专利名称:转换游程长度受限码的方法和装置的制作方法
本发明涉及转换游程长度受限(RLL)码的方法和装置，它把m-位数据字转换为n-位码字，而在码字并置产生的位序列中，限制具有相同二进制值的连续位的最小个数为d，具有相同二进制值的连续位的最大个数为k。
RLL码通常用于高记录密度地在磁带或磁盘上记录数字信息。
RLL码被定义为一种码，在这种码中，相同二进制值的连续位的最小个数限制为d，而相同二进制值的连续位的最大个数限制为k。把m-位数据字(每字一位时间为T)转换为n-位码字(n＞m)，可以产生具有上述特性的RLL码。
在这类RLL码中，识别1位所需的时间间隔TW(下文称之为探测窗)为 (m)/(n) T，传输时间最小间隔Tmin为d·Tw。
在记录和再现系统中，因为高频分量截止，常发生符号间干扰。为了尽量减少符号间干扰，希望Tmin长。为了消除时间轴变化(诸如峰值漂移)造成的影响，和符号间干扰引起的不稳定性，希望探测窗TW长。此外，为了获得自同步功能，希望连续位的最大数目k小。
鉴于上述考虑，已发展多种RLL码，诸如8/10转换码(参考文献1)，8/9转换码(参考文献2)，8/16转换码(参考文献3)，2/3转换码(参考文献4)，3PM码(参考文献5)，HDM-3码(参考文献6)和(2，7)RLL码(参考文献7)。
根据上述定义，RLL码的8/10转换码中，d＝1、k＝10、m＝8、n＝10、Tw＝0.8T、Tmin＝0.8T。
8/9转换码是一种RLL码，其中，d＝1、k＝14、m＝8、n＝9、Tw＝8/9T、Tmin＝8/9T。
8/16转换码是一种RLL码，其中，d＝2、k＝6、m＝8、n＝16、Tw＝0.5T、Tmin＝T。
这三种RLL码是不含直流分量的无直流码，其中，Tw比Tmin更为重要。
由于这些RLL码主要是为数字化视频磁带记录器研制的，而该种装置中，低频分量被旋转变压器截止，所以它们天生就是无直流的。而且因为需要极高的记录密度，它们具有大的Tw。另一方面，这些RLL码具有大的K。
无直流码被定义为这样一种码，在码字并置所生成的位序列中，任意两位之间包含的“1”和“0”的个数之间的差是一定的。数字和的变化(DSV)是指转换后位序列逐位和的变化，而码字中“0”的个数和“1”的个数之间的差，称之为不均衡值(DP)。
另一方面，根据上述定义，2/3转换码是可变长度RLL码(参考文献7)，其中，d＝2、k＝8、m＝2、n＝3、Tw＝ 2/3 T、Tmin＝ 4/3 T。
3PM码是一种RLL码，其中，d＝3、k＝12、m＝3、n＝6、Tw＝0.5T、Tmin＝1.5T。
HDM-3码是一种RLL码，其中，d＝6、k＝25、m＝4、n＝12、Tw＝T/3、Tmin＝2T。
(2，7)RLL码是一种可变长度RLL码，其中，d＝3、k＝8、m＝1、n＝2、Tw＝ (T)/3 、Tmin＝2T。
对于任意给定的d和k，Tw的理论上限制是已知的(除了无直流码以外)。在2/3转换码、3PM码、HDM-3码和(2，7)RLL码中，对于给定的d和k，Tw的理论限制值T＊w(参考文献8)表示于下。
2/3转换码T＊w＝0.679T＞ 2/3 T3PM码T＊w＝0.545T＞0.5THDM-3码T＊w＝0.361T＞T/3(2，7)RLLCT＊w＝0.517T＞0.5T这意味着存在较高性能的RLL码。例如，当Tw保持不变，K可以减小，或者当K减小，Tw可以增大。
然而，在过去，没有满足d、k-限制选择操作值的系统的编码规则，因而编码规则的确定是建立在反复尝试的基础上。因此，很难产生较接近于理论限制性能的RLL码。
上述参考文献1～8开列如下。
1、日本专利公开说明书NO.54-158135“数字处理机系统”(Japanese Patent Laid-open Specifi cation NO.54-158135“Digital Prossessor System”.)。
2、日本专利公开说明书NO.57-176866“二进制信号编码器”(Japanese Patent Laid-open Specification NO.57-176866“Binary Signal Enco der”.)。
3、M阿蒂加拉斯，“数字视频磁带记录器的8/16型通道编码”，第十二届国际电视讨论会和技术展览，设备改进项目的说明书，P261，1981年(M.Artiqaras，“8/16ANew Channel Coding for Digital VTR”，12th International Television Symposium and Technical Exhibition，Program of Equipment Innovations Sections，P261，1981.)。
4、H.霍里格奇等人“数字记录中调制码优化”，电气及电子工程师学会会刊磁学，第12卷第6期，1976年11月(T.Hor
iguchi，et.al，“An Qptimization of Modulation Codes in Digital Recording”，IEEE Trans.MAG.Vol12，No.6，Nov.1976.)。
5、G.V，雅各比，“提高数据密度的新型先行码”，电气及电子工工程师学会会刊磁学，第13卷第5期，1202～1204页，1977年9月(G.V.Jacoby，“A New Look Ahead Code for Increased Data Density”，IEEE Trans.MAG.，Vol.13，No.5，pp.1202～1204，Sept.1977.)。
6、日本专利公开说明书No.55-141852“数据转换系统”(Japanese Patent Laid-Open Specification NO.55-141852“Data Conversion System”。)。
7、P.A.弗雷纳泽克，“有误差传播限的游程长度受限的可变长度编码”，美国专利3，689，899，1972年9月(P.A.Franaszek，”RUN-LENGTH-LIMITED VARIABLE LENGTH CODING WITH ERROR PROPAGATION LIMITION”，USP.3，689，899，Sept.1972.)。
8、D.T.坦戈和L.R.巴尔，信息与控制，17，第5期，第436页，1970年(D.T.Tang and I.R.Ball，Information and Control，17，No.5，P.436，1970.)。
本发明的目的是提供系统的代码转换方法和装置，对于给定的d和k，它能容易地产生实际上是最优的RLL码。
根据本发明，每个由n位组成的2ni个码字(1＜i＜imax)中的每一个分为三个字组，码字头一字组为L，另一字组为R，以及介于L和R之间的一组;在每一字组中，对于给定的d和k，根据唯一确定的值，选择可用的一些码字，而对于所选择的码字，引入唯一确定的码字并置规则，使性能较高的d、k-限制RLL码能容易被产生。
图1示出码字格式。
图2示出码字并置。
图3示出码字并置，当d＝1时，这些码字具有同样二进制值连续位数的最大值。
图4示出d＝1时的码字并置规则。
图5示出码字并置，当d≥2时，这些码字具有相同二进制连续位数的最大值。
图6示出d＝2时码字的并置规则。
图7示出RLL码中的码字，其中，d＝5、K＝18、mmin＝2、nmin＝5、imax＝6。
图8示出用于图7的RLL码的编码器方框图。
图9示出图8中代码转换的部分输入输出表。
图10是图8的时间图。
图11是用于图7的RLL码的译码器方框图。
图12示出图11中代码逆变换器的部分输入输出表。
图13示出一种RLL码的码字，其中，d＝6、k＝16、mmin2、nmin＝6、imax＝4。
图14示出一种RLL码的码字，其中，d＝2、k＝7、mmin＝2、nmin＝3、imax＝5。
图15示出不用于图14中的代码的码字。
图16示出与图14的RLL码不同的一种RLL码中的码字，其中，d＝2、k＝7、mmin＝2、nmin＝3、imax＝5。
图17示出一种RLL码中的码字，其中，d＝3、K＝8、mmin＝1、nmin＝2、imax＝3。
图18示出d＝1的无直流RLL码中的码字的一种并置规则。
图19是用于图18无直流RLL码编码器的方框图。
图20示出一种无直流RLL码中的码字，其中，d＝1、k＝4、m＝8、n＝10。
图21示出可用在无直流RLL码中的码字数，其中，d＝1、k＝7、n＝10。
图22示出可用在无直流RLL码中的码字数，其中，d＝1、k＝6、n＝8。
图23是用于16/18无直流码编码器的方框图，其中，d＝1、k＝7，而且它使用图21和22的两种无直流码。
图24是用于图23RLL码译码器的方框图。
图25示出d≥2的无直流RLL码中的码字并置规则。
图26示出一种无直流RLL码中的码字，其中，d＝2、k＝8、m＝8、n＝14。
图27示出一种无直流RLL码中的码字，其中，d＝2、k＝9、m＝4、n＝8。
每个ni位码字可分成图1所示的三个字组。码字的第一字组L由相同二进制值的l连续位组成，末组R由相同二进制值的γ连续位组成，而中间那组B的码字由b位组成，b＝ni-l-γ≥0。
L组和R组将在后面说明。
为了满足d、k-限制，显然，至少码字的B组要满足d、k-限制。
为了选择满足d、k-限制的码字，加于码字B组的第一个必要条件是，(i)由b(＝ni-l-γ≥0)位组成的码字B组，交替地包括不小于d和不大于k的连续“0”位和“1”位，除了b＝0以外。
现在说明，(Ⅰ)d＝1和(Ⅱ)d≥2时，对L和R组的l和γ限制。这些限制的给定，使得借助码字并置来满足d、k-限制。满足d、k-限制不能脱离码字并置规则而单独考虑。
码字并置这个术语的意思，是将第一码字(w1)和第二码字(w2)连接起来，如图2所示，其中，lj是第j个码字L组(j＝1，2)的位数，而γj是R组的位数。码字的并置部分指第一码字的R组和第二码字的L组的(γ1+l2)位。LB表示第一码字的R组中的二进制位值。
