Спосіб перетворення потоку бітів двійкового інформаційного сигналу у потік бітів двійкового канального сигналу, що підпорядковується певним обмеженням, пристрій для кодування, сигнал, який включає в себе потік

1. Спосіб перетворення потоку бітів двійкового інформаційного сигналу у потік бітів двійкового канального сигналу, що підпорядковується певним обмеженням, в якому зазначений потік бітів двійкового інформаційного сигналу розбивається на nрозрядні інформаційні слова (1), зазначені інформаційні слова перетворюються у m 1-розрядні канальні слова (2), відповідно до канального коду С1, або у m 2-розрядні канальні слова (3), відповідно до канального коду С 2, де m 1, m 2 та n є цілими числами, для яких виконується нерівність m 2>m 1 ³ n, і в якому зазначене m 2-розрядне канальне слово вибирається з щонайменше двох m 2-розрядних канальних слів, щонайменше два з яких характеризуються протилежною характеристикою парності, причому m 1-розрядні канальні слова і m 2розрядні канальні слова, що конкатенуються, є узгодженими з обмеженням на довжину відстані між послідовними переходами у зазначеному двійковому канальному сигналі, який включає в себе такі операції, що повторюються і/або чергуються: - вибрання m 1-розрядного канального слова з однієї з декількох множин m 1-розрядних канальних слів, кожна з яких містить лише m 1-розрядні канальні слова, початкова частина яких є елементом 2 (19) 1 3 71024 4 5. Спосіб за пп.1 або 2, або 3, або 4, який відрізпевним обмеженням, отриманий після здійснення няється тим, що замінне канальне слово є слоодного зі способів за пп.1-8. вом, не включеним до множин канальних слів ка12. Носій запису (110), на якому на доріжці (111) нальних кодів С1 або С2 з огляду на обмеження на записаний сигнал за п.11, де частини зазначеного кількість послідовних відстаней хТ між переходами сигналу репрезентовані інформаційними структуу зазначеному двійковому канальному сигналі. рами, що включають в себе перші (113) та другі 6. Спосіб за п.5, який відрізняється тим, що х=3. (114) ділянки, що чергуються у напрямку зазначе7. Спосіб за п.5, який відрізняється тим, що кільної доріжки, причому зазначені перші ділянки макість послідовних відстаней хТ між переходами ють певні виявні властивості, і зазначені другі дістановить 6. лянки мають певні виявні властивості, що можуть 8. Спосіб за будь-яким з пп.1-7, який відрізняєтьбути відрізнені від зазначених перших властивосся тим, що замінне канальне слово вибирається з тей, причому зазначені ділянки, що мають перші однієї з декількох множин канальних слів, яка є властивості, репрезентують однорозрядні елеменасоційованою зі станом кодування, відмінним від ти (116), що характеризуються першим логічним того стану кодування, до якого належить канальне значенням, а зазначені ділянки, що мають другі слово, що заміщується. властивості, репрезентують однорозрядні елемен9. Пристрій (100) для кодування (перетворення) ти (117), що характеризуються другим логічним потоку бітів двійкового інформаційного сигналу значенням. (101) у потік бітів двійкового канального сигналу 13. Спосіб декодування (перетворення) потоку (103), що підпорядковується певним обмеженням, бітів двійкового канального сигналу, що підпоряддля здійснення одного зі способів за пп.1-8, який ковується певним обмеженням, у потік бітів двіймає n/m 1-розрядний перетворювач (102), для пекового інформаційного сигналу, який включає оперетворення n-розрядних інформаційних слів у m 1рацію перетворення зазначеного сигналу за п.11 у розрядні канальні слова, n/m 2-розрядний перетвопослідовність бітів, що характеризуються певним рювач (102), для перетворення n-розрядних інфопершим або певним другим значенням, причому рмаційних слів у m 2-розрядні канальні слова, засіб зазначений сигнал включає в себе m 1-розрядні встановлення стану (104), для встановлення стану канальні слова і m 2-розрядні канальні слова, закодування m 1-розрядних канальних слів і m 2значена послідовність бітів включає в себе nрозрядних канальних слів, причому зазначений розрядні інформаційні слова, де одне n-розрядне n/m 1-розрядний перетворювач виконаний з можінформаційне слово відповідає одному канальноливістю вибрання m 1-розрядного слова залежно му слову або одному замінному канальному слову. від кінцевої частини попереднього канального 14. Пристрій (132) для декодування (перетворенслова, і зазначений n/m 2-розрядний перетворювач ня) потоку бітів двійкового канального сигналу виконаний з можливістю вибрання m 2-розрядного (131), що підпорядковується певним обмеженням, слова залежно від кінцевої частини попереднього у потік бітів двійкового інформаційного сигналу канального слова, який відрізняється тим, що (134), який має перетворювальний засіб, для пезазначений n/m 1-розрядний перетворювач і/або ретворення зазначеного сигналу у послідовність зазначений n/m 2-розрядний перетворювач мають бітів, що характеризуються певним першим або засіб заміщення, для заміщення певної обмеженої певним другим значенням, причому зазначений кількості канальних слів замінними канальними сигнал включає в себе m 1-розрядні канальні слова словами, так щоб впливати на наперед визначені і m 2-розрядні канальні слова, зазначена послідовпараметри зазначеного двійкового канального ність бітів включає в себе n-розрядні інформаційні сигналу, причому канальне слово, що заміщуєтьслова, де одне n-розрядне інформаційне слово ся, і замінне канальне слово встановлюють один й відповідає одному канальному слову або одному той самий стан. замінному канальному слову. 