DD251243A5 - Verfahren und anordnung zum uebertragen von datenbitbloecken mit fehlerkorrektur, decoder und diesen decoder enthaltende anordnung zur verwendung mit einem derartigen verfahren - Google Patents

Abstract

Fuer ein Verfahren zum Uebertragen wortweise geordneter Daten mit Fehlerkorrektur werden nacheinander zwei wortkorrigierende Codes benutzt, die auf je eine Gruppe von Woertern einwirken, waehrend dazwischen ein Verschachtelungsschritt durchgefuehrt wird. Die eigentliche Uebertragung erfolgt mittels Kanalwoerter und dazu sind ein Modulator und ein Demodulator vorgesehen. Im Demodulator werden ungueltige Kanalwoerter mit einem Ungueltigkeitsbit versehen. Bei der (moeglichen korrigierenden) Wiedergewinnung der Datenwoerter koennen diese Ungueltigkeitsbits auf verschiedene Weisen fuer eine der zwei Fehlerkorrekturen benutzt werden:a) Wenn innerhalb von einer Gruppe von Codewoertern zu viele Woerter ungueltig sind, werden alle Woerter der betreffenden Gruppe ungueltig gemacht,b)Wenn bei der Korrektur mit Hilfe einer Syndromgroesse ein mit einem Ungueltigkeitsbit versehenes Wort nicht korrigiert wird, werden alle Woerter dieser Gruppe ungueltig gemacht.c)Wenn die Anzahl der Ungueltigkeitsbits zwischen bestimmten Grenzen liegt, arbeiten sie als Fehlerortbestimmer, wodurch der Code eine groessere Wortanzahl korrigieren kann

Description

Hierzu 3 Seiten Zeichnungen

Anwendungsgebiet der Erfindung

Die Erfindung betrifft ein Verfahren zum Übertragen wortweise geordneter Daten mit Fehlerkorrektur, das folgende Schritte enthält:

a. den Empfang einer Aufeinanderfolge einer ersten Anzahl von Datenwörtern in einem ersten Fehlercoder und die Ergänzung einer jeden ersten Anzahl von Datenwörtem mit einer ersten Reihe von Paritätswörtern auf der Basis einer ersten Generatormatrix eines ersten wortkorrigierenden Codes;

b. die Verschachtelung der ersten Anzahlen von Datenwörtem und der ersten Reihen von Paritätswörtern mittels jeweiliger Verzögerungszeiten, die zur Bildung einer Aufeinanderfolge einer zweiten Anzahl von Wörtern innerhalb von einer jeden ersten Anzahl und der zugeordneten ersten Reihe alle verschieden sind, wobei jede zweite Anzahl von Wörtern eine Anzahl von Datenwörtem gleich der ersten Anzahl plus eine Anzahl von Kontrollwörtern gleich der Anzahl in einer ersten Reihe enthält;

c. den Empfang einer zweiten Anzahl von Wörtern der Aufeinanderfolge in einem zweiten Fehlercoder und die Ergänzung der zweiten Anzahl von Wörtern mit einer zweiten Reihe von Paritätswörtern auf der Basis einer zweiten Generatormatrix eines zweiten wortkorrigierenden Codes zur Bildung einer dritten Anzahl von Wörtern;

d. die Wort-für-Wort-Modulation der seriell verknüpften der dritten Anzahl von Wörtern zur Bildung von Kanalwörtern, die durch Zusatzredundanz vorgegebenen Obergrenzen und Untergrenzen für die zulässigen Intervalle zwischen direkt aufeinanderfolgenden Signalübergängen entsprechen, wobei die Kanalwörter seriell verkettet und durch Mischbits paarweise voneinander getrennt werden, die zusammen mit den Kanalwörtern ebenfalls den Ober- und Untergrenzen entsprechen;

e. die Demodulation der Kanalwörter und der Mischbits nach der Übertragung zum Wiedergewinnen der dritten Anzahl von Wörtern;

f. den Empfang der dritten Anzahl von Wörtern und die Wiedergewinnung sowie, falls möglich und erforderlich, die Korrektur der zweiten Anzahl von Wörtern aus einer jeden dritten Anzahl auf der Basis der der zweiten Generatormatrix zugeordneten, zweiten Paritätsprüfmatrix;

g. Entschachtelung der zweiten Anzahl von Wörtern, gefolgt von der Wiedergewinnung daraus sowie, falls möglich und erforderlich, die Korrektur der ersten Anzahl von Datenwörtem für einen Benutzer auf der Basis der der ersten Generatormatrix zugeordneten ersten Paritätsprüfmatrix.

Charakteristik der bekannten technischen Lösungen

Ein Teil einer Übertragung mit Fehlerkorrektur nach obiger Beschreibung wurde bereits in der DE-OS 3119669 beschrieben, die in diese Anmeldung referenzweise aufgenommen ist, jedoch nicht in beschränkendem Sinne. Nachdem Stand der Technik können innerhalb einer zweiten Anzahl von Wörtern oder innerhalb einer dritten Anzahl von Wörtern also jeweilige beschränkte Anzahlen von Wörtern korrigiert oder eine weitere beschränkte Anzahl von Wörtern als fehlerhaft detektiert werden, wobei die beschränkten Anzahlen durch den Minimum-Hamming-Abstand des Codes über die Wörter oder Symbole bestimmt werden. Diese Fähigkeit wird weiter unten näher erläutert. Wenn die Anzahl fehlerhafter Wörter in einer zweiten oder dritten Anzahl von Wörtern größer als ihr zulässiger Wert ist, versagen die Fehlerkorrektur bzw. die Detektion fehlerhafter Wörter. Wenn die Fehlerkorrektur mangelhaft funktioniert, werden entweder fehlerhafte Wörter nicht korrigiert oder es werden Wörter falsch korrigiert, oder beides, und ebenso ergeben sich bei mangelhafter Funktion der Fehlerdetektion entweder zu Unrecht als fehlerhaft nachgewiesene, fehlerfreie Wörter oder es werden fehlerhafte Wörter nicht als fehlerhaft angegeben, oder beides. Der Vollständigkeit halber sei erwähnt, daß der Stand der Technik weitere Verschachtelungsschritte vor der ersten Fehlercodierung und zwischen der zweiten Fehlercodierung und der Modulation enthält. Weiter sind die Modulation und die Demodulation in der DE-OS 3125529 beschrieben und in diese Offenlegungsschrift referenzweise aufgenommen, jedoch nicht in beschränkendem Sinne. Die Modulation ist eine Codierungsart zur Verwirklichung eines lauflängenbegrenzten Codes; die Übergänge im Signalwert sind Übergänge von einem Kanalbit mit einem ersten Signalwert auf ein Kanalbit mit dem zweiten Signalwert.

Ziel der Erfindung

Ziel der Erfindung ist es, die Nachteile des Standes der Technik zu vermeiden.