(Ⅰ) d＝1在这种情况下，只要考虑k-限制，因此，为了保证并置码字的并置部分的确不包括大于相同二进制值的k连续位，γ1和l2必须满足下面关系。
γ1+l2≤K (1)把γ1和l2和x规定为1≤γ1≤k-x，1≤l2≤x，1≤x≤k-1 (2)〔译者注(2)式中，1≤l2≤x与1≤x≤k-1，原文分别误写为1≤l2x和1≤xk-1〕。
按照受公式(2)限制的码字并置，显然，相同二进制值的连续位数，不小于1且不大于k。由于公式(2)同样适用于γ2和l1，所以公式(2)是γ和l需满足的条件，这些条件表示为1≤γ≤k-x，1≤l≤x，1≤x≤k-1 (3)受字组B的条件(i)限制和字组L、R受公式(3)所示条件限制的码字，可由｛C10i｝表示。
含于｛C10i｝的码字并置总是满足公式(1)。因此，当含于｛C10i｝的任何两个码字被并置时，并置部分中相同二进制值的连续位数不小于1且不大于k。因此，含于｛C10i｝的码字一一对应于数据字。
另一方面，当第一码字的字组R中数位的二进制值LB，与第二码字字组L中数位的二进制值LB彼此不同时，也可能运用不受公式(3)限制的码字。即，可以根据LB值，选择地使用两类码字，这样，如果LB＝0，可应用其字组L是由二进制值为“1”的位组成的码字;如果LB＝“1”，则应用其字组是由二进制值为“0”的位组成的码字。
在这种方式中，可以应用其字组R和L受公式(4)限制的码字。
1≤γ≤k-x，x+1≤l≤k，1≤x≤1 (4)其字组B受条件(i)限制和受公式(4)所示的条件限制的码字表示为｛Cx11i｝。如果公式(5)成立，则具有相同二进制值的ni位码字含于｛Cx11i｝。
ni+x≤k (5)从图3看到，当具有相同二进制值的ni位码字用作第一码字时，则并置部分中相同二进制值的连续位最大值为ni+x，当第二码字从｛C10i｝选出，则l＝x，且第二码字的字组L具有如同第一码字那样的相同二进制值。
因此，如果符合公式(5)，则满足k-限制。
如上述述，根据LB，含于｛Cx11i｝的码字是以“1”或“0”开始。因此，这些码字被分组(两个字一组)，给每组码字则分配一个数据字。
通常，码字组由含于｛Cx11i｝中且以“1”位为开始的码字组合(下文称之为前模式);另一种代码模式，开始是“0”位，并且前模式中的“0”位和“1”位分别由“1”位和“0”位代换(下文称之后模式)。例如，前模式码字是C11i＝“1111”，则后模式码字是C11i＝“0000”。
在含于｛Cx11i｝的码字中，以“1”开始的码字由｛C11i｝表示，而由含于｛C11i｝的任何码字C11i的后模式
C11i组成的码字，用｛
C11i｝表示。
通过使用其字组B受条件(i)限制和其字组L、R受公式(3)和(4)限制的码字｛C10i｝、｛C11i｝和｛
C11i｝，并运用与数据字的对应关系和并置规则，能组成适用于任何k(d＝1)的RLL码。
图4示出数据字和码字之间的关系及码字并置规则。
如图4所示，满足公式(3)限制的码字，前模式与后模式之间无差别，这样，对于前模式是“0”和对于后模式是“1”的值INV1，可表示为INV1＝F1·LB (6)在图4和公式(6)中，对含于｛C10i｝中的码字，值F1为“0”，而对于｛C11i｝和｛
C11i｝，F1值为“1”。符号“·”表示逻辑“与”功能。
(Ⅱ) d≥2在这种情况下，如果公式(7)所示的码字并置满足d-限制的话，字组组L和R不必满足d-限制。
γ1+l2≥d (7)式中，d-y≤γ1＜k，y≤l≤k，1≤y≤k-1 (8)在受公式(8)限制的码字并置中，如果第一码字的字组R和第二码字的字组L具有彼此不相同的二进制值，应该考虑d-限制;如果这些字组具有相同的二进制值，则应该考虑K-限制。
码字并置产生的问题与本发明解决这种难题的方法介绍于下。
(Ⅱ·1)第一码字的字组R由若干“0”组成，第二码字的字组由若干“1”组成。
(Ⅱ·1·1)如果d-y≤γ1≤d-1，则不满足d-限制。如果第二码字转换成后模式，则满足d-限制。为了同时满足k-限制，公式(9)必须满足。
γ1+l2＝k (9)由于γ1的极大值是d-1，所以根据公式(8)，可满足下面关系y≤l2≤k-d+1 (10)(Ⅱ·1·2)如果d-y≤γ1≤k，且y≤l2≤d-1，则下面关系式成立。
d-y≤γ1≤k-d+1 (11)(Ⅱ·1·3)如果d≤γ1≤k-d+1且d≤l2≤k-d+1，前模式的第二码字被并置，则可以满足d、k-限制。
当第一码字的字组R包括若干“1”，而第二码字的字组L包括若干“0”，则(Ⅱ·1)所讲的也适用。
(Ⅱ·2)第一码字的字组R和第二码字的字组L具有相同的二进制值。
仅当d≤γ1、d≤l2，才把第二码字修改为，开始的二进制值与第一码字的字组R的二进制值相反。
公式(12)给出加于码字字组L和R的必要条件，因而满足加于字组B的必要条件(i)，和d、k-限制条件的RLL码可以被构成。
d-y≤γ≤k-d+1，y≤l≤k-d+1，1≤y≤d-1 (12)在满足公式(12)和加于字组B的条件(i)的码字中，l≤d-1和开始为“1”的那些码字由｛C20i｝表示，其后模式由｛
C20i｝表示;d≤l和开始为“1”的那些码字由｛C21i｝表示，其后模式由｛C21i｝表示。
当n≥d且公式(13)成立时，全为“1”位的码字含于｛C21i｝，而全为“0”位的码字含于｛
C21i｝，ni+2(d-1)≤k (13)根据并置规则并从图5看出，当n位码字具有相同的二进制值，则相同二进制值的连续位数极大值是ni+2(d-1)。因此，如果ni+2(d-1)不大于k，则总是满足k-限制。
从(Ⅱ·1)和(Ⅱ·2)可以看出，第二码字是在前模式里或后模式里，这取决于第一码字的字组R里相同二进制的连续位数是否不小于d，第一码字的字组R的二进制值LB是“0”或“1”，以及第二码字的字组L里相同二进制值的连续位数是否不大于d。因此，两个码字(前模式和后模式)被分配到每一数据字。
图6示出(Ⅱ·1)和(Ⅱ·2)里所说明的那些码字的并置规则。在图6中，如果第一码字的字组R中，相同二进制值的连续位数不小于d，则E2是“1”;如果该数不大于d-1，则E2是“0”。LB表示第一码字的字组R中的二进制值。如果第一码字的字组L中，相同二进制值的连续位数不小于d，则F2是“1”;如果该数不大于d-1，则F2是“0”。如果第二码字是前模式，则INV2为“0”;如果第二码字是后模式，则INV2为“1”。
根据图6，控制前模式和后模式转换的信号INV2由下式给出INV2＝LB
(E2·F2) (14)式中，“·”表示逻辑“与”功能，“
”表示“异”功能，而“-”表示“非”功能。
前模式与后模式的转换控制初看起来似乎很复杂，但只要应用本发明的公式(12)规定的码字，用公式(14)所示的很简单的逻辑就可以实现。
按照(Ⅱ)构成的RLL码解释于下。在此，略去d＝1的RLL码，因为后面将介绍的无直流RLL码更重要。
图7示出的RLL码，d＝5、k＝18、Tw＝0.4T、Tmin＝2T。与具有相同Tmin的普通HDM-3码比较，这种码的Tw大21%，k小15%。因此，这种码用于高密度记录，比HDM-3码适用得多。
这种码〔下文称之为(5，18)码〕由y＝2的公式(9)构成，当y＝3，可构成性能相当的RLL码。
根据下述理由，选择y＝2或y＝3。公式(12)规定范围内l值个数为(k-d+1-y+1)，而γ值个数为(k-d+1-d+y+1)。因此，l和γ组合数Nc为Nc＝(k-d+2-y)(k-2d+2+y)＝-(y- (d)/2 )2+(k-d+2)(k-2d+2)+ (d)/42当y＝ (d)/2 时，Nc值最大。由于y是整数，如果是奇数，当y是最接近于于 (d)/2 的整数时，Nc值最大。
含于｛C20i｝、｛C21i｝和它们的后模式的码字数随Nc的增加而增加。当所选择的y使Nc值最小时，含于C20i、C21i和它们的后模式中的码字数最大。
对于两个或更多的d，使Nc值最大的y由公式(15)给出。
y「d/2」或y＝d-「d/2」 (15)式中，「」是高斯符号，「A」表示不大于A的最大整数。
当y＝1或y＝4，不能构成满足d＝5(译者注原文误写为d＝S)、k＝18、Tw＝0.4T的RLL码。
图7所示的(5，18)码是长度可变的RLL码，应用许多码字长度，而且，对于数据字的位数mi及其对应的码字的位数ni，如下关系成立对于mmin＝m1和nmin＝n1，有mi＝immin，和ni＝inmin。
按照图6所示的并置关系，用于(5，18)码的每一码字，决不会由用于(5，18)码的其它码字并置而产生。
这在下面作为特例说明。
按照图5的并置规则，对图7中5位码字NO.1和NO.2进行并置，得到下面四个位序列。
11000+00111 (NO.1+
NO.1)1100+00000 (NO.1+
NO.2)11111+11000 (NO.2+
NO.1)11111+00000 (NO.2+
NO.2)这四个长度为10位的位序列与图7中NO.3～NO.6的10-位码字不同。
同样，10位码字NO.5和5位码字NO.2的后模式
NO.2并置，构成15-位码字NO.15如下所示111000000000000＝1110000000+00000(NO.15＝NO.5+
NO.2)然而，按照上述并置规则，以下面方式并置码字NO.5和NO.2。
111000000000000+11111＝111000000011111(NO.5+NO.2)这样，可以看出，码字NO.15不能由码字NO.1和NO.2并置来构成。
这同样适用于图7中其它所有码字。
与各码字对应的数据字也示于图7中。从图7看出，数据字位数与码字位数之比恒等于2/5。因此，代码传输比是恒量，且Tw恒等于0.4T。
按照下面方式确定数据字的码字分配。
(a)因为Tw＝0.4T，所以把一个2-位数据字分配给5-位码字。在本发明的具体装置中，把“00”分配给码字NO.1，把“01”分配给码字NO.2。换一种方式，也可以把“11”分配给码字NO.1，把“10”分配给码字NO.2。本质上，可把4个2-位数据字中的任意2个分配给5-位码字。对图7所示的分配表述于下。
