CN102625989B - 用于存取单元串流的传输方案 - Google Patents

Abstract

建构一种嵌入有一逻辑帧序列的传输信号，使得每一逻辑帧包含一有用数据区段，其中一存取单元串流的连续存取单元被连续插入该逻辑帧序列的有用数据区段，其中一存取单元(28)的开始(32)所落入的每一逻辑帧(20)包含一存取单元表(30)，针对落入该各自逻辑帧(20)的每一存取单元的开始(32)，该存取单元表包含一指针(40)指向各自存取单元的开始。

Description

用于存取单元串流的传输方案

技术领域

本发明有关于存取单元串流，举例而言诸如视频、音频、文本或其它数据存取单元的媒体串流，的传输或传输准备。在一些实施例中，传输涉及通过一音频广播信号(诸如DRM)传输视频存取单元。

背景技术

有许多特别是专用于分别传输诸如为视频与音频数据的特定种类数据的传输能力。举例而言，DVB-T已设计成广播视频数据。而DRM，举例而言，设计成经由音频内容到达散布于广阔地理区域中的听众以便保证在国外生活的公民获悉且实时知晓祖国正发生的事情。无论考虑什么传输能力，这些传输能力的设计参数(诸如有用数据的最大频宽、所支持信道或节目(program)的数目、及调整所支持信道或节目当中的频宽分配的性能)都被配置成符合各自传输能力为之而设计的特定数据形式所提出的要求。举例而言，音频内容需要比视频内容更少的频宽。再者，错误容忍度是不同的。一些传输能力专门通过自身具有一有限频宽能力的实体层传输。举例而言，DRM起初设计成在允许广播距离较大的频带内传输，但接受由其造成的有限频宽能力。

基于目前可用的传输能力，需要一传输方案或一传输准备方案，其能够凭借举例而言在例如频宽方面未经设计成传输存取单元串流的某一现有传输能力来传输此存取单元串流。考虑，举例而言，尝试在诸如DRM结构的一传输能力内提供视频传输服务。当考虑视频内容需求且使用丛发(burst)间距相当大的丛发时，DRM以相对低的频宽传输有用数据。在这样的一种情形中，当自一个节目切换至之前提到的视频内容时会产生一相当大的时间延迟，在此期间，在解码端，解码器甚至没有同步到视频内容的能力。

发明内容

因此，本发明的一目的是提供一传输方案或一传输准备方案，其通过一基本的传输能力或层使得一存取单元串流能够实现低频宽传输及快速同步。

此目的通过如权利要求1所述用以准备一存取单元串流的设备、如权利要求26所述用以恢复一存取单元串流的设备、如权利要求45所述用以准备一存取单元串流的方法、如权利要求46所述用以恢复一存取单元串流的方法、如权利要求47所述的传输信号及如权利要求48所述的计算机程序来实现。

本发明提供一种用以准备表示媒体内容的连续存取单元的一存取单元串流以通过一传输信号传输的设备，该设备配置成由该存取单元串流借由将所述连续存取单元连续插入于一逻辑帧序列的所述逻辑帧的一有用数据区段来产生该逻辑帧序列，并向一存取单元的开始所落入的各逻辑帧提供一存取单元表，针对落入该各自逻辑帧的每一存取单元的开始，该存取单元表包含一指针指向各自存取单元的开始。

由于存取单元的开始所落入的各逻辑帧被提供有一存取单元表，针对落入该各自逻辑帧的每一存取单元的开始，该存取单元表包含一指针指向各自存取单元的开始，分别接收该传输信号及该逻辑帧序列的一解码器能够通过使用所述指针尽可能快地确定所述存取单元的位置并存取所述存取单元。

因此，依据本发明的一实施例提供一种用以由一传输信号的一逻辑帧序列恢复表示媒体内容的连续存取单元的一存取单元串流的设备，每一逻辑帧包含一有用数据区段。所述连续存取单元被连续插入于该逻辑帧序列的该有用数据区段，且该恢复设备配置成，对一存取单元的开始所落入的一预定逻辑帧，自该预定逻辑帧撷取一存取单元表，针对落入该各自逻辑帧的每一存取单元的开始，该存取单元表包含一指针指向各自存取单元的开始，及通过使用该各自指针确定开始落入该预定逻辑帧的该各自存取单元的位置且开始撷取开始落入该预定逻辑帧的该各自存取单元，该设备也配置成自该逻辑帧序列的所述逻辑帧的该有用数据区段连续撷取该存取单元串流的所述连续存取单元。

有利的实施方式为所附从属权利要求的主题。

附图说明

特别地，下面针对图式详细描述本申请案的较佳实施例，其中：

图1显示一示意图，说明依据本发明的一实施例将一存取单元串流插入一逻辑帧序列及所述逻辑帧的结构；

图2显示依据一实施例的一传输链的方块图；

图3显示依据一实施例的一接收链的方块图；

图4显示依据一实施例，图2中存取单元串流准备器执行的一存取单元串流准备的流程图；

图5显示一示意图，说明依据一实施例的一逻辑帧的结构；

图6显示一示意图，其直观地显示依据一实施例使虚拟交织方法；

图7a至7m显示流程图，其依据一实施例说明图3中存取单元串流恢复器的操作模式；

图8显示图3中的存取单元串流恢复器结合有FEC的一操作模式的另一实施例的流程图；

图9显示一流程图，其说明在已执行FEC之后或无FEC的情况下图3中的存取单元串流恢复器内的一操作模式。

具体实施方式

首先，图1和2描述用以准备表示媒体内容之连续存取单元的一存取单元串流以经由一传输信号传输的一实施例。图2显示一发射器或传输链10，其包含一存取单元串流产生器12，存取单元串流产生器12被配置成产生连续存取单元的一存取单元串流14，存取单元串流14表示媒体内容，诸如视频内容或视频与音频内容或视频内容连同时序一致的文本或数据内容，诸如新闻等等。

存取单元串流产生器12可包含一视频编码器、一音频编码器及/或一文本内容产生器等等，或甚至可自一些外部来源接收存取单元(AU)。因此，存取单元串流14实际上可由一或多个由存取单元组成的独立子串流组成，不同子串流的存取单元以一交织形式(interleavedform)被安排于存取单元串流14中使得属于相同呈现时间的各别子串流的存取单元尽可能近地集合到一起，或换言之，紧接地(或在某预定最大时间限制内)，在存取单元串流14中一个接一个。

此外，图2的传输链10包含一存取单元串流准备器16，其被配置成准备连续存取单元的存取单元串流14以经由一传输信号传输。为此目的，存取单元串流准备器16配置成通过以下步骤由存取单元串流14产生一逻辑帧序列18：将连续存取单元连续插入该逻辑帧序列之逻辑帧的一有用数据区段并向各逻辑帧提供一存取单元表，针对落入各自逻辑帧内的每一存取单元的开始，该存取单元表包含一指针指向各自存取单元的开始。图1，举例而言，显示一存取单元串流14的一示范部分，其示范地包括四个存取单元AU₁至AU₄及示范地包含逻辑帧LF₁、LF₂及LF₃之该逻辑帧序列18的相对应部分。如图1所示，存取单元串流准备器16可被配置成使得每一逻辑帧20包含一逻辑帧标头22及一有用数据区段24。如将在下面将更详细描述，逻辑帧20不必是恒定长度，尽管在图1中描绘的逻辑帧LF₁至LF₃如此说明。

图1中的虚线26说明将存取单元28连续插入该逻辑帧20序列18的有用数据区段24。自图1可见，存取单元串流准备器16可配置成仅向那些任何存取单元28的开始32实际上所落入的逻辑帧20提供一存取单元表20。在逻辑帧LF₁至LF₃中，有存取单元表的逻辑帧20是逻辑帧LF₁及LF₃，而逻辑帧LF₂不包含一存取单元24的开始，因而没有存取单元表。

此外，如图1所示，存取单元串流准备器16可额外配置，使得可取舍的逻辑帧标头22以它们的前端在逻辑帧标头22所属各自逻辑帧的前端来登记。如图1中说明，逻辑帧标头22可以是恒定大小，即在逻辑帧20内大小相互间相等。然而，就所关注的存取单元表30，存取单元串流准备器16可配置成，如图1中说明，使存取单元表格30的后端位于存取单元表30所属各自逻辑帧的后端，或可选择地使存取单元表格30的后端位于存取单元表30所属各自逻辑帧的前端(即，前向或反向插入)来登记存取单元表30。存取单元表30视开始32落入各自逻辑帧20的存取单元20的数目而定可具有一变化大小或长度34。举例而言，比较逻辑帧LF₁及LF₃，两存取单元AU₃及AU₄，它们各自的开始32安排于逻辑帧LF₃的有用数据区段24中，而仅一存取单元，即存取单元AU₂，其开始32安排于逻辑帧LF₁的有用数据区段中，使得逻辑帧LF₁的存取单元表34具有一长度34，其比逻辑帧LF₃的存取单元表30的长度34小。

如果存取单元串流准备器16配置成将逻辑帧标头22及存取单元表30如之前所述安排于逻辑帧20之前端与后端的不同端，则对于存取单元28的开始32所落入的逻辑帧20而言，有用数据区段24安排于逻辑帧标头22与存取单元表30之间，而对于没有一存取单元28的开始32落入的逻辑帧而言，有用数据区段24则位于各自逻辑帧的逻辑帧标头22和与之对立的一端之间。

图2的传输链10进一步可取舍地包含用以发射一传输信号38的一传输级36，传输信号38包括或内部嵌入有逻辑帧20的序列18。举例而言，传输级36可广播传输信号38。传输级36可表示一传输层，其依据OSI模型在存取单元串流准备器16所属传输层的下面。举例而言，该逻辑帧序列可嵌入于一MSC串流中，其转而以一传输帧序列的形式由传输级36传输，该传输帧序列经由各自的调制符号传输。传输级36可举例而言以丛发及举例而言作为一OFDM信号等等来发射传输信号38。逻辑帧20的大小可在时间上恒定或可变化，在任一情况中，各自逻辑帧20的大小可在传输信号38的一旁侧信息信道(sideinformationchannel)内指示。此外，传输信号38的旁侧信息信道可包含诸如数据时间的信息，数据时间向接收器指示包括下一逻辑帧的下一丛发何时出现于传输信号38内以便实现接收器端的有效电力节省，及/或有关逻辑帧的开始与末端定位在传输信号38的何处的指示。

因而，在操作中，接收单元串流产生器12产生存取单元28，及存取单元串流产生器16将连续存取单元28连续地插入逻辑帧20的有用数据区段24中，向存取单元28的开始32所落入的各逻辑帧20提供一存取单元表30。针对落入各自逻辑帧20的每一存取单元28的开始32，每一存取单元表30包含一指针40指向各自存取单元28的开始32。由于存在指针40，解码器一及时接收到存取单元28的开始32所落入的第一逻辑帧，接收传输信号38内逻辑帧20的一接收器就能够立即确定第一存取单元的位置并存取第一存取单元。为此目的，接收器可使用上面提到的例如传输信号之旁侧信息信道中的额外指示，以便提前知道逻辑帧20的开始及末端位置，或逻辑帧的边界可由传输信号的总体结构隐式决定。因而，即使在传输级36所使用的频宽较小时，在同步至经由传输信号38所传递的存取单元串流上的解码器延迟也不会额外增加额外的同步需求，不然，对解码器而言，额外同步需求将是必需的，以便确定存取单元的位置。

图3显示适于接收传输信号38的接收链或接收器50，传输信号38包含逻辑帧20序列18或内部嵌入有逻辑帧20。接收链50可取舍地包含与传输级36对应的一接收级52。换言之，接收级52可属于传输级36所属的同一传输层。接收级52可包含一天线、放大器、一解调器、一前向纠错器，诸如包括举例而言一涡轮解码器、及/或一解交织器，以及一些管理单元，用以基于例如在某一信道的传输信号38内传输的一旁侧信息来确定传输信号38内的逻辑帧的位置，或诸如此类的，如上已概述。

接收级52将该逻辑帧20序列18转送至同样包含于解码器50中的存取单元串流恢复器54。存取单元串流恢复器54配置成由该逻辑帧20序列18恢复连续存取单元28的存取单元串流14。特别地，恢复器54可配置成，自内部安排有一开始32的一预定逻辑帧20(诸如经由传输信号38接收的第一个)撷取存取单元表30，并通过使用撷取存取单元表30所包含的各自指针40，确定开始32落入各自逻辑帧20之各自存取单元28的位置并开始撷取。除此之外，恢复器54配置成自接收自接收级的逻辑帧20序列18之逻辑帧20的有用数据区段24连续撷取存取单元串流14的连续存取单元28。此外，解码器50可包含一呈现器(presentator)56以便解码及/或呈现由恢复器54根据逻辑帧20恢复而得的该存取单元28序列14所传递的媒体内容。呈现器56可举例而言包含一视频解码器、一音频解码器及/或一文本或数据处理器(datahandler)。此外，呈现器56可包含一视频显示器及/或一扬声器。

