JP2002544711A - デジタル通信システムにおける伝送エラー処理方法 - Google Patents

デジタル通信システムにおける伝送エラー処理方法

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JP2002544711A
JP2002544711A JP2000617589A JP2000617589A JP2002544711A JP 2002544711 A JP2002544711 A JP 2002544711A JP 2000617589 A JP2000617589 A JP 2000617589A JP 2000617589 A JP2000617589 A JP 2000617589A JP 2002544711 A JP2002544711 A JP 2002544711A
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    • H04L2001/0098—Unequal error protection

Abstract

(57)【要約】 デジタル通信システムにおいて、伝送エラーが検出される時に情報フィールド特性の違いを認識しそれに従って作動する方法が提供される。通信路符号により保護される２つ以上のフィールドを有する情報が受信され、通信路符号に従って復号される。復号結果に基づいて、伝送エラーが入り込む情報のフィールドが識別される。これらは欠陥のあるフィールドと呼ばれる。欠陥のあるフィールドの特性が決定される。次に、情報は特性に従って処理される。本発明の１実施例では、着信パケットのシンドロームが計算される。シンドロームがオールゼロであれば、パケットは従来どおり通信プロトコルスタック上へ通される。シンドロームがオールゼロでなければ、シンドロームに関連する剰余類リーダが見つけ出され、パケットのどのフィールドが最も欠陥があると思われるかを決定するのに使用される。この決定に基づいて、次にパケットは下記の方法に従って、拒否、訂正、もしくは訂正せずに受理される。パケットヘッダーのクリティカルフィールドに欠陥がある場合には、パケットは拒否される。そうでなければ、パケットは伝送エラーが入り込むフィールドの重要度に応じて、その伝送エラーが訂正されるかもしくは訂正されずにプロトコルスタック上へ通される。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】 （発明の背景） （発明の分野） 本発明は一般的にデジタル通信システムに関し、特に、通信路符号により保護
されるデジタル情報の情報フィールド間の特性の違いを認識し、伝送誤りが見つ
かる時にこれらの違いによって作動する方法に関する。
【０００２】 （関連技術の説明） デジタル通信システムでは、例えば、音声、データ、画像、もしくは映像、等
のデジタル情報は２進デジット（ビット）等のシンボルのパケットやフレームの
形で通信チャネルを介して１つの場所からもう１つの場所へ通過する。通信チャ
ネルが電気的ノイズ等の妨害を受けると、チャネルと交差する１つ以上のビット
が変更されて、チャネルの遠端に到達する情報は予定されるように正確には受信
されないことがある。このように変更されたビットは伝送エラーの影響を受けて
いるといわれ、伝送エラーが入り込むパケットもしくはその一部は欠陥があると
いわれる。
【０００３】 通信チャネルの物理的構成に応じて、多かれ少なかれ通信チャネルによりエラ
ーが導入される。一方の極端として、光ファイバチャネルは本質的にその周囲の
影響を受けないため、適切に動作している光ファイバチャネルはめったに伝送エ
ラーを導入することがない。他方の極端として、無線リンクは適切に設計され適
切に動作している場合でも、信号フェージング、大気の擾乱、干渉障害、放射信
号強度の制限により生じる伝送誤り、他の無線活動により生じる干渉、および無
数の関連現象の影響を非常に受ける。
【０００４】 デジタル通信システムにおける伝送エラーに対して保護するために、通信路符
号が使用される。これらの符号はパケット内に含まれる冗長度の形のパリティビ
ットを発生する。付加された冗長度により、受信機はある程度の確からしさで伝
送エラーの存在を検出し、しばしばこれらのエラーを訂正することができる。
【０００５】 しかしながら、通信路符号の伝送エラーを検出もしくは訂正する能力は、パリ
ティビットが付加伝送帯域幅を必要とするあるいはより長い伝送時間を強いる、
したがって経済的に非効率的となるという代償を伴う。さらに、符号化および復
号に必要な装置は複雑である。広範なデータ通信特徴を有する小型ワイヤレス通
信端末の世界では、通信路符号化および復号装置の負担は、終局的にその費用に
比例してまたそのスペース、熱放散、およびバッテリパワーの必要性に比例して
重荷となる。そのため、不可避的に伝送エラーを受けやすいワイヤレスシステム
における通信路符号化に対する差し迫った必要性にもかかわらず、制限のない通
信路符号化を利用することができず、むしろ、通信路符号の能力と帯域幅、経済
性、および端末機サイズとの間で実際的な清算を行わなければならない。
【０００６】 清算の問題をさらに複雑にしているのは、ヘッダーがパケットを適切な受け手
へ送るのに極めて重大な情報をしばしば運ぶため、パケットのヘッダー内に入り
込む伝送誤りはパケットのペイロード内に入り込む伝送エラーよりも厄介な場合
が多いことである。ヘッダーエラーとペイロードエラーを識別する必要性に応え
て、関連技術はヘッダーを保護する第１のパリティビットセットとペイロードを
保護する第２のパリティビットセットを教示している。典型的に、第１のパリテ
ィビットは比較的低次発生多項式に従って計算される巡回冗長検査（ＣＲＣ）か
ら生じ、第２のパリティビットは比較的高次発生多項式に従って計算されるＣＲ
Ｃから生じる。例えば、４ビットＣＲＣフィールドはヘッダーの最後のフィール
ドとして含めることができ、１６ビットＣＲＣはペイロードの最後のフィールド
として含めることができる。
【０００７】 しかしながら、前記したエラー制御方法は本来非効率的である。一方では、ヘ
ッダーの保護専用の冗長ビットは貴重な伝送時間もしくは帯域幅を消耗し、その
ため冗長ビット数は限定しなければならない。他方、限定された数の冗長ビット
はヘッダーにより運ばれる極めて重大な情報を保護する限定された能力しかない
。さらに、受信機はヘッダー検査用とペイロード検査用の２つの別々のＣＲＣ復