(b)数据字“00”和“01”具有相应的码字，而数据字“10”和“11”不具有相应的5-位码字。因此，把它们分配给10-位码字。然而，如果对它们进行上述那样的分配，则数据字位长和码字位长之比不等于2/5。因此，把开始是“01”或“11”的4-位数据字分配给10-位码字。由于有4个10-位码字，所以，开始是“10”的4个数据字具有它们的相应码字。
(C)为了补充开始是“11”的4个4-位数据字，运用了15-位码字。数据字是6-位长度的，开始是“11”的数据字有16个。由于有9个15-位的码字，所以，开始是“11”的6-位数据字“110000”～“111000”，具有它们的相应码字。
(d)把数据字“11100100”～“11110011”分配给20-位码字NO.16～NO.31。
(e)把数据字“1111010000”～“1111110001”分配给25-位码字NO.32～NO.65。
(f)“111111001000”～“111111111111”有56个数据字。另一方面，有65个30-位码字。因此，把12-位数据字分配给30-位码字。
从(a)至(f)，把数据位序列所有组合都分配给了相应的码字，以实现编码的唯一性。
图8示出本发明具体装置的编码器方框图。现在介绍编码器的操作。假设至数据序列的钟频为fd(位/秒)，而码字的钟频为fγ＝ 5/2 fd(位/秒)。假设有下面数据位序列。
01 111111111111 111000 0111100110(A) (B) (C) (D) (16)假设在数据位序列(16)前后没有数据位序列，且(16)中(A)是该数据位序列的开始。
步骤0来自(16)开始的12位，即α＝011111111111寄存于12-位移位寄存器10。
步骤1寄存于移位寄存器10的12位锁存于12-位锁存电路12，该过程由控制脉冲发生器11产生的控制脉冲(CP)控制。锁存电路的内容等于α。锁存于锁存电路12的12-位输到代码转换器13的输入端。代码转换器13产生与输入数据字相应的码字(cw)、上述F2和E2、以及I。I表示CW的位数(n)与nmin＝5的比(当n＝5，I＝001;当n＝10，I＝010;当n＝15，I＝011;当n＝20，I＝100;当n＝25，I＝101;当n＝30，I＝110)。
图9示出图8中代码转换器13的输入输出表。图9中，“X”表示无关值。
从图9看出，代码转换器13具有这样的输入输出特性如果2i位与图7所示2i·位数据字中的一个相同，则12个输入位中，仅仅开始的immin＝2i(1≤i≤6)位被编码。
在本情况下，代码转换器13的输入输出对应于图9中的NO.1。只有α的第一个“01”被编码，与“01”后面的10位无关。因此，代码转换器13产生码字CW＝11111，F2＝1，E2＝1及I＝001。代码转换器13可以是只读存储器(ROM)。
步骤2步骤1产生的I，送入控制脉冲发生器11。控制脉冲发生器11根据I值检测移位寄存器10的内容是否已移动了2×I位，并产生控制脉冲CP。
在本情况下，由于I＝“001”，所以，在移位寄存器10的头2位，即α＝011111111111数字下划线那2位被移出移位寄存器10以后，控制脉冲CP被产生。
步骤3代码转换器13输出的码字CW＝11111，由步骤2产生的控制脉冲CP控制进入并行串行转换器14，并按钟频fγ顺序输出。
另一方面，F2和E2送入求反控制电路15。F2与刚刚送出的码字CW′的E2值E′及保持于末位保持电路16的CW′的最后一位LB一起使用;求反控制电路15根据图6的并置规则产生信号IVN2，指示Cw是否以后模式送出，并把它送至“异”门17。INV2由公式(14)确定。
在本情况下，因为数据字是第一数据字，所以LB和E′已被置为初始值“0”。由于F2＝“1”，从公式(14)得到INV2＝“1”，Cw＝“1111”则以后模式输出。
步骤4与步骤3并行，步骤2产生的控制脉冲CP送入锁存电路12，以便把新的12位锁存于电路12中，在该情况下，如步骤2中所述，此刻移位寄存器10的内容是(16)式中“01”后面的12位，即β＝111111111111。锁存电路12中的内容也是β。重复步骤1至步骤4使得锁存电路12的内容为γ＝111000011110，它跟在(16)式中0111111111111111的后面。对该γ值重复步骤1至步骤4。
图10表示的是，对于(16)式的数据位序列，图9所示的编码器的时间图。图10中的符号与步骤0至步骤4的说明所用的一致。图10中的虚线表示同时间点，“X”表示独立值。
现在我们来介绍该具体装置的译码器。由上述编码器所产生的位序列中，如果能正确地探测到字界，就能正确地译码。在此具体装置中所使用的代码字能够在通过并置所形成的位序列中正确地确定字界。译码器的组成相应地如图11的方框图所示。下面介绍译码器的操作。
我们假定，下列代码字对应于(16)式的数据位序列0000 111110000000000000000111110000(A′) (B′)000111111111111 1111000001111110000(C′) (D′)又假定(17)式中(A′)是代码字头。
步骤0将(17)式中开头的30位，即α＝000001111100000000000000001111送入30位的移位寄存器30。代码字头可以用诸如标识图等已知方法来探测。
步骤1由控制脉冲发生器31产生的控制脉冲，用来将已送入移位寄存器30的30位存入30位的锁存电路32。锁存电路32的内容同α′。将锁存于锁存电路32的30位输给代码逆变换器33的输入端，从而代码逆变换器33产生对应于30位输入的数据字DW以及表示数据字位数与mmin＝2的比值I(当m＝2时，I＝001;m＝4时，I＝010;m＝8时，I＝100;m＝10时，I＝101;m＝12时，I＝110)。
图12表示的是代码逆变换器33的部分输入输出表。该图中输入列的空白表示逆变换与空白处的值无关。备注中的数字是分配给图7的代码字的序号。比如，若以“11111”开头的30位序列加给图11的代码逆变换器的输入端并且其序号如图12备注中表示的代码字放到该30位位序列的前10位之后的位置上，对应于代码字“11111”的数据字“01”不被输出。例如，图12中代码字No.9与图7中No.121相等，并表示于图12数据字No.1的备注中。因此，即使图12中数据字No.9的前5位与数据字No.1的“11111”相等，输出数据字不是“01”，而是“111111111111”。
另一方面，由图12的No.1和No.9并置而成的11111 000001111111111111111No.1 No.9的前5i位(其中i＝2，3，4，5，6)不等于No.1的备注中所给的任何代码字。因而，输出的是对应于代码字“11111”的数据字。
通过使用上述的输入输出表，能够正确地确定代码字的字界。
在此情形下，代码逆变换器33的输入输出对应于图12No.1的后模式，代码逆变换器33输出数据字DW＝“01”和I＝“001”步骤2将步骤1得到的I值送到控制脉冲发生器31，该发生器根据I值确定移位寄存器30的内容是否已经移动了5×I位，并且产生控制脉冲CP。
在此情形下，因I＝“001”，则在移位寄存器30的前5位后产生控制脉冲CP，也就是说，α′的前5位被移位移掉。
步骤3代码逆变换器31输出端的DW＝“01”，由步骤2产生的控制脉冲CP送给并-串行转换器34，顺序送出。
步骤4将步骤2产生的控制脉冲CP送给锁存电路31，使得新的30位被锁存。此步骤与步骤3并行。
如步骤2中所述，移位寄存器30的内容为β′＝111110000000000000000111110000锁存电路31中的内容也是β′。这样一来，重复步骤1到步骤4，以获得数据字“111111111111”。进而，对锁存电路31的内容γ′＝“000111111111111111100000111111重复步骤1至步骤4，以获得数据字“111000”。于是(17)式的数据字是01 111111111111 111000这与说明编码器操作时假定的(16)式中的数据位序列(A)、(B)、(C)相等。从而表明译码是正确的。
可以以此种方式构成d＝5、k＝18、Tw＝0.4T、Tmin＝2T的RLL码，与具有相同的Tmin＝2T的普通HDM-3码相比，Tw加长21%，Tmin缩短15%。本具体装置因其编码器和译码器制造简单，广泛用于数字图象传输和记录。
具体装置2在该具体装置中，所使用的RLL码有d＝6，k＝16，nmin＝6，mmin＝2，imax＝4，Tw＝ (T)/3 ，Tmin＝2T。可用于本具体装置的代码字有49个(后模式除外)，如图13所示。该图还给出了对应于代码字的数据字例子。这些代码子都适合做为长度可变的代码字，这可用与具体装置1相同的方式来证实。而目以与具体装置1相同的方式得到数据字和代码字间的关系。
该具体装置的RLL码与普通的HDM-3码相比，有相同的TW和Tmin，但k值少9。因而它有相当高的实用价值。
具体装置3该具体装置用的RLL码，有d＝3，k＝12，nmin＝15，mmin＝8，Iman＝2，Tw＝ 8/15 T≈0.533T，Tmin＝1.6T。该具体装置可使用的代码字中，字长为nmin＝15的有180个;字长为nmin＝15的有180个;字长为30位的有19502个。“00000000”至“10110011”的8位数据字分配给180个15位代码字;“1011010000000000”至“1111111111111111”的19456个数据字分配给30位的代码字。19502至19456间的46个30位代码字则不予使用。
该具体装置的RLL，与通常的3PM码相比，有相同的d、k值，但TW和Tmin差不多长出6.7%。
具体装置4该具体装置的RLL码，有d＝2，k＝7，nmin＝3，mmin＝2，Imax＝5，Tw＝ 2/3 T≈0.67T，Tmin＝ 4/3 T≈1.33T。
