Longueur de course limitée
Exécuter une longueur limitée (RLL) est un groupe de codes de lignes qui , dans le domaine des télécommunications et des supports de stockage magnétiques tels que les mémoires à disques comme un procédé d'écriture peut être utilisé. Ces codes se caractérisent par le fait qu'ils restreignent la longueur des séquences de données uniformes des états logique 0 ou logique 1 . Le nom est dérivé de cette propriété.
Les premiers codes RLL ont été brevetés par IBM en 1972 et utilisés commercialement à partir de 1979 dans le périphérique de stockage à accès direct IBM 3370 pour la série d'ordinateurs mainframe 4300. Des codes RLL simples ont été utilisés dans le domaine de l'enregistrement de données à partir de disques durs dans les années 1980 et 1990 . Avec des adaptations, ils sont encore utilisés aujourd'hui dans le domaine de l'enregistrement de données magnétiques et des supports de stockage optique tels que les disques compacts (CD).
Classification
Dans la littérature, les codes RLL sont classés par deux paramètres d et κ et écrits sous la forme ( d , κ ) -RLL. Le paramètre d spécifie le minimum et κ le nombre maximum de 0 logique entre deux 1 logique peut se produire dans la séquence de données. En tant que cas limite d'un code RLL dégénéré, κ peut également être infini.
Si le code RLL est utilisé conjointement avec le code de ligne NRZI différentiel , comme il est d'usage lorsque les codes RLL sont utilisés avec des supports de stockage magnétique, un nombre suffisant de fronts de signal peut être garanti pour la récupération d'horloge lors de la lecture de la séquence de données . Cette récupération d'horloge dynamique à partir du signal de données est essentielle pour la synchronisation avec les entraînements mécaniques et leur wow et scintillement lorsque la vitesse de rotation n'est qu'approximativement spécifiée.
Tous les codes RLL peuvent être décrits au moyen d'un automate fini , qui doit avoir κ + 1 états. Un code RLL spécifique peut alors être clairement spécifié comme matrice de diagramme d'état , seule la spécification ( d , κ ) -RLL ne classe pas un code RLL spécifique.
Un autre paramètre essentiel est la longueur minimale n des mots de code requis qui satisfont à une condition ( d , κ ) donnée . Les longueurs des mots de code spécifiquement sélectionnés peuvent être uniformes, mais ce n'est pas obligatoire. Dans le cas d'une longueur de mot de code uniforme, chaque bit de données d'utilisateur ou bloc fixe de bits de données d'utilisateur de longueur k se voit attribuer de manière unique un mot de code de longueur n , la condition étant: n> k. Un exemple est le code 4B5B , qui attribue de manière unique 4 bits de données utiles à un mot de code de 5 bits. Le rapport k / n est le débit de code R . Le nombre k de bits d'information que porte une séquence de mots de code de longueur N ( n ) est généralement donné comme suit:
La capacité C ( d , κ ) d'un code RLL est
et peut être déterminée en utilisant la loi de Shannon-Hartley en utilisant les plus grandes valeurs propres λ de la matrice de transition d'état. Des tableaux de la capacité en fonction de ( d , κ ) peuvent être trouvés dans la littérature correspondante.
L'efficacité d'un certain code RLL est le rapport de son taux de code R et de sa capacité C ( d , κ ). Dans les applications pratiques, on essaie généralement d'utiliser les codes RLL avec la plus grande efficacité possible.
variantes
(0,1) -RLL - FM
Le code RLL le plus simple (0,1) avec une longueur de mot de code fixe et un taux de ½ est également connu sous le nom de modulation de fréquence (FM) en combinaison avec le codage différentiel de ligne NRZI et est décrit par le tableau de codage suivant:
| Des données d'entrée | mot de code |
|---|---|
| 0 | dix |
| 1 | 11 |
(1,3) -RLL - MFM
Le code (1,3) -RLL, également connu sous le nom de Modified Frequency Modulation (MFM), est utilisé pour les supports de stockage magnétiques tels que les disquettes . Ce code a également un taux de ½:
| Des données d'entrée | mot de code |
|---|---|
| 0 | x0 |
| 1 | 01 |
L'état de x dépend du bit de données précédent: x vaut 1 si le bit de données précédent était 0 et 0 si le bit de données précédent était 1 .
