CN1100391C - 具有防差错的可变长度编码 - Google Patents

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Abstract

利用具有防差错的信源码发送数据，提供一组码本，在每个码本中的码字具有相等的长度，没有两个码本具有相同长度的码字。一个标志码与每个码本相关联，并表示那个码本中码字的长度。为了传输，码字与标志码进行交错，以使接收机可以确定使用哪个码本。在正向方向和在后向方向中处理接收的信号，这个过程用于隔离包含无效标志码的信号部分，这些部分不再进行处理。

Description

具有防差错的可变长度编码
                       背景
本发明涉及使用可变长度码来压缩通过易于出差错信道发送的信息，并且更具体地涉及用于误码弹性可变长度码的有效低复杂性编码器和解码器。
在使用可变长度码(VLC)来压缩信息源位数以便能通过频带受限的信道发送信息的视频编码和其他应用领域中，在信道引入误码时出现严重问题。即使以这样一种方式设计代码，使代码是立即的(即，解码器能立即和正确地解码编码的码字)，在信道上已引入误码之后进行解码时这个特性将失去。
当编码的数据被误码破坏时，解码器可以最终与接收的位流同步或与特殊同步字同步，但同时可能丢失大量的数据。例如，在视频编码应用中，由于在解码过程中同步的丢失而可能使图象质量遭受严重误码。
在诸如视频或音频应用领域中，信息将被人们察觉，编码处理能利用人们视觉或音频系统的特性使信源编码位仅包括与感觉相关的、例如，在视频应用中，可以抛弃高频成分而图象质量没有任何显著的降低。这是有损耗压缩的一个示例，即有损耗压缩是来自解码器的输出与到编码器的输入不一样的压缩。
由Shannon(香农)所示的基本结果是：通过信道发送消息的问题几乎总是能分成信源编码器/解码器与信道编码器/解码器的分立最优化而性能上没有任何损失，这些方面现在将分开进行讨论。
信源编码
在基于感觉的编码方案中，有损耗和无损耗编码均能用于将位速率减至频带受限信道所要求的水平。有损耗压缩通常应用于变换(例如，快速傅立叶变换(FFT)、离散余弦变换(DCT)等)的输入信号，将这个操作称为量化，将所变换与量化的信号随后利用任何一种无损耗压缩方法再进行压缩。
可变长度编码是一种这样的无损耗压缩方法，此方法通常用于压缩表示信息源信息所需的位数。已存在有效的编码技术来设计这样的代码，诸如Huffman(霍夫曼)编码、Arithmetic(算术)编码和ZivLempel编码。这些技术中的基本想法是：选择短的码字来代表频繁出现的信源码元，而选择较长的码字来代表很少出现的信源码元。有关代表具有任意准确度的信源的每个信源码元的平均位数的最大限制对应于信源的熵。
根据信源码元的概率分布函数(pdf)，有可能非常接近信源熵，并且在某些情况中甚至有可能达到信源熵。因此，从信息观点来看，这些编码方法非常有效。
然而，信源编码越有效，编码的位流中每个位越重要。因此，在编码的位流中误码出现率将影响大部分解码的(冗余的)位流。因此，通常需要以一种或另一种方式来保护该信息位流，信道编码正是用于这个目的。
信道编码
存在许多不同的前向纠错(FEC)技术来检测和纠正信道上的误码。确定使用哪种方法取决于各种因素，诸如误码统计量(例如，误码率、随机或突发错误等)、解码的码元可允许延迟量、可接受的剩余误码率或帧速率等等。
可将信道编码方法分为分组码和卷积码。前者的示例是Bose、Chaudhuri与Hocquenghem(BCH)(博斯-乔赫里-霍克文黑姆)码和Reed-Salomon(里德-香农)码，而后者的示例包括格码和具有维特比(Viterbi)解码的速率兼容的收缩卷积码。
所有这些方法共同的是它们以受控方法给发送的位流加上一定数量的位。解码器随后在解码过程中可利用这些冗余位来检测或校正误码。
自动请求重发(ARQ)
如果传输系统是双向的(即，在通信实体之间能以两个方向发送信息)，则可能不需要在接收一侧上校正错误。相反地，通过根据信息分组中的位加上一定数量的位就可能足以仅检测到：错误已出现。循环冗余检验(CRC)位就是一个示例，接收机也根据信息分组中接收的位计算冗余位并形成将接收的CRC位与计算的CRC位进行比较的校正子。如果有差别，则所发送的分组已被一个或多个误码破坏。响应误码的检测，可以给发射机发送具有重新发送错误分组请求的消息，这种技术称为自动请求重发(ARQ)。另外，可以抛弃这整个分组，并且能尝试替代将隐蔽错误出现的另一分组。例如，在视频应用中，可将来自前面帧的分组用于替代发现包含错误的分组。
每种纠错或检错方法具有其自身的优点和缺点。首先，每种方法给编码的位流加上位。对于FEC，所加的位越多，纠错能力越强。另一方面，加上位降低了压缩效率并增加解码延迟，这可能是有害的方面。在具有高误码率的有噪声信道上，FEC可能不仅不能校正误码，而且也可能增加另外的误码。
至于ARQ，有关给信息位加上的CRC位的开销可能反而是适中的。然而，此方法要求一个安全(高保护的)反向信道来发送请求重发错误分组的消息。这里，为了确定接收正确信息分组的延迟，得加上反向信道与正向信道中的延迟，并且如果重发必需几次，则延迟变为那个数字的倍数。
                        概述
因此本发明的一个目的是提供用于编码与解码数据的简单技术。
本发明的另一目的是提供要求较低冗余度的简单编码与解码技术。
本发明还一目的是提供不要求反向信道并且具有自同步特性的编码与解码技术。
根据本发明的一个方面，以在电信系统中通过信道发送数据的方法和设备实现了上述与其他目的，此方法和设备包括：提供一组固定长度码表，其中每个固定长度码表具有与另一个固定长度码表的长度不同的长度；和编码作为一组信息码字的数据，其中每个信息码字是从一个固定长度码表中选择的一个值。还提供一组标志码，其中该标志码是可变长度码，随后将独特的一个标志码与每个固定长度码表相关联。通过以固定位间隔在每个信息码字中一次插入一位的方式插入相关的标志码来生成信道码字，随后可将这些信道码字通过信道进行发送。
该组标志码可以是满足以下关系的小型短的可变长度码： Σ k = 0 M - 1 2 - 1 ( k ) ≤ 1 其中K是表示一个标志码的附标，1(K)是由附标K表示的标志码的长度，而M是标志码的数量。而且，至少一个标志码可以表示为不与任何一个固定长度码表相关的无效标志码。
根据本发明的另一个方面，如上所述编码的数据位组可以从信道中接收，其中此数据位组具有表示码组开头的第一端部和表示码组结束的第二端部。随后，从码组开头开始，通过提取每n+1个位以正向方向处理此数据位组，其中n是大于或等于1的整数，其中所提取的位表示提取的标志码位。随后确定所提取的标志码位是否构成一组标志码字之中有效的一个标志码字，其中标志码是可变长度码。如果提取的标志码位构成了一组标志码字之中有效的一个标志码字，则对于每一个标志码字位，提取以前未从数据位组中提取的n个位用作接收的信息码字。随后确定接收的信息码字是否是固定长度码表中有效成员。如果接收的信息码字是固定长度码表中的有效成员，则将所接收的信息码字进行存储以便后续处理。
上面技术覆盖了在前向处理期间未检测到差错的情形。在本发明的另一方面，如果所提取的标志码位不构成一组标志码字中有效的一个标志码字，则存储正向提取的标志码位的位置。随后，从码组的末尾开始，通过提取每n+1个位以反向方向处理此数据位组，其中n是大于或等于1的整数，反向提取的位表示反向提取的标志码位。接下来，确定反向提取的标志码位是否构成多个标志码字之中有效的一个标志码字。如果反向提取的标志码位构成了一组标志码字之中有效的一个标志码字，则对于每一个标志码字位，将n个以前未提取的位从此数据位组中提取以便用作反向接收的信息码字。接下来确定该反向接收的信息码字是否是固定长度码表中的有效成员。如果该反向接收的信息码字是固定长度码表中的有效成员，则存储该反向接收的信息码字以便后续处理。
在本发明的另一方面中，如果反向提取的标志码字不构成多个标志码字之中有效的一个标志码字，则存储反向提取的标志码位的位置。
如果存储的正向提取的标志码位的位置比所存储的反向提取的标志码位的位置更靠近码组的末尾，则确定利用存储的反向提取标志码位的位置和存储的正向提取标志码位的位置定义的差错间隔。在差错间隔外面的任何存储的信息码字则可以输出。
在另一实施例中，可以在正向处理期间首先检测到无效标志码字的点上开始反向处理，而不是在码组末尾开始反向处理。在如上所述确定差错间隔之后，从最后遗留下的点开始重新进行正向处理。在到达码组末尾时，可能已定义一个或多个差错间隔。仅输出位于差错间隔外面的那些有效信息码字以便进一步进行处理。
