JPH0548658A - デイジタル信号変調／復調システム - Google Patents

デイジタル信号変調／復調システム

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JPH0548658A
JPH0548658A JP3262424A JP26242491A JPH0548658A JP H0548658 A JPH0548658 A JP H0548658A JP 3262424 A JP3262424 A JP 3262424A JP 26242491 A JP26242491 A JP 26242491A JP H0548658 A JPH0548658 A JP H0548658A
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JP
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block
encoder
coding
decoder
error
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JP3262424A
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Antoine Chouly
シヨーリー アントワーヌ
Khaled Fazel
フエイゼル カレード
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Koninklijke Philips NV
Original Assignee
Philips Gloeilampenfabrieken NV
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Publication date
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 全体としてチャンネル符号化及び変調を考え
てのためチャンネル符号化をディジタル変調と結合する
ことが提案される。 【構成】 送信局に位置して変調器を設けた符号化装置
と、受信局に位置して復調器を設けた復号化装置とから
なり、符号化装置は、符号化された変調のいくつかの文
字期間に亘って分布された二進冗長度を加算することに
よりディジタル信号を保護する符号化を実行するチャン
ネル符号器からなるディジタル信号変調／復調システム
である。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、送信局に位置して変調
器を設けた符号化装置と、受信局に位置して復調器を設
けた復号化装置とからなり、符号化装置は、符号化され
た変調のいくつかの文字期間に亘って分布された二進冗
長度を加算することによりディジタル信号を保護する符
号化を実行するチャンネル符号器からなり、チャンネル
符号器は効率Ｒ2 で内部コンボリューティブ符号化を実
行し、二進割当てモジュールにより符号化された変調と
結合される少なくとも１つの内部符号器からなる符号化
された変調を用いて、伝送チャンネルを介してこれらの
信号を送信するディジタル信号変調／復調システムに係
る。
【０００２】それは特に該システムの符号化装置及び復
号化装置に係る。
【０００３】かかる符号化及び復号化装置はディジタル
信号を伝送チャンネルを介して伝送する適用がある。
【０００４】これは、例えば、衛星チャンネルを介する
ハイデフィニションディジタルテレビジョン信号又は無
線ビームによるディジタル信号を送信することを含む。
それは同様に移動無線による音声又は例えばコンパクト
ディスク又はディジタルビデオレコーダでそれらを蓄積
するためディジタルデータの送信を含んでもよい。これ
らの場合には、ソースにてソース符号器を通る処理能力
の従来の減少を実行し、ソース復号器を介して受信の処
理能力を再確率することが送信時に必要である。２つの
ディジタル処理ユニット間、例えば２つのプロセッサ間
でディジタルデータを送信することが望まれる場合に
は、ソース符号器を通るこの処理能力減少は生じない。
【０００５】最も代表的適用は、問題が最も普及される
ハイデフィニションテレビジョン（ＨＤＴＶ）に関する
ものであるので、本特許出願はこれに限るものではない
が、この適用ついて説明する。
【０００６】ハイデフィニションテレビジョン（ＨＤＴ
Ｖ）のディジタル化は、８００Ｍビット／秒のオーダの
全体の非処理能力を発生する。かかる処理能力でのこの
情報の伝送は既存の送信チャンネルでは経済的に実現さ
れえない。処理能力（ソース符号化）を減少するいくつ
かの符号化技術が開発されてきた。これらの符号化アル
ゴリズムの性能はその処理能力「減少係数」及び復号化
の後に再生された画像の品質の点から測定される。信号
の冗長度が減少すればするほど、送信された情報はより
意義を有する。送信された情報が冗長である場合、非常
に容易に補正される可能な伝送エラーは、減少係数が増
加する場合、ますま重大な結果を有する。
【０００７】その結果、ディジタルＨＤＴＶ信号の送信
は賢明な保護を必要とする。画面上の伝送エラーの結果
に気付かない様にするため、チャンネルエラー比は１０
-11 より小さくなければならない。
【０００８】「衛星による直接放送」（ＤＢＳ）で用い
られるチャンネルは下記を特徴とする： −２７ＭＨｚの帯域幅、−（特に衛星からのリンクに対
し）低電力、付加的白及びガウス雑音とみなされる強雑
音信号の存在、−非線形歪み、かかるチャンネルを介す
るＨＤＴＶディジタル信号のルーティングは高スペクト
ル効率のディジタル変調と同様大きい圧縮比で符号化す
るソースを必要とする。
【０００９】
【従来の技術】例えば、直交変換に基づいたソース符号
化の技術は１０より大きい係数だけ処理能力を減少し、
一方良い再生画像品質を確実にする。これは８０Ｍビッ
ト／秒のオーダの二進処理能力を送信するよう導く。し
かし、衛星チャンネルのかかる信号の送信は３ビット／
秒／Ｈｚになるスペクトル効率を有するディジタル変調
を必要とする。
【００１０】従来の符号化及び変調技術は正しい伝送の
要求に完全に合致する点に関して制限されることを実証
する。しかし、これらの技術は、１９８２年１月情報理
論のＩＥＥＥトランザクションＩＴ−２８巻１号５５−
６７頁にある「マルチレベル／位相信号でのチャンネル
符号化」なる論文で、ジィー・アンダーポエックにより
提案された符号化技術を用いることで実質的に改善され
