专利名称：用rll(1，k)和mtr(2)约束的调制编码的制作方法
引言
本发明涉及一种通过信道代码将用户比特流转变为编码比特流的方法，其中信道代码具有d＝1的约束，本发明涉及一种用于通过信道代码将用户比特流转变为编码比特流的编码器，其中该编码器包括用于应用具有d＝1的约束的信道代码的处理设备，本发明涉及一种包括这种编码器的记录装置，本发明涉及一种包括轨道的记录载体，该轨道包括一个信号，该信号包括通过信道代码被编码在编码比特流中的用户比特流，其中该信道代码具有d＝1的约束，本发明涉及一种用于在代码比特流上进行码元检测(bit detection)的比特检测器，该代码比特流包括通过信道代码被编码在编码比特流中的用户比特流，其中信道代码具有d＝1的约束，本发明涉及一种包括这种比特检测器的重放设备。
在用于约束d＝1的存储系统的非常高的密度(例如在12cm盘上的33-37GB的容量，完全超过了Blu-ray盘的25GB)处，连续的2T运行是码元检测的主要缺点。由两侧的较大扫描宽度所界定的这种2T运行的序列被称为2T列(train)。因此，结果是对于限制这种2T列的长度是有利的。这是一般的观察，并且因而不是新的。目前，如T.Narahara、S.Kobayashi、M.Hattori、Y.Shimpuku、G.van den Ended、J.A.H.M.Kahlman、M.van Dijk和R.van Woudenberg在Jpn.J.Appl.Phys.，第39(2000)卷第一部分第2B号第912-919页的“Optical DiscSystem for Digital Video Recording(用于数字视频记录的光盘系统)”中所公开的BD的17PP代码具有r＝6的所谓的RMTR约束(重复的最小转换扫描宽度)，这意味着将连续的最小扫描宽度的数量限制为6或者换句话说2T列的最大长度是12个信道比特。17PP代码基于如在US5477222中公开的奇偶保留原理。
在该文献中，RMTR约束经常称为MTR约束。最初，由J.Moon和B.Brickner在IEEE Transactions on Magnetics第32卷第5号第3992-3994页(1996年)对于d＝0的情况所介绍的最大转换运行(MTR)约束规定了在NRZ比特流中的连续的“1”比特的最大数量，其中“1”表示在双极信道比特流中的转换。同样，在NRZI比特流中，MTR约束限制了相继的1T运行的数量。如上面所论证的，MTR约束也可以与d-约束结合，在这种情况下MTR约束限制连续的最小扫描宽度的数量，其与17PP代码的情况一样。在使用MTR代码之后的基本观点是消除所谓的主要错误模式，即，将导致在用于高密度记录的部分响应最大似然(PRML)序列检测器中的大部分错误的那些模式。在T.Nishiya、K.Tsukano、T.Hirai、T.Nara、S.Mita于1998年ProceedingsGlobecom’98，Sydney第2706-2711页发表的“Turbo-EEPRMLAnEEPRML channel with an error correcting post-processor designed for16/17 rate quasi MTR code”中已经描述了将对于d＝0时连续转换的数量限制为至多是2的高效比率16→17MTR代码。
本发明的目的是提供一种借助于信道代码将用户比特流转变为编码比特流的方法，该信道代码改进比特检测器的性能。
为了实现这一目的，借助于信道代码将用户比特流转变为编码比特流的方法的特征在于该信道代码具有r＝2的附加约束。
在对于d＝1时编码率R＝2/3的范围内，仍然可能的最小RMTR约束是r＝2。结果是r＝2产生改进的码元检测性能。这样，对于与17PP代码精确相同的速率，得到了最大改进的RMTR约束和相对应改进的码元检测性能。
此外，通过应用RMTR约束可以实现另一个优点，即当这种检测器用在接收/检索一侧时，维特比(Viterbi)(PRML)比特检测器的回溯深度(back-tracking depth)(或追溯深度(track-back depth))的限制。
已经用实验方法对从蓝光盘(BD)系统得到的高密度光学记录信道研究了由于RMTR约束引起的性能增益。已经利用密度增大的BD可重写系统进行了实验，该可重写系统的盘容量从标准的23.3-25-27GB增大到37GB。因为用于从当前蓝光盘标准得到的密度增大的系统的标准化的设计来选择该特殊的实验平台。已经采用了PRML(维特比)码元检测。此外，下一代高数值孔径近场光学记录系统将同样从具有r＝2的约束的信道代码所提供的改进的码元检测性能中受益。
已经基于排序的振幅余量(sequenced amplitude margin)(SAM)分析来测量维特比比特检测器的性能。SAM分析允许计算在维特比检测器的输出端的误差概率(SAMEP)以及计算定义为下式的基于SAM的预先检测信噪比(SAMSNR)
SAMSNR＝20*log10(_*erfinv(1-2*SAMEP))[dB].
