制為6的約束以及“1”比特的最 大游程長度被限制為4的約束。根據(jù)圖12，將理解對于該實施例，當在16/17RLL碼的比特5之前或比特13之后 插入奇偶比特時，可生成最大數(shù)目為70，477的候選碼字。由于需要至少65，536( = 216)個 候選碼字來設(shè)計要輸入給RLL編碼部件51的16比特轉(zhuǎn)換碼，所以還將理解無論將奇偶校 驗碼插入16/17RLL碼的什么地方，本實施例中的約束條件都將無法滿足。上述現(xiàn)象的原因是該實施例使用的RLL碼最初受制于對碼字開始處和結(jié)尾處的 連續(xù)“1”比特和“0”比特的最大數(shù)目的約束。通常，RLL碼在給定碼字和后繼碼字之間的連接點處必須遵守預定的碼約束。而 且，與在碼字的中心附近相比，RLL碼經(jīng)常在每個碼字的開始和結(jié)尾處受到增強的碼約束。 結(jié)果，該實施例中滿足RLL約束的候選碼字的數(shù)目受到RLL碼序列上的初始碼約束的不一 致的存在(biased presence)的影響。
出于這些原因，在上述MTR = 4的碼示例中，當在比特5之前或比特13之后插入 ECC奇偶比特時，可生成最大數(shù)目的候選碼字。候選碼字的數(shù)目越大，可對所述該碼額外施加的約束越多。此方面在提高所討論 的碼的性能上是有利的。根據(jù)該實施例的編碼方法，如果假設(shè)m/n表示RLL碼的編碼率，則糾錯碼的編碼率 應(yīng)優(yōu)選為m/ (η+ β )。在m/n表示RLL碼的編碼率，并且m/ (η+ β )表示糾錯碼的編碼率時， 可以周期性地將β個ECC奇偶比特插入η比特的RLL碼字中。此安排易于以電路的方式 實現(xiàn)。如上所述，對于該實施例確定m = 16,η = 17以及β = 1。當β = 1時，對于給 定的m/n可以最大化最終編碼率。這在編碼率提高方面最有效?，F(xiàn)在考慮如下示例共χ比特的ECC奇偶比特被加入η比特的碼序列，碼序列的連 續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù)目被限制為α。在上述情況下，如果非專利文件3的技術(shù)被用作比較示例1，則奇偶插入后的碼序 列上的游程長度約束總是被惡化至α+l或更大。相比之下，本實施例的編碼方法在奇偶插入后不會惡化該碼序列上的游程長度約 束；該游程長度限制保持為α。如果非專利文件4的技術(shù)被用作比較示例2，則為了遵守對奇偶插入后的碼序列 的游程長度約束，必須在奇偶序列的兩端以及在以α個奇偶比特為間隔的位置處插入一 個附加的比特。即，需要至少l+CeilU/α)個附加比特。這意味著ECC的真實編碼率從n/
(n+x)惡化為 n/{n+x+l+Ceil(x/a )}。例如，如果148比特的ECC奇偶比特序列要被插入其連續(xù)“ 1，，比特的最大數(shù)目被 限制為4的2，516比特的碼序列中，則需要38個(=1+148/4)附加比特。在這種情況下， 真實的編碼率從 2516/(2516+148) = 17/18 = 0. 94444 惡化為 2516/(2516+148+38)= 0. 93116。惡化的編碼率可引起信號傳送速度的下降，在記錄或再現(xiàn)時引起存儲系統(tǒng)信噪比 的降低，或者引起其他類型的系統(tǒng)性能的惡化。根據(jù)本實施例的編碼方法，相比之下，為了遵守對碼序列的游程長度約束，除奇偶 比特之外不需要附加的比特。當專利文件2的技術(shù)被用作比較示例3時，ECC奇偶比特被安排來來經(jīng)歷轉(zhuǎn)換。因 此，在軟判決解碼時，必須通過參考所接收的由多個連續(xù)比特構(gòu)成的信號序列來計算多個 連續(xù)信息比特中的每一個的置信度。