る。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】全体としてチャンネル
符号化及び変調を考え、このためチャンネル符号化をデ
ィジタル変調と結合することが提案される。これは、ス
ペクトル効率を犠牲にすることなくディジタル伝送の効
率を高め、従って性能を改良することを可能にする。符
号化に加えられて冗長度はデータ速度を高めることの代
りにアルファベットの冗長度により伝送される。この技
術は伝送された符号化された文字のシーケンス間の最小
ユークリッド距離を最大化する原理に基づいている。よ
り正確に、例えば１文字当たり３ビットを２つの直交搬
送波（１６ＱＡＭ）の位相及び振幅変調を用いることで
伝送することが提案される。
【００１２】従って、ｍ＞ｐの場合、ｍ情報ビットをｐ
ビットに変換する符号化の後（ここでｍ−ｐは情報を伝
送の時保護するため加えられた冗長度を表わす）、２m
状態変調で、２m-p 追加状態がこの冗長度を送信するの
に利用される。この変調技術は、冗長度の空間だが一時
的でない分布を実行することを可能にする。
【００１３】この文献で開発された技術によれば、１冗
長度ビットが加えれらてｍ＝３ビットが１文字期間当た
り送信される時、１０-11 より小さい二進エラー比（Ｂ
ＥＲ）になるのは可能であるが、この目的の為、入力に
略１２ｄＢより良い信号／雑音比が得られることが必要
である。後者の値は、一般的公共を目的とするＨＤＴＶ
適用に適してない大きい寸法のアンテナを必要とするの
で実際の状態では非常に高い値のままである。
【００１４】モデム及び格子符号化により符号化された
信号を変調−復調する方法を記載している米国特許第４
８７３７０１号が公知である。それは多次元符号化変調
とコンボリューティブ内部符号化の結合を開示してい
る。受信で用いられるモデムはビテルビ復号化を実行す
る。しかし、このシステムの４ビット／秒／Ｈｚのスペ
クトル効率は不充分なままである。
【００１５】ＨＤＴＶ適用に対して生じる問題は、従っ
て、現在の性能レベルを増加する符号化装置を決定する
ことである。受信時、適切な復号化装置で復号化された
信号を復号化することは可能でなければならない。８１
Ｍビット／秒の処理能力に対して略９ｄＢのオーダの信
号／雑音比及び１０-11 より小さい二進エラー比、即ち
高レベル性能を有する適正な寸法のアンテナにより送ら
れた信号で動作することを目的とする。高レベルの性能
に対するこの必要性は、例えば無線ビーム、移動無線、
コンパクトディスク又はディジタルビデオレコーダでの
蓄積及びディジタルユニット間、例えばプロセッサ間の
通信等のような他の適用にある。
【００１６】
【課題を解決するための手段】符号化問題の解決策は、
チャンネル符号器は更に効率Ｒ1 で外部符号化を実行す
る外部符号器からなり、チャンネル符号器を保護する符
号化の二進冗長度は、内部及び外部連結符号化が全体符
号化効率Ｒ＝Ｒ1 ・Ｒ2 を確実にするよう内部符号器と
外部符号器との間に分布されることにある。
【００１７】対称的に、復号化問題の解決策は、内部復
号器と直列に、少なくとも１つの外部復号器と、連結内
部符号化と連結外部符号化との間に該二進冗長度を分布
させる保護符号化を符号化する内部及び外部復号器から
なるチャンネル復号器にある。
【００１８】従って、望ましくは、符号化された変調と
連結コードとの結合は、伝送比を高めることなく、従っ
て帯域を広げることなく伝送の符号化効率を上げること
を可能ちする。これは高性能伝送と符号化システムの適
切な複雑性との間の妥協をなす。
【００１９】スペクトル効率を失うことを避けるため、
冗長度は外部エラー補正コードと変調と結合された内部
コードとの間に分布される。
【００２０】ある適用、特に衛星によるディジタルテレ
ビジョン信号の伝送に対しては、ディジタル信号は処理
能力の減少を生じるソース符号器によりチャンネル符号
器に供給される。
【００２１】Ｋビット／秒／Ｈｚのスペクトル効率を得
るのにＫをＫ＋１ビットで符号化し、２K+1 状態を変調
に用いることが一般的である。全体の効率Ｒ＝Ｒ1 −Ｒ
2 で２つのコードを連結することにより、２つのコード
に亘って冗長度を分布させることによりＫをＫ＋１ビッ
トで符号化させることが同様に可能である。
【００２２】より正確な全体の符号化効率Ｒ＝３／４
（即ち、１冗長度ビット当たり３情報ビット、これは一
般的目的である）を得るため、チャンネル符号器は効率
Ｒ2 ＝７／８を有する内部符号器が後に続く効率Ｒ1 ＝
６／７を有する外部符号器を介してコードの連結を行な
う。外部符号器はエラーパケットを補正するブロック符
号化を行ない、内部符号器は変調器と結合したコンボリ
ューティブ符号化を行なう。効率Ｒ＝Ｒ1 ・Ｒ2 ＝３／
４を有する全体符号化は変調器のアルファベットの冗長
度を介して伝送される２５は％付加冗長度を有する。各
ブロックに対して、全体的に外部符号器は６情報ビット
（Ｒ1 ＝６／７）につき１保護ビットを加える。同様
に、内部符号器は７先行ビット（Ｒ2 ＝７／８）に１保
護ビットを加える。従って、変調器への入力に、２冗長
度ビットを含む８符号化ビットがある（２７ＭＨｚ）。
クロック期間Ｔ当たり３情報ビットを伝送することが望
まれるＨＤＴＶ適用に対して、２つの期間Ｔ、即ち２Ｔ
は６情報ビット、すなわち８符号化ビットを伝送するの
に必要である。
【００２３】２次元（Ｉ，Ｑ）を有する１６ＱＡＭ変調
は１文字期間当たり４ビットが伝送されるのを可能とす
る。２つの２次元１６ＱＡＭの多重化により、２Ｔ期間
中に直列に置かれる２つの４ビット文字を送信すること
が可能である。内部符号器は２つの１６ＱＡＭ用割当て
モジュールが後に続くコンボリューティブ符号器からな
る。望ましくは、これは有用な二進処理能力を減じるこ
となく連結符号化の冗長度が送信されるのを可能にし、
これは固定帯域の為である。４次元１６ＱＡＭの使用の
為、文字期間Ｔ（即ち、１文字期間当たり１／２ビッ
ト）当たり等しい二進冗長度（各内部及び外部コードに
対して）は先行するコード（１文字期間当たり１ビッ
ト）に関して減じられる。１ブロックを構成する２つの
１６ＱＡＭで、内部符号化により挿入された１ブロック
期間当たり１ビットの冗長度が利用される。それを外部
符号化に挿入するよう冗長度のこの減少を用いることは
可能である。
【００２４】受信端にて、復号化装置は対称構成を有す
る。
【００２５】望ましくは、内部復号器は最大値様復号器
からなる。