SAMSNR被证实是有用的性能测度，因为其能够与潜在生产能力有关。即，在大约35GB的相关容量范围内，SAMSNR中的1dB增益意味着几乎6％的盘容量增加。
将具有不同RMTR约束(r＝1、r＝2、r＝3和r＝6)的信道代码相互比较。(注意r＝1约束是唯一一个不能用速率R＝2/3代码来实现的；假定用速率R＝16/25来代替。)为了将由于强加的RMTR约束所引起的读信道性能增益与相对应的写信道增益分开，使用两个不同的维特比比特检测器意识到RMTR约束的一个和没有意识到的另一个。在第二种情况下，性能增益完全归因于在盘上写入的数据的改进的光谱内容(因此使其与所用的写信道的特性更好地匹配)。
当使用具有RMTR约束r＝6的17PP信道代码(如在BD系统中所使用的)时，对于RMTR-意识到和RMTR-没有意识到比特检测器，都能达到11.66dB的SAMSNR，即在读信道中观察到没有RMTR相关的性能增益。当使用r＝3的信道代码时，对于RMTR-意识到和RMTR-没有意识到比特检测器相应地达到11.87dB和11.72dB的SAMSNR。如能够看到的，在写和读信道中，关于r＝6的情况获得大约0.15dB的RMTR相关的SAMSNR增加，导致大约0.3dB的总的SAMSNR增益。具有r＝2的信道代码导致关于r＝6的甚至更大的SAMSNR改进对于RMTR-意识到和RMTR-没有意识到比特检测器相应地达到12.07dB和12.55dB的SAMSNR，这意味着大约0.9dB的总的SAMSNR增益。RMTR进一步从r＝2减小到r＝1不会导致任何显著的SAMSNR增益。相反地，由于对于r＝1的情况的增大的编码速率损耗(code rate loss)，因此全部的系统性能降低，如在下面的论述中所讨论的。
对于d＝1和RMTR r＝2，理论上的容量等于
C(d＝1，k＝∞，r＝2)＝0.679289. (1)
因此，具有速率(rate)2/3的代码仍然是可行的。对于甚至更强烈的RMTR约束r＝1，理论上的容量等于
C(d＝1，k＝∞，r＝1)＝0.650902.(2)
显然，对于r＝1来说具有rate2/3的实际代码因此是不可能的。如通过实验结果所示，由于通过维特比比特检测器能够清楚地区别出长度1和2的2T列(直观地通过看短的2T列的两端的较长扫描宽度处的极性)，因此通过从r＝2到r＝1观察到没有性能增益。因此，下面的推导集中在r＝2的情况，为此我们能够得到与BD的17PP代码相同的编码率，同时RMTR r＝6。
这样显示出具有约束d＝1和r＝2的代码提供了改进的性能，其能够通过允许几乎1dB(事实上是0.9dB)的增益，即大约5％磁盘容量增大而用于获得盘容量的增大或码元检测的可靠性的提高。
具有d＝1和RMTR约束r＝2的代码的详细描述。
提出了一种具有与17PP相同的编码率(R＝2/3)以及具有可能的最小RMTR约束(r＝2)的新的d＝1奇偶性保留的RLL代码，从而能够改进码元检测的性能该改进可以用数量表示为0.9dB的(SAM)SNR，或者相当于在BD系统的35GB容量范围的大约5％的容量。
根据由R.L.Adler，D.Coppersmith和M.Hassner在IEEE Transactionon Information Theory，Vol.IT-29，1983，第5-22页，在“Algorithm forSliding Block Codes.An Application of Symbolic Dynamics toInformation Theory”中所公开的ACH算法，具有先行解码的滑动块代码的结构的公知技术，也可以实现信道代码的下列附加性质