在本发明的另一方面，一种用于在电信系统中通过信道发送数据的设备，此设备包括：
用于提供多个固定长度码表的装置，其中每一个固定长度的表具有不同于所有其他固定长度码表长度的长度；该发送设备还包括：用于将数据编码为多个信息码字的装置，其中每个信息码字是从一个固定长度码表中选择的一个值；用于提供一组标志码的装置，其中标志码是可变长度码；用于将唯一一个标志码与每个固定长度码表相关联的装置；用于通过以固定位间隔一次一位地在每个信息码字中插入相关联的标志码来生成信道码字的装置；和用于通过信道发送该信道码字的装置。
在本发明的再一方面，一种用于在电信系统中从信道中接收数据的设备，此设备包括：
用于从信道中接收一组数据位的装置，其中此组数据位具有表示为码组开头的第一端和表示为码组末尾的第二端；该接收设备还包括：用于通过提取每隔n+1位从码组开头开始以正向方向处理此组数据位的装置其中n是大于或等于1的整数，其中所提取的位表示提取的标志码位；用于确定所提取的标志码位是否构成一组标志码字中有效的一个标志码字的装置，其中标志码是可变长度码；响应构成该组标志码字中有效的一个标志码字的所提取的标志码字，用于从每一个标志码字位的数据位组中提取n个以前未提取的位的装置，其中所提取的位用接收的信息码字；用于确定所接收的信息码字是否是固定长度码表中的有效成员的装置；和响应于所接收的信息码字是固定长度码表中的有效成员，用于存储此接收的信息码字以便后续处理的装置。
                        附图简述
通过阅读下面结合附图的详细描述将会理解本发明的目的和优点，其中：
图1是用于根据本发明一方面编码信源数据的流程图；
图2是根据本发明解码编码的位流的一个示例；
图3是根据本发明解码编码的位流的另一个示例；
图4是根据本发明解码编码的位流的还一个示例；
图5是根据本发明一个实施例的解码方案的流程图；
图6是表示根据本发明一个实施例的解码方案特性行为的图；
图7是根据本发明可选择实施例的解码方案的流程图；
图8是表示根据本发明可选择实施例的解码方案的特性行为的图；和
图9是结合本发明各个方面的系统的方框图。
                        详细描述
本发明的各种特性现在将根据附图进行描述，在附图中相同部分利用相同的标记字符来识别。
本文所述的本发明编码和解码技术特别应用于了解信源的先验信息的情形，即了解源码元的概率密度函数(pdf)、码组中的源码元数量和/或表示码组结束的特别码字。由于本发明技术不总是阻止误码的出现，所以本发明可以有用地应用于编码解码表示诸如视频或音频信息的人们可察觉信息的数据，其中不同的误差隐蔽方法能用于掩蔽误码的影响。为了使此有可能，解码器必须了解有限制于位流中特定间隔的误码。
本发明的一个方面涉及利用有关信源的先验信息以及用于人们可察觉信息的误差掩蔽方法来获得具有短的平均字长度的仍允许解码器检测误码和保持同步的可变长度码(VLC)的有效的低复杂性可变长度码(VLC)编码器的设计。
本发明的另一方面涉及用于本发明的VLC的有效低复杂性解码器的设计，此解码器解码接收的位流、检测误码的出现和识别其中出现检测的误码的限制间隔。
本发明的VLC包括两个组成部分：信息码(IC)和标志码(MC)。IC传送要通过信道发送的信源信息，并设计为是一组具有不同长度的固定长度码表。
将注意到，不可能仅通过查找接收的位流来确定ICs的长度。例如，如果ICs可能具有两个或四个位的长度，则位流“0010…”可以代表两个两位长的ICs(00之后为10)，或它可以另外代表单个四位长的IC(0010)。为了允许解码器区分如此可选择的可能性，每个IC具有与之有关的特定MC，此MC的值表示IC的长度。将此IC与MC一起称为信道码(CC)。根据本发明的一个方面，MC是其长度能从自身的码值中确定的VLC。因此，只要能解码MC，就能确定有关的IC长度。随后利用IC长度的了解来解码有关的IC。将认识到：由于MC是VLC，并且由于IC不必具有统一长度，所以CC本身是VLC。
根据本发明另一方面，也能使用MC来检测和将误码的出现定位于接收的位流内所限定的间隔，仅利用所有可能的MC字的一个子集就使本发明的这个方面变为可能。MC的正向与反向解码均用于检测和定位误码。
现将结合编码器与解码器的示例性实施例更详细地描述本发明。
编码器
假定：提供无记忆信源A，具有N个信源码元，A＝{a(0)，a(1)…，a(N-1)}，a(k)出现的相应概率是P(k)，0≤k≤N-1。
信源A的熵是 H A = - Σ k = 0 N - 1 p ( k ) log 2 ( p ( k ) ) - - - - - - ( 1 )
能看出：可唯一解码的一个码所能获得的最短可能的平均字长度对应信源熵HA。
码C＝{C(0)，C(1)，…C(N-1)}的平均字长lmean定义为 1 mean = Σ k = 0 N - 1 p ( k ) 1 ( k ) - - - - - - ( 2 )
其中1(K)是码字C(k)的字长(以位数表示)。
正如在背景技术部分中所提到的，存在用于设计具有达到或任意接近熵的平均字长的码的技术。然而，在完成此时，在能用于检错或纠错的码字中没有冗余度。因此，得插入一些冗余位到码字中。为了使这些附加位数量最小，本发明的一个方面使用人类感觉特性来允许将越过的知道有误码的一些位的解码，以便得到图象或声音的故障弱化。例如，越有可能确定误码出现在接收位流内非常局限的间隔中，有能正确进行解码的越多的有用信息，并且性能下降将越不明显。利用位于定位间隔内的那些接收位所要做的将取决于应用。例如，在视频应用中，通过冻结前面帧(或部分帧)而不显示当前有差错的帧(或此帧有差错部分)可以获得图象质量的故障弱化。
根据本发明的一个方面，现将结合图1描述编码器中用于获得有效的信源编码(靠近熵)并且仍能检测误码的技术。
首先，选择将用于编码信源信息的一组IC值(步骤101)，这整个IC值组可以包括许多IC值的子组，每个子组具有唯一的位长度。例如，一个子组的IC值可以由2位的码组成，而第二子组的IC值可以由4位码组成。因而，每个子组中的IC是固定长度码(FLC)，而全部子组一起构成可变长度码。任何FLC设计技术可用于定义此组IC值(例如，直接二进制码，Gray(格雷)码等)，但在易于出差错的环境中，使用诸如美国临时申请号60/007,614中所述的Baang-1或Baang-2码的差错弹性码是有益的，其中的美国临时申请号60/007,614在本文中整体引入作为参考。
接下来，定义MC值，使得每个IC值子组具有一个MC，每个MC值随后与IC值子组中的一个子组相关，以便对于每个子组，有一个相应的(唯一的)MC值(步骤103)。以这种方式，MC值能用于表示相关IC码的长度。
MC形成为立即压缩码，其中在编码处理中使用除了至少一个码字之外的所有码字。例如，具有最大3位的立即压缩MC可以具有以下码字：
1
0 0
0 1 0
0 1 1
此码满足克拉夫特(kraft)不等式 Σ k = 0 M - 1 2 - 1 ( k ) ≤ 1 - - - - - ( 3 )
由于在此示例中关系运算符左侧上的和等于1，这表示此码是压缩的。在式(3)中，k是附标变量，M是MC码的数量，而l(k)是表示利用附标K表示的MC的长度的函数。虽然在此示例中利用等于右侧的关系的左侧满足Kraft不等式，但一般来说，只要所选的MC至少满足此不等式，就可以实施本发明。然而，最好利用等式来满足kraft不等式，如所述的。
在这种情况中，码字 011不使用，并因此此码字是无效码字。整个说明中，无效码字将利用此码字下面的下划线来表示。如下面将要进行解释的，认为某些码字值是无效的事实在解码处理期间用于检测接收位流中误码的出现。
表1表示如何可以生成一组MC值：
                      表1
                          MC值
1位MC值 2位MC值   3位MC值   4位MC值 N位MC值
    1   …
     0     00   …
     01     010   …
     011     0110   …
     0111   …
回头看一下，表中下划线的值代表无效码值。从此表中能明白：已选择值“1”为有效的1位MC码，值“0”也不能用作有效的1位MC码，这是因为将存在有关位流是包含1位值“0”还是2位值“00”的模棱两可的解释。能进行有关码的选择的类似观察，以避免2与3位值之间、3与4位值之间等等的模梭两可的解释。因而，有效的MC值位于以1位值“1”开始的对角线上。能看出：对于每个码字长度，仅有一个有效码值。