上面就图1至3讨论的特定细节是有利的但是可取舍的。下面描述特定细节的优点及替代例。举例而言，如上所述，存取单元串流准备器16可配置成产生逻辑帧20序列18使得存取单元表30邻接各自逻辑帧20的后端。在这方面，要指出的是，一逻辑帧20的后端理解成传输信号38内在时间上较晚到达解码器50之逻辑帧20的末端，举例而言图1中的时间方向指向右手侧。然而，可选择地，存取单元表30可邻接各自逻辑帧20的前端。甚至可选择地，存取单元表可相对各自逻辑帧20之后端或前端具有一预定恒定偏移。在所有这些情况中，恢复器54都能够确定预定逻辑帧20的存取单元表30的位置，存取单元表30被评估为在各自逻辑帧20之后端或前端，或在相对各自逻辑帧20之后端或前端的预定恒定偏移。

此外，如也已在上面描述过的，存取单元串流准备器16可配置成所产生是逻辑帧20序列18，使得指针40自相对于各自逻辑帧20的后端或前端而定位的一登记点起，以在一存取单元28的开始30落入之逻辑帧20当中恒定的一方式，指向落入各自逻辑帧20之存取单元28的开始32。在下面描述的特定实施例中，举例而言，指针40以字节或比特或一些其它单位长度为单位在各自存取单元表30中被指示，自所处各自逻辑帧的前端起测量。然而，可选择地，逻辑帧内除了其前端外的其它点也可充当之前提到的登记点，且如前所述，指针40自登记点起指向存取单元28的开始32。因此，恢复器54可配置成，在确定开始32落入一当前受检查逻辑帧20之一各自存取单元的位置时，使用各自指针40作为自登记点起的一位移。

此外，虽然未在图1中明确说明，但图1说明一情况，依据此情况存取单元串流准备器16配置成将连续存取单元28至少尽可能地无缝插入逻辑帧20的有用数据区段24中。图1中存取单元AU₂与AU₃之间的间隙举例而言仅仅是图1实施例之存取单元表30造成的结果，存取单元表30的长度34随落入各自逻辑帧中之开始32数目的增加而增加，因而使得每次出现额外开始32，有用数据区段就减少。然而，除了此类间隙58之外，图1的存取单元28已无缝插入于逻辑帧20的有用数据区段24中。

然而，可选择地，存取单元28可插入逻辑帧20的有用数据区段24而不在意安排于其间的填充数据(paddingdata)。举例而言，视应用而定，存取单元串流产生器12产生存取单元28时可能不管是否以某一特定比特率产生，而经由传输信号38传递时则必须以相同的比特率传递，那么为了准确遵守此传输率，可将此类填充数据引入存取单元28的某些存取单元之间。因而，填充数据借由在传输侧相应地设定下面引入的可取舍长度指示及指针40而可被整合于该逻辑帧序列中。然而，可选择地，例如在各自AU的AU表(AUtable)内指示的一未使用或特定“串流ID”可指示此AU仅仅包含“填充数据”，也就是一“填充AU”，在此情况中，生成的AU串流相应地会借启用传输侧的填充来维持一无缝插入AU串流之上面概述的性质。在接收侧，这些填充AU会被跳过或忽略，且仅仅其它AU会被进一步处理。

因而，存取单元串流恢复器54可自逻辑帧20的有用数据区段24无缝或仅连续地撷取连续存取单元28。为了撷取连续存取单元28，存取单元串流恢复器54可通过使用前面提到的指针40或可选择地通过剖析存取单元检测各自存取单元28的末端来确定随后存取单元28的开始32，此末端同时表示下一存取单元28的开始32，除非出现图1中一类似间隙情形58，但此情形可由存取单元串流恢复器54预测。

此外，存取单元串流准备器16可配置成在逻辑帧标头22内对于连续存取单元28中的任一存取单元的开始32都未落入的逻辑帧20，指示在各自逻辑帧20内不存在一存取单元表30，及对于连续存取单元28中的至少一存取单元的开始32所落入的逻辑帧20，指示各自逻辑帧之存取单元表30的长度34。借此措施，存取单元串流恢复器54能够自每一逻辑帧20的逻辑帧标头22撷取指示在各自逻辑帧20内不存在存取单元表30或存取单元表30长度的一信息，并视其而定确定各自逻辑帧20之有用数据区段24的一延伸部分的位置。特别地，即使在当前逻辑帧的各自存取单元表30因数据毁坏而被毁坏的情况下，存取单元串流恢复器54也能够确定有用数据区段24之延伸部分的位置，及因而，存取单元串流恢复器54将能够越过此存取单元表30与有用数据区段24之间的边界甚至越过它们之间的逻辑帧边界而至下一逻辑帧20的有用数据区段24从而正确地继续撷取一存取单元28。

类似地，存取单元串流准备器16可被配置成使得每一逻辑帧标头22邻接各自逻辑帧20的前端或后端，或相对各自逻辑帧20的前端或后端具有一预定恒定偏移。在图1的实施例中，所有逻辑帧标头22邻接各自逻辑帧20的前端。因此，存取单元串流恢复器54可配置成在每一逻辑帧中于各自逻辑帧20的前端或后端或以相对各自逻辑帧20的前端或后端的一预定恒定偏移来确定逻辑帧标头22的位置，即，不论逻辑帧20的剩余部分(诸如，有用数据区段24的某些部分)中是否有数据毁坏。

在图1的情况中，举例而言，存取单元串流准备器16配置成使用一有用数据插入方向60执行将连续存取单元28持续插入于逻辑帧20的有用数据区段24，并将存取单元表30安排于有一存取单元28的开始32所落入的逻辑帧20中，以便占有各自逻辑帧20的一连接部分，其具有指向有用数据插入方向60之一恒定定位端(即恒定定位后端)及与有用数据插入方向60相反指向的一变化端(即一变化定位前端)，该变化端与恒定定位端相偏移存取单元表30的长度。换言之，逻辑帧标头22中对长度34的指示可测定自存取单元表31的恒定定位端(即，其后端)起测量的存取单元表30的长度或尺寸。因此，存取单元串流恢复器54可配置成使用与逻辑帧20内有用数据插入方向相同的一有用数据撷取方向来执行自逻辑帧20连续撷取连续存取单元28，并自存取单元表30的一恒定定位端以与有用数据撷取方向60相反的一反方向借由应用存取单元表30的长度34来确定存取单元表30的变化定位端的位置。

如果存取单元串流准备器16配置成产生逻辑帧20序列使得存取单元表30与逻辑帧标头22邻接逻辑帧20的前端与后端的对立端，或相对逻辑帧20的前端与后端的对立端恒定偏移，及因而如果存取单元串流恢复器54配置成如图1中的情况，在各自逻辑帧20的前端与后端的不同端或以各自逻辑帧20的前端与后端的不同端的一恒定偏移来确定各自逻辑帧20的存取单元表与逻辑帧标头22的位置，会是有利的。这在逻辑帧标头22长度变化，长度取决于逻辑帧(LF)标头自身内容的情况下尤其适用。在此情况中，存取单元串流恢复器54可不论各自逻辑帧之有用数据区段24内是否有数据毁坏而确定存取单元表30与逻辑帧标头22的位置，及可不论逻辑帧标头22是否有数据毁坏而确定存取单元表30的位置，反之亦然。

更精确地，存取单元准备器16可配置成产生逻辑帧20序列18使得存取单元表30与逻辑帧标头22邻接逻辑帧20之前端与后端的对立端，使得有用数据区段24是一连接部分，其对于有一存取单元28的开始32落入的逻辑帧20分别在存取单元表30与逻辑帧标头22之间延伸，及对于其它逻辑帧20，在逻辑帧标头22与逻辑帧20之前端与后端的对立端之间延伸。

如已在图1中说明，存取单元串流准备器16可配置成在有一存取单元28的开始32落入其中的每一逻辑帧20中提供存取单元表30，存取单元28延伸超过各自逻辑帧20的后端而进入后续逻辑帧20中，诸如图1中的存取单元AU₂，存取单元表30具有指示各自存取单元28长度62的一长度指示，即当结合指向各自存取单元28的开始的指针40能够决定各自逻辑帧20的末端的一指示。在图1中，存取单元串流准备器16被示范配置成向各指针40附随开始32由指针40指向之存取单元28的这一长度指示62。在存取单元28的后端(在解析方向)借由剖析存取单元28无法获得确定或因局部数据错误而未被检测到的情况下，存取单元串流恢复器54可使用长度62指示以便区分有用数据区段24内的存取单元内容与填充数据。然而，如果存取单元串流恢复器54借由剖析存取单元，诸如借由检测存取单元28自身中的一各自存取单元末端旗标，可检测到存取单元28的末端，存取单元串流恢复器54即使在各自存取单元表30中的长度指示62已被毁坏的情况下也可检测各自存取单元28的末端。无论如何，有利的是，就算在例如后续逻辑帧的存取单元表丢失或毁坏时，存取单元串流恢复器54也可自存取单元表30撷取这一长度指示62以便获得开始落入一各自逻辑帧20、延伸超出各自逻辑帧20的后端而进入后续逻辑帧中的存取单元28的长度62。在将存取单元28无缝插入于逻辑帧部分24中的情况下，恢复器54甚至可使用延伸超出连续逻辑帧20的这一存取单元28的长度62的一长度指示以便确定后续存取单元的开始32的位置。举例而言，如果例如逻辑帧LF₁的存取单元30毁坏的程度已无法获得指向存取单元AU₂开始32的指针40，恢复器54可使用存取单元AU₁的长度62来检测存取单元AU₂的开始32。

然而，应指出的是，不使用长度指示的话，可选择地，可以使用一末端指针指示来直接指向各自AU的末端，即，独立于指向开始32的指针40。效果将类似于上面概述的优点。末端指针指示可举例而言包含一指针，其自前面提及的一登记点，诸如各自AU的各自末端所落入之逻辑帧的前端，指向此AU的末端。此外，末端指针指示可包含一LF指示符，其诸如借由自当前LF后的LF开始对LF数目计数来指示各自AU的末端落入随后LF中的哪一LF中。为了简化下面呈现的说明，下述实施例中将使用一长度指示。然而，在这些实施例中，长度指示要理解成仅仅表示，允许确定各自AU的末端的位置的一指示。

如上已提及，存取单元串流准备器可配置成向各逻辑帧20提供指示各自存取单元表30长度的一逻辑帧标头22。依据下面更详细阐述的实施例，准备器16向各存取单元表30针对开始32落入各自逻辑帧20的每一存取单元28提供一存取单元表项，逻辑帧标头22指示存取单元表30的长度，其举例而言按存取单元表项的数目来测定，所述存取单元表项均位于各自的存取单元表30中且具有恒定长度。这样的一特定实施例就图5在后面一DRM实施例中描述。简要讨论图5，自图5可得出的是，其中示范显示的逻辑帧20包含许多存取单元表项64。自图5还可得出的是，有用数据区段24可不完全涵盖逻辑帧20之除了逻辑帧标头22及存取单元表30外的剩余部分。如图5所示，有用数据区段24可相对逻辑帧标头22及/或存取单元表30偏移一预定数目的字节或比特，该预定数目举例而言为解码器知晓或以传输信号38中的一额外信道被传输至解码器。在图5的范例中，举例而言，FEC数据66，这里示范地为RS(里德所罗门，ReedSolomon)数据，定位于或可定位于逻辑帧标头22与有用数据区段24之间，其中此RS数据66具有一预定长度，及一增强区段68可定位于有用数据区段24与存取单元表30之间，其中增强区段68具有一恒定长度或如下述实施例的一变化长度，该变化长度举例而言同样以一已知方式取决于开始落入当前逻辑帧20之存取单元28的数目，或其长度指示在增强区段自身内但于增强区段与存取单元表之间的已知边界呈现。存取单元表项64的开始可以以一恒定长度为单位与逻辑帧20的后端70，或在一可选择实施例中与逻辑帧20的前端隔开。因此，恢复器54可被配置成，在撷取一逻辑帧20的存取单元表30时，从逻辑帧20的后端70或逻辑帧20内相对后端70具有一预定恒定偏移的位置开始，以这些存取单元表项64的恒定长度为单位自一存取单元表项至下一存取单元表项步进式穿过存取单元表项64，来连续撷取LF标头22指示的所述多个存取单元表项64，以便针对每一存取单元表项获得指向一相对应存取单元28的各自开始32的指针40。如果存取单元准备器16自登记的后端起，即自逻辑帧20的后端70开始填入存取单元表30是有利的。换言之，沿有用数据插入方向60落入一各自逻辑帧20中的一存取单元28的第一开始，借助于在逻辑帧20的后端70的第一存取单元表项64，即最接近于或邻接逻辑帧20的后端70的存取单元表项64中的一各自指针在存取单元表30中指示。沿有用数据撷取方向60的开始32沿着与使用者数据插入方向60相反的一方向。这是有利的，因为准备器16可能连续建构逻辑帧20而非将它们逐个逻辑帧同时建构。