基于字节的映射(8个用户比特映射到12个信道比特)，与如K.Kayanuma，C.Noda和T.Iwanaga在Technical Digest ISOM-2003，Nov.3-7 2003，Nara，Japan，paper We-F-45，第160-161页的“Eight toTwelve Modulation Code for High Density Optical Disk”中所公开的ETM代码相同；
经由如在17PP代码中所用的奇偶性保留原理的DC控制。这意味着用户字和信道字的奇偶性与US5477222所公开的相同或者等效的是总是相反。因此，对于RLL代码的有限状态机(FSM)的每个编码状态来说都需要128个偶数奇偶校验和128个奇数奇偶校验信道字；
状态独立的解码必须优选申请FSM以限制误差传播解码器不需要知道将给定信道字进行编码的FSM状态。
首先，对于具有奇偶性保留性质的代码的特殊情况概述基于ACH的代码结构的数学程序。随后将讨论根据这种结构方法设计的两个特殊代码一个代码具有扫描宽度约束d＝1，k＝12和r＝2，另一个具有扫描宽度约束d＝1，k＝10和r＝2。这两个代码都具有8到12的映射，意味着将用户信息的字节编码成12比特的信道字。由于第一代码的较大的k约束，因此在ACH算法中的所谓状态分割的所需量将小于用于具有更紧凑的k＝10约束的第二代码的所需量这由近似特征向量的最大分量对于第一和第二代码分别等于5和8来反应。应该注意，对于相同的8到12的映射，k约束的甚至更低的值，即k＝9在假定的边界条件(8到12的映射，PP性质)中是可能的，但是需要在ACH算法中的28折叠状态分割，这导致对于这种代码来说误差传播增大。
为了解释奇偶保留代码的基于ACH的代码结构，概述了利用组合代码结构的代码结构。
在美国专利US6469645B2中，已经公开了组合代码的概念。在2000年11月Wim M.J.Coene在IEEE Transactions on ConsumerElectronics，Vol.46，No.4，1082-1087页的“用于DC自由扫描长度受限编码的组合代码”中会发现附加的信息。
给定限制的组合代码由用于那个限制的一组至少两个代码组成，可能具有不同的速率，不同代码的编码器共享一公共组的编码器状态。因此，在每一编码步骤之后当前代码的编码器可以被该组中的任何其它代码的编码器代替，其中新的代码器开始于当前编码器的终止状态。通常，被称为标准代码或主代码的代码之一是用于标准使用的高效代码；其它代码用来实现信道比特流的某些附加性能。可以通过ACH算法来构造用于组合代码的多组滑块可解译码；通过一开始用从基本显示获得的用于约束的合适显示并且使用同一近似特征向量来联合构造这里所述的代码。满足该(dk)约束的组合代码的结构由合适的特征向量来引导，参见K.A.S.Immink，“Codes for Mass Data StorageSystem(用于大块数据存储系统的代码)”，1999，Shannon FoundationPublishers，The Netherlands and A.Lempel and M.Cohn，“Look-Ahead Coding for Input-constrained channels”(用于输入约束信道的先行编码)，IEEE Trans.Inform.Theory，Vol.28，1982，第933-937页，和H.D.L.Hollman，“on the construction of Bounded-Delay EncodableCodes for Constrained Systems”(关于用于约束系统的界限可延迟的可编码代码的结构)，IEEE Trans.Inform.Theory，Vol.41，1995，第1354-1378页。这个向量的分量指示在ACH算法中所需的状态分割的数量，正如由R.L.Adler，D.Coppersmith，M.Hassner在IEEE Trans.Inform.Theory，Vol.29，1983，第5-22页的“用于滑块代码的算法.符号动态应用到信息理论”中所公开的。这个算法已经被同时应用到了主代码和替换代码的构造上。