如图14所示，该具体装置可用的代码字有20个(不包括后模式)。该图还给出了对应于代码字的数据字例子。这些代码字适用于长度可变的代码字，这可用与具体方案1相同的方式证实。数据字与代码字之间的关系也可用具体装置1的方式获得。
该具体装置中，除了图14表示的代码字以外，还有图15表示的6个9位、12位和15位的代码字。然而，它们不能与图14的代码字组合。这一点通过下面的例子就清楚了。
如果图14和15的代码组合在一起，代码字长度为12位和12位以上的是不需要的，数据字“111111”可以分配给图15的代码字No.1。然而，如果图14的代码字No.3和图15的代码字No.1并置，则图14的代码字No.7如下111000000111No.7按照译码算法，这会导致译码错误。
这是由于“111111”或“000000”并不包括在6位代码字中，但在9位代码字中的字组L和R中都出现。在此情况下，应对代码进行选择，使得6个连续“1”或“0”位只出现在字组L和R两者之一中。在图14中，代码字能够使6个连续的“1”或“0”位仅出现在字组L或R中。如果使用使得6个连续的“1”或“0”位只出现在字组L或R之中的代码字，也就有了图14的RLL码那样的优越性。
当(18)式满足，而(13)式(ni＝inmin)不满足时，inmin个连续“1”或“0”数位不包含在inmin位代码字中，而在(i+1)nmin位代码字的L和R字组中都出现。
inmin≤k-d+1 (18)当inmin在(19)式定义的范围内，具有相同二进数值的连续位序列的代码字只在长度为inmin或更长的代码字的L和R字组两者之一中被排除。
k-2d+2＜inmin≤k-d+1 (19)在该具体装置中，既然k-d+1＝6，k-2d+2＝5，由(19)式可得5＜inmin≤6。于是，具有相同二进值的6位连续位序列仅在长度为9位或更长的代码字的L和R字组两者之一中被排除。
该具体装置的RLL码和普通2/3转换码相比，具有相同的d，TW和Tmin值，但k值少1。因此，该RLL码比2/3转换码更适合于高密度记录和快速传输。
具体装置5该具体装置的RLL码，有d＝3，k＝8，nmin＝2，mmin＝1，Imax＝3，Tw＝0.5T，Tmin＝1.5T。
该具体装置中可使用的代码字有5个(不包括后模式)，如图17所示。这里没有nmin＝2的代码字。只要在(15)式中令y＝d-「d/2」＝2，就得到此具体装置。
图17还给出了对应于代码字的数据字。这些代码字适于做长度可变的代码字，这可用具体装置1的方式证实。并且数据字与代码字之间的关系也可以以具体装置1的方式获得。
该具体装置的RLL码与普通(2，7)RLLC相比，d、k、TW和Tmin值相同，所用代码最大长度对于前者为6位，后者为8位。于是，硬件和编码、译码算法得以简化。因而，该RLL码比普通(2，7)RLLC有更大的优越性。
到目前为止，我们所介绍的具体装置所用的RLL码都包含直流分量，不适用于具有直流截止特性的视频磁带录象设备。
现在来介绍无直流RLL码的编码和译码方法。在无直流RLL码中，用来满足d、k约束的代码字是对于d＝1为｛C10i｝，｛C11i｝，及它们的后模式｛
C10i｝，｛
C11i｝;对于d＝2为｛C20i｝，｛C21i｝，及它们的后模式｛
C20i｝，｛
C21i｝。
根据该发明，通过适当组合这些代码字，可使DSV保持在一定范围内。下面对于(Ⅲ)d＝1和(Ⅳ)d＞2介绍这种使DSV保持一定的代码组合，以及代码字的选择和并置规则。
(Ⅲ)d＝1对于第一代码字未位处的DSV，第二代码字如满足d、k约束并且不增加第二代码字未位处的DSV2的话，它就被选用(原文有误-译者)。
当代码字｛C10i｝，｛C11i｝及它们的后模式｛
C10i｝，｛
C11i｝按图4所示的并置规则来使用，则d、k约束被满足。为了避免DSV发散，采用下面的代码组合、数据字分配和对于第一代码字来位的DSV选择第二个代码字。
(Ⅲ.1)在代码字｛C10i｝中，不均衡值DP＝0的代码字｛C100i｝与数据字一一对应。因为DP2＝0，C100i未位的DSV由(20)式给定DSV2＝DSV1+DP2＝DSV1(20)从(20)可见，DSV2不会比DSV1大。于是，数据字与代码字有一一对应关系。
(Ⅲ.2)代码字｛C10i｝不均衡值DP2≠0的那些代码字中，以“1”开始的代码字由｛C101i｝表示。
代码字C101i及其后模式
C101i是成对的。即然｛C101i｝中由于DP≠0，必须使用与DSV1极性相反的代码字，以免DSV2增大。因此可将一数据字分配给这样的一对代码字。
(Ⅲ.3)代码字｛C11i｝中不均衡值DP＝0的用｛C110i｝表示，其后模式则表示为｛
C110i｝，C110i与
C110i是成对的。因有d、k约束，对于一个数据字分配一对代码字。对于DSV2，(Ⅲ.1)在这里同样适用。
(Ⅲ.4)代码字｛C11i｝中DP＞0的用｛C11pi｝表示;DP＜0的用｛C11mi｝表示。它们的后模式分别表示为｛
C11Pi｝和｛
C11mi｝。
C11pi、C11mi、
C11Pi和
C11mi这4个代码字组成一组，一个数据字分配给这样一组代码字。可提供C11pi和
C11pi的组合，及C11mi和
C11mi的组合，以满足d、k约束，C11pi和C11mi的组合及
C11Pi和
C11mi的组合，用来避免DSV的增加。
图18表示了(Ⅲ.1)到(Ⅲ、4)中代码字的选择和组合规则。
图18中，如DSV1≥0，则DV＝0;如DSV1＜0，则DV＝1;如Dp＝0，则p1＝1;如Dp＞0，则p1＝0，p2＝0;如Dp＜0，则p1＝0，p2＝1。p1是不均衡值Dp的符号位，p2是由对Dp的所有数位的逻辑“或”求反而得。
选择码SC1只对(Ⅲ.4)有效。如SC1＝0，则选C11pi如SC1＝1，则选C11mi。选择码SC2表示，如SC2＝1，则选取后模式。
SC1和SC2分别由(21)式和(22)式确定SC1＝p1+(
)·P2·F1(21)SC2＝F1·LB+
(22)其中“+”表示逻辑“或”。
由(21)式和(22)式看出，对于d＝1的无直流RLL码，可通过简单的逻辑来实现。
现在来介绍本发明中根据系统的编码方法为d＝1的无直流码而建造的无直流RLL码编器。译码器类似于图11表示的变长度RLL码译码器，因此这里不再叙述。
图19表示的是编码器的框图。下面介绍它的操作。
把m位的数据字同时送给只读存储器101和102的地址端。只读存储器101存代码｛C100i｝、｛C101i｝、｛C110i｝｛C11pi｝，及其不均衡值Dp和F1。只读存储器102存代码｛C11mi｝、Dp和F1。
对应于m位数据字的值出现在只读存储器101和102的输出端。在只读存储器101的输出中，n位代码字送给并-串行转换器103，从而转换成串行数据，然后，一方面直接传给4-1多路器105，另一方面经过“非”门电路104传给4-1多路器105。
与此相似，只读存储器102输出端处的n位代码字送给并-串行转换器106，从而转换成串行数据，然后，一方面直接传给多路器105，另一方面通过“非”门电路107传给多路器105。
码字选择器108产生从所产生的4个代码字中选择1个所用的选择信号。选择器108是根据(21)式和(22)式构成的，并根据来自只读存储器101的Dp和F1，保持在未位保持电路109中的先前送出的代码字的最后一位LB，以及先前送出的代码字未位的DSV来工作的。DSV由代码选择器108算出。
如上所述，按该具体装置，d＝1的无直流RLL码编码器实现起来很简单。
下面介绍一种d＝1的无直流RLL码的具体装置。
具体装置6假设一种无直流RLL码，其中d＝1，k＝4，m＝8，n＝10，Tw＝0.8T，Tmin＝0.8T。
视频信号采样通常被数字化成8位信号。在该具体装置中，这种8位视频信号被直接转换成无直流RLL码。
该具体装置使用如图20(a)到20(f)所示的10位代码字。对于d＝1，k＝4，n＝10，按(Ⅲ.1)至(Ⅲ.4)的选择规则来选择和组合这些代码字。如图20(a)至20(f)所示，总共有353(大于256＝28)个码字。因此，每一个8位数据字都能分配给一代码字(m＝8)。在此具体装置中，d＝1，k＝4，n＝10，Tw＝0.8T。该码与通常的8/10转换码相比，有相同的d、Tw和n，但前者的k值是后者的2.5倍。
在图20(a)至20(f)中，代码字No.1至No.88，和No.93至No.184属于｛C100i｝;代码字No.194至No.352属于｛C101i｝和｛C101i｝;代码字No.89至No.92，和No.185至No.193属于｛C110i｝和｛
C110i｝;代码字No.353属于｛C11pi｝、｛
C11Pi｝、｛C11mi｝和｛
C11mi｝。
为了实现与数据字的一一对应关系，需从353个代码字中选出所需的256代码字，同时还得考虑各种因素。很难选出最好的方法，但是作为一个例子，基于下述理由选择那些导致减小DSV变化的代码字。
从图20(a)至20(f)所示的353个代码字中不管选择哪256个代码字，只要遵循图18的并置规则，直流分量总是为零。当直流分量长期平均值为零时，它的短期内的变化是很小的。既然该变化宽度与DSV的变化宽度有关，如果DSV变化宽度小，则短期直流分量变化也小。
因为DSV变化宽度由所用代码字的不均衡值Dp所限定，可以使用Dp小的代码字，以使减小DSV变化宽度。
从图20(a)至20(f)可以看出，Dp＝0的代码字数目少于256个，｜Dp｜≤2的代码字数目多于256个。因此，仅仅｜DP｜≤2的代码字就足够用来实现与数据字的一一对应关系。并且，即使｜DP｜＝2的代码字中不使用代码字No.253，也能实现与8位数据字一一对应关系。因此，在产生(1，4)无直流码的电路配置中，图19的只读存储器102、并-串行转换器106和“非”门电路107被去掉了，并且，图18的选择信号SC和(21)式都无需要。于是，图19的代码选择器108被进一步简化。
