DE3689102T2

DE3689102T2 - Digitaler Kodewortdekodierer.

Info

Publication number: DE3689102T2
Application number: DE86201874T
Authority: DE
Inventors: Timothy James Moulsley
Original assignee: Philips Gloeilampenfabrieken NV
Current assignee: Koninklijke Philips NV
Priority date: 1985-10-30
Filing date: 1986-10-27
Publication date: 1994-04-07
Anticipated expiration: 2006-10-28
Also published as: EP0220781A3; DE3689102D1; EP0220781A2; GB2182529A; JP2554062B2; JPS62150934A; GB8526731D0; US4782489A; EP0220781B1

Description

Die Erfindung bezieht sich auf ein Verfahren und eine Anordnung zum Decodieren einer Folge binärer Codeworte yj(t), die von einem Übertragungskanal erhalten werden, wobei diese Codeworte aus der kanalmäßigen Übertragung aufeinanderfolgender binärer Codeworte xj(t) herrühren, die für entsprechende aufeinanderfolgende Werte uj(t) eines analogen Signals repräsentativ sind, wobei xj(t) = F(uj(t)) ist.
Die vorliegende Erfindung bezieht sich ebenfalls auf ein Verfahren und ein System zur digitalen Kommunikation von Daten, die für aufeinanderfolgende Werte uj(t) eines analogen Signals repräsentativ sind.
Die Übertragung analoger Signale über digitale Kanäle erfordert meistens die Umwandlung des analogen Signals in eine abgetastete digitale Darstellung, weiterhin Codierung, Übertragung über eine Datenverbindung, Empfang, Decodierung und Rekonstruktion des ursprünglichen Signals. Wenn Fehlerschutz erforderlich ist, ist es nicht ungebräuchlich, daß redundante Daten hinzugefügt werden um eine Fehlerkorrektur beim Empfänger durchführen zu können. Dies trifft beispielsweise zu für Pulscodemodulation (PCM) Übertragung von Sprache und auch für Sprachcodierung, wie parametrische Codierung unter Verwendung von Vocodern.
In einem Vocoder können die Parameter selbst als abgetastete quantisierte Wellenformen betrachtet werden, die eine relative Übertragungsgenauigkeit erfordern, damit Wiedergabe des ursprünglichen Sprachsignals möglich ist, mit der Folge der geringen Anzahl erforderlicher Bits im Vergleich zu der herkömmlichen PCM. Es dürfte jedoch einleuchten, daß Fehler in einigen der Bits, beispielsweise in den signifikantesten Bits (MSB) viel größere Effekte haben werden als Fehler in Bits geringerer Signifikaz. Herkömmliche Fehlerkorrekturcodes für Datenübertragung haben gleiche Fehlerkorrekturleistung für jedes Datenbit, was eine verlustreiche Anwendung von Mitteln bedeutet, wenn die Fehler in Bits niedriger Signifikanz auftreten. Eine Art und Weise dies zu verbessern ist beschrieben in einem Artikel von G. Robert Redinbo mit dem Titel: "The Optimum Mean-Square Decoding of General Block Codes" in "Information and Control", Heft 31 Seiten 341-363 (1976), in der ein Verfahren der eingangs erwähnten Art beschrieben wird. Das Ergebnis des bekannten Decodierungsverfahrens ist dennoch empfindlich, was zu Fehlern führt und die vorliegende Erfindung hat daher zur Aufgabe, zu ermöglichen diese Fehler zu verringern.
Nach einem ersten Aspekt der vorliegenden Erfindung wird ein Verfahren geschaffen zum Decodieren einer Folge binärer Codeworte yj(t), die von einem Übertragungskanal erhalten werden, wobei diese Codeworte herrühren von der kanalmäßigen Übertragung aufeinanderfolgender binärer Codeworte xj(t), die für entsprechende Werte uj(t) eines analogen Signals repräsentativ sind, wobei xj(t) = F(uj(t)) ist und F eine Abbildungsfunktion ist, wobei bei diesem Verfahren aufeinanderfolgende Werte vj(t) erzeugt werden, die aus den nacheinander empfangenen Codeworten yj(t) abgeschätzt werden, damit sie den aufeinanderfolgenden Werten uj(t) entsprechen, wobei das Abschätzungsverfahren die nachfolgende Form hat:
wobei F&supmin;¹ die Inversion der Abbildungsfunktion F ist, n eine ganze Zahl ist und wobei jedes p(xi yj(t)) eine Abschätzung ist der relativen bedingten Wahrscheinlichkeit daß xi übertragen wurde, wobei yj(t) empfangen wurde, mit dem Kennzeichen, daß jedes p(xi yj(t)) proportional zu exp-[(vj(t-1)-F&supmin;¹(xi))2/2(sigma)²] ist, wobei (sigma)² die aktuelle Varianz der nacheinander erzeugten Werte vj(t) ist und vj(t-1) die vorher erzeugten Werte ist.