主代码被表示为C1；它将n比特数据字映射为m1比特的信道字，并且基于近似的特征向量Vi，i＝1，...，k+1来构造，其满足不等式
其中矩阵D是(k+1)×(k+1)矩阵，被称为用于描述(dk)序列的状态转移图(STD)的邻接矩阵或连接矩阵。
对于替换代码，表示为C2，我们获得类似的近似特征向量不等式，其考虑了该替换代码的两个特性对于每一个分支来说(或者在编码状态之间的转移)，存在两个具有相反奇偶校验和同样的下一状态的信道字。我们分别列举长度为m2的具有偶数奇偶校验的信道字的数量(从STD的状态σi开始并且到达状态σj)和具有奇数奇偶校验的那些字的数量。我们将这些数字分别表示为DE[m2]ij和DO[m2]ij。对于替换代码，该列举不涉及单个信道代码，而是针对字对，其中每个码字对的两个信道字具有相反的奇偶性并且到达STD的同样的下一状态σj。为此，我们为由DEO[m]表示的长度为m的序列定义了新的连接矩阵，其中DEO[m]具有矩阵元
DEO[m]ij＝Min[DE[m]ij DO[m]ij].(4)
基于近似的特征向量Vi，i＝1，...，k+1来构造替换代码，该替换代码将n比特数据字映射为一组两个具有同样下一状态并具有相反奇偶性的m2比特信道字，其中近似的特征向量满足不等式
对于组合代码的构造，近似的特征向量必须同时满足不等式(3)和(5)。要求主代码和替换代码的单个近似的特征向量能够从主代码无缝过渡到替换代码并且反之亦然。而且，对这两种代码都可以执行相同的状态合并操作(在ACH算法中所需的)。
对于仅仅能够使用替换代码作为奇偶保留代码的情况，奇偶保留RLL代码的设计规则借助于放宽替换代码的设计规则。
单独使用的该替换代码，没有标准代码，是奇偶保留代码(通过定义其维持了在用户字和信道字之间的奇偶性)。参见如下所述。对于每一个n比特输入码字，替换代码具有两个有相反奇偶性的信道字，并且具有同样的下一状态。在有相反奇偶性的两个信道字之间的可能选择实际表示信息的一个比特因此，我们可以考虑此为n+1到m2映射(具有m2信道字的长度)。正好2n个输入码字和相应的信道字具有偶数奇偶校验，并且正好2n个输入字和相应的信道字具有奇数奇偶校验因此该代码同样是奇偶保留的。现在，在我们仅仅使用替换代码的特定的情况中(并且因而要求不与主代码连接)，根本不要求该“同样的下一状态”特性，并且因此可以省略。因此如对替换代码所要求的那样，对于奇偶保留代码将方程(5)的联合设计规则放宽为两个独立的设计规则，其必须同时由指向的近似特征向量满足
和
由于上述的方程(6)和(7)描述了基于ACH算法的奇偶保留代码的代码构造方法，因此上述的公式(6)和(7)是关键的。从在K.A.S.Immink关于d，k约束信道代码(Shannon Foundation Publishers，Eindhoven，2004年，第2版，“对于大块数据存储系统的代码”)的最近观点来看，这是非常独一无二的代码构造方法，其在290页上阐述了“对于如何用ACH算法来有效设计奇偶保留代码我们仍然不太清楚”。很明显，上述的代码结构已经阐明了该未决的问题。
对于这里考虑的8到12奇偶保留RLL代码的实际情况，参数(正如用作替换代码的上述定义)是d＝1，r＝2，k＝12，n+1＝8和m2＝12。注意到这些参数不应该导致这里的任何混淆作为奇偶保留代码的代码的实际映射是8到12；相应的替换代码(如果存在)将具有7到12映射(具有沿着该分支的两个信道字)。
现在基于图来讨论本发明。
图1展示了RLL约束d＝1，k＝12和r＝2的状态转移图。