在该具体装置中，(3)式和(4)式中的X置为2。当d＝1，X由下式给定时，可用于任意k和n的代码字数目趋于最大。
X＝「k/2」或X＝K-「K/2」 (23)其中「」是高斯符号。
如上所述，根据该具体装置，普通8位数字图象信号可直接转换成无直流RLL码，K值改善了1.5倍。此种无直流RLL码可用非常简单的电路来产生。这样一来，该具体装置可用于数字图象磁带的记录和数字声音信号的记录。
具体装置7该具体装置的无直流RLL码有d＝1，k＝7，m＝9，n＝10，Tw＝0.9T，Tmin＝0.9T。
当(3)式和(4)式中X＝3时，该具体装置有544个代码字。其中，｜DP｜≤4的代码字表示于图21，共525个。既然该数大于29＝512，于是9位数据字和10位代码字之间的一一对应关系就实现了。
在已知的d＝1、m＝9、n＝10的无直流RLL码中，K的最小值为8。因此，该具体装置可将K再减小1。d＝1、K＝7、m＝9、n＝10、｜DP｜≤4的无直流RLL码也可以通过(2)式和(3)式中选择X＝4来实现。
具体装置8该具体装置的无直流RLL码有d＝1、k＝6，m＝9，n＝10，Tw＝0.9T，Tmin＝0.9T，X＝3。
该具体装置有507个代码字。由于代码字数目小于29，数据字和代码字之间一一对应的关系实现不了。然而，如果9位数据字出现的概率呈非均匀分布，同一个代码字分配给概率低的一组5个数据字，以补上5(＝512-507)个短缺的代码字。
该码可用于记录数字图象。该具体装置与d＝1、k＝9、n＝10的已知无直流RLL码相比，k值减少了2。
具体装置9该具体装置的无直流RLL码有d＝1，k＝6，m＝7，n＝8，Tw＝0.875T，Tmin＝0.875T。X＝3。
该具体装置有132个代码字，表示于图22中。由图22可以看出，所有代码字都有｜DP｜≤4。此具体装置中，Tw＝0.875T，比一种已知的8/10转换码长0.07T，k值小4。当X≠3时，该具体装置是不能实现的。
具体装置10该具体装置的无直流RLL码有d＝1，k＝7，m＝11，n＝12，Tw＝0.92T，Tmin＝0.92T，x＝3。
该具体装置中有2123个代码字，Tw≈0.92T。因此，Tw比已知的8/10转换码长0.12T，k值小3。当x＝4时，d＝1、k＝7、m＝11、n＝12的无直流RLL码也可以产生。
具体装置11该具体装置的无直流码有d＝1，k＝4，m＝12，n＝14，Tw＝0.86T，Tmin＝0.86T，x＝2。
该具体装置中有4275个代码字，Tw＝0.86T。Tw比已知的8/10转换码长0.06T，k值小6。
具体装置12
该具体装置的无直流RLL码有d＝1，k＝5，m＝6，n＝18，Tw＝0.89T，Tmin＝0.89T，x＝2。
该具体装置有94759个代码字，Tw＝0.89T。因此，Tw比已知的8/10转换码长0.09T，k值小5。当x＝3时，d＝1、k＝5、m＝16、n＝18的无直流RLL码也可以产生。
具体装置13该具体装置的无直流SLL码有d＝1，k＝6，m＝3，n＝6，Tw＝0.83T，Tmin＝0.83T。
该具体装置中有35个代码字，Tw＝0.83T。于是，Tw比已知8/10转换码长0.03T，k值小4。
具体装置14该具体装置的无直流RLL码有d＝1，k＝7，Tw＝ 8/9 T，Tmin＝ 8/9 T。
从(Ⅲ.1)至(Ⅲ.4)中所述的数据字和代码字的关系可以看出，分配给数据字的代码字数目与代码字｛C10i｝和｛C11i｝数目的比值，当n为偶数并包括DP＝0的代码字时比n为奇数并不包括含DP＝0的代码字时来得大。因此，假设n在m/n转换中为奇数，Tw在2m/2n转换中保持不变，代码字长度变为2n(偶数)。于是，2m/2n转换无直流RLL码可用比m/n转换无直流RLL码更小的k来实现。如上所述，8/9转换中k＝14，而16/18转换中k＝13或更小。然而，16/18转换中，编码器和译码器的存储容量要增加，这一点将在后面探讨。
于是，当n为奇数时，具有代码长度为偶数的许多无直流RLL码用来实现2m/2n转换无直流RLL码，以使k值从m/n转换无直流RLL码的基础上进一步减小，同时，Tw保持不变，编码器和译码器所需存储容量比2m/2n转换无直流码用单码实现时来得小。
该具体装置中，16位的数据字分为7位和9位的两个数据字，再进一步由具体装置9的7/8转换和具体装置7的9/10转换进行转换。所转换成的18位代码字以fγ＝ 9/8 fd的记录速度记录，这里fd是数据速率。于是有Tw＝ 8/9 T。
图23表示的是该具体装置编码器的框图。它的操作叙述如下。当普通视频信号被数字化处理时，被量化成8位视频信号，然后送给图23的并行-串行转换器(P/S)201。通过串-并行转换器(S/P)202再把并行-串行转换器201输出的位序列转换成16位的并行数据。该16位数据包含两个8位视频信号字。
将16位数据送给D型触发器203，其输出的高7位送给只读存储器204的地址输入端，低9位则送到只读存储器205的地址输入端。也就是说，两个字的视频信号被分成第1个字的高7位，和第1个字的最低位加上第2个字的8位构成的9位(原文有误-译者)。
只读存储器204输出12位，即，对应于7位数据字的8位代码字，表示不均衡值的3位和表示F1的1位。只读存储器205输出14位，即，对应于9位数据字的10位代码字，表示不均衡值的3位和表示F1的1位。
在9/10转换中，仅使用图21中满足｜DP｜≤4的代码字。图22中所有的代码字都满足｜DP｜≤4，这里，｜DP｜＝0，±2，±4。因此，DP可用3位表示，即，用“000”、“001”、“111”、“010”、“110”分别表示DP＝0、DP＝2、DP＝-2、DP＝4、DP＝-4。
由开关控制电路206选择只读存储器204和205输出的一个。对于只读存储器204，开关信号是直接加给其蕊片选择端的;而对于只读存储器205，开关信号则通过“非”门207加给其蕊片选择端。
于是7/8转换的码字和经9/10转换的码字交替送出。
来自只读存储器204或205的代码字被送给并-串行转换器(P/S)208，从而转换成位序列，然后送到“异”门209。
另一方面，逆变换控制电路210计算选择码SC2，其依据是，只读存储器204或205提供的代码字的DP和F1，逆变换控制电路210保持的紧前面一个代码字的DSV，以及保持紧前面一个代码字末位的D型触发器的输出LB。然后，选择码SC2送给“异”门209，该门确定代码字是否要转换成后模式。于是，无论在7/8转换还是在9/10转换中，DSV都是受到控制的。
按此方式，该具体装置可以用非常简单的电路配置来实现。
在该具体装置中，使用了F＝“1”的代码字。这里不使用F1＝“1”和DP＝“0”的代码字，如果所使用的代码字的特性与通信线路特性一致的话，可以将其排除掉。在该情形下，图22中代码字数目为132个，图23中代码字数目为520个。于是，7/8和9/10转换能够实现。
如排除F1＝“1”、DP＝“0”的代码字，只读存储器204的输出是11位，只读存储器205的输出为13位，D型触发器211成为不必要的了。于是该具体装置的编码器在配置上进一步简化了。
该具体装置的编码器所需存储容量(仅用于代码字)为27·8+29·10＝6K比特，这是用一种无直流码实现16/18转换所需存储容量216·18(大于1M比特)的1/128。
图24表示的是该具体装置的译码器。
沿通信线路传来的代码字由串-并行转换器(S/P)301和D型触发器302转换成18位并行信号(共两个字，一个字为8位，另一个字为10位)。8位送给只读存储器303的输入端，10位送给只读存储器304的输入端。只读存储器303进行8/7转换，只读存储器304进行10/9转换，使得对应于输入的代码字的数据被译出。
然后，只读存储器303输出的7位和只读存储器304输出的最高位送给D型触发器305，只读存储器304输出的其余8位送给D型触发器306。于是，码转换中的第1个字传给D型触发器305，第2个字传给D型触发器306。
选择器307顺序输出被译码译出的数据字。一方面，输出直接送给D型触发器305的输出控制端，另一方面，通过“非”门电路308送给D型触发器306的输出控制端。
以这种方式，该具体装置的译码器就能以异常简单的电路配置实现。
该具体装置的译码器中，只读存储器的存储容量为210·9+28·7≈10.8K比特，这差不多是用一种无直流码进行16/18转换时只读存储器所需存储容量218·16＝4M比特的1/400。
该具体装置中，两个数据字被分成为第1个字的高7位及第1个字的最低位与第2个字8位组成的9位。这两组分别编码。因此，由于通信线路中一位错码造成的错误向另一个码字的传播，最多只不过第1个字的最低一位。因此，误差传播对图象质量的影响可忽略不计。
如上所述，该具体装置的无直流RLL码有d＝1，k＝7，而且是无直流的(｜DP｜≥4)。这样，象DVTR这类适于高密度记录的代码可以用很简单的线路配置得到，ROM的容量可以大大地减小，而且误差传播的影响可以忽略不计。
具有这样一些特征的该具体装置的无直流RLL码有很高的实用价值。
在本具体装置中，当d＝1时，可以得到性能比已有的d＝1无直流码高的许多无直流RLL码，比这里给出的代码性能更高和具有d＝1的其它无直流RLL码也可以构成，虽然这里并未特地给出。
现在叙述d≥2的无直流RLL码。
(Ⅳ)d≥2与d＝1的情况类似，第二代码字(即下一个输出的代码字)的选择，要考虑用第一代码字即前面刚刚输出的代码字的最后一位的DSV1值，以便满足d，k-约束条件和不增加与第一代码字并置的DSV值。
使用代码字｛C20i｝，｛C21i｝和它们的后模式｛
C20i｝，｛
C21i｝，以及表示在图6中的代码字并置规则，以便使d，K-约束条件得到满足。为了防止DSV发散，要使用下列的代码字组合，与数据字的关系，以及对于第一代码字的最后一位的DSV1所用的第二代码字的选择方法等。
(Ⅳ.1)代码字｛C20i｝中，具有不均衡值DP＝0的代码字由｛C200i｝表示。代码字C200i和它们的后模式