這使得難以設(shè)計能夠精確執(zhí)行軟判決解碼的電路。根據(jù)本實施例的編碼方法，相比之下，ECC奇偶比特被簡單地插入碼序列中(即 ECC奇偶比特不經(jīng)歷轉(zhuǎn)換)。因此，當解碼側(cè)進行軟判決解碼時，已經(jīng)經(jīng)過A/D轉(zhuǎn)換的輸入 信號在整個奇偶比特部分上可不被修改地用于置信度計算。這使得易于設(shè)計能夠精確實施 軟判決解碼的電路。[記錄處理]下面參考圖13解釋由具有圖5的編碼塊21的記錄設(shè)備11執(zhí)行的記錄處理。在步驟Sll中，編碼塊21中的RLL編碼部件51根據(jù)圖8的碼轉(zhuǎn)換表將16比特的 信息字轉(zhuǎn)換為17比特的臨時碼字。在此使用的碼轉(zhuǎn)換表涉及在插入奇偶比特的位置附近 的比特上施加額外的約束。這樣，該表禁止到具有之前通過參考圖10和11討論的禁止樣
14式的臨時碼字的轉(zhuǎn)換。在步驟S12中，如果發(fā)現(xiàn)在臨時碼字之間連接點上的約束被違反，則RLL編碼部件 51根據(jù)圖9中違反時可應(yīng)用的碼轉(zhuǎn)換表執(zhí)行轉(zhuǎn)換。由執(zhí)行RLL編碼的RLL編碼部件51生 成的RLL碼序列被發(fā)送給ECC奇偶生成部件52和選擇部件53兩者。在步驟S13中，ECC奇偶生成部件52生成并輸出ECC奇偶比特。在步驟S14中，選擇部件53在由從RLL編碼部件51提供的單一碼字構(gòu)成的RLL 碼序列的比特4和比特5之間插入從ECC奇偶生成部件52送入的1個ECC奇偶比特。選 擇部件53輸出其中插入了 ECC奇偶比特的碼序列。在步驟S15中，記錄塊22將從選擇部件53輸出的碼序列記錄到記錄介質(zhì)。這終 止了記錄處理。[解碼側(cè)的構(gòu)成]圖14是展示再現(xiàn)由在圖5中所示的編碼塊21編碼的碼序列的再現(xiàn)設(shè)備12的構(gòu) 成示例的框圖。在圖14中所示的結(jié)構(gòu)中，那些包括在圖1的結(jié)構(gòu)中的組件由同樣的附圖標記標 記。如圖14所示，再現(xiàn)設(shè)備12中的解碼塊34由ECC解碼部件61、奇偶移除部件62和RLL 解碼部件63構(gòu)成。如上所述，來自記錄設(shè)備11的記錄信號由再現(xiàn)設(shè)備12的再現(xiàn)塊31轉(zhuǎn)換為模擬再 現(xiàn)信號。該模擬再現(xiàn)信號由模擬均衡器(未示出)均衡為具有預定目標均衡特性的信號。 由此均衡后的模擬再現(xiàn)信號以預定的時間間隔由A/D轉(zhuǎn)換塊32轉(zhuǎn)換為數(shù)字接收信號。由 通過A/D轉(zhuǎn)換塊32的A/D轉(zhuǎn)換獲得的數(shù)字接收信號表示的接收序列信號被輸入給碼檢測 塊33。通過本實施例的編碼方法獲得的碼序列可通過硬判決或軟判決得以解碼。在該情 況下，假設(shè)執(zhí)行軟判決解碼。輸入到碼檢測塊33的接收信號序列在輸出前被轉(zhuǎn)換為由軟判決數(shù)據(jù)構(gòu)成的所檢 測的ECC碼序列。雖然碼檢測塊33也可被安排來輸出硬判決數(shù)據(jù)，但在此輸出的是表示接 收信號后驗概率信息的軟判決數(shù)據(jù)。從碼檢測塊33輸出的所檢測的ECC碼序列被輸入給用于錯誤檢測和糾正的解碼 塊34的ECC解碼部件61。隨之，ECC解碼部件61輸出由硬判決數(shù)據(jù)構(gòu)成的所檢測的ECC 碼序列。雖然ECC解碼部件61也可被安排來輸出軟判決數(shù)據(jù)，但是在此輸出的是硬判決數(shù) 據(jù)。