Darlegung des Wesens der Erfindung

Der Erfindung liegt die Aufgabe zugrunde, die in die durch die beschriebene Modulation übertragenen Daten eingeführte Redundanz auf geeignete Weise mit den Fehlerkorrekturcodes zur Vergrößerung der Gesamtfehlerkorrekturfähigkeit zu verknüpfen. Fehlerhaft demodulierte Wörter sollen als Indikatoren für eine im allgemeinen unzuverlässige zweite Anzahl von Wörtern dienen.

Diese Aufgabe wird mit einer auf diesem Grundsatz basierenden ersten Ausführungsform des Verfahrens nach der Erfindung dadurch gelöst, daß bei der Demodulation ein erstes Kennzeichenbit dem aus einem unerkennbaren Kanalwort gebjldeten Wort der dritten Anzahl von Wörtern zugefügt wird und ein zweites Kennzeichenbit einem jedem Wort der betreffenden zweiten Anzahl von Wörtern bei der Wiedergewinnung der zweiten Anzahl von Wörtern auf der Basis der zweiten Paritätsprüfmatrix unter der Steuerung einer übermäßigen Anzahl erster Kennzeichenbits in einer dritten Anzahl zugefügt wird, das angibt, daß die entsprechende zweite Anzahl von Wörtern im allgemeinen unzuverlässig ist.

Der Erfindung liegt die Erkenntnis zugrunde, daß bei der Übertragung (über einen Funkkanal, eine Kommunikationsverbindung oder ein Speichermedium wie eine optisch lesbare Scheibe oder ein Magnetband) normalerweise Ketten fehlerhafter Kanalwörter oder Bündelfehler auftreten, die in einem Kanalwort einen beliebigen Inhalt bilden können. In einem derartigen Fall kann wieder ein fehlerfreies Kanalwort sein.

DerErfindung liegt die weitere Erkenntnis zugrunde, daß eine möglichst frühe Detektion des Fehlers zweckmäßig ist, d.h. vor der ersten Fehlerkorrektur. Die bei der Modulation eingeführte Redundanz ermöglicht eine derartige Detektion, im beschriebenen Fall konnte eine beschränkte Anzahl von Wörtern korrigiert werden. Wenn mehrere Wörter als fehlerhaft angezeigt werden, unterbleibt die Korrektur und kann beispielsweise erst nach der Entschachtelung durchgeführt werden. Die Entschachtelung bewirkt, daß eine Anzahl von Wörtern, die als unzuverlässig angezeigt wird, weiter auseinander angeordnet wird, wodurch die örtliche Häufung fehlerhafter Wörter in vielen Fällen verringert wird. Ein anderer Aspekt des vorangehenden besteht noch darin, daß die Anzeige fehlerhafter Kanalwörter die Korrektur einer größeren Anzahl von Wörtern ermöglicht: das Verfahren kann beispielsweise vier als fehlerhaft festgestellte Wörter korrigieren. Aus Sicherheitsgründen ist eine Korrektur bei drei als fehlerhaft angezeigten Kanalwörtern ausführbar, aber bei vier fehlerhaften Kanalwörtern (die je für sich korrigierbar sind) wird die zweite Anzahl von Wörtern vorzugsweise als unzuverlässig angezeigt.

Eine zweite Durchführungsform des erfindungsgemäßen Verfahrens ist dadurch gekennzeichnet, daß bei der Demodulation ein ersten Kennzeichenbit dem aus einem unerkennbaren Kanalwort gebildeten Wort der dritten Anzahl von Wörtern zugefügt wird und ein zweites Kennzeichenbit einem jeden Wort der betreffenden zweiten Anzahl von Wörtern bei der Wiedergewinnung der zweiten Anzahl von Wörtern auf der Basis der zweiten Paritätsprüfmatrix unter der Steuerung einer nichtauftretenden Korrektur eines Worts und eines ersten, genau dieses Wort angebenden Kennzeichenbits zugefügt wird, das angibt, daß die zweite Anzahl von Wörtern im allgemeinen unzuverlässig ist. Einerseits wird die Anzahl der mit Hilfe des zweiten Fehlerkorrekturcodes korrigierbaren Wörter nicht vergrößert; nach dem Stand der Technik ist diese Anzahl gleich zwei. Zum anderen vergrößert sich jedoch der Sicherheitsbereich.

Vorzugsweise wird bei der Wiedergewinnung der ersten Anzahl von Datenwörtern auf der Basis der ersten Paritätsprüfmatrix unter der Steuerung einer übermäßigen weiteren Anzahl zweiter Kennzeichenbits in der zweiten Anzahl ein drittes Kennzeichenbit der betreffenden ersten Anzahl von Datenwörtern zugefügt, das angibt, daß die erste Anzahl von Datenwörtern im allgemeinen unzuverlässig ist. Aus Sicherheitsgründen kann also eine Anzahl von Datenwörtern im allgemeinen als unzuverlässig angegeben werden, auch auf dem Niveau der ersten Paritätsprüfmatrix. Wenn beispielsweise die übertragenen Daten sich auf digitalisierte akustische Signale beziehen, kann ein unerkennbares Datenwort dadurch überdeckt werden, daß das betreffende akustische Signalmuster durch das direkt vorangehende, auf fehlerfreien Datenwörtern basierende Signalmuster ersetzt wird. Dies wird mit Interpolation nullter Ordnung bezeichnet.

Bei einem systematischen ersten Fehlerkorrekturcode wird bei der Wiedergewinnung der ersten Anzahl von Datenwörtern auf der Basis der ersten Paritätsprüfmatrix unter der Steuerung der nicht auftretenden Korrektur eines Wortes und eines genau dieses Wort anzeigenden Kennzeichenbits vorzugsweise jedem Wort der betreffenden ersten Anzahl von Datenwörtern ein drittes Kennzeichenbit zugefügt, das angibt, daß die erste Anzahl von Datenwörtern im allgemeinen unzuverlässig ist. Ein Schritt der beschriebenen Art kann dann auch auf dem Niveau des ersten Fehlerkorrekturcodes erfolgen. Der Begriff „systematisch" ist hier als auf Wortpegel aufzufassen, so daß im fehlerfreien Zustand der Codewörter ein jedes Datenwort nur ein Codewort braucht, um wiedergewonnen werden zu können. Systematisch auf Bitpegel bedeutet, daß ein fehlerfreies Codebit mit dem zugeordneten Datenbit in eine Eins-zu-Eins-Beziehung gebracht wird. Vorzugsweise wird bei der Wiedergewinnung der ersten Anzahl von Datenwörtern auf der Basis der ersten Paritätsprüfmatrix eine Anzahl zweiter Kennzeichenbits verwendet, die zwischen den vorgegebenen Grenzen liegt und deren Kennzeichenbits Fehlerortbestimmer für eine durchzuführende Korrektur darstellen. So wird also auf zweckmäßige Weise ein zweites Kennzeichenbit zur Vergrößerung der Korrekturmöglichkeit durch den ersten Fehlerkorrekturcode verwendet. Wenn der zweite Fehlerkorrekturcode ein systematischer Code auf dem Wortpegel ist, können auch die ersten Kennzeichenbits weitere Fehlerortbestimmer darstellen, wenn nur ihre Anzahl in einer dritten Anzahl von Wörtern zwischen weiteren vorgegebenen Grenzen liegt. Beim Erscheinen eines derartigen Fehlerortbestimmers kann der Dateninhalt des markierten Wortes ignoriert werden, weil die Korrektur auf der Basis von Wörtern erfolgt.Dieser Aktionsverlauf in bezug auf das markierte Wort wird mit „Löschungs"-Betriebsart bezeichnet: Es wird davon ausgegangen, daß das betreffende Wort gar keinen Dateninhalt hat.

