JP3976163B2 - 損失パケットのパケット伝送プロトコル回復方法 - Google Patents
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Description
(発明の背景)
本発明は、通信システムにおけるデータの符号化および復号化に関し、より詳細には、通信データにおける誤りおよびギャップを分析し、1つより多くのソースから生じる通信データを効率的に利用するためのデータを符号化および復号化する通信システムに関する。
【0002】
送信者と受信者との間で通信チャネルを介したファイルの送信は、多くの文献に取り上げられてきた。好ましくは、受信者は、あるレベルの確実度で送信者によってチャネルを介して送信されたデータの正確なコピーを受信することを望む。チャネルが完全な忠実度を有さない場合(ほとんどすべての物理的に実現可能なシステムに当てはまる)の1つの問題点は、送信中に損失したりまたは化けたデータをどのように扱うかである。損失データ(イレーズ(erasure))は、化けたデータ(誤り)よりも扱いやすいことが多い。なぜなら、受信者は、いつ化けたデータが誤ってデータ受信されたのかを必ずしも当てることができないからである。イレーズを補正するため(いわゆる「イレーズ符号」)および/または誤りを補正するため(「誤り補正符号」すなわち「ECC」)の多くの誤り補正符合が開発されてきた。一般に、データの送信中のチャネルおよびその送信されるデータの性質の不忠実度についての何らかの情報に基づいて、使用される特定の符号が選択される。例えば、チャネルが長時間の不忠実度を有することが既知の場合、そのようなアプリケーションには、バースト誤り符号が最も適切であり得る。短くまれな誤りだけが予想される場合、簡単なパリティ符号が最善であり得る。
【0003】
複数の送信者および/または複数の受信器との間の通信チャネルを介したファイル送信もまた、多くの文献に取り上げられてきた。一般に、複数の送信者からのファイル送信は、送信者が作業の重複を最小限にできるように複数の送信者の間で調整が必要である。1つのファイルを受信器に送信する一般の複数送信者システムにおいて、送信者がどのデータをいつ送信するかを調整せずにその代わりにファイルのセグメントをただ送るだけの場合は、受信器が無駄な重複セグメントを多く受信する可能性がある。同様に、一人の送信者の送信に異なる受信器が異なる時点で参加する場合の問題点は、どのようにすればその送信者から受信器が受信するすべてのデータが確実に有用となるかである。例えば、送信者が連続して同じファイルについてのデータを送信しているとする。送信者が元のファイルのセグメントを単に送信し、いくつかのセグメントが損失した場合、受信器は、そのファイルの各セグメントの1コピーを受信する前に多くの無駄な重複セグメントを受信し得る。
【0004】
符号を選択する際に別に考慮することは、送信に使用するプロトコルである。「インターネット」(大文字の「I」を使用)として知られるネットワークのグローバルなインターネットワークの場合、パケットプロトコルがデータ伝送のために使用される。そのプロトコルは、インターネットプロトコル、または略して「IP」と呼ばれる。1ファイルまたはデータの他のブロックがIPネットワークを介して送信される場合、そのデータは、等しいサイズの入力記号に分割され、入力記号は連続パケットに配置される。パケットベースであるので、パケット指向符号化スキームが適切であり得る。入力記号の「サイズ」は、入力記号が実際にビットストリームに分割されるどうかに関わらず、ビット単位で測られ得る。この場合、入力記号が2M記号のアルファベットから選択されるとすると、入力記号の大きさは、Mビットのサイズを有する。
【0005】
伝送制御プロトコル(「TCP」)は、確認応答機構を有する常用のポイントツーポイントパケット制御スキームである。TCPは、一対一通信に適切である。ここで、送信者および受信者の双方は、いつ送信および受信が生じるかについての合意があり、およびどの送信器および受信器が使用されるかの合意がある。しかし、TCPは、一対多または多対多通信または送信者および受信者が独立してデータの送信または受信の時間と場所を決定する場合に対しては、適切でないことがよくある。
【0006】
TCPを使用する場合、送信者は整列したパケットを送信し、受信者は各パケットの受信の確認応答を行う。パケットが損失すると、送信者に確認応答が送られないので、送信者はパケットを再送信する。パケット損失は、多くの原因による。インターネット上では、パケット損失が頻繁に起こる。なぜなら、散発的な混雑状態によってルータにおけるバッファリング機構がその容量の最大に達し、入力パケットの損失を起こすからである。TCP/IPなどのプロトコルでは、確認応答パラダイムにより、確認応答の欠如に応答して、または受信者からの明示的要求に応答して損失パケットが単に再送信され得るので、パケット送信は完全には失敗しない。いずれの場合も、確認応答プロトコルは、受信者から送信者の逆向きチャネルを必要とする。
【0007】
確認応答ベースプロトコルは、一般に多くのアプリケーションに適切であり、実際に現在のインターネットにおいて広く使用されているが、あるアプリケーションに対しては、それらは非効率的であり、完全に実行不可能であることもある。特に、確認応答ベースプロトコルは、待ち時間が長く、パケット損失率が高く、調整されていない受信者の接続および切断があり、および/または帯域の非対称性が高いようなネットワーク中では、十分に機能しない。長い待ち時間とは、確認応答が受信者から伝送して送信者に戻るまでに要する時間が長いことである。待ち時間が長いと、再送信前の総時間が過度に長くなり得る。パケット損失率が高くなるとまた、同じパケットのうちのそれぞれの再送信が到達せずに最後の1つまたは最後の数個の不運なパケットを得ることが大きく遅れるという問題を起こす。
【0008】
「調整されていない受信者の接続および切断」は、各受信者が進行中の送信セッションに接続および切断を自由裁量でできる状況のことである。このような状況は、インターネット、「ビデオ・オン・デマンド」などの次世代サービスおよび将来のネットワークプロバイダによって提供される他のサービス上では一般的なことである。一般のシステムにおいて、受信者は、送信者の調整なしに進行中の送信に接続および切断する場合、受信者が多数のパケットの損失を認識する可能性がある。この場合、異なる受信者によって広く異なる損失パターンが認識される。
【0009】
非対称性帯域は、受信者から送信者への逆向きデータパス(逆向きチャネル)が利用できないか、または前向きパスよりもさらにコストがかかる状況のことである。非対称性帯域の場合、受信者がパケットに頻繁に確認応答するのを過度に遅くさせ、および/または過度にコストがかかる。また、確認応答を頻繁にしなければやはり遅延が生じる。
【0010】
さらに、確認応答ベースプロトコルは、放送にまで規模を十分に拡大することができない。放送では、1送信者が複数のユーザに同時にファイルを送信する。例えば、1送信者が複数の受信者に衛星チャネルを介してファイルを放送すると想定する。各受信者は、異なるパターンでパケットが損失し得る。ファイルの確実な送達のために確認応答データ(肯定または否定のいずれか)に基づくプロトコルは、各受信者から送信者への逆向きチャネルを必要とし、それを提供するのは過度にコストがかかり得る。さらに、このような場合には、複雑で強力な送信者が受信者から送信された確認応答データのすべてを適切に処理することができる必要がある。別の欠点は、異なる受信者が異なるパケットのセットを損失する場合に、ほんの少数の受信者によって受信し損ねたパケットのみを再放送することにより、他の受信者が無駄な重複パケットを受信してしまうことである。確認応答ベース通信システムにおいて十分に扱えない別の状況は、受信者が非同期的に受信セッションを開始し得る場合であり、つまり、受信者が送信セッションの途中でデータ受信を開始する可能性のある場合である。
【0011】
マルチキャストおよび放送のためのTCP/IPなどの確認応答ベーススキームの性能を向上させるための複雑なスキームがいくつか提案されてきた。しかし、現在のところ種々の理由によりいずれも完全には採用されていない。ひとつには、低地球軌道(LEO)衛星放送ネットワークなどのような1受信者が複数の送信者から情報を得るような場合にまで確認応答ベースプロトコルの規模を十分に拡大することができないことである。LEOネットワークにおいては、LEO衛星はその軌道のために上空を速い速度で通過するので、受信者は、いずれの特定の衛星の視野にはほんの短時間しか存在しない。これを補うために、LEOネットワークは多くの衛星を含み、1つの人工衛生が地平線に沈み別の衛星が地平線を昇る際に受信者が衛星間で引き渡される。確認応答ベースプロトコルが確実性を確保するために使用されるとしても、確認応答が適切な衛星から戻るように調整するためには、おそらく複雑な引き渡しプロトコルが必要であろう。なぜなら、受信者が1つの衛星からパケットを受信しつつなお別の衛星へそのパケットの確認応答を送ることがよく起こり得るからである。
【0012】
確認応答ベースプロトコルを代替する、実用されることのあるプロトコルは、カルーセル(carousel)ベースプロトコルである。カルーセルベースプロトコルは、入力ファイルを等しい長さの入力記号に分割し、各入力記号をパケットに配置し、そして連続的にサイクルを繰り返し、すべてのパケットを送信する。カルーセルベースプロトコルの主な欠点は、受信者がたった1つのパケットを受信し損ねても、受信者がさらに完全な1回のサイクルを待たなければその受信し損ねたパケットを受信する機会を得られないことである。別の観点では、カルーセルベースプロトコルのために大量の無駄な重複データの受信を生じ得ることである。例えば、受信者がカルーセルの開始からパケットを受信し、しばらく受信を停止し、カルーセルの開始時に受信を再開する場合、多くの無駄な重複パケットが受信される。
【0013】
上記問題を解決するために提案されてきた1つの解決法は、確認応答ベースプロトコルの使用を避け、その代わりに確実性を上げるためにリードソロモン符号などのイレーズ符号を使用することである。いくつかのイレーズ符号の1つの特徴は、ファイルが入力記号にセグメント化され、その入力記号がパケットで受信者に送信される場合、受信者は、十分に多くのパケットを受信したら、一般にどのパケットが到着したかにかかわらず、そのパケットを復号して完全なファイルを再構築する。このような性質は、たとえパケットが損失してもファイルが回復され得るので、パケットレベルでの確認応答の必要性を排除する。しかし、イレーズ符号による多くの解決方法は、確認応答ベースプロトコルの問題を解決しないか、さもなくば新規の問題を生じる。
【0014】
多数のイレーズ符号に伴う1つの問題は、それらを処理するために過剰な計算能力またはメモリを必要とすることである。計算能力およびメモリを多少効率的に使用する通信アプリケーション用に最近開発された1つの符号化スキームは、トルネード符号化スキームである。トルネード符号は、入力ファイルがK個の入力記号によって表されN個の出力記号を決定するために使用される(ここでNは、符号化処理を開始する前に固定される)という点で、リードソロモン符号と同様である。トルネード符号を使用する符号化は、一般にリードソロモン符号を使用する符号化よりもずっと速い。なぜなら、N個のトルネード出力記号を生成するのに必要な平均算術演算数がNに比例し(数十アセンブリ符号演算かけるNのオーダーである)、ファイル全体を復号化するのに必要な算術演算総数がまたNに比例するからである。
【0015】
トルネード符号は、リードソロモン符号よりも速度の点で優れているが、いくつかの欠点がある。まず、出力記号数Nが符号化処理の前に決定されなければならない。このため、パケットの損失率が過大に見積もられると効率が低下し、パケットの損失率が過小に見積もられると失敗する。これは、トルネードデコーダが、元のファイルを復号して復元するために所定数の出力記号(具体的には、K+A個のパケット、ここでAはKに比較して小さい)を必要とし、損失パケット数がN−(K+A)よりも大きい場合、元のファイルが復元されないからである。この制限は、一般にNがK+Aよりも少なくとも実際のパケット損失分は大きくなるように選択される限り、多くの通信の問題に対して許容されるが、パケット損失をあらかじめ予測する必要がある。
【0016】
トルネード符号の別の欠点は、トルネード符号がグラフ構造上で何らかの方法で整合するためにエンコーダおよびデコーダを必要とすることである。トルネード符号は、このグラフが構築されるデコーダで前処理段階を必要とする。その処理は、実質的に復号化を遅らす。さらに、グラフはファイルサイズに固有であるので、使用される各ファイルサイズに対する新しいグラフを生成する必要がある。さらに、トルネード符号によって必要なグラフの構築は複雑であり、最高の性能を得るためには、異なるサイズのファイルに対するパラメータの異なるカスタム設定をする必要がある。これらのグラフは、大きなサイズを有し、送信者および受信者の双方の記憶装置に大容量のメモリを要求する。
【0017】
加えて、トルネード符号は、固定されたグラフおよび入力ファイルに対してちょうど同じ出力記号値を生成する。これらの出力記号は、K個の元入力記号およびN−K個の冗長記号からなる。さらに実用上、Nは単にKの小さな倍数である(Kの1.5または2倍など)。このように、1より多い送信者から、同じグラフを使用して同じ入力ファイルから生成された出力記号を得る受信者が、多数の無駄な重複出力記号を受信する可能性は非常に高い。なぜなら、N個の出力記号があらかじめ固定されており、そのN個の出力記号は、出力記号が送信されるごとの各送信器から送信されるN個の出力記号と同じであり、かつ受信者によって受信されるN個の記号と同じである。例えば、N=1500、K=1000、および受信器が、1つの衛星が地平線へ沈む前にその衛星から900個の記号を受信すると想定する。衛星が同期するように調整されなければ、次の衛星から受信器によって受信されたトルネード符号記号は、追加のものではない。なぜなら、その次の衛星は、同じN個の記号を送信しているからである。この場合、受信器は、入力ファイルの復元に必要な100個の新しい記号を受信する前にすでに受信した900個の記号のうちの多く記号のコピーを受信してしまう可能性がある。
【0018】
したがって、必要なことは、送信者または受信者に過剰な計算能力またはメモリを設置する必要のない、かつ必ずしも1以上の送信者と1以上の受信者との間の調整を必要とせずにその送信者および/またはその受信者によってシステム内にファイルを効率的に配布するために使用され得る簡単なイレーズ符号である。
【0019】
(発明の要旨)
本発明による通信システムの1つの実施形態において、エンコーダは、入力ファイルのデータおよびキーを使用して、出力記号を生成する。ここで、入力ファイルは、入力アルファベットからそれぞれ選択される順列の複数の入力記号であり、キーは、キーアルファベットから選択され、出力記号は、出力アルファベットから選択される。キーIを有する出力記号は、生成されるべき出力記号の重みW(I)を決定するステップ(ここで、重みWは、複数のキー上の少なくとも2つの値の間で変化する正の整数である)、Iの関数にしたがって、出力記号に関連付けられるW(I)個の入力記号を選択するステップ、および選択されたW(I)個の入力記号の所定の値関数F(I)から出力記号値B(I)を生成するステップによって生成される。エンコーダは、1回以上呼び出され得、各回別のキーを用い、各回出力記号を生成する。出力記号は、一般に互いに独立であり、無限の数(Iの解像度に従う)が、必要ならば生成され得る。
【0020】
本発明によるデコーダにおいて、受信者によって受信された出力記号は、入力ファイルの符号化に基づいてこれらの出力記号を生成した送信者から送信された出力記号である。出力記号は送信中に損失され得るが、デコーダは、送信された出力記号の任意の部分を受信するだけの場合でさえ適切に動作する。入力ファイルを復号化するために必要な出力記号数は、そのファイルを構成する入力記号の数に等しいか、またはわずかに大きい。ここで、入力記号および出力記号は、同じビット数のデータと仮定する。