下面所述实施例也是这样的情况，准备器16可向各存取单元表30提供额外冗余数据，其允许一存取单元表项各别数据毁坏检测及/或校正。特别地，每一存取单元表项64自身可包含各别额外冗余数据。每一存取单元表项64可具有第一冗余数据，其至少通过指针40及可取舍地指示各自存取单元表项64的长度62的所述可取舍的长度指示来计算，及允许对它们进行数据错误检测。因而，恢复器54能够各别地检查存取单元表(AUT)项的正确性，且一AUT项的毁坏并不危及同一AU表中另一AUT项的可用性。此外，如下将更详细概述，如果举例而言，由于举例而言一毁坏的LF标头而不知道AUT项总数，当逐个经过具有恒定长度的AUT项时，第一冗余数据的存在甚至能够检查队列中下一AUT项的有效性或存在与否。

此外或可选择地，每一存取单元表项64可具有第二冗余数据，其通过与各自存取单元表项64相关联之存取单元的内容来计算，且允许对与各自存取单元表项64相关联之存取单元的内容的数据毁坏检测。因而，每一AU的正确性可各别地检测。

此外，依据一实施例，第一冗余数据通过指针40、可取舍的长度指示、可取舍地及各自存取单元表项64的第二冗余数据来计算，且允许对它们的数据校正检测。

图4描述依据一实施例，准备器16在将存取单元28连续插入逻辑帧20中及将指针40插入存取单元表30中的操作模式。图4之流程以在步骤80准备器16转向下一存取单元28开始，以便继续将存取单元28连续插入于逻辑帧20中。在步骤82，准备器16进而检查当前存取单元28的开始32是否要被置于当前逻辑帧20中。在这方面，应指出的是，只要有另一存取单元28的开始32落入当前逻辑帧20中，此当前逻辑帧的有用数据区段24的大小就减小，因为有另一存取单元表项64要被加入于存取单元表30，或换一种方式表达，存取单元表30的长度增加。因此，尽管当前逻辑帧20的有用数据区段24当时可能有容量容纳少量另一存取单元内容，且尽管准备器16例如很希望将存取单元28无缝插入于逻辑帧中，但是只要开始32如果置于当前逻辑帧中将会使得当前逻辑帧20的有用数据区段24的剩余容量不足以容纳加入指示该新存取单元的此新开始32的指针14所必需的新存取单元表项64所需要的量，准备器16可以就决定将存取单元28的开始32置于后面接着的逻辑帧中。这种情况的一范例在图1中示范地显示，在出现存取单元AU₃的开始32的情况下。

然而，像间隙58之间隙可具有除上面提到这些示范原因以外的其它原因，举例而言，当LF需要整合并输出至举例而言传输级36以确保举例而言一无中断传输信号38时，队列中要由存取单元串流准备器处理的下一AU数据却尚不可得，在此情况中，准备器16将引入上文提到的填充。

如果准备器16在步骤82决定将当前存取单元28的开始32置于下一逻辑帧中，准备器16在步骤84转向下一逻辑帧，这包括举例而言，结束当前逻辑帧及开始下一逻辑帧。结束当前逻辑帧可包含准备器16计算前面提到的用于数据毁坏检测/校正的额外冗余数据，诸如下面将更详细描述的正向错误检测/校正数据，并将逻辑帧发出至传输级36。开始下一逻辑帧20可包含将逻辑帧标头预设至一初始状态，其指示举例而言到目前为止这些随后逻辑帧中不存在存取单元表。在步骤84之后，流程再次回到步骤82。

如果步骤82的检查得出，当前存取单元28必须使其开始置于当前逻辑帧中，流程继续进行至步骤86，其中准备器16填入存取单元表并更新逻辑帧标头。特别地，如果经历步骤82的开始32是当前逻辑帧中的第一开始32，步骤86可包含在当前逻辑帧20内产生存取单元表30。对于此开始32，一指针40及可取舍地指示长度62的一长度指示被插入各自存取单元表项64中，且可取舍地包括针对存取单元表项64且可取舍地独立于长度指示的额外冗余数据。逻辑帧标头22的更新包含增加在此逻辑帧标头22中指示的存取单元表项的数目。

作为步骤82选择是的结果，准备器16在步骤88也将当前存取单元28插入于当前逻辑帧20中。在此期间，准备器16在步骤90不断检查是否当前逻辑帧为满，即存取单元数据不能再插入于当前逻辑帧20的有用数据区段24。如果情况如此，准备器16跳至步骤92以便转向下一逻辑帧20，即结束当前逻辑帧而开始下一逻辑帧。步骤92之后，流程回到步骤88。然而，如果在步骤88当前逻辑帧20还未被完成或完全填满，准备器16在步骤88整个插入中不断执行另一检查，即检查94，看当前插入的存取单元是否已被完全插入，即是否已达到当前存取单元的末端。如果情况如此，流程回到步骤80以便在序列14转向下一存取单元。若非如此，流程回到步骤88。

在已十分宽泛描述传输链10、存取单元串流准备器16、解码器50及存取单元串流恢复器54以及图2与3中其它组件的实施例之后，下面描述本发明的实施例，其将表示将DRM(DRM＝世界数字广播)所提供的传输能力扩展至如下程度的可能性：不仅音频、文本或数据信息可经由DRM传输，而且视频或视频与音频的一混合体或其它时间一致的文本信息也可经由DRM传输，所采用的方式使得在接收端质量是可接受的。用以扩展DRM能力的此传输方案在下文中被称为Diveemo。经由Diveemo，举例而言，教育信息视频节目可经由DRM传输。

下面所描述Diveemo(以前称为DrTV)的实施例使视频及音频(可能地连同数据服务)能够经由DRM(世界数字广播)传输。可能的应用可包含向生活在国外的公民提供信息教育节目。可获得的影像及声音质量超出了顾客期望的底端，而这绝对足以供许多领域使用。

Diveemo形成了用以利用经由DRM来启用视频服务的构思之一实施例。视频服务必须适于DRM标准，即低可用比特率、DRM兼容服务信令(signaling)及配置、与DRM所提供的传输结构兼容、接收错误的有效率处理等等。

依据一进一步层面，下面描述的Diveemo实施例形成一传输方案，其使用一同属及DRM无关的方法传输一系列独立数据包(“存取单元”)而无需填充或额外负担，因为无中断“串行数据流”具有传输信道的最大比特率使用，其中时间标准与所使用传输方案的传输结构(诸如DRM)同时被用以将解码及向上同步接收所需要的信息嵌入于数据流，使得尽可能快地撷取此信息，且即使在有许多比特错误的很不利接收条件下，载荷数据损失仅有甚微的影响。

Diveemo功能：Diveemo开启大范围新信息教育服务的大门。它是用一单一发射器到达散布于广泛地理区域中的听众及保证生活在国外的公民被告知且实时知晓祖国发生的情况的一理想平台。此多媒体应用可基于有成本效益的全球陆地广播标准DRM。通过短波的DRM传输实际具有无限的覆盖可能性，视传输系统而定自100平方公里向上变化至远超过5’000’000平方公里。Diveemo应用提供了免费接收的可能性且独立于网守(gatekeeper)及第三方提供商(像卫星及电缆网络)。可能性是无限的：一发射器可在任何地点及任何时间到达及数百万人。

Diveemo可提供很有效率的运输编码及封包化，同时允许接收器健壮地解码及快速(重新)同步于所传输的内容。一视频串流可伴随一或多个音频串流，允许同步的多种语言支持。系统还以DRM平台的所有利益为特征，像由万国码兼容标签的服务选择、可选择的频率信令及切换、发布及警告/警报特征等等。

当结合其它DRM技术，像基于比特率很有效率文本的信息服务Journaline时，关于节目的伴随文字背景信息，多种语言的副标题与隐藏式字幕服务及脚本能立即可用。

依据一实施例，Diveemo可如下面概述实施。为下面说明的目的，[下面的]术语及定义应用。特别地，就本文件而言，下列符号应用：

N_x以基数x表示的值N。x的基数要为十进制的，因而2A₁₆是十进制数42的十六进制表示。

数值上大于x的最小整数值。有时称为“向上取整”函数。

数值上小于x的最大整数值。有时称为“向下取整”函数。

x除以y的结果。

MIN{a，...，z}列表中的最小值。

此外，除非另外说明，否则每一说明中比特与字节的顺序将使用下列表示法：

-图中，在左手位置显示的比特或字节被认为是第一个；

-表中，在左手位置显示的比特或字节被认为是第一个；

-字节字段(bytefield)中，最高有效位(MSb)被认为是第一个且用较大数表示。举例而言，一单一字节的MSb被表示为“b₇”且最低有效位(LSb)被表示为“b₀”；

-在向量(数学表示)中，具有最小索引的比特被认为是第一个。

对于在此文件中所定义的所有数值，传输顺序将为MSb优先(‘网络字节顺序’)。

多路复用格式

Diveemo可在一MSC次信道中携带具有音频、视频、及可能地其它内容的一序列‘存取单元’。此MSC次信道被配置成以‘串流模式’(即，不使用DRM封包模式)携载一数据服务。属于一个内容虚拟串流的所有存取单元(例如，携载视频数据的所有那些存取单元)都标记有一虚拟串流识别符，称为“AU类型”。在MSC次信道中以它们的呈现顺序来携载相同AU类型的存取单元。在MAC次信道中以交织形式携载具有不同AU类型的存取单元，使得涵盖相同呈现时间的这些存取单元尽可能近地集合传输。可取舍地，借由基于里德所罗门算法的前向纠错(FEC)来保护有用数据区段中的载荷数据和所有标头信息以免传输错误。这类似于DRM封包模式的增强封包模式规范以允许重新使用RS解码器以及虚拟交织器。

Diveemo所基于的DRM信令结构已被赋予如下特征：

●FAC(快速存取信道)中定义多达4个DRM服务；DRM服务是呈现给使用者选择的虚拟项目；每一DRM服务是音频类型(加上可取舍的数据服务成份，如PAD，即，程序相关联数据)或一单独数据服务

●MSC(主服务信道)于多达4个MSC串流中携载实际比特流；每一MSC串流携载恒定比特率的一服务成份(音频或Diveemo内容)，或以封包模式携载多达4个服务成份

●MSC串流可选自多达2个保护层级/码率(依每DRM多路复用而定义)；EEP(等错误保护)将它们中的一个分配至一MSC串流，UEP(不等错误保护)针对每MSC串流使用两者(在每一传输帧的开始的字节有受到更好的保护)

●SDC(服务描述信道)携载DRM服务的描述性信息(例如，卷标、语言、原籍国、等等)及一般信令信息(可选择的频率、当前时间/日期等等)；它还携载描述音频(实体9)及数据(实体5)服务成份的编码之实体；后者可用于Diveemo

Diveemo所基于的MSC数据传输结构具有下列特征：

●针对Diveemo，具有恒定比特率数据流的传输帧(TF)及传输超帧(TSF)结构；

●DRM30：TF＝400ms；TSF＝1200ms

●DRM+：TF＝100ms；TSF＝400ms

●索引化TSF内的TF：DRM30：0-3；DRM+0-4；

换言之，传输帧表示传输信号之某一长度的部分且在传输信号内同步化。逻辑帧描述传输帧的内容。

帧结构

下面描述在一DRMETSIES201980V3.1.1：世界数字广播；系统规范的MSC次信道中如何传输Diveemo信息。一DRM逻辑帧分别包含100ms(DRM模式A-D)或400ms(DRM模式E)广播信号的数据。如果一DRM逻辑帧携载Diveemo信息，其称为一Diveemo逻辑帧。

一Diveemo逻辑帧20的结构在图5中显示。它包含强制的LF标头22、可取舍的RS数据区段66中的里德所罗门冗余信息、强制的有用数据区段24、之后是可取舍的增强区段68、及在末端70的AU表。