Nach einem zweiten Aspekt der vorliegenden Erfindung wird eine Anordnung geschaffen zum Decodieren einer Folge binärer Codewort yj(t), die von einem Übertragungskanal erhalten worden sind, wobei diese Codeworte aus der kanalmäßigen Übertragung aufeinanderfolgender Codeworte xj(t) herrühren, die für die betreffenden aufeinanderfolgenden Werte uj(t) eines analogen Signals repräsentativ sind, wobei xj(t) = F(uj(t)) ist und F eine Abbildungsfunktion ist, wobei die Anordnung Mittel aufweist zum Erzeugen aufeinanderfolgender Werte vj(t) durch Abschätzung der nacheinander empfangenen Codeworte yj(t) entsprechend den aufeinanderfolgenden Werten uj(t) entsprechend
wobei F&supmin;¹ die Inversion der Abbildungsfunktion F ist, n eine ganze Zahl ist und wobei jedes p(xi yj(t)) eine Abschätzung ist der relativen bedingten Wahrscheinlichkeit daß xi übertragen wurde, wobei yj(t) empfangen wurde, wobei die Anordnung gekennzeichnet ist durch Mittel zum Berechnen jedes p(xi yj(t)) dadurch, daß p(xi←yj(t)) proportional zu exp-[(yj(t-1)-F&supmin;¹(xi))2/2(sigma)²] gemacht wird, wobei (sigma)² die aktuelle Varianz der nacheinander erzeugten Werte vj(t) ist und vj(t-1) die vorher erzeugten Werte sind.
Gewünschtenfalls kann die Abschätzung ebenfalls die aktuelle Bitfehlerrate in den empfangenen Codeworten oder die aktuellen Wahrscheinlichkeiten, daß jedes einzelne Bit der empfangenen Codeworte fehlerhaft ist, berücksichtigen. Es wurde gefunden, daß die Berechnung der genannten bedingten Wahrscheinlichkeit auf diese Weise es ermöglicht, die Fehler nach dem bekannten Verfahren zu verringern.
Nach einem dritten Aspekt der vorliegenden Erfindung wird ein Verfahren geschaffen zur digitalen Kommunikation von Daten, die für aufeinanderfolgende Werte uj(t) eines analogen Signals repräsentativ sind, wobei dieses Verfahren die nachfolgenden verfahrensschritte umfaßt: das Erzeugen aufeinanderfolgender binärer Codeworte xj(t), die für die betreffenden genannten aufeinanderfolgenden Werte uj(t) repräsentativ sind, wobei xj = F(uj(t)) ist, das Übertragen über einen Übertragungskanal der auf diese Weise erzeugten Codeworte, das Empfangen der Codeworte aus dem Übertragungskanal und das Erzeugen von Werten vj(t) nach einem Verfahren gemäß dem ersten Aspekt der vorliegenden Erfindung, die aus den empfangenen Codeworten yj(t) abgeschätzt werden, damit sie den Werten uj(t) entsprechen.
Nach einem Vierten Aspekt der vorliegenden Erfindung wird ein System geschaffen zur digitalen Kommunikation von Daten, die für aufeinanderfolgende Werte uj(t) eines analogen Signals repräsentativ sind, wobei dieses System Mittel aufweist zum Erzeugen aufeinanderfolgender binärer Codeworte xj(t), wobei xj = F(uj(t)) ist, Mittel zum Übertragen der binären Codeworte über einen Übertragungskanal, Mittel zum Empfangen der binären Codeworte aus dem Übertragungskanal und eine Anordnung nach dem zweiten Aspekt der vorliegenden Erfindung zum Erzeugen von Werten vj(t), die aus den empfangenen Codeworten yi(t) abgeschätzt werden, damit sie den Werten uj(t) entsprechen.
Ausführungsbeispiele der Erfindung sind in der Zeichnung dargestellt und werden im folgenden näher beschrieben. Es zeigt
Fig. 1 einen Datenrahmen, der bei der Übertragung kanalvorcodierter Daten benutzt werden kann,
Fig. 2 ein Blockschaltbild eines Senders,
Fig. 3 ein Blockschaltbild eines Empfängers und
Fig. 4 die Wirkungsweise eines der Blöcke nach Fig. 3.
In Fig. 1 enthält der Datenrahmen mehrere quantisierte Parameter, und zwar den Abstand P (6 Bits), die Energie E (5 Bits), die Kanalamplitude CA (14 Kanäle, bei denen die Amplitude durch 3 Bits dargestellt ist, entsprechend 8 Pegeln) und die Synchronisation SYN (1 Bit). Bei einer Übertragung mit 2400 bps, stellt der 54 Bit Datenrahmen 22,5 ms Sprache dar.