【0021】
本発明による1つの復号化プロセスにおいて、各受信された出力記号に対して以下のステップが実行される:1)受信された出力記号のキーIを識別するステップ;2)出力記号に対して、受信された出力記号値B(I)を識別するステップ;3)出力記号の重みW(I)を決定するステップ;4)出力記号に関連付けられたW(I)個の関連付けられた入力記号の位置を決定するステップ;および5)重みW(I)とともに、出力記号テーブルにB(I)を格納し、関連付けられた入力記号の位置を格納するステップ。次に、以下のプロセスが、重み1を有する未使用の出力記号がもはやこれ以上存在しなくなるまで繰り返し適用される:1)重み1を有し、「使い古した」出力記号として表記されない、格納された各出力記号に対して、キーIに基づいて、出力記号に関連付けられる固有の残りの未回復入力記号の位置Jを計算するステップ;2)出力記号から入力記号Jに対する値を計算するステップ;3)入力記号Jを関連付けとして有する出力記号テーブル内の出力記号を識別するステップ;4)この識別された出力記号の値Bを再計算し、入力記号Jから独立するステップ;5)これら識別された出力記号の重みを1だけデクリメントするステップ;および6)入力記号Jを回復されたものとして表記し、キーIを有する出力記号を使い古したものとして表記するステップ。このプロセスは、入力記号の順列セットが回復されるまで、すなわち、入力ファイル全体が完全に回復されるまで繰り返される。
【0022】
本発明の1つの利点は、送信中に受信者が任意の所定の時点で受信を開始する必要がないこと、および出力記号のセット数が生成された後、送信者が停止する必要がないことである。なぜなら、送信者が任意の所定の入力ファイルに対して出力記号の有効な無限のセットを送信し得るためである。その代りに、受信者は、用意ができた場合に受信できるところから受信を開始し得、ランダムパターンでパケットを損失し得、そしてなお、受信されるデータの非常に多くが「情報付加的」データ(すなわち、すでに利用可能な情報の重複でなく、回復プロセスを補助するデータ)である良好な確率を有する。独立に生成された(ランダムに無関係であることが多い)データストリームが、情報付加的な方法で符号化されることによって、複数ソース生成および受信、イレーズロバスト性、ならびに未調整の接続および切断を可能にするという多くの利点が生じる。
【0023】
本明細書中で開示される本発明の性質および利点のさらなる理解は、本明細書の残りの部分および添付の図面を参照して理解され得る。
【0024】
(好適な実施形態の説明)
本明細書中において記載される実施例において、「連鎖反応符号化」と呼ばれる符号化スキームが説明される。そのまえに、本記載中に使用される種々の用語の意味および範囲を説明する。
【0025】
連鎖反応符号化を用いて、出力記号が必要に応じて入力ファイルから送信者によって生成される。各出力記号は、他の出力記号がどのように生成されるかにかかわらず生成され得る。どの時点においても、送信者は、出力記号の生成工程を停止し得る。送信者が出力記号の生成工程をいつ停止または再開するかについては、制約を必要としない。一旦生成された後、これらの出力記号は、パケット内に配置され、送信先へ送信される。この場合、各パケットは、1つ以上の出力記号を含む。
【0026】
本明細書中で使用されるように、用語「ファイル」は、1つ以上のソースに格納され、1つ以上の送信先へ1単位として送達される任意のデータのことである。したがって、ファイルサーバまたはコンピュータ記憶装置からのドキュメント、イメージ、およびファイルはすべて、送達され得る「ファイル」の例である。ファイルは、既知のサイズを有するか(ハードディスク上に格納された1メガバイトのイメージなど)、または未知のサイズを有する(ストリーミングソースの出力から取り出されるファイルなど)。いずれの場合も、ファイルは入力記号のシーケンスであり、各入力記号はファイル内の位置および値を有する。
【0027】
送信は、ファイルを送達するためにデータを1以上の送信者から1以上の受信者にチャネルを介して送信する処理のことである。1送信者が完全なチャネルによって任意数の受信者に接続される場合、すべてのデータが正しく受信されるので受信されたデータが入力ファイルの正確なコピーであり得る。ここで、大半の現実のチャネルの場合のようにチャネルが完全でないと仮定するか、またはいくつかシステムの場合のように1より多い送信者からデータが送信されると仮定する。多くのチャネルの欠点のうち、ここで関心のある2つの欠点は、データイレーズおよびデータ不完全性(データイレーズの特殊な場合として処理され得る)である。データイレーズが生じるのは、チャネルがデータを損失または脱落させる場合である。データ不完全性が生じるのは、データをうちのいくつかが受信者を通り過ぎてしまうまで受信者がデータの受信を開始しないか、受信者が送信終了前にデータの受信を停止するか、または受信者がデータ受信の停止および再開を断続的に行う場合である。データ不完全性の例として、移動衛星送信者が、入力ファイルを表すデータを送信し、受信者が範囲に入る前に送信を開始する。受信者が一旦範囲に入ると、衛星が範囲を出るまでデータが受信され得る。この場合、受信者は、衛星放送受信アンテナの向きを変更して(この間はデータを受信しない)、範囲内に入った別の衛星によって送信されている同じ入力ファイルについてのデータの受信を開始し得る。この記載を読むことにより明らかなように、データ不完全性は、データイレーズの特殊な場合である。なぜなら、受信者は、あたかも受信者が常に範囲内に存在しているが、チャネルは受信者がデータ受信を開始する時点までのすべてのデータを損失するかのように、データ不完全性を処理し得る(および受信者は同じ問題を有する)。また、通信システム設計において周知のように、検出可能な誤りは、単に検出可能な誤りを有するデータブロックまたは記号のすべてを脱落させることによってイレーズと等価になり得る。
【0028】
いくつかの通信システムにおいて、受信者は、複数の送信者または複数の接続を有する1送信者によって生成されるデータを受信する。例えば、ダウンロードの速度を上げるために、受信者は、同時に1より多い送信者に接続して同じファイルに関するデータを送信する。別の例として、マルチキャスト送信において、複数のマルチキャストデータストリームは、受信者がこれらデータストリームのその1つ以上に接続できるよう送信され、そのストリームが送信者に接続されるチャネルの帯域に総送信速度を整合させる。すべてのそのような場合において重要なのは、たとえ送信速度が異なるストリーム間で大きく異なる場合であっても、かつ任意の損失パターンがある場合でも、すべての送信データが受信者に対して独立に使用されること、すなわち、複数のソースデータがストリーム間で冗長でないことである。
【0029】
一般に、送信とは、送信者から受信者へ送信者と受信者とを接続するチャネルを介してデータを移動する行為である。そのチャネルは、チャネルがデータを取得した際にチャネルがそのデータを送信者から受信者へ移動させる実時間チャネルであり得る。あるいは、チャネルは、送信者から受信者への送信中にデータの一部またはすべてを格納する記憶チャネルでもよい。後者の例は、ディスク記憶装置または他の記憶装置である。この例では、データを生成するプログラムまたはデバイスは、データを記憶装置に送信する送信者として考えられ得る。受信者は、記憶装置からデータを読み出すプログラムまたはデバイスである。送信者がデータを記憶装置へ書き込むために使用する機構、記憶装置自体、および受信者が記憶装置からデータを読み出すための機構が、集合的にチャネルを形成する。これらの機構または記憶装置がデータを損失する可能性がある場合、そのような損失をチャネル中のデータイレーズとして処理し得る。
【0030】
送信者および受信者がデータイレーズチャネルによって分離される場合、入力ファイルの正確なコピーを送信するのではなくて、その代わりにイレーズの回復を補助する入力ファイルから生成されたデータを送信するのが好ましい。エンコーダとは、そのようなタスクを処理する回路、デバイス、モジュール、または符号セグメントである。エンコーダの動作を見る1つの方法は、エンコーダが入力記号から出力記号を生成することであり、ここで入力記号値のシーケンスが入力ファイルを表す。したがって、各入力記号は、入力ファイル内の位置、および値を有する。デコーダとは、受信者によって受信された出力記号から入力記号を再構築する回路、デバイス、モジュール、または符号セグメントである。
【0031】
連鎖反応符号化は、任意の特定のタイプの入力記号に限定されないが、入力記号のタイプはアプリケーションによって決定されることが多い。一般に、入力記号に対する値は、2M個の記号(ここでMは正の整数)のアルファベットから選択される。そのような場合、入力記号は、入力ファイルからのMビットのデータシーケンスによって表現され得る。Mの値は、アプリケーションの使用、およびチャネルに基づいて決定されることが多い。例えば、パケットベースインターネットチャネルに対しては、1024バイトのサイズのペイロードを有するパケットが適切であり得る(1バイトは8ビット)。この例において、各パケットが1つの出力記号および8バイトの補助情報を含むと仮定すると、入力記号サイズのMは、(1024−8)・8、すなわち8128バイトが適切であり得る。別の例として、MPEGパケット規格を使用するいくつかの衛星システムがある。この場合、各パケットのペイロードは188バイトを含む。この例において、各パケットは1つの出力記号および4バイトの補助情報を含むと仮定すると、記号サイズのMは、(188−4)・8、すなわち1472バイトが適切であり得る。連鎖反応符号化を使用する汎用通信システムにおいて、入力記号サイズ(すなわち、M、入力記号によって符号化されたビット数)などのアプリケーション特定パラメータは、アプリケーションによって設定された変数である。
【0032】
各出力記号は、ある値を有する。以下を考慮する1つの好ましい実施形態において、各出力記号は、「キー」と呼ばれる識別子を有する。好ましくは、各出力記号のキーは、受信者によって容易に決定され、受信者がある出力記号を別の出力記号と区別できるようにする。好ましくは、出力記号のキーは、他のすべての出力記号のキーと異なる。また好ましくは、受信者が受信された出力記号のキーを決定するためには、送信中に含まれるデータは可能な限り少ない方がよい。
【0033】
キーイングの簡単な形態では、エンコーダによって生成された、連続した出力記号に対するキーのシーケンスは、連続した整数のシーケンスである。この場合、各キーは、「シーケンス番号」と呼ばれる。各送信パケット中の1つの出力記号値がある場合、シーケンス番号がパケット中に含まれ得る。一般にシーケンス番号が少数のバイト(例えば、4バイト)に収まるので、いくつかのシステムにおいては、出力記号値とともにシーケンス番号を含むことは経済的である。例えば、各1024バイトのUDPインターネットパケットを使用して、シーケンス番号用に各パケット内に4バイトを割当ててもわずかに0.4%の負担がかかるだけである。
【0034】
他のシステムでは、1より多くのデータからキーを生成するのが好ましい。例えば、1以上の送信者からの同じ入力ファイルに基づいて生成された1より多くのデータストリームを受信する受信者を含むシステムを考える。ここで、送信データはパケットのストリームであり、各パケットは、1つの出力記号を含む。すべてのそのようなストリームが、キーと同じシーケンス番号のセットを使用する場合、受信者は、同じシーケンス番号を有する出力記号を受信する可能性がある。同じキーを有するか、または同じシーケンス番号を有する場合の出力記号は、入力ファイルについて同一の情報を含むので、受信者は、無駄な重複データを受信する。したがって、そのような場合、キーがシーケンス番号と対になった固有のストリーム識別子を含むことが好ましい。
【0035】
例えば、UDPインターネットパケットの1ストリームに対して、データストリームの固有の識別子は、送信者のIPアドレス、および送信者がパケットを送信するために使用しているポート数を含み得る。送信者のIPアドレスおよびストリームのポート数は、各UDPパケットのヘッダの一部であるので、キーのこれらの部分が受信者に確実に利用され得るように各パケット中に必要なさらなるスペースはない。送信者は、単にシーケンス番号を各パケットに対応の出力記号とともに挿入することのみを必要とし、受信者は、シーケンス番号およびパケットヘッダから受信された出力記号のキー全体を再生成し得る。別の例として、IPマルチキャストパケットの1ストリームに対して、データストリームの固有の識別子は、IPマルチキャストアドレスを含み得る。IPマルチキャストアドレスは各IPマルチキャストパケットのヘッダの一部であるので、UDPパケットについての上記説明は、この場合についても同様に適用される。
【0036】
出力記号の位置によるキーイングは、それが可能な場合は好ましい。位置キーイングは、CD−ROM(コンパクトディスク読み取り専用メモリ)などの記憶装置から出力記号を読み出すために十分機能し得る。ここで、出力記号のキーは、CD−ROM上の位置(すなわち、トラック、プラスセクタ、セクタ内のプラス位置など)である。位置キーイングはまた、ATM(非同期転送モード)システムなどの回路ベース送信システムのために十分機能し得る。ここで、整列したデータセルは、厳しいタイミング制約下で送信される。この形態のキーイングを使用すると、受信者は、出力記号のキーを、そのキーを明確に送信するのに必要なスペースを有することなく、再生成し得る。当然、位置キーイングは、そのような位置情報が利用でき確実であることを必要とする。
【0037】
位置によるキーイングはまた、他のキーイング方法と組み合わせ得る。例えば、各パケットが1より多くの出力記号を含むパケット送信システムを考える。この場合、出力記号のキーは、固有のストリーム識別子、シーケンス番号、および出力記号のパケット内の位置から構築され得る。データイレーズは一般に全パケットの損失を生じるので、受信者は一般にパケットを全部受信する。この場合、受信者は、パケットのヘッダ(固有のストリーム識別子を含む)、パケット中のシーケンス番号、および出力記号のパケット内の位置を再生成し得る。
【0038】
いくつかのシステムにおいて好ましいキーイングの別の形態は、ランダムキーイングである。これらのシステムにおいては、乱数(または疑似乱数)が、生成され、各出力記号に対するキーとして使用され、および出力記号とともに明確に送信される。異なる物理的位置で異なる送信者によって生成されるキーに対してさえ(可能なキーの範囲が十分大きいと仮定する)、ランダムキーイングの1つの性質は、同じ値を有するキーの割合が小さい可能性がある。この形態のキーイングは、インプリメンテーションが簡単であるため、いくつかのシステムにおいては他の形態よりも利点を有し得る。
【0039】
上記のように、連鎖反応符号化が有用であるのは、データイレーズの可能性があるか、または受信者が、送信が開始および終了するちょうどその時点で受信を開始および終了しない場合である。後者の条件は、本明細書中で「データ不完全性」と呼ばれる。これらの条件は、連鎖反応符号化が使用される場合、通信プロセスに悪影響を与えない。なぜなら、受信される連鎖反応符号化が、情報追加型であるように、極めて独立しているからである。出力記号のほとんどのランダムな集合が、大部分が情報追加型であるように(これは、本明細書中に記載の連鎖反応符号化システムに対する場合である)十分に独立しているならば、任意の適切な数のパケットを使用して、入力ファイルを回復し得る。100パケットがデータイレーズを起こすノイズの発生によって損失する場合、その発生の後でさらに100パケットを取り上げてイレーズされたパケットの損失を置き換え得る。送信器が送信を開始した際に受信器が送信器に同調できず何千のパケットが損失した場合、受信器は、他の送信期間から(あるいは、別の送信器からの場合もある)その何千のパケットを取り上げる。連鎖反応符号化を使用すると、受信器は、任意の特定のパケットのセットを取り上げることに制約されず、従って1送信器からいくつかのパケットを受信し、別の送信器に切り換え、いくつかのパケットを損失し、所定の送信の開始または終了を逸しても、なお入力ファイルを回復し得る。受信器−送信器調整のない送信に接続および切断する機能は、通信プロセスを大きく簡略化する。