C200i是成对的，而数据字则分配给每一对这种代码字。
因为DP2＝0相当于(Ⅲ.1)d＝1的情况，所以DSV并不发散地增加，d，k-约束条件得到满足。
(Ⅳ.2)代码字｛C21i｝中，具有不均衡值DP＝0的代码字用｛C210i｝表示，代码字C210i和它的后模式
C210i是成对的，而数据字则由与(Ⅳ.1)相同的理由分配给每一对这样的代码字。
(Ⅳ.3)代码字｛C20i｝中，具有不均衡值DP＞0的这种代码字由｛C20pi｝表示，而具有不均衡值Dp＜0的代码字则由｛C20mi｝表示。C20pi，C20mi和它们的后模式
C20Pi，
C20mi这四个字构成一组，而由与d＝1(Ⅲ.4)中相同的理由，一个数据字分配给每组这样的代码字。
(Ⅳ.4)代码字｛C21i｝中，具有DP＞0的代码字用｛C21pi｝表示，而具有DP＜0的代码字则用｛C21mi｝表示。C21pi，C21mi和它们的后模式
C21Pi，
C21mi这四个字构成一组，同样由于(Ⅳ.3)中所示的理由，给每组这样的代码字分配一个数据字。
图25表示出代码字(Ⅳ.1)～(Ⅳ.4)的组合以及选择代码字的规则。
在图25中，如果DSV1≥0，则DV＝0;如果DSV1≤0，则DV＝1;如果DP＝0;如果DP＝0，则P＝1。至于说到选择码SC1和SC2，SC1＝0意味着代码字｛C200i｝，｛C21mi｝，｛C20pi｝，｛C21pi｝被选择;而SC1＝1则表示代码字｛C20mi｝，｛C21mi｝被选择。SC2＝0表示前模式被选择，SC2＝1则表示后模式被选择，“X”指示一个独立的值。
图25中的SC1和SC2的定义如下SC1＝P·DV
LB
(E2·F2) (23)SC2＝
(24)从方程式(23)和(24)可知，SC1可由下式表示SC1＝P·(DV
)方程式(24)和(25)是实际选择代码的产生逻辑。
正如从方程式(24)和(25)看到的，初看起来d≥2的无直流RLL规则十分复杂，但可以用很简单的逻辑完成。这是本发明系统的方法的一个优点。
d≥2时所用的无直流RLL码编码器与d＝1的编码器实际上是一样的，不同之处在于代码｛C200i｝，｛C210i｝，｛C20Pγ｝i｛C21pi｝及它们的DP，F2，E2存储在ROM101中，代码字｛C20mi｝，｛C21mi｝和它们的DP则存储器在ROM102中，而代码字选择器108的SC1和SC2是由方程式(24)和(25)定义的。
图25中的DV是DSV的符号位，而图25中的P是通过对代码字不均衡值的所有二进制码的逻辑“或”求反导出的。
以这种方式，本具体装置的d≥2的无直流RLL码可用一个很简单的配置完成。
以下叙述本具体装置d≥2的无直流RLL码的具体配置。
具体装置15。
在本具体装置中，无直流RLL码具有d＝2，k＝8，m＝8，n＝14，Tw＝0.57T和Tmin＝1.14T。
在本具体装置中，8位数据字直接转换成代码字。
在本具体装置中，使用图26(a)～26(i)所示的14位代码字。这些代码字具有d＝2，k＝8和n＝14，并且按照(Ⅳ.1)～(Ⅳ.4)的选择法则加以选择和组合。正如从图26(a)～26(i)所见，共有259个代码字，以便分别分配给8位数据字。因此，Tw＝0.57T，而且Tw要比普通8/16位转换码长14%。
在图26(a)～26(i)中，代码字No.1～No.26和No.59～82属于代码字｛200i｝和｛
200i｝;代码字No.27～No.58和No.83～No.121属于代码字｛210i｝和｛
210i｝;代码字No.122～No.131，No.146～No.151，No.155～No.160，No.164～No.174，No.182～No.192，No.203～No.216和No.235～No.242属于代码字｛C20Pi｝，｛
C20Pi｝，｛C20mi｝和｛
C20mi｝;而代码字No.132～No.145，No.152～No.154，No.161～No.163，No.175～No.181，No.193～No.202，No.217～No.234和No.243～No.259属于代码字｛C21pi｝，｛
C21Pi｝，｛C21mi｝和｛
C21mi｝。本具体装置中的不均衡值DP的最大值是6。
本具体装置的无直流RLL码的Tw比普通的8/16位转换器长14%，适用于高密度记录。
具体装置16本具体装置的无直流RLL码具有d＝2，k＝6，m＝9，n＝16，Tw＝0.57T和Tmin＝1.14T。
本具体装置中有522个代码字，它的Tw约等于0.57T，要比普通的8/16位转换码的Tw长0.07T左右。
具体装置17本具体装置的无直流RLL码具有d＝2，k＝9，m＝4，n＝8，Tw＝0.5T和Tmin＝T。
在本具体装置中，当方程式(26)满足时，对d≥2来说除了数据字关系(Ⅳ.1)～(Ⅳ.4)外，(Ⅳ.5)的代码字的组合也是可能的。
n-y＜k-d+1 (26)(Ⅳ.5.1)代码字｛C20pi｝和代码字｛C21mi｝中，代码字｛C21moi｝(其中在字组L中的相同二进制值的连续位数l不大于d+(k-d+1)-(n-y)〕和它们的后模式
C20i及
C21mOi组成一组，并对每一组代码字分配一个数据字。
(Ⅳ.5.2)代码字C20mi，代码字｛C21pi｝中的代码字C21POi〔其中l不大于d+(k-d+1)-(n-y)〕及其后模式
C20mi和
C21POi组成一组，并由于下述的理由为每组代码字分配一个数据字。
每组代码字分别包括DP＞0和DP＜0的代码字，所以可以用与(Ⅳ.3)和(Ⅳ.4)情况相似的方法，通过选择使用具有与DSV1符号相反的DP的代码字，来防止DSV的发散。
另一方面，关于d，k-约束条件，如果方程式(26)得到满足，则字组R中的相同二进制值的连续位数由下式给出γ＜k-d+1 (27)满足方程式(27)的γ的最大值由γmax表示。当第一代码字在字组R中具有γmax个“1”位和第二代码字字组L中具有l个连续“1”位时，如果把第一和第二代码字并置，它满足以下关系d≤l≤d+(k-d+1-γmax)-1＝k-γmax(28)即使第二代码字不是后模式，k-约束条件也得到满足。因为γmax由下式给出γmax＝n-y (29)故l的范围由下式给出d≤l≤k-n-y (30)如果方程式(26)得到满足，那么即使字组L中的相同二进制值的连续位数l处于方程式(30)的范围内，而且代码字｛C21mi｝和｛C21pi｝的代码字以(Ⅳ.5)表示的方式组合，d，k-约束条件也得到满足。对于代码字｛C21poi｝，｛C21moi｝和它们的后模式｛
C21POi｝，｛
C21mOi｝来说，F2＝0是一个例外。这样，不需要改变图25，而｛C21poi｝属于｛C20poi｝，｛C21moi｝属于｛C20mi｝。
通过引入代码字的组合(Ⅳ.5)，获得表示在图27中的16个代码字(不包括后模式)，并构成4/8转换无直流RLL码。
在图27中，16号代码字是靠新代码字的组合(Ⅳ.5.2)得到的。图26中的代码字组合只是一个例子。当d＝2，k＝9和m＝8时，则有y＝1，γmax＝7，k-d+1＝8，并从方程式(30)得到l＝2。
在本具体装置中，d和Tw与普通的8/16位转换无直流RLL码的d，Tw相等，而k值大出3。然而，代码长度只有一半，而且编码器和译码器所要求的存储容量大大减小。例如，译码器的存储容量减小到原容量的
。因此，对通信线路来说，由于它满足d，k-约束条件不困难，所以本发明完全有效。
如上所述，当d≥2时，可以构成许多比普通的具有d≥2的无直流RLL码性能高的无直流RLL码。
具有d≥2以外的且性能优良的许多无直流RLL码也可以构成，尽管没有对它们加以专门地叙述。
如上文所述，按照本发明，为了满足d，k-约束条件，对给定的d和k值唯一确定的对字组L，B和R的约束也被引入。在这些代码构成的基础上选择代码字，RLL码可以很容易地构成。许多这样构成的RLL码其性能比普通RLL码高。
在对代码字进行组合以构成无直流码以及数据字分配方面，引入了独特的方法。因此，可以构成许多比普通RLL码性能高的无直流RLL码。
这样，本发明提供了方法和设备，这种方法和设备在构成有效RLL码方面有许多优点。
勘误表
权利要求
1.一种代码变换方法。用来产生游程长度受限码，这种方法满足d，k-约束条件，在这种条件下。具有相同二进制值的连续二进制码的最小位数限定为d，而具有相同二进制值的连续二进制码的最大位数限定为k，通过把mi位的数据字转换成ni位的代码字，其中l＜i＜imax，产生2ni个ni位二进制码模式，把每个这种二进制码模式划分成三个字组。一个是具有相同二进制值的位数为ι的前字组L；一个是具有相同二进制值的连续位数为r的后字组R；及一个位于字组L和R之间具有b(等于ni-ι-r)位的中间字组B，选择完全满足d，k-约束条件的二进制模式。以它们作为ni位代码字用在mi/ni转换中。
2.根据权利要求
1所述的码转换方法，其中d＝1，而且仅使用满足1≤1≤X和1≤r≤k-x(其中1≤x≤k-1)的代码字｛10i｝;和满足x+1≤l≤k和1≤r≤k-x的代码字｛CX11i｝。
3.根据权利要求
2所述的码转换方法，其中属于代码字｛CX11i｝和在字组L中具有二进制码“1”的代码字用｛C11i｝表示，代码字C11i称为前模式，而在前模式C11i∈｛C11i｝中“1”码变为“0”码，“0”码变为“1”码，这样形成的代码字称为后模式
C11i∈｛
C11i｝。对每个代码字C10i∈｛C10i｝都分配一个数据字，而代码字C11i和它们的后模式
C11i∈｛C11i｝是成对的，并对每对这样的代码字分配一个数据字。
4.根据权利要求
3所述的码转换方法，其中各代码字根据INVi＝LB·F并置，其中LB是第一代码字的R字组的二进制值，如果第二代码字属于｛C10i｝则F1＝0;如果第二代码字属于｛C11i｝，则F1＝1，如果第二代码字是前模式，则INV1＝0;如果第二代码字是后模式，则INV1＝1。
5.根据权利要求