号器を必要とする。２つの別々の復号器を必要とするために望ましくない複雑さ
が導入される。最後に、２つの別々のＣＲＣ復号器の各々がその保護下にあるビ
ットに対して別々に盲目的に作動するため、前記したエラー制御方法は欠陥のあ
る情報の特性変化に順応しない。したがって、関連技術により教示されたこの方
法には柔軟性がない。例えば、パケット内の極めて重大な情報の場所が必ずしも
単純なヘッダー−ペイロード二分法には従わずアプリケーションごとにかつパケ
ットごとに変わる、マルチメディアアプリケーションのスペクトルを調整するた
めの複数の異なるパケット構造をこの方法は必要とする。
【０００８】 また、関連技術は単一パケットの限界内のビットの不等保護を行うよう試みる
複素通信路符号の使用を教示している。残念ながら、これらの符号にはその実際
の有用性を制限するいくつかの欠点がある。ある場合には、このような符号はそ
れらが保護するビットの最大および最小保護程度間にほとんど差がないことがあ
る。また、ある場合には、このような符号は最大および最小間に著しく差異を生
じるために引き延ばされると、性能が著しく劣化することがある。さらに、パケ
ット内の極めて重大な情報の場所が第１のアプリケーションから第２のアプリケ
ーションで変化し、第１のアプリケーションであっても第１のパケットから第２
のパケットで変化することがあるマルチメディアシステムの絶えず変化する要求
にこのような符号を適合させる必要がある場合には、符号器および復号器は手が
出ないほど複雑、したがって、高価で望ましくないものとなり、例えば、小型ワ
イヤレス通信端末等のポータブル装置に使用すると極端なバッテリパワーを消耗
しがちである。
【０００９】 関連技術のこれらおよびその他の制約から、デジタル情報のどのサブセットが
伝送エラーにより欠陥を作られるかを決定し、これらのサブセットの性質の違い
を認識して作動する方法が必要とされており、この方法は、ａ）マルチメディア
トラフィックの要求に応えるのに適切な柔軟性を有し、ｂ）必要な場合に伝送エ
ラーに対して保護する能力が強力であり、ｃ）それをワイヤレス通信に実際に応
用できるように、そのバッテリパワー、伝送帯域幅、および処理リソースの使用
が効率的である。
【００１０】 （発明の簡単な概要） したがって、デジタル通信システムの一方から反対側へ流れる情報内の伝送エ
ラーに応答する方法を提供することが本発明の目的であり、この方法は情報のど
のサブセットに欠陥があるかを決定し、これらのサブセットの特性の差によって
作動する。
【００１１】 デジタル情報の処理方法を提供することが本発明のもう１つの目的であり、こ
の方法はデジタル通信システムにおける伝送エラーの発生に応答し、パケット内
の極めて重大な情報の場所が第１のアプリケーションから第２のアプリケーショ
ンで変化し、かつ第１のパケットから第２のパケットで変化することがあるマル
チメディアの要求に適合させるのに適切な柔軟性を有する。
【００１２】 デジタル通信システムにおける伝送エラーに応答する改善された方法を提供す
ることが本発明のさらにもう１つの目的であり、この改善された方法はそれをワ
イヤレス通信に実際に応用できるように電力、伝送帯域幅、および処理リソース
の使用が効率的である。
【００１３】 本発明の好ましい実施例では、着信パケットは通信路符号に従ってパケットの
シンドロームを計算し、計算されたシンドロームを調べることにより復号される
。シンドロームがオールゼロであれば、パケットは従来どおり通信プロトコルス
タック上へ通される。シンドロームがオールゼロでなければ、シンドロームに関
連する剰余類リーダー(coset leader)を見つけることにより復号操作が継続され
る。剰余類リーダーはパケットのどのフィールドが最も欠陥があると思われるか
を決定するのに使用される。この決定に基づいて、次に下記の方法に従ってパケ
ットは拒否、訂正、もしくは訂正なしで受理される。クリティカル重要度のフィ
ールドに欠陥がある場合には、パケットは拒否される。パケットのクリティカル
フィールドは完全であるがコレクタブル重要度のその１つ以上のフィールドに欠
陥がある場合には、パケットの訂正可能なフィールド内の伝送エラーが訂正され
、パケットはプロトコルスタック上へ通される。そうでなければ、パケットのク
リティカルおよびコレクタブルフィールドは完全であるため、パケットは訂正さ
れずにプロトコルスタック上へ通されるが、トレラント重要度の少なくとも１つ
のフィールドは欠陥がある。
【００１４】 本発明の好ましい実施例では、情報はどうしても誤りに耐えられない場合にク
リティカル重要度（すなわち、“重大”）である。情報は十分誤りに耐えられて
エラー訂正復号器の訂正試行に生き残るまれなエラーの存在に耐える場合にコレ
クタブル重要度（すなわち、“訂正可能”）である。情報は相当な数の伝送誤り
を含んでいてもすぐに使用できる場合にトレラント重要度（すなわち、“耐えら
れる”）である。典型的には、パケットの１つ以上のヘッダーフィールドがクリ
ティカルである。典型的には、パケットのペイロードフィールドは、ａ）例えば
、金融データやキーシステム管理命令等の任意のエラーのリスクにどうしても耐
えられないデータを運ぶ場合にはクリティカルであり、ｂ）例えば、画面上に静
止ディスプレイする画像やデータ情報を運ぶ場合にはコレクタブルであり、ｃ）
例えば、リアルタイム再生する音声やビデオ映像情報を運ぶ場合にはトレラント
である。典型的に、パケットのパリティフィールドはコレクタブルである。
【００１５】 １実施例では、通信路符号により保護されかつヘッダーフィールド、ペイロー
ドフィールド、およびパリティフィールド等の複数のフィールドへセグメント化
されるデジタル情報における伝送エラーに応答する方法が提供され、この方法は
、通信路符号に従ってデジタル情報を復号するステップと、復号ステップに応答
して複数のフィールドの中の欠陥のあるフィールドを識別するステップと、欠陥
のあるフィールドの特性を決定するステップと、この特性に従ってデジタル情報
を処理するステップと、を含んでいる。
【００１６】 本発明の好ましい実施例は、あるアプリケーションは他よりも伝送エラーに対
してよりトレラントであり、所与のパケット内で、ある伝送エラーは他よりもよ
り厄介である、ミックスメディアもしくはマルチメディアシステムにおける現在
の情報処理方法の欠点に取り組む。伝送エラーにより欠陥を作られる情報の相対
重要度のこの問題は、例えば、通信システムがクレジットカード番号等の重要な