Eine weitere Anordnung zum Durchführen des erfindungsgemäßen Verfahrens ist dadurch gekennzeichnet, daß darin die Anzahl der Mischbits drei und die Obergrenze und Untergrenze elf bzw. drei Kanalbits betragen. Diese Wahl hat sich als zweckmäßig erwiesen.

Die Erfindung bezieht sich weiter auf eine Anordnung zum Durchführen des erfindungsgemäßen Verfahrens, dadurch gekennzeichnet, daß bei der Wiedergewinnung der ersten Anzahl von Datenwörtern unkorrigierbare Datenwörter durch substituierende Information substituiert werden. Ein solches Überdecken eines fehlerhaften Wortes ergibt zwar eine Verringerung der auditiven Qualität, ist aber viel weniger schädlich als die Möglichkeit eines Klicks, der vom Zuhörer als sehr störend empfunden wird.

Die Erfindung bezieht sich noch auf einen Decoder zur Verwendung in einer Anordnung nach obiger Beschreibung, in der eine Gruppe synchronisierender Kanalbits bei der Demodulation und eine weitere Gruppe von Steuerbits für die (möglicherweise korrigierende) Wiedergewinnung nach der Demodulation ignoriert werden. Die Synchronisation läßt sich also leicht verwirklichen.

Außerdem kann die weitere Gruppe von Steuerbits auf vorteilhafte Weise einen Teil eines weiteren Fehlerkorrekturcodes bilden, in dem die Redundanz auf eine Vielzahl derartiger weiterer Gruppen verteilt ist. Ebenso können in diesem Fall Kennzeichen aus dem Demodulator einen Fehlerortbestimmer oder eine Signalisierung einer übermäßigen Anzahl von Fehlern in einer Vielzahl derartiger weiterer Gruppen darstellen.

Ausführungsbeispiel

Ausführungsbeispiele der Erfindung werden nachstehend anhand der Zeichnung näher erläutert. Es zeigen:

Fig. 1: ein Diagramm einer Vorzugskonfiguration der Kanalwörter,

Fig.2: eine bevorzugte Paritätsprüfmatrix (H),

Fig.3: ein Blockschaltbild einer erfindungsgemäßen Anordnung zum Decodieren, Fig.4: ein sich auf den zweiten Fehlerkorrekturcode beziehendes Flußdiagramm, und Fig. 5: ein sich auf den ersten Fehlerkorrekturcode beziehendes Flußdiagramm.

In Fig. 1 ist eine Vorzugskonfiguration, in der die Kanalwörter dargestellt werden, dargestellt; die Kanalwörter sind in Blöcken organisiert, von denen einer dargestellt ist. Nach dem Beginn bei der Bezugsziffer 62 wird zunächst ein Synchronisationswort A (66) und anschließend ein Steuerwort „0" (68) zugeführt. Die weiteren Kanalwörter werden mit Hilfe systematischer Fehlerkorrekturcodes derart gebildet, daß es 24 nicht redundante Kanalwörter (1...24) gibt, wie mit der Bezugsziffer 70 angegeben, und acht Paritätskanalwörter vorhanden sind, die mit je einem Kreuz markiert sind, wie beispielsweise das Kanalwort 72. Der Block endet bei der Bezugsziffer 64. Die mäanderförmige Linie 74 gibt die Zeitfolge an. Faktisch folgen alle angegebenen Kanalwörter direkt aufeinander, sei es, daß sie jeweils von drei Mischbits gefolgt werden. Mit der Ausnahme des Synchronisationswortes 66 besteht jedes Kanalwort aus vierzehn Kanalbits. Die Anzahl der Kanalbits mit gleichem Wert in direkter Aufeinanderfolge ist nicht kleiner als drei und nicht größer als elf. Es zeigt sich, daß dies 267 mögliche Kombinationen ergibt, von denen 256 zum Darstellen jeweiliger 8-Bit-Codewörter und die übrigen elf entweder nicht oder für Sonderzwecke benutzt werden. Die Mischbits in der Kette von Kanalwörtern entsprechen auch den gestellten Ober- und Untergrenzen für die Anzahl direkt aufeinanderfolgender Kanalbits mit untereinander gleichen Binärwerten.