Über einige Übertragungskanäle sind Fehlerraten zwischen 1% und 10% nicht ungebräuchlich. Im Falle digitalisierter Sprache unter Verwendung herkömmlicher Vocoder erzeugt eine 1% Fehlerrate eine merkbare Bindung der Sprache und eine Fehlerrate von über 5% macht die reproduzierte Sprache unverständlich. Die Effekte von Signalisierungsfehlern lassen sich verringern durch ein Verfahren nach der vorliegenden Erfindung, wobei die Decodierungsentscheidungen die bedingten Wahrscheinlichkeiten, daß bestimmte Codeworte übertragen wurden und ein bestimmtes Codewort empfangen wurde, berücksichtigen, wobei diese Wahrscheinlichkeiten berechnet werden unter Berücksichtigung einer vorherrschenden Bedingung, wie der aktuellen Bitfehlerrate in den empfangenen Codeworten, daß die aktuellen Wahrscheinlichkeiten jedes einzelnen Bit fehlerhaft ist (weiche Entscheidungsinformation), eine oder mehrere vorhergehende Codierungsentscheidungen und/oder die statistischen Eigenschaften des übertragenen Signals. Das Codieren von Sprache unter Verwendung minimaler RMS-Codierung führt zu einer Verringerung der Effekte von Signalisierungsfehlern.
Fig. 2 ist ein Blockschaltbild eines Senders zum Übertragen von Daten, die für aufeinanderfolgende Werte eines analogen Signals repräsentativ sind, im vorliegenden Fall von aufeinanderfolgenden werten einer Anzahl analoger Signale, die mehrere Eigenschaften eines Sprachsignals von einem Mikrophon 1 darstellen. Dieses Sprachsignal wird zunächst in einem Vocoder 2, im vorliegenden Fall einem herkömmlichen Kanalvocoder, analysiert, der das Signal in digitale Form umwandelt und digitale Worte erzeugt, die für aufeinanderfolgende Werte des Basisabstandes der Sprache repräsentativ sind an einem Ausgang 3, digitale Worte, die für aufeinanderfolgende Werte der Energie der Sprache repräsentativ sind an einem Ausgang 4, und digitale Worte, die für aufeinanderfolgende Werte der Amplitude der Sprache in jedem von vierzehn Frequenzbereichen repräsentativ sind an entsprechenden Ausgängen 5&sub1; . . . 5&sub1;&sub4;. Diese Ausgänge werden mit den Eingängen 6, 7 und 8&sub1; . . . 8&sub1;&sub4; der Codierungs- und Formatierungsanordnung 9 gekoppelt, die an einem Ausgang 10 eine Folge von Datenrahmen erzeugt, wie diese je anhand der Fig. 1 beschrieben wurden. Der Ausgang 10 ist mit dem Modulationssignaleingang 11 eines Modulators 12, beispielsweise einem binären Phasenumtastmodulators, gekoppelt, in dem die Rahmen einem von einem Trägersignalgenerator 13 einem weiteren Eingang 14 zugeführten Trägersignal aufmoduliert werden. Der resultierende Träger erscheint nach Verstärkung an einem Ausgang 17, von woraus er einer Antenne 16 zugeführt und über einen Rundfunkkanal gesendet wird.
Die Anordnung 9 codiert die aufeinanderfolgenden digitalen Worte, die wenigstens einem der sechzehn Eingänge zugeführt werden, in binäre Codeworte mit Redundanz, bevor die Ergebnisse in die betreffenden Datenrahmen eingefügt werden. Zwecks der vorliegenden Beschreibung wird die Codierung der Ausgangsworte des Vocoders an nur einem dieser Eingänge, und zwar Eingang 7, beschrieben. Diese Ausgangsworte, die für aufeinanderfolgende Werte uj(t) der Sprachenergie repräsentativ sind (wobei die Änderung der Energie in der Zeit an sich ein analoges Signal bildet) bestehen in diesem Fall aus je vier Bits und werden je als entsprechendes fünf-Bit-Wort xj(t) in der Anordnung 9 codiert. Dies kann erfolgen mittels einer ROM-Nachschlagtabelle, die dazu die Bearbeitungen xj(t) = F(uj(t)) durchführt. Die eigentliche effektive Umwandlung kann sein wie in der nachstehenden Tabelle angegeben. Tabelle (dezimal, quantisiert) Ausgangswort des Vocoders Ausgangswort der Anordnung
Fig. 3 ist ein Blockschaltbild eines Empfängers für das modulierte Trägersignal, das über einen Rundfunkkanal vom Sender nach Fig. 2 ausgestrahlt worden ist. Der Träger wird nach Einfangen durch eine Antenne 17 über einen Empfangsteil 47 einer Mischstufe 18, einer Trägerwiederherstellungsschaltung 19 und einer Bittaktimpulswiederherstellungsschaltung 20 zugeführt, wobei dieser Empfangsteil u. a. den Träger zu einer niedrigeren Frequenz übersetzt. Die Trägerwiederherstellungsschaltung 19 entzieht dem empfangenen Signal auf bekannte Weise die übersetzte Trägertrequenz und -phase und führt dieses Signal als Bezugssignal dem zweiten Eingang der Mischstufe 18 zu. Die Bittaktimpulswiederherstellungsschaltung 20 entzieht dem übersetzten empfangenen Signal auf bekannte Weise die Bittaktimpulsfrequenz und -phase und führt dieses Signal einer Zeit- und Synchronisationsregelschaltung 21 zu. Die Schaltung 21 erzeugt darauf Steuersignale für eine Integrations-und-Speicherschaltung 22 und eine Abtast-und-Halteschaltung 23 an ihren Ausgängen 24 bzw. 25.