【００２６】後者は下記からなる： −受信された各ブロックに対して、該受信されたブロッ
クに最も近い多次元星座のサブセットに属する点を決め
る検出モジュール、−該点のシーケンスで動作するビテ
ルビ復号器。
【００２７】符号化された変調の性能は用いられるコー
ドの最小ユークリッド距離（ｄＥ）に本質的に依存す
る。ハミング距離（ｄＨ）が含まれるエラー補正コード
に同じことがあてはまる。従って、２つの連結コードを
有するシステムの性能はその距離ｄ＝ｄＥ・ｄＨの積に
本質的に依存する。内部コードは最小ユークリッド距離
を最大化し、外部コードはハミング距離を最大化する。
これの全ては４次元１６ＱＡＭ（即ち、２つの２次元１
６ＱＡＭ）を使用することによる本発明の利点である。
実際、４次元符号化された変調で結合された効率６／７
を有する単一コンボリューティブコードのユークリッド
距離ｄＥは（例えば、ジィー・ウンゲルベックにより引
用された文献による）（等しい複雑性を有する）２次元
１６ＱＡＭと結合した効率３／４を有する単一コンボリ
ューティブコードを用いて得られた最小ユークリッド距
離より確かに小さい。しかし、連結されたシステムに対
する全体の距離がサブコード用距離の積であるので、ｄ
は２次元１６１ＱＡＭで結合された効率３／４を有する
コードの最小ユークリッド距離ｄＥより大きいことが有
利である。
【００２８】ＱＡＭを用いる場合に存在するＫπ／２位
相の不明瞭を除去するため、ある場合には、適切な位相
レストアラーの助けで位相情報を利用することが可能で
ある。しかし、一般的にこの可能性は存在せず、本発明
によれば、このＫπ／２位相不明瞭は送信されたシーケ
ンスのＫπ／２位相回転に不変である符号化を実行する
内部符号器の助けで除去されることが望ましい。後者の
解決策は、コンボリューティブ符号化に先立つ差動符号
化により本発明によりなされる。内部符号器はコンボリ
ューティブ符号器が後に続く差動符号器からなる。
【００２９】対称的に、回転不変の状態が伝送的に処理
された時、内部符号器は最大様復号器の後に、伝送時に
実行された動作の逆を実行する差動復号器からなる。
【００３０】符号化の回転不変は、内部復号器の出力に
得られた情報がそれにより影響されないで内部符号器の
入力にある情報がＫπ／２位相回転を受ける事実により
明らかになる。
【００３１】外部符号器は受信されたデータの復号化を
行う受信時に適合される（エラー比を制限する）解決策
の機能として望ましくは決定される。この決定は内部復
号化の後に生じがちなエラーのタイプを考慮する。従っ
て、エラーが相関する出力で、ビテルビ復号器が内部復
号化に適合される場合、受信時のエラーパケットの補正
を可能にしうるブロック符号化を作用するよう外部符号
器に対して望ましい。この目的の為外部符号器は直列の
リード−ソロモン符号器ＲＳ１と、インタレーサ１と、
リード−ソロモン符号器ＲＳ２及びインタレーサ２とか
らなる。受信時に逆性能を実行するデインタレーサが、
エラーパケットをより小さくするよう逆相関し、リード
−ソロモンタイプの復号器によりその補正を容易にする
のに用いられるように、インタレーサが挿入される。
【００３２】受信時に信号は２つのデインタレーサ及び
２つのリード−ソロモン復号器からなる外部復号器によ
り処理されうる。望ましくは単一のリード−ソロモン復
号器が両復号化作業を実行するのに用いられる。実際、
チャンネルは必ずしも常に雑音があるわけではなく、エ
ラーが生じない時間間隔が存在することが考えられる。
リード−ソロモンタイプの２つの順次の符号化動作によ
り伝送時に符号化された信号を復号化するために、時間
のこれらの間隔を利用し、両方の復号化を実行する単一
のリード−ソロモン復号器のみを用いることは可能であ
る。これは２つの復号化間の優先制御を必要とするデイ
ンタレーサの目的は、エラーパケットを逆相関する一
方、リード−ソロモン復号器の補正能力にエラーパケッ
トを整合させることである。
【００３３】本発明によれば、他の符号化された変調、
例えばＰＭ位相変調（いわゆるＰＳＫ変調）を用いるこ
とも可能である。
【００３４】
【実施例】本発明はこれに限られることはない例により
以下図面と共により良く理解されよう。
【００３５】図１の（Ａ）は変調器／復調器システムの
送信部分に現れるようディジタル信号を符号化する装置
５のブロック系統図を示す。それは直列の、−例えば、
それらがディジタル化形式で既に利用できない場合符号
化さるべきディジタル信号を供給するアナログディジタ
ル変換器であるソース１０と、 −ソース符号器１１と（なくてもよい）、−チャンネル
符号器１２と、−変調器１３と、−伝送濾波器１４とか
らなる。
【００３６】符号化装置は伝送チャンネル１５に結合さ
れる。これは無線結合又は優先結合を含んでよい。
【００３７】８６４Ｍビット／秒のビデオ信号のサンプ
ルの二進処理能力を有するＨＤＴＶ信号伝送の適用に対
して、この二進処理能力はソース符号器１１の出力で８
１Ｍビット／秒に減少される。
【００３８】これらのサンプルはそれらをチャンネルの
不完全性に不感知とするようチャンネル符号器１２によ
り符号化される。変調器１３は次にディジタルサンプル
を伝送チャンネル、例えば衛星チャンネルに接合させ
る。チャンネル符号器１２により均等な符号化されない
変調に関して）加えられた冗長度は変調のアルファベッ
トの冗長性を介して送信される。
【００３９】図１の（Ｂ）は送信で実行されたものと逆
の動作を受信時に行なう復号化装置１０５のブロック系
統図を示す。この目的のため、それは（チャンネル１５
の出力で）： −受信濾波器１１４と、−復調器１１３と、−チャンネ
ル復号器１１２と、−ソース復号器１１１（なくてもよ
い）と、−ディジタル信号がアナログ形式で用いられる
場合のディジタルアナログ変換器１１０とからなる。
【００４０】符号化装置５と、復号化装置１０５及び送
信チャンネル１５は復号化変調でディジタル信号を変調
／復調するシステムからなる。
【００４１】符号化 本発明によれば、図２に概略示されるチャンネル符号器
１２はディジタル信号ソース１０側に位置する外部符号
器２２と、変調器１３側に位置する内部符号器２４とか
らなる。
【００４２】本発明によれば、２つのコードの連結は望
ましくは下記で行なわれる：−受信時に復号してエラー
パケットが補正されることを可能にするブロックコード
である外部コード、−変調器と結合されるコンボリュー
ティブコードである内部コード。
【００４３】以下の説明は例としてＨＤＴＶ適用の場合
に拡張してなされる。例えば、３ビット／秒／Ｈｚのス