有用数据区段24包含为存取单元28的形式的有用内容(诸如音频及视频信息)。每一存取单元28描述涵盖某一呈现时间的内容。在有用数据区段24中，每一存取单元直接相继于的前一存取单元以形成一连续字节串流。存取单元信息的此字节串流14被分成数据区块。这些数据区块接着置于连续Diveemo逻辑帧20的有用数据区段24中。因而，一存取单元28可能在有用数据区段24的任一位置开始，且可能跨越连续逻辑帧20的多个有用数据区段26。

对于在当前Diveemo逻辑帧20的有用数据区段24内开始的每一存取单元开始32，AU表区段30携载AU表项64。这些AU表项64被排序使得描述在此有用数据区段24内开始的第一存取单元的“AU表项0”在AU表区段36的末端被携载，描述在此有用数据区段24内开始的第二存取单元之“AU表项1”正好在“AU表项0”之前被携载，以此类推。

LF标头22由下列比特组成(按它们的传输顺序述及)：

1比特：增强旗标

7比特：AU表项数目

8比特：通过LF标头的第一字节(即AU表项的数目)而计算的CRC。

RS数据66如下所述是一里德所罗门冗余信息区块。自然地，另一冗余码，诸如一系统冗余码，可相应地用来保护LF且置于区段66中。

每一AU表项64由下列比特组成(按它们的传输顺序述及，即在图5中自左至右的顺序)：

3比特：AU串流ID(“虚拟串流识别符”)，其取0-7的值；“7”可预留用于携载填充数据；依据一可选择实施例这些比特是可取舍的且可缺失。

1比特：内容旗标；如果内容是视频类型：I帧旗标；否则：rfa.依据一不同实施例此比特同样可缺失。

12比特：AU偏移40(绝对索引值，0指示Diveemo逻辑帧20的第一字节)。AU偏移因而对应于前面提到的指针40，其按字节自当前逻辑帧20的前端测量。使用举例而言较短逻辑帧，依据另一实施例可改变比特数目，即12，及此外或可选择地，AU偏移也可按字节以外的单位来测量指针40的长度。

16比特：AU长度。AU长度因而对应于前面提到的长度62。再者，比特数目，即16，取决于应用且依据一可选择实施例可改变。此外或可选择地，AU长度可按字节以外的单位来测量各自AU的长度，甚至可选择地，可以不同地选择登记点而以如上所指出的一不同方式指向各自AU的末端。

16比特：AU时戳(见下面的详细时序说明)。依据其它实施例在AU表项64内的此信息也是可取舍的且可缺失。

16比特：AUCRC。AUCRC通过存取单元内容的‘AU长度’字节来计算。因而，AUCRC也已在上面提及，即作为第二冗余数据，且使得与各自AUT项相关联之AU的内容的数据毁坏能够被检测。再者，比特数目是可取舍的且可改变。

8比特：AU表项CRC，其通过此AU表项的首8字节，即AU串流ID、AU内容旗标、AU偏移、AU长度、AU时戳及AUCRC计算。AU表项CRC也已在上面提及作为第一冗余数据，其通过可取舍地指示长度62的长度指示、指针40、及同样可取舍地第二冗余数据来计算。这里，AU表项CRC示范地也保护AU表项中的额外信息。这当然是可取舍的。AU表项CRC所用的比特数目也是可取舍的。

如果增强旗标设为1，有直接插入AU表30前的增强区段68。否则，不具有增强区段68。增强区段68可用于将来的扩展，即将来的功能。增强区段68具有下列格式或由下列比特组成(按它们的传输顺序述及)。

nx8比特：增强区段数据

8比特：通过增强区段的最后字节计算的CRC

8比特：增强区段数据的长度“n”

指出的是，在增强区段68的末端携载静态信息，使得分别在解码器端及由存取单元串流恢复器54可获得增强区段68的长度，其始于AU表区段30的已知边界26。

因而，准备器16依据现在描述的Diveemo实施例借由使用举例而言依据图4的一流程来设定前面提到的在LF标头22、AU表项64内的比特及如上所表示的逻辑帧的其它比特。

可取舍地，Diveemo逻辑帧或甚至连同多个连续LF的内容可受里德所罗门前向纠错(FEC)保护。为计算里德所罗门码，通过LF标头区段22、有用数据区段24、增强区段68(如果出现的话)及表信息30(如果出现的话)计算冗余信息66。为增加FEC方案的健壮性，里德所罗门算法的此输入数据，如下所述，被虚拟地交织，即，准备器16借由虚拟地将前面提到的逻辑帧20的数据交织来计算系统RS码的冗余数据66，但以未经交织的格式发出所述逻辑帧，且恢复器54可以或可以不借由解交织所接收逻辑帧(以正确顺序接收)的各自部分来检查该所接收逻辑帧内信息的正确性且对其校正，并通过使用冗余数据66来检查如上已被交织的逻辑帧数据。

FEC方案可在每一各自Diveemo逻辑帧20的基础上或在分别涵盖3(DRM模式A-D)或4(DRM模式E)Diveemo逻辑帧20的一DRM传输超帧的基础上应用。是否启用FEC方案及FEC方案的精确配置可由在DRM的SDC数据实体类型5中携载的特定应用数据来定义。里德所罗门算法可由RS(255；239；8)定义，即每239个内容字节产生16个冗余信息字节。

图6的图式直观地显示虚拟交织方法。即为，对于前面提到的虚拟交织，准备器16可沿插入路径100按列将相关的前面提到的LF数据(即举例而言除了冗余数据本身之外的所有数据)插入于应用数据表98，恢复器54用所接收的数据效仿此过程。应用数据表98及RS数据表102逐列定位于彼此旁。准备器16按行计算RS数据表102中的RS数据，即，表98与102的组合中的每一行形成一RS码字，且准备器16接着沿路径104按列读出表102的比特并以此交织顺序填入RS数据区段66。恢复器54在填表102时解交织RS数据66。

下列定义应用于图6中的值R及C：

R：虚拟交织表的行数，允许的值举例而言为1至511。

C：由值R隐式指定，因为LF内受保护的字节数目是已知的。

R的值可以以SDC数据实体类型14发信号。C的值可由应用数据表计算，应用数据表将足够大以保存1、3或4个Diveemo逻辑帧，如以SDC发信号。

列数决定FEC数据66的负担；C值越小，负担越大。行数决定交织深度及区块延迟；R值越小，所接收数据在可被处理之前的交织越小且延迟越低。

如果较少数据被传输而需分别填满表98与102的所有单元格，可应用隐式填充(padding)。

DRM信令

一Diveemo服务可以以应用id值“27₁₀”(5比特)在快速存取信道(FAC)中发信号。

SDC数据实体5可具有下列结构：

1比特：PM旗标：0(DRM串流模式)

3比特：rfa

1比特：增强旗标

3比特：应用域：0x00(DRM应用)

16比特：应用ID：0x5456(针对“TV”的ASCII)

mx8比特：应用数据(见下文)

SDC数据实体5应用数据区段的格式：

2比特：主要版本，当前值0

3比特：次要版本，当前值0

1比特：FEC旗标(启用：1；FEC未使用：0)

1比特：超帧旗标(通过Diveemo逻辑帧计算的FEC：0；通过3或4个LF，即一DRM传输超帧计算的FEC：1)

9比特：针对虚拟交织的行数(0...511；仅当FEC旗标＝0时为0)

nx8比特：一或多个AU组态区块(见下文)

每一AU组态区块：

5比特：按字节计的组态区块长度

3比特：AU串流ID(自由选择以识别携载相同内容类型的虚拟存取单元串流；它可取0-7的值，而“7”预留用于携载填充数据)

3比特：内容类型(0：视频，1：音频，其它值：rfa)

5比特：编解码器ID(见下文)

nx8比特：特定编解码器组态(见下文)

针对具有可取舍MPS音频的HEAACv2、编解码器ID0x00：(内容类型1)的编解码器特定组态

1比特：SBR旗标

2比特：音频模式(见DRM系统)

3比特：音频取样率(见DRM系统)

2比特：MPEG环绕(0：没有，1：5.1，2：7.1，3：频带中)

针对H.264/AVC视频、编解码器ID0x00：(内容类型0)的编解码器特定组态

2比特：宽高比(0∶4∶3，其它值：rfa)

11比特：每帧的水平像素数目

11比特：每帧的垂直像素数目

8比特：第1/4步阶每秒的帧数目

自然地，之前概述的实施例仅仅是说明性的且也可使用或在将来可使用其它码与值。

Diveemo形成了用以利用经由DRM来启用视频服务的构思之一实施例。视频服务必须适于DRM标准，即低可用比特率，DRM兼容服务信令及组态、与DRM所提供的传输结构兼容、接收错误的有效率处理等等。

针对Diveemo定义之可能的考虑/框架为，信令可以以SDC实体5(新数据应用类型‘Diveemo’)执行，且以一同步数据流执行传输。应该满足下列限制：固定帧长度400ms(DRM30)/100ms(DRM+)，及固定字节/帧(bps)在范围：DRM30：1..3598bpf(71.960bps)或DRM+：1..2325bpf(186.000bps)中。

定义内容格式应该满足下列限制/需求：信道内音频/视频比特率的可变及动态分配；一些最小缓冲需求应存在；音频及视频解码器应接受任一灵活的存取单元大小(等同的比特率)；视频解码器应能够处理‘任一’(动态)帧速率，即编码器可动态适应于内容；视频解码器应能够处理遗失帧使得I帧可能使用拼接(以独立的AU传输)；每AU应指示一时戳(相对于共同基本时钟的溢出计数器)。

可用于AU内的音频内容的格式是，针对视频的AVC/H.264，及针对音频的HE-AACv.2(+环绕)或即将到来的MPEG标准USAC(“统一的语音及音频编解码器”)。更新/更多有效率编解码器以后会是可能的。

当将Diveemo应用于DRM时的一存取延迟总和可能由下列因素引起：DRM接收延迟(FAC/SDC解码，MSC交织器、等等)，DiveemoFEC(交织器)(可取舍的)，视频编解码器的GoP尺寸(以接收首I帧)。

此外，当经由Diveemo传输视频时应考虑的视频参数为：I帧占有50％比特率(对接收错误极重要)，因稳定性原因仅前向预测应被使用，且帧速率可(由编码器)动态利用。

关于前面提到的时戳，应进行下列考虑：应使用音频与视频的共同基本时钟；间隔尺寸(granularity)为1ms的基本时钟似乎是一良好折衷方案使得在典型的帧速率(例如，15fps)下最大抖动为1/3ms；对每AU，时钟计数器有16个比特应该可以(约65秒环绕)。

一Diveemo接收器面临的呈现开始延迟为：最大1xGoP历时(在i帧的第一比特之后调谐)+1xGoP历时(传输随后的i帧)。

此外，当实施下面描述的Diveemo实施例时，应考虑下列内容：在初始同步时，接收器会需要等待具有活动i帧旗标的Diveemo标头项(→一GoP的第一视频AU及相对应的视频AU)。为增加冗余度，在一MSC-LF的末端可映射Diveemo标头。或者完全地，使一接收器借由比较两副本，或仅Diveemo标头的第一字节+CRC(包括在一MSC-LF的末端之每一项的第一字节)可易于校正损坏项。每一AU可由其AU串流ID定义。AU串流ID7可用来描述虚拟AU数据，其在AU内容的连续串流中携载填充字节。每AU的时戳值可如上所述基于1ms之间隔尺寸(即，16跨越65秒)。

在图7a至7m描述各不同Diveemo解码流程图。就这些图描述的Diveemo解码可由恢复器54执行。在图7a至7m中，解码大体上被划分为两个不同部分。首先描述“Diveemo逻辑帧”解码，其简称为DLF解码。其次描述“Diveemo超帧”解码，其简称为DSF解码。

在DLF解码中，在实际解码开始之前缓冲一逻辑帧(LF)，因为FEC通过一LF携载。在DSF解码中，视标准而定，在实际解码开始之前缓冲三或四个连续逻辑帧，因为FEC通过三或四个逻辑帧携载。

首先，存取单元串流恢复器54必须读取一些SDC参数，即，传输信号38内的旁侧信道参数，如指示是否整个逻辑帧受FEC保护的一FEC旗标(FECF)、及指示是否逻辑帧集合成超帧的一超帧旗标(SFF)，在此情况中使用上面的DSF解码、虚拟交织器中的行数(即如上已表示的R)等等。根据这些服务参数，存取单元串流恢复器54接着开始解码流程，这在下文就图7a-7m来描述。