作为第一个例子，RLL代码用约束d＝1，k＝12和r＝2来公开。在图1中展示了这些RLL约束的状态转移图(STD)。从该图的左上角的STD状态1，2，14，15，16，17和3来看，RMTR约束变得显而易见。正如将在第二例中所概述的，甚至较低的k约束是可能的，但是8折(8-fold)状态分割以及在代码的FSM中的更多状态，导致了较大的复杂性。
用于具有奇偶保留特性的滑动块代码的基于ACH结构、映射8比特符号为12比特信道字、满足上述代码结构的方程式(6-7)的近似特征向量，已选择为
{3，5，5，5，5，5，5，4，4，4，3，3，0，2，4，2，3}.(8)
根据上述的近似特征向量来进行状态分割，并且随后的状态合并导致最后的有限状态机包括10个状态。该编码表被显示在表III中。将这些状态编号为从S0到S9。该代码字由它们的十进制表示法来列出，首先是MSB(在代码字的左侧)。进入给定状态的信道字的特征在于如在表I中所示的它们的特定字结尾。
表I.
字结尾和状态的特征
字结尾 状态
-001|S0，S1，S2
-00101| S0，S1
-0010101|S0，S1
-0010| S0，S1，S2，S3，S4
-001010| S0，S1，S2，S3
-00101010| S0，S1，S2
-10m|S5，S6，S7，S8，S9
(2≤m≤6)
-10m|S5，S6，S7，S8
(7≤m≤9)
-10m|S5，S6，S7
(10≤m≤11)
注意到在上述表格中所有前6行的结果为S0，S1和S2的状态合并使在10状态FSM到达成为可能。
滑动块代码需要解码给定信道字的下一状态以便能够唯一地解码上述信道字。下一状态依靠该所考虑的信道字(尤其是在字结尾的比特，正如在表I中所示)和下一信道字的多个前导位(leading bits)的特征。给定信道字与它的下一状态的组合对于唯一地解码相应的源符号是足够的。根据十进制表示法的特定分组(参见表II)在编码表中已经实现了用于后者区分的“下一状态“功能。
注意到对于一个给定的信道字，对于那个码字来说其下一状态在最大的5个状态处(可应用的状态分割的最大数)是可能的。存在两组，每组5个状态，这表示下一状态的最大数(第1组包括S0，S1，...，S4，第2组包括S5，S6，...，S9)。注意到在这两组的每一个中所有状态的输出都被清楚地分割为输出字的不间断子组。每个子组基于十进制表示法的范围。这样在FSM状态的输出中的字的分组限制了错误传播。基于词典排序而不是基于十进制排序(由于RLL约束其具有一些‘间隙’或者丢失的字)当然可以获得类似的排序。
表II
状态输出的特征
(十进制表示法)
状态偶数字奇数字
S0 1-66 1-63
S1 70-13364-123
S2 134-198 126-192
S3 199-261 194-259
S4 262-319 263-334
S5 219-281 218-284
S6 137-199 136-202
S7 200-215 206-217
282-321 288-343
S8 54-11853-111
S9 14-52 13-51
122-134 114-135
≥325 ≥345
DC控制方面。
要注意的是，在编码之前，用于减少错误传播的其它措施也可以与当前建议的信道代码组合，其中错误传播是由DC控制比特插入到源比特流中导致的。US6265994描述了这样的措施。
与第二个例子一样，用约束d＝1，k＝10和r＝2公开了RLL代码。与对于k＝12的图1的状态转移图(STD)相比较，很明显对于被考虑在这个第二代码中的k＝10约束来说状态12和13不是有效的状态。用于具有奇偶保留特性的滑动块代码的基于ACH结构、映射8比特符号为12比特信道字、满足上述代码结构方程式(6-7)的的近似特征向量已选择为
{5，8，8，8，8，8，7，7，6，5，3，4，7，3，5}.(9)