ペクトル効率に利用するために、１冗長ビットを加える
保護符号化を用いることが一般であり、これは効率Ｒ＝
３／４で明白になる。これに関して、米国ルイジアナ、
ニューオリンズ、ＩＥＥＥグローブコム、１９８５年４
９３頁の「非線形チャンネルの１６−ＱＡＭ及びトレリ
ス符号１６−ＱＡＭ」という題のエム・ティー・ライオ
ンズによる論文が参照される。本発明により２つのコー
ドを連結することにより、例えば効率Ｒ1 ＝６／７及び
Ｒ2 ＝７／８（冗長性は２つの文字に亘って分布され
る）を有する各コードを連結することによってこの効率
Ｒ＝３／４を得ることが可能である。他の分布も例えば
Ｒ1 ＝９／１０及びＲ2 ＝１０／１２も可能である。例
えば、３つのコードＲ1 ＝９／１０，Ｒ2 ＝１０／１１
及びＲ3 ＝１１／１２（これらの両方の場合には、冗長
度は３文字に亘って分布される）ようないくつかのコー
ドの連結を行うことも可能である。次に冗長度はブロッ
クのいくつかの文字に亘って分布される。これらの後者
の２つの例においては、変調は４次元から６次元に変化
する。この分布は装置の複雑性及び性能で動作するのを
可能にする。
【００４４】外部符号器２２は１保護ビットを全ての６
情報ビット（Ｒ1 ＝７／７）に全体的に加えるコードを
供給する。内部コンボリューティブ符号器２４は同様に
外部符号器２２により符号化されたこれらの７ビット
（Ｒ2 ＝７／８）に１冗長ビットを全体的に加える。従
って、変調器１３の入力に８符号化ビットが現われ、そ
のうち２ビットが冗長度を表わす。８符号化ビットを送
信するため、本発明による４次元１６ＱＡＭ変調が用い
られる。従って、変調器１３の出力に、２つの２次元１
６ＱＡＭ文字（４ビットは１つの１６ＱＡＭ文字に対応
する）が期間２Ｔに亘って得られる。これらの２つの文
字（２Ｔ）は次に送信されるため直列に位置する。
【００４５】図３は、差動符号器３１と、コンポリュー
ティブ符号器３３と割当てモジュール３５とからなる内
部符号器２４の最も一般的形式の系統図を示す。
【００４６】差動復号器３１の目的は、復号の後、送信
されたシーケンスのＫπ／２位相回転に不変である入力
ビット（ＩＸ1 ，…，ＩＸ7 ）を作ることである。この
符号器は、回転不変の問題が生じない場合、例えば位相
復元器がある場合、なくてよい。差動符号器３１の出力
ビット（Ｘ1 ，…，Ｘ7 ）は次に効率７／８を有する８
状態コンボリューティブ符号器３３により符号化され
る。８出力ビット（Ｙ1 ，…，Ｙ8 ）は、割当てモジュ
ール３５の助けで、Ａ0 (4) で示される４次元星座のブ
ロックＵ1 ，Ｕ2 を選択する。この割当は図４に示され
る。４ビットＹ1 ，Ｙ2 ，Ｙ5 及びＹ6 （各Ｙ3 ，
Ｙ4 ，Ｙ7 及びＹ8 ）は図５により与えられる二進割当
に続くブロックの第１の文字（Ｕ1 ）（夫々第２の文字
Ｕ2 ）を決定する。これらのビットのうち、２つの（低
次）ビットＹ2 ，Ｙ1 （夫々Ｙ4 ，Ｙ3 ）は、Ｕ1 （夫
々Ｕ2）に対応する星座Ａ0 の分割の第２のレベルのサ
ブセットＣi （ｉ＝０，１，２，３）（夫々Ｃj ）を選
択する。２つの残りのビットＹ6 、Ｙ5 （夫々Ｙ8 ，Ｙ
7 ）はＣi （夫々Ｃj ）の文字Ｕ1 （夫々Ｕ2 ）を決定
する。割当モジュールはＰＲＯＭからなってよい。
【００４７】完全１６ＱＡＭ星座Ａ0 の文字の二進割当
ては図５で示される。２次元１６ＱＡＭ星座の夫々の位
相及び直交成分Ｉ及びＱをコールして、二進割当ては４
つの非接合サブセットＣ0 ，Ｃ1 ，Ｃ2 及びＣ3 を発生
する。星座の文字と二進割当ての間の対応の表は次の如
くである：
【００４８】
【数２】
【００４９】２つの下位ビットはサブセットＣ0 ，
Ｃ1 ，Ｃ2 及びＣ3 を示す。
【００５０】第１の下位ビットは完全星座Ａ0 の区分の
第１のレベルを示す： −文字がサブセットＢ0 に属し、Ｂ0 ＝Ｃ0 又はＣ2 で
ある時「０」、−文字がサブセットＢ1 に属し、Ｂ1 ＝
Ｃ1 又はＣ3 である時「１」である。
【００５１】第２の下位ビットは完全星座Ａ0 の区分の
第２のレベルに対応する： −文字がＣ0 又はＣ1 に属する時「０」、−文字がＣ2
又はＣ3 に属する時「１」である。
【００５２】そのような割当てを特定するのは最小ユー
クリッド距離を最大化する目的で実行される。Ａ0 の最
小ユークリッド距離ｄ0 をコールして、値
【００５３】
【数３】
【００５４】はサブセットＢ0 ，Ｂ1 で得られ、値
【００５５】
【数４】
【００５６】はサブセットＣ0 ，Ｃ1 ，Ｃ2 及びＣ3 で
得られる。
【００５７】コードの構成は、２次元１６ＱＡＭ星座
（Ａ0 ）に各々属する２つの文字で一組のブロックによ
り決められたＡ0 (4) ＝Ａ0 ・Ａ0 で示される４次元星
座の区分を考慮して決定される。Ａ0 (4) の区分はＡ0
の区分の第２のレベルに基づく。それは図６で示され
る。３レベルの区分の最小ユークリッド距離は夫々
ｄ1 ，ｄ2 及びｄ0 である。ここで
【００５８】
【数５】
【００５９】はＡ0 の最小ユークリッド距離である。区
分の第３のレベルで、最小ユークリッド距離ｄ2 を有す
る８つのサブセットＣi (4) 、ｉ＝０から７が得られ、
下式を満足する。
【００６０】
【数６】
【００６１】ここでＵは数学的「ユニオン」文字であ
る。
【００６２】コンボリューティブ符号器の構成を設定す
るため、出力に所望の区分を考慮する符号化を要するそ
の入力ビットを決めることが先ず必要である。図５及び
６によりコンボリューティブ符号器の出力に形式Ｃi Ｃ
jのサブセットを選択するため、２ビットかＣi を選択
し、２ビットがＣj を選択するのに必要であることが分
かる。従って、下位ビットを符号化することにより、セ
ットの１つ（例えば００００で符号化されたＣ0 ・
Ｃ0 ）を形式Ｃi ・Ｃj である他のセットから区別する
ことが可能である。１つのブロックが２つの星座Ａ0に
夫々属する２つの文字により形成され、従ってコンボリ
ューティブ符号器は４つの符号ビット（２つの下位ビッ
トは２文字Ｕ1 及びＵ2 の夫々に対応する）をその８出
力ビットに供給しなければならない。従って４ビットは
符号化されない（各文字の２上位ビット）。従って、そ
れらはコンボリューティブ符号器の入力で同じである。
後者は効率Ｒ2 ＝７／８を提供するために設けられ、３
入力ビットが符号化されなければならないことがそれか
ら導かれる。
【００６３】出力の未符号化ビットは次の通りである： −第１の星座：Ｙ8 ，Ｙ9 は夫々入力でＸ7 ，Ｘ6 に等