In Fig. 2 ist eine Paritätsprüfmatrix (H) eines zu verwendenden Wortkorrekturcodes dargestellt. Die Generatormatrix (G) dieses Codes ist dadurch gegeben, daß das Matrixprodukt (G)-(H) = O ist. Die Anzahl der Spalten der Matrix (H) ist gleich der Anzahl gleichzeitig zu behandelnder Codewörter. Die Anzahl der Zeilen der Matrix (H) ist gleich der Anzahl in den Codewörtern enthaltener Redundanzwörter. Es wurde bereits vorgeschlagen, eine Anzahl von 24 Datenwörtern mit vier Redundanzwörtern in einem ersten Fehlerkorrekturcode auf 28 Wörter zu ergänzen. Danach werden diese Gruppen von 28 Wörtern zur Bildung einer gleichen Anzahl von Gruppen von Wörtern (auch 28) verschachtelt. Schließlich werden diese zweiten Anzahlen von Wörtern in einem zweiten Fehlerkorrekturcode mit vier weiteren Redundanzwörtern auf eine dritte Anzahl von Wörtern ergänzt, welche Wörter darauf zur Bildung einer gleichen Anzahl von Kanalwörtern moduliert werden. Für den ersten Fehlerkorrekturcode ist die Anzahl der Spalten der Paritätsmatrix dabei gleich 28 und für den zweiten Fehlerkorrekturcode gleich 32. In beiden Fällen ist die Anzahl der Zeilen der Matrix (H) gleich vier. Die Elemente a° = 1, a¹... der Matrix (H) sind Elemente eines Galois-Körpers GF (2^m), die das zugeordnete, primitive und nicht reduzierbare Generatorpolynom erzeugt. Die Anzahl der Bits der betreffenden Wörter beträgtm,fürdiegiltn =s 2^m~¹; im Ausführungsbeispiel gilt m = 8. Durch die Zufügung von vier redundanten Codewörtern läßt sich ein Mindest-Hamming-Abstand über die Codewörter von fünf verwirklichen. Dadurch sind zwei fehlerhafte Codewörter korrigierbar, ohne daß bekannt sein braucht, welche Codewörter fehlerhaft sind. Die Redundanz der vier redundanten Wörter reicht dabei aus zum Darstellen des Fehlervektors (das) Fehlermuster) sowie des Fehlerortbestimmers für beide Wörter. Wenn der Fehlerortbestimmer bekannt ist, kann die Bekanntheit mit dem Fehlervektor allein zum Korrigieren des fehlerhaften Wortes ausreichen. Wenn vier Wörter fehlerhaft sind, deren Fehlerortbestimmer auf eine verschiedene Weise erhalten wurde, reicht eine Anzahl von vier redundanten Wörtern für die Korrektur dieser vier fehlerhaften Wörter aus. Wenn der Fehlerortbestimmer zweier Wörter bekannt ist, genügen vier redundante Wörter zum Korrigieren der betreffenden zwei Wörter sowie zum Orten und Korrigieren eines fehlerhaften Wortes, dessen Ort nicht bekannt zu sein braucht. Der gleiche Code kann auch vier fehlerhafte Wörter detektieren. Die Summe der Anzahl zu detektierender fehlerhafter Wörter plus die Summe der Anzahl zu korrigierender fehlerhafter Wörter, deren Ort auf andere Weise bekannt ist, ist also gleich vier. Für andere, nach obigen Einschränkungen aufgebaute Codes mit anderen Anzahlen von redundanten Wörtern gelten entsprechende Anzahlen detektierbarer/ korrigierbarer fehlerhafter Wörter.

In Fig. 3 ist eine Anordnung zum Decodieren für das erfindungsgemäße Verfahren dargestellt. Es sei bemerkt, daß die Erfindung bei einem in der eingangs erwähnten DE-OS 3119669 beschriebenen Coder verwendbar ist, der hier also nicht erneut beschrieben wird. Im Aufbau nach Fig. 3 kommt die Information der Kanalwörter bitseriell am Eingang 30 an. Im Demodulator 32 erfolgt zunächst eine Serien-Parallel-Wandlung, so daß auf der vierzehnfachen Verbindung 40 ein vollständiges Codewort zur Verfügung steht. Der eigentliche Serien-Parallel-Wandler und das erforderliche Taktsystem sind der Einfachheit halber nicht dargestellt. Der Block 34 stellt ein Übersetzungselement dar, das ein fehlerfrei empfangenes Vierzehn-Bit-Kanalwort in das entsprechende Codewort von acht Bits auf der 8fachen Verbindung 38 plus eine binäre „Null" auf der einfachen Verbindung 36 umsetzt. Wenn das Kanalwort fehlerhaft ist, gibt es mehrere Möglichkeiten; erstens kann auf der Verbindung 38 ein beliebiges Wort erzeugt werden, beispielsweise „00000000" und auf der Verbindung 36 eine logische „1". Weiter ist es möglich, daß das fehlerhafte Kanalwort in ein fehlerfreies Kanalwort übersetzt wird, das ihm möglichst entspricht, und daß letzteres in das entsprechende Codewort übersetzt wird (dies läßt sich offensichtlich in einer einzigen Aktion durchführen). Häufig ist bei einem Einbitfehler in einem Kanalwort dieses wiederherstellbar; in den Fällen, in denen mehrere Codewörter mit gleicher Wahrscheinlichkeit formbar sind (gleicher Hamming-Abstand zwischen fehlerhaftem Kanalwort und mehreren fehlerfreien Kanalwörtern), wird entsprechend dem oben beschriebenen Vorgang eines dieser fehlerfreien Codewörter als Substitution gewählt. Mehrfachbitfehler können im allgemeinen nicht in allen Fällen korrigiert werden. Die Übersetzung eines fehlerfreien Kanalwortes in das entsprechende demodulierte 8-Bit-Wort erfolgt anschließend; diese Übersetzung kann auch implizit sein, so daß die Demodulation in einer einzigen Aktion erfolgt. Bei jeder Detektion des fehlerhaften Zustands eines empfangenen Kanalwortes führt die Verbindung 36 ein logisches Kennzeichenbit „1". Eine andere Möglichkeit ist, daß die Leitung 36 einen

mehrfachen Aufbau hat, um anzugeben, ob ein empfangenes Kanalwort fehlerfrei war, ob eine eindeutige Korrektur möglich war oder ob ein Substitutionswort aus verschiedenen möglichen Substitutionen gewählt wurde. In vielen Fällen begleiten weitere Fehler in benachbarten Codebits einen Fehler und diese Erscheinung wird mit Bündelfehler bezeichnet. Bitweise Korrektur ist dabei oft nicht möglich und das Bit auf der Verbindung 36 hat die Bedeutung gültig/ungültig. Ein „gültiges" Codewort kann also immerhin fehlerhaft sein. In diesem Fall erscheint ein demoduliertes 8-Bit-Wort seriell oder Parallel am Ausgang 12 des Demuiators 32 in der Verknüpfung mit zumindest einem Kennzeichenbit oder einem Gültigkeitsbit. Der Block 34 kann als ein Festwertspeicher mit einem 14 Bit breiten Adreßeingang und mit einem 9 (oder ggf. mehr) Bit breiten Ausgangsdatenweg aufgebaut sein. Die Mischbits werden für die Umsetzung in Codebits ignoriert. Nach Bedarf können die Mischbits zur Bildung des Gültigkeits-/Ungültigkeitsbits berücksichtigt werden, weil sie auch die Modulationseinschränkung erfüllen müssen. Dabei können die Mischbits als Teile des direkt vorangehenden Kanalworts betrachtet werden. Das Steuerwort (68 in Fig. 1) gelangt auch an den Eingang 30 als ein 14-Bit-Kanalwort (mit Mischbits), so daß es nach Bedarf auch mit einem Gültigkeits-/ Ungültigkeitsbit ergänzt werden kann. Das Synchronisationswort 66 sowie das Steuerwort 68 werden jedoch für die Fehlerkorrektur der anderen Wörter ignoriert. Die Verbindungen 36 und 38 können zum Weiterleiten der Steuerwörter zu einer Steueranordnung Abzweige aufweisen, sie sind aber der Kürze halber nicht dargestellt. Untereinander können die Steuerwörter einen Teil eines Fehlerkorrekturcodes sein. Das Gültigkeits-/Ungültigkeits-Kennzeichenbit für das demodulierte Steuerwort kann wie die entsprechenden Kennzeichenbits auf verschiedene Weisen benutzt werden, wie nachstehend näher erläutert wird.