【0040】
(基本的な実施)
連鎖反応符号化を使用してファイルを送信するステップは、入力ファイルから入力記号を生成、形成、または抽出し、その入力記号を1以上の出力記号に符号化するステップ(ここで、各出力記号は、すべての他の出力記号とは独立なキーに基づいて生成される)、および出力記号を1以上の受信者にチャネルを介して送信するステップを含む。連鎖反応符号化を使用する入力ファイルの1コピーを受信(および再構築)するステップは、1以上のデータストリームから出力記号のあるセットまたはサブセットを受信するステップ、および受信された出力記号の値およびキーから入力記号を復号化するステップを含む。
【0041】
以下に説明するように、デコーダは、1以上の出力記号の値および可能ならすでに回復された他の入力記号の値についての情報から入力記号を回復し得る。したがって、デコーダは、いくつかの出力記号からいくつかの入力記号を回復し得る。これにより、デコーダは、その復号された入力記号およびすでに受信された出力記号などからの他の入力記号を復号し得、したがってこれにより、ファイルの入力記号の回復の「連鎖反応」が受信者側で再構築される。
【0042】
次に、本発明の局面を図面を参照して説明する。
【0043】
図1は、連鎖反応符号化を使用する通信システム100のブロック図である。通信システム100において、入力ファイル101、または入力ストリーム105は、入力記号発生器110に与えられる。入力記号発生器110は、入力ファイルまたは入力ファイルストリームから1以上の入力記号(IS(0),IS(1),IS(2),...)のシーケンスを生成し、各入力記号は、ある値およびある位置を有する(図1に括弧付きの整数として示される)。上記のように、入力記号に対して可能な値、すなわち、そのアルファベットは、一般に2M個の記号のアルファベットであるので、各入力記号は、Mビットの入力ファイルを符号化する。Mの値は、一般に通信システム100を使用することによって決定されるが、汎用システムは、入力記号発生器110に入力される記号サイズを含み得るので、Mは使用ごとに異なり得る。入力記号発生器110の出力は、エンコーダ115に与えられる。
【0044】
キー発生器120は、エンコーダ115によって生成される各出力記号に対するキーを生成する。各キーは、どのキー発生器によって生成されたかにかかわらず、上記の方法のうちの1つ、または同じ入力ファイルに対して生成されたキーの大きな割合が固有であることを確保する任意の同等の方法によって生成される。例えば、キー発生器120は、カウンタ125の出力、固有のストリーム識別子130、および/またはランダム発生器135の出力の組合せを使用して、各キーを生成し得る。キー発生器120の出力は、エンコーダ115に与えられる。
【0045】
キー発生器120によって与えられた各キーIに基づいて、エンコーダ115は、入力記号発生器によって与えられる入力記号から値B(I)を有する出力記号を生成する。各出力記号の値は、そのキーおよび1以上の入力記号のある関数に基づいて生成される。本明細書中で値を出力記号の「関連付けした入力記号」または単にその「関連付け」と呼ぶ。関数(「値関数」)および関連付けの選択は、以下により詳細に記載されるプロセスにしたがってなされる。一般に、常にではないが、Mは、入力記号および出力記号に対して同じである、すなわち、両方とも同じビット数で符号化する。
【0046】
いくつかの実施形態において、入力記号数Kは、関連付けを選択するためにエンコーダによって使用される。Kがあらかじめ未知の場合は(入力がストリーミングファイルの場合など)、Kは単に推定され得る。値Kはまた、入力記号に対して記憶装置を割り当てるためにエンコーダ115によって使用され得る。
【0047】
エンコーダ115は、出力記号を送信モジュール140に与える。送信モジュール140にはまた、キー発生器120から各そのような出力記号のキーが与えられる。送信モジュール140は、出力記号を送信し、送信モジュール140はまた、使用されるキーイング方法に依存して、送信される出力記号のキーについてのいくつかのデータをチャネル145を介して受信モジュール150に送信する。チャネル145は、イレーズチャネルと仮定されるが、これは、通信システム100の適切な動作に必要ではない。モジュール140、145および150は、送信モジュール140が出力記号およびそれらのキーについて必要な任意のデータをチャネル145に送信するように改造され、受信モジュール150が出力記号および可能ならばそれらのキーについてのいくつかのデータをチャネル145から受信するように改造される限り、適切なハードウェアコンポーネント、ソフトウェアコンポーネント、物理的媒体、またはそれらの任意の組合せならいずれのものでもよい。Kの値が、関連付けを決定するために使用される場合、チャネル145を介して送信され得るか、またはエンコーダ115とデコーダ155との一致によってあらかじめ設定され得る。
【0048】
上記のように、チャネル145は、インターネット、またはテレビジョン送信器からテレビジョン受信者への放送リンク、または1地点から別の地点への電話接続などの実時間チャネルであり得る。または、チャネル145は、CD−ROM、ディスクドライブ、ウェッブサイトなどの記憶チャネルであり得る。チャネル145は、実時間チャネルと記憶チャネルとの組合せでもあり得る。例えば、一人がパソコンからインターネットサービスプロバイダ(ISP)に電話回線を介して入力ファイルを送信し、その入力ファイルがウェッブサーバに格納されて、後でインターネットを介して受信者に送信される場合に形成されるチャネルである。
【0049】
チャネル145はイレーズチャネルであると仮定されるので、通信システム100は、受信モジュール150を出る出力記号と送信モジュール140に入る出力記号との間に1対1対応を仮定しない。実際には、チャネル145がパケットネットワークを含む場合、通信システム100は、任意の2つ以上のパケットの相対的順序がチャネル145を介した送信中に保存されると仮定できないとされ得る。したがって、出力記号のキーは、上記キースキームの内1つ以上を使用して決定され、受信モジュール150を出る出力記号の順序によって必ずしも決定されない。
【0050】
受信モジュール150は出力記号をデコーダ155に与え、受信モジュール150が受信するこれらの出力記号のキーについての任意のデータは、キー発生器160に与えられる。キー発生器160は、受信した出力記号に対するキーを再生成し、これらのキーをデコーダ155に与える。デコーダ155は、キー発生器160によって与えられたキーと対応の出力記号とを使用して、入力記号(再度、IS(0),IS(1),IS(2),...)を回復する。デコーダ155は、回復された入力記号を入力ファイルリアセンブラ165に与え、リアセンブラ165は入力ファイル101または入力ストリーム105のコピー170を生成する。
【0051】
(基本エンコーダ)
図2は、図1に示されるエンコーダ115の1つの実施形態のブロック図である。図2のブロック図を、ここで図3を参照して説明する。図3は、図2に示すエンコーダによって実行される処理の内のいくつかの論理等価物を示す図である。
【0052】
エンコーダ115には、入力記号および生成すべき各出力記号に対するキーが与えられる。示されるように、K個の入力記号が、入力記号バッファ205内に格納される。キーI(図1で示されるキー発生器120によって与えられる)は、値関数セレクタ210、重みセレクタ215、および連想装置220への入力である。入力記号数Kはまた、これら3つのコンポーネント210、215および220に与えられる。計算器225は、値関数セレクタ210、重みセレクタ215、連想装置220および入力記号バッファ205からの出力を受信するよう結合され、出力記号値に対する出力を有する。理解すべきことは、図2に示す要素と等価な他の構成が使用され得、これは本発明のエンコーダの1例にすぎないことである。
【0053】
動作中、K個の入力記号が入力記号バッファ205に受信および格納される。上記のように、各入力記号は、位置(すなわち、入力ファイル内の元の位置)および値を有する。入力記号は、格納される入力記号の位置が決定され得る限り、それぞれの順序で入力記号バッファ205内に格納される必要はない。
【0054】
キーIおよび入力記号数Kを使用して、重みセレクタ215は、キーIを有する出力記号の「関連付け」となるべき入力記号の数W(I)を判定する。キーI、重みW(I)および入力記号数Kを使用して、連想装置220は、出力記号に関連付けられた入力記号の位置のリストAL(I)を判定する。理解すべきことは、W(I)は、連想装置220があらかじめW(I)を知らずにAL(I)を生成し得る場合、別個にまたは明確に計算される必要がないことである。AL(I)が一旦生成されると、W(I)は容易に判定される。なぜなら、それはAL(I)中の関連付けの数であるからである。
【0055】
I、W(I)およびAL(I)が一旦既知となると、出力記号の値B(I)が値関数F(I)に基づいて計算器225によって計算される。適切な値関数の1つの性質は、AL(I)中の関連付けに対する値が、出力記号値B(I)およびAL(I)中の、他のW(I)−1個の関連付けから判定され得ることである。このステップにおいて使用される1つの好ましい値関数は、XOR値関数である。なぜなら、それは、この性質を満足し、容易に計算され、および容易に反転されるからである。しかし、他の適切な値関数を代わりに用いてもよい。
【0056】
値関数セレクタ210が使用される場合、キーIおよびKからの値関数F(I)を判定する。1つの変形において、値関数セレクタ210は、すべてのIに対して同じ方法または関数Fを使用する。この変形において、値関数セレクタ210は必要でなく、計算器225が値関数Fを構成し得る。例えば、値関数はすべてのIに対してXORであり得る。すなわち、出力記号値は、すべてのその関連付けの値のXOR(排他的なOR)である。
【0057】
各キーIに対して、重みセレクタ215は、IおよびKから重みW(I)を判定する。1つの変形において、重みセレクタ215は、キーIを使用することによってW(I)を選択して、まずランダム検索数を生成し、次いでこの数を使用して、重みセレクタ215内に格納された分布テーブル中のW(I)の値を検索する。そのような分布テーブルがどのように形成およびアクセスされるかを以下により詳細に説明する。一旦重みセレクタ215がW(I)を判定すると、この値は、連想装置220および計算器225に与えられる。
【0058】
連想装置220は、現在の出力記号に関連付けられたW(I)個の入力記号の位置のリストAL(I)を判定する。この関連付けは、Iの値、W(I)の値およびK(利用可能ならば)に基づく。一旦連想装置220がAL(I)を判定すると、AL(I)は、計算器225に与えられる。リストAL(I)、重みW(I)および、値関数セレクタ210によって与えられる値関数F(I)または予め選択された値関数Fのいずれかを使用して、計算器225は、入力記号バッファ205中のAL(I)によって参照されるW(I)個の入力記号にアクセスして、現在の出力記号に対する値B(I)を計算する。AL(I)を計算するための手順の例を以下に与えるが、別の適切な手順を代わりに使用してもよい。好ましくは、その手順は、各入力記号に、所定の出力記号に対する関連付けとして選択される確率を略等しく与え、デコーダがそれにとって利用可能なAL(I)をまだ有していない場合にデコーダが複製し得るように選択する。
【0059】
次に、エンコーダ115は、B(I)を出力する。実際は、エンコーダ115は、図3に例示する動作を実行して、すなわち、選択された入力記号のある値関数として出力記号値B(I)を生成する。示される例において、その値関数はXORであり、出力記号の重みW(I)は3であり、関連付けられた入力記号(関連付け)は位置0、2および3であり、値IS(0)、IS(2)およびIS(3)をそれぞれ有する。したがって、出力記号は、Iの値に対して以下のように計算される:
B(I)=IS(0) XOR IS(2) XOR IS(3)
次に、生成された出力記号は、上記のように送信および受信される。ここで、出力記号の内いくつかが損失されるかまたはその順序がみだれた、もしくは1つ以上のエンコーダによって生成されたと仮定する。しかし、受信される出力記号は、そのキーの表示、および値B(I)が正確であるという何らかの確実さをもって受信されると仮定する。図1に示すように、それらの受信された出力記号は、キー再発生器160による表示およびKの値から再構築される対応のキーとともに、デコーダ155に入力される。
【0060】
入力記号中に符号化されるビット数M(すなわち、そのサイズ)は、アプリケーションに依存する。出力記号のサイズもまた、アプリケーションに依存するが、チャネルにもまた依存し得る。例えば、一般的な入力ファイルが、複数のメガバイトのファイルである場合、その入力ファイルは、数千個、数万個または数十万個の入力記号に分割され、各入力記号は、数バイト、数十バイト、数百バイトまたは数千バイトである。
【0061】
いくつかの場合において、出力記号値および入力記号値が同じサイズであれば(すなわち、同じ数のビットによって表現可能か、または同じアルファベットから選択される)、符号化プロセスは、簡略化され得る。そのような場合、出力記号をパケットに入れるのが望ましく、かつ各出力記号が限られたサイズのパケットに収まる必要がある場合のように、出力記号値サイズが限定されるとき、入力記号値サイズが限定される。キーについてのいくつかのデータが、受信器にてキーを回復するために送信される場合、好ましくは、出力記号は、値およびキーについてのデータが1つのパケットに収まるように十分に小さいものであり得る。
【0062】
上記のように、多くの実施において入力記号の位置は一般に連続であるが、キーは連続ではない。例えば、入力ファイルが60,000個の入力記号にまで分割されたとすると、その入力記号の位置の範囲は、0から59,999ある。上記実施のうちの1つにおいて、各キーはランダムな32ビット数として独立に選択され、出力記号は、連続的に生成され、送信者が停止するまで送信され得る。ここで示すように、連鎖反応符号化は、60,000記号の入力ファイルが出力記号の任意の十分に大きな集合(60,000+いくらかの増分A)から再構築される。なお、これは、これらの出力記号が出力シーケンスのどこから取り出されるかに依存しない。
【0063】
(基本デコーダ)
図4は、デコーダ155の1つの実施形態を詳細に示し、多くの部分が図2に示すエンコーダ115と共通である。デコーダ155は、値関数セレクタ210、重みセレクタ215、連想装置220、出力記号バッファ405、レジューサ(reducer)415、再構築器420および再構築バッファ425を含む。エンコーダに関して、値関数セレクタ210および値関数の記述を格納するために割当てられる出力記号バッファ405中のスペースは、値関数がすべての出力記号に対して同じである場合、任意であり、使用しなくてもよい。再構築バッファ425のいくつかのエントリが図示され、ここでいくつかの入力記号が再構築され、他は依然未知である。例えば、図4において、位置0、2、5および6の入力記号が回復され、位置1、3および4の入力記号はまだ回復されない。
【0064】