しく、−第２の星座：Ｙ5 ，Ｙ6 は夫々入力でＸ4 ，Ｘ
5 に等しい。
【００６４】出力Ｙ1 ，Ｙ2 ，Ｙ3 及びＹ4 での４符号
化ビットは３入力ビットＸ1 ，Ｘ2 及びＸ3 から生じ
る。
【００６５】この符号化を行うコンボリューティブ符号
器の構成の決定は、当業者に公知の既に引用した論文で
ジー・アンダポエックにより示された方法を必要とす
る。コードの格子の並列ブランチ間のｄ2 に等しい最小
ユークリッド距離の状態を満たす１つの解決法は、２つ
のブロック期間でＸ1 を遅延し、１つのブロック期間で
Ｘ2 を遅延することからなる。夫々信号Ｘ2 Ｄ，Ｘ
1 Ｄ，Ｘ1 Ｄ2 （ここでＤは遅延オペレータである）に
あるトランジョンを考えることにより、図７に示す格子
が得られる。この格子は２つの連続状態σ，σ’（ここ
でσはσ＝（Ｘ2 Ｄ，Ｘ1 Ｄ，Ｘ1 Ｄ2 ）で画成された
符号器の現在の状態である）とσ’の将来の状態の間の
トランジションを示す。
【００６６】偶数は奇数の指数を有するサブセット
【００６７】
【数７】
【００６８】は１つの状態から分散又は１つの状態に収
束する４つのトランジションに割当てられ、これはこれ
らのトランジション間でｄ1 の最小ユークリッド距離が
確実になるのを可能とする。
【００６９】従って、コードの最小距離は、ｄ2 に等し
く、即ち最小距離ｄ0 を有する未符号化変調に関する６
ｄＢの最小距離の節約である。
【００７０】各ノードσで、例えばノード０００、サブ
セット
【００７１】
【数８】
【００７２】符号化ビットＹ1 ，Ｙ2 ，Ｙ3 及びＹ
4 は、符号器の入力で符号化ビットＸ1 ，Ｘ2 及びＸ3
に、また符号器（符号器のメモリ）の状態に従ってＸ2
及びＸ1 に位置する３レジスタの出力即ちＸ2 Ｄ，Ｘ1
Ｄ及びＸ1 Ｄ2 に依存する。
【００７３】図８は３ビットＸ1 ，Ｘ2 及びＸ3 が符号
化され、４ビットＸ4 ，Ｘ5 ，Ｘ6 及びＸ7 は符号化さ
れない効率７／８を有するコンボリューティブ符号器の
系統図を示す。ビットＹ2 ，Ｙ1 及びＹ4 ，Ｙ3 は文字
Ｕ1 及びＵ2 に夫々対応する星座Ａ0 のサブセットＣi
及びＣj を選択する。未符号化ビットＹ6 ，Ｙ5 及びＹ
8 ，Ｙ7 はＣi 及びＣj のＵ1 及びＵ2 を夫々選択す
る。
【００７４】符号器は下式により公知の方法により決め
られた非線形である： Ｙ1 ＝Ｘ2 Ｄ* Ｘ1 Ｄ2*：Ｘ1 Ｙ2 ＝Ｘ3 Ｙ3 ＝Ｘ2 Ｄ＊Ｘ1 Ｄ＊Ｘ1 Ｄ2 ＊Ｘ1 Ｙ4 ＝Ｘ3 ＊Ｘ2 ＊Ｘ2 Ｄ＊Ｘ1 Ｄ・［Ｘ1 ＊Ｘ1 Ｄ2 ＊Ｘ2 Ｄ］ ＹK ＝ＸK-1 ，Ｋ＝５，６，７，８ ここで、記号＊は「エクスクルーシブオア」機能を示
し、記号（・）はＡＮＤ機能を示す。
【００７５】コンボリューティブ符号器３３は、 −Ｘ2 に作用する第１の遅延演算器７１ −Ｘ1 に作用する第２の遅延演算器７２ −遅延したＸ1 に作用する第３の遅延演算器７３ −Ｘ3 ，Ｘ2 及び遅延したＸ2 を受信するエクスクルー
シブオアゲート７４ −遅延したＸ2 ，Ｘ1 及び２度遅延され、Ｙ1 を供給す
るＸ1 を受信するエクスクルーシブオアゲート７５ −一度遅延したＸ1 及びゲート７５からの出力を受信す
るアンドゲート７６ −２つのゲート７４及び７６からの出力を受信し、Ｙ4
を供給するエクスクルーシブオアゲート７７ −ゲート７５及び７２からの出力を受信しＹ3 を供給す
るエクスクルーシブオアゲート７８とからなる。
【００７６】入力ビットＸ4 ，Ｘ5 ，Ｘ6 及びＸ7 は符
号化されず、符号器の出力で夫々ビットＸ5 ，Ｘ6 ，Ｘ
7 及びＸ8 になる、ビットＸ3 はビットＹ2 になる。
【００７７】この際に、符号器の構成の決定において、
コードの回転不変の問題を考慮する必要がある。このコ
ードがＫπ／２位相回転に不変であるか、回転透明状態
（下記参照）を満足することが図５で分かる。前記の如
く、ある適用は、回転不変の問題が生じない位相再生か
ら有用である。しかし、衛星チャンネルのＨＤＴＶ画像
を送信するような他の適用は、位相不明瞭が除去される
ことを必要とする。本例は図７に示された星座のサブセ
ット
【００７８】
【数９】
【００７９】の割当てにおけるこの性質であり、π／２
位相回転のこの発生は表Ｉ・ａによるこの割当ての変更
に変換する：
【００８０】
【数１０】
【００８１】に変換される。
【００８２】
【表１】
【００８３】Ｋπ／２回転に不変であるコードを作るよ
う、差動復号器の出力に情報ビット用のこの回転不変性
質を再び作る差動符号器を有する転動的符号器を前置す
ることが必要である。
【００８４】回転透明が満たされるのを確実にするよ
う、状態Ｘ2 Ｄ，Ｘ1 Ｄ，Ｘ1 Ｄ2 に与えられる関数ｇ
（σ）が決められる。この目的の為、σのビットＸ2 Ｄ
だけが反転されるｇ（σ）＝（Ｘ2 Ｄ，Ｘ1 Ｄ，Ｘ1 Ｄ
2）となるようにｇ（σ）が、表Ｉ・ｂに示す如く決定
される。
【００８５】
【表２】
【００８６】回転透明は下記の方法で実証される。図７
の格子は状態σから状態σ’へのトランジションを示す
（関数ｆで示される）。π／２回転は表Ｉ・ａに示す如
くサブセット
【００８７】
【数１１】
【００８８】に変換する。
【００８９】σからσ’への任意のトランジションを行
なうと、回転の後、状態ｇ（σ）は状態σに対応する。
回転の後、状態ｇ（σ’）は状態σ’に対応する。
【００９０】ｇ（σ）をｇ（σ’）に変えるトランジシ
ョンが格子の一部を形成し、π／２による回転の後、
【００９１】
【数１２】
【００９２】に対応する場合、回転透明が存在する。こ
の回転透明状態は回転不変を確実にするのに必要であ
る。それは図７の格子により確実になる。
【００９３】回転透明状態が満たされて、回転不変を確
実にするため、７つの入力ビットＸ 1 からＸ7 を異なる
ように符号化する。
【００９４】前述の考察に応じて、ビットＹ5 ，Ｙ6 ，
Ｙ7 及びＹ8 （高次ビット）から生じる未符号化ビット
Ｘ4 ，Ｘ5 ，Ｘ6 及びＸ7 はＫπ／２（図５参照）によ
る回転に不変である。従って、差動符号器は符号化ビッ
トＸ1 ，Ｘ2 及びＸ3 に印加される必要がある。
【００９５】表Ｉ・ｂによりπ／２による回転の後の状
態に関連するｆ（σ）は、ビットＸ 1 が回転で影響され
ないことを示す。実際、この表の両部分において、Ｘ1
即ちＸ1 Ｄ及びＸ1 Ｄ2 に関係する動作用の回転の前及
び後に等しいビットがある。ビットＸ2 がπ／２の回転
の後で反転されるのでそれを異なるように符号化するこ