Der größere Teil des Decoders ist aus dem Stand derTechnik bekannt. Der Block4stellt einen Multiplexer dar, der einen Eingang 42 und zweiundreißig parallele Ausgänge aufweist. Der Multiplexvorgang erfolgt wortweise, so daß jeder Ausgang ein vollständiges Wort einschließlich des (der) zugeordneten Gültigkeitsbit empfängt. Mit der Ziffer „1" angegebene Blöcke, wie der Block 46, verzögern die zugeführten Wörter um ein Zeitintervall, das der Periode entspricht, in der auf der Verbindung 42 genau 32 Wörter einschließlich des (der) zugeordneten Gültigkeitsbits ankommen. Elemente, wie das Element 48, sind Umkehrstufen, durch die die Paritätswörter des zweiten Fehlerkorrekturcodes bitweise invertiert werden. Das Element 50 ist das Wiedergewinnungs- und Korrekturelement für den zweiten Fehlerkorrekturcode zum Implementieren der Paritätsprüfmatrix (mit η = 32), die in Fig. 2 dargestellt ist. Ohne die Gültigkeitsbits sind zwei fehlerhaft empfangene Wörter korrigierbar. Die Verarbeitung der Daten im Element 50 wird später anhand eines Flußdiagramms in Fig. 4 beschrieben. Also für jeweils 32 Wörter aus dem Element 44 erscheinen achtundzwanzig 8-Bit-Ausgangswörter am Ausgang des Wiedergewinnungs- und Korrekturelements 50, wobei jedes Ausgangswort vom eigenen Gültigkeitsbit begleitet wird. Eine logische „0" bedeutet, daß das betreffende Wort zuverlässig ist, und eine logische „1", daß das betreffende Wort unzuverlässig ist. In bestimmten Fällen (siehe weiter unten) wird die ganze Gruppe von 28 Wörtern als im allgemeinen unzuverlässig angezeigt, weil alle 28 Wörter ein Gültigkeitsbit mit dem Wert „1" besitzen. Die Datengeschwindigkeit am Ausgang (an den Ausgängen) des Elements 50 beträgt also ²⁸/32 = ⁷/8X der Wortgeschwindigkeit am entsprechenden Eingang (an den entsprechenden Eingängen) des Elements 50. Die Blöcke 52 mit den Bezugsziffern 1 bis 27 verzögern die empfangenen Wörter zum Erzeugen eines Entschachtelungseffekts. Eine „1" in einem Block gibt eine Verzögerung an, die der erforderlichen Zeit zum Ausgeben genau eine Gruppe von 28 Wörtern durch das Element 50 entspricht. Eine Bezugsziffer „14" gibt eine Zeit an, die der Lieferung vierzehn aufeinanderfolgender derartiger Gruppen entspricht. Jedes Wort einer Gruppe von 28 zusammen vom Element 50 ausgegebenen Wörtern wird so einer betreffenden, neu gebildeten Gruppe von 28 Wörtern zugeordnet. Der Effekt eines Bündelfehlers wird dadurch über ein großes Zeitintervall gestreut, und es wird damit erreicht, daß im allgemeinen jede neu gebildete Gruppe von 28 Wörtern höchstens eine geringe Anzahl fehlerhafter Wörter enthält.

Das Element 54 ist das Wiedergewinnungs- und Korrekturelement für den ersten Fehlerkorrekturcode zum Anwenden der Paritätsprüfmatrix (mit η = 28), ebenfalls entsprechend der Fig. 2. Ohne die Gültigkeitsbits kann für K redundante Wörter eine Anzahl von ^K/2(wenn K gerade ist, hier gilt K = 4) fehlerhaften Wörtern korrigiert werden. Die Datenverarbeitung im Element 54 wird später an Hand des Flußdiagramms in Fig. 5 näher erläutert. Am Ausgang des Wiedergewinnungs- und Korrekturelements 54 erscheinen also für jede Gruppe von 28 (verschachtelten) Eingangswörtern vierundzwanzig 8-Bit-Datenwörter, die möglicherweise von einem Gültigkeitsbit mit den bereits erwähnten Bedeutungen begleitet werden. In bestimmten Fällen (siehe weiter unten) wird die ganze Gruppe von 24Wörternalsim allgemeinen unzuverlässig dadurch angezeigt, daß sie alle 24 mit einem entsprechenden Gültigkeitsbit mit dem Wert „1" ausgerüstet ist. Die Informationsgeschwindigkeit am Ausgang des Elements 54 beträgt daher ²⁴/32 = ³Ax der Wortgeschwindigkeit am Eingang des Elements 50. Mit einer Ziffer „2" bezeichnete Blöcke, wie der Block 56, verzögern die zugeführten Wörter über ein Zeitintervall, das der Periode entspricht, in der auf der Verbindung 42 genau zweimal 32 Wörter einschließlich des (der) zugeordneten Gültigkeitsbits ankommen. Der Block 58 ist ein Parallel/Serien-Wandler zum Darstellen 24 angekommener Wörter in der richtigen Reihenfolge (d. h. umgekehrt in bezug auf die Serien/Parallel-Wandlung zwischen dem Eingang 30 und der Verbindung 40) am Ausgang 60 zu einer nicht dargestellten Benutzeranordnung. Zweiunddreißig Datenbits (d. h. vier Datenwörter) können dabei ein Audioabtastsignal für Stereowiedergabe bilden. In einem anderen Fall können die Datenwörter Computerprogramme, ASCII-Zeichen oder sonstige Information zur Verwendung in einer professionellen (Datenverarbeitungs-) oder Benutzer-Umgebung darstellen. Zurück zum ersten Audio-Begriff kann, wenn eines der vier Datenwörter ungültig ist, das vollständige Audiosignal oder sein Summenanteil ungültig gemacht und von einem interpolierten Signal ersetzt werden, das von einem oder mehreren benachbarten Audiosignalen abgeleitet wird. Dies ist in Fig.3 nicht näher dargestellt.