Das Ausgangssignal der Mischstufe 18 (die im wesentlichen als Demodulator für das empfangene Signal wirksam ist), wird der Integrations-und-Speicherschaltung 22 zugeführt, die unter Ansteuerung des Steuersignals der Schaltung 21 dieses Signal über jede der aufeinanderfolgenden Bitperioden integriert und am Ende jeder Bitperiode speichert. Das Ergebnis dieses Vorgangs wird der Abtast-und-Halteschaltung 23 zugeführt, die von der Schaltung 21 gesteuert wird zum Abtasten und Halten des Ausgangssignals der Schaltung 22 gerade vor jeder Rückstellung dieses Ausgangssignals. Das Ausgangssignal der Schaltung 23 wird einem Analog-Digital-Wandler 26 zugeführt, der durch ein Signal an einem weiteren Ausgang 27 der Schaltung 21 gesteuert wird zum Umwandeln jedes von der Schalten 23 gehaltenen Wertes in digitale Form und dieses Signal einem Eingang 52 einer Verarbeitungsschaltung 28 zuzuführen, die ebenfalls durch ein Steuersignal gesteuert wird, das von einem Ausgang 49 der Schaltung 21 einem Eingang 48 derselben zugeführt wird. Das Ausgangssignal der Schaltung 28 erscheint an einer Ausgangsklemme 29, die mit dem Eingang eines (nicht dargestellten) Vocoder-Synthesisers verbunden ist. Ein weiterer Ausgang 30 der Schaltung 28 ist mit einem weiteren Eingang 31 der Schaltung 21 gekoppelt zum Zuführen des Synchronisationsbiß jedes Datenrahmens (Fig. 1) zu der Schaltung 21 um diese Schaltung freizugeben zum Beibehalten der Rahmen- sowie der Bitsynchronisation. (Die Schaltung 21 kann beispielsweise zur Überwachung eines Datenmusters vorgesehen sein, das einer Folge von Synchronisationsbiß über eine Zeitperiode überlagert ist, und kann dadurch reagieren, daß ggf. zum Beibehalten der Synchronisation Zeitregelungen durchgeführt werden).
Fig. 4 ist ein Blockschaltbild, das die Wirkungsweise der Verarbeitungsanordnung 28 nach Fig. 3 zeigt (die in der Praxis durch einen auf geeignete Weise programmierten Mikrocomputer gebildet sein kann) insbesondere in bezug auf die Verarbeitung der Codeworte yj(t), die in Antwort auf die Ausstrahlung der Codeworte xj(t) empfangen wurden. Die Ausgangssignale des Analog-Digital-Wandlers 26 (eins je Bitperiode) werden mit einem Bezugswert verglichen, in diesem Fall mit Null, in dem Prozeßblock 32, was zu einer binären "1" führt, wenn das betreffende Signal größer ist als Null und zu einer binären "0", wenn es kleiner als Null ist (oder umgekehrt, abhängig von der zur Zeit benutzten Modulation). Es wird also eine Entscheidung getroffen, je nachdem ob jedes empfangene Bit "1" oder "0" ist. Das Ergebnis dieser Entscheidung wird über den Ausgang 30 der Zeit- und Steuerschaltung 21 nach Fig. 3 zugeführt und wird ebenfalls in einen Pufferspeicher 33, wie ein Schieberegister, eingetaktet. Jedes empfangene Codewort yj(t) wird dem auf diese Weise gespeicherten empfangenen Datenrahmen in einem Verarbeitungsblock 34 entzogen. Die Zuverlässigkeit jedes einzeln empfangenen Bit wird ebenfalls in einem Verarbeitungsblock 35 abgeschätzt. Dazu werden in einem Verarbeitungsblock 36 ein Laufmittel m und eine Lufvarianz VAR, die über beispielsweise 10-100 Bitperioden laufen, in der Größenordnung der aufeinanderfolgenden Ausgangssignale n des Analog-Digital-Wandlers 26 berechnet, wobei der Rundfunkkanal-Störabstand (SNR) daraus in einem Verarbeitungsblock 37 entsprechend der Formel SNR = m²IVAR abgeschätzt wird und wobei die Wahrscheinlichkeit Pb jedes einzelnen fehlerhaften Bit aus SNR, m und der Größe des entsprechenden Ausgangssignals n des Analog-Digital-Wandlers 