10. Пристрій для кодування за п.9, який відрізня15. Пристрій для декодування за п.14, який відріється тим, що він додатково має записувальний зняється тим, що він додатково має засіб читання засіб (143, 144) для записування інформаційних (152), для зчитування інформаційних структур з структур на носій запису. носія запису. 11. Сигнал, який включає в себе потік бітів двійкового канального сигналу, що підпорядковується Цей винахід стосується способу перетворення потоку бітів двійкового інформаційного сигналу у потік бітів двійкового канального сигналу, що підпорядковується певним обмеженням, в якому зазначений потік бітів двійкового інформаційного сигналу розбивається на n-розрядні інформаційні слова, зазначені інформаційні слова перетворюються у m 1-розрядні канальні слова, відповідно до канального коду C1, або у m 2-розрядні канальні слова, відповідно до канального коду С2, де m 1, m 2 та n є цілими числами, для яких виконується нерівність m 2> m 1>n, і в якому зазначене m 2-розрядне канальне слово обирається з щонайменше двох m 2-розрядних канальних слів, щонайменше два з яких характеризуються протилежною характеристикою парності, причому m 1-розрядні канальні слова і m 2-розрядні канальні слова, що конкатенуються, є узгодженими з обмеженням на довжину відстані між послідовними переходами у зазначеному двійковому канальному сигналі, який вклю 5 71024 6 чає в себе такі операції, що повторюються і/або щоб впливати на значення зазначеного наперед чергуються: визначеного параметра двійкового канального - обрання m 1-розрядного канального слова з сигналу, причому зазначене канальне слово, що однієї з декількох множин m 1-розрядних канальних заміщується, і зазначене замінне канальне слово слів, кожна з яких містить лише m 1-розрядні канавстановлюють один й той самий стан. льні слова, початкова частина яких є елементом Ця операція заміщення канальних слів може певної підмножини початкових частин m 1бути здійснена лише для певної обмеженої кількорозрядних канальних слів, причому кожна така сті елементів кодової таблиці. За допомогою замімножина є асоційованою з певним станом кодущення певної обмеженої кількості канальних слів вання канального коду С 1, який встановлюється замінними канальними словами може бути здійсзалежно від кінцевої частини попереднього кананене стохастичне DC-регулювання, наприклад, льного слова, якщо зазначені заміни призводять до зміни парноабо: сті на протилежну. Під стохастичним тут розуміють - обрання m 2-розрядного канального слова з такий вид регулювання, за якого його фактичне однієї з декількох множин m 2-розрядних канальних застосування через заміщення залежить від факслів, кожна з яких містить лише m 2-розрядні канатичного контенту (тобто інформаційних слів), що льні слова, початкова частина яких є елементом надходить у кодер. Рішення щодо того, виконувати певної підмножини початкових частин m 2заміщення чи ні, може прийматися виходячи зі розрядних канальних слів, які належать до даної значення наперед визначеного параметра двійкомножини, причому кожна множина є асоційованою вого канального сигналу, наприклад, виходячи з з певним станом кодування канального коду С 2, критерію, пов'язаного з RDS, або критерію, пов'яякий встановлюється залежно від кінцевої частини заного з DSV. RDS розшифровується як "Running попереднього канального слова; Digital Sum" (поточна цифрова сума). Шляхом ре- причому кінцеві частини m 1-розрядних канагулюванням RDS може бути здійснене пригнічення льних слів певного стану кодування канального низькочастотних компонентів, або DCкоду С1 і початкові частини m 2-розрядних канальрегулювання. DSV розшифровується як "Digital них слів певної множини канального коду С 2 підSum Variation" (дисперсія цифрової суми), вказуюбирають такими, щоб задовольнялося зазначене чи на загальну кількість значень суми, що їх приобмеження на довжину відстані між послідовними ймає певний двійковий канальний сигнал. Рішення переходами. щодо того, виконувати заміщення чи ні, може бути Цей винахід стосується також пристрою для прийняте залежно від значення будь-якого напекодування (перетворення), сигналу, який включає ред визначеного параметра двійкового канального в себе потік бітів двійкового канального сигналу, сигналу, на який бажано вплинути (наприклад, що підпорядковується певним обмеженням, носія генерування пілот-сигналів слідкування, як розкризапису, способу декодування і пристрою для декото в патенті США №5,136,436 (PHN 12533)). дування. Цей винахід ґрунтується на ідеї, що при збуУ не опублікованій на дату пріоритету заявці довуванні канального коду на основі поєднання на Європейський Патент №00200712.8 (PHдвох кодів С1 та C2 (відповідно до зазначеної заявNL000074), що розглядається паралельно, описуки на Європейський Патент №00200712.8 (PHється двійковий канальний сигнал, що підпорядкоNL000074)) залишається деякий додатковий просвується певним обмеженням, який забудовується тір для запровадження обмеженого стохастичного за допомогою повторюваного або поперемінного регулювання, додатково до зазначеного гарантозастосування канального коду С1 і канального коду ваного регулювання. Цей додатковий простір виС2. Завдяки тому, що у канальному коді С 2 для користовується таким чином, що певна обмежена кожного інформаційного слова передбачені два кількість канальних слів заміщується іншими заможливі канальних слова із протилежною харакмінними словами для уможливлення впливання на теристикою парності, можна