In Fig.4 ist die Verarbeitung der Daten im Wiedergewinnungs-und Korrekturelement 50 dargestellt. Die Fig. stellt ein Flußdiagramm dar und bezieht sich auf eine bevorzugte Ausführungsform. Wenn eine Gruppe von 32 Wörtern empfangen ist, kann die Verarbeitung gestartet werden (Block 100). Im Block 102 wird detektiert, ob die Anzahl ungültiger Codewörter f gleich Null ist. Im bejahenden Fall (Y) wird im Block 104 die Multiplikation mit der Paritätsprüfmatrix zur Bestimmung der Syndromgröße durchgeführt. Dieses Syndromgröße SYN gibt an, ob die Anzahl fehlerhafter Wörter 0,1,2 oder mehr als zwei beträgt; wenn die Anzahl fehlerhafter Wörter mehr als zwei beträgt, wird oft eine falsche Anzahl angegeben. Wenn die Anzahl der vom Syndrom angegebenen Wörter 0 oder 1 beträgt, geht das System zum Block 106 weiter, in dem auf herkömmliche Weise das eine fehlerhafte Wort korrigiert oder eine blinde (dummy) Fehlerkorrektur durchgeführt wird. Wenn die Anzahl f der ungültigen Codewörter eins beträgt, wird zunächst über den Block 102 der Block 108 und dann der Block 110 erreicht. Die Operation im Block 110 ist gleich der im Block 104. Wenn im Block 110 detektiert wird, daß ein Wort fehlerhaft ist, geht das System zum Block 106 (der Fall von Null fehlerhaften Wörtern kann hier nicht eintreten, es sei denn, wie bereits beschrieben wurde, daß die Redundanz im

Kanalwort zum Korrigieren eines 1-Bit-Fehlers in einem Kanalwort benutzt wurde), und wird die entweder echte oder blinde Fehlerkorrektur durchgeführt. Wenn im Block 110 detektiert wird, daß zwei fehlerhafte Wörter auftraten, wird im Block 112 detektiert, ob eines der beiden Fehlerortsbestimmer das (eine) ungültige Wort anzeigt. Wenn dies so ist (Y), geht das System zur Durchführung der Fehlerkorrektur zum Block 106 weiter. Wenn das ungültige Wort nicht angezeigt wird, ist die Fehlerkorrektur nicht möglich und das System geht zum Block 114 weiter, wie dies auch bei einem negativen (N) Prüfergebnis im Block 104 erfolgt. Im Block 114 werden die Gültigkeitsbits aller Wörter der betreffenden Gruppe von Wörtern in die Stellung „ungültig" gebracht. Im Block 112 kann impliziteine Prüfung der Detektion von mehr als zwei fehlerhaften Wörtern erfolgen; auch dieses Ergebnis führt zum Block 114. Wenn die Anzahl der ungültigen Wörter drei oder mehr beträgt, geht das System über die Blöcke 102,108 und 116 zum Block 114fürdie allgemeine Ungültigkeitserklärung aller Wörter der Gruppe. Wenn im Block 116die Anzahl der ungültigen Wörter genau zwei beträgt, werden die betreffenden Bits als Fehlerortbestimmer benutzt: Mit ihrer Hilfe wird im Block 118 die Korrektur durchgeführt. DasSyndrom kann dabei angeben, daß mehr als zwei Wörter fehlerhaft sind, so daß eine Korrektur nicht möglich ist; in diesem Fall kann das System zum Block 114 weitergehen, aber dies ist nicht getrennt dargestellt. Die Ausgänge der Blöcke 106,114 und 118 führen zum Block 120. Dieser Block gibt an, daß die folgende Gruppe von 32 Codewörtern geladen werden muß, weil die Fehlerkorrektur und die Wiedergewinnung der 28 Ausgangswörter fertig ist. Wenn keine weiteren Wörter empfangen werden, enthält der Block 120 auch einen „Stop"-Ausgang (nicht dargestellt). Die Bildung der Syndromgrößen in den Blöcken 104,110 kann auf bekannte Weise durch die Multiplikation der 32 Codewörter mit der zuvor beschriebenen Paritätsprüfmatrix (H) erfolgen. Die Fehlerkorrektur ist jetzt möglich, weil das Syndrom aus vier Syndromwörtern besteht. Dieses Ergebnis kann als die zu bildenden vier Gleichungen betrachtet werden, die bei der Lösung vier unbekannte Größen erzeugen. Diese Größen können vier Fehlerortbestimmer und zwei Fehlervektoren sein: Dabei sind also zwei beliebige Wörter korrigierbar. Wenn ein Wort als ungültig angezeigt und diese Anzeige als Fehlerortbestimmergröße angenommen wird, bedeutet dies, daß eine zusätzliche (lineare) Gleichung erfolgreich gebildet wird, so daß auch mehrere Unbekannte lösbar wären (einschließlich des vom Ungültigkeitsbit gegebenen Fehlerortbestimmers). Der Aufbau des Flußdiagramms nach Fig. 4 läßt sich modifizieren. Zunächst kann der FaIIf = 2 (Block 116) wie der FaIIf = 1 (Block 108) behandelt werden. Zweitens kann der FaIIf = 3 oder können beide Fälle f = 3,4 wie in Fig. 4 im Block 116 behandelt werden, so daß die Fehlerortbestimmer durch die Ungültigkeitsbits bestimmt werden. Der Fall f 3= 5 muß immer über den Block 114 bearbeitet werden.

Weiter kann ein negatives Prüfergebnis im Block 104zum Block 114 über die Fehlerkorrektur (wie im Block 106) führen, wenn das Syndromergebnis genau zwei fehlerhafte Wörter angibt. Es ist vorteilhaft, in den Blöcken 106 und 118 die Ungültigkeitsbits der korrigierten Wörter in die Stellung „gültig" zu bringen. Manchmal (insbesondere im Block 118) werden die Ungültigkeitsbits Jedoch nicht modifiziert. Weiter kann die Prüfung im Block 102 unterbleiben, so daß das System direkt vom Block 100 zum Block 104 weitergeht.