在一最佳实施例中，最短的MC值分配给具有最高出现概率的信源码元，具有较少概率的信源码元随之增加地得到较长的MC。回想是：组合MC值/IC值是信道码(CC)，具有1位长MC的CC字在此整个说明书中将表示为属于类别1，具有2位长MC的CC字将表示为属于类别2，等等。
最后，执行时间扩散处理，在此处理中，对于每个IC值，相关MC值的各个位以固定间隔插入IC中(步骤105)。这个间隔可以选择地设置为每隔2位、每隔3位、每隔4位、等等，所得到的码是CC。
虽然已结合编码处理描述了前面两个步骤(101与103)，但应认识到：一旦作为最初事情执行这些步骤之后，没必要对于每一个要进行编码的IC值重复这些步骤。相反地，IC与MC值能一次进行预定义和相互之间进行相关，并且此后无论何时要编码新的IC值都可以使用这些IC与MC值。
与每个类别相关的CC字的最大数量是最小CC字长(此处以lmin表示)和类别号的函数。
下表2表示lmin、类别、CC字长(定义为1(k)＝klmin)、每个指定类别的字的最大数量(＝21(k)-k)之间的关系。最后一列(累加的字数量)表示在选择具有指定类别的所有码字或较少的码字包含在此组有效CC字中的情况下多少码字是可利用的。这个信息在设计码时是有用的，因为信源码元数量将等于码字数量。表2并没有穷尽地而仅是示意lmin＝2、3与4的特性。
                               表2
  码类型lmin    类别k     字长1(k)＝klmin   最大字数＝21(k)-k  累加的字数
    2     1     2     2     2
    2     2     4     4     6
    2     3     6     8     14
    2     4     8     16     30
    2     5     10     32     62
    2     6     12     64     126
    2     7     14     128     254
    2     8     16     256     510
    3     1     3     4     4
    3     2     6     16     20
    3     3     9     64     84
    3     4     12     256     340
    4     1     4     8     8
    4     2     8     64     72
    4     3     12     512     584
下表3表示3种不同码类型的示例性的码分配：lmin＝2、lmin＝3和lmin＝4(下面分别利用项lmin2、lmin3和lmin4在此公开说明书中进行表示)。此表中的符号“X”表示CC的IC部分中“不注意”的位，即IC中所表示的位可以是“0”或“1”。然而，对于每个类别的CC，任一给定IC部分中值分配组合应不同于分配给那个相同类别中其他CC的IC部分的值，例如这可以使用固定长度Baang-2码生成任一给定类别CC的CC的IC部分来实现。
影响CC选择的参数是：
·信源码元的数量；
·实际或估算的pdf；
·MC-VLC的最大长度(短的MC-VLC可以比较长码更快地检测到差错)；和
·每个类别内有效码字的数量
                               表3
   附标    码类型：lmin2   码类型：lmin3   码类型：lmin4
    0     0x1x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    1     0x1x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    2     0x1x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    3     0x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    4     0x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    5     0x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    6     0x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    7     0x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    8     0x1x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
    9     0x1x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
    10     0x1x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
   附标   码类型：lmin2   码类型：lmin3   码类型：lmin4
    11     0x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
    12     0x1x0x     0xx0xx     0xxx0xx
    13     0x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
    14     0x1x0x     0xx0xx     1xxx
    15     0x0x     0xx0xx     1xxx
    16     0x0x     1xx     1xxx
    17     1x     1xx     1xxx
    18     1x     1xx     1xxx
    19     0x0x     1xx     1xxx
    20     0x0x     0xx0xx     1xxx
    21     0x1x0x     0xx0xx     1xxx
    22     0x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
    23     0x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
    24     0x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
    25     0x1x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
    26     0x1x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
    27     0x1x1x0x     0xx0xx     0xxx0xxx
    28     0x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    29     0x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    30     0x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    31     0x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
    32     0x1x1x0x     0xx1xx0xx     0xxx0xxx
   附标  码类型：lmin2   码类型：lmin3   码类型：lmin4
    33   0x1x1x1x0x   0xx1xx0xx   0xxx0xxx
    34   0x1x1x1x0x   0xx1xx0xx   0xxx0xxx