金融情報から画面上にディスプレイする通常のアルファニューメリックテキスト
もしくは画像、デジタル符号化音声もしくは映像信号へ変わる混合トラフィック
を運ぶ時に生じる。これらの各アプリケーションは伝送エラーに対処するための
異なる方法を要求する。
【００１７】 クリティカル情報に欠陥があると思われる場合には、それは訂正すべきではな
く、むしろ、新しい情報を再送するために拒否してカタストロフィの危険性を最
小限に抑えるべきである。例えば、通常の画面ディスプレイ用テキストに欠陥が
あると思われる異なる状況では、意図する訂正自体がまれに正しくない場合であ
っても、伝送エラーは通信路符号により過度の危険性なしに訂正することができ
る。例えば、デジタル符号化音声もしくはビデオ映像を運ぶパケットに欠陥があ
るさらに異なる状況では、その適切な処置はパケットのどのフィールドが影響を
受けているかによって決まる。伝送エラーがパケットのペイロード内に入る場合
には、ペイロード内の伝送エラーの存在は忠実度の一時的な低下を越える結果を
もたらすことはほとんどないため、ペイロードはしばしば訂正なしで使用するこ
とができる。一方、伝送エラーがパケットのヘッダー内に入る場合には、ヘッダ
ーはしばしば適切な受け手へパケットを送るのに極めて重大な情報を運ぶため、
欠陥のあるパケットは廃棄するのが最善である。あるいは、欠陥のあるヘッダー
の特定フィールドの性質に応じて、エラーを受理できるように訂正することがで
きる。
【００１８】 本発明の利点は情報のサブセットの特性に依存する方法で情報を処理する能力
であり、このサブセットは伝送エラーにより欠陥が作られる。
【００１９】 本発明のもう１つの利点は、情報が伝送エラーにより欠陥を作られる場合に、
マルチメディアシステムからの情報を有効かつ経済的に処理する適応性である。
【００２０】 本発明のさらにもう１つの利点は、頻繁に伝送エラーを受けるワイヤレス通信
に本発明を実際に応用できるようにするための、バッテリパワー、伝送帯域幅、
および処理リソースの使用効率である。
【００２１】 同じ要素は同じシンボルで示される添付図と共に、下記の詳細な説明および特
許請求の範囲を読めば、本発明の利点および特徴を一層よく理解することができ
る。
【００２２】 （発明の詳細な説明） 本発明の説明を助けるために、図１に従来技術に従った典型的なデジタル通信
システムを示す。情報源１１０が情報シンク１２０へ送られる情報を発生する。
情報源１１０は情報を第１のプロセッサ１３０ａもしくあるいは他の論理もしく
は回路へ通し、それは送信機すなわち変調器１６０を介して通信チャネル１５０
の一方から反対側へ送信する第１の通信プロトコルスタック１４０ａとして構成
されるソフトウェアに従って情報を適合させる。通信チャネル１５０の他端にお
いて、受信機すなわち復調器１７０は着信情報を受入れて第２のプロセッサ１３
０ｂすなわち他の論理もしくは回路へ通し、それは通信シンク１２０へ提供する
第２のプロトコルスタック１４０ｂとして構成されるソフトウェアに従って情報
を適合させる。
【００２３】 図２は伝送エラーにより着信デジタル情報に欠陥が作られる場合の、第２のプ
ロセッサ１３０ｂの論理操作の好ましい方法を示すフロー図である。ブロック２
１０において、着信情報が受信される。受信情報はブロック２２０において伝送
エラーの存在について調べられる。情報に伝送エラーがないことが判ると、ブロ
ック２４０において情報は従来の方法で第２のプロトコルスタック１４０上に通
される。伝送エラーが見つかると、ブロック２５０において後述する方法に従っ
て欠陥が作られる情報のフィールドが識別され、ブロック２６０において情報は
欠陥のあるフィールドに関連する特性に従って処理される。本発明に従って、情
報を処理する行為は、限定はしないが、欠陥のある情報サブセットおよび伝送チ
ャネルの性質に適したさまざまなエラー制御およびエラー回復方法の呼出し、欠
陥のある情報の交互の受け手へのルーティング、欠陥の性質および発生に従った
ユーザの課金および請求書送付、等を包含している。
【００２４】 図３は従来技術に従って通信チャネル１５０の一方から反対側へ通される情報
の典型的な構成を示す。例示の目的で、情報はプロトコルスタック１４０ａ，１
４０ｂのレイヤ２からレイヤ２操作に適切なビットのパケット３１０として示さ
れる（図参１照）。実際のシステムでは、情報源１１０およびシンク１２０の必
要性に応え（すなわち、デジタル通信システムを使用するアプリケーションの必
要性に応え）かつプロトコルスタック１４０ａ，１４０ｂのより高いレイヤの必
要性に応える付加ヘッダーおよびトレーラを有することができる。これらの付加
ヘッダーおよびトレーラは明確にするために図３から省かれている。
【００２５】 図３に示すパケット３１０は３フィールドヘッダー３２０、ペイロードフィー
ルド３５０、およびパリティフィールド３８０を含んでいる。ヘッダー３２０は
情報源１１０を識別するフラム-アドレスフィールド３２５、情報シンク１２０
を識別するツー-アドレスフィールド３３０、およびアプリケーションの性質も
しくは情報源１１０および情報シンク１２０が関与するセッションのアイデンテ
ィティを運ぶメッセージ識別子フィールド３３５を有する。したがって、メッセ
ージ識別子フィールド３３５は、情報セッションおよびパケット３１０の所有権
を有するユーザだけでなく、ペイロードフィールド３５０により運ばれる情報の
性質およびアイデンティティを識別するように働くことができる。パリティフィ
ールド３８０のビットはエラー訂正もしくはエラー検出が可能な通信路符号に従
って計算される。例えば、パリティフィールド３８０のビットは後述するように
、さらには本開示の一部としてここに組み入れられているAn Introduction to E
rror-Correcting Codes, Prentice-Hall, 1970のSection 5.2にシュリンが記載
し、Algebraic Coding Theory, McGraw-Hill, 1968, のChaper 5にエルウィン
バーレカンプが記載しているように、２進ハミング符号に従って計算することが
できる。
【００２６】 本発明の好ましい実施例では、パケット３１０のフィールドの各々に１つ以上
の特性が関連している。これらの関連および付属情報のリスト、カタログ、もし
くはデータベースが第２のプロセッサ１３０ｂもしくはその代理の内に保持され
るか、あるいはそこで利用できるようにされる。限定はしないが、このような特