(0,2) -RLL
Un code (0,2) -RLL avec une longueur de bloc fixe est, entre autres, le code (0,2) -RLL développé à l'origine par IBM pour le stockage magnétique, qui appartient au groupe des codes d' enregistrement codé en groupe (GCR). C'est une variante d'un code 4B5B , mais pas identique à celui-ci. En outre, il existe d'autres codes GCR de diverses autres sociétés qui ne sont pas des codes (0,2) -RLL, i. H. tous les codes GCR ne sont pas automatiquement (0,2) -RLL.
|
|
Un autre code très simple (0,2) -RLL, mais avec une longueur de données variable et une longueur de mot de code fixe, est le suivant:
| Des données d'entrée | mot de code |
|---|---|
| 0 | 01 |
| dix | dix |
| 11 | 11 |
(2,7) -RLL
Le code non trivial (2,7) -RLL suivant avec à la fois une longueur de données variable et une longueur de mot de code variable a été utilisé dans les années 1980 et 1990 par les fabricants de disques durs avec «enregistrement RLL» (il vient de Peter Franaszek ). Il remplit à la fois la condition de préfixe et a un taux de code fixe de ½. Il existe quelques variantes de ceci, une variante possible est donnée dans le tableau suivant:
| Des données d'entrée | mot de code |
|---|---|
| dix | 0100 |
| 11 | 1000 |
| 011 | 001000 |
| 010 | 100100 |
| 000 | 000100 |
| 0010 | 00100100 |
| 0011 | 00001000 |
(1,7) -RLL
A (1,7) code RLL à un taux fixe de deux / trois est où par une règle de formation booléenne et ainsi facilement dans la technologie numérique peut être réalisée sans une table, le code suivant:
| Des données d'entrée | mot de code |
|---|---|
| 00 00 | 101 000 |
| 00 01 | 100 000 |
| 10 00 | 001 000 |
| 10 01 | 010 000 |
| 00 | 101 |
| 01 | 100 |
| dix | 001 |
| 11 | 010 |
La règle de formation se lit comme suit: Si la séquence de données d'entrée de la forme (x, 0, 0, y) est suffisante, le mot de code ( NOT x, x AND y, NOT y, 0, 0, 0) est formé. Si les données d'entrée ne répondent pas à cette forme, le mot de code (NOT x, x AND y, NOT y) est formé à partir des données d'entrée (x, y). Puisque ce code ne remplit pas la condition de préfixe , l'ordre des lignes dans la formation du mot de code est important.
Il convient également de mentionner les codes RLL sans parties égales. L'absence de composants DC est remplie lorsque chaque séquence de mots de données a, en moyenne, le même nombre de uns et de zéros. En d'autres termes, chaque séquence de mots de données aboutit à une séquence de mots de code qui, dans le cas d'une représentation antipodale, i.e. H. logic-0 reçoit la valeur -1, logic-1 la valeur +1, a une valeur équivalente de 0. Cette propriété est importante lorsque la séquence de codes doit être transmise via des canaux qui ne peuvent pas transmettre de signaux directs, par exemple des canaux radio ou des transformateurs d'impulsions pour l'isolation galvanique dans les circuits électriques.
Ce qui suit est un code égal sans composant (1,7) -RLL:
| Des données d'entrée | mot de code |
|---|---|
| 00 | x01 |
| 01 | 010 |
| dix | x00 |
| 1100 | 010 001 |
| 11 01 | x00 000 |
| 11 10 | x00 001 |
| 11 11 | 010 000 |
L'état de x dépend du dernier bit du mot de code qui s'est produit immédiatement avant: x vaut 1 si le dernier bit de code était 0 et 0 si le dernier bit de code était 1 .
Littérature
- John G. Proakis, Masoud Salehi: Ingénierie des systèmes de communication . 2e édition. Prentice Hall, 2002, ISBN 0-13-095007-6 .
Preuve individuelle
- ↑ JM Harker, DW Brede, RE Pattison, GR Santana, LG Taft: Un quart de siècle d'innovation dans les fichiers disque . Dans: IBM Journal of Research and Development . ruban 25 , Numéro 5, 1981, p. 677-690 , doi : 10.1147 / environ 255.0677 .
- ^ PA Franaszek: Codage à longueur variable limité en longueur avec limitation de propagation d'erreur. 1972, brevet américain n ° 3689899
- ↑ John G. Proakis, Masoud Salehi: Ingénierie des systèmes de communication . 2e édition. Prentice Hall, 2002, ISBN 0-13-095007-6 , p. 512 .
- ↑ C. Denis Mee, Eric D. Daniel: Manuel de stockage magnétique . 2e édition. McGraw Hill, 1996, ISBN 0-07-041275-8 .