8所述的码转换方法，其中对代码字｛C10i｝的每个代码字C100i∈｛C100i｝分配一个数据字，其中代码字｛C10i｝具有零不均衡值(DP＝0)。该值由代码字中“1”码和“0”码间的数量之差确定，对属于代码字｛C11i｝并具有DP＝0的代码字C11i∈｛C110i｝和它的后模式
C110i∈｛
C110i｝组成的每个双字码组分配一个数据字;对属于代码字｛C10i｝且具有DP＞0的代码字C10Pi∈｛C10Pi｝和它的后模式
C10Pi∈｛
C10Pi｝所组成的每一组分配一个数据字;对属于代码字｛C10i｝且具有DP＜0的代码字C10mi∈｛C10mi｝和它的后模式
C10mi∈｛
C10mi｝所组成的每个双字码组分配一个数据字;对每个四字码组分配一个数据字，这四个代码字是属于代码字｛C11i｝且具有DP＞0的C11Pi∈｛C11Pi｝、它的后模式
C11pi∈｛C11Pi｝、属于代码字｛C11i｝且具有DP＜0的代码字C11mi∈｛C11mi｝及它的后模式
C11mi∈｛
C11mi｝。
6.根据权利要求
5所述的码转换方式，其中代码字按下式并置
式中LB是第一代码字的字组R中二进制码的二进制值，如果在第一代码字的最后一位上DSV1≥0则DV＝0;如果DSV1＜0，则DV＝1;如果在第二代码字中DP2＝0则P1＝1;如果DP2≠0则P1＝0;如果DP2＞0，P2＝0;如果DP2＜0 P2＝1;如果第二代码字属于｛C100i｝，｛C110i｝，｛C10Pi｝，｛C10mi｝或｛C11Pi｝则SC1＝0;如果第二代码字属于｛C11mi｝，则SC1＝1;如果第二代码字是前模式则SC2＝0;如果第二代码字是后模式，则SC2＝1。(原文有误-译注)
7.根据权利要求
6所述的码转换方法(原文有误-译注)，其中imax＝1，d＝1，k＝4，m＝8，n＝10，x＝2。
8.根据权利要求
7所述的码转换方法，其中仅使用｜DP｜≤2的代码字。
9.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝1，k＝7，m＝9，n＝10，x＝3。
10.根据权利要求
9所述的码转换方法，其中仅使用｜DP｜≤4的代码字。
11.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝1，k＝7，m＝9，n＝10，x＝4。
12.根据权利要求
11所述的码转换方法，其中仅使用｜DP｜≤4的代码字。
13.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝1，k＝6，m＝9，n＝10，x＝3，而同样的代码字仅分配给五个数据字(原文有误-译注)。
14.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝1，k＝6，m＝7，n＝8，x＝3。
15.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝1，k＝7，m＝11，n＝12，x＝3。
16.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝1，k＝7，m＝11，n＝12，x＝4。
17.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝1，k＝4，m＝12，n＝14，x＝2。
18.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝1，k＝5，m＝16，n＝18，x＝2。
19.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝1，k＝5，m＝16，n＝18，x＝3。
20.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝1k＝6，m＝5，n＝6，x＝3。
21.根据权利要求
4所述的码转换方法，其中imaxmi/ni转换码用来完成m/n转换，式中m=Σi=1im a xmi, n=Σi=1im a xni]]>。
22.根据权利要求
6所述的码转换方法，其中imaxmi/ni转换码用来完成m/n转换，式中
。
23.根据权利要求
22所述的码转换方法，其中ni是偶数。
24.根据权利要求
23所述的码转换方法，其中对每个mi/ni转换，均避免了DSV的发散。
25.根据权利要求
24所述的码转换方法，其中imax＝2，d＝1m1＝7，n1＝8，m2＝9，n2＝10(原文有误-译注)。
26.根据权利要求
25所述的码转换方法，其中一个16位数据字包括二个3位数据字，对第一个数据字的高位7进行7/8转换，而对第一数据字的最低位和第二数据字的8位构成的9位进行9/10转换。
27.根据权利要求
26所述的码转换方法，其中使用了在m1/n1转换中具有d＝1，k＝7，m1＝7，n1＝8和x＝3的RLL码，以及在m2/n2转换中具有m2＝9和n2＝10的RLL码，这里d＝1，k＝7，m＝16和n＝18。
28.根据权利要求
26所述的码转换方式，其中使用了在m1/n1变换中具有d＝1，k＝7，m1＝7，n1＝8，x＝3和｜DP｜≤4的RLL码，以及在m2/n2转换中具有m2＝9，n2＝10的RLL码，这里d＝1，k＝7，m＝16，n＝18。
29.根据权利要求
26所述的码转换方法，其中使用了在m1/n1转换中具有m1＝7，n1＝8的RLL码，以及在m2/n2转换中具有m2＝9，n2＝10的RLL码，其中d＝1，k＝7，m＝16，n＝18。
30.根据权利要求
1所述的码转换方法，其中仅使用了具有y≤l≤k-d+1和d-y≤γ≤k-d+1的代码字，式中1≤y≤d-1。
31.根据权利要求
30所述的码转换方法，其中对每组双字代码字分配一个数据字，这两个代码字是具有l＜d并以“1”开始的代码字C20i∈｛C20i｝以及它的模式
C20i∈｛
C20i｝，或具有l＞d的代码C21i∈｛C21i｝和它的后模式
C21i∈｛
C21i｝。
32.根据权利要求
31所述的码转换方法，其中代码字按照INV2＝
并置，式中LB是第一代码字的R字组的二进制码的二进制值。如果在第一代码字中γ≤d-1，则E2＝0;如果γ＞d，则E2＝1;如果在第二代码字中1≤d-1，则F2＝0;如果l≥d则F2＝1;如果第二代码字是前模式则INV2＝0;如果第二代码是后模式则INV2＝1。
33.根据权利要求
32所述的码转换方法，其中mi＝immax，ni＝inmin。
34.根据权利要求
32(原文有误-译注)所述的码转换方法，其中d≥3。
35.根据权利要求
34所述的码转换方法，其中imax＝6，d＝5，k＝18，mmin＝2，nmin＝5，y＝2。
36.根据权利要求
34所述的码转换方法，其中imax＝6，d＝5，k＝18，mmin＝2，nmin＝5，y＝3。
37.根据权利要求
34所述的码转换方法，其中imax＝4，d＝6，k＝16，mmin＝2，nmin＝6。
38.根据权利要求
34所述的码转换方法，其中imax＝2，d＝3，k＝12，mmin＝8，nmin＝15。
39.根据权利要求
33所述的码转换方法，其中，当满足k-2d+2≤inmin≤k-d+1条件时，在字组L和R之一中具有相同二进制值的位数为inmin的代码字从具有不小于(i+1)nmin位的代码字中排除掉。
40.根据权利要求
39所述的码转换方法，其中imax＝5，d＝2，k＝7，mmin＝2，nmin＝3，y＝1。
41.根据权利要求
33所述的码转换方法，其中当nmin＜d时，不使用nmin位代码字。
42.根据权利要求
41所述的码转换方法，其中imax＝3，d＝3，k＝8，mmin＝1，nmin＝2，y＝2。
43.根据权利要求
31所述的码转换方法，其中对代码字｛C20i｝的具有DP＝0的代码字C200i∈｛C200i｝和它的反模式
C200i∈｛
C200i｝所构成的每个这样的双字代码字分配一个数据字，对代码字｛C21i｝的具有DP＝0的代码字C21i∈｛C21i｝和它的后模式C210i∈｛C210i｝所组成的每组这样的代码字分配一个数据字;对每组四个字的代码字也分配一个数据字，这四个代码字是代码字｛C20i｝的具有DP＞0的代码字C20Pi∈｛C20Pi｝、它的后模式
C20Pi∈｛
C20Pi｝、代码字｛C20i｝的具有DP＞0的代码字C20mi∈｛C20mi｝和它的后模式
C20mi∈｛
C20mi｝;对下列每四字一组的代码字组也分配一个数据字，这四个代码字是代码字｛C21i｝的具有DP＞0的代码字C21Pi∈｛C21Pi｝、它的后模式
C21Pi∈｛
C21Pi｝、代码字｛C21i｝的具有DP＜0的代码字C21mi∈｛C21mi｝和它的后模式
C20mi∈｛
C20mi｝。
44.根据权利要求
43所述的码转换方法，其中代码字按照下式并置
式中LB是第一代码字的字组R的二进制码的二进制值;如果在第一代码字的最后一位DSV1≥0则DV＝0，如果DSV1＜0则DV＝1;如果在第二代码字中DP2＝0则P＝0，如果DP2≠0则P＝1;如果第二代码字属于｛C200i｝，｛C210i｝，｛C20i｝或｛C21Pi｝则SC1＝0;如果第二代码字属于｛C20mi｝或｛C21mi｝则SC1＝1，如果第二代码字是前模式则SC2＝0，如果第二代码字是后模式则SC2＝1。
45.根据权利要求
44所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝2，k＝8，m＝8，n＝14。
46.根据权利要求
44所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝2，k＝6，m＝9，n＝16。
47.根据权利要求