從ECC解碼部件61輸出的所檢測的ECC碼序列被輸入給奇偶移除部件62，由此移 除ECC奇偶比特。然后，奇偶移除部件62輸出由硬判決數(shù)據(jù)構(gòu)成的所檢測的RLL碼序列。 如上參考圖10和11所解釋的，ECC奇偶比特被簡單地插入通過本實施的編碼方法獲得的 RLL碼序列中。接著，可通過使奇偶移除部件62從輸入碼序列中移除ECC奇偶比特來簡單 地實現(xiàn)解碼時的奇偶比特插入(即ECC奇偶比特)的逆轉(zhuǎn)(reversal)。所檢測的RLL碼序列(即從奇偶移除部件62輸出的硬判決數(shù)據(jù))被輸入給RLL 解碼部件63用于Ii1Ai1的比率的RLL解碼。通過RLL解碼獲得的、由硬判決數(shù)據(jù)形成的所 檢測的信息序列被輸出給后繼電路。如在通過圖2的普通編碼方法獲得的碼序列的解碼情況一樣，可使用類似的簡化
15結(jié)構(gòu)的軟判決解碼器來解碼通過本實施例的編碼方法獲取的碼序列。然而，在使用本實施 例的編碼方法的情況下，與在圖2所示的普通方法的情況不同，碼序列上的游程長度約束 將不會被惡化。圖15是由在圖14中所示的碼檢測塊33使用的18個狀態(tài)的格子圖。在圖15中，每個空心方塊(口)表示正(positive)狀態(tài)，每個實心方塊(■)代 表負(negative)狀態(tài)。連接兩個狀態(tài)的實線表示NRZI調(diào)制之前序列中的“ 1”比特，連接 兩個狀態(tài)的虛線表示在NRZI調(diào)制之前所述序列中的“0”比特。圖15的格子圖反映了 4比 特碼元間(intersymbol)干擾以及如圖6所示的連續(xù)“ 1”比特的最大數(shù)目被限制為4的約 束ο通常，考慮進行軟判決檢測的4比特碼元間干擾的格子圖具有16( = 24)個狀態(tài)。 額外地遭受將連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目限制為4的約束的16個狀態(tài)組成了圖15中具有18 個狀態(tài)的格子圖。當根據(jù)圖15的18個狀態(tài)的格子圖進行軟判決檢測時，磁記錄系統(tǒng)可典 型地獲得大概0. 3dB的編碼增益。在使用本實施例的編碼方法的情況下，在EEC奇偶比特插入后不可能惡化碼序列 的最大游程長度。因此，如果對于圖5中的RLL編碼部件51，連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目為 4，則在碼檢測時可使用圖15的格子圖。同時，如果采用圖2的普通方法，則將圖15的格子圖用于碼檢測需要將圖2的RLL 編碼部件51的連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目限制為3。在這種情況下，以由本實施例提供的相 同編碼率，不可能將連續(xù)“0”比特的最大數(shù)目限制為與本實施例編碼方法相同的數(shù)量6。[再現(xiàn)處理]現(xiàn)在將參考圖16描述由圖14中所示的再現(xiàn)設(shè)備12執(zhí)行的再現(xiàn)處理。在步驟S21中，再現(xiàn)塊31再現(xiàn)記錄在記錄介質(zhì)上的模擬再現(xiàn)信號，均衡該再現(xiàn)信 號并輸出已均衡的信號。在步驟S22中，A/D轉(zhuǎn)換塊32對模擬再現(xiàn)信號進行A/D轉(zhuǎn)換。從該轉(zhuǎn)換產(chǎn)生的接 收信號序列由A/D轉(zhuǎn)換塊32輸出。在步驟S23中，碼檢測塊33使用諸如在圖15中所示的18個狀態(tài)的格子圖來檢測 碼序列。在該檢測之后，碼檢測塊33輸出由軟判決數(shù)據(jù)構(gòu)成的所檢測的ECC碼序列。