впливати на наперед наперед визначені параметри зазначеного двійковизначені параметри зазначеного двійкового канавого канального сигналу. Поняття "заміщення кального сигналу, що підпорядковується певним обнальних слів" також стосується заміщення певної меженням, наприклад, для здійснення DCчастини канального слова. Для гарантування нарегулювання (регулювання вмісту у коді постійної перед визначеного рівня ефективності, наприклад, складової). Ніяке додаткове DC-регулювання, DC-регулювання у канальному коді на основі поокрім цього гарантованого DC-регулювання, не єднання двох кодів С1 та C2 підстановки, тобто здійснюється. Надання такого додаткового DCкомбінація канального слова, що заміщується, і регулювання може виявитися таким, що забезпезамінного канального слова, мають мати таку влачує певні переваги. стивість: обидва канальні слова - як те, яке заміМетою цього винаходу є додаткове впливання щується, так і замінне - встановлюють один і той на наперед визначені параметри вищезазначеного самий наступний стан. двійкового канального сигналу, що підпорядковуВ ще одному способі, запропонованому цим ється певним обмеженням, наприклад, для здійсвинаходом, зазначена операція заміщення кананення додаткового DC-регулювання. льного слова замінним канальним словом передЗапропонований цим винаходом спосіб вклюбачає застосування різних типів підстановок. чає операцію заміщення, в залежності від значенПростір, наявний при збудовуванні вищезаня певного наперед визначеного параметра зазназначеного канального коду, може бути використаченого двійкового канального сигналу, певного ний для впровадження різних типів підстановок. У канального слова замінним канальним словом, так такий спосіб підстановки створюються для більшої 7 71024 8 кількості інформаційних слів, тим самим покращушого стану кодування, ніж стан кодування, до якоючи сто хастичне регулювання у двійковому канаго належить канальне слово, що замішується. Якльному сигналі. що характеристика парності канального слова, що В ще одному способі, запропонованому цим заміщується, відрізняється від характеристики винаходом, для кожного інформаційного слова є парності замінного канального слова, забезпечуне більше ніж один тип підстановки. ється простір для додаткового впливання на напеЄ ефективним мати не більше ніж один тип ред визначені параметри двійкового канального підстановки для кожного інформаційного слова. У сигналу. цьому випадку наявні підстановки є краще "розпоЦі та інші аспекти цього винаходу будуть доділеними" серед інформаційних слів, тим самим кладніше описані нижче з використанням фігур, на покращуючи сто хастичне регулювання у двійковояких: му канальному сигналі. Фіг.1 показує приклад способу кодування згідВ ще одному способі, запропонованому цим но з зазначеною заявкою на Європейський Патент винаходом, замінне канальне слово не належить №00200712.8 (PH-NL000074); до множин канальних слів канальних кодів С 1 або Фіг.2 показує приклад характеризації станів 6C2. станового скінченого автомату, що застосовується Цей перший тип підстановки ґрунтується на для основного коду (канального коду С 1), який тому, що в цьому канальному коді певні конкретні ураховує канальні обмеження d=2, k=10; канальні слова не з'являються у потоку канальних Фіг.3 показує приклад характеризації станів 6бітів при "нормальному" застосуванні зазначеного станового. скінченого автомату, що застосовуєтьканального коду; ці канальні слова можуть викорися для двійкового коду (канального коду С 2), який стовуватися як замінні канальні слова. За допомоураховує канальні обмеження d=2, k=10; гою замінювання певної обмеженої кількості канаФіг.4 зображує кодову таблицю основного коду льних слів замінними канальними словами, що не C1; належать до канальних слів, наявних у двійковому Фіг.5 зображує приклад того, як здійснюється канальному сигналі, що не зазнав ще такого замідекодування наступного стану в залежності від щення, можна забезпечити додаткове стохастичне канальних слів основного коду; DC-регулювання. Фіг.6 зображує RDS-дерево, яке використовуВ ще одному способі, запропонованому цим ється при здійсненні DC-регулювання; винаходом, замінне канальне слово є словом, не Фіг.7 зображує пристрій для кодування; включеним до множин канальних слів канальних Фіг.8 зображує носій запису, на якому на дорікодів С 1 або C2 з огляду на обмеження на кількість жці записаний сигнал, що включає в себе потік послідовних відстаней хТ між переходами (довжин бітів двійкового канального сигналу, що підпорядсерії) у зазначеному двійковому канальному сигковується певним обмеженням, одержаний в реналі. В одному з варіантів втілення х=3. В іншому зультаті здійснення способу, запропонованого цим варіанті втілення ця кількість послідовних відставинаходом; ней хТ між переходами становить 6. Фіг.9 зображує збільшений фрагмент носія заЦей другий тип підстановки ґрунтується на топису, зображеного на Фіг.8; му, що деякі канальні слова, які спочатку не вклюФіг.10 зображує пристрій для декодування; чаються з огляду на певне RMTR-обмеження, моФіг.11 зображує пристрій для записування інжуть використовуватися як підстановки за умови, формації; що конкатенація з даним попереднім канальним Фіг.12 зображує пристрій читання для читання словом не призводить до порушення цього RMTRносія запису; обмеження. RMTR означає "кількість послідовних На Фіг.1 схематично показаний приклад здійсмінімальних відстаней між переходами" (Repeated нення кодування. Застосовуючи цей спосіб, можна Minimum Transition Runlength). Обмеження впливати на наперед визначені параметри двійкоRMTR=6, наприклад, означає, що кількість послівого канального сигналу, наприклад, для гарантодовних відстаней ЗТ між переходами у послідовваного DC-регулювання (регулювання вмісту поності канальних слів є обмеженою 6. Більш докластійної складової) шляхом чергування двох кодів, дну інформацію про це обмеження можна знайти в Сі і С2, згідно з певним законом чергування, який опублікованій заявці WO 99/63671-A1 (PHQ також відомий декодеру. 