    35   0x1x1x1x0x   0xx1xx0xx   0xxx0xxx
在选择用于特殊应用的码字中，不限制在从较高类别中选择附加码字之前用尽给定类别所有的码字。例如，假定，提供具有205个码元和已知的pdf的信源。首先，从lmin2码类型开始，检查表2中标记为“累加的字数”的列，并定位表示大于或等于205的数量的行。在这种情况中，这是表示254为累加的字数的行。此表也表示有最大两个字属于类别1、四个字属于类别2、八个字属于类别3、十六个字属于类别4、三十二个字属于类别5和六十四个字属于类别6。因此，类别1至6一起包含总共126个字。由于在此示例中不必具有254个字，仅需要从类别7中选择205-126＝79个字。因此，有从类别7的128个可用码字中选择79个码字的自由，这种类型的自由也能用于减少任一较低类别中码字的数量，能以这种方法除去不多于128-79＝49个码字。
相同的程序能应用于码类型lmin3和lmin4。当已确定每个类别中和用于每种码类型的码字数量时，则能使用方程式(2)来查看哪种类型给出最小的平均字长，并且随后可以选择这种类型。
在选择每个类别内码的类型和码字的数量时，则能计算MC的pdf，这个pdf可在解码器中用于判断接收不同MC字的概率，如下面更详细描述的。
解码器
在开始解码处理之前应给解码器提供以下信息：
·对于CC，接收的码表和码类型(例如，lmin2、lmin3或lmin4)
·知道哪个(些)MC字是无效的
·知道每个类别中哪些码字是无效的
·知道哪个码字代表码组末尾
下列附加信息对于解码器也可以是有用的：
·MC字的pdf
·接收码组中码字数量，或可选择地接收码组中码字的最大数量
解码器从开头进行同步，这可以通过使发射机发送特定启动码(一次或重复)以便传送信息传递的开头来实现。
在收到一组码字之后，从CC中提取MC并且分开进行处理，这通过根据所使用的码类型(例如，任一种码类型lmin2、lmin3或lmin4，如表3所示)从接收的位流中选择每个第二、第三或第四位来实现。
图2表示已从lmin3类型码位流中提取的MC字序列205的示例。原始编码的MC字序列201具有所示的12个码元，但在信道上的传输期间已引入误码203，于是码字010已错误地接收为码字110。
根据本发明的这个方面，接收序列205首先在正向方向(即从左至右)207中进行解码，直至检测到无效MC字，在这种情况中此无效MC字是 011。将观察到：差错位(即，接收为“1”而不是所预定的“0”的位)未检测为是错误的，而反而翻译为有效的1位长码字“1”，这使进一步的正向解码与预定的位组失同步。
只要检测到无效码字(即，此示例中的 011)，就标注它在位序列中的位置，并且在此码组的末尾开始后向解码(即，从右至左)209，而且继续后向解码直至检测到无效的MC字或到达此序列的开头，而不管哪个首先发生。在此示例中，检测到无效的MC字 110，则知道误码定位于后向解码的 110的最左边的“1”与正向解码的01 1中最右边的“1”之间的间隔211。位于间隔211外面的解码码元认为是有效的，并包括在正向方向中解码的码元以及在后向方向中解码的一些码元，在此示例中所得到的解码码元213包括原始12个MC字中的8个MC字。由于这8个MC字中的每一个MC字表示其有关的IC的长度，所以随后能解码IC字。
在上面示例中，陈述后向解码在码组的末尾开始并且直至码组的前面。如果知道码组中码字的数量，或如果码组末尾字已知道并且已无差错接收，则这是可能的。
然而，如果没有使解码器能够定位码组末尾的信息，则能估算此码字序列。如果利用上面的示例继续的话，则问题是：什么单位错误最有可能生成无效的MC字 011？分别将类别1、2与3的概率表示为P1、P2与P3，和将BSC信道的误码率表示为Pe，则得到：
1，1，1→011概率为P1·P1·P1·Pe·(1-Pe)2
00，1→011概率为P2·P1·Pe(1-Pe)2
010→011概率为P3·Pe(1-Pe)2
并选择具有最高概率的序列。注意：此数字不取决于误码率Pe。
对于Laplacian(拉普拉斯)和Gaussian(高斯)分布，序列00，1通常是引起0 11的最有可能的组合，并因此由两个MC码字组成，这也与下面结合图3所述的第二示例一致。
下面附加的信息能由解码器用于避免失同步和减少可能误码的间隔：
·从pdf和类别分割(partitioning)中计算的特殊类别出现概率，这与特殊MC字出现概率相同。
·无效CC字的检测，即不是FLC中所有可能的码字都进行使用。
下面将更详细地描述使用此附加信息的技术。
现将结合图3描述第二示例。在此示例中，码类型是Lmin4，并且无效MC字是 0111，示出具有15个码元的编码序列301。在传输期间，误码303出现，以致所发送的“0”在接收的序列305中接收为“1”。
执行正向解码307，直至遇到无效码字 0111。(假如误码303未出现，则此无效码字已正确解码为3个码字“00”、“1”和“1”。)节省无效码字的位置，并且从码组末尾开始往前来启动后向解码309。后向解码309继续。直至遇到无效码字 1110，节省此无效码字的位置，并且差错区域311识别为是那些位于这两个节省的无效码字之间的间隔中的位。
位于间隔311外面的解码码元认为是有效的，并包括在正向方向中解码的码元以及在后向方向中解码的某些码元，所得到的解码码元313在此示例中包括原始12个MC字中的8个MC字。由于这8个MC字中的每一个MC字表示其相关IC的长度，所以能解码IC字。
在使用较长的MC字时，由于大的码表，所以在检测到误码之前可能要化费一些时间，这表示在第三示例中，现将结合图4进行描述。这里，码类型又是lmin4，并且无效MC字是 0111，示出具有15个码元的编码序列401。在传输期间，误码403出现，以致发送的“0“在所示的接收序列405中接收为“1”。
执行正向解码407。与前面的示例不同，接收序列405尽管出现误码也仅包括有效码字。仅在到达码组末尾时，才检测到差错出现。这个检测在发现不完全码字(即，单位“0”)为码组中最后项的基础上进行。节省无效码字的位置，并且从码组末尾开始往前启动后向解码409，后向解码409继续，直至遇到无效码字 1110。节省此无效码字的位置，并且差错区域411识别为位于这两个节省无效码字之间的间隔中的那些位。
位于间隔411外面的解码码元认为是有效的，并且在这种情况中仅包括在正向方向中解码的那些码元，这是因为正向处理未检测到第一个无效MC，直至遭遇码组末尾。所得到的解码序列415仅包括原始MC码字中的3个码字，随后能解码与这三个MC码字相关的三个IC字(未示出)。
现将结合表4描述一个完整示例，例如在表4中将可以使用的Huffman码表表示为运动矢量数据(MVD)表。
            表4
   附标          代码
    0   0000  0000  0010  1
    1   0000  0000  0011  1
    2   0000  0000  0101
    3   0000  0000  0111
    附标         代码
    4   0000  0000  1001
    5   0000  0000  1011
    6   0000  0000  1101
    7   0000  0000  1111
    8   0000  0001  001
    9   0000  0001  011
    10   0000  0001  101
    11   0000  0001  111
    12   0000  0010  001
    13   0000  0010  011
    14   0000  0010  101
    15   0000  0010  111
    16   0000  0011  001
    17   0000  0011  011
    18   0000  0011  101
    19   0000  0011  111
    20   0000  0100  001
    21   0000  0100  011
    22   0000  0100  11
    23   0000  0101  01
    24   0000  0101  11
    25   0000  0111
    26   0000  1001
   附标        代码
    27   0000  1011
    28   0000  111
