專利名稱：用于多維編碼和譯碼的方法和設備的制作方法
技術領域：
本發明涉及把用戶字的用戶數據流多維編碼成在無限延伸的一維方向上展開的信道字的信道數據流的方法。本發明還涉及多維譯碼信道數據流的相應的方法、相應的編碼設備、相應的譯碼設備、貯存媒體、和包括這樣的信道數據流的信號以及用于實施所述方法的計算機程序。
歐洲專利申請EP 01203878.2公開了用于多維編碼和/或譯碼到/來自網格結構的信息的方法和系統，該網格結構代表在至少二維中所述編碼信息的信道比特位置。編碼和/或譯碼是通過使用準緊密堆積(quasiclose-packed)的網格結構執行的。對于三維編碼和/或譯碼的情形，優選地要使用(準)六邊形緊密堆積(hcp)的網格結構。在三維中的另一個可能性是使用(準)面心立方體(face-centered cubic)(fcc)的網格結構。對于二維編碼和/或譯碼的情形，優選地要使用準六邊形網格結構。在二維中的另一個可能性可以是使用準方塊網格結構。為了更簡單和清楚地說明本發明的目的，對于二維情形給予特別的關注。更高的維數的情形可以作為二維情形的或多或少的直接擴展而得到。
對于準六邊形網格，具體地，可以定義包含一個中心信道比特和多個最近相鄰的信道比特的至少部分準六邊形的群集，以及可以加上代碼約束條件，以使得對于所述至少部分的準六邊形的群集的每個群集而言，預定的最小數目的所述最近相鄰比特是與所述中心比特處在相同的比特狀態(1或0，表示被寫入到信道的雙極性比特值)的。由此，碼間干擾(ISI)可以以高的編碼效率被最小化。而且，可以加上另一個代碼約束條件，使得對于所述至少部分的準六邊形的群集的每個群集而言，預定的最小數目的所述最近相鄰比特是與所述中心比特處在相反的比特狀態。這個約束條件提供有利的高通特性，以避免大面積的相同類型的信道比特。
本發明的目的是提供多維編碼和譯碼的方法，它實施如在上面提到的歐洲專利申請中規定的編碼約束條件和編碼幾何關系，并且它導致更高的貯存密度并改進編碼效率。
這個目的是通過如在權利要求1中要求的、把用戶字的用戶數據流多維編碼成在無限延伸的一維方向上展開的信道字的信道數據流的方法而達到的，在該方法中-通過根據所述用戶字和基礎有限狀態機的當前狀態來從代碼表中選擇NRZ信道字，用戶字被編碼成所述NRZ信道字，其中NRZ信道字包括具有沿所述一維方向的一維解譯的NRZ信道比特的NRZ信道碼元序列，以及其中描述多維代碼的特性的基礎有限狀態機的狀態由以前的信道字的NRZI信道比特和由當前的信道字的NRZ信道碼元規定，-通過包括模2積分的一維1T預編碼運算，NRZ信道碼元被轉碼成NRZI信道碼元，所述1T預編碼運算是沿著無限延伸的所述一維方向進行的，以及-連同把用戶字編碼成信道字一起，所述有限狀態機被置于根據所述用戶字和所述有限狀態機的當前狀態從所述代碼表中選擇的新的狀態中。
這個目的還是通過如在權利要求8中要求的、多維譯碼的方法而達到的，在該方法中-通過與包括模2積分的一維1T預編碼運算相逆的運算，NRZI信道碼元被轉碼成NRZ信道碼元，所述逆運算包括至少一個微分運算，其中NRZ信道字包括具有沿所述一維方向的一維解譯的NRZ信道比特的NRZ信道碼元序列，以及其中描述多維代碼的特性的基礎有限狀態機的狀態由以前的信道字的NRZI信道比特和由當前的信道字的NRZ信道碼元規定，以及-通過根據所述NRZ信道字和在所述用戶數據流中下一個用戶字被編碼所處的、所述基礎有限狀態機的下一個狀態，從代碼表中選擇用戶字，NRZ信道字被譯碼成所述用戶字，其中所述基礎有限狀態機的當前信道字的所述下一個狀態由當前信道字的NRZI信道比特和由下一個信道字的NRZ信道碼元規定。
本發明還涉及如權利要求28中要求的用于編碼的設備、如權利要求29中要求的用于譯碼的設備、如權利要求30中要求的貯存裝置、如權利要求31中要求的信號以及如權利要求32中要求的計算機程序。本發明的優選實施例在從屬權利要求中規定。
本發明總地涉及其中代碼在無限延伸的一維方向上展開的多維編碼和譯碼。在2D的具體情形下，如在權利要求2和8的具體的實施例中規定的，該方法然后被應用到2D帶條(strip)，使代碼在無限延伸的方向上展開。在3D的具體情形下，該方法被應用到3D管道(tube)，其中兩個方向是有限延伸的。優選地，3D管道可以是沿無限延伸的所述一維方向的直的管道。與無限延伸的所述方向正交的3D管道的截面優選地可以是六邊形的區，從而導致3D管道的緊密堆積。
本發明是基于該思想來實施在上面提到的歐洲專利申請中規定的編碼約束條件，所述編碼約束條件導致由于碼間干擾造成的誤碼率的減小和/或在其中沿著包括多行信道比特的帶條執行2D編碼的2D編碼方案中大面積相同(雙極性)比特類型的減少。按照本發明，各向同性的2D約束條件通過使用用于信道碼元的某些慣例，被用于構建編碼方案。在1D游程長度有限的(RLL)編碼方案中，代碼約束條件是沿著代碼展開的、無限延伸的方向被施加的一維約束條件。按照本發明的、用于二維(和多維)編碼的編碼方案是與1D編碼方案不同的，因為現在約束條件是二維地(或多維地)各向同性的，且因為沿著帶條的信道比特流在帶條的無限延伸的所述方向上一維地展開。因此特征問題是具有對于在一維展開的代碼的各向同性代碼約束條件的2D代碼(和一般地，多維代碼)的構建。
按照本發明，有限狀態機(FSM)被使用于在代碼構建期間生成的代碼表的定義，然后它們被使用于編碼和譯碼。所述有限狀態機具有多個FSM狀態，它們是按照本發明、根據以前的信道字的NRZI信道比特和當前的信道字的NRZ信道碼元被規定的。代碼表規定在用戶字與信道字之間的關系，且另外還規定在用戶字與在所述有限狀態機中要使用的下一個狀態之間的關系，所述關系取決于有限狀態機的當前的狀態。
在這方面，NRZI信道比特是指(對于盤而言)寫入到盤的、代表標記和非標記的信道比特，例如，比特值“0”是指非標記或平面(land)，比特值“1”是指標記或凹坑。具有比特值“1”的NRZ信道比特僅僅被用于新的運轉(run)的一維開始，其中一次運轉包括多個接連的相同類型的NRZI比特。NRZ到NRZI的變換典型地是通過包括模2積分的1T預編碼器完成的。
可藉以沿著二維帶條根據二維編碼信道比特(或數據)流的運行數字和來執行DC控制的優選實施例在權利要求4到7中規定。優選地，某些DC控制點在二維信道數據流中被識別。優選地，在所述DC控制點處，使用另一個被稱為替換代碼的分開的信道代碼，而不使用被稱為主代碼的標準代碼。對于DC控制，有利地執行從信道字集中進行的信道字的選擇，該信道字集屬于與主要被用于把用戶字編碼成信道字的主代碼不同的所述分開的替換代碼。
按照本發明的另一個實施例，正如在權利要求12和13中規定的，使用準六邊形網格結構。與例如方形網格相比較，這樣的準六邊形網格的好處來自于編碼效率和下一個最近鄰居對于碼間干擾的影響的巧妙組合。準六邊形網格是指可以理想地以六邊形排列的網格，但可能存在相對于理想網格的小的網格畸變。例如，在網格的兩個基本軸之間的角度可能不一定精確地等于60度。準六邊形網格產生更像在讀出期間所使用的掃描激光點的強度輪廓(profile)的比特排列。
替換地，可以使用包括四個最近鄰居的準矩形或準方形網格。