98.023). Ми застосовуємо два канальні коди, С1 і С2. В ще одному способі, запропонованому цим Обидва коди застосовуються до n-розрядних симвинаходом, замінне канальне слово обирається з волів. Канальний код C1- це високошвидкісний код однієї з декількох множин канальних слів, яка є з відображенням n→m 1, канальний код С2 - це ниасоційованою зі станом кодування, відмінним від зькошвидкісний код з відображенням n→m 2. У того стану кодування, до якого належить канальне цьому прикладі, коли d=2 і к=10, С1 характеризуслово, що заміщується. ється відображенням 8→15, а С2 - відображенням Цей третій тип заміни є можливим завдяки то8→17 (n=8, m 1=15, m 2=17). Гарантоване DCму, що, згідно зі структурою зазначеного канальнорегулювання, тобто DC-регулювання для будь-якої го коду, за певної умови є можливим "перестрибуможливої послідовності інформаційних слів, досявати" від одного стану кодування до іншого, тобто гається у разі, якщо задовольняються такі вимоги: такий "стрибок" може здійснюватися лише для для кожного n-розрядного символу, канальний код окремих канальних слів. "Стрибок" тут означає, що С2 має два канальні слова, одне з парною харакзамінне канальне слово, що використовується в теристикою парності (де під терміном "парність" двійковому канальному сигналі, обирається з інрозуміють характеристику загальної кількості оди 9 71024 10 ниць або нулів у кодовому слові) та одне з непарсамим наступним станом. При перетворенні nною характеристикою парності, для того, щоб розрядного інформаційного слова в m 2-розрядне впливати на RDS-значення двійкового канального канальне слово, це m 2-розрядне канальне слово сигналу; для кожного n-розрядного символу два може бути обране із двох можливих m 2-розрядних зазначені варіанти коду С 2 характеризуються одканальних слів. У цьому прикладі ця можливість ним й тим самим наступним станом. Скінченні аввикористовується для одержання DCтомати (FSM) кодів С 1 і С2, які задають стани казбалансованого або DC-вільного канального коду. нальних кодів C1 і С2 і їхні особливості ("характеФіг.2 показує приклад характеризації станів ризацію"), мають однакову кількість станів; до того для 6-станового скінченного автомату для основж зазначені скінченні автомати базуються на одного коду (канального коду С 1). У прикладі, що ному й тому самому наближеному власному векрозглядається, канальні обмеження, які мають торі (за визначенням Франазека (Franazek), бути задоволені, є такими: d=2, k=10; канальний див. §5.3.1 книги "Codes for mass data storage sysкод C1 характеризується відображенням 8→15. tems", K.A. Schouhamer Immink, листопад 1999p., Фіг.3 показує приклад характеризації станів 6Shannon Foundation Publishers (ISBN-90-74249-23станового скінченого автомату для двійкового коду X)); це означає, що канальні слова, що закінчують(канального коду С 2). У прикладі, що розглядається на певну кількість нулів, мають певну кратність, ся, канальні обмеження, які мають бути задоволенезалежно від того, чи вони є частиною канальноні, є такими: d=2, k=10; канальний код С2 характего слова, яке належить до основного коду С 1, чи ризується відображенням 8→17. канального слова, яке належить до двійкового На цих фігура х позначення "-102|", яке можна коду С2. Наближений власний вектор у цьому вазнайти у стовпчику "Слова, що встановлюють даріанті, коли d=2, k=10, що задовольняє нерівності ний стан" у стані 1 основного коду, означає всі наближених власних векторів (approximate канальні слова із закінченням "100". Аналогічно, eigenvector inequality), є таким: V(d=2, позначення "|010101-", яке можна знайти у стовпці "Слова, що генеруються з даного стану" у стані 2 k=10) ={2,3,4,4,4,4,3,3,3,2,1}. З іншого боку, характеризація станів FSM1 для основного коду, означає всі канальні слова з почакоду С1 та характеризація станів FSM2 для коду С2 тком "0100000000001". можуть бути різними. Ці характеризації станів доСкінчені автомати кодів С 1 та С2 мають однабираються такими, щоб втілити обмеження, що кову кількість станів і задаються одним й тим санакладаються на двійковий канальний сигнал. Ці мим наближеним власним вектором; це означає, обмеження можуть бути, наприклад, обмеженнями що канальні слова, що закінчуються на певну кільна відстань між переходами (d,k) або RMTRкість нулів, мають певну кратність, незалежно від обмеженням. У такий спосіб забезпечується відпотого, чи вони є частиною канального слова, яке відність зазначеним обмеженням, що накладаютьналежить до основного коду С 1, чи канального ся на двійковий канальний сигнал, що утворюється слова, яке належить до двійкового коду С 2. У скінконкатенацією m 1розрядних канальних слів і m 2ченому автоматі двійкового коду С 2 кожна гілка, розрядних канальних слів. Ми можемо називати що виходить із певного стану, відповідає двом канальний код C1 основним кодом, тоді як канальможливим канальним словам (парі слів) з а) проний код С 2 - двійковим кодом. Верхня частина Фіг.1 тилежною характеристикою парності і б) одним