In Fig. 5 ist die Verarbeitung der Daten im Wiedergewinnungs- und Korrekturelement 54 in Fig.3 dargestellt. Dieses Flußdiagramm bezieht sich auf eine bevorzugte Ausführungsform. Wenn eine Gruppe von 28 Wörtern empfangen ist, kann die Verarbeitung starten (Block 130). Im Block 132 erfolgt die Multiplikation mit der Paritätsprüfmatrix zur Bestimmung der Syndromgröße und wird detektiert, ob diese Syndromgröße SYN angibt, daß höchstens ein fehlerhaftes Codewort vorhanden ist. Wenn diese Prüfung bejaht wird (Y), geht das System zum Block 134 weiter, in dem die Korrektur, ggf. eine blinde (dummy)' Korrektur, erfolgt. Dabei wird ein mögliches Ungültigkeitsbit für das zu korrigierende Codewort in die Stellung „gültig" gebracht. Wenn die Syndromgröße angibt, daß mehr als ein Wort fehlerhaft ist, wird im Block 136 geprüft, ob die Anzahl f der Ungültigkeitsbits größer als zwei ist. Wenn das so ist (Y), kann eine Korrektur nicht erfolgen und die empfangenen Ungültigkeitsbits werden in die Ausgangscodewörter des Elements 54 nach Fig. 3 kopiert. Wenn die Anzahl der Ungültigkeitsbits kleiner als 3 ist, wird im Block 140 geprüft, ob diese Anzahl gleich zwei ist. Wenn das so ist, wird im Block 142 der Fehler korrigiert. Das Ergebnis wird im Block 144 geprüft. Dieses Ergebnis ist fehlerhaft, wenn eines oder mehrere Wörter mit einem Ungültigkeitsbit, das die echte Ungültigkeit angibt (siehe die Beschreibung der Fig.4), nicht korrigiert werden. Bei einem „pro forma"-Gültigkeitsbit kann die Korrektur auf diesem Pegel auch eine blinde (dummy) Korrektur sein. Wenn zwei fehlerhafte Wörter durch die Syndromgröße angegeben werden, kann die Korrektur „direkt" erfolgen. Wenn im Block 140 detektiert wird, daß die Anzahl der Ungültigkeitsbits gleich 0 oder 1 ist, geht das System zum Block 146 weiter. Dies geschieht, wenn im Block 144 eine „unmögliche" Korrektur detektiert wird, wie sie oben beschrieben wurde. Im Block 146 wird allen Wörtern der ausgehenden Gruppe von Datenwörtern (24) ein Ungültigkeitsbit (1) zugefügt, so daß angegeben wird, daß ein Fehler auf andere Weise überdeckt werden muß. Das Flußdiagramm kann geändert werden. Beispielsweise kann im Block 136 eine zweite Obergrenze für die Anzahl der Ungültigkeitsbits detektiert werden. Wenn diese Anzahl beispielsweise größer als vier ist, deutet dies auf Fehlbetrieb des vollständigen Systems hin und werden auch alle Wörter als ungültig angezeigt. Auch können die Ungültigkeitsbits als Fehlerortbestimmer in einem bestimmten Gebiet von Werten für die Anzahl der ungültigen Codewörter benutzt werden, wie im Block 118 an Hand der Fig. 4 erläutert wurde. Dies ist hier jedoch nicht dargestellt. In Fig. 5 sind die Ausgänge der Blöcke 134,138,144 und 146 mit dem Block 148 verbunden, dessen Funktion der des Blocks 120 nach Fig. 4 entspricht.

Im Rahmen der Erfindung sind andere Ausführungsformen möglich. So können im Coder/Decoder die entsprechenden Verzögerungszeiten in denElementen in Fig.3 um stets einen Faktor 4 größer gewählt werden.

Claims (12)

1. Verfahren zum Übertragen wortweise geordneter Daten mit Fehlerkorrektur, das folgende Schritte enthält:

a. den Empfang einer Aufeinanderfolge erster Anzahlen von Datenwörtern in einem ersten Fehlercoder und die Ergänzung einer jeden ersten Anzahl von Datenwörtern mit einer ersten Reihe von Paritätswörtern auf der Basis einer ersten Generatormatrix eines ersten wortkorrigierenden Codes;

b. die Verschachtelung der ersten Anzahlen von Datenwörtern und der ersten Reihen von

Paritätswörtern mittels jeweiliger Verzögerungszeiten, die zur Bildung einer Aufeinanderfolge zweiter Anzahlen von Wörtern innerhalb von einer jeden ersten Anzahl und der zugeordneten ersten Reihe alle verschieden sind, wobei jede zweite Anzahl von Wörtern eine Anzahl von Datenwörtern gleich der ersten Anzahl plus eine Anzahl von Kontrollwörtern gleich der Anzahl in einer ersten Reihe enthält;

c. den Empfang einer zweiten Anzahl von Wörtern der Aufeinanderfolge in einem zweiten Fehlercoder und die Ergänzung der zweiten Anzahl von Wörtern mit einer zweiten Reihe von Paritätswörtern auf der Basis einer zweiten Generatormatrix eines zweiten wortkorrigierenden Codes zur Bildung einer dritten Anzahl von Wörtern;

d. die Wort-für-Wort-Modulation der seriell verknüpften der dritten Anzahlen von Wörtern zur Bildung von Kanalwörtern, die durch Zusatzredundanz vorgegebenen Ober- und Untergrenzen für die zulässigen Intervalle zwischen direkt aufeinanderfolgenden Signalübergängen entsprechen, wobei die Kanalwörter seriell verkettet und durch Mischbits paarweise voneinander getrennt werden, die zusammen mit den Kanalwörtern ebenfalls den Ober- und Untergrenzen entsprechen;

e. die Demodulation der Kanalwörter und der Mischbits nach der Übertragung zum Wiedergewinnen der dritten Anzahlen von Wörtern (34);

f. den Empfang der dritten Anzahlen von Wörtern und die Wiedergewinnung sowie, falls möglich und erforderlich, die Korrektur der zweiten Anzahlen von Wörtern (50) aus einer jeden dritten Anzahl auf der Basis der der zweiten Generatormatrix zugeordneten, zweiten Paritätsprüfmatrix;

g. Entschachtelung (52) der zweiten Anzahlen von Wörtern, gefolgt von der Wiedergewinnung daraus sowie, falls möglich und erforderlich, die Korrektur der ersten Anzahlen von Datenwörtern für einen Benutzer (54) auf der Basis der der ersten Generatormatrix zugeordneten, ersten Paritätsprüfmatrix,

gekennzeichnet dadurch, daß bei der Demodulation ein erstes Kennzeichenbit dem aus einem unerkennbaren Kanalwort gebildeten Wort der dritten Anzahl von Wörtern zugefügt wird und ein zweites Kennzeichenbit einem jeden Wort der betreffenden zweiten Anzahl von Wörtern bei der Wiedergewinnung der zweiten Anzahl von Wörtern auf der Basis der zweiten Paritätsprüfmatrix unter der Steuerung einer übermäßigen Anzahl erster Kennzeichenbits (116) in einer dritten Anzahl zugefügt wird (114), das angibt, daß die entsprechende zweite Anzahl von Wörtern im allgemeinen unzuverlässig ist.

2. Verfahren zum Übertragen wortweise geordneter Daten mit Fehlerkorrektur, das folgende Schritte enthält:

a. den Empfang einer Aufeinanderfolge erster Anzahlen von Datenwörtern in einem ersten Fehlercoder und die Ergänzung einer jeden ersten Anzahl von Datenwörtern mit einer ersten Reihe von Paritätswörtern auf der Basis einer ersten Generatormatrix eines ersten wortkorrigierenden Codes;
., b. die Verschachtelung der ersten Anzahlen von Datenwörtern und der ersten Reihen von Paritätswörtern mittels jeweiliger Verzögerungszeiten, die zur Bildung einer Aufeinanderfolge zweiter Anzahlen von Wörtern innerhalb von einer jeden ersten Anzahl und der zugeordneten ersten Reihe alle verschieden sind, wobei jede zweite Anzahl von Wörtern eine Anzahl von Datenwörtern gleich der ersten Anzahl plus eine Anzahl von Kontrollwörtern gleich der Anzahl in einer ersten Reihe enthält;