動作中、キーIおよび値B(I)を有する受信された各出力記号に対して、デコーダ155は以下を行う。キーIは、値関数セレクタ210、重みセレクタ215および連想装置220に与えられる。KおよびキーIを使用して、重みセレクタ215は、重みW(I)を判定する。K、キーIおよび重みW(I)を使用して、連想装置220は、出力記号に関連付けられた入力記号のW(I)個の位置のリストAL(I)を生成する。必要に応じて、KおよびIを使用して、値関数セレクタ210は、値関数F(I)を選択する。次に、I、B(I)、W(I)およびAL(I)、および任意のF(I)は、出力記号バッファ405の行に格納される。値関数セレクタ210、重みセレクタ215および連想装置220は、エンコーダ115について記載したのと同じようにデコーダ155の動作を実行する。特に、図5における値関数セレクタ210、重みセレクタ215および連想装置220によって生成される値関数F(I)、重みW(I)およびリストAL(I)は、図4に示す対応の部分と同じキーIである。Kが入力ファイルごとに異なる場合、Kをメッセージヘッダに含むなどの任意の従来方法でエンコーダからデコーダへ通信され得る。
【0065】
再構築器420は、出力記号バッファ405を走査して、重み1をもつ、すなわち、W(I)=1およびAL(I)がちょうど1つの関連位置をリストしている、格納された出力記号を探す。これらの記号は、本明細書中で「復号可能なセット」のメンバと呼ぶ。上記の性質を有する値関数に対して、重み1の出力記号は、復号可能なセットに含まれる。なぜなら、入力記号の値は、その出力記号から判定され得るからである。当然、入力記号が、1つの重みを有すること以外の条件下で復号されることが可能な値関数が使用されるならば、その条件を使用して、出力記号が復号可能なセットかどうかを判定し得る。明確にするために、ここで記載した例は、復号可能なセットが、重み1を有するこれらの出力記号であり、これらの例の、他の値関数復号可能条件への拡張は、この記載から明らかである。
【0066】
再構築器420が復号可能なセットに含まれる出力記号を見つけた場合、その出力記号値B(I)および、必要に応じて、値関数F(I)を使用してAL(I)にリストされた入力記号を再構築し、再構築された入力記号は、それらの入力記号に対する適切な位置で再構築バッファ425に配置される。表示された入力記号が既に再構築された場合、再構築器420は新たに再構築された入力記号を棄却するか、現存する再構築された入力記号を上書きするか、またはこの2つの入力記号を比較してそれらに違いがある場合は、誤差を発行し得る。値関数が関連付けすべてについてXORであるとき、入力記号値は単に出力記号値である。このように再構築器420は入力記号を再構築するが、復号可能なセット中の出力記号からのみ入力記号を再構築する。一旦復号可能なセットからの出力記号を使用して入力記号を再構築すると、それは、出力記号バッファ405のスペースを節約するために削除され得る。「使い古した」出力記号を削除することはまた、再構築器420が連続してその出力記号に再び訪れないことを確実にする。
【0067】
まず、再構築器420は、復号可能なセットの1メンバである少なくとも1つの出力記号が受信されるまで待機する。一旦その出力記号を使用すると、復号可能なセットは再び空となる。ただし、他のいくつかの出力記号が、1つの再構築された入力記号およびもう1つ他の入力記号のみの関数であり得るという事実を除く。このように、復号可能なセットの1メンバから1つの入力記号を再構築することにより、他の出力記号が復号可能なセットに付加され得る。出力記号を復号可能なセットに付加するために低減するプロセスは、レジューサ415によって実行される。
【0068】
レジューサ415は、出力記号バッファ405および再構築バッファ425を走査して、回復された入力記号の位置をリストするリストAL(I)を有する出力記号を見つける。レジューサ415がキーIを有する「低減可能な」出力記号を見つけた場合、レジューサ415は位置Rで回復された入力記号値IS(R)を得、そしてB(I)、W(I)およびAL(I)を次のように変更する:
B(I)はB(I) XOR IS(R)にリセットされる。
【0069】
W(I)はW(I)−1にリセットされる。
【0070】
AL(I)はRを除くAL(I)にリセットされる。
上の方程式では、値関数がすべての関連付けの値のXORであることが推定される。XORは、その値関数自身の逆数であり、もしそうではなく、そして別の値関数が出力記号の計算に最初に用いられる場合には、その値関数の逆数がここでレジューサ415によって使用される。明白なように、1つより多くの関連付けの値が既知である場合、上記の方程式の等価物を計算してB(I)を、任意の未知の関連付けの値のみに依存するようにし得る(および、それに従ってW(I)およびL(I)を調整する)。
【0071】
レジューサ415の作用は、出力記号バッファ405中の出力記号の重みを低減する。出力記号の重みが1に低減される場合(または、他の復号可能な条件が他の値関数に対して生じる場合)、その出力記号は、復号可能なセットの1メンバとなり、それは次に再構築器420によって作用され得る。実用においては、一旦十分な数の出力記号が受信されると、レジューサ415および再構築器420は、連鎖反応復号化を生成し、入力ファイルからのすべての入力記号が回復されるまで、再構築器420は復号可能なセットを復号してより多くの入力記号を回復し、レジューサ415はそれらの新しく受信された入力記号を使用してより多くの出力記号を低減し、それによりそれらを復号可能なセットに付加するなどする。
【0072】
図4に示されるデコーダは、記憶装置、計算サイクルまたは送信時間をあまり考慮せずに、単純な方法で入力記号を再構築する。デコーダメモリ、複合化時間または送信時間(受信される出力記号の数を制限する)が限定される場合、デコーダは、それら限られたリソースをよりよく使用するために最適化され得る。
【0073】
(より効率的なデコーダ)
図5は、デコーダ500のより効率的な実施の好ましい実施形態を詳細に示す。ここで、値関数はXORであると仮定する。同様の実施が、XOR以外の値関数に対して適用される。図5を参照して、デコーダ500は、出力記号データ構造505(以下、OSDS505と呼ぶ)、入力記号データ構造510(以下、ISDS510と呼ぶ)、復号可能なセットスタック515(以下、DSS515と呼ぶ)、受信オーガナイザ520、および回復プロセッサ525を含む。
【0074】
OSDS505は、出力記号についての情報を格納するテーブルであり、ここでOSDS505の行Rは、受信されたR番目の出力記号についての情報を格納する。変数Rは、受信された出力記号の数を追跡し、ゼロに初期化される。OSDS505は、各行に対してフィールドKEY、VALUE、WEIGHTおよびXOR_POSを格納し、図示のフィールドは、列に組織化される。KEYフィールドは、出力記号のキーを格納する。VALUEフィールドは、プロセス時に更新された出力記号値を格納する。最終的に入力記号の回復に使用されるすべての出力記号は、最終的に回復された入力記号値へと変更されるVALUEを有する。出力記号WEIGHTフィールドは、出力記号の初期重みを格納する。出力記号のWEIGHTは、1になるまで経時的に低減され、そして入力記号を回復するために使用され得る。XOR_POSフィールドは初めに出力記号の関連付けのすべての位置についてのXORを格納する。出力記号のWEIGHTが1になると、出力記号のXOR_POSは残る1つの関連付けの位置となる。
【0075】
ISDS510は、入力記号についての情報を格納するテーブルであり、ここで行Pは、位置Pでの入力記号についての情報を格納する。各行に対して、ISDS510は最終的に、入力記号を回復するのに使用される出力記号のOSDS505における行数となるREC_ROWフィールド、すべての値が「no」に初期化され、入力記号が回復されたかどうかを示すREC_INDフィールド、およびRLフィールド用の記憶装置を含む。入力記号が回復される場合、入力記号のREC_INDは、「yes」に変更される。RL列は、すべてが「空リスト」値に初期化される。関連付けとして入力記号を有する出力記号が受信されるので、出力記号のOSDS505における行数が、入力記号に対するRLリストに付加される。
【0076】
DSS515は、復号可能なセットについての情報を格納するスタックである。変数Sは、復号可能なセットのサイズを追跡し、それをゼロに初期化する。DSS515において、列OUT_ROWは、出力記号のOSDS505における行数を格納し、列IN_POSは、回復され得る入力記号のISDS510における位置を格納する。
【0077】
1つの実施形態において、デコーダ500は、以下のように、そして図6のフローチャートに示すように動作され、図6の対応するステップは、プロセスの説明において括弧で示す。まず、ISDS510は、上記のように初期化され、RおよびSの両方がゼロに初期化される(605)。新たな出力記号が受信されると(610)、すなわち、キーIおよび出力記号値B(I)、OSDS505においてKEY(R)がIに設定され、VALUE(R)がB(I)に設定される(615)。次に、受信オーガナイザ520が呼び出されてOSDS505の行Rに格納されたキーIを有する受信された出力記号が処理される(620)。これは、図7のフローチャートに示すように、ISDS510に格納された情報を適切に使用して、情報をOSDS505およびDSS515に付加するステップを含む。次に、Rを1だけインクリメントし(625)、次の出力記号をOSDS505の次の行に格納させる。次に、回復プロセッサ525が呼び出され、復号可能なセット中の出力記号を処理し、新しい出力記号を復号可能なセットに付加する(630)。これは、図8aおよび/または8bのフローチャートに示すように、ISDS510およびOSDS505の一部を適切に使用および改変することによって、DSS515に格納された復号可能なセットに付加および削除するステップを含む。デコーダ500は、回復された入力記号の数を追跡し、この数がKに達した場合、すなわち、すべての入力記号が回復された場合、デコーダ500は、首尾よく終了し、そうでなければステップ610に戻り次の出力記号を受信する(635および640に示す)。
【0078】
受信オーガナイザ520の動作を説明するフローチャートを図7に示す(図9から12を参照)。値B(I)およびキーIを有する出力記号が到着した場合、受信オーガナイザ520は、以下の動作を実行する(図7を参照)。重みW(I)は、IおよびKから計算され(705)、関連付けの位置のリストAL(I)は、I、W(I)、およびKから計算される(710)。図11〜12は、W(I)の1計算の詳細を示し、図9〜10は、AL(I)の1計算の詳細を示す。
【0079】
再度図7を参照すると、XL(I)の値はAL(I)上のすべての位置についてのXORとして計算される(715)。そうして、リストAL(I)上の各位置Pに対して、入力記号Pが回復されない場合、すなわち、ISDS510においてREC_IND(P)=「no」の場合、Rは、ISDS510中のリストRL(P)に付加され、そうでなく、入力記号Pが回復される場合、すなわち、ISDS510においてREC_IND(P)=「yes」の場合、W(I)は1だけデクリメントされ、XL(I)はXL(I)XORPに再設定される(720)。次に、OSDS505において、XOR_POS(R)はXL(I)に設定され、WEIGHT(R)はW(I)に設定される(725)。次に、WEIGHT(R)は、1と比較される(730)。WEIGHT(R)が1に等しい場合、出力記号は、復号可能なセットに付加される、すなわち、DSS515において、OUT_ROW(S)はRに設定され、IN_POS(S)はXOR_POS(R)に設定される。そして、Sの値が1だけインクリメントされる(735)。最後に、受信オーガナイザ520が戻る(740)。
【0080】
図8aに、図9〜12を参照して回復プロセッサ525の1つの動作を記載するフローチャートを示す。その動作中、回復プロセッサ525はまず、復号可能なセットが空かどうか、すなわち、S=0かどうかを確かめるためにチェックし、そうであればただちに呼び出し元へ帰る(805、810)。復号可能なセットが空でなければ、Sは1だけデクリメントされ(815)、出力記号の行番号R’および関連した入力記号の位置PをDSS515からロードする(820)。位置Pにおける入力記号が既に回復されていれば、すなわち、REC_IND(P)=「yes」のとき(825)、回復プロセッサ525はこの復号可能なセットの要素の処理を停止し、続いて次の要素を処理する。そうでなければ、OSDS505における行番号R’に格納された出力記号は、ISDS510上の位置Pにある入力記号の回復に使用され、これはREC_IND(P)を「yes」に、およびREC_ROW(P)をISDS510のR’に設定することによって示される(830)。次に、出力記号の元のキー、OSDS505からのKEY(R’)、が元の重さW(I)および、キーの関連AL(L)の元のリストを計算するために(840,845)Iにロードされる(835)。
【0081】
さらに、図8aを参照して、位置Pにおける入力記号の回復値は、出力記号および入力記号を除く出力記号のすべての関連付けのXORとして計算される。これは、Pとは異なるAL(I)上の全ての位置P’を考慮して計算される。ISDS510におけるREC_ROW(P’)は、位置P’上の入力記号に対する回復値の行番号を格納し、OSDS505におけるVALUE(REC_ROW(P’))はこの回復値である。この計算は図8aの850で示されており、位置Pにおける入力記号に対する回復値はこの計算の最後で、VALUE(R’)=VALUE(REC_ROW(P))において格納される。
【0082】
図8aに示された処理の変形例が、図8bに示される。ここで、各出力記号が処理される際に各出力記号に対してステップ830,835,840,845,および850を行う代わりに、R’およびPの値は、後の処理用に、実行スケジュールに格納され得る(865)。延期された実行処理の例は、870、875、880、および885で示される工程を含む図8cに示される。この変形例で、図6で示されたフローチャートは、ステップ605でEをゼロに初期化することによって変更される。デコーダが受信記号は全体のファイルを復号するのに十分であると決定した後で、例えばステップ640ですべての入力記号が回復可能であることが既知となった後に、実行スケジュールの延期された処理が行われ得る。いくつかの場合、特に入力記号が大きいときは、スケジュールの実行は入力ファイル、またはその部分、が受信者側で必要とされるまで、延期され得る。
【0083】
いずれの変形例においても、すなわち、図8aまたは図8bのどちらかにおいて、ステップ855で、入力記号Pを関連付けとしてまだ有する出力記号は、入力記号が回復されたことを反映するように変更される。OSDS505におけるこれらの出力記号の行番号はRL(P)に格納される。RL(P)の各行番号R”に対して、WEIGHT(R”)は1だけデクリメントし、OSDS505の行R”における出力記号の関連付けとして、位置Pにおける入力記号の削除を反映させるため、PをXORしてXOR_POS(R”)にする。この変更によりOSDS505の行R”における出力記号が重み1となる場合、すなわち、WEIGHT(R”)=1のとき、この出力記号は、OUT_ROW(S)をR”に、IN_POS(S)をXOR_POS(R”)に設定し、そしてSを1だけインクリメントすることによって、復号可能なセットへと付加される。最後に、リストRL(P)上の出力記号の行番号を格納するために使用されるスペースをフリースペースに戻し(860)、処理はステップ805に続く。
【0084】
(連想装置の実施)
出力記号キーから関連する入力記号へのマッピング(すなわち、重みW(I)、およびキーIに対する関連付けの位置のリストAL(I)の決定)は、種々の形態をとり得る。W(I)は、同じキーIに対してエンコーダおよびデコーダの両方によって同じ値(送信者および受信者のそれぞれにおいて)であるように選択されるべきである。同様に、AL(I)は、同じキーIに対してエンコーダおよびデコーダの両方によって同じ位置のリストを含むように選択されるべきである。連想装置は、Iならびに通常W(I)およびKからAL(I)を計算または生成するオブジェクトである。
【0085】