й зображує n-розрядне інформаційне слово 1, яке тим самим наступним станом. Фіг.2 і Фіг.3 показуперетворюється в m 1-розрядне канальне слово 2 з ють, що кратність будь-якого канального слова у використанням канального коду С 1 або в m 2цих 6-станових скінчених автоматах становить від розрядне канальне слово 3 з використанням кана1 до 4. льного коду С2. Значна кількість канальних слів або пар канаЗазначені два можливі m 2-розрядні канальні льних слів використовується у декількох різних слова показані на Фіг.1 відповідними характерисстанах. За допомогою відповідного сполучення, тиками парності, "0" і "1". Стрілки у нижній частині тобто прив'язування одного й того самого поєдцієї фігури зображують "маршрут проходження" нання канальних слів або пар канальних слів і настанами кодування FSM1 і FSM2 при перетворенні ступних станів до одного й того самого елемента зазначених інформаційних слів. Можна побачити, таблиці для декількох станів, може бути пригнічещо при перетворенні інформаційного слова в m 1не поширення помилок, оскільки точне розрізняння розрядне канальне слово лише одна стрілка веде станів, що призводять до даного канального слозі стану кодування даного канального слова до ва, стає несуттєвим для цих канальних слів або стану кодування наступного канального слова, у пар канальних слів. Фактично коди С 1 та С2 уможтой час як при перетворенні інформаційного слова ливлюють декодування, повністю незалежне від в m 2-розрядне канальне слово зі стану кодування стану. даного канального слова до стану кодування наФахівцям відомі канальні коди з декількома ріступного канального слова ведуть дві стрілки, вказними станами, що утворюють скінчений автомат. зуючи тим самим на наявність альтернативи між Докладну інформацію про кодування з різними двома можливими m 2-розрядними канальними станами можна знайти у літературі, наприклад, у словами. публікації ЕР 0 745 254 В1 (PHN 14.746) або у книНижня частина Фіг.1 ілюструє, що для кожного зі "Codes for mass data storage systems", K.A. інформаційного слова (256 елементів, оскільки Schouhamer Immink, листопад 1999 p., Shannon інформаційні слова мають довжину 8 бітів, n=8) Foundation Publishers (ISBN-90-74249-23-X). можливі два m 2-розрядні канальні слова із протиУ §5.3 цієї книги пояснюється, що для того, лежною характеристикою парності та одним й тим щоб бути в змозі збудовува ти послідовності кана 11 71024 12 льних слів, які б підпорядковувалися обмеженням, чити у др уги х рядках кодової таблиці на Фіг.4. Нащо накладаються на канальний код, з кожного приклад, для стану 6 зазначені 5 надлишкових слів стану кодування мають породжуватися щонаймевідповідають інформаційним словам 224, 248, 249, нше Μ слів, які приводять до того ж самого або 250 та 251. іншого основного стану. Отже, наявність множини Другий тип SDCC пов'язаний з канальними станів кодування є необхідною умовою існування словами, які не були включені у код з огляду на коду для визначеної кількості інформаційних слів обмеження RMTR=6. Деякі з цих канальних слів (256 у разі 8-розрядного інформаційного слова). можуть використовува тися як підстановки за певМожна довести, що у разі, якщо певний наближеної умови, а саме, за умови, що конкатенація з ний власний вектор задовольняє нерівності напопереднім словом не призводитиме до порушенближених власних векторів, то може бути визнаня RMTR-обмеження. У прикладі, що розглядаєтьчений код певної фіксованої довжини, що характеся, канальні слова, які після конкатенації з наступризувався б наперед визначеними обмеженнями ним канальним словом потребували б перевірки та іншими параметрами. Додаткові відомості можна дотримання RMTR-обмеження, не були вклюна знайти у § 5.3.1 цієї книги та в літературі, на яку чені у код. Кількість надлишкових слів цього другов ній посилаються. го типу для станів 1-6 така: {9, 0, 0, 0, 4, 6}, тобто Спосіб кодування у вищенаведеному прикладі загалом 19 надлишкових слів. Ці надлишкові сломає такі параметри: d=2, k=10, n=8, m 1=15, m 2=17; ва можна побачити у третіх рядках кодової таблиці застосовуючи відомості про цей спосіб, фахівець у на Фіг.4. Наприклад, для стану 1 зазначені 9 надцій галузі буде в змозі, без докладання винахіднилишкових слів відповідають інформаційним слоцьких зусиль, згенерувати двійковий канальний вам 205, 206, 216, 217, 218, 219, 220, 221 та 222. сигнал для випадку, наприклад, d=2, n=7, або d=2, Третій тип SDCC пов'язаний з двома "стрибn=13. Він також буде в змозі, наприклад, одержуками між станами", які ґрунтуються на структурі вати двійковий канальний сигнал з обмеженням скінченого автомату для EFMCC. Першим можлиd=1. На Фіг.4 наведені кодові таблиці основного вим стрибком є стрибок із стану 4 у стан 5 у ситуакоду (канального коду С 1) для випадку d=2, k=10, ціях, коли попереднє канальне слово має n кінцеRMTR=6, де номер елемента є порядковим номевих нулів, де 2£n£4, і коли поточне канальне слово ром 8-розрядного інформаційного символу (0-255). має характерний двійковий код на початку слова: Шість стовпців репрезентують шість станів основ10nІ0310m1- може перетворюватися у -10n|0m+41-, ного коду. Для кожного елемента наведене одне де 2£m£6-n. Відзначимо, що межа канального слоканальне слово довжиною 15 бітів, разом із відпова позначається як |. Для декодування, незалежвідним наступним станом. До цієї кодової таблиці ного від стану, відповідні канальні слова для ставключені різні типи підстановок. Ці різні типи пояснів 4 та 5 мають відповідати одному й тому самому нюються