本發明優選地應用到在下面被稱為“魚骨碼(fish-bone code)”的、包括三行信道比特的二維帶條的二維代碼，它把11個用戶比特映射為四個接連的比特三元組，每個三元組形成一個8進制信道碼元，產生總共12個信道比特。所述二維三行帶條可以通過使用分開的帶條所共有的基礎網格，相干地、但獨立地互相堆疊。2D群集約束條件優選地被加上，按照這個約束條件，每個NRZI信道比特在它的第六個最近鄰居中間具有至少一個有相同比特值的鄰居，從而導致誤碼率的減小。
按照本發明的另一個優選實施例，規定了包括替換信道字的替換代碼，該替換代碼優選地被用于控制運行數字和，該運行數字和在帶條中在有限延伸的方向上進行平均。在所述替換代碼中，7個用戶比特優選地被映射為沿著2D帶條排列在三個信道比特三元組中的9個替換信道比特，每個信道比特三元組形成一個8進制替換信道碼元。因此，所述替換代碼的基礎有限狀態機和代碼表不同于主代碼的該有限狀態機和代碼表。
在本發明的再一個實施例中，在權利要求23中規定了加到信道數據流的體群集約束條件和邊界群集約束條件。邊界在這里應當被理解為在無限延伸的一維方向上展開的信道字序列的帶條(對于2D)、管道(對于3D)之間的邊界，或理解為在任何多維體(對于多維)之間的邊界。
違背邊界群集約束條件，優選地在相應的邊界處不違背體群集約束條件的情況下，可以有利地用作在信道數據流中的同步圖案，如在權利要求24到27中規定的。此外，在同步圖案內的自由比特可被用來嵌入不同的同步色(synchronisation colour)。
現在參照附圖更詳細地解釋本發明，其中

圖1示出了編碼系統的總的布局的框圖，圖2示出了表示基于帶條的二維編碼方案的示意圖，圖3A到3C示出了比特地點(bitsite)的六邊形體群集、底部和頂部邊界群集，圖4A、4B示出了體群集和邊界群集的禁止圖案，圖5A、5B示出了沿著3行帶條的一部分六邊形代碼，以及它們的示意圖，圖6A、6B示出了魚骨碼的兩個帶條的相干堆疊(stack)，以及它們的示意圖，圖7A、7B分別示出了表示在邊界行和中心行中的隔離的比特的、魚骨碼的比特三元組，圖8示出了不帶有被隔離比特的STD狀態，圖9示出了帶有單個被隔離比特的STD狀態，圖10示出了帶有兩個被隔離比特的STD狀態，圖11說明了NRZ信道碼元的解譯，圖12給出用于NRZ信道碼元解譯的例子，圖13示出了狀態轉移圖的結構，圖14示出了2D代碼的優選實施例的編碼速率和效率，圖15A、15B說明了狀態轉移圖的對稱性，圖16示出了按照魚骨主代碼的優選實施例的16狀態有限狀態機的特性，圖17示出了基于圖16所示的有限狀態機的、魚骨主代碼的可能的實施方案的一部分代碼表，圖18示出了按照本發明的編碼器的框圖，圖19說明了從NRZ信道碼元到NRZI信道碼元的變換，圖20示出了按照本發明的譯碼器的框圖，圖21說明了在譯碼期間用于確定下一個FSM狀態的第一條件，圖22說明了在譯碼期間用于確定下一個FSM狀態的第二條件，圖23示出了按照本發明的譯碼器的更詳細的框圖，
圖24說明了運行數字和的基于行的控制，圖25說明了使用奇偶校驗矢量的總的運行數字和控制，圖26示出了用于總的DC控制的奇偶校驗矢量對，圖27示出了主代碼和替換代碼的替換方案，圖28示出了16狀態魚骨替換代碼的特性，圖29示出了按照圖28的替換代碼的可能的實施方案的一部分代碼表，圖30示出了用于兩個3行帶條堆疊的典型的同步圖案，圖31A到C示出了對于11到12魚骨碼的不同的FSM狀態的、在頂部帶條中的同步圖案的頭兩個信道碼元，以及圖32A到C示出了對于11到12魚骨碼的不同的FSM狀態的、在底部帶條中的同步圖案的頭三個信道碼元。
圖1示出了數據貯存系統的典型的編碼和信號處理單元。從輸入DI到輸出DO的用戶數據的循環可包括交織10、糾錯碼(ECC)和調制編碼20，30、信號處理40、在記錄媒體上的數據貯存50、信號后處理60、二進制檢測70，以及調制代碼和交織的ECC的譯碼80，90。ECC編碼器20給數據加上冗余，以便提供對抗來自各種噪聲源的錯誤的防護。ECC編碼的數據然后被傳送到調制編碼器30，該調制編碼器使得數據適配于信道，即，它把數據處理成不太可能被信道錯誤破壞并且在信道輸出端更容易被檢測的形式。調制的數據然后被輸入到記錄設備，例如空間光調制器等等，以及被存儲在記錄媒體50。在恢復端，讀設備(例如，電荷耦合器件(CCD))返回必須被變換回數字數據(典型地，對于二進制調制方案每個像素一個比特)的偽模擬數據值。這個過程的第一步驟是被稱為均衡的后處理步驟60，它試圖仍舊在偽模擬域中消除在記錄過程中產生的失真。然后，偽模擬值陣列經由比特檢測器70被變換成二進制數字數據陣列。數字數據陣列然后首先被傳送到執行與調制編碼相反的操作的調制譯碼器80，然后被傳送到ECC譯碼器90。
在上面提到的歐洲專利申請EP 01203878.2中，描述了在信道比特的最近相鄰的群集方面，在六邊形網格上的受2D約束的編碼。在該申請中，主要關注于在信道上更加魯棒地傳輸方面有優點的約束條件，而不是這樣的2D代碼的實際構建。后面的課題在本申請中解決，即，這樣的2D代碼的實施方案和構建將被提供。作為例子，下面將說明對于約束條件Nnn＝1的某個2D六邊形代碼。然而，應當指出，本發明的總的思想和所有的措施通常可被應用于任何2D六邊形代碼。而且，總的思想也同樣很好地可被應用于其他2D網格的情形，像2D方形網格。最后，總的思想也可被應用于多維代碼的構建，可能有各向同性約束條件，其特征在于該代碼的一維展開。
如上面所提到的，在下面應考慮具有由Nnn＝1給出的六邊形群集約束條件的2D六邊形代碼。一個六邊形群集由在中心網格地點處、被六個最近鄰居包圍的一個比特組成。參數Nnn是需要與在中心網格地點處的信道比特有相同類型的最近鄰居的最小數目。這樣，實現了具有低通特性的2D代碼，使碼間干擾(ISI)減小，這類似于具有d-約束條件的游程長度有限(RLL)代碼的1D情形，沿著1D代碼展開的一維方向有減小的ISI。在2D帶條中，2D代碼的實現被認為是用于六邊形網格的情形。2D帶條由按照2D六邊形網格的堆疊法則堆疊的多個1D行組成。基于帶條的2D編碼的原理被顯示于圖2。
在2D帶條的邊界上，形成不完整的六邊形群集，由僅5個網格地點組成，即，一個中心地點加上四個最近鄰居地點，而不是由帶條的中心區域的體群集的7個網格地點組成。該群集的結構顯示于圖3。在圖3A所示的體群集中，中心比特具有號碼i＝0，而六個最近鄰居比特按它們的方位次序被接連地編號為i＝1...6。與對于體群集的7比特或比特地點相比較，顯示帶條邊緣處的底部邊界群集的圖3B和顯示頂部邊界群集的圖3C的不完整的或局部尺寸的邊界群集只包含5個比特或比特地點。中心比特也具有號碼i＝0，而四個方位上相繼的最近鄰居比特被接連地編號i＝1...4。
帶條被構建成使得在垂直方向帶條的相干級聯并不導致違背跨越帶條邊界的約束條件。在垂直方向上帶條的相干級聯，意思是使用不同帶條的相同的六邊形網格(可與晶體結構的外延生長相比較，每個帶條一個晶體結構)。這意味著邊界群集的2D約束條件必須已經滿足，而不用知道位于跨越帶條的邊界的另一邊的兩個丟失的信道比特。對于約束條件Nnn＝1，這意味著對于體群集的一個配置和對于邊界群集的一個配置被禁止。