如图7a所示，恢复器54间歇地，即DLF中每一LF，及DSF中每一SF，执行开始在图7a中指示的步骤。在此开始时，恢复器54已了解传输信号38的旁侧信道信息，即其SDC部分，即如在150指示的SDC参数FECF、SFF及R。流程以恢复器54在步骤152检查FECF发信号是否使用FEC保护而开始。如果是，准备器16已将逻辑帧20嵌入于传输封包，其中具有FEC数据66用以保护逻辑帧的内容。如果使用超帧分组，如上所述通过连续三或四个逻辑帧定义传输层串流的FEC码。如果启用FECF，在154用FEC进行解码，否则在156不用FEC进行解码。分别在图7b及图7i描述有关154及156的详情。

图7b中更详细显示步骤156不用FEC的解码。流程154不用FEC解码一逻辑帧的过程，以如在158所指示自解码前一逻辑帧而知晓的先验信息开始。此信息称为CAUB。CAUB信息是由帮助恢复器54解码的变量组成的一结构，除此之外，CAU(即，继续AU)，是指，开始32落入于当前考虑逻辑帧20之前的逻辑帧20内的存取单元。下列缩写被用于随后说明中且由CAUB信息是已知的：

AU：存取单元；在下文中缩写AU用来表示开始落入当前LF的AU，与CAU相反

CAU：继续AU；

CAUF：CAU旗标，即，指示存在或不存在一继续AU延伸至当前LF中的旗标。

PCAUB：部分CAU字节，表示CAU中在当前LF与前一LF之间的边界之前的字节，即，CAU中已被读取的字节。

LPCAUB：PCAUB的长度，即，PCAUB的字节数目或长度。

CAUSID：CAU串流ID，即，CAU的AU串流ID值。

CAUL：CAU的长度，即，图1的长度62，其由前一逻辑帧内各自存取单元表项的长度指示指出

CAUCB：CAUCRC比特，即，能够在前面提到的增强区段中所传输的CAU内进行正向错误检测之CRC比特

其它值也可属于CAUB信息，诸如AU内容类型、AU时戳、LF内增强旗标的值等等。

只要图7b的步骤由恢复器执行，CAUB信息就保持静态。

在步骤160，恢复器54将下一逻辑帧，即当前逻辑帧，读入至恢复器54的一内部缓冲区(图3未显示)。在下一步骤中，即步骤162，恢复器54将此逻辑帧20解码成存取单元，此步骤在图7c中进一步描述。接着，在步骤164，存取单元串流恢复器54缓冲如上已解码的存取单元，并在步骤166更新CAUB信息以便在步骤158再次开始处理。

将当前逻辑帧解码成存取单元的过程，即步骤162，如图7c所示，以恢复器54知晓两个资讯开始，即LF字节(即，当前逻辑帧的字节)及CAUB信息。逻辑帧20的字节数目为固定或者指出，诸如以传输信号38之前面提到的独立旁侧信息信道内各自旁侧信息信令的方式改变。在步骤170，恢复器54读取LF标头及其CRC。在步骤172，恢复器54检查CRC是否匹配于LF标头信息，即，逻辑帧标头22内包含的增强旗标以及存取单元表项数目。如果在步骤172CRC不匹配，在步骤174，恢复器检查是否有一CAU，即恢复器54检查内部CAU旗标是否指示有一存取单元28，其开始落入前面的任一逻辑帧而还未到达此存取单元的末端。如果情况如此，在步骤176，恢复器54执行解码CAU字节。步骤176在图7e中进一步阐述。但如果，在步骤174，CAU旗标证实为未启用，恢复器54继续进行至步骤178，其中当前逻辑帧被丢弃，或者，更佳地，且这里考虑此种情况，通过评估AU表项CRC来确定有效AUT项的位置，进行解码AU表项及AU字节试验(trial)，然后，流程回到图7b中的步骤158。步骤178对应于图7f至7g流程部分的一序连连接。类似地，如虚线指示，虽然对LF的利用在步骤176之后可停止，但也可能的是，恢复器54在步骤176之后继续进行，试图由先验未知(由于LF标头的毁坏)数目的实际存在AUT项来恢复尽可能多的AUT项。

然而，如果在步骤172的CRC检查结果是CRC信息与LF标头信息匹配，恢复器54继续试图自当前逻辑帧的随后部分撷取信息。特别地，如在180指出，如果步骤172CRC匹配，恢复器54额外利用在当前逻辑帧20的经正确传输逻辑帧标头22内提供的至少两信息项，即当前逻辑帧之存取单元表的存取单元表项数目，以及有关增强旗标EF的值的认识。缘于对当前逻辑帧之存取单元表内的存取单元表项数目的认识，恢复器54能够获得TAUB，即，存取单元字节的总数。缘于对EF的认识，恢复器54知晓前面提到增强区段68的存在或不存在。特别地，在步骤182，恢复器54借由将在逻辑帧标头22内呈现的存取单元表项数目与所有存取单元表项共同的恒定长度相乘来计算TAUB。之后，在步骤184，恢复器54解码当前逻辑帧中有用数据区段24内的字节，此程序在图7d中更详细概述。

因而，在图7c中显示的程序部分产生三种情况：

a)LF标头可正确解码，且因而，存取单元要被解码

b)LF标头不可解码，且因而，存取单元可能不被解码，但存在CAU且可被解码

c)LF标头不可解码，且因而，存取单元可能不被解码，但可实施试图找出有效AUT项。此外，也不存在CAU且因而不被解码。

下面就图7d描述有用数据区段24内LF应用字节的解码。当进入此流程区段，恢复器54已获得对LF字节(即逻辑帧的字节)、CAUB信息、EF、TAUE(即存取单元表项的总数)及TAUB(即存取单元表的字节总数)的了解，如在186所示。在步骤188，恢复器54检查CAUF看是否有一CAU。如果有，在步骤190，恢复器54解码当前LF内的CAU字节，下面就图7e进一步描述此步骤。在步骤188及190之后，恢复器54继续进行至步骤192以检查TAUE看是否存取单元表项的数目为零。如果此数目为零，即，当前逻辑帧内没有存取单元表，图7e的流程结束。然而，如果不为零，在步骤194，恢复器54解码AU表项，且在步骤196，恢复器54解码来自LF的有用数据区段的存取单元字节。步骤194于图7f且步骤196于图7g进一步阐述。在图7d流程部分的末端，如在198指示，恢复器54获得对一已更新的CAUB信息的了解且具有存取单元的已缓冲版本。

因而，图7d的流程部分有关于可能出现的如下情况：

a)逻辑帧之有用数据区段24内的AU数据包含CAU与AU两者，

b)当前逻辑帧之有用数据区段24内的AU数据仅包含CAU，或

c)当前逻辑帧之有用数据区段内的AU数据仅包含AU。

接着，在图7e更详细描述步骤176及190中的解码CAU字节。在此流程部分的开始，恢复器54已获得对LF字节(即当前逻辑帧中的字节数目)，及CAUB信息的了解，如在200指示。开始时，在步骤202，恢复器54开始读取CAU数据。恢复器54能够自步骤202的读取开始处确定当前逻辑帧之有用数据区段24的开始的位置，因为，由于逻辑帧标头22的恒定长度及了解可取舍FEC数据区段66的存在(见FECF)及其恒定长度，此开始点随时间随逻辑帧是恒定的。特别地，在步骤202，恢复器54试图自当前逻辑帧的有用数据区段24的开始起读取属于CAU的那么多的比特，该CAU即为自前一逻辑帧延伸至当前逻辑帧的存取单元。两种情况可能出现。第一，恢复器54可能在当前逻辑帧之有用数据区段的末端之前遇到CAU的末端。第二，恢复器54可能在CAU的末端之前遇到当前逻辑帧之有用数据区段24的末端。恢复器54能够基于两信息来预测情况，即CAUL，也就是由先前逻辑帧中任一者，特别是其内部之各自存取单元表的各自存取单元表项知晓的CAU的长度，以及逻辑帧的字节数目连同对关于存在或不存在增强区段68(见增强旗标)及关于此区段68的长度的了解，此区段68的长度如可由此区段内揭示区段68长度的预定位置推导出—相对于AUT被登记—因为此信息也定义了在不存在存取单元表的情况下，一逻辑帧可用的最大字节数目。在已读取CAU比特之后，即有用数据区段24的部分(自此部分的开始起)，在步骤204，恢复器54更新LPCAU的内部状态，LPCAU即目前自逻辑帧序列已获得的CAU的部分的长度。在步骤206，恢复器54检查是否LPCAU等于CAUL，即目前自逻辑帧序列是否已获得整个CAU。如果否，CAU继续延伸至下一逻辑帧且恢复器54在步骤208相应地更新CAUB信息中的PCAUB及LPCAUB，即更新关于自包括当前逻辑帧之逻辑帧序列已获得的CAU的部分的信息。然而，如果步骤206的检查揭示自逻辑帧序列已完全获得CAU，即，CAU的末端的确落入当前逻辑帧的有用数据区段24，在步骤210，恢复器54检查有关CAU的CRC信息，是否可由CAU的开始32所落入之逻辑帧内的各自AU表项64获得、匹配迄今针对CAU所获得及缓冲的CAU比特。如果情况如此，在步骤212，恢复器54缓冲解码的CAU单元，且在步骤214重置CAUB信息中的参数使之达到当前不再存在CAU的程度。然而，如果，步骤210的CRC检查揭示，已自逻辑帧序列获得的CAU比特被毁坏，在步骤216，恢复器54丢弃此存取单元CAU并继续进行至步骤214，图7e中此流程部分结束。可选择地，在步骤216，恢复器54可将CAU标记为错误并将其送至呈现器56，其相应地可配置成通过其它手段，诸如AU内部FEC或CRC数据等等，或仅仅通过成功剖析因一经毁坏CAUCRC而不实地标为错误的AU，自错误AU获得有用内容。

因而，图7e处理三种不同情况，即

a)CAU始于具有举例而言LF数目号n的前一逻辑帧，及结束于具有举例而言数目号n+1的当前逻辑帧，其中CAUCRC匹配CAU字节，即CAU字节已自逻辑帧序列正确获得。

b)CAU始于前面任一逻辑帧，诸如具有数目号n的逻辑帧，且结束于具有举例而言数目号n+1的当前逻辑帧，而CAUCRC并不匹配CAU字节，即已针对CAU获得的字节或CAUCRC值被毁坏。

c)CAU始于前面任一逻辑帧，诸如具有数目号n的逻辑帧，但此CAU延伸超过具有举例而言LF数目号n+1的当前逻辑帧，并延伸至且可能地结束于具有举例而言逻辑帧数目号(LF数目号)n+2的下一逻辑帧。

下面就图7f更详细讨论步骤194解码存取单元表项及步骤178检查LF中可能对应于有效AUT项的部分的流程部分。当自步骤194进入此流程部分，恢复器54知晓TAUE(即当前逻辑帧中的存取单元表项的数目)及LF字节(即当前逻辑帧的字节)，如在218指示。当自步骤178进入此流程部分，恢复器54不知晓TAUE，且恢复器54可将TAUE设为逻辑帧内最大可能的存取单元表项数目，其在当前情况中(由于FL标头仅仅花费一恒定数目(这里示范地7)比特来指示AUT项数目)是128。

在图7f的此流程部分中，在步骤220，恢复器54开始初始化一内部计数值(即RAUE，即剩余存取单元项数目)等于存取单元项总数TAUE。当然，不采用递减计数值，而采用从1开始的计数值来对已处理的项计数，也是可以的。

在步骤222已检查是否RAUE等于零之后，即已检查是否没有剩下要读取的存取单元表项之后，如果还有要分别自当前逻辑帧及其存取单元表读取的剩余存取单元表项，流程从步骤224继续，其中恢复器54读取AUTEB，即队列中与存取单元表项对应的字节，及AUTECB，即与存取单元表项对应的存取单元表项CRC比特。如上已描述，恢复器54存取存取单元表项64的顺序可自逻辑帧的后端70朝向前端72，该顺序对应于开始32在这些存取单元表项64中被指示的存取单元的顺序。在步骤224之后，在步骤226，恢复器54检查之前已在步骤224读取的存取单元表项的CRC以检查自当前逻辑帧已获得的存取单元表项数据是否被毁坏。如果是，即如果数据被毁坏，在步骤228，恢复器54丢弃各自存取单元表项64并设定一相对应的旗标指示丢弃。可选择地，恢复器54可尝试通过其它手段至少部分地重建无效信息。举例而言，恢复器54可尝试由AU长度预测AU偏移，反之亦然(假定，举例而言，将有用数据无缝插入区段24，且用AU表项中已由预测结果替换之后的各自的预测部分重做CRC检查)。以此方式，即使数据被毁坏，恢复器54也可获得与相对应CRC匹配的正确AU表项。