1つの実施形態において、W(I)およびAL(I)は、ランダムプロセスを模倣するように設計された方法で判定される。エンコーダおよびデコータが同じキーに対して同じ結果を生成するという要件を満足するために、擬似ランダムシーケンスが、キーをシードにしてエンコーダおよびデコーダの両方によって生成され得る。擬似ランダムシーケンスの代わりに、本当のランダムシーケンスが、W(I)および/またはAL(I)の生成のために使用され得るが、それが有用であるためには、W(I)およびAL(I)を生成するために使用されたランダムシーケンスが受信者に通信される必要があり得る。
【0086】
図4において示すデコーダにおいて、出力記号バッファ405は、関連付けの位置の各出力記号リストの記憶装置、すなわち列でラベルされたAL(I)内に記憶装置を必要とする。図5に示すより効率的なデコーダは、この記憶装置を必要としない。なぜなら、関連付けの1リストは、例えば図9〜10に示すように、必要に応じて再計算されるからである。これらの計算が必要に応じて速やかに行われ得る場合にのみ、記憶装置を節約するために毎回関連付けリストを再計算する際に利点がある。
【0087】
連想装置220の好ましい実施形態が図9に示され、図10に示すプロセスにしたがって動作する。この連想装置は、エンコーダおよびデコーダにおいて使用され得る。エンコーダは1回に1より多くのAL(I)を格納する必要が通常ないので、エンコーダでのAL(I)のための記憶装置にはあまり関心がないが、同じプロセスをエンコーダおよびデコーダの両方で使用して、AL(I)に対する値が両方の場所で確実に同じとなるようにすべきである。
【0088】
連想装置220への入力は、キーI、入力記号数K、および重みW(I)である。出力は、キーIを有する出力記号の関連付けのW(I)個の位置のリストAL(I)である。図9において示すように、連想装置は、ランダムビットのテーブルASSOC_RBITS905および計算器ASSOC_CALC910を含む。特定のAL(I)が生成される前に、入力ファイルのサイズは、入力記号数が素数となるように調節される。このように、入力ファイルがK個の入力記号で開始する場合、Kより大きいかまたはKに等しい最小素数Pが識別される。PがKよりも大きい場合、P−K個のブランク(例えば、ゼロに設定される)入力記号が入力ファイルに付加され、KがPに再設定される。この改変された入力ファイルに対して、関連付けの位置のリストAL(I)は、図9および10に示すように計算される。
【0089】
この実施形態において、ASSOC_CALC910は、以下に記載され、かつ図10のフローチャートに示すように動作する。第1ステップは、キーI、入力記号数KおよびランダムビットASSOC_RBITS905のテーブルを使用して、Xが少なくとも1かつたかだかK−1であり、Yが少なくともゼロかつたかだかK−1である性質を有する2つの整数値XおよびYを生成することである(1005)。好ましくは、XおよびYは、独立であり、それぞれの範囲内で一様分布する。次に、W(I)個のエントリを有する配列V[]が、AL(I)の記憶のために、そのメンバが計算される際に初期化される(1010)。V[]は、1つのリストに対する一時記憶装置にすぎないので、出力記号バッファ405(図4を参照)のAL(I)列よりもずっと少ないメモリを占めるだけであり得る。V[0](これは、リストAL(I)の第1番目の要素)がYに設定される(1015)。次に、1で始まりW(I)−1で終わるJのすべての値に対して、V[J]の値は、ステップ1020〜1050に示すように、(V[J−1]+X) mod Kに設定される。Kが素数であり、かつW(I)がたかだかKであるので、V[]値のすべてが固有である。図示のように、「mod K」演算は、簡単な比較および減算演算であり得る、すなわち、ステップ1035および1040。このように、所定の出力記号の関連付けの位置のリストを生成するプロセスは、非常に効率的である。
【0090】
AL(I)を計算する上記アプローチの1つの利点は、関連付けの位置の分布に十分な変化を生成して、復号化アルゴリズムを、W(I)を選択するための良好な手順と合わされる場合、高い確率かつ最小の受信オーバーヘッドで動作させることを確実にする(すなわち、入力ファイルは、K個よりわずかに多い出力記号を受信した後、回復される。ここで入力記号および出力記号は同じ長さとする)。
【0091】
(重みセレクタ実施例)
エンコーダ/デコーダの性能および効率は、重みの分布に依存し、いくつかの分布は、他の分布より良好である。重み選択の動作の局面を以下に議論し、その後いくつかの重要な重み分布を説明する。図11のブロック図および図12のフローチャートを使用してこれらの概念を例示する。
【0092】
図11に示すように、重みセレクタは、2つのプロセスWT_INIT1105およびWT_CALC1110、ならびに2つのテーブルWT_RBITS1115およびWT_DISTRIB1120を含む。プロセスWT_INIT1105は、第1のキーが通過してテーブルWT_DISTRIB1120を初期化した場合に1度だけ呼び出される。WT_DISTRIB1120の設計は、システムの重要な局面であり、後でずっとより詳細に考察される。プロセスWT_CALC1110は、各呼び出しごとに呼び出されて、キーIに基づいて重みW(I)を生成する。図12のフローチャートに示すように、WT_CALC1110は、キーおよびテーブルWT_RBITSに格納されたランダムビットを使用して、乱数Rを生成する(1205)。次に、Rの値を使用して、テーブルWT_DISTRIB1120における行番号Lを選択する。
【0093】
図11に示すように、WT_DISTRIB1120のRANGE列におけるエントリは、値MAX_VALで終了する正の整数の増加シーケンスである。Rに対する可能な値のセットは、ゼロおよびMAX_VAL−1との間の整数である。所望の性質は、Rが、可能な値の範囲においてどの値になるのも等しく確からしいことである。Lの値は、RANGE(L−1)≦R<RANGE(L)を満足するLを見つけるまでRANGE列を検索することによって決定される(1210)。一旦Lが見つかると、W(I)の値がWT(L)に設定され、これは戻された重みである(1215、1220)。図11において、図示のテーブル例に対して、Rが38,500に等しい場合、Lが4であることが分かり、したがって、W(I)はWT(4)=8に設定される。
【0094】
重みセレクタおよび連想装置を実施する他の変形例は、Iを擬似ランダムに生成し、IからW(I)およびAL(I)を直接生成するステップを含む。明らかなように、W(I)は、AL(I)を調べることによって決定され得る。なぜなら、W(I)は、AL(I)における関連付けの数に等しいからである。この説明から、W(I)個の値を生成する多くの他の方法は、説明したばかりのシステムと等価であり、WT_DISTRIBによって規定される分布を有する1セットのW(I)値を生成するということが明らかである。
【0095】
(別のデコーダ)
この開示を読むと、受信器は、上記の実施例よりも効率的に動作し得ることが当業者に明らかである。例えば、受信器は、パケットをバッファし、1群のパケットが到着したときだけ回復ルールを適用すればより効率的であり得る。この改変は、後の不必要な動作を行う際にかかる計算時間を低減し、コンテクストスイッチングによるオーバーヘッドを低減する。特に、デコーダは、少なくともK個の出力記号(同じサイズの入力記号および出力記号を仮定する)がK個のパケット単位(1つのパケット毎に1つの記号を仮定する)で到着する前に、K個の入力記号の元のファイルを回復することは望めないので、復号化プロセスを開始する前に少なくともK個のパケットが到着するまで待機することが有益であり得る。
【0096】
図13は、上記の概念を含み、図6のデコーダによって使用されるプロセスの改変例である復号化の異なる方法を示す。2つの方法間の主な違いは、図13の方法が1315に示すように、バッチ単位で出力記号を受信することである。第1のバッチのサイズはK+Aであるように設定され、ここで、Aは、入力記号数Kの小さな部分である(1310)。第1の出力記号のバッチが受信された後で、出力記号は、出力記号を処理するために受信オーガナイザ520を使用するステップ(1340)と、復号可能なセットを処理し、重み1に低減された重みを有する出力記号から入力記号を回復するために回復プロセッサ525を使用するステップ(1350)とを組み合わせて、前記のように処理される。K個の入力記号すべての回復が、K+A個の出力記号の第1のバッチを使用して達成できない場合、G個の出力記号のさらなるバッチが、すべての入力ファイルが回復されるまで受信および処理される。
【0097】
デコーダの補助データ構造に必要な記憶装置をできるだけ低減することは、利点である。すでに説明したように、各出力記号に対する関連付けのリストのための記憶装置は必要でない、なぜなら、必要に応じて、連想装置220を使用して、それらのリストを速やかに計算し得るからである。まだ回復されない入力記号の各々に対して、関連付けとして入力記号を有する出力記号のOSDS505における行番号を格納するために別の記憶装置が必要である。すなわち、図5のテーブルISDS510におけるRL列に示されるリストのためのスペースが必要である。図8のステップ855においてすでに説明したように、この格納を使用すると、所定の入力記号が再構築された場合、どの出力記号が低減可能かを速やかに識別し得る。それが効率良くなされなければ、これらのリストに必要な記憶装置は、すべての入力記号を回復するために使用されるすべての出力記号の関連付けの総数に比例し得る。
【0098】
(予めソートするデコーダ)
次に、図14および15を参照して、デコーダのより好ましい実施形態を説明する。図14は、デコーダを構成する部分を示す。それらは、図5に示すものと同じであるが、ただし、テーブルWEIGHT SORT1405および図8bにおいて説明されるように形成された実行スケジュールを格納するために使用されるEXECUTION LIST1420が追加される点で異なる。出力記号のOSDS505における行番号のバッチを格納するために、テーブルWEIGHT SORTが使用され、それらは受信される際に、重みの昇順で格納される。WT_VAL列を使用して、重みを格納し、ROW_LIST列を使用して、OSDS505における出力記号の行番号を格納する。一般に、重みWT_VAL(L)を有するすべての出力記号の行番号は、ROW_LIST(L)に格納される。このテーブルを使用して、図15のステップ1520に示すように、重みの昇順で出力記号のバッチを処理する。重みが低い出力記号は、入力記号を回復するためにそれほど集中して計算に使用せず、出力記号の重みが大きいほど、それらの関連付けのほとんどがただちに回復されるということがあり得る。したがって、それは、リンク記憶装置スペース(デコーダは、回復された入力リンクによって使用されるスペースを回復し得、処理中の出力記号はまだ未回復のわずかな関連付けを有する)を実質的に節約する。
【0099】
出力記号を適切なサイズのバッチで重みの昇順に処理することは、メモリ要件および処理要件を下げる。
【0100】
図15に示すように、K個よりわずかに多い出力記号(図ではK+A個の出力記号によって示す)は、いずれの処理の開始よりも前に到着することが許される(1515)。ここで、パケット毎に1つの出力記号、入力ファイルにおける同じサイズの入力記号および出力記号、ならびにK個の入力記号を仮定する。初めに、デコーダは、K+A個の出力記号の受信を単に待機する。なぜなら、デコーダは、K+A個の出力記号より少ない出力記号から入力ファイルをどうしても回復し得ないと予想でき、おそらくK個より少ない出力記号から任意の入力ファイルを回復し得ない。実用上は、5・√KがAに対して良好な値であることが分かった。
【0101】
受信された出力記号のOSDS505における行番号は、図14のテーブルWEIGHT SORT1405において重みの昇順で格納される(図15のステップ1515)。Tが、そのときの1とTとの間のLの値に対する可能な出力記号の重みの数である場合、リストROW_LIST(L)は、重みWT_VAL(L)のすべての受信された出力記号を含み、ここで1=WT_VAL(1)<WT_VAL(2)<WT_VAL(3)<...<WT_VAL(T)であり、かつWT_VAL(T)が任意の出力記号の最大の重みである。次に、ステップ1520に示すように、図15に示すデコータの動作の残りは、図13に示すデコーダとまったく同じであるが、ただし、出力記号が重みの昇順で処理されることを除く。
【0102】
通常、K+A個の出力記号は、すべての入力記号を回復するのに十分であり得る。しかし、K+A個のパケットの数セットは、すべての入力記号を回復するのに十分でないことがある。そのような場合、G個のさらなる出力記号のバッチが、受信され、そしてすべての入力記号が回復されるまで処理される。Gに対する良好な設定は、√Kである。
【0103】
図16〜19は、図15において記載するプロセスの実行例の1スナップショットを示す。この例において、6個の出力記号(16030、16035、16040、16045、16050、16055)が図16において矢印つきの線で示す関連付け(16000、16005、16010、16015、16020、16025)とともに受信されている。まず、
【0104】
【数1】
を有する出力記号が、図17に示すようにOSDS505に受信および格納される。OSDS505における行番号は、図18に示すように、出力記号の重みに対応する行においてROW_LIST中に格納される。重み1の出力記号は、OSDS505の行0、行1および行3にある。このように、ROW_LIST(0)は、重みWT_VAL(0)=1を有する出力記号に対応し、図18に示すように、行番号0、1および3を含む。同様に、ROW_LIST(1)は4および5を含み、ROW_LIST(3)は2を含む。
【0105】
プロセスのこの時点で、重み昇順にした最初の5つの出力記号が処理されており、OSDS505の行2における第6の出力記号は、受信オーガナイザ520によって処理されており、この第6の出力記号が回復プロセッサ525によってちょうど処理されるところである。行0、1、3および5における出力記号が、スケジュールにすでに付加され、それぞれ位置0、3、2および1で最終的に入力記号を回復する。OSDS505の行4における出力記号は、まだ回復されてない位置4および5において2つの関連付けを有し、したがって、ISDS510における位置4および5からOSDS505における行4に戻るリンクが存在する。OSDS505の行2における出力記号は、位置0、1,3および5において4つの関連付けを有する。位置0、1および3における3つの関連付けは、回復されたものとしてすでにマークされており、したがって、そこから行2に戻るリンクは存在しない(それにより、この出力記号の重みが4から1に低減され、このことは、一旦回復プロセッサ525が実行されると位置4および5における残りの入力記号の回復をトリガする)。位置5における関連付けは回復されず、したがって受信オーガナイザ520は、ISDS510における位置5からOSDS505における行2へのリンクを付与する。これはすべて、図17に示される。このように、プロセスのこの時点で、入力記号から、それらを関連付けとして有する出力記号へ戻る全部で3つのリンクだけが使用される。これは、あらゆる入力記号から、それを関連付けとして有するあらゆる出力記号へのリンクを使用する単純な実施例に遜色がない。この例において、このようなリンクが11可能である。
【0106】