根据上述的近似特征向量来进行状态分割，并且随后的状态合并导致最后的有限状态机包括16个状态。该编码表被显示在表IV中。将这些状态编号为从S0到S15。滑动块代码需要解码给定信道字的下一状态以便能够唯一地解码上述信道字。下一状态依靠该所考虑的信道字和下一信道字的多个前导比特的特征。给定信道字与它的下一状态的组合对于唯一地解码相应的用户(或源)符号是足够的。
表III
表IV
状态S00部分-1项目0-31
状态S00部分-2项目32-63
状态S00部分-3项目64-95
状态S00部分-4项目96-127
状态S01部分-1项目0-31
状态S01部分-2项目32-63
状态S01部分-3项目64-95
状态S01部分-4项目96-127
状态S02部分-1项目0-31
状态S02部分-2项目32-63
状态S02部分-3项目64-95
状态S02部分-4项目96-127
状态S03部分-1项目0-31
状态S03部分-2项目32-63
状态S03部分-3项目64-95
状态S03部分-4项目96-127
状态S04部分-1项目0-31
状态S04部分-2项目32-63
状态S04部分-3项目64-95
状态S04部分-4项目96-127
状态S05部分-1项目0-31
状态S05部分-2项目32-63
状态S05部分-3项目64-95
状态S05部分-4项目96-127
状态S06部分-1项目0-31
状态S06部分-2项目32-63
状态S06部分-3项目64-95
状态S06部分-4项目96-127
状态S07部分-1项目0-31
状态S07部分-2项目32-63
状态S07部分-3项目64-95
状态S07部分-4项目96-127
状态S08部分-1项目0-31
状态S08部分-2项目32-63
状态S08部分-3项目64-95
状态S08部分-4项目96-127
状态S09部分-1项目0-31
状态S09部分-2项目32-63
状态S09部分-3项目64-95
状态S09部分-4项目96-127
状态S10部分-1项目0-31
状态S10部分-2项目32-63
状态S10部分-3项目64-95
状态S10部分-4项目96-127
状态S11部分-1项目0-31
状态S11部分-2项目32-63
状态S11部分-3项目64-95
状态S11部分-4项目96-127
状态S12部分-1项目 0-31
状态S12部分-2项目32-63
状态S12部分-3项目64-95
状态S12部分-4项目96-127
状态S13部分-1项目 0-31
状态S13部分-2项目32-63
状态S13部分-3项目64-95
状态S13部分-4项目96-127
状态S14部分-1项目0-31
状态S14部分-2项目32-63
状态S14部分-3项目64-95
状态S14部分-4项目96-127
状态S15部分-1项目0-31
状态S15部分-2项目32-63
状态S15部分-3项目64-95
状态S15部分-4项目96-12权利要求
1.一种通过信道代码将用户比特流转换为编码比特流的方法，其中信道代码具有d＝1的约束，其特征在于信道代码具有r＝2的附加约束。
2.如权利要求1所述的方法，其特征在于所述信道代码是奇偶保留信道代码，因此保留在用户字与信道代码的相应信道字之间的奇偶性。
3.如权利要求2所述的方法，其特征在于信道代码是滑动块可解码信道代码，其通过同时满足两个不等式的近似特征向量获得，第一个不等式用于偶数奇偶校验信道字，以及第二不等式用于奇数奇偶校验信道字。
4.如权利要求3所述的方法，其特征在于该代码具有k＝12的附加k约束。
5.如权利要求3所述的方法，其特征在于该代码具有k＝10的附加k约束。
6.如权利要求4和5所述的方法，其特征在于该代码具有8到12的映射。