在步驟SM中，解碼塊34中的ECC解碼部件61對從碼檢測塊33送入的所檢測的 ECC碼序列執(zhí)行錯誤檢測和糾正。在錯誤檢測和糾正后，ECC解碼部件61輸出由硬判決數(shù) 據(jù)構(gòu)成的所檢測的ECC碼序列。在步驟S25中，奇偶移除部件62移除在從ECC解碼部件61提供的所檢測的ECC碼 序列中插入的ECC奇偶比特。奇偶移除部件62輸出沒有ECC奇偶比特的所檢測的ECC碼 序列。在步驟S26中，RLL解碼部件63以Ii1Ai1的比率執(zhí)行已從其移除了 ECC奇偶比特 的所檢測的ECC碼序列的RLL解碼。在該步驟中，反向基于圖9中的違反時可應(yīng)用的碼轉(zhuǎn) 換表的轉(zhuǎn)換。還被反向的是基于圖8中的碼轉(zhuǎn)換表的轉(zhuǎn)換。RLL解碼部件63輸出通過RLL 解碼獲得的所檢測的信息序列，并且終止該再現(xiàn)處理。[變型]上面討論的編碼方法和解碼方法也可應(yīng)用于傳送和接收數(shù)據(jù)的傳送和接收系統(tǒng)。
圖17是展示實施本發(fā)明的傳送和接收系統(tǒng)101的配置示例的框圖。在圖17的配置中，那些在展示記錄和再現(xiàn)系統(tǒng)1的圖1的配置中找到的相同或等 同組件由相同的附圖標記表示，并且以下將省略它們的冗余描述。如17所示，傳送和接收系統(tǒng)101由傳送設(shè)備111和接收設(shè)備112構(gòu)成。傳送設(shè)備 111包括代替圖1中的記錄塊22的傳送塊122。接收設(shè)備112包括代替圖1中的再現(xiàn)塊31 的接收塊131。傳送設(shè)備111中的傳送塊122示例性地通過傳送天線將表示來自編碼塊21的碼 序列的信號傳送到空中。在該結(jié)構(gòu)中，傳送和接收系統(tǒng)101起無線通信系統(tǒng)的作用。在接收設(shè)備112中的接收塊131將借助于接收天線從空中接收的信號轉(zhuǎn)換為模擬 信號。從該轉(zhuǎn)換獲取的模擬信號被送入A/D轉(zhuǎn)換塊32。傳送設(shè)備111和接收設(shè)備112可被集成地結(jié)合以形成傳送和接收設(shè)備。作為另一 選擇，圖1中的記錄設(shè)備11和接收設(shè)備12可被集成地結(jié)合以構(gòu)成記錄和再現(xiàn)設(shè)備。本發(fā)明實施例的上述編碼方法和解碼方法可被示例性地應(yīng)用于諸如磁盤記錄和 再現(xiàn)設(shè)備與磁帶記錄和再現(xiàn)設(shè)備的磁記錄和再現(xiàn)設(shè)備。所述方法還可以被應(yīng)用于諸如磁 光盤記錄和再現(xiàn)設(shè)備、相位變化光盤記錄和再現(xiàn)設(shè)備與只讀光盤再現(xiàn)設(shè)備這樣的光盤設(shè) 備。此外，編碼和解碼方法可被應(yīng)用于不同種類的通信設(shè)備，包括TV發(fā)射機、移動電話和 LAN(局域網(wǎng))。上述的步驟和處理的序列可由硬件或軟件執(zhí)行。在要執(zhí)行基于軟件的處理的情況 下，構(gòu)成該軟件的程序可預先包含在用于程序執(zhí)行的計算機的專用硬件中，或者可在使用 時從適當?shù)某绦虼鎯橘|(zhì)安裝至通用個人計算機或能夠基于安裝的程序執(zhí)行不同功能的 類似設(shè)備中。圖18是展示使用適當程序執(zhí)行上述系列的步驟和處理的計算機的構(gòu)成示例的框 圖。在圖18的結(jié)構(gòu)中，CPU(中央處理單元)311、ROM(只讀存儲器)312和RAM(隨機 存取存儲器)313由總線314互連。