26 in dem Verfahrensschritt 35 entsprechend der Formel pb = 1/(1 + exp-(SNR x n /m)) berechnet und in den Pufferspeicher 38 eingetaktet wird. Für jedes im Puffer 33 gespeicherte Bit gibt es also eine im Puffer 38 gespeicherte Größe, indikativ für die Wahrscheinlichkeit, daß dieses Bit fehlerhaft ist. Wenn jedes Wort yj(t) in dem Funktionsblock 34 dem Puffer 33 entnommen wird, werden die Wahrscheinlichkeiten pb, von Fehlern in den betreffenden Bits derselben in einem Verfahrensschritt 39 dem Puffer 38 entnommen. Diese Worte und Wahrscheinlichkeiten werden danach in einem Verfahrensschritt 40 zum Berechnen einer Wahrscheinlichkeitsdichtenfunktion entsprechend jedem Wort yj(t) und abhängig davon, benutzt. Insbesondere wird für jedes Wort xi, das übertragen sein könnte, d. h. das in der Tabelle unter dem Kopf "Ausgangswort x der Anordnung 9" steht, eine Größe p(yj(t) xi) berechnet, wobei p(yj(t) xi) = G&ijlig;(aik, bjk),
wobei aik das k. Bit von xi ist, wobei bjk das k. Bit von yj(t) ist, wobei G&ijlig;(aik, bjk) gleich dem Wert 1-pb(k) ist, wenn aik = bjk ist und gleich pb(k) ist, wenn aik nicht gleich bjk ist, wobei pb(k) die Wahrscheinlichkeit ist, daß das k. Bit von yj(t) fehlerhaft ist, und wobei q die Anzahl Bits in einem Codewort ist (= 5 im vorliegenden Fall). Im wesentlichen wird im allgemeinen eine Größe p(yj(t) xi)p(xi) für jedes 5-Bit-Wort berechnet, wobei p(xi) die Wahrscheinlichkeit ist, daß das 5-Bit-Wort xi übertragen wurde, wobei im vorliegenden Fall vorausgesetzt wird, daß alle xi aus der Tabelle unter dem Kopf "Ausgangswort xj der Anordnung 9" gleiche Wahrscheinlichkeiten haben übertragen zu sein, wobei die Wahrscheinlichkeit p(xj) jedes Codeworts, das sich nicht unter diesem Kopf befindet und übertragen wurde, selbstverständlich gleich Null ist. Unter bestimmten Umständen, beispielsweise wegen bestimmter statistischer Eigenschaften des Signals am Eingang 7 in Fig. 2, sind die Wahrscheinlichkeiten der jeweiligen xi, die in der Tabelle übertragen wurden, nicht gleich, wobei dies in diesem Fall beim Berechnen in dem Verarbeitungsblock 40 berücksichtigt wird.
Die Ergebnisse der in dem Verarbeitungsblock 40 für jedes Wort yj(t) durchgeführten Berechnungen werden nun in einem Verarbeitungsblock 41 benutzt zum Abschätzen, welcher der entsprechende Wert uj(t) des Signals am Eingang 7 in Fig. 2 war. Insbesondere wird jede Abschätzung, die als vj(t) bezeichnet wird, aus dem nachfolgenden Ausdruck berechnet:
wobei jedes p(xi yj(t), ein Maß der Wahrscheinlichkeit, daß xi übertragen wurde, wobei yj(t) empfangen wurde, dem in dem Verarbeitungsschritt 40 berechneten entsprechenden Wert p(yj(t) xi)p(xi) proportional gemacht wird und wobei F&supmin;¹ den invertierten Wert der Darstellungsfunktion von den ersten zwei Spalten der Tabelle zur dritten Spalte derselben bedeutet. Als Beispiel gilt: wenn vorausgesetzt wird, daß jedes pb klein ist, beispielsweise 0,05, daß die übrigen Verarbeitungsblöcke in Fig. 4 fortgelassen sind und daß ein empfangenes Codewort yi(t) gleich 00101 ist (das nicht in der dritten Spalte der Tabelle steht), dann sind p(yj(t) xi)p(xi) die einzigen, die in dem Verfahrensschritt 40 berechnet sind, die eine signifikante Größe haben, diejenigen, die den drei 5-Bit-Worten 01101, 00001 und 00100 entsprechen, wobei in jedem Fall ein Bit fehlerhaft ist, und die anderen 5-Bit-Worte, in denen in jedem Fall ein Bit fehlerhaft ist, d. h. 10101 und 00111, nicht in der Tabelle stehen. In der Tabelle entsprechen die drei genannten 5-Bit-Worte den Dezimalen 11, 3 bzw. 5, so daß die in dem Schritt 41 durchgeführte Berechnung die nachfolgende Form haben wird: vj (0,05·11+0,05 ·3+0,05·5)1(0,05+0,05+0,05) d. h.: vj(t) 6.