とが必要である。所定の時点での状態Ｘ1 と前の状態Ｘ
2 Ｄとの間で、これらの状態に関係するビットが同じで
ある場合、この状態は（入力での）データＩＸ 2 ＝０に
対応するようにされる。
【００９６】これは下式により決められた差動符号化を
生じる： Ｘ2 ＝ＩＸ2 ＊Ｘ2 Ｄ ここで、ＩＸ2 →入力ビット Ｘ2 →出力ビット ビットＸ3 の差動符号化は下記の方法でなされる。図８
によると、ビットＸ3 は文字Ｕ1 （ブロックの第１の文
字）だけに影響するビットＹ2 に等しい。ビットＹ2 は
図５の（右から始まる）第２の下位ビットである（Ｕ1
がＣ0 又はＣ1に属する場合Ｙ2 ＝０、Ｕ1 がＣ2 又は
Ｃ3 に属する場合Ｙ2 ＝１）。Ｋπ／２回転を行うこと
により、サブセットＣi 、ｉ＝０，１，２，３はＣ
(i+k)mod・4（図５）に変換されることが分かる。従っ
て、例えばサブセットＣ0 はπ／２による回転の後Ｃ1
になる。
【００９７】サブセットＣ1 （各Ｃi-）を文字Ｕ1 （夫
々遅延された文字Ｕ1 ，Ｕ1-）に割当てることにより、
ビットＸ3 の差動符号化は下記のようになる。
【００９８】 ＩＸ3 ＝０ｉｆｉ＝ｉｏｒｉ＝（ｉ＋１）ｍｏｄ．４ ＩＸ3 ＝１ｉｆｉ＝（ｉ＋２）ｍｏｄ．４ｏｒｉ＝（ｉ＋３）ｍｏｄ．４ 即ち、 Ｘ3 ＝ＩＸ3 ＊Ｘ3 Ｄ＊Ｙ1 ．Ｙ1 Ｄ 回転不変を確実にするため、 ＩＸ3 →入力ビット Ｘ3 →出力ビット Ｙ1 →ブロックの第１の文字（Ｕ1 ）に相当する第１
の下位ビット。
【００９９】この差動符号化の後、ＩＸ3 は不変にな
る。実際、送信されたシーケンスのＫπ／２による回転
は指数ｉ及びｉ- を同じ値Ｋ．ｍｏｄ４だけインクリメ
ントし、従ってビットＩＸ3 は変わらないままになる。
それはデータを含む指数ｉでの差である。Ｙ2 ＝Ｘ3 な
ので、Ｘ3 はＡ0 の区分の第２のレベルに割当てられた
ビットであり、ブロックの第１の文字Ｕ1 に対応する。
即ち： Ｕ1 がＣ0 又はＣ1 に属する場合、Ｘ3 ＝０ Ｕ2 がＣ2 又はＣ3 に属する場合、Ｘ3 ＝１ 差動符号器の図は図９に示される。それは： −Ｙ1 （コンボリューティブ符号器からの出力）に作用
し、インバータ８４が後に続く第１の遅延演算器８０、
−出力Ｘ3 に作用する第２の遅延演算器８２、−出力Ｘ
2 に作用する第３の遅延演算器８３、−Ｙ1 及びインバ
ータ８４からの出力を受信するアンドゲート８６、−ア
ンドゲート８６からの出力、遅延演算器８２からの出力
及び入力ＩＸ3 を受信し、符号化ビットＸ3 を供給する
エクスクルーシブオアゲート８５、−遅延演算器８３か
らの出力、入力ＩＸ2 を受信し、符号化ビットＸ2 を供
給するエクスクルーシブオアゲート８７とからなる。
【０１００】入力ＩＸ1 ，ＩＸ4 ，ＩＸ5 ，ＩＸ6 及び
ＩＸ7 は符号化されず、出力ビットＸ1 ，Ｘ4 ，Ｘ5 ，
Ｘ6 及びＸ7 に夫々対応する。
【０１０１】効率６／７を有する外部符号器２２は上記
の内部符号器２４の前に配置される。それは１冗長ビッ
トを６情報ビットに全体的に加える。それは、直列の第
１のリード−ソロモン符号器９０、第１のインタレーサ
９１、第２のリード−ソロモン符号器９２及び符号化ビ
ットを供給する第２のインタレーサ９３からなる（図１
０）。これらの符号器の選択は、受信時のエラーパケッ
トを補正するそれらの能力内になる。これらの符号器は
それ自体公知のタイプのものであり、ここには詳細を説
明しない。これらのリード−ソロモンコードは、例え
ば、アディソン−ウェスリーパブリッシングカンパニ
ー、アールブラートによる１９８４年５月付の「エラー
制御コードの理論及び実際」に記載されている。ＨＤＴ
Ｖ適用に対して、例えばそのうちＫ1 ＝４８文字が情報
文字を示す長さＮ１＝５２文字を有する第１のコードＲ
Ｓ１を用いることは可能である。このコードの各文字は
ｑ＝７ビットを有する。この選択は、受信時に７ビット
の文字を供給する単一の内部ビテルビ復号器を用いるこ
とが重要であるという事実に関係する。第２のコードＲ
Ｓ２は、例えはそのうちＫ2 ＝５２文字が情報文字を表
わす長さＮ２＝５６文字を有するコードである。このコ
ードの各文字はｑ＝７ビットを有する。
【０１０２】これらの２つのコードの夫々は２つのエラ
ー文字を補正することができる。インタレーサ９１及び
９３はブロックインタレーサである。それらは、受信時
に単一のリード−ソロモン符号器によりそれらの補正を
容易にするようエラーパケットが相関を戻されるように
する。これは、先ず、次元ＩＸＩ，ｑ＝７ビットの記号
を有する表に、行うごとに書込まれ、これより列ごとに
読出されることからなる。この表はＲＡＭに蓄積されう
る。符号器の出力に情報文字はＮ文字のシーケンスでの
所定の良い位置を有する。Ｎ−Ｋ制御文字が初めに来、
その後にＫ情報文字が続く。コードワードはゼネレーテ
ィング多項ｇ（ｘ）と情報多項ｉｎｆ（Ｘ）との間の多
項乗算により得られる。
【０１０３】例えば、２７ＭＨｚ衛星チャネルのＨＤＴ
Ｖ送信に対して、外部符号器２２（図２）は１１．５７
ＭＨｚの文字周波数（１文字当たり７ビット）で８１Ｍ
ビット／秒の処理能力で文字を受信する。第１のリード
−ソロモン符号器９０（図１０）の出力で、処理能力は
１２．５３ＭＨｚの文字周波数（１文字当たり７ビッ
ト）で８７．７５Ｍビット／秒である。第２のリード−
ソロモン符号器９２の出力で処理能力は１３．５ＭＨｚ
の文字周波数（１文字当たり７ビット）で９４．５Ｍビ
ット／秒である。コンボリューティブ符号器３３（図
３）の出力で、処理能力は１３．５ＭＨｚの文字周波数
（１文字当たり８ビット）で１０８Ｍビット／秒であ
る。従って、割当てモジュールの出力に、２つの文字Ｕ
1 ，Ｕ2 は取り出され、２７ＭＨｚの周波数で変調器に
より順次に送信される。全スペクトル効率は、
【０１０４】
【数１３】
【０１０５】上記のことに応じて、当業者であれば、２
次元星座Ａ0 の他の二進割当て及び４次元星座
【０１０６】
【数１４】
【０１０７】の他の区分を設定し、それらが外部コード
に連結される場合、必要により回転不変に関する間、大
きい最小ユークリッド距離を有することを可能にするコ
ンボリューティブコード及び必要により差動コードを設
定することができる。
【０１０８】復号化 チャンネル符号器の外部符号器及び内部符号器により送
信時に連結されたコードの非連結を実行するのに、受信
端に、直列に内部復号器１２４及びチャンネル復号器１
１２（図１１）を形成する外部復号器１２２を直列に利
用することが必要である。