性はフィールドにより運ばれる情報の重要度、情報内のフィールドの場所、フィ
ールドを使用するアプリケーションの性質もしくはセッションアイデンティティ
、フィールドが送信もしくは受信される1日の特定の時間もしくは1週の特定の日
、フィールドが送信もしくは受信される地理的場所、フィールドにより運ばれる
情報を送信もしくは受信するパーティのアイデンティティ、トラフィック、サー
ビス品質、およびサービスグレードの考慮すべき事柄、等を含むことができる。
【００２７】 制約する目的ではなく説明を判り易くするために、ここでの検討は主としてフ
ィールド内で運ばれる情報の重要度の特性に関するものである。この特性に関し
て、情報の重要度はクリティカル、コレクタブル、もしくはトレラントとみなさ
れる。情報はエラーにどうしても耐えられない場合にはクリティカルである。情
報はエラーに十分耐えてエラー訂正復号器の訂正試行にまれに生き残るエラーの
存在に耐える場合にはコレクタブルである。情報はそれを情報シンク１２０へ通
すことができたとえ相当数の伝送エラーを含んでいても訂正せずにすぐに使用で
きる場合にはトレラントである。あるいは、たとえ訂正されたといわれる伝送エ
ラー数がエラー訂正通信路符号の訂正容量を越えるものと思われても、伝送エラ
ー訂正の試行結果を情報シンクへ通すことができる場合には情報はトレラントで
ある。典型的には、パケット３１０の１つ以上のヘッダーフィールド３２５，３
３０，および３３５がクリティカルである。ペイロードフィールド３５０は、金
融データや重要なシステム管理命令等のいかなるエラーの危険性にもどうしても
耐えられないデータを運ぶ場合にはクリティカルであり、画面上に静止ディスプ
レイする画像やデータ情報を運ぶ場合にはコレクタブルであり、リアルタイム再
生する音声および映像情報を運ぶ場合にはトレラントである。パリティフィール
ド３８０は典型的にコレクタブルである。
【００２８】 本発明は伝送エラーが入り込むフィールドに関連する特性に従って伝送エラー
間の識別を行う。後述する好ましい実施例では、後述する方法を使用して、着信
情報のクリティカルフィールド、コレクタブルフィールド、およびトレラントフ
ィールド内に入ると思われるエラー間の識別が行われ、この識別によって情報が
処理される。
【００２９】 特に、図４は着信情報を受信した時の、例えば、着信パケット３１０を受信し
た時の第２のプロセッサ１３０ｂの操作を示す。ブロック４１０において着信情
報が受信される。ブロック４２０において（存在する場合に）情報のどのフィー
ルドすなわち部分に欠陥があるかが決定され、ブロック４３０においてこの決定
結果が調べられる。伝送エラーがないことを示す、情報に欠陥がないことが決定
されると、ブロック４４０において情報は従来の方法で第２のプロトコルスタッ
ク１４０ｂ上へ通される。
【００３０】 そうでなければ（すなわち、情報に欠陥がある場合には）、ブロック４６０に
おいて、欠陥のあるフィールドを第２のプロセッサ１３０ｂもしくはその代理の
内に保持されるあるいはそこで利用可能とされるクリティカル重要度のフィール
ドに関するリスト、カタログ、もしくはデータベースから検索された情報と比較
することにより、任意のクリティカルフィールドに欠陥があるかどうか決定され
る。少なくとも１つのクリティカルフィールドに欠陥がある場合には、ブロック
４７０において情報は拒否される。必ずしも必要ではないが、拒否された情報は
典型的に自動繰返し要求（ＡＲＱ）機構（図示せず）の規定により情報源１１０
により再送される。クリティカルフィールド内に欠陥が見つからなければ、やは
りリストを参照として、ブロック４７５においていずれかのコレクタブルフィー
ルドに欠陥があるかどうか決定される。コレクタブルフィールドに欠陥があるこ
とが判ると、ブロック４８０においてこれらのフィールド内の伝送エラーが訂正
され、ブロック４４０において情報は第２のプロトコルスタック１４０ｂ上へ通
される。そうでなければ（すなわち、欠陥はあるが、クリティカルフィールドや
コレクタブルフィールド内ではない）、欠陥のあるフィールドはトレラントでな
ければならず、ブロック４４０において情報は第２のプロトコルスタック１４０
ｂ上へ通される（訂正されずに）。あるいは、欠陥はあるがクリティカルもしく
はコレクタブルフィールド内に入り込まない場合には、トレラントフィールド内
の伝送エラーの訂正を試行することができ、結果は第２のプロトコルスタック１
４０ｂ上へ通される。
【００３１】 図５は２進線形通信路符号を含む本発明の好ましい実施例に適用できる図４の
詳細である。図４と同様に、図５は着信パケット３１０を受信した時の第２のプ
ロセッサ１３０ｂの操作を示している。着信パケット３１０はブロック５１０に
おいて受信される。ブロック５２０において着信パケットはシンドロームを計算
することにより復号される。ブロック５３０においてシンドロームが調べられる
。シンドロームがオールゼロであって伝送エラーがないことを示す場合には、ブ
ロック５４０においてパケット３１０は従来の方法で第２のプロトコルスタック
１４０ｂ上へ通される。そうでなければ（すなわち、シンドロームがオールゼロ
でなければ）、ブロック５５０においてシンドロームに関連する剰余類リーダを
見つけることにより着信パケットの復号が継続する。
【００３２】 ブロック５６０において剰余類リーダはパケット３１０のクリティカルフィー
ルドに対応するビット位置に非ゼロエントリを有するかどうかを確認するために
調べられる。このステップの目的はいずれかのクリティカルフィールドに欠陥が
あるかどうかを判断することである。非ゼロシンドロームエントリがパケット３
１０の１つ以上のクリティカルフィールドに対応する場合には、ブロック５７０
においてパケット３１０は拒否される。そうでなければ（すなわち、非ゼロシン
ドロームエントリがいずれのクリティカルフィールドにも対応しない）、ブロッ
ク５７５において剰余類リーダはパケット３１０のコレクタブルフィールドに対
応するビット位置に非ゼロエントリを有するかどうかを確認するために調べられ
る。検査が真であってコレクタブルフィールドに欠陥があることを意味する場合
には、ブロック５８０においてコレクタブルフィールドの伝送エラーが訂正され
、ブロック５４０においてパケット３１０は第２のプロトコルスタック１４０ｂ
上へ通される。そうでなければ（すなわち、欠陥はあるが、クリティカルもしく
はコレクタブルフィールド内でなければ）、欠陥のあるフィールドはトレラント