Wie bisher beschrieben, wird die Wahrscheinlichkeit Pb jedes einzelnen Bits von yj(t) fehlerhaft zu sein mittels der Blöcke 35-39 aus Fig. 4 einzeln berechnet. Als Alternativ können diese Blöcke durch Prozeßschritte ersetzt werden, wobei die aktuelle Gesamtwahrscheinlichkeit Pe eines Bitfehlers abgeschätzt wird. Dies erfolgt beispielsweise dadurch, daß jedes Wort yj(t) untersucht wird um zu ermitteln, ob es ggf. einen Teil der Codierungstabelle bildet. Sollte das nicht der Fall sein, so ist offenbar mindestens ein Bitfehler aufgetreten, während im anderen Fall ist es wahrscheinlich, wenigstens für relativ kleine Bitfehlerraten, daß keine Bitfehler aufgetreten sind. In dem Fall wird die Berechnung jedes p(yj(t) xi) in dem Block 40 von
p(yj(t) xi) = G&ijlig;(ajk, bjk) durch eine Berechnung jedes p(yj(t) xi) von
p(yj(t) xi) = ped(1-pe)q-d, wobei pe die aktuelle Gesamtwahrscheinlichkeit eines Bitfehlers ist, wobei d der Hamming-Abstand zwischen yj(t) und xj ist und wobei q die Anzahl Bits in einem Codewort ist.
Außer der Verarbeitung durch die Blöcke 3240 nach Fig. 4 führt die Anordnung 28 nach Fig. 3 eine Verarbeitung durch, die durch die Blöcke 42-45 in Fig. 4 bezeichnet sind. In diesem Prozeß werden die von dem Block 41 erzeugten Abschätzungen vj(t) und die um eine Datenrahmenperiode in einem Verfahrensschritt 42 verzögerten Abschätzungen vj(t-1) in einem Verfahrensschritt 43 voneinander subtrahiert. Die Ergebnisse des Schrittes 43 sind die Differenzen zwischen aufeinanderfolgenden Abschätzungen vj(t). Die laufende Varianz (sigma)² dieser Differenzen, d. h. eine laufende Summe der Quadrate, wird danach in einem verfahrensschritt 44 berechnet und diese Varianz (sigma)² und die verzögerten Abschätzungen vj(t-1) werden danach in einem Verfahrensschritt 45 verwendet zum Berechnen einer weiteren Wahrscheinlichkeitsdichtenfunktion entsprechend jeder verzögerten Abschätzung vj(t-1) und unter Bedingung derselben. Diese Funktion wird benutzt in dem Schritt 41 zum Ändern jeder Abschätzung vj(t), die sonst erzeugt würde, so daß die geänderte Abschätzung berücksichtigt, welche die vorhergehende Abschätzung vj(t-1) war, d. h. wie groß die Differenz zwischen der aktuellen Abschätzung und der vorhergehenden Abschätzung wahrscheinlich sein wird. Es lassen sich viele Voraussetzungen machen in bezug auf die Wahrscheinlichkeiten verschiedener auftretender Differenzen; im vorliegenden Fall wird vorausgesetzt, daß diese Wahrscheinlichkeiten eine Gaußsche Verteilung um die vorhergehende Abschätzung vj(t-1) herum bilden. In dem verfahrensschritt 45 wird also für jedes empfangene Codewort y(t), das von dem Verfahrensschritt 34 erzeugt worden ist, für jedes Codewort xi, das übertragen sein könnte, eine Größe p(xi vj(t-1)) = exp-[(vj(t-1)-F&supmin;¹(xi))2/2(sigma)²] berechnet, wobei diese Größe der bedingten Wahrscheinlichkeit, daß das Codewort xi übertragen wurde, proportional ist, wobei ein Wert vj(t-1) abgeschätzt wurde als wurde er dem vorher empfangenen Codewort entsprechen. Diese Größen p(xi vj(t-1)) werden nun in dem Verfahrensschritt 41 benutzt zum Ändern der entsprechenden Werte p(xi vj(t)), so daß durch Multiplikation jedes p yj) ebenfalls dem entsprechenden p(xi vj(t-1)) proportional gemacht wird. Wenn das oben beschriebene Beispiel genommen wird, in dem ein Codewort yj(t)=00101 empfangen wird, und wenn beispielsweise vorausgesetzt wird, daß die unmittelbar vorhergehende Abschätzung vj(t-1) dezimal 10 war, wird der Koeffizient von dezimal 5 in der Berechnung für vj(t) relativ verringert zu dem von dezimal 11, und der Koeffizient von dezimal 3 wird noch weiter verringert (je multipliziert mit dem entsprechenden Wert p(xi vj(t-1))), so daß das Ergebnis der Berechnung irgendwo zwischen dezimal 6 und dezimal 11 liegen wird, wobei die genaue Lee von dem aktuellen Wert der in dem Schritt 44 bestimmten Varianz abhängig ist.
Die durch die Blöcke 35-39 bezeichneten Verfahrensschritte, oder ihre bereits genannten Alternativen können ggf. fortfallen, wobei dann für den Verarbeitungsblock 40 vorausgesetzt wird, daß die Wahrscheinlichkeit eines Bitfehlers bei einem bestimmten Wert konstant ist.
Es dürfte einleuchten, daß der Rundfunkkanal von dem Sender nach Fig. 2 zu dem Empfänger nach Fig. 3 durch eine andere Form eines Übertragungskanals, beispielsweise einen IR-Übertragungskanals in einer optischen Faser ersetzt werden kann.