一般に、リンク用の格納スペースの節約が、図13に記載したプロセスよりも図14および15において記載したプロセスを使用する場合、劇的に低減する。例えば、入力記号数が50,000の場合、スペースの節約は、一般にリンクスペースにおいて10〜15倍である。この低減の理由は、重みのより小さい出力記号は、プロセスの終了時より開始時に入力記号を回復する可能性がより大きく、重みのより大きな出力記号は、プロセスの開始時より終了時に出力記号を回復する可能性がずっとより大きい。したがって、重みの昇順で出力記号を処理することは意味のあることである。図13よりも図14および15に記載するプロセスのさらなる利点は、復号化が一般に30%〜40%速くなることである。これは、重みのより小さい出力記号が、重みのより大きい出力記号よりも、入力記号を回復するために使用される可能性が大きく(なぜなら、重みのより小さい出力記号が先に考慮されるからである)、かつ特定の入力記号を回復するコストは、それを回復するために使用される出力記号の重みに直接依存するからである。
【0107】
(重み分布の選択)
重要な最適化は、入力ファイルをできるだけ少ない出力記号を用いて完全に再構築し得るように符号化プロセスを設計することである。この最適化は、送信時間および帯域幅がコスト高または制限される場合、または入力ファイルが、さらなる出力記号を待つことなく速やかに復号化されなければならない場合、役に立つ。一般に、入力ファイルの再構築に必要な十分な出力記号数は、元の入力ファイルにおける入力記号数よりもわずかに大きい(同じサイズの入力記号および出力記号を仮定する)。入力ファイルよりも少ないビットを受信した場合、任意の入力ファイルは回復され得ないことを示し得る。したがって、完全な符号化スキームは、入力ファイルと同じビット数を符号化する任意の出力記号のセットから入力ファイルを回復することが可能であり得、符号化効率の1つの尺度は、予期される条件下で必要な予備のビットがどれくらい少ないかである。
【0108】
図5に示すデコーダにおいて、最大効率は、デコーダがちょうどK個の出力記号を受信した後で回復プロセッサ525が最後の未知の入力記号を回復する場合に得られる。K個より多い出力記号が、すべての入力記号が回復され得る時間までにデコーダによって受信されるならば、入力ファイルの回復に必要でない、または使用されない出力記号が受信される。最大効率が良好である間、それを目標とすることは、再構築が完全になる前にDSS515が空になり得る危険によって調節されるべきである。言い換えると、最大効率において、復号可能なセットのサイズは、ちょうど再構築が終了する際にゼロとなるが、符号化/復号化は、復号可能なセットのサイズが再構築の終了前にゼロとなるわずかの確率しかないように、K+A個の出力記号を使用して調整されるべきであり、そのためG個の出力記号のさらなるセットは必要でない。
【0109】
この点を図20に例示する。この図は、復号可能なセットのサイズ対再構築された入力記号数のプロットを示す。ここで、デコーダは、以下に記載の理想の分布に対して、K+A個の出力記号を用いて動作する。この例において、A=0、すなわち、K個の入力記号のすべてを復号するために、受信された出力記号数は、可能な数の最小数である(入力記号および出力記号は同じサイズと仮定する)。理解すべきことは、そのプロットが、重みおよび関連付けを決定するための任意の所定関数に対して異なり、またどの特定の出力記号を受信したかに依存して異なり得ることである。そのプロットにおいて、復号可能なセットサイズの予想サイズは、最初は1であり、回復プロセスを通して1を維持する。このように、予想される挙動においては、次の入力記号を回復するために使用され得る、復号可能なセットにおける1つの出力記号が常に存在する。図20はまた、理想の分布の実際の挙動の例を示す。この実際の実行において、復号可能なセットは、回復が完了する前は、空であることに留意されたい。理想の分布の実際の挙動は、一般的である、すなわち、理想の分布に対して、ランダムなゆらぎはほとんど常に、すべての入力記号が回復される前に復号可能なセットを空にし、このため、以下に記載のように、よりロバストな分布が必要である。
【0110】
効率は、XOR値関数の場合で、1つのみの関連する入力記号を有する、復号可能なセットメンバがすでに再構築されている入力記号を、関連付けとして有する回数を限定することによって、向上される。これは、W(I)を生成するための関数を適切に選択することによって達成され得る。
【0111】
このように、十分な出力記号を受信することによって、入力ファイルを任意の所望の確実度で完全に回復することが可能である一方で、Aの何らかの小さい値に対してK+A個程度に少ない出力記号(入力記号および出力記号は同じサイズと仮定する)を用いて完全な入力ファイルを含むK個の入力記号を回復する確率が高くなるように連鎖反応符号化通信システムを設計することが好ましい。Aの最小値がゼロであり、リード−ソロモン符号化などのいくつかの符号化スキームにおいて達成され得るが、Aとして何らかの小さい非ゼロ値を許容することによって、改善された通信システムが得られ得る。
【0112】
小さい値のAは、出力記号に対する重み分布(すなわち、すべてのIについてのW(I)の分布)、および出力記号についての関連付けの分布(すなわち、すべてのIについてのAL(I)のメンバーシップ)を決定するための適切な分布を使用することによって、連鎖反応符号化において達成され得る。強調すべきことは、復号化プロセスが重み分布および関連付けの選択についての分布にかかわらず適用され得るが、好ましい実施形態は、重み分布および特に最適に近い性能として選択された関連付けの選択についての分布を使用し得ることである。実際、選択した分布の小さな変化によって性能はほんのわずかしか変化し得ないので、多くの分布が良好に機能し得る。
【0113】
1つの好ましい実施形態による分布を決定するための方法論をここで説明する。使用される実際の重み分布は、理想の数学的分布に基づく。理想の重み分布において、重みW(I)は、「理想」の確率分布にしたがって選択される。最小の重みは1であり、最大の重みはKである。ここで、Kは、入力記号数である。理想の分布において、iの値に等しい重みが以下の確率pを用いて選択される:
i=1の場合、p=1/K;および
i=2,...,Kの場合、p=1/(i(i−1))
一旦重みW(I)が選択されると、W(I)個の関連付けられた入力記号のリストAL(I)がランダムに(必要ならば、擬似ランダムに)独立かつ均一に選択され、選択された関連付けの全てが確実に異なるようにする。このように、第1の関連付けは、K個の入力記号からランダムに選択される(各入力記号は、選択される確率が1/Kである)。次に、第2の関連付け(W>1の場合)は、残りのK−1個の記号からランダムに選択される。上記の重み確率分布は、システムが予想通り正確に挙動するならば、正確にK個の出力記号がすべての入力記号を復号および回復するのに十分であり得るという性質を有する。理想の分布に対するこの予想される挙動は、図20において実線で示される。しかし、重みおよび関連付けの選択のランダム性質のために、かつ出力記号の任意のセットが復号化プロセスにおいて使用されるために、プロセスは、必ずしもそのように挙動し得ない。理想の分布に対する実際の挙動の例を図20において点線で示す。このように、理想の重み分布は、実用上はいくらか改変されなければならない。
【0114】
一般に、所定の設定に対する最良のパラメータは、コンピュータシミュレーションによって見つけられ得る。しかし、理想の重み分布に関する簡単な変形例は、効果的なオプションである。この簡単な変形例において、理想の重み分布は、重み1を有する出力記号および大きな重みを有する出力記号の確率を上げることによってわずかに改変されて、K+A個の出力記号が処理される前に復号可能なセットが空になる確率を低減する。重み1を有する出力記号を余分に供給すると、回復プロセスが入力記号の回復の終了近くになるまで、そのプロセスが重み1の出力記号を使い果たす(すなわち、復号可能なセットを空にする)確率を低減する。大きな重みの出力記号を余分に供給すると、回復プロセスの終了近くで、各々まだ回復されない入力記号に対して、その固有である残りの関連付けとして入力記号を有し、少なくとも1つの出力記号が存在する確率を増加する。
【0115】
より詳細には、改変された重み分布は以下の通りである:
i=1の場合、p=n・R1/K;
i=2,...,(K/R2−1)の場合、p=n/(i(i−1)(1−iR2/K));および
i=K/R2,...,Kの場合、p=n・HW(i)
ここで、Kは入力記号数であり、R1およびR2は調節可能なパラメータ、ならびにnはp値のすべての合計が1となるように使用される正規化因子である。
【0116】
HW(i)ならびにR1およびR2としてサンプル値の計算を、添付書類Aにおいて詳細に示す。添付書類Aは、重み分布を実施するプログラムのソースコードリストである。そこで、C++の記号nStartRippleSize、nRippleTargetSizeおよびnSymbolsは、それぞれ上記式のR1、R2およびKに対応する。
【0117】
この改変された分布は、理想の数学的重み分布に同様であり、重み1およびさらに大きな重みを有するさらに多くの出力記号、ならびにそれにしたがって再設計された分布を有する。改変された分布において示されるように、R1は、重み1の記号の複数の増加した確率を決定するのと同様に、重み1の出力記号の初期の割合を決定し、R2は、「より大きな」重みと「それほど大きくない」重みとの間の境界を決定する。
【0118】
R1およびR2に対する良好な選択は、一般にKに依存し、経験的に決定され得る。例えば、R1を1.4×(Kの平方根)に等しくし、R2を2+2×(Kの四乗根)に等しくすると、実用上うまくいく。したがって、K=4000の場合、R1=89およびR2=18に設定するとうまくいく。Kが64000の場合、R1=354およびR2=34に設定するとうまくいく。R1およびR2のより詳細な計算を、添付書類Aに示す。図21は、この分布の予想される挙動が、回復プロセス全体にわたって復号可能なセットを適度に大きくしたままにするので、実際の実行下では、予想される挙動からのランダムなゆらぎは、すべての入力記号が回復される前に復号可能なセットを空にする見込みはない。
【0119】
上記の再構築プロセスは、トルネード符号に対して使用されるものと同様であるが、符号を形成するために使用される異なるプロセスによって、極端に異なる効果を生じる。特に、上記のように、連鎖反応符号化に必要なメモリは、トルネード符号に必要なメモリよりも著しく小さく、種々の状況における連鎖反応符号化の使用の容易さは、いくらかのスピードを犠牲にする可能性はあるが、トルネード符号のそれをはるかに超える。そのプロセスの基礎をなす数学的詳細は、以下により詳細に説明される。
【0120】
(いくつかの連鎖反応符号の性質)
生成され、そしてチャネルを介して送信される出力記号の数は、他の符号化スキームと同様に、連鎖反応符号化を用いても制限されない。なぜなら、キーは、入力記号に対して1対1対応を有する必要がなく、Iの異なる値の数は、入力記号の割合に制限されないからである。したがって、復号可能セットが、入力ファイルが再構築される前に空になる場合でさえ、復号プロセスが失敗しない可能性がある。なぜなら、デコーダが、必要とされるより多くの出力記号を集めて、重み1の出力記号を少なくともさらに1つ得ることができるからである。その重み1の出力記号が受信されると、それは、復号可能なセットに置かれ、連鎖反応効果によって、前に受信された出力記号を重み1に低減させ得るので、それらは入力記号の再構築のために使用され得る。
【0121】
上記の例のほとんどにおいて、入力および出力記号は、同じ数のビットとして符号化し、各出力記号は、1つのパケットに配置される(1パケットは、送信の1単位であり、完全に受信されるか、または完全に損失される)。いくつかの実施形態において、通信システムは、各パケットが数個の出力記号を含むように改変される。次に、出力記号値のサイズは、多くのファクタに基づいて、最初にファイルを入力記号に分割した際の入力記号値のサイズによって決定されるサイズに設定される。符号化プロセスは、実質的に変更されないままである。ただし、出力記号が、各パケットが受信される際に、ひとまとまりで到着することを除く。
【0122】
入力記号および出力記号サイズの設定は、通常、ファイルのサイズおよび出力記号が送信される通信システムによって決定される。例えば、通信システムは、データのビットを規定サイズのパケットにグループ化するか、または他の方法でビットをグループ化する場合、記号サイズの設計は、パケットまたはグループ化サイズから開始される。そこから、設計者は、何個の出力記号を1つのパケットまたはグループで送信し、かつ出力記号サイズを決定し得る。簡単のために、設計者は、おそらく入力記号サイズを出力記号サイズと等しくなるように設定し得るが、入力データが異なる入力記号サイズをより便利にする場合は、それが使用され得る。
【0123】
入力記号サイズを決定する際の別のファクタは、入力記号数Kが受信オーバーヘッドを最小に保つために十分大きくなるように入力記号サイズを選択することである。例えば、K=10,000にすると、平均の受信オーバーヘッドが、5%〜10%の適度なゆらぎを有するようになり、他方K=80,000にすると、平均の受信オーバーヘッドは1%〜2%で、そのゆらぎが非常に小さくなる。例として、K=80,000で1,000,000回の試行を含む1つのテストにおいて、受信オーバーヘッドは、4%を決して超えなかった。
【0124】
上記符号化プロセスは、元のファイルに基づき、出力記号を含むパケットの1ストリームを生成する。出力記号は、ファイルの符号化形態またはより簡潔には符号化ファイルを保持する。ストリーム中の各出力記号は、他のすべての出力記号と独立して生成され、生成され得る出力記号の数には下限および上限がない。キーは、各出力記号に関連付けられる。そのキーおよび入力ファイルの内いくつかの内容は、出力記号の値を決定する。連続生成された出力記号は、連続するキーを有する必要はなく、いくつかのアプリケーションにおいては、キーのシーケンスをランダムに生成するか、またはシーケンスを擬似ランダムに生成することが好ましくあり得る。
【0125】
連鎖反応符号化は、元のファイルがK個の等サイズの入力記号に分割され得、かつ各出力記号値が入力記号値と同じ長さを有する場合に、そのファイルが平均でK+A個の出力記号から回復され得る(ここでAはKに比較して小さい)という性質を有する。例えば、Aは、K=10,000の場合500であり得る。特定の出力記号がランダムまたは擬似ランダムな順序で生成され、かつ送信中の特定の出力記号の損失が任意に仮定されるので、入力ファイルを回復するために必要な出力記号の実際の数にはいくらかの小さなばらつきが存在する。K+A個のパケットの特定の集合パケットが、入力ファイル全体を復号するのに十分でないようないくつかの場合において、受信器が1つ以上の出力パケットのソースからより多くのパケットを集め得る場合は、入力ファイルは、依然として回復可能である。
【0126】
出力記号の数は、Iの解像度によってのみ制限されるので、K+A個より十分に多くの出力記号が生成され得るべきである。例えば、Iが32ビット数である場合、四十億個の異なる出力記号が生成され得る。他方、そのファイルは、K=50,000個の入力記号を含み得る。実用上は、これら四十億個の出力記号のうちのほんのわずかな個数だけが生成および送信され得、そして入力ファイルが、可能の出力記号の非常に小さな割合を用いて回復され得ることがほぼ確実であり、そして入力ファイルが、K個よりわずかに多くの出力記号を用いて回復され得る可能性は非常に高い(入力記号サイズは、出力記号サイズと同じであると仮定する)。
【0127】
各出力記号を生成するために必要な算術演算の平均数は、logKに比例し、そのため、入力ファイルを復号および回復するために必要な算術演算の総数は、KlogKに比例する。上に示すように、入力ファイルを格納するために必要なメモリよりもほんのわずかに多くのメモリを使用する効率的な復号化プロセスが存在する(一般に、約15%多い)。上記の数は、従来から公知の符号化技術と比較して演算および記憶装置において著しい減少を示す。
【0128】
例えば、リード−ソロモン符号は、通信アプリケーションのための標準的な符号である。リード−ソロモン符号を用いると、連鎖反応符号化を用いるように、入力ファイルはK個の入力記号に分割されるが、リード−ソロモン符号におけるそのK個の入力記号は、N個の出力記号に符号化される。ここで、Nは一般に、符号化プロセスが開始する前に固定される。これは、出力記号の不確定数を考慮する本発明と対照的である。