c. den Empfang einer zweiten Anzahl von Wörtern der Aufeinanderfolge in einem zweiten Fehlercoder und die Ergänzung der zweiten Anzahl von Wörtern mit einer zweiten Reihe von Paritätswörtern auf der Basis einer zweiten Generatormatrix eines zweiten, systematischen, wortkorrigierenden Codes zur Bildung einer dritten Anzahl von Wörtern;

d. die Wort-für-Wort-Modulation der seriell verknüpften der dritten Anzahlen von Wörtern zur Bildung von Kanalwörtern, die durch Zusatzredundanz vorgegebenen Ober- und Untergrenzen für die zulässigen Intervalle zwischen direkt aufeinanderfolgenden Signalübergängen entsprechen, wobei die Kanalwörter seriell verkettet und durch Mischbits paarweise voneinander getrennt werden, die zusammen mit den Kanalwörtern ebenfalls den Ober- und Untergrenzen entsprechen;

e. die Demodulation der Kanalwörter und der Mischbits nach der Übertragung zum Wiedergewinnen der dritten Anzahlen von Wörtern;

f. den Empfangderdritten Anzahlen von Wörtern und die Wiedergewinnung sowie, falls möglich und erforderlich, die Korrektur der zweiten Anzahlen von Wörtern aus einer jeden dritten Anzahl auf der Basis der der zweiten Generatormatrix zugeordneten, zweiten Paritätsprüfmatrix;

g. Entschachtelung derzweiten Anzahlen von Wörtern, gefolgt von der Wiedergewinnung daraus sowie, falls möglich und erforderlich, die Korrektur der ersten Anzahlen von Datenwörtern für einen Benutzer auf der Basis der der ersten Generatormatrix zugeordneten, ersten Pa ritätsprüf matrix,

gekennzeichnet dadurch, daß bei der Demodulation ein erstes Kennzeichenbit dem aus einem unerkennbaren Kanalwort gebildeten Wort der dritten Anzahl von Wörtern zugefügt wird und ein zweites Kennzeichenbit einem jeden Wort der betreffenden zweiten Anzahl von Wörtern bei der Wiedergewinnung der zweiten Anzahl von Wörtern auf der Basis der zweiten Paritätsprüfmatrix unter der Steuerung einer nicht auftretenden Korrektur eines Wortes und eines ersten, genau dieses Wort angebenden Kennzeichenbits (112) zugefügt wird (114), das angibt, daß die zweite Anzahl von Wörtern im allgemeinen unzuverlässig ist.

3. Verfahren nach den Punkten 1 oder 2, gekennzeichnet dadurch, daß bei der Wiedergewinnung der ersten Anzahl von Datenwörtem auf der Basis der ersten Paritätsprüfmatrix unter der Steuerung einer übermäßigen weiteren Anzahl zweiter Kennzeichenbits innerhalb von der zweiten Anzahl ein drittes Kennzeichenbit (146) der betreffenden ersten Anzahl von Datenwörtem zugefügt wird, das angibt, daß die erste Anzahl von Datenwörtem im allgemeinen unzuverlässig ist.

4. Verfahren nach den Punkten 1 oder 2, in dem der erste Fehlerkorrekturcode ein systematischer Code ist, gekennzeichnet dadurch, daß bei der Wiedergewinnung der ersten Anzahl von Datenwörtem auf der Basis der ersten Paritätsprüfmatrix unter der Steuerung der nichtauftretenden Korrektur eines Wortes und eines ersten, genau dieses Wort angebenden Kennzeichenbits einem jeden Wort der betreffenden ersten Anzahl von Datenwörtem ein drittes Kennzeichenbit zugefügt wird, das angibt, daß die erste Anzahl von Datenwörtem im allgemeinen unzuverlässig ist.

5. Verfahren nach den Punkten 1 oder 2, in dem der erste Fehlerkorrekturcode ein systematischer Code ist, gekennzeichnet dadurch, daß bei der Wiedergewinnung der ersten Anzahl von Wörtern auf der Basis der ersten Paritätsprüfmatrix eine Anzahl zweiter Kennzeichenbits verwendet wird, die zwischen vorgegebenen Grenzen liegt und als Fehlerortbestimmerfür eine durchzuführende Korrektur dient.

6. Verfahren nach den Punkten 1 oder 2, in dem der zweite Fehlerkorrekturcode ein systematischer Code ist, gekennzeichnet dadurch, daß bei der Wiedergewinnung derzweiten Anzahl von Wörtern auf der Basis der zweiten Paritätsprüfmatrix eine Anzahl erster Kennzeichenbits verwendet wird, die zwischen vorgegebenen Grenzen liegt und als weitere Fehlerortbestimmer für eine durchzuführende Korrektur dient.

7. Anordnung zum Übertragen wortweise geordneter Daten mit Fehlerkorrektur nach einem oder mehreren der Punkte 1 bis 6, gekennzeichnet dadurch, daß die Anzahl von Mischbits drei ist und die erwähnte Obergrenze und Untergrenze elf bzw. drei Kanalbits betragen.

8. Anordnung zum Demodulieren und Decodieren der mit Hilfe eines Fehlerkorrekturverfahrens übertragenen Daten nach einem oder mehreren der Punkte 1 bis 6, gekennzeichnet dadurch, daß eine nichtkorrigierbare erste Anzahl von Datenwörtem durch Substitutionsdaten ersetzt wird.

9. Anordnung zum Demodulieren und Decodieren der mit Hilfe eines Fehlerkorrekturverfahrens übertragenen Daten nach einem oder mehreren der Punkte 1 bis 6, weiter mit einem vom Ausgang (42) eines Demodulators (32) gespeisten Serien/Wortparallelumsetzer (44) und mit einem, einem Benutzergerät (60) der Anordnung speisenden Wortparallel/Serien-Neuumsetzer (58).

10. Decoderfür Verwendung in einer Anordnung nach den Punkten 8 oder9, gekennzeichnet dadurch, daß für die Demodulation eine Gruppe synchronisierender Kanalbits ignoriert wird, und eine weitere Gruppe von Steuerbits für die (mögliche korrigierende) Wiedergewinnung nach der Demodulation ignoriert wird.

11. Decoder zur Verwendung in einer Anordnung nach den Punkten 8 oder 9, gekennzeichnet dadurch, daß für die Demodulation eine Gruppe synchronisierender Bits als Begleitung einer dritten Gruppe von Wörtern ignoriert wird, während eine weitere Gruppe von Steuerbits als Begleitung einer zugeordneten Gruppe synchronisierender Bits eine Fehlerkorrekturdecodierung gemäß der Definition bei einer Vielzahl derartiger Gruppen von Steuerbits erfährt, und daß der Demodulator zum Anzeigen einer unerkennbaren Gruppe von Steuerbits einen Kennzeichenausgang aufweist.

12. Anordnung mit einem Decoder nach den Punkten 1 oder 2.