Claims

1. Verfahren zum Decodieren einer Folge binärer Codeworte yj(t), die von einem Übertragungskanal erhalten werden, wobei diese Codeworte aus der kanalmäßigen Übertragung aufeinanderfolgender binärer Codeworte xj(t) herrühren, die für entsprechende aufeinanderfolgende Werte uj(t) eines analogen Signals repräsentativ sind, wobei xj(t) = F(uj(t)) und F eine Darstellungsfunktion ist, wobei bei diesem Verfahren aufeinanderfolgende Werte vj(t) erzeugt werden, die aus den nacheinander empfangenen Codeworten yj(t) abgeschätzt werden, damit sie den aufeinanderfolgenden Werten uj(t) entsprechen, wobei das Abschätzungsverfahren die nachfolgende Form hat:

Z wobei F&supmin;¹ die Inversion der Abbildungsfunktion F ist, n eine ganze Zahl ist und wobei jedes p(xi yj(t)) eine Abschätzung ist der reiativen bedingten Wahrscheinlichkeit daß xi übertragen wurde, wobei yj(t) empfangen wurde, dadurch gekennzeichnet, daß jedes p(xi yj(t)) proportional zu exp-[(vj(t-1)F&supmin;¹(xi))2/2(sigma)²] ist, wobei (sigma)² die aktuelle Varianz der nacheinander erzeugten Werte vj(t) ist und vj(t-1) die vorher erzeugten Werte ist.

2. Verfahren nach Anspruch 1, wobei jedes p(xi yj(t)) berechnet wird unter Berücksichtigung der aktuellen Bitfehlerrate in den empfangenen Codeworten.

3. Verfahren nach Anspruch 2, wobei jedes p(xi yj(t)) dem Wert p(yj(t) xi)p(xi) proportional gemacht wird, wobei p(xi) die Wahrscheinlichkeit ist, daß xi übertragen wurde und wobei p(yj(t) xi) = ped(1-pe)q-d, ist, wobei pe die Wahrscheinlichkeit eines Bitfehlers ist, wobei d der Hamming-Abstand zwischen yj(t) und xj ist und wobei q die Anzahl Bits in einem Codewort ist.

4. Verfahren nach Anspruch 1, wobei jedes p(xi yj(t)) berechnet wird unter Berücksichtigung der aktuellen Wahrscheinlichkeiten jedes einzelnen Bits der fehlerhaften empfangenen Codeworte.