圖4A示出了禁止的體群集以及圖4B示出了禁止的邊界群集。在中心網格地點處的比特具有數值x(等于0或等于1)。所有的包圍的比特具有相反的數值x(分別等于1或等于0)。這些群集不滿足按照必須與位于中心網格地點處的比特具有同樣類型或比特狀態的最近鄰居的最小數目(Nnn＝1)的、上面所提到的低通約束條件。關于六邊形網格的約束條件和總的方面及特性的更詳細的說明，可以參考上面提到的歐洲專利申請EP 01203878.2，該專利申請被在此引入作為參考。
下面，將考慮2D帶條中三行的實際的情形，以描述對于Nnn＝1的STD(狀態轉移圖)狀態。STD描述了按照Nnn約束條件的任何編碼器的基本碼元流。代碼的FSM是從這個STD和根據這個STD得到的。對于其他行數的推廣是或多或少直截了當的。STD狀態是相對在帶條中給定的水平位置上的三個NRZI信道比特被描述的。比特配置被示意地顯示于圖5A和5B。它可被重新考慮為魚骨的1D堆疊，每個魚骨表征在作為2D帶條的有限延伸方向的垂直方向上的一個比特三元組。STD狀態相應于沿著每個垂直地對準的魚骨的比特三元組，即，(uvw)、(xyz)、(abc)等等。STD狀態由NRZI信道比特表征，該NRZI信道比特是具有代表凹坑標記和平面標記的數值-1或+1(或者反過來是數值+1或-1)的雙極性信道比特。替換地，但導致相同的說明，可以使用比特數值0和1而不是雙極性比特數值-1和+1。除了對每個比特的總的正負號變換外都相同的比特三元組，即，(xyz)和(xyz)，是指相同的狀態。這樣，已可區分四種不同的狀態。用于一單個帶條的魚骨碼被示意地顯示于圖5B。
如前面所提到的，具有更多行的寬的螺線(spiral)可以通過以相干方式(可以與材料科學中外延生長的結構相比較)互相在頂部堆疊兩個或多個2D帶條(例如，每個都是三行)，而被構建。六邊形網格在兩個帶條的公共邊界上繼續。在圖6A中，底部魚骨圖案(帶條1)相對于頂部魚骨圖案(帶條2)在水平方向上移位一個距離，該距離等于在接連的比特之間的距離的一半。這對于保留跨越帶條邊界的基本六邊形網格是需要的。這樣，例如，通過使用每個都是三行的n個帶條，可以構建包含3n行的寬螺線。對于每個帶條，只在帶條的方向上在三行上完成編碼。邊界群集的約束條件使得能夠在一個帶條的頂部相干地堆疊另一個帶條，而不違背Nnn約束條件。通過組合具有不同行數的帶條，可以構建具有任意行數的寬的螺線。對于有兩個帶條的堆疊的情形被顯示于圖6A。第一帶條的比特具有等于1的下標，以及第二帶條的比特具有等于2的下標。魚骨碼的兩個帶條的所述堆疊的示意圖顯示于圖6B。
接著，除了已識別的四個狀態以外，引入額外的狀態組，以便能夠實現2D約束條件Nnn＝1。這個約束條件具有各向同性的2D字符，這是與沿著帶條的編碼的1D展開不兼容的，其中用于所有的行的單個比特被同時發送，在本實際的例子中它是比特三元組。為此，引入由xi表示的被隔離的比特和由xs表示的被包圍的比特的概念。對于被隔離的比特，在當前的比特三元組和以前的比特三元組中相鄰的比特都具有相反的比特數值。在這樣的情形下，在作為被考慮的被隔離比特的鄰居的、下一個比特三元組中至少一個比特必須具有與被隔離的比特相同的比特數值，以便滿足Nnn＝1的約束條件。對于被包圍的比特，在當前的比特三元組和以前的比特三元組中至少一個相鄰的比特具有相同的比特數值，這樣對于該比特，不管下一個比特三元組的數值(或比特狀態)如何，Nnn＝1的約束條件已被滿足。
兩種比特類型的例子顯示于圖7。點代表對于例子無關的比特。首先，考慮在邊界行中的被隔離的比特，如圖7A所示，其中必須滿足對于邊界群集的約束條件。圖7A所示的兩個接連的比特三元組是(xs...)、(xixs...)。為了滿足對于比特xi的2D約束條件，下一個比特三元組必須是與(xsxs...)不同的。
接著，考慮如圖7B所示的、在中心行中的被隔離比特，其中對于體群集的約束條件必須被滿足。例子中所示的兩個接連的比特三元組是(xsxsxs)、(xsxixs)。為了滿足對于比特xi的2D約束條件，下一個比特三元組必須是與(.xs.)不同的。
下一個有趣的觀察是在三元組中的被隔離比特的數目可以是0、1或2，并且在后面的情形下，兩個隔離的比特不能位于相鄰的地點。所以，就被隔離的比特而言，5個可能的三元組結構是(xsyszs)(無被隔離比特)、(xiyszs)、(xsyizs)、(xsyszi)(單個被隔離比特)、和(xiyszi)(正好兩個被隔離比特)。對于x、y和z的比特數值可以是+1或-1。
最后，將得到10個狀態的狀態轉移圖(STD)。頭四個狀態σ1，σ2，σ3，σ4只具有三元組中被包圍的比特類型的比特。這四個狀態顯示于圖8。
接著，有5個STD狀態σ5，...，σ9在三元組中有一個被隔離比特；如圖9所示。有一個與狀態σ2有關的狀態σ5，其中第一比特成為被隔離類型。有三個與狀態σ3有關的狀態σ6，σ7和σ8，其中第一、第二和第三比特分別成為被隔離類型。還有一個與狀態σ4有關的狀態σ9，其中第三比特成為被隔離類型。
最后，有一個狀態σ10在三元組中有兩個被隔離比特，如圖10所示。所述狀態σ10與狀態σ3有關，其中第一比特和第三比特成為被隔離類型。
接著，將解釋信道碼元的字母符號。沿著2D帶條的2D編碼涉及在從一個STD狀態轉移到可能的下一個STD狀態之一時信道碼元的發送。信道碼元是M進制的，其中M＝2Nrow，Nrow是帶條中的行數。對于現在考慮的實際的情形，Nrow＝3，所以有8個不同的信道碼元，用[1]表示，其中0≤1≤7。信道碼元[1]相應于碼元三元組(ijk)，其中比特i，j和k是二進制的(0或1)，并且具有關系1＝i+2j+4k。比特i，j和k是NRZ比特，也就是，每個比特表示在當前的水平位置上、在帶條中相應行的雙極性NRZI信道比特流中的跳變(1)或不存在跳變(0)。NRZ比特到NRZI的轉換沿著與在1D RLL編碼的情形中完全相同的線進行，這里這被稱為1T預編碼器。
信道碼元的解譯示意地顯示于圖11。比特三元組(x1y1z1)和(x2y2z2)實際上根據由0和1表示的雙極性比特xj，yj，zj(其中j＝1，2)被規定，但實際代表等于-1或+1的“真實的”雙極性值。
用于信道碼元解譯的實際的例子顯示于圖12。
接著，將描述狀態轉移圖(STD)的結構。通過STD的信道碼元流由圖13所示的表描述。所述表以矩陣表示哪個下一STD狀態相應于下一NRZI比特三元組，剛一發出具有由[1]，1＝0，1，...，7，表示的M進制數值(M＝8)的NRZ信道碼元，所述下一NRZI比特三元組就將對于當前的NRZI比特三元組從一個開始STD狀態開始進行轉換。正如可以看到的，對于一些開始的STD狀態，某些NRZI信道碼元是不允許的，因為否則將違反2D代碼約束條件。
從圖13所示的表中，可以得到STD的連接矩陣D(10×10矩陣)。這個矩陣的最大本征值是6.888204，導致每個信道比特的C＝0.928043的理論容量。應當指出，相應于每個8進制信道碼元，在STD中一個步驟發送3個信道比特。所以，實際的代碼必須具有m個用戶比特到3n個信道比特的映射。在圖14所示的表中給出對于當前的約束條件(Nnn＝1和3行帶條)的某些潛在的代碼映射。編碼速率由R＝m/3n給出，按照香農法則它應當滿足不等式R≤C。編碼效率η由η＝R/C給出。代碼對增加的m列出，且僅僅當其導致比表中以前的條目更高的效率時才列出。