【０１０９】情報を抽出するのに、外部復号器１２２は
２つのリード−ソロモン符号器ＲＳ１及びＲＳ２による
符号化で実行されるものと反対の動作を実行する。誤差
を補正するリード−ソロモン復号動作はテストを基にす
る。これらのテストの目的は受信した「コードワード」
のエラーを検出することである。エラーが存在しない場
合、情報は、後者（情報文字がコードワードの所定の良
い位置を有する）のスペクトル構成によりコードワード
から抽出される。受信したワードが誤っている場合、そ
れはエラーを補正するようリード−ソロモン復号器に送
られる。従って、リード−ソロモン復号器は補正された
「コードワード」を供給し、情報は次に補正された「コ
ードワード」から抽出される。
【０１１０】２つの下記のテストがなされる： −ＲＳ１により符号化された受信ワードのエラーを検出
するテストＴＳＴ１、−ＲＳ２により符号化された受信
ワードのエラーを検出するテストＴＳＴ２。
【０１１１】符号化ＲＳ１から生じる受信ワードにエラ
ー検出される場合、リード−ソロモン復号化の動作はエ
ラーを補正するよう実行される。同様にエラーが符号化
ＲＳ２から生じる受信ワードで検出される場合、リード
−ソロモン復号化の動作がエラーを補正するよう実行さ
れる。
【０１１２】ある時間間隔では、ＲＳ１（夫々ＲＳ２）
から受信したワードにエラーが検出されない。これらの
場合には、「ドーマント」のままにされる代り、リード
−ソロモン復号器はＲＳ２（夫々ＲＳ１）で検出された
可能なエラーを時間のこれらの間隔で補正しうる。
【０１１３】前に説明した如く、外部符号器のそれと完
全に対称な構成を有する外部復号器を設ける必要はな
い。特に、外部符号器は２つのリード−ソロモン符号器
ＲＳ１及びＲＳ２を用いるけれど、受信端でエラーが生
じないこれらの時間間隔の利点をとることで単一のリー
ド−ソロモン復号器を用いることが可能である。例え
ば、内部復号器の出力でＢＥＲ＝１０-4に対して、コー
ドＲＳ２ Ｋ復号化は時間の僅か２％（エラー比＝５０
中の１ブロック）を用い、コードＲＳ１の復号化は時間
の僅か０．０６５％（エラー比＝１５３８中の１ブロッ
ク）を用いる。従って、単一復号器は十分であるが、コ
ードＲＳ２から受信したブロック用のＢＥＲがコードＲ
Ｓ１から受信したブロック用ＢＥＲより大きいので、ア
ドレッシング及び復号優先の制御が必要であることを証
明する。従って、ＲＳ１の復号化は受信した２つのワー
ドが「同時に」誤りである場合、ＲＳ２の復号化に関し
て優先をとる。コードＲＳ１及びＲＳ２関数を並列に復
号化するため、ここに用いられる戦略は優先制御でｎコ
ードワードのマクロブロックを取扱うことである。ｎの
選択は、コードＲＳ１及びＲＳ２のワードのいくつかの
同時に誤まる連続ブロックを有する可能性を最小にする
ことに依存する。
【０１１４】ｎ＝ｎ１＋ｎ２をコールする、ここで、ｎ
１＝コードＲＳ１の連続誤りブロックの数、ｎ２＝コー
ドＲＳ２の連続誤りブロックの数、ｎは下記のように選
択されなさればならない：
【０１１５】
【数１５】
【０１１６】ここで、ｐ1 はＲＳ１のブロックでのエラ
ーの可能性を表わし、ｐ2 はＲＳ２のブロックでのエラ
ーの可能性を表わす。
【０１１７】ｐ＝１０-5及びＢＥＲ＝１０-4を選択する
場合、
【０１１８】
【数１６】
【０１１９】になる。
【０１２０】従って、ｎ＝１４は、選択された例で前に
説明した制約に対応する信号の復号化を実行するため選
択されうる。ｎの値に対するこの選択は、受信されたワ
ードが両コードで「同時に」エラーを受けた場合、補正
の衝突が生じないことを意味する。
【０１２１】外部復号器１２２のブロック系統図を図１
２に示す。リード−ソロモン復号器１９２が続き、その
次に第２のデインタレーシングを行う第２の段１９１が
続く第１のデインタレーシングを行なう第１の段１９３
からなる。更に特に、それは： −第１の符号化に対して、第１のデインタレーシングを
行ない、互いに第１の誤りブロック１９７及び第１の補
正ブロック１９６とは別の第１の段１９３と、−第１の
誤りブロックの数を決め、テスト信号ＴＳＴ２を供給す
る第１のテストモジュールと、−該第１の誤りブロック
１９７を第１の段から受信し、第１の補正されたブロッ
ク１９８を供給するリード−ソロモン復号器１９２と、
−信号ＴＳＴ２により制御され、該第１の補正ブロック
１９６及び該第１の補正されたブロック１９８を第２の
段１９１に切換える第１のスイッチ１９４と、−後の符
号化のため、第２のデインタレーシングを行い、互いに
第２の誤りブロック２０１と第２の補正ブロック２００
を分離し、該第２の誤りブロック２０１が第２の補正さ
れたブロック１９７を供給するリード−ソロモン復号器
１９２の入力に挿入される第２の段１９１と、−第２の
誤りブロックの数を決め、第２のテスト信号ＴＳＴ１を
供給する第２のテストモジュールと、−信号ＴＳＴ１に
より制御され、出力２０２に該第２の補正ブロック２０
０と該第２の補正されたブロック１９９を切換える第２
のスイッチ１９５とからなり、リード−ソロモン復号器
は第１の誤りブロックと前の第２の誤りブロックが同時
に復号化される必要がある場合、第２の誤りブロックの
優先を補正する。
【０１２２】優先の制御を図１３のフローチャートで説
明する。
【０１２３】−ステップ１４０は初期化を示す。誤りテ
ストが行なわれる１４のブロックが導入される。２つの
テスト、ＴＳＴ１及びＴＳＴ２用ループに関して２つの
ブロックカウンタが初期化される（ｉ＝０，ｊ＝０）。
検出されたエラーの数のカウントはゼロにセットされ
る：Ｅｒｒ＝０。
【０１２４】第１のテストに関するループが実行され
る。
【０１２５】−ステップ１４１。ブロックカウンタｊは
１単位だけインクリメントされる。
【０１２６】−ステップ１４２。テストＴＡＴ２が実行
される。それは、受信されたブロックのコードＲＳ２エ
ラーにより検出することからなり、この目的の為、ジェ
ネレーティング多項ｇ（ｘ）により受信されたワードＶ
（ｘ）を分割する結果を決定する。分割の残りがゼロに
等しい場合、エラーはない（ＴＳＴ２＝０，文字ｙ）。
分割の残りがゼロでない場合、エラーが検出され（ＴＳ
Ｔ２≠０、文字ｎ）及びエラーの数のカウンタはインク
リメントされる（ステップ１４３）。エラーブロック及
び非誤りブロックはメモリに置かれる（夫々ステップ１
４４及び１４５）。テストＴＳＴ２は、全ての１４のブ
ロックが検査（ステップ１４６）されるまでこの方法で
実施される。
【０１２７】そこで、第２のテストＴＳＴ１に関する第
２のループが実行される。