5. Verfahren nach Anspruch 4, wobei jedes p(xi yj(t)) dem Wert p(yj(t) xi)p(xi) proportional gemacht wird, wobei p(xi) die Wahrscheinlichkeit ist, daß

xi übertragen wurde, und wobei p(yj(t) xi) = G&ijlig;(aik, bjk) ist, wobei aik das

k. Bit von xi ist, wobei bjk das k. Bit von yj(t) ist, wobei G&ijlig;(aik,bjk) gleich dem Wert 1-pb(k) ist, wenn aik = bjk ist und gleich pb(k) ist, wenn aik nicht gleich bjk ist, wobei pb(k) die Wahrscheinlichkeit ist, daß das k. Bit von yj(t) fehlerhaft ist, und wobei q die Anzahl Bits in einem Codewort ist.

6. Verfahren zur digitalen Kommunikation von Daten, die für aufeinanderfolgende Werte uj(t) eines analogen Signals repräsentativ sind wobei dieses Verfahren die nachfolgenden Verfahrensschritte umfaßt: das Erzeugen aufeinanderfolgender binärer Codeworte xj(t), die für die betreffenden genannten aufeinanderfolgenden Werte uj(t) repräsentativ sind, wobei xj=F(uj(t)) ist, das Übertragen über einen Übertragungskanal der auf diese Weise erzeugten Codeworte, das Empfangen von Codeworten aus dem Übertragungskanal und das nach einem Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 5 Erzeugen von Werten vj(t), die aus den empfangenen Codeworten yj(t) abgeschätzt worden sind, damit sie den Werten uj(t) entsprechen.

7. Anordnung zum Decodieren einer Folge binärer Codeworte yj(t) von einem Übertragungskanal, wobei diese Codeworte aus der kanalmäßigen Übertragung aufeinanderfolgender binärer Codeworte xj(t) herrühren, die für aufeinanderfolgende Werte uj(t) eines analogen Signals repräsentativ sind, wobei xj(t) = F(uj(t)) ist und F eine Darstellungsfunktion ist, wobei diese Anordnung Mittel aufweist zum Erzeugen aufeinanderfolgender Werte vj(t) durch Abschätzung der nacheinander empfangenen Codeworte yj(t) entsprechend den aufeinanderfolgenden Werten uj(t) entsprechend wobei F&supmin;¹ die Inversion der Abbildungsfunktion F ist, n eine ganze Zahl ist und wobei jedes p(xi yj(t)) eine Abschätzung ist der relativen bedingten Wahrscheinlichkeit daß xi übertragen wurde, wobei yj(t) empfangen wurde, wobei die Anordnung gekennzeichnet ist durch Mittel zum Berechnen jedes p(xi yj(t)) dadurch, daß p(xi yj(t)) proportional

zu exp-[(yj(t-1)F&supmin;¹(xi))2/2(sigma)²] gemacht wird, wobei (sigma)&sub2; die aktuelle Varianz der nacheinander erzeugten Werte vj(t) ist und vj(t-1) die vorher erzeugten Werte sind.

8. Anordnung nach Anspruch 7, weiterhin mit Mitteln zum Treffen einer Entscheidung bei jedem Bit eines wiederhergestellten Codewortes, mit Speichermitteln zum Speichern der genannten Entscheidungen als Codeworte, mit Berechnungsmitteln zum Berechnen der Wahrscheinlichkeit jedes einzelnen fehlerhaften Bits und mit Mitteln zum Berechnen einer Wahrscheinlichkeitsdichtenfunktion entsprechend jedem Wort yj(t) und abhängig davon, wobei Eingänge dieser Mittel mit jeweiligen Signalausgängen der Speichermittel bzw. Berechnungsmittel gekoppelt sind.

9. Anordnung nach Anspruch 7, weiterhin mit Mitteln zum Treffen einer Entscheidung bei jedem Bit eines wiederhergestellten Codeworts, mit Speichermitteln zum Speichern der genannten Entscheidungen als Codewort, und mit Mitteln zum Abschätzen der aktuellen Gesamtwahrscheinlichkeit eines Bitfehlers, wobei diese Mittel Untersuchungsmittel aufweisen zum Ermitteln, ob jedes empfangene Codewort einem codierten Wort entspricht.

10. System zusammenarbeitender Anordnungen zur digitalen Kommunikation von Daten, die für aufeinanderfolgende Werte uj(t) eines analogen Signals repräsentativ sind, mit Mitteln zum Erzeugen aufeinanderfolgender binärer Codeworte xj(t), die für die genannten aufeinanderfolgenden Werte uj(t) repräsentativ sind, wobei xj = F(uj(t)) ist, mit Mitteln zum Übertragen der binären Codeworte über einen Übertragungskanal, mit Mitteln zum Empfangen der binären Codeworte von dem Übertragungskanal und mit einer Anordnung nach einem der Ansprüche 7, 8 oder 9 zum Erzeugen von Werten vj(t), die aus den empfangenen Codeworten yi(t) abgeschätzt worden sind um den Werten uj(t) zu entsprechen.