審視STD的狀態描述立即發現，有三對STD狀態具有對稱的關系狀態對σ2和σ4、狀態對σ5和σ9以及狀態對σ6和σ8。每對狀態通過圍繞魚骨碼的3行帶條的中心行的鏡像運算被互相轉換。同樣地，在圖13所示的表中，如果按照圖15A，15B中所示的表執行信道碼元的適當置換和下一個狀態的適當置換的話，這個對稱可被看作為每個狀態對的狀態的相同的扇出(fan out)。
對于具有高效率的滑動塊(sliding block)碼的設計，也就是具有接近于容量C的高的速率R的代碼，遵循在“Algorithms for SlidingBlock Codes. An application of Symbolic Dynamics to InformationTheory(用于滑動塊碼的算法。符號力學在信息理論中的應用)”，R.L.Adler，D.Coppersmith，M.Hassner，IEEE trans.inform.theory，vol.29，1983，第5-22頁中描述的程序過程，也稱為ACH算法。ACH算法原先被設計用于1D-RLL代碼。現在ACH算法將應用于沿著2D帶條的2D代碼的設計。這是由于在按照本發明的2D代碼中，信道碼元仍舊沿著在無限延伸的一維方向上的2D帶條以1D展開來順序地被發送。經由ACH算法的代碼設計是基于一個近似的本征矢量v，對于一個代碼而言，在有m到3n的映射、和有Dn(連接矩陣D的n次方)、和有Dni，j(D的n次方的具有下標(i，j)的元素)、以及有STD中的10個狀態的情況下，它的分量必須滿足Σj=110Di,jnvj≥2mvi]]>在代碼設計中，將使用如上所述的對稱性。所以，近似的本征矢量將限于以下的情形v5＝v9≤v2＝v4v10≤v6＝v8由于STD狀態σ7具有一個不容易與其他STD狀態共享的扇出，除非代碼的有限狀態機(FSM)中的最后的狀態數增加，所以，引入附加約束條件v7應當盡可能小，優選地，v7＝0。有四個近似的本征矢量滿足這些條件(對于v7＝0)
v1＝{4，4，2，4，3，3，0，3，3，2}v2＝{4，4，3，4，3，3，0，3，3，2}v3＝{4，4，4，4，3，3，0，3，3，1}v4＝{4，4，4，4，3，3，0，3，3，2}作為特定的實施例，選擇v2用于代碼構建。矢量v3和v4導致對于STD狀態的附加FSM狀態∑3。矢量v1和v2都導致16個不同的FSM狀態，但選擇v2，是因為它在代碼構建時導致略多一點自由。額外的自由是由于以下事實而導致，即在需要的數目2m(m＝11)之上的剩余字(surplusword)的數目，對于v2的情形而言要比對于v1更大。
接著，將解釋對于具有Nnn＝1和Nrow＝3的11到12的魚骨2D代碼的有限狀態機的結構。以前的部分(section)的第二候選近似本征矢量v2，即v2＝{4，4，3，4，3，3，0，3，3，2}，將被使用。每個信道字包括各具有3個比特的4個接連的8進制NRZ信道碼元，從而導致每個信道字總共3×4＝12個信道比特。
為了實現在沿帶條的方向上的k約束條件，其中abc＝000或其中bcd＝000的所有碼字abcd已經被消除。因此，在每個信道字中允許至多兩個開頭的和兩個結尾的8進制零。這自動導致在沿著帶條的方向上的k＝4的約束條件。
得到16狀態FSM，其特性在圖16所示的表中進行描述。FSM狀態用∑表示，STD狀態用σ表示。STD的狀態和由近似的本征矢量的各個分量表示的相應的狀態分割量通過有關的STD狀態來代表。例如，狀態σ1具有分量v1＝4，所以根據σ1構建四個不同的FSM狀態，它們是∑1，∑2，∑3和∑4。該表也列出對于每個FSM狀態的扇出，它是離開該狀態的信道字的數目。為了有一個代碼，扇出應當總是不小于211＝2048，這是對于每個FSM狀態所需要的最小的扇出。考慮到以后對具有DC控制的2D編碼引入的組合代碼(combi-code)，得到的代碼將稱為主代碼。所述組合代碼將包括現有的主代碼和以后規定的附加替換代碼。
雖然由圖16所示的表來表征的FSM是16狀態的FSM，但這16個FSM狀態中的5個FSM狀態已通過施加參照圖15A、15B描述的鏡像運算而得到，這樣，實際上不同的狀態的數目總計為11。應當指出，對于所有的FSM狀態都有剩余數目的字，它是實際的扇出和等于2048的所需要的最小扇出之間的差值。剩余字可被用于額外的目的，像隨機型的DC控制，或如具有用戶數據到信道數據的11到12映射的主數據信道之上的邊信道(side-channel)。剩余字的這樣的使用在1D-RLL信道調制碼中是常見的，像在DVD中使用的EFMPlus。
作為說明，16狀態的魚骨碼(即具有11到12映射的主代碼)的代碼表的一部分顯示于圖17。信道字的12個信道比特被表示為4個接連的8進制NRZ碼元，相應于4個接連的魚骨。該表示出了對于在垂直方向排列的每個用戶字的、相應的NRZ信道字和取決于在表的水平方向上排列的當前的FSM狀態∑的FSM的下一個FSM狀態(NS)∑。應當指出，在表中對于每個用戶字有兩行，每行包括對于8個FSM狀態的字。
圖18示出了按照本發明的編碼設備的框圖。所述編碼器被假設為處在由狀態∑k表示的它的當前狀態。所述編碼器把包括特定數目的用戶比特的用戶字Uk編碼成NRZ信道字Ck，隨后NRZ信道字被變換成NRZI信道字Bk。另外，基礎有限狀態機被設置在新的狀態∑k+1。在主代碼的具體的實施例中，用戶字Uk包括11個比特，它被映射單元1映射為12比特的NRZ信道字Ck。對于所述映射，除了用戶字Uk以外，基礎有限狀態機的當前的狀態∑k也是有關的，正如以上參照圖17解釋的。所述當前的FSM狀態∑k同時被狀態變換單元2變換成下一個FSM狀態∑k+1，該變換也取決于用戶字Uk和當前的FSM狀態∑k，正如從圖17中將一目了然的。此后，由信道字變換器3執行NRZ信道字Ck到NRZI信道字Bk的變換，該信道字變換器3是用于整個帶條的每行的按行1T預編碼器。1T預編碼器包括模2積分，正如對于標準1D RLL編碼所使用的。
如圖19所示，NRZ信道字Ck包括四個8進制信道碼元c4k，c4k+1，c4k+2，c4k+3，每個包括三個NRZ信道比特。相應地，每個NRZI信道字Bk包括四個8進制NRZI信道碼元b4k，b4k+1，b4k+2，b4k+3，每個形成魚骨的3 NRZI信道比特的三元組。如圖19所示，NRZ信道比特確定當前的NRZI魚骨的NRZI比特如何被變換成下一個魚骨的NRZI比特。這個變換按照沿帶條的每個單獨的行的一維1T預編碼器運算而按行地被執行。應當指出，信道字Ck的第一NRZ碼元變換前一個信道字Bk-1的最后的NRZI比特三元組b4k-1。因此，對于信道字Ck的、由c4k表示的第一NRZ碼元，NRZ信道比特c04k確定NRZI信道比特b04k-1如何被變換成NRZI信道比特b04k，NRZ信道比特c14k確定NRZI信道比特b14k-1如何被變換成b14k等等；對于信道字Ck的、由c4k+1表示的第二NRZ碼元，NRZ信道比特c04k+1確定NRZI信道比特b04k如何被變換成NRZI信道比特b04k+1，NRZ信道比特c14k+1確定NRZI信道比特b14k如何被變換成b14k+1等等。