44所述的码转换方法，其中当代码字的R字组中的相同二进制值的连续位数的最大值rmax小于k-d+1时，对于代码字｛C21Pi｝和｛C21mi｝的具有d＜l＜k-n+y的代码字｛C21P0i｝和｛C21m0i｝，则一个数据字分配给由以下四个代码字组成的每一组四字代码字代码字C20Pi∈｛C20Pi｝、它的后模式
C20Pi∈｛C20Pi｝、代码字｛C21mOi｝∈｛C21mOi｝和它的后模式
C21moi∈｛
C21moi｝;数据字还分配给以下构成的每组四字代码字代码字C20mi∈｛C20mi｝它的后模式
C20moi∈｛
C20moi｝、代码字C21POi∈｛C21POi｝和它的后模式
C21Poi∈｛
C21Poi｝，当代码字并置时，代码字｛C21POi｝包括在｛C20Pi｝中，而代码字｛C21mOi｝包括在｛C20mi｝中。
48.根据权利要求
47所述的码转换方法，其中imax＝1，d＝2，k＝9，m＝4，n＝8。
49.一个码变换装置，用来产生满足d，k-约束条件的游程长度受限码，该d，k-约束条件系指具有相同二进制值的最小连续位数限定为d，而具有相同二进制值的最大连续位数限定为k;所用办法是把mi位的数据字转换成ni位代码字，其中1≤i≤imax;这种装置的组成如下代码字发生装置，它用来产生ni位的代码字，其前字组L中具有相同二进制值的l个连续位;其后字组R中相同二进制值的连续位数为r;其中间字组B包括位于L和R字组之间的b(＝ni-l-r)位相同二进制值;B字组完全满足d，k-约束条件。字组R信息发生装置，该装置产生关于与上述代码字发生装置产生的第一代码字和第二代码字并置时的第一代码字的R字组的信息。第二代码字信息发生装置，它产生关于第二代码字的信息;第二代码字选择/修改装置，它按照来自上述R字组信息发生装置和上述第二代码字信息发生装置的信息，来选择和修改第二代码字。
50.根据权利要求
49所述的码变换装置，其中由上述代码字发生装置产生的代码字满足1≤l≤x和1＜r≤k-x或者x+1≤l≤k和1≤r≤k-x条件，其中1≤x≤k-1。
51.根据权利要求
50所述的码变换装置，其中上述的R字组信息发生装置包括用来保持第一代码字的R字组的二进制码的二进制值LB的装置;上述第二代码字信息发生装置包括用来分别在l≤x和l＞x+1条件下产生F1＝0和F1＝1的装置;而上述的第二代码字选择/修改装置包括用来计算F1·LB的装置，和在F1·LB＝0时原封不动地输出第二代码字，在F1·LB＝1时以前模式输出的装置。
52.根据权利要求
50所述的码转换装置，其中上述的字组R信息发生装置，包括用来保持第一代码字的R字组的二进制码的二进制值LB的装置;上述第二代码字信息发生装置，包括在第二代码字中l≤x时产生F1＝0，l≥x+1时产生F1＝1的装置;上述第二代码字选择/修改装置，包括在第一代码字的最后一位上DSV1＞0时产生DV＝0，DSV1＜0时产生DV＝1的装置;还有在第二代码字的不均衡值DP2＝0时产生P1＝1，在DP2＞0时产生P1＝0和P2＝0以及DP2＜0时产生P1＝0，P2＝1的装置;此外，有计算SC1＝
·P2·F1的装置，仅当SC1＝1时，选择具有F1＝1，DP2＝0的代码字作为第二代码字的装置，另外还有计算SC2＝F1·LB+
的装置，及在SC2＝0时原封不动地输出第二代码字、SC2＝1时以后模式输出的装置。
53.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝1，k＝4，m＝8，n＝10，x＝2。
54.根据权利要求
53所述的码转换装置，其中只使用｜DP｜≤2的代码字。
55.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝1，k＝7，m＝9，n＝10，x＝3。
56.根据权利要求
55所述的码转换装置，其中，只使用｜DP｜≤4的代码字。
57.根据权利要求
55所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝1，k＝7，m＝9，n＝10，x＝4。
58.根据权利要求
57所述的码转换装置，其中只使用｜DP｜≤4的代码字。
59.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝1，k＝6，m＝9，n＝10，x＝3，而且相同的代码字仅分配给五个数据字。
60.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中，imax＝1，d＝1，k＝6，m＝7，n＝8，x＝3。
61.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝1，k＝7，m＝11，n＝12，x＝3。
62.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝1，k＝7，m＝11，n＝12，x＝4。
63.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝1，k＝4，m＝12，n＝14，x＝2。
64.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝1，k＝5，m＝16，n＝18，x＝2。
65.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝1，k＝5，m＝16，n＝18，x＝3。
66.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中i max ＝1，d＝1，k＝6，m＝5，n＝6，x＝3。
67.根据权利要求
52所述的码转换装置，其中imax＝2，d＝1，m1＝7，n1＝8，m2＝9和n2＝10(原文有误-译注)。
68.根据权利要求
67所述的码转换装置，其中16位数据字含有两个8位数据字，对第一数据字的高7位作7/8变换，对由第一数数字的最低位和第二数据字的8位所组成的9位则作9/10变换。
69.根据权利要求
68所述的码转换装置，其中仅使用｜DP｜≤4的代码字。
70.根据权利要求
49所述的码转换装置，其中由前述的代码字发生装置产生的代码字，当1≤y≤d-1时满足y≤l≤k-d+1和d-y≤r≤k-d+1。
71.根据权利要求
70所述的码转换装置，其中，前述的字组R信息发生装置，包括用来保持第一代码字字组R二进制码的二进制值LB的装置，以及用来在γ≤d-1和r≥d时分别产生E2＝0和E2＝1的装置，式中r是在第一代码字的字组R中相同二进制值的连续位数，前述的第二代码字信息发生装置包括有在l≤d-1和l≥d时分别产生F2＝0和F2＝1的装置，式中l是在字组L中相同二进制值的连续位数，而上述的第二代码字选择/修改装置包括计算INV2＝
及在INV2＝0和INV2＝1的情况下分别以前模式和后模式输出第二代码字的装置。
72.根据权利要求
71所述的码转换装置，其中mi＝immin，ni＝inmin。
73.根据权利要求
72所述的码转换装置，其中imax＝6，d＝5，k＝18，mmin＝2，nmin＝5，y＝2。
74.根据权利要求
72所述的码转换装置，其中imax＝6，d＝5，k＝18，mmin＝2，nmin＝5，y＝3。
75.根据权利要求
72所述的码转换装置，其中imax＝4，d＝6，k＝16，mmin＝2，nmin＝6。
76.根据权利要求
72所述的码转换装置，其中imax＝2，d＝3，k＝12，mmin＝8，nmin＝15。
77.根据权利要求
72所述的码转换装置，其中当满足inmin≥MAX｛k-d+1+y-nmin，k-2(d-1)+1｝时，在字组R和L之一中具有相同二进制值的inmin个二进制位的代码字被从具有不小于(i+1)nmin个二进制位的代码字中排除掉。
78.根据权利要求
77所述的码转换装置，其中imax＝5，d＝2，k＝7，mmin＝2，nmin＝3，y＝1。
79.根据权利要求
72所述的码转换装置，其中在nmin＜d时nmin位代码字不被使用。
80.根据权利要求
79所述的码变换装置，其中imax＝3，d＝3，k＝8，mmin＝1，nmin＝2，y＝2。
81.根据权利要求
71所述的码转换装置，其中第二代码字选择/修改装置包括以下一些装置用于计算SC2＝
的装置，在SC2＝0和SC2＝1时分别以前模式和后模式输出第二代码字的装置、当第一代码字的最后一位上DSV1≥0和DSV1＜0时用来分别产生DV＝0和DV＝1的装置，在第二代码字中当DP＝0和DP≠0分别用来产生P＝0和P＝1的装置、用来计算SC1＝P·(DV
CS2)的装置及在SC1＝1时用来为前模式选择具有DP＜0的代码字作为第二代码字的装置。
82.根据权利要求
81所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝2，k＝8，m＝8，n＝14。
83.根据权利要求
81所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝2，k＝6，m＝9，n＝16。
84.根据权利要求
81所述的码转换装置，其中当代码字的字组R中相同二进制值的连续最大位数rmax比k-d+1小时，对于具有d≤l≤k＝n+y的代码字来说，赋于它的F2＝0。
85.根据权利要求
84所述的码转换装置，其中imax＝1，d＝2，k＝9，m＝4，n＝8。
专利摘要
本发明有关一种将m位数据字变换为n位代码字，即使将变换后的代码字连接，也可以将同一2进制值的连续位数限制在大于d而小于k的Run-Length-Limited代码组织构成的方法及装置。本构成法包括从n位的文档编号H04L25/49GK85106794SQ85106794
公开日1986年12月17日 申请日期1985年9月10日
发明者池谷章, 山光长寿郎, 末定邦雄, 小仓一郎 申请人:松下电器产业株式会社导出引文BiBTeX, EndNote, RefMan