нижче. байтовому значенню, і кодова таблиця є збудоваУ прикладі, наведеному на Фіг.4, кодова табною відповідним чином. Такий умовний стрибок із лиця має три рядки для кожного інформаційного стану 4 у стан 5 є можливим для 85 елементів кослова (позначені номерами 0-255). Перший рядок дової таблиці основного коду С 1. Другим можлимістить звичайні канальні слова, які використовувим стрибком є стрибок із стану 1 в стан 4 у ситуаються у разі, якщо не можна здійснити жодної підціях, коли попереднє канальне слово має n кінцестановки. Другий рядок містить надлишкові канавих н улів, 6£n£7, і коли поточне канальне слово льні слова, які є можливими без будь-яких умов. Ці має характерний двійковий код на початку слова: канальні слова можуть використовуватися як за10n|10m1- може перетворюватися у -10n|0m+11-, де мінні канальні слова для здійснення заміщення з 2£m£9-n. Відповідні канальні слова для станів 1 і 4 підстановкою першого типу. Третій рядок містить мають відповідати одному й тому самому байтоканальні слова, що є придатними підстановками вому значенню. Такий умовний стрибок із стану 1 у лише у разі, якщо після конкатенації з попереднім стану 4 є можливим для 192 елементів кодової канальним словом не порушуватиметься обметаблиці основного коду С 1. Приклади першого ження RMTR=6. Ці канальні слова можуть викори"стрибка" (із стану 4 в стан 5) можна знайти у костовуватися як замінні канальні слова для здійсдовій таблиці для інформаційних слів 0, 1, 2, 3 та нення заміщення з підстановкою другого типу. 4. Приклади другого "стрибка" (із стану 1 в стан 4) Така побудова канального коду (позначеного можна знайти у кодовій таблиці для інформаційних як EFMCC, що означає EFM-Combi Code) уможлислів 4, 5 та 6. влює додаткове впливання на наперед визначені Слід відзначити, що для всіх замінних канальпараметри двійкового канального сигналу, наприних слів у цьому прикладі виконуються такі умови: клад, для DC-регулювання стохастичного типу, - замінне канальне слово і канальне слово, що додатково до гарантованого DC-регулювання. Як заміщується, мають протилежну характеристику приклад тут розглядається лише стохастичне DCпарності; регулювання (SDCC - stochastic DC-control) для - замінне слово і слово, що заміщується, маосновного коду С 1 канального коду EFMCC, але ють один й той самий наступний стан у FSM. даний винахід не обмежується цим прикладом. Ми Завдяки виконанню цих умов байти, які мають розрізняємо три типи SDCC: закодовуватися з застосуванням основного коду Перший тип пов'язаний з надлишковими слоС1 і які дозволяють заміщення стохастичного типу вами основного коду С1 кількість яких для станів 1(SDCC), можуть відігравати таку ж саму роль, як і 6 така: {15,3,5,6,0,5}, тобто загалом 34 надлишкобайти, які мають закодовуватися з застосуванням вих слова. Ці слова можуть використовува тися без замінного коду С2. будь яких умов. Ці надлишкові слова можна побаТакож слід відзначити, що не лише "характер" 13 71024 14 канального слова є вирішальним щодо того, яка ретний варіант втілення. підстановка може бути придатною; має значення Декодування канальних слів основного коду з також стан кодування, що в ньому перебуває дане застосуванням хеш-методики здійснюється у такий канальне слово. Це можна побачити на прикладі спосіб. За допомогою "перерахункового декодуінформаційних слів 54 і 252. Цим інформаційним вання" (enumerative decoding) для випадку d=2 словам у станах 3 і 6 відповідає одне й те саме зазначене 15-розрядне канальне слово перетвоканальне слово, а саме 010010010010000 і рюється у 9-розрядне слово, згідно з відображен010010010010001, відповідно. Структура FSM для ням 15®9. "Перерахункове декодування" - це таке стану 3 є такою, що ці канальні слова роблять модекодування, за якого над канальними словами, жливою підстановку першого типу, тобто вони мощо підлягають декодуванню, виконують певну алжуть використовуватися безумовно, тоді як ці ж горитмічну процедуру опрацювання, виходячи з самі канальні слова у стані 6 роблять можливою обмеження d=2, замість зберігання всіх канальних підстановку другого типу, тобто вони не можуть слів у таблиці (детальніше про перерахункове ковикористовува тися безумовно з огляду на RMTRдування дивись у главі 6 книги "Codes for mass обмеження і на той факт, що слова, які надходять data storage systems", K.A. Schouhamer Immink, до стану 6, мають 1 кінцевий нуль. листопад 1999 p., Shannon Foundation Publishers, На Фіг.5 зображений приклад того, як здійснюISBN-90-74249-23-X). Номер наступного стану деється декодування наступного стану в залежності кодується шляхом 2-розрядного кодування в 2 від канальних слів основного коду. При декодубіти, оскільки максимальна кратність канальних ванні якогось канального слова, чи то основного слів становить 4. Зазначені 9-розрядне слово і 2коду С1, чи то двійкового коду С 2, у 8-розрядне розрядне слово стану надають 11-бітовий індекс. інформаційне слово, не є необхідним володіти Цей 11-бітовий індекс перетворюється у 8інформацією про поточний стан. Відповідно, таке розрядне інформаційне слово за допомогою хешдекодування називають декодуванням, незалежтаблиці основного коду, яка містить таблицю з ним від стану. З іншого боку, для уможливлення щонайбільше 2048 (=211) елементами (декодуваноднозначного декодування канальних слів у випаня, незалежне від стану). дку неоднократного застосування певного канальНа Фіг.6 показане RDS-дерево, застосовне при ного слова є необхідним володіти інформацією здійсненні DC-регулювання. RDS