    29   0001  1
    30   0011
    31   011
    32   1
    33   010
    34   0010
    35   0001  0
    36   0000  110
    37   0000  1010
    38   0000  1000
    39   0000  0110
    40   0000  0101  10
    41   0000  0101  00
    42   0000  0100  10
    43   0000  0100  010
    44   0000  0100  000
    45   0000  0011  110
    46   0000  0011  100
    47   0000  0011  010
    48   0000  0011  000
    49   0000  0010  110
    附标          代码
    50  0000 0010 100
    51  0000 0010 010
    52  0000 0010 000
    53  0000 0001 110
    54  0000 0001 100
    55  0000 0001 010
    56  0000 0001 000
    57  0000 0000 1110
    58  0000 0000 1100
    59  0000 0000 1010
    60  0000 0000 1000
    61  0000 0000 0110
    62  0000 0000 0100
    63  0000 0000 0011 0
由于此表表示Huffman码，所以我们能将信源的概率分布计算为Pc(k)＝2-1(k)，0≤K≤N-1。字长分布l(k)在kraft不等式(3)中接近1，并因此此码是最佳的，即平均字长等于所述的pdf的信源熵，此信源的熵与平均字长约为2.61位/码元。
表5(见下面)中所示的lmin3码的平均字长对于相同pdf来说是3.62位/码元，并且冗余度约为28％，其中冗余度定义为：
其中HA是信源A的熵(见方程式(1))。
另一方面，对于具有标准偏差δ＝4的信源的Laplacian概率分布，两个码的平均字长约为4.58位/码元并且冗余度约为14％。对于δ＝5，分别具有平均字长4.90与5.16位/码元以及冗余度13％与18％的lmin3码比表4中所示的码更有效。
所以，最有效的码主要取决于实际的pdf。
表5表示lmin3码，具有
·类别1中的4个码字以及MC＝1的概率为P1；
·类别2中的15个码字，MC＝00的概率为P2；
·类别3中的45个码字，MC＝010的概率为P3；和
·无效MC＝ 011
在表5中，两个Baang-2码用于4与6位IC，并且一个Baang-1(格雷)码用于2位IC。
                     表5
  附标  位号  标志码(MC)  信息码(IC)      信道码(CC)
 0  9  010  010100  001  101  000
 1  9  010  001001  000  110  001
 2  9  010  000011  000  100  011
 3  9  010  000101  000  101  001
附标 位号  标志码(MC)  信息码(IC)        信道码(CC)
  4   9   010   001010   000  110  010
  5   9   010   001100   000  111  000
  6   9   010   000110   000  101  010
  7   9   010   011001   001  110  001
  8   9   010   010011   001  100  011
  9   9   010   010101   001  101  001
  10   9   010   011010   001  110  010
  11   9   010   011100   001  111  000
  12   9   010   010110   001  101  010
  13   9   010   001011   000  110  011
  14   9   010   001101   000  111  001
  15   9   010   000111   000  101  011
  16   9   010   001110   000  111  010
  17   9   010   011011   001  110  011
  18   9   010   011101   001  111  001
  19   9   010   010111   001  101  011
  20   9   010   011110   001  111  010
  21   9   010   001111   000  111  011
  22   9   010   011111   000  100  000
  23   6   00   0100   001  000
  24   6   00   0010   000  010
  25   6   00   0001   000  001
附标 位号  标志码(MC)    信息码(IC)       信道码(CC)
  26     6   00     0110   001  010
  27     6   00     0101   001  001
  28     6   00     0011   000  011
  29     6   00     0111   001  011
  30     3   1     00   100
  31     3   1     10   110
  32     3   1     11   111
  33     3   1     01   101
  34     6   00     1111   011  011
  35     6   00     1011   010  011
  36     6   00     1101   011  001
  37     6   00     1110   011  010
  38     6   00     1001   010  001
  39     6   00     1010   010  010
  40     6   00     1100   011  000
  41     6   00     1000   010  000
  42     9   010     111111   011  111  011
  43     9   010     101111   010  111  011
  44     9   010     111110   011  111  010
  45     9   010     110111   011  101  011
  46     9   010     111101   011  111  001
  47     9   010     111011   011  110  011
附标 位号  标志码(MC)  信息码(IC)      信道码(CC)
 48  9  010  101110  010 111 010
 49  9  010  100111  010 101 011
 50  9  010  101101  010 111 001
 51  9  010  101011  010 110 011
 52  9  010  110110  011 101 010
 53  9  010  111100  011 111 000
 54  9  010  111010  011 110 010
 55  9  010  110101  011 101 001
 56  9  010  110011  011 100 011
 57  9  010  111001  011 110 001
 58  9  010  100110  010 101 010
 59  9  010  101100  010 111 000