譯碼魚骨碼的信道字需要(a)當前感興趣的字的4個M進制(M＝8)NRZ信道碼元，和(b)下一個FSM狀態的譯碼，它需要當前的信道字的最后一個信道碼元或至多最后兩個信道碼元的NRZI比特三元組，以便確定STD狀態，并且它還需要下一個信道字的至多頭三個碼元的NRZ M進制信道碼元。
按照本發明的譯碼設備的框圖顯示于圖20。其中，提供信道字變換器11用于在第一步驟中把接收的NRZI信道字Bk，Bk+1，...變換成NRZ信道字Ck，Ck+1，...，即，執行與絕對值運算相組合的水平微分，作為與圖19相比較的逆運算。所述變換再次是按照一維運算對于帶條的每行單獨地執行的。
為了能夠確定被編碼成NRZI信道字Bk的用戶字Uk，除了NRZ信道字Ck以外，當前的用戶字的下一個FSM狀態∑k+1，即，下一個用戶字Uk+1已被編碼的FSM狀態∑k+1，也必須被確定。所述FSM狀態∑k+1將由單元16根據在代碼之下的有限狀態機FSM的特性來確定。所述特性，即圖16所示的表的特性，被存儲在FSM單元15中。
在用于確定所述FSM狀態∑k+1的第一子步驟中，NRZI信道字Bk的最后兩個NRZI三元組在方塊12中被確定。所述當前的NRZI信道字Bk示意地顯示于圖21，最后兩個比特三元組的NRZI信道比特明確地被寫出。在方塊12中，因此確定最后兩個三元組b4k+2和b4k+3。倒數第二個三元組b4k+2對潛在地識別在最后的三元組中的被隔離比特是必需的。了解所述最后兩個三元組便允許識別在下一個信道字的開始端的STD狀態σk+1，并且代表FSM狀態的第一選擇。例如，STD狀態σ1指向圖16所示的代碼表中FSM狀態∑1、∑2、∑3或∑4之一。所述STD狀態σk+1因此在單元13中被確定。
在第二子步驟，在方塊14中從下一個信道字Ck+1確定至多三個NRZ信道碼元。這被顯示于圖22，圖上顯示當前的NRZ信道字Ck的四個NRZ信道碼元和下一個NRZ信道字Ck+1的四個NRZ信道碼元，從Ck+1確定至多頭三個NRZ信道碼元c4k+4，c4k+5，c4k+6。這允許由狀態確定單元16通過使用圖16中所示的被存儲在FSM貯存裝置15中的FSM表來完全識別在下一個信道字的開始端的FSM狀態∑k+1。
通過使用當前的NRZ信道字Ck和下一個FSM狀態∑k+1的知識，用戶字Uk最終可以通過使用圖17所示的并被存儲在代碼表貯存裝置18中的代碼表在方塊17中被確定。
按照本發明的譯碼設備的更詳細的框圖被顯示于圖23。圖上說明了NRZI信道字Bk和NRZ信道字Ck的各個比特三元組如何被延時塊D延時，以及它們如何被使用于最終確定用戶字Uk。
接著，將解釋按照本發明的、2D信道代碼中的DC控制。由于以下幾個原因需要DC控制(1)為了修正限幅器電平，(2)為了避免在伺服控制環路的窄帶寬內的低頻數據內容干擾。對于基于帶條的2D代碼，不同的DC控制機制可被適配。一個可能性是分別控制在帶條中的每行上的運行數字和(RDS)。圖24顯示了對于具有3行的情形的配置。在沿著帶條的水平方向的比特位置i處，對于具有索引1的行，RDS用RDSi(1)表示。根據NRZI(雙極性)信道比特uj(1)(具有數值-1，+1)計算RDS值。下部索引是指沿著帶條的方向的信道碼元的位置；在括號中的上部索引是指帶條中行的號碼。
另一個選擇是控制單個帶條的總的RDS，也就是，通過對于帶條中所有的行的RDS數值進行平均來進行。在這樣的情形下總的RDS由下式給出RDSi＝∑1＝1NrowRDSi(1)＝∑1＝1Nrow∑ij＝-∞uj(1)2D編碼中的DC控制是通過控制RDS實現的，類似于在1D RLL編碼的情形下，例如，像在EFM、EFM+、EFM CC、17PP中等等。在1D RLL編碼中，RDS是通過在NRZ信道比特流中交替選擇被控制的，其中交替選擇具有二進制奇偶校驗的相反的數值。相反的奇偶校驗將導致NRZI信道比特流中正好多一個(或3，5，...)或少一個(或3，5，...)的跳變的差別這樣，NRZI(雙極性)比特流的極性可以通過選擇在信道比特流中DC控制點處的信道字的交替選擇而被顛倒，并且這是保持RDS在某些界限內的機制，即，保持它通常被限制于盡可能接近于零。
在2D編碼的情形下，使用M進制奇偶校驗，其中M＝2Nrow，因為也使用M進制NRZ信道碼元。對于每行的RDS的各個控制(基于行的RDS)，在2D比特流中每個DC控制點處都要求有在M個可能的奇偶校驗值之間進行自由選擇的可能性。另一方面，總的RDS的控制要求有在僅僅兩個奇偶校驗值p1和p2之間進行選擇的可能性，p1和p2必須滿足關系式p1+p2＝M-1。通過這個關系式，可以看到，兩個交替選擇將導致在DC控制點后反轉的NRZI(雙極性)信道比特流。
現在將解釋對于總的RDS值進行控制和對于Nrow＝3的實際的情形。對于由多個信道碼元組成的每個信道字而言，具有二進制分量的奇偶校驗矢量p被相關聯。除了實際的選擇Nrow＝3以外，還作出另一個選擇信道字由三個接連的M進制碼元(其中M＝8)組成。后者的情形將應用于下面解釋的替換代碼。各個碼元的NRZ比特用aj(l)表示，其中沿著帶條的碼元位置由i＝1，2，3給出，以及帶條中的行由l＝1，2，3表示。計算每行的奇偶校驗矢量p，如圖25所示。
對于總的RDS控制，有M/2對奇偶校驗矢量，它們提供適當的交替選擇，以使得所有的行的NRZI比特流可以在給定的DC控制點處同時被反轉。對于所考慮的實際的情形，有4個這樣的奇偶校驗矢量對，如圖26中所列出的。奇偶校驗矢量p＝(p(1)p(2)p(3))的模p是M進制奇偶校驗值，M＝8，它被定義為p＝p(1)+2p(2)+4p(3)。頂部索引號表示帶條中的行。
下面，正如上面已提到的，將解釋對于Nnn＝1和Nrow＝3的2D無DC編碼的魚骨組合代碼。首先，考慮總的RDS的控制。對于DC控制，建議使用組合代碼的概念，如在“Combi-Codes for DC-Free RunlengthLimited Coding(用于無DC的游程長度有限的編碼的組合代碼)”，W.Coene，IEEE Trans.Cons.Electr.，vol.46，第1082-1087頁，2000年11月中對于1D RLL情形所描述的。對于2D編碼，由C1表示的主代碼是具有四個魚骨的11到12映射的代碼，正如以前描述的。現在設計由C2表示的替換代碼，它具有以下性質-替換代碼具有由三個魚骨代表的、從用戶比特到信道比特的7到9映射；-對于每個7比特用戶字，有兩個9比特信道字，它們有帶有互補的奇偶校驗p1和p2，以使得p1+p2＝7的奇偶校驗矢量，也就是，這兩個奇偶校驗矢量屬于如在圖26所示的表中描述的四個奇偶校驗對之一；-兩個9比特信道字在魚骨碼的16狀態FSM中具有相同的下一個狀態。
最后兩個性質保證了完全的DC控制，在其中使用替換代碼的比特流中每個位置上，有帶條的所有行中信道比特流的完全反轉。而且，先行(look ahead)DC控制可被應用于改進DC控制性能，這類似于1D RLL的情形。