輸入/輸出接口 315也與總線314相連接。輸入/輸出接口 315與典型地由鍵盤 和鼠標構(gòu)成的輸入單元316和示例性地由顯示器和揚聲器形成的輸出單元317連接。輸入 /輸出接口 315還與典型地由硬盤和/或非易失性存儲器構(gòu)成的存儲單元318、示例性地由 網(wǎng)絡(luò)接口構(gòu)成的通信單元319和驅(qū)動可移除介質(zhì)321的驅(qū)動器320相連接。在如以上概括地構(gòu)建的計算機中，CPU 311示例性地通過輸入/輸出接口 315和 總線314從存儲單元318將相關(guān)程序加載到RAM 313中。當被加載到RAM 313中時，所述 程序被CPU 311執(zhí)行來進行上述系列的步驟和處理。由CPU 311執(zhí)行的計算機程序可示例性地在可移除介質(zhì)321上獲取以及通過諸如 局域網(wǎng)、因特網(wǎng)和數(shù)字衛(wèi)星廣播的有線或無線通信媒體提供給用戶。由此提供的程序被安 裝到計算機的存儲單元318中。而且，可以以本說明書中所述的順序(即基于時間序列)、并行地或以其他適當?shù)?定時方式(例如當調(diào)用它們時)處理由計算機執(zhí)行的程序。本申請包括與2009年11月13日在日本專利局提交的日本優(yōu)先權(quán)專利申請 JP2009-259908中公開的主題相關(guān)的主題，通過引用將其全部內(nèi)容合并于此。
本領(lǐng)域技術(shù)人員應(yīng)當理解根據(jù)設(shè)計需求和其他因素可發(fā)生在所附的權(quán)利要求或 其等同物的范圍內(nèi)的各種修改、組合、子組合和變化。
權(quán)利要求
1.一種編碼方法，包括步驟以以下方式編碼信息序列在執(zhí)行所述信息序列的RLL編碼后進行糾錯編碼時，在從 RLL碼字的比特ρ-α到比特ρ+α-l的范圍上，所述RLL碼字中的連續(xù)“ 1 ”比特或“0”比特 的最大數(shù)目為或更小，并且在所述RLL碼字的比特ρ-1和比特ρ之間插入β比特的 糾錯碼奇偶序列，其中α是大于1、且表示η比特的RLL碼字中連續(xù)“0”比特或“1”比特的 最大數(shù)目的數(shù)，并且其中P是自然數(shù)。
2.如權(quán)利要求1所述的編碼方法，其中P表示多個自然數(shù)。
3.如權(quán)利要求1所述的編碼方法，其中如果所述RLL碼的編碼率由m/n表示，其中m是 自然數(shù)，則糾錯碼的編碼率被定義為m/ (η+ β )。
4.如權(quán)利要求3所述的編碼方法，其中β為1。
5.如權(quán)利要求4所述的編碼方法，其中m為16且η為17。
6.如權(quán)利要求5所述的編碼方法，其中連續(xù)“1”比特的最大數(shù)目α為4，連續(xù)“0”比 特的最大數(shù)目α為6，且其中ρ為5。
7.一種編碼設(shè)備，包括編碼裝置，用于以以下方式編碼信息序列在執(zhí)行所述信息序列的RLL編碼后進行糾 錯編碼時，在從RLL碼字的比特ρ-α到比特ρ+α-1的范圍上，所述RLL碼字中的連續(xù)“ 1 ” 比特或“0”比特的最大數(shù)目為α-β或更小，并且在所述RLL碼字的比特ρ-1和比特ρ之 間插入β比特的糾錯碼奇偶序列，其中α是大于1、且表示η比特的RLL碼字中連續(xù)“0” 比特或“ 1，，比特的最大數(shù)目的數(shù)，并且其中P是自然數(shù)。