でなければならず、ブロック５４０においてパケット３１０は第２のプロトコル
スタック１４０ｂ上へ通される（訂正されずに）。あるいは、欠陥のあるフィー
ルドがトレラントである場合には、トレラントフィールド内の伝送エラーの訂正
を試行することができ、結果は第２のプロトコルスタック１４０ｂ上へ通される
。
【００３３】 図４および図５に示し前記した操作をさらに理解するために、ｋは入力語の長
さでありｎ＞ｋは符号語の長さである、あるサイズｑの有限代数フィールドにわ
たる（ｎ，ｋ）線形通信路符号を考える。（ここに出てくる合成語“有限代数フ
ィールド”および全体を通して出てくる単純な用語“フィールド”は本明細書だ
けでなく長期にわたって確立された従来の使用法においても異なる意味を有する
ことをお判り願いたい）。符号はｋ行ｎ列の生成元マトリクスＧにより表わされ
る。全体を通して、i-項はその要素が有限代数フィールドから来る長さＩの行ベ
クトルのことである。入力語ｘはk-項としてフォーマット化され、有限代数フィ
ールドに対して適切な加算および乗算演算子を使用して、下記のようにn-項とし
てフォーマット化された符号語ｙ内ヘマッピングされる。
【数１】 y=xG
【００３４】 Ｇにはm=n-k行およびn列のパリティ検査マトリクスＨが関連している。マトリ
クスＨはフルランクであって次式を満たし、
【数２】 GHT=［0］ (1) ここに、上付き添字(T)は転置操作を表わし、［０］はk行ｍ列のゼロマトリクス
である。任意のn-項ｚについて、シンドロームｓは次式で与えられるm-項である
。
【数３】 s=zHT 式（１）から、ｚがＧにより発生される符号語である場合だけｓはオールゼロで
あることが判る。すなわち、シンドロームは符号語を識別し、したがって伝送エ
ラーを検出する、方法を提供する。
【００３５】 一般的な線形符号については、最も効率的な復号器はシンドロームを使用する
。復号は次のように進められる。最初に、全てのqnn-項がそれらのシンドローム
に従って分類される。各々がqkn-項を含む、剰余類とも呼ばれる、qmのクラスが
あることが判る。各剰余類について、最小ハミング重み（非ゼロ要素数）を有す
るn-項ｅが剰余類リーダとして選択される。もちろん、符号語セットはオールゼ
ロシンドロームに対応する剰余類である。また、線形符号について、オールゼロ
n-項は符号語であり、符号語セットと一致する剰余類の剰余類リーダである。
【００３６】 シンドローム復号器はqmシンドロームｓのリストおよびそれらの対応する剰余
類リーダｅを格納する。符号語ｙがノイズの多い伝送チャネルを介して送信され
n-項ｚとして受信されると、シンドローム復号器は最初にシンドロームを計算す
る。
【数４】 s=zHT 次に、それは最も伝送チャネルにより注入されたと思われるエラーパターンとし
て対応する剰余類リーダｅを使用し、そのパターンをｚから減じる。
【数５】 y'=z-e こうして得られる符号語であるy'は復号器が符号語ｙについて行うことができる
最善の推測である。y’から、復号器は真の入力語ｘに関する最善の推測として
対応する入力語ｘ'を作り出す。復号器がハミング重みｉの剰余類リーダを使用
する時は、ｉエラーを有効に訂正していることをお判り願いたい。
【００３７】 本発明の好ましい実施例は、それを超えて訂正を試行するとエラーを導入する
と思われる、復号器が訂正を行うことができる範囲を符号語の訂正限界によって
制限する。この好ましい実施例では、剰余類リーダおよびそれらの対応するシン
ドロームは剰余類リーダの増加するハミング重みに従って分類される。すなわち
、オールゼロ剰余類リーダが最初で、重み１、重み２、等の剰余類リーダが続く
。得られる順序付けに基づいて、復号器はある重みまでエラー訂正を行い、より
重みの低いエラーは検出するが訂正しないように構成される。
【００３８】 より詳細に理解するために、着信デジタル情報すなわち入力語ｘが異なる重要
度を有するすなわち特性の他の違いを有する情報部分により構成されるシナリオ
について考える。一般性を失うことなく、記述上の簡便さからｘはx1およびx2の
連接であるものとし、
【数６】 x=［x1x2］ ここに、x1は非常に高い信頼度で受信する必要がある情報（例えば、パケットヘ
ッダーやヘッダー内の特定のフィールド等のクリティカル情報）を含み、x2は重
大な結果を引き起こすことなくいくつかのエラーに耐えられる情報（例えば、デ
ジタル化された画像の要素を運ぶペイロード等のコレクタブル情報）を含む。
【００３９】 簡単にするために、体系的形式の生成源マトリクスについて考える、すなわち
左側のｋ列はアイデンティティマトリクスと一致する。それは符号語ｙの最初の
ｋシンボルが入力語ｘに一致することを意味する。符号語ｙを次式で表わすこと
ができ、
【数７】 y=［x1x2ｐ］ ここに、ｐはパリティシンボルである。n1はx1の長さを表わし、n2=n-n1とする
。
【００４０】 x1およびx2は異なる特性を有し欠陥が作られる場合に異なる処理を行う必要が
あるため、復号器はx1およびx2を異なるように処理する。剰余類リーダｅおよび
それらの対応するシンドロームｓについて考える。各剰余類リーダｅはｅのn1最
左要素を含むe1、および残りのn2要素を含むe2へ分割される。結果はここでは分
割された剰余類リーダと呼ばれる。いずれかもしくは両方をしばしばゼロへ設定
することができる２つの閾値T1およびT2を選択する。ここで、T1は、本例ではヘ
ッダーである、受信n-項ｚのn1最左要素にわたって復号器に訂正させることがで
きる最大エラー数であり、T2は、本例ではペイロードである、n2残りの要素にわ
たって復号器に訂正させることができる最大エラー数である。それにより、e1お
よびe2の重みを、それぞれ、T1およびT2と比較して剰余類リーダｅを分類するこ
とができる。
【００４１】 図６は前記したアイデアに従った本発明の好ましい実施例の論理操作を示すフ
ロー図である。ブロック６１０において着信パケット３１０が受信される。ブロ
ック６２０において着信パケット３１０のシンドロームが計算される。ブロック
６３０においてシンドロームはオールゼロであるかどうか調べられる。シンドロ
ームがオールゼロであれば、ブロック６４０においてパケットは従来の方法で第
２のプロトコルスタック１４０ｂ上に通される。そうでなければ（すなわち、シ
ンドロームはオールゼロではない）、ブロック６５０において分割された剰余類
リーダが見つけられる。ブロック６６０において分割された剰余類リーダの最左