 60  9  010  101010  010 110 010
 61  9  010  100101  010 101 001
 62  9  010  100011  010 100 011
 63  9  010  101001  010 110 001
将信源的pdf表示为Pc(k)，相应的不同MC(类别)的概率是： p 1 = Σ k = 30 33 p c ( k ) p 2 = Σ k = 23 29 p c ( k ) + Σ k = 34 41 p c ( k ) p 3 = Σ k = 0 22 p c ( k ) + Σ k = 42 63 p c ( k ) - - - - - - ( 4 )
表6表示3个不同pdf的概率，其中L(m，σ)表具有平均偏差m和标准偏差σ的Laplacian分布，而N(m，σ)表示具有平均偏差m与标准偏差σ的Gaussian分布。
                         表6
     pdf       p1     p2       p3
表4码     0.8130     0.1681     0.0189
 L(32，4)     0.5069     0.4588     0.0342
 N(32，4)     0.3811     0.6017     0.0173
虽然这些数字随不同的分布而变化，但类别3的概率总是比其他的小一个数量级。这个附加信息在解码处理中能用于检测和将误码限制到较小的区域。在此示例中，相对“1”与“00”计数的“010”的相当高的计数可能表示误码(或同步的丢失)并且这可能在遇到无效MC 011之前发生。
而且，由于类别3中的IC仅使用64个可能码字中的45个码字，所以在能用于检测误码的这个类别中有19个无效码字，每个类别中的IC是固定长度码(FLC)。如前面所提供的，可以使用任何FLC设计技术(直接二进制码、格雷码等)，但在易于出错的环境中使用诸如美国临时申请号60/007614中所述的Baang-1或Baang-2码的误差弹性码是有益的，此美国临时申请号60/007614全部引入在此作为参考。
现将结合图5中所述的流程图描述根据本发明一方面的基本编码方案。一组码字进行接收并作为链接位流存储在解码器中(步骤501)。解码方案通过初始化两个变量，即MC正向计数器(MC-f计数器)和MC后向计数器(MC-b计数器)继续，以致这两个变量分别指向接收码组的开头与末尾(步骤503)。
正向解码(例如，从左至右)此时开始。根据所解码的VLC码的类型(例如，lmin2、lmin3或lmin4)，提取存储的位流中每隔n个位(例如，每隔两个、三个或四个位)，所提取的位流形成代表接下来接收的MC的位序列，未提取的位是不需要解码的IC位。
在提取MC字之后，MC-f计数器增加MC字中的位数(步骤507)，并进行检查以查看它是否有效(判决方框509)。整个MC是压缩VLC(即，它利用等号满足方程式(3))，至少有一个无效MC字。例如，如果正解码lmin3码，则有效MC字可以是1，00或010，而MC字 011是无效的。(其他示例也参见表1)。注意：如果解码器到达码组的末尾，并且此时没有有效MC字，例如前面示例中的0或01，这翻译为无效的MC字。
如果检测的MC字是有效的(判决框509的“是”路径)，则此时能解码是相应IC字的未提取的位。每个MC字的相应IC位数从MC字自身中进行确定(例如，对于码类型lmin3，MC字中每一个位有两个IC位，并从所存储的位流中提取那些位(例如，参见表3以查看IC位的位置如何与接收位流中的MC位布局有关)(步骤511)。
每个提取的IC应具有预定义的固定长度码表中的一个值，并且对于给定数量n的位，有最多2n的IC字。不是所有的这些字都需要使用，尤其是对于对应最长MC字的类别，可以有不使用的IC字。例如，参见表4，在表4中在类别3中有19个不使用的IC字。
测试每个提取的IC字以查看它是否是有效IC字，即所提取的IC字是否与相应FLC表中的一个值匹配一致(判决框513)。对于是无效的每个IC字(判决框513的“否”路径)，能选择跳过此IC字(判决框515的“否”路径)式试图估算有效的IC字(判决框515的“是”路径)。估算每个无效的IC(步骤517)包括选择在例如Hamming(汉明)间距的某种意义上来说接近检测字的有效IC字。人们可能想动态地决定跳过或估算有效IC字而不总是跳过或总是估算的原因是解码IC字的汉明间距使执行估算相对简单或可选择地困难。例如，解码的IC字可以具有至 1个有效码字的1的汉明间距，在这种情况中选择哪个字的抉择是简单的。在时间上的另一点，解码的IC字可以具有至3个有效码字的2的汉明间距，在这种情况中估算的抉择不是如此显而易见的。
所提取的IC字是否有效和是否已跳过或估算无效的IC字的处理通过测试MC-f计数器以查看是否已到达码组末尾(EOB)(判决框519)来继续。如果未到达(判决框519的“否”路径)，则重复处理循环，在步骤505上开始处理循环。
然而，如果已到达码组末尾(判决框519的“是”路径)，则这是在接收码组中仅检测到有效的MC字的情况，尽管有可能已跳过或估算一个或多个IC字。随后从例行程序中输出所有“有效”IC字(包括估算的IC字)(步骤521)。可选择地，可以输出码组中IC字的相应附标，随后处理完成(步骤523)。
现在返回到判决框509，如果检测的MC字不是有效的(判决框509的“否”路径)，则存储MC-f计数器的值(步骤525)，并且开始后向解码(例如，在接收码组中从右至左进行解码)。后向操作，提取MC字(步骤527)，并且MC-b计数器减少提取的MC字中的位数(步骤529)。
如果提取的MC字是有效的(判决框531的“是”路径)，则现在能解码是相应IC字的未提取的位，于是从存储的位流中提取所提取的MC字的相应IC位数(步骤533)。
测试每个提取的IC字以查看它是否是有效IC字，即所提取的IC字是否与相应FLC表中的一个值一致(判决框535)。对于是无效的每个IC字(判决框535的“否”路径)，能选择跳过IC字(判决框537的“否”路径)或能试图估算有效IC字(判决框539的“是”路径)。如上所述，估算每个无效IC(步骤539)包括选择在例如汉明间距的某种意义来说接近所检测字的有效IC字。
所提取的IC字是否有效和是否已跳过或估算无效IC字的处理通过测试MC-b以查看是否已达到码组开头(SOB)(判决框541)来继续。如果未到达(判决框541的“否”路径)，则在步骤527上开始重复处理循环。
然而，如果已到达码组开头(判决框541的“是”路径)，则这是在后向处理期间在接收码组中仅检测到假定有效的MC字的情况，由于从正向处理中了解到误差存在，位于码组开头与MC-f计数器之间没有任何一个MC能认为是有效的，而且只有跟在在正向处理期间发现的差错MC字后面(即，右边)的那些MC字将用于识别有效的IC字。因此，存储MC-b计数器的值(步骤543)，并且从例行程序仅输出有效的IC字(包括任何“估算的”IC字)(步骤545)。可选择地，可以输出码组内IC字的相应附标，随后处理完成(步骤547)。
现在返回到判决方框531，如果提取无效的MC字(判决框531的“否”路径)，则差错位置已定位到位于MC-b计数器与MC-f计数器之间的接收码组中的区域。因此，存储MC-b计数器的值(步骤543)，并且仅输出有效的IC字(包括任何“估算的”IC字)。在这种情况中，这表示输出在正向处理期间解码的有效IC字(即，位于码组开头与MC-b计数器之间的那些有效IC字)以及输出在后向处理期间解码的有效IC字(即，位于MC-f计数器)与码组末尾之间的那些IC字)，处理随后完成(步骤547)。
图5所示的基本编码方案在接收的码组中仅检测到一个差错的情况中具有图6所示的特征行为。假定在接收码组中存在误码601，正向解码不可能检测到无效MC直至以后某个时间，如利用MC-f计数器603的位置所示的。后向解码随后开始，并且不可能发现无效MC字直至在误码601的实际位置前面的位置，所检测到的无效MC字位置利用MC-b计数器605的位置来表示。在输出阶段期间，有效IC是位于从码组开头607直至码组尾609的间隔中的那些IC，而且也是位于从MC-f计数器603开始并包括MC-f计数器603直至码组末尾609的间隔中的那些IC。