包括所述主代碼和所述替換代碼的2D組合代碼的使用顯示于圖27。垂直列表示所使用的不同的信道字。在代碼C1和C2之間的重復方案可以自由地以及按照在即將到來的應用中需要的DC控制的實際要求進行選擇。在圖27中，替換代碼C2的兩次接連的使用被主代碼C1的三次接連的使用分隔開。當例如已經商定用于2D編碼的格式選擇時，所述交替方案被固定，而且為編碼器和譯碼器所知，以及與2D信道比特流中同步圖案的位置緊密聯系。
魚骨替換代碼的結構如下。相同的近似的本征矢量如被用于設計主代碼那樣被使用。為了具有滿足如上所述的條件的字對的足夠扇出(≥27＝128)，在用于替換代碼的FSM的特性中必須引入某些輕微的改變。這些改變只應用于狀態∑1、∑2和∑3。對于替換代碼的FSM的相應結構顯示于圖28。
為了說明起見，具有7到9映射的16狀態魚骨替換代碼的一部分代碼表顯示于圖29。NRZ信道字的9個信道比特被表示為3個接連的8進制NRZ信道碼元，相應于3個接連的魚骨。該表被如下組織字對的字在彼此的頂部列出，首先用于FSM狀態∑1到∑8，然后用于FSM狀態∑9到∑16。
因此很明顯，用于譯碼下一個狀態的譯碼邏輯取決于下一個用戶字是用主代碼還是用替換代碼編碼。替換代碼的譯碼器類似于上述的主代碼的譯碼器。主要差別是(1)信道字只包含三個三元組，而不是用于主代碼的四個三元組，(2)代碼表的特性是不同的，以及(3)用于譯碼下一個狀態的邏輯取決于下一個用戶碼元是用主代碼編碼的11比特碼元還是用替換代碼編碼的7比特碼元。后者的情形實際上不太可能出現，因為在組合代碼中，替換代碼沒有主代碼使用的那么頻繁(少得多)。然而，可以考慮例如其中僅僅使用替換代碼的另一個極端的情形。
上述的主代碼和替換代碼的11到12和7到9映射并不完全匹配于在常規的ECC中使用的面向字節的Reed-Solomon碼中使用的8比特碼元的尺寸。可以設計基于11比特碼元的新的ECC而沒有多大問題。然而，仍舊有可能使用面向字節的ECC，其中該字節的8比特被散布在可能是一個以上的信道字上。而且，有可能也沿著包含一個以上的2D帶條的寬螺線的垂直方向散布字節。
接著，將解釋對于上述的(基于一個帶條中的三個比特行的)魚骨碼的同步圖案的應用。在1D RLL代碼中，同步圖案具有獨特的特性，該特性允許明確地識別在寬螺線中2D區域的信道比特流中的這些圖案。在1D RLL編碼的情形下，這個獨特的特性通常違背RLL碼的游程長度約束條件。典型地，k約束條件的違背被使用于這個目的。例如，在具有EFM+的DVD中，使用k＝10，從而導致11T的最大游程長度，而獨特的同步特性是14T游程長度。類似的思想可被應用于2D代碼，它對于在沿著帶條的方向上的M進制碼元的編碼也具有k＝4的約束條件。替換地，對于2D代碼，與Nnn約束條件有關的、在帶條的邊界區域處特定的比特圖案可被用于同步目的。
下面，將考慮至少兩個帶條在垂直方向上被互相相干地堆疊的情形。為了簡化起見，進一步說明具有兩個帶條的情形。在這樣的情形下，有可能違背一個帶條的邊界約束條件，這不導致違背在帶條之間跨越邊界的2D約束條件(Nnn＝1)，因為2D約束條件由相鄰的帶條的比特滿足。為了具有典型的同步圖案，跨越兩個相鄰帶條的邊界的一個這樣的特性圖案便已足夠了。
下面，將處理在單個同步圖案中兩個這樣的特征特性的情形。該情形示意地顯示于圖30。在兩個帶條的每個帶條中同步圖案包含6個接連的魚骨。不關心的比特(它們對于特征特性或使得同步圖案為獨特的2D比特圖案是無關的)用簡單的點表示。正好在同步圖案開始之前的、最后的NRZI比特三元組被表示為(p1q1r1)和(p2q2r2)，分別用于第一和第二帶條。
用于魚骨碼的、按照本發明的同步圖案的特征特性是在由S1和S2表示的、與帶條的水平方向成60°和120°的各個傾斜方向下的兩個2T標記的出現。當單獨地被應用于每個帶條時，這些圖案S1，S2被邊界約束條件禁止，但對于體約束條件是被允許的，該體約束條件是在兩個帶條被看作為使構成帶條的行數加倍的單個寬帶條時施加的。兩個這樣的圖案以不同角度的出現被選擇來使得同步圖案對抗信道失真更魯棒，象如在盤傾斜的狀況中的非對稱的點形狀。
接著，將說明同步圖案的額外要求。為了簡化起見，描述再次限于兩個3行帶條的情形。在同步圖案方面需要某些額外的性質。
同步字的開始點必須允許正好在同步開始之前進行先前的信道字的正確的譯碼。信道字的譯碼也需要查探下一個信道字的第一NRZ M進制碼元。這意味著必須區分對于魚骨碼的每個FSM狀態的不同的同步圖案。而且，必須使得能夠生成在構成同步的兩個帶條的邊界區域中的傾斜的2T標記。在邊界的相反地點的(每個2T標記的)兩個NRZI信道比特需要具有相同的極性。對于頂部帶條，這個極性不被控制。
對底部帶條中2T標記的比特的適當比特值的實現，由作為構成同步圖案的6魚骨序列中的第二魚骨放置的、具有數值0或7的附加NRZ信道碼元來完成。第一方法如下附加信道碼元翻轉整個NRZI比特流(數值7)，或仍然保持它不變(數值0)。對于在底部帶條中2T標記的比特的比特值的適當極性的生成，不需要反轉全部三行的極性。只要翻轉底部帶條的兩個頂部行就足夠了。這意味著，對于底部同步圖案的第二魚骨的NRZ碼元，我們一方面具有數值0和4，而另一方面具有7和3。然后在底部行中的NRZI比特值被留作自由比特，它可被用于同步圖案的著色(colouring)，正如將在后面描述的。
頂部帶條中同步圖案的頭兩個信道碼元對于下一個狀態譯碼和在同步的NRZI比特流中專門的同步特性的開始的實現是必要的。頂部帶條的兩個必要的碼元被顯示于圖31A、B、C，用于按照NRZI比特和NRZ信道碼元的16個FSM狀態的每個狀態。左面的列顯示在同步圖案開始之前代碼的最后一個NRZI比特三元組，而右面的列顯示同步圖案的頭兩個NRZI比特三元組。頂部行顯示對于頭兩個同步比特三元組的相應的NRZ碼元。
應當指出，為了限制這里要顯示的表的數目，對于每個FSM狀態只顯示一個極性在所顯示的表中，左上方的NRZI比特總是具有1的NRZI數值。還應當指出，這里選擇所顯示的最后一個比特三元組的兩個頂部NRZI比特，即，在頂部帶條中同步的第二碼元或魚骨是相同的；然而，在最一般的情形下，最頂部比特可以不同于它的較底部的鄰居。
底部帶條中同步圖案的頭三個信道碼元對于下一個狀態譯碼和在同步的NRZI比特流中專門的同步特性的開始，即，跨越帶條的邊界的兩個傾斜的2T標記的實現，是必要的。底部帶條的這三個必要的碼元被顯示于圖32A、B、C，用于按照NRZI比特和NRZ信道碼元的16個FSM狀態的每個狀態。再次地，左面的列顯示在同步圖案開始之前代碼的最后一個比特三元組，而右面的列顯示同步圖案的頭三個信道碼元。頂部行顯示相應的NRZ碼元。
應當指出，對于每個FSM狀態再次只顯示一個極性在這里顯示的表中，左上方的NRZI比特總是具有1的NRZI數值。底部帶條同步圖案的第二NRZ碼元使能選擇在這個同步圖案的第三比特三元組中NRZI比特的適當的極性。而且，這里只顯示在第二NRZ碼元中數值0的情形(在括號中顯示另一個數值7)。對于第二NRZ碼元，不使用NRZ碼元0，而是也使用碼元4；同樣地，不使用NRZ碼元7，而是也使用碼元3。還應當指出，這里選擇所顯示的最后一個比特三元組的兩個底部NRZI比特，即在底部帶條中同步圖案的第三碼元或魚骨，是相同的。在最一般的情形下，最底部比特可以不同于它的較頂部的鄰居。在這些比特是不同的情形下，在括號中的NRZ碼元應用于在底部帶條中同步圖案的第三碼元。