部(e1)が調べられる。e1がオールゼロでなければ、ブロック６７０においてe1の
ハミング重みが第１の閾値T1と比較される。e1のハミング重みが閾値T1を越える
場合には、ブロック６７５においてパケットは拒否される。そうでなければ、ブ
ロック６８０において入力語の最左部（ここでは、パケットヘッダー）内の伝送
エラーがe1に応答して訂正される。ブロック６６０においてe1はオールゼロであ
ることが判った時だけでなく、ブロック６８０においてこれらのエラーが訂正さ
れる時に、ブロック６８５においてe2のハミング重みが閾値T2と比較される。e2 のハミング重みが閾値T2を越える場合には、ブロック６７５においてパケットは
拒否される。そうでなければ、ブロック６９０において入力語の最右部（本例で
は、パケットペイロード）内の伝送エラーがe2に応答して訂正され、ブロック６
４０においてパケットは第２のプロトコルスタック１４０ｂ上に通される。
【００４２】 これらのアイデアをさらに理解するために、n=7およびk=4の単純な２進ハミン
グ符号について考える。体系的な生成元マトリクスＧが次式で与えられ、
【数８】 その対応するパリティ検査マトリクスＨが次式で与えられる。
【数９】 シンドロームｓおよび対応する剰余類リーダは次式で与えられる。
【数１０】 この表は典型的なハミング符号は重み０もしくは１の全てのエラーパターンを訂
正することができ、他はなにも訂正できないことを示している。n1=2,T1=0かつT 2 =1と仮定する。表からs=(101)およびs=(110)は2つの最左シンボルのいずれかの
ｅ、すなわちe1、内のエラーに対応することが判る。受信されたn-項ｚが与えら
れると、最初にｓを計算する。s=(101)もしくは s=(110)であれば、e1のエラー
訂正限界を超えており、パケットすなわち受信されたn-項は拒否される。そうで
なければ、復号器はe2にわたってエラーを訂正する。
【００４３】 次に、図６の方法のバリエーションについて説明する。受信されたn-項の一部
に対してエラー訂正限界が超えて図６のブロック６７０および６７５における復
号過程を停止してしまうことがある場合には、その判断を行うのに十分なだけの
シンドロームを計算するのが効率的である。特に、Ｇに対応するパリティ検査マ
トリクスＨを最初に、Ｈのn1最右列を含むＨ1と残りのn2列を含むＨ2との、２つ
の部分へ分割する。受信されたn-項ｚが与えられたら、第１の部分シンドローム
、
【数１１】 sl=zlHl T および第２の部分シンドローム
【数１２】 s2=z2H2 T を計算するのが簡便かつ効率的であり、ここに、zlは受信されたn-項ｚのn1最左
要素を含み、z2は残りのn2要素を含んでいる。この過程の線形性は
【数１３】 s=sl+s2 を保証する。zlはｚよりも要素が少ないため、slの計算はｓの計算よりも複雑で
はない。したがって、復号過程は下記のようにその計算効率を高めるように修正
される。最初にslを計算する。エラー訂正限界を超えておれば、停止する。そう
でなければ、s2を計算して、復号手順を終了する。
【００４４】 特に、図７はこれらのアイデアに従った本発明の好ましい実施例を示すフロー
図である。ブロック７１０において着信パケットが受信される。ブロック７１５
において受信されたパケットの第１の部分シンドロームslが計算され、ブロック
７２０において分割された剰余類リーダの最左部elが見つけられる。ブロック７
２５において部分elはオールゼロであるかどうか調べられる。シンドロームがオ
ールゼロでなければ、ブロック７３０においてelのハミング重みが第１の閾値T1 と比較される。elのハミング重みが閾値T1を越える場合には、ブロック７３５に
おいてパケット３１０が拒否される。
【００４５】 そうでなければ（すなわち、ハミング重みが閾値を越えない）、ブロック７４
０において入力語の最左部（本例では、パケットヘッダー）内の伝送エラーが訂
正される。ブロック７２５においてelはオールゼロであることが判った時だけで
なく、ブロック７４０においてこれらのエラーが訂正される時は、ブロック７４
５において第２の部分シンドロームs2が計算される。ブロック７５０において分
割された剰余類リーダの最右部e2が見つけられ、ブロック７５５において最右部
e2が調べられる。e2がオールゼロであれば、ブロック７６０においてパケット３
１０は第２のプロトコルスタック１４０ｂ上へ通される。そうでなければ（すな
わち、e2がオールゼロでなければ）、ブロック７６５においてe2のハミング重み
が第２の閾値T2と比較される。
【００４６】 e2のハミング重みが閾値T2を越える場合には、ブロック７３５においてパケッ
トは拒否される。そうでなければ、ブロック７７０において入力語の最右部分（
本例では、パケットペイロード）が訂正され、ブロック７６０においてパケット
３１０は第２のプロトコルスタック１４０ｂ上へ通される。
【００４７】 容易に理解できるように特定の用語で本発明の例が記述された。しかしながら
、本発明はこれらの典型的な用語や要素に限定されるものではなく、広範なデジ
タル通信システムに応用される。例えば、説明を判り易くする目的でここではハ
ミング符号について検討されたが、本発明はハミング符号の使用に限定されるも
のではなく、全てがここでは “通信路符号”という用語により包含される、よ
り最近の発表だけでなく前記参考文献（リンおよびバーレカンプ）に記述されて
いる広幅スペクトル線形エラー訂正およびエラー訂正符号を含む、他の冗長およ
びパリティ方法の使用を包含するものである。さらに、本発明を教示されると、
当業者ならば図１に関する通信システムは一般的なものであり、本発明はフレー
ム、連続ビット流、およびパケットだけでなく他の情報を供給するように構成さ
れた通信システムを含む他種の通信システム、他のフィールドおよびデータ構成
を有する他種のパケット構造、他種のデバイスだけでなくベースバンドデバイス
を含む適切な送信機すなわち変調器１６０および受信機すなわち復調器１７０が
利用されるワイドエリア、メトロポリタンエリア、ローカルエリア、電子アセン
ブリおよびサブアセンブリ、マイクロチップおよびメモリに広がるワイヤレスチ
ャネルだけでなく有線チャネルを含む他種の通信チャネル、およびアプリケーシ
ョンおよびペイロード情報のフルスペクトルに応用されることがお判りであろう
。さらに、もちろん、本発明はその精神および本質的な特性を逸脱することなく
ここに記載された方法以外の特定の方法で実施することができる。したがって、