如果当前存取单元表项64的CRC匹配相对应的数据，在步骤230，恢复器54解译当前存取单元表项64并将它保存。应强调的是，CRC匹配情况也是对恢复器54之前找出一有效AUT项64的一指示。甚至换言之，当执行步骤226且是自步骤178进入图7f的流程部分时，恢复器54提前并不知晓LF的当前受检查部分(通过利用AU表被登记至LF末端及AU表项以恒定间距被定位的事实来确定位置)实际上是分别形成部分的有用数据区段24还是增强区段68还是AUT30。恢复器54可使用CRC匹配作为一充分检查结果来将LF的当前检查部分解译为一AUT项64。可选择地，恢复器54可执行额外测试(诸如真实性检查(plausibilitycheck))，根据测试结果，确定LF标头被毁坏的情况下，当前的、可能的AUT项是被视作有效还是无效。举例而言，刚刚找到的AUT项64的AU的开始32应位于前一AU的末端之后，及反过来，刚刚找到的AUT项64的AU的末端32应位于后一AU的末端之前，且因而，如果任一真实性检查导致一矛盾，当前推定的AUT项被拒绝及视为无效。

在步骤230之后，恢复器54知晓与当前存取单元表项64相关联的相对应存取单元的开始32，及可取舍地其长度。有关存取单元表项64的进一步内容，参考上面对此类额外选择的讨论。不论步骤226的CRC匹配检查如何，步骤228与230中的任一者之后，在步骤232，恢复器54在将内部计数器状态RAUE减一并回到步骤222。此检查222一揭示要自当前逻辑帧的存取单元表30获得的剩余存取单元表项64数目为零，图7f的流程部分就以恢复器54已填存取单元表30的内部副本(即，存取单元表项结构)结束，如步骤234所指示的。

换言之，如果当前逻辑帧中存在任一存取单元表(即当存在任一存取单元表项64时)或因不知道AUT项的存在或不存在(及数目)而为了评估是否存在任一AUT项时，恢复器54进入图7f的流程部分。可能的是，CAU可能占据整个逻辑帧，使得在此情况中，举例而言恢复器54可不进入图7f的流程部分。在图7f的流程部分设想下列不同情况：

a)当前存取单元表项与其CRC匹配(及已通过所有真实性检查)

b)当前存取单元表项与其CRC不匹配(或未通过所有真实性检查)

c)所有存取单元表项(自LF标头得知存在的所有项，或只是假设存在的所有可能AUT项(因LF标头毁坏))已被处理，不论它们与其CRC匹配或不匹配(情况a与情况b)，其中条件c也是图7f流程部分的退出条件。

应指出的是，恢复器54能够独立于当前逻辑帧的同一存取单元表的前面任一存取单元表项(毁坏或未毁坏的)来读取AUTEB及AUTECB的原因是，所有存取单元表项大小相同且存取单元表30以其后端登记至当前逻辑帧的后端，使得恢复器54能够在任一情况中确定存取单元表项的位置。而存在的选替方案已在上面提到。

此外，由于额外冗余数据(借其提供存取单元表及当前逻辑帧)使得一存取单元表项各自数据毁坏能够被检查，所以在解码端已无误传输的一存取单元表项可由恢复器54评估，而与任何其它存取单元表项被成功传输或被丢弃无关。

接着，就图7g描述步骤196或178解码AU字节的详情。当进入此流程区段时，恢复器54知晓下列信息：TAUE(即，存取单元表项总数)、AUE信息(即，当前逻辑帧以及前一逻辑帧之存取单元表项的内容)、CAUB信息、LF字节及TAUB(开始32落入当前逻辑帧之存取单元28在当前逻辑帧之有用数据区段24中可用的字节总数)，对此预先知识的获取在236指示。恢复器54由于下列原因知道TAUB：恢复器54知道，与开始落入当前逻辑帧20之存取单元有关的存取单元数据自最接近逻辑帧20前端72的开始32延伸。这对应于存取单元表项64的指针40所指向的位置，该存取单元表项64已以无数据毁坏且在图7f流程部分的最早时间被接收，或虽然毁坏但已由后面针对DSF或DLF解码描述的FEC获得。根据逻辑帧标头信息(即存取单元表项64的数目)连同存在或不存在增强区段68的指示(见LF标头)以及自区块内字节可获得的此区段68的长度，恢复器54知道有用数据区段24的末端，增强区段68直接邻接AU表30且位于有用数据区段24与存取单元表30之间，区段68直接相邻AUT朝向区段68的边界或可选择地具有相对AUT30朝向区段68的边界的一预定偏移。如果后者信息不可用，即AUT项数目与存在或不存在区段68都不可用，恢复器54可限制TAUB来测量有用数据区段24的子部分，其延伸始于前面提到任何有效找出AUT项所指向的最左边的开始32及最后，即任何有效找出AUT项所指向的最右边的开始32，因为此部分仅包含非CAU。

在图7g流程部分的开始，在步骤238，恢复器54初始化两个内部参数，即RAU(即在图7g流程部分还未处理的剩余存取单元数目)，及RAUB(即，自当前逻辑帧的有用数据区段24还未读取的剩余AU字节数目)。这两个参数分别设为等于TAU(即开始32落入当前逻辑帧的存取单元总数，此数目自逻辑帧标头是已知的)及TAUB。在步骤240，恢复器54检查是否RAU等于零，即是否还有要处理的开始32在当前逻辑帧内的存取单元。如果不等于零，在步骤242，恢复器54自当前逻辑帧的有用数据区段54继续读取当前存取单元的字节，其中下面就图7h更详细描述步骤。之后，在步骤244，恢复器54检查与当前存取单元相关联的CRC是否匹配在步骤242所读取之当前存取单元的数据。如果情况并非如此，在步骤246，恢复器246丢弃当前存取单元，或如上已概述，将此AU标记为错误并传下去以供进一步处理/追踪。然而，如果CRC匹配当前存取单元，图7g的流程以步骤248恢复器54继续，缓冲当前存取单元以将其发出至呈现数据56。举例而言，在步骤246与248中任一步骤之后，在步骤250，恢复器54更新RAU及RAUB的内部状态。特别地，RAU(即要处理的存取单元数目)减一，及RAUB(即，有用数据区段24中可用的存取单元字节数目)被更新，即，减去当前已处理过的存取单元的字节数目，或与之不同地，减至有用数据区段24的后端与要处理的下一存取单元的开始32之间的一差。作为一例外措施，当遇到有用数据区段24的末端时，恢复器54可将RAUB重置为零。

在步骤250之后，图7g回送至步骤240以便处理要处理的剩余存取单元及当前逻辑帧内的开始部分。

一旦记录步骤240造成RAU等于零或TAUB等于零，恢复器54就结束图7g的具有成功接收的经缓冲存取单元(如在步骤252指示)的流程部分。

关于图7g，要指出的是，上面对图7g的描述忽略了下列事实：一些数目(LF标头可最大表示的数目或正确传递的数目)的存取单元表项可能已毁坏或没有毁坏及，因而在图7f步骤228可能已设定一各自旗标。在上面对图7g的讨论中，举例而言，TAU可能已减去此数目的毁坏存取单元表项，使得TAU仅仅代表开始落入当前逻辑帧且相关联的存取单元表项可使用/有效的存取单元的数目。

在对图7g流程部分的说明中同样有三种不同的情况，即

a)来自有用数据区段24之针对当前存取单元的重组合AU内容匹配相关联的CRC，

b)来自有用数据区段24之针对当前存取单元的重组合AU内容与相关联的CRC不匹配，

c)所有AU已被处理或有用数据区段24内的所有数据已被处理，这是第7g流程区段的退出条件。

在图7h中，恢复器54进入如所显示流程部分以读取一当前存取单元的字节(于步骤242)。当进入此流程部分时，恢复器54可利用下列信息，即AUE信息、CAUB信息及RAUB，如在254所指示的。首先，在步骤256，恢复器54自相关联的存取单元表项撷取当前存取单元的长度。在步骤258，恢复器54检查是否AUL(即当前存取单元的长度)大于RAUB(即，有用数据区段24内剩余字节的数目)。如果对问题258的回答为是，在260，恢复器54相应地设定CAUB信息中的参数。特别地，在步骤260，恢复器54设定CAUF以便指示又有一CAU(即延伸至随后逻辑帧中的一存取单元)。LPCAUB表示自当前逻辑帧已获得的CAU字节数目，即，PCAUB的长度。CAUL是CAU的长度而CAUC是CAU的CRC。

然而，如果当前存取单元都在有用数据区段24的剩余部分中，在步骤262，恢复器54读取当前存取单元的字节直至当前存取单元的末端(按其长度62即AUL指示)为止。之后，恢复器54更新AU字节。

因而，在图7h中区分为下列不同情况：

a)对应于当前存取单元的所有字节都可自当前逻辑帧读取

b)并非当前存取单元的所有字节都可自当前逻辑帧读取，即当前存取单元继续或变为一CAU。

针对图7i，恢复器54所执行的流程部分是针对在检查152中FEC旗标证实为被启用的情况。换言之，图7i举例说明步骤154用FEC的解码。在此情况中，恢复器54存取旗标SFF、LF字节及R，如在266指示的。在步骤268，恢复器54检查SFF是否启用。如果启用，在步骤270，恢复器54进行带FEC的SF解码，否则，在步骤272，恢复器54进行带FEC的LF解码。步骤272的第一流程部分在图7j中显示。获悉CAUB信息，如在274指示的，在步骤276，恢复器54将一单一逻辑帧读至一内部缓冲区，及在步骤278，使单一逻辑帧经过RS-FEC。下文中，在步骤280，此逻辑帧历经解码成存取单元，正如步骤162中对应图7c描述的动作。之后，在步骤282，缓冲经解码的存取单元及在284更新CAUB信息。

也就是说，在用FEC解码LF的情况下，在实际逻辑帧解码成存取单元开始之前，当前逻辑帧额外经过一RS前向纠错/解码。

在图7k进一步举例说明步骤278中使逻辑帧经过RS-FEC。特别地，基于对于LF字节及R的认识(如在286指示)，在步骤288，恢复器54设定LF标头偏移、LFAU数据偏移、RS偏移、及RS奇偶校验位(paritybit)＝16+xR并在步骤290及292分别填RS应用表98及RS奇偶校验表102。在步骤294中检查完R是否等于零之后，若否，在步骤296，恢复器54实施RS纠错，且在步骤298递减R，然后，流程回到步骤294。如果检查步骤294揭示R等于零，以解交织方式读出应用数据表98内的RS应用字节以在步骤300产生LF字节。如果RSFEC成功校正该行R则RSFEC可配置成返回所校正符号数目并用所校正字节更新该行，而如果失败，返回负一并保留原来的行符号。然而，其它实施也是可能的。此外，可使用不同的FEC码。

图7l显示图7i中步骤270带FEC的SF解码的详情。如图可见，如在302指示，知晓CAUB信息，在步骤304，恢复器54将三或四或依据一可选择实施例任一其它数目的连续逻辑帧，即一超帧，读取至一内部缓冲区，且在步骤306，使此超帧SF经过随即的一RSFEC，在步骤308，将SF内的三/四逻辑帧解码成AU，如在图7c描述的，及步骤310缓冲经解码的存取单元。最后，在步骤312，恢复器54更新CAUB信息。类似于图7k，图7m显示使SF经过一RSFEC的情况。如图可见，如在314指示，存取三/四或更一般地n个逻辑帧，即所述逻辑帧的字节，及R的值，在步骤316，恢复器54执行设定动作、分别在步骤318及320，恢复器54填RS应用表及RS奇偶校验表、及在步骤322恢复器54检查R是否等于零。如果不等于零，在步骤324，恢复器54实施RS纠错且在步骤326递减R以便回送至步骤322。一旦R等于零，在步骤328，恢复器54就以交织格式安排应用数据表98中的RS应用字节以获得n个逻辑帧。

最后，图8及9显示依据某一进一步实施例恢复器54的FEC传输保护处理的一概述。依据此实施例，建构一100行及36列的表，这对应于3600字节。实际上，LF包含3598字节，然而，为简单，在发送器及接收器上填补至3600字节。所有字节以下列方式逐列填入此表中(1，1)，(2，1)...(100，1)，(1，2)，(2，2)....(10，100)。因而，给出明显的交织。视应用列及FEC列而定，决定及使用里德所罗门FEC的校正能力以解码表中的每一行。由于我们不知道表中错误的位置，我们必须利用RS错误解码。一旦该表经过FEC解码器，输出可能或可能不包含完全无错的字节。在这两种情况中，串行地利用一般的解码，也就是，可解码LF标头中最开始的第一字节，依据相对于上面一实施例的一可选择实施例，该第一字节向我们给出了LF标头的大小，如果成功，则完整LF标头被解码且与其CRC比较。依据本实施例，认为LF标头包含AUT信息，且对每一AU进行进一步分析。完整解码器流程图在图8及9中。

因此，diveemo实施例由下列层面实现下列优点：

1.用以经由DRM系统编码、传输及解码视频信号的方法及设备

-带外信令

-带内数据存取的配置

-至少一逻辑数据流

-音频/视频/数据(诸如副标题的Journaline(R))

-例如，1x视频，5x音频(不同语言)

-音频及视频的任何编解码器是可编码的(向下兼容以供将来增强)

-DRM兼容性(MSC内格式化、SDC标准符合)

-有效率比特率使用(例如，没有填充)

-可灵活配置(帧速率、比特率、...)