【0129】
出力記号の不確定数を有する1つの利点は、受信者が予想より多くの出力記号を逸する場合、不十分なチャネルによるか、またはいくつかの出力記号がすでに通過した後で開始する受信者により、受信者は、単に少し長く受信し、より多くの出力記号を取り上げ得ることである。別の利点は、受信者が複数のエンコーダから生成される出力記号を集め得るので、各エンコーダは、K個の出力記号のほんの小さな割合だけを提供する必要があり、1つのエンコーダからの記号の数は、どれだけのエンコーダが出力記号を受信者に供給しているかに依存し得ることである。
【0130】
リード−ソロモン符号はまた、符号化および復号化の両方について、連鎖反応符号より実質的に多くの時間を必要とする。例えば、リード−ソロモンを用いて各出力記号を生成するために必要な算術演算の数は、Kに比例する。リード−ソロモン符号を復号化するために必要な算術演算の数は、どの出力記号が受信者に到着したかに依存するが、一般に、そのような演算の数は、K2に比例する。このように、実用上は、KおよびNの許容値は、非常に小さく、数十のオーダー、おそらくわずか数百までのオーダーである。例えば、クロス−インターリーブ(Cross−Interleaved)リード−ソロモン符号は、コンパクトディスク(CD)およびCD−ROM上で使用される。CDの場合、1つの標準的な符号はK=24およびN=28を使用し、別の標準的な符号はK=28およびN=32を使用する。CD−ROMの場合、1つの標準的な符号はK=24およびN=26を使用し、別の標準的な符号はK=43およびN=45を使用する。MPEGファイル(MPEGは、ビデオおよびオーディオストリームのためのファイルフォーマットである)の衛星送信のために使用される標準的なリード−ソロモン符号は、K=188およびN=204を使用し、一般に、このような大きな値は、専用のハードウェアを必要とする。
【0131】
cKlogK時間での符号化およびc’K(logK)2時間での復号化を可能にするリード−ソロモン符号のより高速な実施例が存在することが公知であるが、cおよびc’が過度に大きな定数であるので、Kの非常に大きな値以外全てに対しては、これらの実施例はリード−ソロモン符号の他の実施例よりも遅くなる。すなわち、数千または数万のKの値に対して有効なクロスオーバーポイントが存在する。したがって、クロスオーバーポイントより下のKの値の場合、リード−ソロモン符号の他の実施例は、より高速である。そのより高速な実施例は、クロスオーバーポイントより高いKの値の他の実施例よりも高速であるが、そのより高速な実施例は、Kのそれらの値で連鎖反応符号よりも数桁遅い。
【0132】
その速度制限のために、リード−ソロモン符号に対しては、一般に、小さい値のKおよびNだけが実現可能である。したがって、大きなファイルに関してそれらを使用することにより、そのファイルを多くのサブファイルに分割し、各サブファイルを別々に符号化することを必要とする。そのような分割は、符号の有効性を低減し、送信中のパケット損失を防止する。
【0133】
リード−ソロモン符号の1つの特徴は、K個の異なる出力記号のいずれもが、入力ファイルを復号化するために受信者によって使用され得ることである。おそらく、少なくともK個の出力記号が、任意の入力ファイルを復号化するために必要とされ、したがって、リード−ソロモン符号はこの点で最適であるということが証明できる。なぜなら、Kはまた、入力ファイルを復号化するために必要な出力記号の最大数であるからである。対照的に、連鎖反応符号化は一般に、K+A個のパケット(Aは、適切に選択されたKに比較して小さい)を必要とする。上記のネットワークアプリケーションにおいては、おそらくA個のさらなる記号が必要であるというこの欠点は、速度の利点および途切れなくより大きなファイルを処理する能力によって極めて影を薄くしている。
【0134】
(基本通信システムの変形例)
1つのチャネルに対する本発明による通信システムの実施形態は、上記に詳細に説明された。これらの実施形態の要素は、1つより多いチャネルの有利な使用に拡張し得る。
【0135】
図22〜23は、図1に示すような通信システムを組み込んだ2つのコンピュータの間のシステムを示す。第1の例(図22)は、入力ファイル2210を受信者コンピュータ2220にネットワーク2230を介して送信する送信者コンピュータ2200を有する。第2の例(図23)は、入力ファイル2310を受信者コンピュータ2320(図には1つだけを示す)へ無線チャネル2330を介して放送する送信者コンピュータ2300を有する。ネットワーク2330の代わりに、インターネットのワイヤなどの任意の他の物理的通信媒体を使用し得る。無線チャネル2330は、無線ラジオチャネル、ページャーリンク、衛星リンク、または赤外線リンクなどであり得る。図23に示す構成はまた、1送信者が入力ファイルを多くの受信者に送信する場合、受信者が入力ファイルを多くの送信者から得る場合、または多くの受信者が入力ファイルを多くの送信者から得る場合に、有線または無線媒体とともに使用され得る。
【0136】
上記説明を読めば明らかなように、上記の連鎖反応符号化スキームを使用して、コンピュータネットワーク、インターネット、モバイル無線ネットワークまたは衛星ネットワークなどの損失のある送信媒体を介して、ファイルを所望の性質を有するパケット化されたデータのストリームとして送信し得る。そのような所望の性質の1つは、復号化エージェントが、一旦そのストリームから十分に多くのパケットの任意のセットを受信すると、元のファイルを極めて速やかに再構築し得ることである。連鎖反応符号化はまた、マルチキャストまたは放送設定において1送信エージェントが、そのファイルを複数の受信エージェントに送信する場合などの、多くのエージェントが関与する状況において有用である。
【0137】
連鎖反応符号化スキームはまた、複数の送信エージェントが同じファイルを複数の受信エージェントに送信する状況においても有用である。これにより、ネットワークインフラストラクチャの局所的な失敗に対して向上したロバスト性を可能にし、受信エージェントが受信するパケットの送信エージェントを1送信エージェントから別の送信エージェントに途切れなく変更でき、かつ受信エージェントが同時に1つより多い送信エージェントから受信することによってそれらのダウンロードを高速化できる。
【0138】
1つの局面において、上記の連鎖反応符号化プロセスは、ホログラフィーイメージのデジタル等価物を実行する。ここで、送信の各部分は、送信されるファイルのイメージを含む。ファイルがメガバイトのファイルである場合、ユーザは、ただ送信されるストリームを利用していずれの任意のメガバイトに値するデータ(それに加えていくらかの余分のオーバーヘッド)を得、そのメガバイトから元のメガバイトファイルを復号し得る。
【0139】
連鎖反応符号化は、送信されたストリームからデータをランダムに選択して動作するので、ダウンロードは、スケジュールされる必要はなく、一貫している必要もない。連鎖反応符号化を用いたビデオ・オン・デマンドの利点を考察する。特定のビデオが、受信器と送信器との間で調整することなく特定のチャネル上を連続するストリームとして放送され得る。受信器は、興味のあるビデオ用の放送チャネルに単に同調し、送信がいつ開始したかとか、または放送の損失部分のコピーをどのように得るかを理解する必要なしに、元のビデオを再構築するために十分なデータをキャプチャする。
【0140】
これらの概念を、図24〜25に例示する。図24は、1つの受信器2402が3つの送信器2404(それぞれ、「A」、「B」および「C」で示す)から3つのチャネル2406を介してデータを受信する構成を例示する。この構成を使用して、受信器が利用可能な帯域幅を3倍にし得るか、またはいずれか1つの送信器からファイル全体を得るための十分な長さで利用可能でない送信器を扱い得る。図示のように、各送信器2404は、値のストリームS()を送信する。各S()値は、出力記号B(I)およびキーIを表し、その使用については上記している。例えば、値S(A、nA)は、送信器2402(A)で生成される出力記号のシーケンスで、「nA」番目の出力記号および「nA」番目のキーである。1つの送信器からのキーのシーケンスは、好ましくは他の送信器からのキーのシーケンスと異なっているので、送信器は誤りを重複させない。これは、シーケンスS()が送信器の関数であるという事実によって図24に例示する。
【0141】
送信器2404は、作業を重複させないように同期または調整される必要がないことに留意されたい。実際、調整することなく各送信器は、そのシーケンス上の異なる場所に位置する可能性がある(すなわち、nA≠nB≠nC)。ランダムに選択したK+A個の出力記号を、おそらくG個の余分の出力記号の数束とともに使用して、入力ファイルが回復され得るので、調整されない送信は、重複的である代わりに付加的である。
【0142】
この「情報付加性」を図25に再度例示する。そこで、1つの入力ファイル2502のコピーが複数の送信器2504に提供される(そのうちの2つを図に示す)。送信器2504は、入力ファイル2502の内容から生成された出力記号をチャネル2506を介して受信器2508に独立に送信する。各送信器が記号生成のために異なるセットのキーを使用する場合、そのストリームは、重複的ではなく独立かつ付加的(すなわち、それらは入力記号を回復するために使用される情報プールに付加する)である可能性がある。図示の2つの各送信器は、受信器のデコーダが入力ファイル全体を回復する事ができる前に(K+A)/2個の出力記号を送信することだけが必要であり得る。
【0143】
2つの受信器および2つの送信器を使用して、受信器部2510によって受信される総情報量は、1つのチャネル2506を介して利用可能な情報の4倍の大きさであり得る。情報量は、例えば、送信器が両方の受信器に同じデータを放送する場合は、1つのチャネルの情報の4倍より少なくてもよい。その場合、データが任意のチャネルにおいて損失されると、受信器部2510での情報量は少なくとも2倍、および多くの場合はそれ以上である。送信器が1個の信号しか放送しないが、受信器が異なる時間に見える所にある場合は、各送信器を受信する1つより多い受信器を有する利点があることに留意されたい。図25において、受信器部2510は、図1に示す受信器150、デコーダ155、キー発生器160および入力ファイルリアセンブラ165の機能と同様の機能を実行する。
【0144】
いくつかの実施形態において、入力ファイル2502は、2つのエンコーダを有する1つの計算デバイスにおいて符号化されるので、計算デバイスは、1つの送信器に対して1つの出力を、他方の送信器に対して別の出力を提供し得る。これらの例の他の変形例は、この開示を読む際に明らかとなる。
【0145】
本明細書中に記載の符号化装置および方法はまた、他の通信状況において使用され得、インターネットなどの通信ネットワークに制限されない。例えば、コンパクトディスク技術もイレーズおよび誤り訂正符合を使用して、傷の入ったディスクの問題に対応し、そこに情報を格納する際に連鎖反応符号の使用により利益を受け得る。別の例として、衛星システムは、送信のためのパワー要件をトレードオフするためにイレーズ符号を使用し得、パワーを低減することによってより多くの誤りを意図的に考慮する。このアプリケーションにおいて、連鎖反応符号化は有用であり得る。また、イレーズ符号は、情報記憶の信頼性のためのRAID(独立ディスクの冗長配列)システムを開発するために使用されてきた。したがって、本発明は、符号を使用して損失または誤りの可能性のあるデータの問題に対応する、上記の例などの他のアプリケーションにおける有用性を証明し得る。
【0146】
いくつかの好ましい実施形態において、上記通信プロセスを実行するための命令のセット(またはソフトウェア)が、損失の可能性のある通信媒体を介して通信する2つ以上の多目的計算機に提供される。機械の数は、1送信者および1受信者から任意の数の送信機および/または受信機の範囲であり得る。機械を接続する通信媒体は、有線、光学、または無線などであり得る。上記通信システムは、本記載から明らかとなるべき多くの使用を有する。
【0148】
【表1】
【0149】
【表2】
【0150】
【表3】
【0151】
【表4】
【0152】
【表5】
【図面の簡単な説明】
【図1】 図1は、本発明の1つの実施形態による通信システムのブロック図である。
【図2】 図2は、図1のエンコーダをより詳細に示すブロック図である。
【図3】 図3は、出力記号が関連付けられた入力記号の1セットからどのように生成され得るかの例示である。
【図4】 図4は、図1に示す通信システムにおいて使用され得るような基本デコーダのブロック図である。
【図5】 図5は、別のデコーダのブロック図である。
【図6】 図6は、1セットの出力記号から入力記号を回復するために、図5に示すデコーダなどのデコーダによって使用され得るプロセスのフローチャートである。
【図7】 図7は、受信された出力記号をオーガナイズするために、図5に示す受信オーガナイザなどの受信オーガナイザによって使用され得るプロセスのフローチャートである。
【図8a】 図8aは、受信された出力記号を処理するために、図5に示す回復プロセッサなどの回復プロセッサによって使用され得るプロセスのフローチャートである。
【図8b】 図8bは、図8aのプロセスの変形例の一部分のフローチャートであり、図8bは、保留される処理を含む回復プロセスにおいて実行されるステップを示す。
【図8c】 図8cは、図8aのプロセスの変形例の一部分のフローチャートであり、図8cは、保留される処理を示す。
【図9】 図9は、図2の連想装置をより詳細に示すブロック図である。
【図10】
図10は、出力記号を用いて入力記号の関連付けを速やかに決定するために、図9に示す連想装置などの連想装置によって使用され得る1つのプロセスのフローチャートである。
【図11】
図11は、図2の重みセレクタをより詳細に示すブロック図である。
【図12】
図12は、所定の出力記号の重みを決定するために、図11に示す重みセレクタなどの重みセレクタによって使用され得るプロセスのフローチャートである。
【図13】
図13は、特に効率的である必要のないデコーダのための復号化のプロセスのフローチャートである。
【図14】
図14は、より効率的なデコーダのブロック図である。
【図15】
図15は、図12〜13を参照して説明される復号化よりも効率的に復号化するための、図14のデコーダを使用して実施され得るような復号化のためのプロセスのフローチャートである。
【図16】
図16は、図15の復号化プロセスのための、ドキュメントおよび受信された出力記号の例を例示する図である。
【図17】
図17は、図15に示す復号化プロセス中のデコーダにおけるテーブルの内容を例示する。
【図18】
図18は、図15に示す復号化プロセス中に使用され得るような重みソートテーブルの内容を例示する図である。
【図19】
図19は、図15に示す復号化プロセス中に形成され得る実行リストを例示する。
【図20】 図20は、理想の分布に対する、復号可能なセットサイズ対回復された入力記号数のプロットの形態の回復プロセスの進行を例示する。
【図21】 図21は、ロバストな重み分布に対する、復号可能なセットサイズ対回復された入力記号数のプロットの形態の回復プロセスの進行を例示する。
【図22】 図22は、上記図に例示するようなエンコーダおよびデコーダを使用して、1送信者(送信器)と1受信器との間のポイントツーポイント通信システムの例示である。
【図23】 図23は、上記図に例示するようなエンコーダおよびデコーダを使用して、1送信者と複数の受信器(そのうちの1つだけを図示する)との間の放送通信システムの例示である。
【図24】 図24は、1受信器が、複数の通常独立した送信者から出力記号を受信する場合の、本発明の1つの実施形態による通信システムの例示である。