接著，將解釋按照本發明如何實施不同的同步色。在記錄格式中，ECC群集包含多個記錄幀，每個記錄幀放置在同步圖案之前。為了識別不同的幀，使用不同的同步色，典型地如在DVD格式中的8種著色。對于2D魚骨碼的兩個帶條的這種堆疊的同步圖案，使用“自由”NRZI信道比特來生成不同的同步色。通過“自由”比特，那些比特是指它們在同步圖案的開始點對下一個狀態識別不起作用，而且在底部同步圖案的第二魚骨的兩個頂部比特中對于底部同步圖案的頂部兩行所需要的極性反轉也不起作用。應當指出，“自由”比特在它們仍舊必須遵從對于體和邊界群集的Nnn＝1約束條件的意義上不是100％自由的。在頂部帶條中有6個“自由”信道比特在同步圖案的頂部行的右上方部分的5個比特，以及在倒數第三位置處、在中間行的額外比特。在底部帶條中，有在同步圖案的底部行的右下方部分的5個“自由”比特。
對于在兩個帶條的堆疊的這個底部帶條和頂部帶條中的8個同步色，分別在底部行或頂部行中5個最右面的NRZI比特就足夠了。這點從下面可簡單地看到。第一比特被作為吞并(merging)比特對待，功能是避免違背周圍的信道比特的約束條件。然后，4個接著的比特可被看作為用d＝1約束條件進行1D RLL編碼。在對于頂部帶條的頂部邊界行中和對于底部帶條的底部邊界行中的1D RLL d＝1約束條件的使用，自動導致在這些行中Nnn＝1約束條件的滿足，而不管相鄰的行如何。它們的1D NRZ代表正好產生8個可能的數值，這些數值為-SY00000-SY11000-SY20100-SY30010-SY40001-SY51010-SY60101-SY71001在同步圖案后在信道比特流中必須進行用魚骨碼的2D編碼的狀態在同步圖案的結尾被確定，這取決于它的最后一個三元組中的STD狀態。在用于二帶條堆疊的同步圖案的每個帶條的末端處可能出現的可能的情形為-σ1-＞∑1-σ2，σ5-＞∑5-σ4，σ9-＞∑9對于6行寬螺線由互相在頂部的兩個3行帶條組成的情形，因此有可能在頂部和底部分別作出8個同步圖案，從而導致總共64個可能的圖案，這與通常的同步色的數目相比較是相當大的。
按照本發明的代碼的應用域優選地是下一代光記錄，諸如(1)對于使用具有許多信道比特行的寬螺線的、藉助于激光光點的陣列讀出，由此導致高的數據速率和高的容量的2D光貯存的應用(2)全息光記錄，(3)熒光的光記錄或(4)面向頁(page)的光記錄。
權利要求
1.一種把用戶字的用戶數據流多維編碼成在無限延伸的一維方向上展開的信道字的信道數據流的方法，其中-通過根據所述用戶字和基礎有限狀態機的當前狀態來從代碼表中選擇NRZ信道字，而把用戶字編碼成所述NRZ信道字，其中NRZ信道字包括具有沿所述一維方向的一維解譯的NRZ信道比特的NRZ信道碼元序列，以及其中描述多維碼的特性的基礎有限狀態機的狀態由以前的信道字的NRZI信道比特和由當前的信道字的NRZ信道碼元規定，-通過包括模2積分的一維1T預編碼運算，NRZ信道碼元被轉碼成NRZI信道碼元，所述1T預編碼運算是沿著所述無限延伸的一維方向進行的，以及-連同把用戶字編碼成信道字一起，所述有限狀態機被置于根據所述用戶字和所述有限狀態機的當前狀態從所述代碼表中選擇的新的狀態中。
2.按照權利要求1的方法，其中所述方法被用于把用戶字的用戶數據流二維編碼成沿著在信道比特的二維網格的第一方向上無限延伸的和在與所述第一方向正交的第二方向上有限延伸的帶條的信道字的信道數據流，所述帶條包括多行信道比特，所述行沿著所述第一方向排列，其中每個NRZ信道碼元對于該帶條中每行正好包括一個NRZ信道比特，該NRZ信道比特對于沿著在所述帶條中行方向的每個單獨行具有一維解譯，以及其中該NRZ信道碼元通過沿所述帶條的所述單獨行的每行進行包括模2積分的按行的一維1T預編碼運算而被轉碼成NRZI信道碼元。
3.按照權利要求2的方法，其中該NRZ信道碼元藉助于一維1T預編碼器被轉碼成NRZI信道碼元，以使得在該帶條內的NRZI信道比特滿足具有二維特征的編碼約束條件。
4.按照權利要求2的方法，其中在所述帶條中至少一個行的運行數字和與在所述帶條中其它行的運行數字和分開地被控制。
5.按照權利要求2的方法，其中所述帶條的所有行的總的運行數字和具體地是通過對所述帶條中每行分開地計算的運行數字和進行平均而被控制的。
6.按照權利要求4或5的方法，其中所述帶條的平均的運行數字和被控制來整體地生成對于該帶條的期望的譜特性，或其中在該帶條中的多行的多個運行數字和被控制來獨立地生成對于該帶條中每行規定的期望的譜特性。
7.按照權利要求2的方法，其中所述運行數字和是在該信道數據流中預定的控制點上被控制的，以及其中所述控制是通過從一組替換信道字中選擇特定的替換信道字而完成的。
8.一種對信道字的信道數據流進行多維譯碼的方法，所述信道字的信道數據流是由用戶數據流的用戶字編碼而成，所述信道數據流在無限延伸的一維方向上展開，其中-通過與包括模2積分的一維1T預編碼運算相逆的運算，把NRZI信道碼元轉碼成NRZ信道碼元，所述逆運算包括至少一個微分運算，其中NRZ信道字包括具有沿所述一維方向的一維解譯的NRZ信道比特的NRZ信道碼元序列，以及其中描述多維碼的特性的基礎有限狀態機的狀態由以前的信道字的NRZI信道比特和由當前的信道字的NRZ信道碼元規定，以及-通過根據所述NRZ信道字和在所述用戶數據流中下一個用戶字被編碼所處的、所述基礎有限狀態機的下一個狀態來從代碼表中選擇用戶字，而把NRZ信道字譯碼成所述用戶字，其中所述基礎有限狀態機的當前信道字的所述下一個狀態由當前信道字的NRZI信道比特和由下一個信道字的NRZ信道碼元規定。
9.按照權利要求8的方法，其中所述方法被用于對信道字的信道數據流進行二維譯碼，所述信道字的信道數據流是由用戶數據流的用戶字沿著在信道比特的二維網格的第一方向上無限延伸的和在與所述第一方向正交的第二方向上有限延伸的帶條編碼而成的，所述帶條包括多行信道比特，所述行沿著所述第一方向排列，其中通過與包括所述模2積分的所述一維1T預編碼運算相逆的按行運算，該NRZI信道碼元被轉碼成NRZ信道碼元，所述逆運算包括至少一個微分運算，所述按行的運算是沿著所述帶條的所述單獨行的每行進行的，以及其中每個NRZ信道碼元對于該帶條中的每行正好包括一個NRZ信道比特，該NRZ信道比特具有沿所述帶條中的行的方向對于每個單獨行的一維解譯。
10.按照權利要求9的方法，其中所述有限狀態機的所述下一個狀態是通過確定當前的信道字的一個或多個最后的NRZI信道碼元的STD狀態和通過確定多個從下一個信道字得到、對于該帶條中每行正好包括一個NRZ比特的NRZ信道碼元的數值而得到的。
11.按照權利要求2或9的方法，其中信道字的所述各個NRZ信道比特具有沿所述帶條中的行的方向的一維解譯，以使得比特值“1”代表沿著所述帶條中的所述行的二進制波形中存在跳變，而比特值“0”代表沿所述帶條中的所述行的二進制波形中不存在跳變。
12.按照權利要求2或9的方法，其中該NRZI信道比特被安排在由網格群集組成的準六邊形網格的網格點上，每個網格群集由一個中心比特和六個最近相鄰的比特組成。