-可取舍的差错保护(FEC)、可灵活参数化、虚拟交织、2时间交织器

-可能接收器的快速向上同步

-数据结构使之能够进一步扩展

-防止接收错误的能力健壮

2.用以经由世界数字广播系统传输视频信号的编码及发信号的方法

-音频、视频及数据AU作为一「串行比特流」传输而无需额外标头

-AU与它们的边界/长度的定义用广播系统(DRM)的传输帧边界登记以使之能够快速存取及简单(再次)向上同步

-索引在一逻辑帧(LF)内被冗余传输

-如果标头中有一错误，解码器可经由实体定义/说明的链撷取AU数据

-如果AU或实体定义/说明中有一错误，仅个别AU丢失，未必牵涉当前DRM传输帧中的所有AU

-一或多个逻辑数据流(经交织的)被再分成不同长度的数据包

-快速同步至可能的载荷数据上

-传输结构被使用(前向指针)

-提供用于将来扩展的机制

-FEC参数可适于传输错误

-索引内及数据包内的错误保护使得能够撷取所有无误载荷数据

总结上面的实施例，即，就图1至3描述的实施例以及随后包括Diveemo实施例的实施例，用逻辑帧的前/后端登记存取单元表的一优点是，该表可由解码器快速及可靠的确定位置，且虽然它们的长度取决于逻辑帧内存取单元开始的数目，但存取单元嵌入的开始即有用数据区段的开始可被保持恒定，诸如，举例而言，借由当了解有用数据插入方向时将存取单元表置于末端。指针在绝对意义上指向存取单元开始的位置使得逻辑帧中的局部错误并不妨碍分析及使用没有错误的其它存取单元。如果一存取单元表丢失，即使当存取单元表定位于前端也可完成第一继续存取单元，而如果第一继续存取单元被毁坏及因而，即使是一无缝插入，借由剖析也无法检测此存取单元的末端及下一存取单元的开始，但还是可以使用下一存取单元(独立于此存取单元表的撷取位置)，因为存取单元表中的指针是在绝对意义上即自处于静态的一登记点定义。

此外，由于存取单元表及逻辑帧标头被定位登记至逻辑帧的绝对开始或绝对末端或在相对于绝对开始或绝对末端的一已知偏移，在传输帧的基础上，解码端容易及可靠地确定存取单元表及/或逻辑帧标头的位置。即使逻辑帧标头以及存取单元表两者都相对于同一端登记，诸如逻辑帧的前端或后端，但如果逻辑帧标头与存取单元表中的至少一者具有如同上面实施例的一恒定长度，也可确定逻辑帧的有用数据区段的位置。然而，借由将逻辑帧标头及存取单元表置于对立端，可以对存取单元有最佳的利用：如果一逻辑帧标头被毁坏，在解码端可确定有用数据区段的开始的位置，且可处理当前存取单元。如果存取单元表被毁坏，则有用数据区段的末端在解码器是已知的且可能所有存取单元借由剖析可重建。

在存取单元表内呈现存取单元长度信息的优点是，即使在继续存取单元被毁坏因而无法传递时也可在解码端使用存取单元表的上信息以便存取下一存取单元，即开始落入当前逻辑帧的第一存取单元。换言之，在无缝插入存取单元的情况下，即使在指向此存取单元开始的指针被毁坏时，存取单元长度指示助于存取一存取单元。如果填充是必需的，此填充可以以一特定标记存取单元类型的形式来完成，其无缝整合成属于一般存取单元类型的其它存取单元，使得无缝插入被维持。

上面分别地对每个存取单元表项进行FEC保护之可行性使得即使一些存取单元表项毁坏也能够分别地处理每个存取单元。因而，可跳过存取单元表中的毁坏项，因为它们的恒定长度及存取单元表中的后续项可由恢复器无问题评估。这是分别进行CRC保护的一优点。此外，即使AUT项的数目或甚至是否存在是未知的，可察觉出有效项。

对上面实施例可执行许多修改。举例而言，自图1至3的叙述可易于获得Diveemo实施例中特定细节的许多替代例。关于RSFEC要指出的是，也可使用其它FEC码。此外，FEC数据可并入于LF中，取代LF中的CRC。

虽然一些层面已在一装置的环境中予以描述，但很显然的是这些层面也表示相对应方法的说明，其中区块或装置对应于方法步骤或方法步骤的特征。类似地，在方法步骤的环境中予以描述的层面也表示相对应装置的相对应区块或项目或特征的说明。一些或所有这些方法步骤可由(或利用)硬件装置来执行，例如像微处理器、可编程计算机或电子电路。在一些实施例中，最重要方法步骤中的某多个方法步骤由这样的装置来执行。

上面生成的传输信号可被储存于数字储存媒体上或可以以传输媒介传输，诸如无线传输媒介或诸如因特网的有线传输媒介。

视某些实施需求而定，本发明的实施例可在硬件或在软件中被实施。实施可利用数字储存媒体而被执行，例如，其上储存有电子可读取控制信号的软盘、DVD、蓝光光盘、CD、ROM、PROM、EPROM、EEPROM或闪存，所述电子可读取控制信号与可编程计算机系统合作(或能够合作)使得各自的方法被执行。因此，数字储存媒体可以是计算机可读取的。

依据本发明的一些实施例包含具有电子可读取控制信号的数据载体，所述电子可读取控制信号能够与可编程计算机系统合作使得本文所描述方法当中的一方法被执行。

大体上，本发明的实施例可被实施为具有程序代码的计算机程序产品，当该计算机程序代码在计算机上运行时，该程序代码可操作以执行所述方法当中的一方法。该程序代码例如可被储存于机器可读取载体上。

其它实施例包含储存于机器可读取载体上用以执行本文所描述方法当中的一方法的计算机程序。

换言之，因此，本发明方法的一实施例是计算机程序，具有当该计算机程序在计算机上运行时执行本文所描述方法当中的一方法的程序代码。

因此，本发明方法的一进一步的实施例是数据载体(或数字储存媒体、或计算机可读取媒体)，包含被记录于其上用以执行本文所描述方法当中的一方法的计算机程序。

因此，本发明方法的一进一步的实施例是数据流或信号序列，表示用以执行本文所描述方法当中的一方法的计算机程序。该数据流或该信号序列例如可被配置成经由数据通讯连接例如经由因特网而被传送。

一进一步的实施例包含处理装置，例如，计算机、或可编程逻辑装置，被配置成或适于执行本文所描述方法当中的一方法。

一进一步的实施例包含计算机，其上安装有用以执行本文所描述方法当中的一方法的计算机程序。

在一些实施例中，可编程逻辑装置(例如，现场可编程门阵列)可被用来执行本文所描述方法的一些或所有功能。在一些实施例中，现场可编程门阵列可与微处理器合作以便执行本文所描述方法当中的一方法。一般地，所述方法较佳地由任一硬件装置执行。

上述实施例仅仅是为了说明本发明的原理。要了解的是，对本领域技术人员而言，对本文所描述的安排及细节的修改及变化将是显而易见的。因此修改与变化仅由所附专利权利要求书限定，而非由文中实施例的说明与阐述所提出的特定细节限定。

Claims (44)

1.一种用以准备表示媒体内容的连续存取单元(28)的一存取单元串流(14)以通过一传输信号(38)传输之方法，该方法包含通过以下步骤由该存取单元串流(14)产生一逻辑帧序列(18)：

将所述连续存取单元(28)连续插入该逻辑帧(20)序列(18)之所述逻辑帧(20)的一有用数据区段(24)中，其中所述逻辑帧分别包含没有存取单元(28)的开始落入的逻辑帧、有一个存取单元的开始落入的逻辑帧，和有两个存取单元的开始落入的逻辑帧；及

向一存取单元(28)的开始(32)所落入的各逻辑帧(20)提供一存取单元表(30)，针对落入该各自逻辑帧(20)的每一存取单元的开始(32)，该存取单元表包含一指针(40)指向各自存取单元的开始。

2.如权利要求1所述之方法，其中，产生该逻辑帧(20)序列(18)，使得该存取单元表(30)邻接所述逻辑帧(20)的后端或前端或相对所述逻辑帧的后端或前端具有一预定恒定偏移。

3.如权利要求1所述之方法，其中，产生该逻辑帧(20)序列(18)，使得每一存取单元表(30)所具有的长度视开始(32)落入该各自逻辑帧(20)之存取单元(28)的数目而定。

4.如权利要求1所述之方法，其中，产生该逻辑帧(20)序列(18)，使得所述指针(40)以在一存取单元(28)的开始(32)所落入的所述逻辑帧(20)当中恒定的一方式自相对于该各自逻辑帧(20)的后端或前端定位的一登记点起，指向开始落入该各自逻辑帧(20)之所述存取单元(28)的开始(32)。

5.如权利要求1所述之方法，其中，产生该逻辑帧(20)序列，使得所述连续存取单元(28)无缝插入所述逻辑帧(20)的该有用数据区段(24)。

6.如权利要求1所述之方法，其中，向各逻辑帧提供一逻辑帧标头(22)，其对于所述连续存取单元(28)中的任一存取单元的开始(32)都未落入的逻辑帧，指出在该各自逻辑帧(20)中不存在一存取单元表(30)，及针对所述连续存取单元(28)中的至少一存取单元的开始(32)所落入的逻辑帧(20)，指出该各自逻辑帧(20)之存取单元表(30)的长度。

7.如权利要求6所述之方法，其中，向各逻辑帧(20)提供该逻辑帧标头(22)，使得该各自逻辑帧标头邻接该各自逻辑帧(20)的后端或前端或相对该各自逻辑帧的后端或前端具有一预定恒定偏移。

8.如权利要求6所述之方法，其中，使用一有用数据插入方向(60)执行将所述连续存取单元(28)连续插入所述逻辑帧(20)的该有用数据区段(24)，并将该存取单元表(30)及该逻辑帧标头安排于一存取单元(28)的开始(32)所落入的所述逻辑帧(20)中，使得该有用数据区段(24)占有该各自逻辑帧(20)的一连接部分，其具有一恒定定位边界及一变化定位边界，该变化定位边界相对该恒定定位边界的偏移视该存取单元表(30)的长度(34)而定。

9.如权利要求6所述之方法，其中，产生该逻辑帧(20)序列，使得所述存取单元表(30)及逻辑帧标头(22)邻接所述逻辑帧(20)的前端与后端的对立端，或相对所述逻辑帧的前端与后端的对立端而恒定偏移。

10.如权利要求6所述之方法，其中，产生该逻辑帧(20)序列(18)，使得该存取单元表(30)及逻辑帧标头(22)邻接所述逻辑帧(20)之前端与后端的对立端，使得该有用数据区段(24)是一连接部分，其对于一存取单元(28)的开始(32)所落入的逻辑帧(20)分别在该存取单元表(30)与该逻辑帧标头(22)之间延伸，及对于除了一存取单元的开始所落入的所述逻辑帧之外的逻辑帧(20)，在该逻辑帧标头(22)与所述逻辑帧(20)之该前端与后端的该对立端之间延伸。

11.如权利要求6所述之方法，其中，产生该逻辑帧(20)序列(18)，使得所述逻辑帧标头(22)对于所有逻辑帧(20)而言具有恒定的长度。

12.如权利要求6所述之方法，其中，在一存取单元(28)的开始(32)所落入的每一逻辑帧(20)中向该存取单元表(30)提供一长度指示，其指出开始落入该各自逻辑帧之存取单元的长度(62)。

13.如权利要求1所述之方法，其中，向各存取单元表(30)针对开始(32)落入该各自逻辑帧(20)的每一存取单元(28)提供一存取单元表项，及指出该各自逻辑帧(20)之该存取单元表(30)中存取单元表项的数目之一逻辑帧标头(32)，所述存取单元表项的开始与该逻辑帧(20)的前端(72)或后端(70)以一恒定长度为单位相隔开，每一存取单元表项(64)包含指向落入各自逻辑帧(20)之所述存取单元(28)的开始(32)中的一各自存取单元的开始的一指针(40)，每一存取单元表被提供有额外冗余数据，其允许进行一存取单元表项各别数据毁坏检测及/或校正。