розшифровуєтьпро наступний стан. Фактично певне кодове слово ся як "Running Digital Sum" (поточна цифрова суоднозначно задається не лише відповідним канама), яка є показником DC-вмісту двійкового канальним словом, а, натомість, комбінацією канальнольного сигналу. Як було зазначено вище, DCго слова і наступного стану. Отже, декодування, регулювання може бути здійснене для кожного m 2незалежне від стану, є гарантованим, якщо будьрозрядного канального слова при кодуванні. Для яка комбінація канального слова і наступного статого, щоб реалізувати найефективніше DCну зустрічається лише у трьох рядках для одного регулювання, доречним є "заглядати вперед", щоб окремого елемента. Для різних станів і одного й визначити, вибір якого з двох можливих m 2того самого елемента може зустрічатися одна й та розрядних канальних слів призведе до кращого сама комбінація канального слова і наступного RDS-значення. Як можна побачити на Фіг.6, для стану, по різних рядках. того, щоб уможливити попередній перегляд на N Із Фіг.4 можна побачити, що кодова таблиця рішень вперед, необхідно прорахувати 2N можлимістить канальні слова, що використовуються вих маршрутів у RDS-дереві. Для N=2 необхідно більш ніж один раз, але ці канальні слова викориспрорахувати 4 можливих маршрути. товуються для одних й тих самих інформаційних Фіг.6 показує дерево рішень глибиною N для слів, щоб гарантува ти декодування, незалежне від загального випадку, тобто застосовне як для кодустану. Приклади такого роду можна побачити у вання по окремих маршрута х, так і для прийняття кодовій таблиці для інформаційних слів 54, 82 і 87. рішення. Із Фіг.5 можна побачити, що для визначення Розглянемо дерево рішень з прогнозуванням; наступного стану необхідно запровадити декодуми можемо вирізнити гарантовані вершини (застовальне вікно, із прогнозуванням у декодері на щосування С2) і стохастичні вершини (застосування найбільше 12 бітів наступного канального слова, у С1 із стохастичним DC-регулюванням, згідно з одразі, якщо наступне канальне слово закодоване з ним із типів підстановки, пояснених з посиланнями застосуванням основного коду С 1. На Фіг.5 елена Фіг.4). В цьому варіанті втілення дерево з промент таблиці, для якого є необхідним це найглибгнозуванням збудовується лише для гарантованих ше прогнозування у декодері, позначений стрілвершин. Для стохастичних вершин приймається кою. Це прогнозування у декодері слід відрізняти негайне рішення (яке слово обрати, замінне або від кодування із прогнозуванням, застосовного для те, що заміщується) на основі найкращого маршпоглиблення DC-регулювання. "Зірочки" на Фіг.5 руту RDS-дерева. У такий спосіб довжина маршозначають будь-які можливі бітові комбінації, за рутів кодування із прогнозуванням у RDS-дереві умови, що не порушуються накладені обмеження. завжди є фіксованою, що має переваги для кодеДля декодування канальних слів у інформара, що працює в режимі реального часу. Три поційні слова може бути застосована так звана хешслідовні секції дерева рішень із прогнозуванням методика (hashing-technique), пояснена нижче. показані на Фіг.6. Перша секція дерева немає жоЗавдяки застосуванню цієї методики спрощуються дної стохастичної вершини. Наступна секція дереапаратні засоби, тобто зменшується кількість логіва має новий сегмент DC-регулювання з одним чних елементів, необхідних для втілення алгоритбайтом, який дає стохастичну вершину. Цей байт му декодування. Опишемо детальніше один конкпозначений символом "X". Відзначимо, що є мож 15 71024 16 ливим, що байт "X" обиратиметься різним залежно структури. Якщо носій запису є оптичним носієм, від гілок "0" і "1", що відповідають вибору при зато він може бути одержаний за допомогою техностосуванні двійкового коду С2. Застосування додалогії, що передбачає виготовлення мастер-диску і ткового стохастичного DC-регулювання не вплизгодом - копій з нього, відомої фахівцеві в цій галуває на незалежність декодування від стану при зі. застосуванні канальних кодів С 1 та С2, і помилки, Фіг.10 показує пристрій для декодування. У як і раніше, не поширюватимуться на більше ніж цьому декодувальному пристрої 132 потік бітів один байт. двійкового канального сигналу 131, що підпорядФіг.7 показує пристрій для кодування, запроковується певним обмеженням, перетворюється у понований даним винаходом. У цьому кодувальпотік бітів двійкового інформаційного сигналу 134. ному пристрої 100 потік бітів двійкового інформаДекодувальний пристрій 132 має перетворювач, ційного сигналу 101 перетворюється у потік бітів для перетворення зазначеного двійкового канальдвійкового канального сигналу 103, що підпорядного сигналу 131, що підпорядковується певним ковується певним обмеженням. Кодувальний приобмеженням, у зазначений потік бітів двійкового стрій 100 має перетворювач 102, для перетворенінформаційного сигналу. Декодування може здійсня n-розрядних інформаційних слів у m 1-розрядні нюватися, наприклад, із застосуванням хешканальні слова і для перетворення n-розрядних методики, описаної з посиланням на Фіг.5. Як поінформаційних слів у m 2-розрядні канальні слова, яснюється при описуванні Фіг.5, при декодуванні відповідно до зазначеного способу кодування, назазначеного двійкового канального сигналу 131 є приклад, відповідно до кодових таблиць основного необхідною інформація про наступне канальне коду С1 (наведеної на Фіг.4) і двійкового коду С 2. слово, що підлягає декодуванню. Ця інформація Кодувальний пристрій 100 також має засіб 104 133 надається на декодувальний пристрій 132 