8.一種解碼方法，包括步驟檢測通過以下方式編碼信息序列而獲得的碼序列在執(zhí)行所述信息序列的RLL編碼后 進行糾錯編碼時，在從RLL碼字的比特ρ-α到比特ρ+α-1的范圍上，所述RLL碼字中的連 續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù)目為α-β或更小，并且在所述RLL碼字的比特ρ-1和比 特P之間插入β比特的糾錯碼奇偶序列，其中α是大于1、且表示η比特的RLL碼字中連 續(xù)“0”比特或“1”比特的最大數(shù)目的數(shù)，并且其中P是自然數(shù)；從所檢測的碼序列中刪除所述糾錯碼奇偶序列；以及執(zhí)行已從其刪除所述糾錯碼奇偶序列的碼序列的RLL解碼。
9.一種解碼設(shè)備，包括檢測裝置，用于檢測通過以下方式編碼信息序列而獲得的碼序列在執(zhí)行所述信息序 列的RLL編碼后進行糾錯編碼時，在從RLL碼字的比特ρ-α到比特ρ+α_1的范圍上，所述 RLL碼字中的連續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù)目為α-β或更小，并且在所述RLL碼字的 比特P-I和比特P之間插入β比特的糾錯碼奇偶序列，其中α是大于1、且表示η比特的 RLL碼字中連續(xù)“0”比特或“1”比特的最大數(shù)目的數(shù)，并且其中ρ是自然數(shù)；刪除裝置，用于從由所述檢測裝置檢測的所述碼序列中刪除所述糾錯碼奇偶序列；以及解碼裝置，用于執(zhí)行已由所述刪除裝置從其刪除所述糾錯碼奇偶序列的所述碼序列的 RLL解碼。
10.一種編碼設(shè)備，包括編碼塊，被配置為以以下方式編碼信息序列在執(zhí)行所述信息序列的RLL編碼后進行糾錯編碼時，在從RLL碼字的比特ρ-α到比特ρ+α-l的范圍上，所述RLL碼字中的連續(xù)“1” 比特或“0”比特的最大數(shù)目為α-β或更小，并且在所述RLL碼字的比特ρ-1和比特ρ之 間插入β比特的糾錯碼奇偶序列，其中α是大于1、且表示η比特的RLL碼字中連續(xù)“0” 比特或“1”比特的最大數(shù)目的數(shù)，并且其中P是自然數(shù)。
11. 一種解碼設(shè)備，包括檢測部件，被配置為檢測通過以下方式編碼信息序列而獲得的碼序列在執(zhí)行所述信 息序列的RLL編碼后進行糾錯編碼時，在從RLL碼字的比特ρ-α到比特ρ+α_1的范圍上， 所述RLL碼字中的連續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù)目為α-β或更小，并且在所述RLL 碼字的比特P-I和比特P之間插入β比特的糾錯碼奇偶序列，其中α是大于1、且表示η 比特的RLL碼字中連續(xù)“0”比特或“1”比特的最大數(shù)目的數(shù)，并且其中ρ是自然數(shù)；刪除部件，被配置為從由所述檢測部件檢測的所述碼序列中刪除所述糾錯碼奇偶序 列；以及解碼部件，被配置為執(zhí)行已由所述刪除部件從其刪除所述糾錯碼奇偶序列的所述碼序 列的RLL解碼。
全文摘要
本發(fā)明公開了一種編碼方法、編碼設(shè)備、解碼方法和解碼設(shè)備，所述編碼方法包括以以下方式編碼信息序列的步驟在執(zhí)行所述信息序列的RLL編碼后進行糾錯編碼時，在從RLL碼字的比特p-α到比特p+α-1的范圍上，所述RLL碼字中的連續(xù)“1”比特或“0”比特的最大數(shù)目為α-β或更小，并且在所述RLL碼字的比特p-1和比特p之間插入β比特的糾錯碼奇偶序列，其中α是大于1、且表示“n”比特的RLL碼字中連續(xù)“0”比特或“1”比特的最大數(shù)目的數(shù)，并且其中p是自然數(shù)。
文檔編號H03M5/14GK102063918SQ20101054353
公開日2011年5月18日 申請日期2010年11月8日 優(yōu)先權(quán)日2009年11月13日
發(fā)明者野田誠 申請人:索尼公司