14.如权利要求1所述之方法，其中，向各存取单元表针对落入该各自逻辑帧的每一存取单元的开始提供一存取单元表项，每一存取单元表项包含指向落入该各自逻辑帧之存取单元的开始中的一各自存取单元的开始的一指针，每一存取单元表项被提供有通过至少该各自存取单元表项的该指针而计算并允许对其进行数据毁坏检测的第一冗余数据。

15.如权利要求1所述之方法，其中，向各存取单元表针对落入该各自逻辑帧的每一存取单元的开始提供一存取单元表项，每一存取单元表项包含指向落入该各自逻辑帧之存取单元的开始中的一各自存取单元的开始的一指针，每一存取单元表项被提供有通过开始由该各自存取单元表项(64)的该指针指向的该存取单元的一内容而计算并允许对其进行数据毁坏检测的第二额外冗余数据。

16.如权利要求1所述之方法，其中该媒体内容包含音频、视频、文本或数据内容。

17.如权利要求1所述之方法，其中，当自一逻辑帧转变至下一逻辑帧时，通过在该下一逻辑帧内的一位置开始插入来继续将所述连续存取单元持续插入所述逻辑帧中而与开始落入该各自逻辑帧之存取单元的数目无关。

18.如权利要求1所述之方法，其中，产生该逻辑帧序列使得所述存取单元表所具有的长度以一比率随开始落入该各自逻辑帧之存取单元的数目线性增加，该各自逻辑帧之该有用数据区段的长度以该比率随开始落入该各自逻辑帧之存取单元的数目减少。

19.如权利要求1所述之方法，其中，该方法还包含以下步骤：由存取单元的至少两个独立的输入串流产生该存取单元串流，每一独立的输入串流表示视频、音频、文本或数据内容，产生该存取单元串流，使得对于每一输入串流，该各自输入串流的所述存取单元以呈现顺序安排，且不同输入串流的所述存取单元在该存取单元串流内以一交织形式被安排，使得属于相同呈现时间的存取单元被集合在一起。

20.如权利要求19所述之方法，其中每一存取单元表针对开始落入该各自逻辑帧之每一存取单元包含一存取单元表项，且该各自存取单元表项与存取单元相关联，其中，进一步地，产生该逻辑帧序列使得每一存取单元表项包含，指向该各自逻辑帧内其相关联存取单元的位置的一指针，及指出其相关联存取单元属于哪一输入串流的一串流识别符(ID)。

21.如权利要求1所述之方法，其中每一存取单元表针对开始落入该各自逻辑帧之每一存取单元包含一存取单元表项，且该各自存取单元表项与存取单元相关联，其中，进一步地，产生该逻辑帧序列使得每一存取单元表项包含，指向该各自逻辑帧内其相关联存取单元的开始的一指针，及指出其相关联存取单元的长度的一长度指示。

22.如权利要求17所述之方法，其中所述逻辑帧标头邻接该各自逻辑帧的前端或后端中之一者，或相对逻辑帧的前端或后端中之一者具有一预定偏移，且各逻辑帧进一步包含长度恒定且邻近该各自逻辑帧标头定位的一前向纠错FEC数据区段(66)，该FEC数据区段定义系统的FEC数据、对所述逻辑帧中在该FEC数据区段以外的部分进行FEC保护，且如果所述逻辑帧中存在该有用数据区段、该逻辑帧标头及该存取单元表的话，受FEC保护的部分至少包含该有用数据区段、该逻辑帧标头及该存取单元表。

23.如权利要求1所述之方法，其中，进一步地，产生该逻辑帧序列使得每一逻辑帧标头进一步包含一旗标，其发信示意该各自逻辑帧标头中存在或不存在一增强区段，及如果发信示意存在，则除了该逻辑帧标头及该有用数据区段外还存在该增强区段。

24.一种传输系统，其包含一存取单元串流产生器、存取单元串流准备器及一传输级，其中，该存取单元串流产生器被配置用以产生表示媒体内容的连续存取单元的存取单元串流，该存取单元串流准备器被配置用以执行如权利要求1至23中任一权利要求所述之用以准备表示媒体内容的连续存取单元的一存取单元串流以通过一传输信号传输之方法，及该传输级被配置用以发射该传输信号。

25.如权利要求24所述之传输系统，其中该传输级被配置成广播该传输信号。

26.一种用以从一传输信号的一逻辑帧序列中恢复表示媒体内容的连续存取单元的一存取单元串流之方法，每一逻辑帧包含一有用数据区段，其中所述连续存取单元被连续插入该逻辑帧序列的该有用数据区段，其中所述逻辑帧分别包含没有存取单元(28)的开始落入的逻辑帧、有一个存取单元的开始落入的逻辑帧，和有两个存取单元的开始落入的逻辑帧，该方法包含以下步骤：针对一存取单元的开始所落入的一预定逻辑帧，自该预定逻辑帧撷取一存取单元表，针对落入该预定逻辑帧的每一存取单元的开始，该存取单元表包含一指针指向该预定逻辑帧内一各自开始位置，及通过使用该各自指针确定开始落入该预定逻辑帧之该各自存取单元的位置且开始撷取开始落入该预定逻辑帧之该各自存取单元，该方法还包含自该逻辑帧序列的所述逻辑帧的该有用数据区段连续撷取该存取单元串流的所述连续存取单元之步骤。

27.如权利要求26所述之方法，其中，在所述逻辑帧(20)的后端或前端，或相对所述逻辑帧的后端或前端的一预定恒定偏移处确定该预定逻辑帧(20)的存取单元表(30)的位置。

28.如权利要求26所述之方法，其中，在确定开始(32)落入该预定逻辑帧(20)之一各自存取单元(28)的位置时，使用该各自指针(40)作为自相对该预定逻辑帧(20)的后端或前端定位之一登记点起的一位移，其中，也撷取所述存取单元(28)的开始(32)所落入之其它逻辑帧(20)的存取单元表(30)及使用其中所包含的各自的指针(40)作为相对所述其它逻辑帧(20)内登记点的位移。

29.如权利要求26所述之方法，其中，自每一逻辑帧(20)撷取指出该各自逻辑帧(20)中一存取单元表(30)的不存在或其长度(34)之一逻辑帧标头(22)，并据此确定该各自逻辑帧(20)之该有用数据区段(24)的一延伸部分的位置。

30.如权利要求29所述之方法，其中，在每一逻辑帧(20)中，在该各自逻辑帧(20)的前端或后端或相对该各自逻辑帧的前端或后端的一预定恒定偏移处确定该逻辑帧标头(22)的位置。

31.如权利要求29所述之方法，其中，在所述逻辑帧(20)内使用一有用数据撷取方向执行自所述逻辑帧(20)连续撷取所述连续存取单元(28)，并自该存取单元表的一恒定定位端以与该有用数据撷取方向相反的一反方向应用该存取单元表(30)的长度(34)来确定该存取单元表(30)的一变化定位端的位置。

32.如权利要求29所述之方法，其中，在该预定逻辑帧(20)的前端与后端的对立端，或相对该预定逻辑帧的前端与后端的对立端的一恒定偏移处确定该逻辑帧(20)之该存取单元表(30)及该逻辑帧标头(22)。

33.如权利要求29所述之方法，其中，在所述逻辑帧(20)的前端与后端的对立端确定该预定逻辑帧(20)之该存取单元表(30)及该逻辑帧标头(22)。

34.如权利要求26所述之方法，其中，自该存取单元表(30)撷取一长度指示，其指出开始落入该预定逻辑帧(20)之一各自存取单元(28)的长度(62)。

35.如权利要求29所述之方法，其中该逻辑帧标头将该各自存取单元表(30)的长度分别指示为所述各自逻辑帧(20)之该存取单元表(30)内存取单元表项(64)的数目及开始(32)落入该预定逻辑帧(20)之存取单元(28)的数目，其中，在自该预定逻辑帧(20)撷取该存取单元表(30)时，在该逻辑帧(20)的前端或后端或在该预定逻辑帧(20)内相对该逻辑帧的前端或后端具有一预定恒定偏移的一位置开始，按一恒定长度为单位自一存取单元表项(64)至下一存取单元表项，步进地连续撷取所述存取单元表项(64)，以便针对每一存取单元表项(64)，获得指向该各自存取单元(28)的一各自开始位置之该指针(40)。

36.如权利要求35所述之方法，其中，自该预定逻辑帧撷取该逻辑帧标头的额外冗余信息，并使用它以便对该逻辑帧标头执行数据毁坏检测(172)或纠错尝试，及如果该逻辑帧标头被毁坏，则如果存在该预定逻辑帧的该有用数据区段中属于开始落入前面任一逻辑帧并延伸至该预定逻辑帧中的一存取单元的一剩余部分的话，撷取(176,190)该剩余部分，该剩余部分开始于对于所有逻辑帧而言都是恒定定位的该预定逻辑帧之该有用数据区段的一开始位置。

37.如权利要求36所述之方法，其中，若该逻辑帧标头证实为被毁坏，

执行如下步骤(178)，在该逻辑帧(20)的前端或后端或在该预定逻辑帧(20)内相对该逻辑帧的前端或后端具有该预定恒定偏移之该位置开始，按一恒定长度为单位自一可能存在的存取单元表项(64)至下一可能存在的存取单元表项，以便

对每一可能存在的存取单元表项(64)，获得指向一各自存取单元(28)的一推定开始位置之一推定指针(40)及额外冗余数据，

对该可能存在的存取单元表项执行一存取单元表项各自数据毁坏检测，及

仅仅确定在经由该数据毁坏检测证实为是正确的这些可能存在的存取单元表项的所述指针所指向的推定开始位置之存取单元的位置，并开始撷取它们。

38.如权利要求35所述之方法，其中撷取每一存取单元表项的额外冗余数据及对该存取单元表项执行一存取单元表项各自数据毁坏检测及/或校正，并仅确定开始落入该预定逻辑帧且各自存取单元表项未被毁坏/已被校正的这些存取单元的位置，及开始撷取它们。

39.如权利要求35所述之方法，其中，在自该预定逻辑帧撷取该存取单元表时，自每一存取单元表项撷取该指针及第二额外冗余数据，其中，使用该第二额外冗余数据来对开始由该各自存取单元表项(64)的该指针指向的该存取单元的内容执行毁坏检测。

40.如权利要求26所述之方法，其中该媒体内容包含音频、视频、文本或数据内容。

41.如权利要求26所述之方法，其中，当自该预定逻辑帧转变至下一逻辑帧时，通过在该下一逻辑帧内的一位置开始撷取来继续自所述逻辑帧连续撷取所述连续存取单元而与开始落入该预定逻辑帧之存取单元的数目无关。

42.如权利要求26所述之方法，其中该存取单元串流包含连续存取单元的至少两个独立的输入串流，每一独立的输入串流表示视频、音频、文本或数据内容，其中，对于每一输入串流，该各自输入串流的所述存取单元在该存取单元串流内以至少两个该输入串流的呈现顺序来排列，其中对开始落入该各自逻辑帧之每个存取单元，该存取单元表包含一存取单元表项，及该各自存取单元表项与该存取单元相关联，及每一存取单元表项包含指向该各自逻辑帧内其相关联存取单元的一位置之一指针，及指出其相关联存取单元属于哪一输入串流之一串流ID，其中，通过使用该相关联存取单元项的该串流ID而将自该预定逻辑帧撷取的所述存取单元分配至相对应的该输入串流。

43.如权利要求26所述之方法，其中所述逻辑帧标头邻接所述各自逻辑帧之前端或后端中之一者，或相对所述各自逻辑帧之前端或后端中之一者具有一预定偏移，及各逻辑帧进一步包含长度恒定且邻近该各自逻辑帧标头定位的一FEC数据区段(66)，该FEC数据区段定义系统的FEC数据、对所述逻辑帧中在该FEC数据区段以外的部分进行FEC保护，且如果所述逻辑帧中存在该有用数据区段、该逻辑帧标头及该存取单元表的话，则受FEC保护部分至少包含该有用数据区段、该逻辑帧标头及该存取单元表，其中，使用所述FEC数据区段内的该FEC数据对所述逻辑帧的所述受FEC保护部分执行FEC处理。

44.如权利要求26所述之方法，其中，进一步地，在每一逻辑帧标头内检查关于在该各自逻辑帧内是否存在一增强区段的一旗标，并使用此信息来确定所述逻辑帧内该有用数据区段之一延伸部分的位置。