実施例はあらゆる面において例示用であって制約的意味合いはない。添付特許請
求の範囲の意味および同等範囲内に入る全ての変更は特許請求の範囲に包含され
るものとする。
【図面の簡単な説明】
【図１】 従来技術のデジタル通信システムを一般的形式で示すブロック図である。
【図２】 着信情報のどのフィールドが伝送エラーにより欠陥を作られるかを決定し、少
なくとも１つの欠陥のあるフィールドの特性に関連する測定を行うことにより情
報を処理する好ましい方法の論理操作を示すフロー図である。
【図３】 図１に示す種類のデジタル通信システムの一方から反対側への伝送に適したパ
ケットの従来技術に従った構造を示す図である。
【図４】 着信情報を受信した時の、本発明の好ましい方法に従った、図１の第２のプロ
セッサの操作を示すフロー図である。
【図５】 着信パケットを受信した時の図１の第２のプロセッサの操作を示す、線形通信
路符号の使用に適用できる図４の詳細である。
【図６】 分割された剰余類リーダが見つかる着信情報を受信した時の、本発明の好まし
い方法に従った、図１の第２のプロセッサの操作を示すフロー図である。
【図７】 部分シンドロームを見つけることを含む、図６に示す好ましい方法の詳細であ
る。
【手続補正書】特許協力条約第３４条補正の翻訳文提出書
【提出日】平成１３年６月２８日（２００１．６．２８）
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】請求項１
【補正方法】変更
【補正の内容】
【手続補正２】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】請求項１８
【補正方法】変更
【補正の内容】
【手続補正３】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００８
【補正方法】変更
【補正の内容】
【０００８】 また、関連技術は単一パケットの限界内のビットの不等保護を行うよう試みる
複素通信路符号の使用を教示している。残念ながら、これらの符号にはその実際
の有用性を制限するいくつかの欠点がある。ある場合には、このような符号はそ
れらが保護するビットの最大および最小保護程度間にほとんど差がないことがあ
る。また、ある場合には、このような符号は最大および最小間に著しく差異を生
じるために引き延ばされると、性能が著しく劣化することがある。さらに、パケ
ット内の極めて重大な情報の場所が第１のアプリケーションから第２ののアプリ
ケーションで変化し、第１のアプリケーションであっても第１のパケットから第
２のパケットで変化することがあるマルチメディアシステムの絶えず変化する要
求にこのような符号を適合させる必要がある場合には、符号器および復号器は手
が出ないほど複雑、したがって、高価で望ましくないものとなり、例えば、小型
ワイヤレス通信端末等のポータブル装置に使用すると極端なバッテリパワーを消
耗しがちである。スチール等の米国特許第5,867,510号および英国特許出願第GB- 2,328,125号にはメッセージ復号方法および装置の例が提供されている。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ， ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，Ｉ Ｔ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＧＷ，ＭＬ， ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，Ｋ Ｅ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＬ，ＳＺ，ＴＺ，ＵＧ，ＺＷ )，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ， ＴＪ，ＴＭ)，ＡＥ，ＡＧ，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ， ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，Ｃ Ｎ，ＣＲ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＤＭ，ＤＺ，ＥＥ ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＤ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＨＲ， ＨＵ，ＩＤ，ＩＬ，ＩＮ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，Ｋ Ｐ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ ，ＬＶ，ＭＡ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ， ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，Ｓ Ｇ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＵＡ ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＡ，ＺＷ (72)発明者 アーヴィン、デイヴィッド、ランド アメリカ合衆国 ノースカロライナ、ロー リー、 アイルデル ドライヴ 1546 (72)発明者 カイララー、アリ、エス アメリカ合衆国 ノースカロライナ、アペ ックス、 ストリームビュー ドライヴ 113 Ｆターム(参考） 5B001 AA04 AD06 5J065 AC02 AD01 AD04 AD05 AG01 AG02 5K014 AA01 BA02 BA06 BA09 EA01 EA07 HA05 【要約の続き】 込むフィールドの重要度に応じて、その伝送エラーが訂 正されるかもしくは訂正されずにプロトコルスタック上 へ通される。

Claims (28)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 通信路符号により保護されかつヘッダーフィールド、ペイロ
    ードフィールド、およびパリティフィールド等の複数のフィールドへセグメント