一个可选择的解码方案表示在图7中。在本发明的这个实施例中，解码器通过在正向方向中检测到误码时反向解码并从那个位置开始后向解码能将误码限定到较小的间隔。在后向方向中检测到误码时，从正好在检测到前面的正向误码的点之后的下一个位位置继续正向解码。即，正向处理从利用MC-f计数器指向的最后位置重新开始。在此实施例中将观察到：仅在正向处理期间生成有效IC字，这是因为后向处理仅用于识别无效间隔的开头。除了这些不同之外，步骤701-731与741-743类似于上面结合图5所述的步骤501-531和541-543，并因此在此将不详细进行描述。在步骤743中存储MC-b计数器的值之后，在判决框719上重新开始正向处理以测试是否到达码组末尾。注意：如果检测到多个误码，则将有多组存储的MC-f计数器与MC-b计数器值。因此，输出有效码字(步骤721)由输出对应于已确定为无差错的定位间隔的有效IC字组成，所定位的间隔是位于码组开头与第一存储的MC-b计数器之间的第一间隔、位于第一存储的MC-b计数器与第二存储的MC-b计数器之间的第二估算间隔、等等、直至位于最后存储的MC-f计数器与码组末尾之间的最后间隔。
从上面能看出：本发明能从所接收的数据码组中提取有效的IC字而不管出现多个误码。还要注意：在无效间隔中丢失的IC字数量是未知的，但能估算这个数量。
图7所示的可选择编码方案在接收码组中检测到两个误码的情况中具有图8所示的特征行为。假定在接收码组中存在第一误码801，正向解码不可能检测到无效MC，直至以后某个时间，如利用第一MC-f计数器值803的位置所示的。后向解码随后在此点上开始，并且直至在误码801的实际位置前面的位置才可能发现无效MC字，所检测的无效MC字的位置利用第一MC-b计数器值805的位置来表示。
正向解码然后从正好在最后留下的点后面的这里利用第一MC-f计数器值803表示的位位置重新开始。第二误码807也存在于接收的码组中，但正向解码不可能检测到无效MC，直至以后某个时间，如利用第二MC-f计数器值809的位置所示的。后向解码则在此点上开始，并且不可能发现无效MC字，直至在第二误码807的实际位置前面的位置，所检测的无效MC字的位置利用第二MC-b计数器值811的位置来表示。
正向处理再次从正好在最后留下的点后面的位的位置，即在利用第二MC-f计数器值809表示的位置上重新开始。由于在接收码组中没有更多的误码，所以处理继续，直至检测到码组末尾813，此时输出有效ICs。有效ICs是位于由码组开头815直至第一MC-b计数器值805所定义的第一间隔、位于由第一MC-b计数器值803与第二MC-b计数器值811定义的第二间隔而且也位于从第二MC-f计数器809开始并且包括第二MC-f计数器809直至码组末尾813的第三间隔中的那些ICs。
本发明可以以许多方式实现，包括硬布线数字逻辑或可选择的编程处理器的方式。采用本发明概念的系统的高级方框图表示在图9中。在发送一侧上，编码器901包括信源编码器903和信道编码器905。信源编码器接收数字编码的信源码元并输出提供给信道编码器905的相应IC字。信道编码器905根据上述原理生成合适的MC字，并通过以预定的固定间隔将MC位插入到IC字中来生成CC字，信道编码器905随后将生成的CC字提供给信道907。
在接收一侧上，解码器909包括共同协调其操作来执行例如图5或7中所示步骤的信道解码器911与信源解码器913。信道解码器911从信道907中接收一组CC字并以预定的固定间隔提取位，它随后解码MC字并使用这些MC字来根据上面详细描述的技术生成一组相应的“有效的”(可能估算的)IC字，这些IC字随后提供给信源解码器913，此解码器913将IC字翻译成相应的数字信源码元，然后从解码器909中输出这些信源码元。
本发明特征在于包括以下的许多优点：
·编码简单；
·解码简单；
·它是有效的，要求发送位中相对低的冗余度；
·呈现相对低的编码解码延迟量，尤其在采用其中后向解码在正向解码首先检测到误码的点上而不是从码组末尾开始的可选择实施例时；
·不要求提供反向信道；和
·它是自同步的。
对本发明已结合特定实施例进行描述了，但对于本领域的技术人员来说，显然有可能以除了上述优选实施例之外的特定形式来实施本发明，这可以不脱离本发明精神而进行。例如，与所示的示例相比能交换0与1的角色，并且能改变信道码字中MC位的位置。
因此，最佳实施例仅是示意性的并且不认为是任何方式上的限制。本发明的范畴由所附的权利要求书给定而不是由前面描述所给定，并且落入权利要求书范围内的所有变化与等效物都将包含在其中。

Claims (36)

1.用于在电信系统中通过信道发送数据的一种方法，此方法包括以下步骤：
提供一组固定长度码表，其中每个固定长度码表具有不同于所有其他固定长度码表长度的长度；
将此数据编码为一组信息码字，其中每个信息码字是从一个固定长度码表中选择的一个值；
提供一组标志码，其中标志码是可变长度码；
将唯一一个标志码与每个固定长度码表相关联；
通过以固定位间隔在每个信息码字中一次一位地插入相关联的标志码来生成信道码字；和
通过信道发送该信道码字。
2.根据权利要求1的方法，其中，
这组标志码是满足以下关系的压缩短的可变长度码： Σ k = 0 M - 1 2 - 1 ( k ) ≤ 1
其中K是表示一个标志码的附标，1(k)是表示利用附标K表示的标志码的长度的函数，而M是标志码的数量；和
至少一个标志码表示为不与任何一个固定长度码表相关联的无效标志码。
3.根据权利要求2的方法，其中将唯一一个标志码与每个固定长度码表相关联的步骤包括以下步骤：
将最短的标志码与最短的固定长度码表相关联；和
将越来越长的标志码与越来越长的固定长度码表相关联；
4.根据权利要求3的方法，其中：
对于数据的每个码元，有从一个固定长度码表中选择的一个相应信息码字；和
至少一个固定长度码表包括一个或多个选择用作信息码字的值和一个或多个不选择用作信息码字的剩余值。
5.用于在电信系统中从信道中接收数据的一种方法，此方法包括以下步骤：
从信道中接收一组数据位，其中此组数据位具有指定为码组开头的第一端和指定为码组末尾的第二端；
在码组开头开始通过提取每隔n+1位在正向方向中处理此组数据位，其中n是大于或等于1的整数，其中所提取的位表示提取的标志码位；
确定所提取的标志码位是否构成一组标志码字之中一个有效标志码字，其中标志码是可变长度码；
如果所提取的标志码位构成一组标志码字之中一个有效标志码字，则对于每一个标志码字位，从此组数据位中提取n个以前未提取的位用作接收的信息码字；
确定所接收的信息码字是否是固定长度码表中一个有效成员；和
如果所接收的信息码字是固定长度码表中一个有效成员，则存储所接收的信息码字以便后续处理。
6.根据权利要求5的方法，还包括以下步骤：
如果所接收的信息码字不是固定长度码表之中的有效成员，则从接收的信息码字中估算一个有效信息码字；和
存储所估算的信息码字以便后续处理。
7.根据权利要求6的方法，其中估算有效信息码字的步骤包括从接收的信息码字中估算具有最近的汉明间距的信息码字。
8.根据权利要求5的方法，还包括以下步骤：
如果所提取的标志码位不构成该组标志码字之中一个有效的标志码字，则存储正向提取的标志码位的位置，并从码组末尾开始通过提取每隔n+1位在后向方向中处理此组数据位，其中n是大于或等于1的整数，后向提取的位表示后向提取的标志码位；
确定后向提取的标志码位是否构成该组标志码字之中有效的一个标志码字；
如果后向提取的标志码位构成该组标志码字之中有效的一个标志码字，则对于每一个标志码字位，从此组数据位中提取n个以前未提取的位用作后向接收的信息码字；
确定此后向接收的信息码字是否是固定长度码表中的有效成员；和
如果此后向接收的信息码字是固定长度码表中的有效成员，则存储此后向接收的信息码字以便后续处理。
9.根据权利要求8的方法，还包括以下步骤：
如果后向接收的信息码字不是固定长度码表中的有效成员，则从后向接收的信息码字中估算一个有效信息码字；和
存储所估算的信息码字以便后续处理。
10.根据权利要求9的方法，其中估算有效信息码字包括从后向接收的信息码字中估算具有最近汉明间距的信息码字。
11.根据权利要求8的方法，还包括以下步骤：
如果后向提取的标志码位不构成该组标志码字之中有效的一个标志码字，则存储后向提取的标志码位的位置。
12.根据权利要求11的方法，还包括以下步骤：
如果正向提取的标志码位的存储位置比后向提取的标志码位的存储位置更接近码组末尾，则确定由后向提取的标志码位的存储位置和正向提取的标志码位的存储位置所定义的差错间隔；和
输出在差错间隔外面的任何存储的信息码字。
13.根据权利要求5的方法，还包括以下步骤：
如果提取的标志码位不构成该组标志码字之中有效的一个标志码字，则存储正向提取的标志码位的位置，并从正向提取的标志码位位置开始通过提取每隔n+1位在后向方向中处理此组数据位，其中n是大于或等于1的整数，后向提取的位表示后向提取的标志码位；