13.按照權利要求12的方法，其中第一代碼約束條件被施加到每個所述網格群集，以使得對于每個所述網格群集，所述最近相鄰的NRZI比特中預定最小數目的NRZI比特，具體地是至少一個NRZI比特，具有與所述中心NRZI比特相同的NRZI比特狀態。
14.按照權利要求2或9的方法，其中該NRZI信道比特被安排在準方形網格的網格點上。
15.按照權利要求2或9的方法，其中該NRZI信道比特被安排在準矩形網格的網格點上。
16.按照權利要求2或9的方法，其中所述信道數據流包括沿著二維帶條的三行信道比特，以及其中11個用戶比特被編碼成沿著所述帶條安排在四個信道比特三元組中的12個信道比特，每個三元組形成一個8進制信道碼元。
17.按照權利要求2或9的方法，其中所述信道數據流包括沿著二維帶條的5行信道比特，以及其中14個用戶比特被編碼成沿著所述帶條安排在三個信道比特5元組中的15個信道比特，每個5元組形成一個32進制信道碼元。
18.按照權利要求1或8的方法，其中所述有限狀態機(FSM)是根據NRZI信道碼元可以取的不同的可能STD狀態被規定的，由此該STD狀態整體地覆蓋該NRZI信道碼元的全部極性，所述有限狀態機能夠取不同的FSM狀態，所述FSM狀態是根據以前的信道字的一個或多個最后的NRZI信道碼元的一個或多個有關的STD狀態和當前信道字的NRZ比特及碼元的數值規定的。
19.按照權利要求16和18的方法，其中所述有限狀態機的下一個狀態是根據當前信道字的至多兩個最后的NRZI信道碼元的一個或多個有關的STD狀態及下一個信道字的至多三個信道碼元的NRZ比特的數值而被規定的。
20.按照權利要求1或8的方法，其中不被用于控制所述運行數字和的信道字構成主代碼的代碼表和替換信道字對的完整表，被用于控制所述運行數字和的、對于每個用戶字的一對信道字構成與所述主代碼不同的替換代碼，其中對于每個用戶字，包括具有互補的奇偶校驗性的奇偶校驗矢量的至少兩個替換信道字的組被提供在替換代碼表中，以及其中用于所述替換代碼的有限狀態機的相同的下一個狀態被指配給所述至少兩個替換信道字中的每個替換信道字。
21.按照權利要求20的方法，其中7個用戶比特被編碼成沿著所述帶條安排的三個信道比特三元組中替換信道字的9個替換字信道比特，每個信道比特三元組形成一個8進制替換信道碼元。
22.按照權利要求21的方法，其中所述替換信道碼的基礎有限狀態機是與所述主信道碼的基礎有限狀態機不同的，具體地，是根據下一個信道字的NRZ信道碼元的不同數值規定的FSM狀態。
23.按照權利要求1或8的方法，其中-體群集被定義為包括一個中心比特和多個最近相鄰的比特，-邊界群集被定義為包括一個邊界比特和多個最近相鄰的比特，-體群集約束條件被應用到所述體群集，規定具有與所述各個體群集的中心比特相同的比特狀態的最近相鄰比特的最小數目，以及-邊界群集約束條件被應用到所述邊界群集，規定具有與所述各個邊界群集的中心比特相同的比特狀態的最近相鄰比特的最小數目。
24.按照權利要求23的方法，其中通過引入所述邊界群集約束條件的違背而把同步圖案嵌入到所述信道數據流中，使得跨越邊界的所述體群集約束條件不被違背。
25.按照權利要求2或9和權利要求24的方法，其中所述同步圖案包括跨越在兩個帶條之間的邊界的至少一個2T標記，特別地包括在對所述帶條的無限延伸方向有不同傾斜下的兩個2T標記。
26.按照權利要求25的方法，其中所述同步圖案包括在每個帶條中六個接連的信道碼元。
27.按照權利要求26的方法，其中通過設置多個所述自由信道比特到預定的值，而將同步圖案的自由信道比特用來通過不同的同步色表征不同的信道數據幀的同步圖案。
28.把用戶字的用戶數據流多維編碼成在無限延伸的一維方向上展開的信道字的信道數據流的設備，其中-映射單元，用于通過根據所述用戶字和基礎有限狀態機的當前狀態從代碼表中選擇NRZ信道字，而把用戶字編碼成所述NRZ信道字，其中NRZ信道字包括具有沿所述一維方向的一維解譯的NRZ信道比特的NRZ信道碼元序列，以及其中描述多維碼的特性的基礎有限狀態機的狀態由以前的信道字的NRZI信道比特和由當前的信道字的NRZ信道碼元規定，-信道字變換單元，用于通過包括模2積分的一維1T預編碼運算，把所述NRZ信道碼元轉碼成NRZI信道碼元，所述1T預編碼運算是沿著所述無限延伸的一維方向進行的，以及-狀態變換單元，用于連同把用戶字編碼成信道字一起，把所述有限狀態機置于根據所述用戶字和所述有限狀態機的當前狀態從所述代碼表中選擇的新的狀態。
29.用于對信道字的信道數據流進行多維譯碼的設備，所述信道字的信道數據流是由用戶數據流的用戶字編碼而成的，所述信道數據流在無限延伸的一維方向上展開，其中-信道字變換單元，用于通過與包括模2積分的一維1T預編碼運算相逆的運算，把NRZI信道碼元轉碼成NRZ信道碼元，所述逆運算包括至少一個微分運算，其中NRZ信道字包括具有沿所述一維方向的一維解譯的NRZ信道比特的NRZ信道碼元序列，以及其中描述多維碼的特性的基礎有限狀態機的狀態由以前的信道字的NRZI信道比特和由當前的信道字的NRZ信道碼元規定，以及-映射單元，用于通過根據所述NRZ信道字和在所述用戶數據流中下一個用戶字被編碼所處的所述基礎有限狀態機的下一個狀態從代碼表中選擇用戶字，來把所述NRZ信道字譯碼成所述用戶字，其中所述基礎有限狀態機的當前信道字的所述下一個狀態由當前信道字的NRZI信道比特和由下一個信道字的NRZ信道碼元規定。
30.存儲以按照權利要求1的方法編碼的碼字形式的數據的貯存媒體，其中用戶字的用戶數據流被多維編碼成在無限延伸的一維方向上展開的信道字的信道數據流。
31.包括以按照權利要求1的方法編碼的碼字形式的數據的信號，其中用戶字的用戶數據流被多維編碼成在無限延伸的一維方向上展開的信道字的信道數據流。
32.計算機程序，包括當所述程序在計算機上運行時用于使得計算機實施權利要求1或8的方法的步驟的程序代碼裝置。
全文摘要
本發明涉及把用戶字的用戶數據流多維編碼成在無限延伸的一維方向上展開的信道字的信道數據流的方法。本發明還涉及相應的譯碼的方法。為了實施導致更高的貯存密度的某些二維或多維編碼約束條件和編碼幾何關系以及提高編碼效率，建議一種編碼的方法，其中－通過根據所述用戶字和基礎有限狀態機的當前狀態來從代碼表中選擇NRZ信道字，用戶字被編碼成所述NRZ信道字，其中NRZ信道字包括具有沿所述一維方向的一維解譯的NRZ信道比特的NRZ信道碼元序列，以及其中描述所述多維代碼的特性的基礎有限狀態機的狀態由以前的信道字的NRZI信道比特和由當前的信道字的NRZ信道碼元規定，－通過包括模2積分的一維1T預編碼運算，該NRZ信道碼元被轉碼成NRZI信道碼元，所述1T預編碼運算是沿著無限延伸的所述一維方向進行的，以及－連同把用戶字編碼成信道字一起，所述有限狀態機被置于根據所述用戶字和所述有限狀態機的當前狀態從所述代碼表中選擇的新的狀態中。
文檔編號H03M7/14GK1650366SQ03809242
公開日2005年8月3日 申請日期2003年4月1日 優先權日2002年4月26日
發明者W·M·J·M·科內 申請人:皇家飛利浦電子股份有限公司