【図25】 図25は、複数の独立であり得る受信器が、複数の通常独立した送信者から出力記号を受信して、1受信器および/または1送信者だけが使用される場合より少ない時間で入力ファイルを受信する場合の、本発明の1つの実施形態による通信システムの例示である。
Claims (36)
- 複数の出力記号を出力する方法であって、該複数の出力記号の各々は出力アルファベットから選択され、該複数の出力記号の各々は入力アルファベットからそれぞれ選択される順列の複数の入力記号を含む入力ファイルがこのような出力記号の各セットから回復可能であるようなものであり、該方法は、
該出力記号の各々を生成するためのキーIを選択するステップであって、該キーがキーアルファベットから選択され、該キーアルファベットにおける可能なキーの個数は該入力ファイルにおける入力記号の個数よりもずっと多い、ステップと、
前記キーIとIの所定の関数ALとにしたがって、リストAL(I)を計算するステップであって、該リストAL(I)は前記出力記号B(I)に関連付けられたW(I)個の入力記号を指示し、重みWは、前記キーアルファベットに含まれる異なるキーに対して少なくとも2つの正の整数値をとり少なくとも1つのキーに対して1より大きい値をとる、ステップと、
前記AL(I)によって指示されるW(I)個の入力記号と入力記号の所定の関数とにしたがって、出力記号B(I)を生成するステップと、
によって前記複数の出力記号の各々を生成し、さらに、
生成された出力記号の各々を、データイレーズチャネルを介して送信される単一の出力シーケンスとして出力するステップと、
を含む方法。 - 前記キーIを選択するステップが、ランダム関数または擬似ランダム関数にしたがって該キーIを計算するステップを含む、請求項1に記載の方法。
- 前記計算するステップが、キーIに関するランダム関数または擬似ランダム関数である重みWにしたがってW(I)を計算するステップを含む、請求項1に記載の方法。
- 前記計算するステップが、キーIに関するランダム関数または擬似ランダム関数である関数ALにしたがってAL(I)を計算するステップを含む、請求項1に記載の方法。
- 前記計算するステップが、
Iの所定の関数および確率分布にしたがって、重みW(I)を計算するステップであって、該確率分布は前記キーアルファベットに対する重みWの値の出現確率分布であり、該重みWは、前記キーアルファベットに対して少なくとも2つの正の整数値をとり、少なくとも1つのキーに対して1より大きい、ステップと、
リストAL(I)のリストエントリを計算するステップと、
W(I)個のリストエントリが計算されるまで、リストAL(I)のリストエントリを計算するステップを繰り返すステップと
を含む、請求項1に記載の方法。 - 前記W(I)を計算するステップが、Wが前記キーアルファベット上の所定の分布を近似するようなW(I)を決定するステップを含む、請求項5に記載の方法。
- 前記所定の分布が一様分布である、請求項6に記載の方法。
- 前記所定の分布は、W=1が1/Kの確率を有し、ここで、Kが前記入力ファイルにおける入力記号の数であり、そしてW=iがi=2,...,Kに対して1/i(i−1)の確率を有する、請求項6に記載の方法。
- 前記所定の分布が、調整可能なパラメータR1およびR2ならびに前記入力ファイル内の前記入力記号数であるKが与えられた場合において、重みW=1がR1/Kに比例する確率を有し、重みW=2から重みW=K/R2−1の範囲の低い重みのクラスにおける重みが1/(W(W−1)(1−W・R2/K))に比例する確率を有し、そしてW=K/R2からW=Kの範囲の高い重みのクラスにおける重みが選択された確率分布を有するような、請求項6に記載の方法。
- 前記AL(I)によって示される関連付けられた入力記号の前記所定の関数が、該AL(I)によって示される入力記号についての排他的OR(XOR)である、請求項1に記載の方法。
- 前記入力アルファベットおよび前記出力アルファベットが同じアルファベットである、請求項1に記載の方法。
- 前記入力アルファベットが2Mi個の記号を含み、各入力記号がMiビットを符号化し、前記出力アルファベットが2Mo個の記号を含み、各出力記号がMoビットを符号化する、請求項1に記載の方法。
- 各キーが該キーに先行するキーよりも1大きい、請求項1に記載の方法。
- 各キーIが他の選択されるキーとは独立に選択される、請求項1に記載の方法。
- 前記AL(I)を計算するステップが、
前記入力ファイルにおける入力記号の数Kを少なくとも近似的に識別し、かつ重みW(I)を識別するステップと、
Kより大きいかまたはKに等しい最小素数Pを決定するステップと、
PがKより大きい場合、P−K個のパディング入力記号で該入力ファイルを少なくとも論理的にパディングするステップと、
1≦X<Pである第1の整数X、および0≦Y<Pである第2の整数Yを生成するステップと、
AL(I)における第J番目の要素を((Y+(J−1)・X) mod P)に、1からW(I)までの各Jに対して設定するステップと、
を含む、請求項1に記載の方法。 - 前記AL(I)における第J番目の要素を各Jに対して設定するステップが、
配列Vにおける第1の要素V[J=0]をYに設定するステップと、
該配列Vにおける第J+1番目の要素V[J]を((V[J−1]+X) mod P)に、1からW(I)−1までの各Jに対して設定するステップと、
該配列Vを該リストAL(I)として使用するステップと、
を含む、請求項15に記載の方法。 - ソースから目的地にデータイレーズチャネルであるパケット通信チャネルを介してデータを送信する方法であって、該方法が、
a)送信されるべき該データを入力記号の順列セットとして構成するステップであって、各入力記号は、入力アルファベットから選択され、該データにおける位置を有する、ステップと、
b)複数の出力記号を生成するステップであって、各出力記号は出力アルファベットから選択され、該複数の出力記号の各出力記号が、以下のステップによって生成され、該ステップは、
1)キーアルファベットから、該出力記号を生成するためのキーIを選択するステップと、
2)Iの関数として重みW(I)を決定するステップであって、ここで、重みWは、前記キーアルファベットに含まれる異なるキーに対して少なくとも2つの正の整数値をとり、少なくともいくつかのキーに対しては1より大きい、ステップと、
3)前記キーIとIの所定の関数ALとにしたがってW(I)個の該入力記号を選択することにより、該出力記号に関連付けられるW(I)個の入力記号のリストAL(I)を形成するステップと、
4)該関連付けられるW(I)個の入力記号の所定の関数から該出力記号の値B(I)を計算するステップとを含む、ステップと、
c)該複数の出力記号のうち少なくとも1つを、複数のパケットの各々にパケット化するステップと、
d)該複数のパケットの各々を該パケット通信チャネルを介して単一の出力シーケンスとして送信するステップと、
e)該複数のパケットのうちの少なくともいくつかを該目的地で受信するステップと、
f)該複数の受信されたパケットから該データを復号化するステップと、
を含む方法。 - 前記データを復号化するステップが、
1)受信された各出力記号を処理するステップであって、
a)該出力記号B(I)に対する前記キーIを決定するステップと、
b)該出力記号に関連付けられた前記重みW(I)を決定するステップと、
c)該出力記号に関連付けられた前記W(I)個の関連付けられた入力記号を決定するステップとを含む、ステップと、
2)任意の入力記号を復号化するのに十分な情報が受信されたかどうかを判定するステップと、
3)該受信された情報から復号化され得る入力記号を復号化するステップと、を含む、
請求項17に記載の方法。 - 前記キーIを決定するステップが、前記パケット通信チャネルを介して受信されたパケットにおいて供給されたデータから該キーIを少なくとも部分的に決定するステップを含む、請求項18に記載の方法。
- 前記復号化するステップが、
受信された出力記号を重みにしたがってソートするステップと、
出力記号を重みにしたがって処理するステップであって、低い重みの記号が高い重みの記号より前に処理される、ステップと、
を含む、請求項18に記載の方法。 - 前記データを復号化するステップが、
1)受信された各出力記号を処理するステップであって、
a)該出力記号に関連付けられた前記重みW(I)を決定するステップと、
b)該出力記号に関連付けられた該W(I)個の関連付けられた入力記号を決定するステップと、
c)該重みW(I)および該出力記号の該W(I)個の関連付けられた格納の位置とともに、出力記号テーブルにおける該出力記号の値B(I)をソートするステップとを含む、ステップと、
2)さらなる出力記号を受信し、そしてステップ1)およびそのサブステップにしたがって該さらなる出力記号を処理するステップと、
3)重み1を有し、かつ使い古された出力記号として表示されない各出力記号、OS1に対して以下のステップを実行するステップであって,
a)OS1に対応する入力記号の位置について入力記号を計算するステップと、
b)該出力記号テーブルにおける関連した出力記号を識別するステップであって、関連した出力記号はステップ3)a)で処理された該入力記号の関数である出力記号である、ステップと、
c)ステップ3)a)で処理された該入力記号から独立となるように、該関連した出力記号を再計算するステップと、
d)ステップ3)c)で再計算された該出力記号の重みを1だけデクリメントするステップと、
e)OS1を使い古された出力記号として表記するステップと、を含むステップと、
4)該入力記号の順列セットが前記目的地において回復されるまで、ステップ1)から3)を繰り返すステップと、
を含む、請求項17に記載の方法。 - 前記表記するステップが、前記使い古した出力記号にゼロの重みを割り当てるステップである、請求項21に記載の方法。
- 前記表記するステップが、前記出力記号テーブルから前記使い古した出力記号を除去するステップを含む、請求項21に記載の方法。
- 前記パケット化するステップが、複数の出力記号を各パケットにパケット化するステップであり、該方法が、パケット内の出力記号の位置を該出力記号を生成するためのキーの一部として使用するステップをさらに含む、請求項17に記載の方法。
- 複数の出力記号を出力する方法であって、該出力記号は出力アルファベットから選択され、入力アルファベットからそれぞれ選択される順列の複数の入力記号を含む入力ファイルが、このような出力記号の1セットから回復可能であるような該出力記号であり、該方法は、
所定の出力記号に対して、該出力記号と関連付けられるべきW個の関連付けられた入力記号を示すリストALを決定する工程であって、ここでWは正の整数であり、少なくとも2つの出力記号の各々に関連付けられるWは異なる値を有し、少なくとも1つの出力記号に対してWは1より大きく、そして可能な出力記号の数は該入力ファイル中の入力記号の数よりもずっと大きい、工程と、
ALによって示される該W個の関連付けられた入力記号の所定の関数から出力記号を生成する工程と、
生成された出力記号の各々を、データイレーズチャネルを介して送信される単一の出力シーケンスとして出力する工程と、
を含む方法。 - 前記所定の出力記号に関連付けられたキーIからWを計算する工程と、
キーIからALを計算する工程と
をさらに含む請求項25に記載の方法。 - 前記計算工程が確率分布を使用する、請求項26に記載の方法。
- 入力ファイルの情報内容を送信する方法であって、該入力ファイルは入力アルファベットからそれぞれ選択される順列の複数の入力記号であり、そして該入力ファイルは出力アルファベットからそれぞれ選択される出力記号の1セットから回復可能であり、
複数の出力記号を生成する工程であって、該複数の出力記号の出力記号が、
a)該出力記号と関連付けられるべきW個の関連付けられた入力記号を示すリストALを決定する工程であって、ここでWは正の整数であり、少なくとも2つの出力記号の各々に関連付けられるWは異なる値を有し、少なくとも1つの出力記号に対してWは1より大きく、そして可能な出力記号の数は該入力ファイル中の入力記号の数よりもずっと大きい、工程と、
b)ALによって示される該W個の関連付けられた入力記号の所定の関数から出力記号を生成する工程と、
によって生成される、工程と、
該生成された複数の出力記号の各々を、データイレーズチャネルを介して送信される単一の出力シーケンスとして送信する工程と、
を含む方法。 - 前記複数の出力記号を生成する工程が、独立する複数の出力記号を複数のソースの各々で生成する工程であり、該複数のソースの各ソースが、ある独立ソースが別の独立ソースの情報出力を完全に重複することなく、該複数のソースの他のソースによって生成されるリストを参照する必要なしに、関連付けられた入力記号のリストを決定するという点で、該複数の出力記号は独立である、工程である、請求項28に記載の方法。
- 前記複数の出力記号を複数のチャネル上に分配する工程であって、1つのチャネルによって提供される前記情報内容が他のチャネルの情報内容の完全な重複でない、工程をさらに含む、請求項28に記載の方法。
- 前記決定工程が、
キーアルファベットから、前記出力記号に対して生成されているキーIを選択する工程であって、該キーアルファベットは、前記入力記号の順列セット中の入力記号の数よりもずっと多くのメンバを含む、工程と、
重みW(I)をIの関数として決定する工程と、
Iの関数にしたがってW(I)を選択し、出力記号に関連付けられるW(I)個の入力記号のリストAL(I)を形成する工程と、
を含む、請求項28に記載の方法。 - 前記複数の出力記号を生成する工程が、独立する複数の出力記号を複数のソースの各々で生成する工程であり、ここで該複数は、該複数のソースの各ソースが、1つの独立ソースが別の独立ソースの情報出力を完全に重複することなく、該複数のソースの他のソースによって生成されるキーを参照する必要なしに、キーを選択するという点で独立である、工程である、請求項31に記載の方法。
- 前記複数の出力記号を複数のチャネル上に分配する工程であって、1つのチャネルによって提供される前記情報内容が他のチャネルの情報内容の完全な重複でない、工程をさらに含む、請求項31に記載の方法。
- ソースから各々がデータイレーズチャネルである複数のチャネルを介してデータを送信する方法であって、
a)入力記号の順列のセットとして送信されるべき該データを配列する工程と、
b)該複数のチャネルの各々に対する複数の出力信号を生成する工程であって、各出力記号が以下の工程によって生成される、工程と、
1)キーアルファベットから、前記出力記号に対して生成されているキーIを選択する工程であって、ここで該キーアルファベットは、該入力記号の順列セット中の入力記号の数よりもずっと多くのメンバを含む、工程と、
2)重みW(I)をIの関数として決定する工程であって、ここで重みWは、前記キーアルファベットに含まれる異なるキーに対して少なくとも2つの正の整数値をとり、少なくともいくつかのキーに対して1より大きい値をとる、工程と、
3)Iの関数にしたがって該入力記号のW(I)を選択する工程であり、したがって該出力記号に関連付けられるW(I)個の入力記号のリストAL(I)を形成する工程と、
4)関連付けられたW(I)個の入力記号の所定の関数から該出力記号の値B(I)を計算する工程と、
c)該複数の出力記号の少なくとも1つを複数のパケットの各々へパケット化する工程と、
d)該複数のパケットの各々を該複数のチャネルの各々に対する単一の出力シーケンスとして送信する工程であって、ここで該複数のチャネルの少なくとも2つは、異なるキーIに対して生成された出力記号を含むパケットを搬送する、工程と
を含む方法。 - 前記ソースは単一のソースを含み、前記単一のソースに対してキーIに対する値を生成し、そして得られた出力パケットを前記複数のチャネル上で分配し、該複数のチャネルのいずれか2つから受信される情報内容が完全な重複でない、請求項34に記載の方法。
- 前記キーIに対する値は、前記複数のチャネルの各々に対して独立に選択され、該複数のチャネルのいずれか2つから受信された情報内容が完全な重複でない、請求項34に記載の方法。
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