певстановлення стану, для встановлення стану коред декодуванням поточного канального слова. дування m 1-розрядних канальних слів і m 2Фіг.11 показує записувальний пристрій для зарозрядних канальних слів. Використовуючи цей писування інформації. На ній зображений записустан кодування, перетворювач 102 може перетвовальний пристрій для записування інформації, в рити наступне n-розрядне інформаційне слово. якому використовується пристрій для кодування, Для того, щоб уможливити впливання на наперед наприклад, пристрій 100 для кодування, показаний визначені параметри двійкового сигналу, перетвона Фіг.7. Сигнальна шина 141 подає інформаційні рювач 102 має засіб заміщення, для можливого слова, що підлягають кодуванню, на пристрій 100 заміщення певної обмеженої кількості канальних для кодування. У цьому записувальному пристрої слів замінними канальними словами або кодовими сигнальна шина 142, через яку передається модукомбінаціями. льований двійковий канальний сигнал, з'єднана зі Фіг.8 показує, як ілюстративний приклад, носій схемою 143 керування для записувальної головки запису 110, на якому на доріжці записаний сигнал, 144, уздовж якої пересувають носій запису 145 що включає в себе потік бітів двійкового канальнозаписного типу. Записувальна головка 144 є голого сигналу, що підпорядковується певним обмевкою звичайного типу, виконаною з можливістю женням, отриманого після здійснення способу, впровадження на носій запису 145 міток, що харазапропонованого цим винаходом. Фіг.9 показує ктеризуються виявними відмінностями. Схема 143 збільшений фрагмент носія запису з Фіг.8. Показакерування також може бути схемою звичайного ний носій запису є оптичним. Носій запису також типу, що генерує сигнал керування для записуваможе бути іншого типу, наприклад, магніточитного льної головки в залежності від зазначеного модутипу. Показаний носій запису має інформаційні льованого сигналу, що уводиться до схеми 143 структури, втілені на доріжках 111. Фіг.9 показує керування, у такий спосіб, що записувальна голозбільшений фрагмент 112 однієї з доріжок 111. вка 144 впроваджує структур у міток, які відповідаІнформаційна структура на фрагменті 112 доріжки, ють зазначеному модульованому сигналу. показаному на Фіг.9, має перші ділянки 113, наФіг.12 показує пристрій читання для читання приклад, представлені оптично-виявними мітками, носія запису. На цій фігурі показаний пристрій чиі другі ділянки 114, наприклад, представлені протання, в якому використовується пристрій для деміжними ділянками, розташованими між цими міткодування, наприклад, декодувальний пристрій ками. Перші та другі ділянки чергуються у напрям132, показаний на Фіг.10. Цей пристрій читання ку 115 доріжки. Перші ділянки 113 характеризумає головку читання 152 звичайного типу для чиються першими виявними властивостями, а другі тання носія запису 151, що відповідає цьому винаділянки 114 характеризуються другими властивосходу, який зберігає інформаційну структуру, яка тями, що можуть бути відрізнені від зазначених відповідає зазначеному модульованому двійковоперших виявних властивостей. Перші ділянки 113 му канальному сигналу, що відповідає цьому вирепрезентують однорозрядні елементи 116 модунаходу. Ця головка читання 152 генерує аналогольованого двійкового сигналу S, що характеризувий сигнал читання, модульований відповідно до ються одним рівнем сигналу, наприклад, низьким інформаційної структури, що зчитується головкою рівнем L сигналу. Другі ділянки 114 репрезентують читання 152. Детекторна схема 153 у звичайний однорозрядні елементи 117, що характеризуються спосіб перетворює цей сигнал читання у двійковий іншим рівнем сигналу, наприклад, високим рівнем сигнал, який подається у декодувальний пристрій Η сигналу. Носій запису 110 може бути одержаний 132. шляхом генерування модульованого двійкового Хоча цей винахід був описаний на переважних канального сигналу, з наступним впровадженням варіантах його втілення, слід розуміти, що ці варіна цей носій запису зазначеної інформаційної анти не є обмежуючими прикладами. Відповідно, 17 71024 18 фа хівцеві будуть очевидними різноманітні модифіперевага, ця кількість дорівнює кількості значень кації, які не виводять за межі обсягу винаходу, багатозначного параметра "характеристика парновизначеного у формулі винаходу. сті", щоб "парності" цих канальних слів, принаймні, Наприклад, обсяг даного винаходу не обмежуохоплювали всі ці значення щонайменше один ється двійковим кодом. Не відхиляючись від суті раз. У випадку трійкового коду (зі значеннями -1, 0 винаходу, запропоновані даним винаходом заміни і 1) для канального коду С 2 передбачені щонаймеможуть бути застосовані до багатопозиційних (банше три різні m 2-розрядних канальних слова з "хагаторівневих - multi-level) кодів, трійкових (триріврактеристикою парності" - 1, 0 і 1 (з одним й тим невих) кодів або інших М-рівневих кодів. Кількість самим наступним станом). різних m 2-розрядних канальних слів для кожного nКрім того, винахід полягає в кожній новій ознарозрядного інформаційного слова має становити ці або у кожній комбінації ознак. щонайменше два, а у варіантах, яким віддається 19 71024 20 21 71024 22 23 71024 24 25 71024 26 27 71024 28 29 71024 30 31 Комп’ютерна в ерстка Р. Ціхановський 71024 Підписне 32 Тираж 38 прим. Міністерство осв іт и і науки України Держав ний департамент інтелектуальної в ласності, Льв івська площа, 8, м. Київ , МСП, 04655, Україна ДП “Український інститут промислов ої в ласності”, вул. Глазунова, 1, м. Київ – 42, 01601