7.一种用于通过信道代码将用户比特流转换为编码比特流的编码器，其中该编码器包括用于应用具有d＝1的约束的信道代码的处理设备，其特征在于该编码器被配置用来当转换用户比特流为编码比特流时应用r＝2的附加约束。
8.如权利要求7所述的编码器，其特征在于所述信道代码是奇偶保留信道代码，因此保留在用户字与信道代码的相应信道字之间的奇偶性。
9.如权利要求8所述的编码器，其特征在于信道代码是滑动块可解码信道代码，其通过同时满足两个不等式的近似特征向量获得，第一个不等式用于偶数奇偶校验信道字，以及第二不等式用于奇数奇偶校验信道字。
10.如权利要求9所述的编码器，其特征在于该代码具有k＝12的附加k约束。
11.如权利要求9所述的编码器，其特征在于该代码具有k＝10的附加k约束。
12.如权利要求10和11所述的编码器，其特征在于该代码具有8到12的映射。
13.一种记录设备，包括如在权利要求7至12的任何一个中所述的编码器、输入装置以及记录装置，输入装置用于接收用户比特流并且将该用户比特流提供给编码器，记录装置用于将该编码的比特流记录在由编码器提供给记录装置的记录载体上。
14.一种用于对代码比特流执行码元检测的比特检测器，所述代码比特流包括通过信道代码被编码在编码比特流中的用户比特流，其中信道代码具有d＝1的约束，其特征在于信道代码具有r＝2的附加约束。
15.如权利要求14的比特检测器，其特征在于所述信道代码是奇偶保留信道代码，因此保留在用户字与信道代码的相应信道字之间的奇偶性。
16.如权利要求15所述的比特检测器，其特征在于该信道代码是滑动块可解码信道代码，其通过同时满足两个不等式的近似特征向量获得，第一个不等式用于偶数奇偶校验信道字，以及第二不等式用于奇数奇偶校验信道字。
17.如权利要求16所述的比特检测器，其特征在于该代码具有k＝12的附加k约束。
18.如权利要求16所述的比特检测器，其特征在于该代码具有k＝10的附加k约束。
19.如权利要求17或18所述的比特检测器，其特征在于该代码具有8到12的映射。
20.一种包括如在权利要求14至19的任何一个中所述的比特检测器的重放设备。
21.一种包括通过信道代码被编码在编码比特流中的用户比特流的信号，其中信道代码具有d＝1的约束，其特征在于该信道代码具有r＝2的附加约束。
22.一种包括轨道的记录载体，该轨道包括一个信号，该信号包括通过信道代码被编码在编码比特流中的用户比特流，其中该信道代码具有d＝1的约束，其特征在于该信道代码具有r＝2的附加约束。
23.一种包括如在权利要求22中所述的信号的记录载体，其特征在于所述信道代码是奇偶保留信道代码，因此保留在用户字与信道代码的相应信道字之间的奇偶性。
24.如权利要求23所述的记录载体，其特征在于该信道代码是滑动块可解码信道代码，其通过同时满足两个不等式的近似特征向量获得，第一个不等式用于偶数奇偶校验信道字，以及第二不等式用于奇数奇偶校验信道字。
25.如权利要求24所述的记录载体，其特征在于该代码具有k＝12的附加k约束。
26.如权利要求24所述的记录载体，其特征在于该代码具有k＝10的附加k约束。
27.如权利要求25或26所述的记录载体，其特征在于该代码具有8到12的映射。
全文摘要
本发明涉及一种通过界定扫描宽度(d，k)的信道代码将用户比特流转变为编码比特流的方法，其中信道代码具有d＝1的约束。为了确保在码元检测检测性能上的改进，实行r＝2的附加RMTR约束以限制d＝1约束所允许的最低扫描的两个最大数。该代码的其它优点是基于两个不同的k约束限制了维特比比特检测器的回溯深度，公开了这样的d＝1和r＝2代码的结构。
文档编号G11B20/14GK101023586SQ20058003113
公开日2007年8月22日 申请日期2005年9月9日 优先权日2004年9月15日
发明者W·M·J·M·科恩, A·帕迪伊 申请人:皇家飞利浦电子股份有限公司