确定后向提取的标志码位是否构成该组标志码字之中有效的一个标志码字；
如果后向提取的标志码位构成该组标志码字之中有效的一个标字码字，则对于每一个标志码字位，从此组数据位中提取n个以前未提取的位用作后向接收的信息码字；
确定此后向接收的信息码字是否是固定长度码表之中的有效成员；和
如果后向接收的信息码字是固定长度码表中的有效成员，则存储此后向接收的信息码字以便后续处理。
14.根据权利要求13的方法，还包括以下步骤：
如果后向接收的信息码字不是固定长度码表中的有效成员，则从后向接收的信息码字中估算有效信息码字；和
存储所估算的信息码字以便后续处理。
15.根据权利要求14的方法，其中估算有效信息码字的步骤包括从后向接收的信息码字中估算具有最近汉明间距的信息码字。
16.根据权利要求13的方法，还包括以下步骤：
如果后向提取的标志码位不构成该组标志码字中有效的一个标志码，则存储后向提取的标志码位的位置；和
从所存储的正向提取的标志码位的位置后面的一个位置开始重新进行此组数据位的正向处理。
17.根据权利要求16的方法，还包括以下步骤：
检测此组数据位的正向处理已到达码组末尾；
确定由后向提取的标志码位的存储位置与正向提取的标志码位的存储位置定义的任何存在的差错间隔；和
输出位于差错间隔外面的任何存储的信息码字；
18.根据权利要求17的方法，还包括以下步骤：
确定与有效的较短标志码字计数有关的有效的最长标志码字计数是否大于预期的最长标志码字的计数，其中所预期的计数从数据的概率分布中进行确定，其中过分高的有效的最长标志码字的计数表示误码的可能性；
如果有效的最长标志码字计数过分高，则选择另一个同步位置来处理此组数据位；和
确定与有效的最长标志码字有关的信息码字是否有效，而如果无效，则选择另一个同步位置来处理此组数据位。
19.用于在电信系统中通过信道发送数据的一种设备，此设备包括：
用于提供多个固定长度码表的装置，其中每一个固定长度的表具有不同于所有其他固定长度码表长度的长度；
用于将数据编码为多个信息码字的装置，其中每个信息码字是从一个固定长度码表中选择的一个值；
用于提供一组标志码的装置，其中标志码是可变长度码；
用于将唯一一个标志码与每个固定长度码表相关联的装置；
用于通过以固定位间隔一次一位地在每个信息码字中插入相关联的标志码来生成信道码字的装置；和
用于通过信道发送该信道码字的装置。
20.根据权利要求19的设备，其中：这多个标志码是满足以下关系的压缩短的可变长度码。 Σ k = 0 M - 1 2 - 1 ( k ) ≤ 1
其中K是表示一个标志码的附标，l(k)是表示利用附标K表示的标志码的长度的函数，而M是标志码的数量；和
至少一个标志码表示为不与任何一个固定长度码表相关联的无效标志码。
21.根据权利要求20的设备，其中用于将唯一一个标志码与每个固定长度码表相关联的装置包括：
用于将最短的标志码与最短的固定长度码表相关联的装置；和
用于将越来越长的标志码与越来越长的固定长度码表相关联的装置；
22.根据权利要求21的设备，其中，
对于数据的每个码元，有从一个固定长度码表中选择的相应的一个信息码字；和
至少一个固定长度码表包括选择用作信息码字的一个或多个值和不选择用作信息码字的一个或多个剩余值。
23.用于在电信系统中从信道中接收数据的一种设备，此设备包括：
用于从信道中接收一组数据位的装置，
其中此组数据位具有表示为码组开头的第一端和表示为码组末尾的第二端；
用于通过提取每隔n+1位从码组开头开始以正向方向处理此组数据位的装置其中n是大于或等于1的整数，其中所提取的位表示提取的标志码位；
用于确定所提取的标志码位是否构成一组标志码字中有效的一个标志码字的装置，其中标志码是可变长度码；
响应构成该组标志码字中有效的一个标志码字的所提取的标志码字，用于从每一个标志码字位的数据位组中提取n个以前未提取的位的装置，其中所提取的位用接收的信息码字；
用于确定所接收的信息码字是否是固定长度码表中的有效成员的装置；和
响应于所接收的信息码字是固定长度码表中的有效成员，用于存储此接收的信息码字以便后续处理的装置。
24.根据权利要求23的设备，还包括：
如果接收的信息码字不是固定长度码表中有效成员，用于从接收的信息码字中估算有效的信息码字的装置；和
用于存储所估算的信息码字以便后续处理的装置。
25.根据权利要求24的设备，其中用于估算有效信息码字的装置包括用于从接收的信息码字中估算具有最近汉明间距的信息码字的装置。
26.根据权利要求23的设备，还包括：
响应未构成该组标志码字中有效的一个标志码字的所提取的标志码位，用于存储正向提取的标志码位位置并用于通过提取每隔n+1位在码组的末尾开始以后向方向处理此组数据位的装置，其中n是大于或等于1的整数，后向提取的位表示后向提取的标志码位；
用于确定后向提取的标志码位是否构成该组标志码字中有效的一个标志码字；
响应构成该组标志码字中有效的一个标志码字的后向提取的标志码位，用于从每一个标志码字位的数组位组中提取n个以前未提取的位的装置，其中所提取的位用作后向接收的信息码字；
用于确定后向接收的信息码字是否是固定长度码表的有效成员的装置；和
响应是固定长度码表的有效成员的后向接收的信息码字，用于存储此后向接收的信息码字以便后续处理的装置。
27.根据权利要求26的设备，还包括：
如果此后向接收的信息码字不是固定长度码表的有效成员，用于从此后向接收的信息码字中估算有效信息码字的装置；和
用于存储所估算的信息码字以便后续处理的装置。
28.根据权利要求27的设备，其中用于估算有效信息码字的装置包括用于从后向接收的信息码字中估算具有最近汉明间距的信息码字的装置。
29.根据权利要求26的设备，还包括：
响应不构成该组标志码字中有效的一个标志码的后向提取的标志码位，用于存储后向提取的标志码位的位置的装置。
30.根据权利要求29的设备，还包括：
响应此后向提取的标志码位的存储位置更接近码组末尾的正向提取的标志码位的存储位置，用于确定由后向提取的标志码位的存储位置与正向提取的标志码位的存储位置定义的差错间隔的装置；和
用于输出位于差错间隔之外的任何存储的信息码字的装置。
31.根据权利要求23的设备，还包括：
响应不构成该组标志码字中有效的一个标志码字的所提取的标志码位，用于存储正向提取的标志码位的位置并用于通过提取每隔n+1位在正向提取的标志码位位置上开始以后向方向处理此组数据位的装置，其中n是大于或等于1的整数，后向提取的位表示后向提取的标志码位；
用于确定后向提取的标志码位是否构成该组标志码字中有效的一个标志码字的装置；
响应构成该组标志码字中有效的一个标志码字的后向提取的标志码位，用于从每一个标志码字位的数据位组中提取n个以前未提取的位的装置，其中所提取的位用作后向接收的信息码字；
用于确定此后向接收的信息码字是否是固定长度码表中的有效成员的装置；和
响应后向接收的信息码字是固定长度码表中的有效成员，用于存储此后向接收的信息码字以便后续处理的装置。
32.根据权利要求31的设备，还包括：
如果此后向接收的信息码字不是固定长度码表中的有效成员，用于从后向接收的信息码字中估算有效的信息码字的装置；和
用于存储所估算的信息码字以便后续处理的装置。
33.根据权利要求32的设备，其中用于估算有效信息码字的装置包括从后向接收的信息码字中估算具有最近汉明间距的信息码字。
34.根据权利要求31的设备，还包括：
响应不构成该组标志码字中有效一个标志码字的后向提取的标志码位，用于存储后向提取的标志码位位置的装置；和
用于从所存储的正向提取的标志码位位置后面的一个位置开始恢复此组数据位的正向处理的装置。
35.根据权利要求34的设备，还包括：
用于检测此组数据位的正向处理已到达码组末尾的装置；
用于确定由后向提取的标志码位的存储位置与正向提取的标志码位的存储位置定义的任何已有的差错间隔的装置；和
用于输出位于差错间隔外面的任何存储的信息码字的装置。
36.根据权利要求35的设备，还包括：
用于确定与有效的较短标志码字的计数相关的有效的最长标志码字的计数是否大于预期的最长标志码字的计数的装置，其中所预期的计数从数据的概率分布中进行确定，其中过分高的有效最长标志码字的计数表示误码的可能性；
如果有效的最长标志码字的计数过分高，用于选择另一个同步位置来处理此组数据位的装置；和
用于确定与有效的最长标志码字有关的信息码字是否有效以及无效则选择另一个同步位置来处理此组数据位的装置。
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