    化されるデジタル情報の伝送エラーに応答する方法であって、該方法は、 ａ）通信路符号に従ってデジタル情報を復号するステップと、 ｂ）前記復号に応答して、複数のフィールドの中の欠陥のあるフィールドを識
    別するステップと、 ｃ）前記欠陥のあるフィールドの特性を決定するステップと、 ｄ）前記特性に従ってデジタル情報を処理するステップと、 を含む方法。
  2. 【請求項２】 請求項１記載の方法であって、さらに、ステップａ）の前に
    実施される、 ｅ）デジタル情報を受信するステップ、 を含む方法。
  3. 【請求項３】 請求項１記載の方法であって、ステップａ）は、さらに、 ｆ）デジタル情報のシンドロームを見つけ出すステップ、 を含む方法。
  4. 【請求項４】 請求項３記載の方法であって、前記シンドロームは部分シン
    ドロームである方法。
  5. 【請求項５】 請求項３記載の方法であって、さらに、ステップｆ）の後に
    実施される、 ｇ）前記シンドロームに対応する剰余類リーダを見つけ出すステップ、 を含む方法。
  6. 【請求項６】 請求項５記載の方法であって、さらに、ステップｇ）の後に
    実施される、 ｈ）前記剰余類リーダの非ゼロビットの場所をデジタル情報のフィールドと比
    較するステップ、 を含む方法。
  7. 【請求項７】 請求項３記載の方法であって、さらに、ステップｆ）の後に
    実施される、 ｉ）分割された剰余類リーダの一部を見つけ出すステップ、 を含む方法。
  8. 【請求項８】 請求項７記載の方法であって、さらに、ステップｉ）の後に
    実施される、 ｊ）分割された剰余類リーダの前記部分の非ゼロビットの場所をデジタル情報
    のフィールドと比較するステップ、 を含む方法。
  9. 【請求項９】 請求項１記載の方法であって、前記特性は前記欠陥のあるフ
    ィールドの重要度である方法。
  10. 【請求項１０】 請求項９記載の方法であって、ステップｄ）は、さらに、 ｋ）前記欠陥のあるフィールドの重要度がクリティカルである場合には、デジタ
    ル情報を拒否するステップ、 を含む方法。
  11. 【請求項１１】 請求項９記載の方法であって、ステップｄ）は、さらに、 ｌ）前記欠陥のあるフィールドの前記重要度がコレクタブルである場合には、
    前記欠陥のあるフィールド内の伝送エラーを訂正するステップ、 を含む方法。
  12. 【請求項１２】 請求項９記載の方法であって、ステップｄ）は、さらに、 ｍ）前記欠陥のあるフィールドの前記重要度がトレラントである場合には、前記
    欠陥のあるフィールド内の伝送エラーを訂正せずにデジタル情報を受理するステ
    ップ、 を含む方法。
  13. 【請求項１３】 請求項９記載の方法であって、ステップｄ）は、さらに、 ｎ）前記欠陥のあるフィールドの前記重要度がトレラントである場合には、前記
    欠陥のあるフィールド内のいくつかの伝送エラーを訂正するステップ、 を含む方法。
  14. 【請求項１４】 請求１３項記載の方法であって、前記数は通信路符号の訂
    正限界を超える方法。
  15. 【請求項１５】 請求項１記載の方法であって、前記特性はデジタル情報内
    の前記欠陥のあるフィールドの位置である方法。
  16. 【請求項１６】 請求項１記載の方法であって、前記特性は前記欠陥のある
    フィールドのアプリケーションのアイデンティティである方法。
  17. 【請求項１７】 請求項１記載の方法であって、前記特性は前記欠陥のある
    フィールドを所有するセッションのアイデンティティである方法。
  18. 【請求項１８】 通信路符号により保護されかつヘッダーフィールド、ペイ
    ロードフィールド、およびパリティフィールド等の複数のフィールドへセグメン
    ト化されるデジタル情報の伝送エラーに応答する方法であって、該方法は、 ａ）デジタル情報を受信するステップと、 ｂ）通信路符号に従ってデジタル情報のシンドロームを計算するステップと、 ｃ）前記シンドロームに関連する剰余類リーダを見つけ出すステップと、 ｄ）前記剰余類リーダをデジタル情報と比較することによりデジタル情報の複
    数のフィールドの中の欠陥のあるフィールドを見つけ出すステップと、 ｅ）前記欠陥のあるフィールドの特性を決定するステップと、 ｆ）前記特性に従ってデジタル情報を処理するステップと、 を含む方法。
  19. 【請求項１９】 請求項１８記載の方法であって、前記シンドロームは部分
    シンドロームである方法。
  20. 【請求項２０】 請求項１８記載の方法であって、前記特性は前記欠陥のあ
    るフィールドの重要度である方法。
  21. 【請求項２１】 請求項２０記載の方法であって、ステップｆ）は、さらに
    、 ｇ）前記欠陥のあるフィールドの前記重要度がクリティカルである場合には、
    デジタル情報を拒否するステップ、 を含む方法。
  22. 【請求項２２】 請求項２０記載の方法であって、ステップｆ）は、さらに
    、 ｈ）前記欠陥のあるフィールドの前記重要度がコレクタブルである場合には、
    前記欠陥のあるフィールド内の伝送エラーを訂正するステップ、 を含む方法。
  23. 【請求項２３】 請求項２０記載の方法であって、ステップｆ）は、さらに
    、 ｉ）前記欠陥のあるフィールドの前記重要度がトレラントである場合には、前
    記欠陥のあるフィールド内の伝送エラーを訂正せずにデジタル情報を受理するス
    テップ、 を含む方法。
  24. 【請求項２４】 請求項２０記載の方法であって、ステップｆ）は、さらに
    、 ｊ）前記欠陥のあるフィールドの前記重要度がトレラントである場合には、前
    記欠陥のあるフィールド内のいくつかの伝送エラーを訂正するステップ、 を含む方法。
  25. 【請求項２５】 請求項２４記載の方法であって、前記伝送エラー数は通信
    路符号の訂正限界を超える方法。
  26. 【請求項２６】 請求項２０記載の方法であって、前記特性はデジタル情報
    内の前記欠陥のあるフィールドの位置である方法。
  27. 【請求項２７】 請求項２０記載の方法であって、前記特性は前記欠陥のあ
    るフィールドのアプリケーションのアイデンティティである方法。
  28. 【請求項２８】 請求項２０記載の方法であって、前記特性は前記欠陥のあ
    るフィールドを所有するセッションのアイデンティティである方法。
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