【０１２８】−ステップ１４８。テストＴＳＴ１は、コ
ードＲＳ１と、ジェネレーティング多項による分割とに
よるエラーの検出に係る。エラーが検出される場合（Ｔ
ＳＴ１≠０，文字ｎ）、コードＲＳ１の復号化及び非誤
りデータブロック（ステップ１４９）のＲＳ２からの情
報の抽出の優先実行がある，−エラーが検出（ＴＳＴ１
＝０，文字ｙ）されない場合、ＴＳＴ２中に検出された
エラーの数の値Ｅｒｒを決定するテストがある。
【０１２９】−Ｅｒｒ＝０の場合、ＲＳ１及びＲＳ２か
らの情報は非誤りデータブロック（ステップ１５０）で
抽出される。
【０１３０】−Ｅｒｒ≠０の場合、復号化はコードＲＳ
２によりなされ、情報はＲＳ１（ステップ１５１）によ
り抽出される。Ｅｒｒの値は１単位だけディクリメント
される（ステップ１５２）。
【０１３１】ステップ１５３は全てのブロックがテスト
されたかどうかを決める（ここでは、１４ブロック）：
ｉ≠１４の場合、処理はブロックカウンタｉのインクリ
メントでステップ１４７を介して続けられる，ｉ＝１４
の場合、１４ブロックの処理は終了され、１４ブロック
の他のバッテに影響する他の周期はステップ１４０で再
スタートされる。
【０１３２】図１４は図１３の制御フローチャートに対
応する外部復号器のブロック系統図を示す。
【０１３３】（復号化さるべき信号を受信する）逆イン
タレーサＥＮＴ2 -1の出力に、各周期で、テストモジュ
ール１５１のテストＴＳＴＳを受ける１４のデータブロ
ックを蓄積するメモリＦＩＦＯ１がある。毎回、インク
リメント１５２は処理されたブロックの数をカウントす
る（カウンタｊ）。誤りブロック（ＴＳＴ２≠０）は
（信号Ｗ2 を）メモリＲＡＭ２に書込まれ、補正ブロッ
ク（ＴＳＴ＝０）は（信号Ｗ１を）メモリＲＡＭ１に書
込まれる。２つのメモリに書込まれた誤りブロック及び
補正ブロックのアドレスＡＤＲはインクリメント１５２
により制御ユニット１５５に送信される。後者は又エラ
ーが検出されたことを示すエラー信号ＳＥｒｒを受信す
る。
【０１３４】比較器１５０はブロックの数が（ここで，
ｊ＝１４）になったかどうかをテストする。次に命令を
制御ユニット１５５に伝送する。単一のＲＳ復号器１９
２は誤りデータで動作するよう用いられる。後者は、
【０１３５】
【数１７】
【０１３６】の後）誤りデータを蓄積するメモリＲＡＭ
２から、或いは
【０１３７】
【数１８】
【０１３８】メモリＦＩＦＯ２からのいずれかより生じ
た（スイッチ１５６）。テストモジュール（ＴＳＴ１）
１５７は制御ユニット１５５を介してスイッチ１５６が
制御されるのを可能にする。デインタレーサ
【０１３９】
【数１９】
【０１４０】の前に位置したメモリＲＡＭ３はメモリＲ
ＡＭ１から生じる示されたテストデータ或いはテストＴ
ＳＴ２（メモリＲＡＭ２）の後で誤っていたが、ＲＳ復
号器１９２で補正されたデータのいずれかでロードされ
る（信号Ｗ３）。スイッチ１５９は制御ユニット１５５
により制御されるこの切換を確実に行う。処理の終りで
マルチプレクサ１６０は補正を受けなかったデータ及び
ＲＳ復号器１９２により補正を受けたデータが、メモリ
ＦＩＦＯ３に正しい順序で供給されるのを可能にする。
メモリＦＩＦＯ１に初めに置かれた１４ブロックが処理
された時、制御ユニット１５５はインクリメント１５２
へゼロ信号ＲＡＺへのリセット及び１４の新しいブロッ
クをメモリＦＩＦＯ１へ書込むための信号を伝送する。
【０１４１】データブロックが外部復号器で処理される
方法は図１５及び１６のタイミング図で示される。それ
は（ｔN とｔn+1 との間の）１４Ｔ周期に対応し、ここ
でＴは１ブロックの周期である。値１４がここで例とし
てとれる。
【０１４２】図１５の上から下に次の通りである： １− １４ブロックのマクロブロックＢＢ１はメモリＦ
ＩＦＯ１に書込むための信号Ｅ1 。マクロブロックＢＢ
１はマクロブロックＢＢＯ（夫々ＢＢ２）で先行され
（夫々後に続く）。この書込みは符号化ＲＳ２に対応す
る復号化文字周波数である周波数ｆs2＝１３．５ＭHzで
行われる。
【０１４３】２− マクロブロックＢＢＯをメモリＦＩ
ＦＯから読取るための信号Ｌ１。この読取りは前のもの
よりも更に大きい周波数ｆ：例えばｆ＝４×ｆS2＝５４
ＭHzで実行される。この為、メモリＦＩＦＯ１は交互に
実行する２つの部分から構成される。
【０１４４】３− 読取り信号Ｌ１に関連するわずかな
遅延を有するテスト信号ＳＴＳＴ２が送られる。このテ
スト中に、あるブロックは正しいものとしてテストさ
れ、他り誤りとしてテストされる。
【０１４５】４− 例えば、ブロックＢ4 ，Ｂ8 ，Ｂ3
及びＢ14は誤りとしてテストされる。書込信号Ｗ2 はそ
れらをメモリＲＡＭ２に書込むために伝送される。
【０１４６】５− 同様に、ブロックＢ1 からＢ3 ，Ｂ
5 からＢ7 及びＢ9 からＢ12は正しいとしてテストされ
る。書込信号Ｗ1 はそれらをメモリＲＡＭ１に書込むよ
う伝送される。
【０１４７】６− これに続いて、エラー信号ＳＥｒｒ
は復号化処理（エラー補正）を実行するために制御ユニ
ット１５５に伝送される。
【０１４８】７− １４Ｔ周期の初めで、読取信号Ｒ３
は、ＲＡＭ１から生じる補正サンプル及びＲＳ復号器か
ら生じる補正されたサンプルを含むメモリＲＡＭ３を読
取るために伝送される。この読取りは先行する周期中の
処理の一部を行った先のマクロブロックＢＢ-1で動作す
る。
【０１４９】メモリＲＡＭ３から生じるブロックは文字
周波数ｆS1＝１２．５３ＭHzでデインタレーサ
【０１５０】
【数２０】
【０１５１】に入る。インタレーシングに関して表（Ｉ
×Ｉ）からの読取り及びこれへの書込みからなるこの処
理動作はある数の周期続く。
【０１５２】８− （図１５に示される）１４Ｔ周期の
初めで、メモリＦＩＦＯ２はデインタレースされた先の
ブロックをがなり書込むための信号Ｅ２を受信する（図
１６）。これらのブロックＡ1 からＡ14は図１６の上部
に示される。上から下に再び次の通りである： ９− 処理文字周波数ｆ＝５４ＭHzにＺメモリＦＩＦＯ
２を読取るための信号Ｌ２。
【０１５３】１０ テスト信号ＳＴＳ１は、読取信号Ｌ
２に関するわずかな遅延で送られ、誤りブロック、例え
ばＡ2 ，Ａ5 及びＡ11が決定されるのを可能とする。テ
ストＴＳＴ１は前述の如く優先を受ける。これらの誤り
文字は次にＲＳ復号器に切換られる。
【０１５４】１１− ＲＳ復号化は非常に早く実行さ
れ、マルチプレクサ（信号ＭＵＸ）は（Ｅ３にドットで
示される）そのグループの文字に補正した後、文字
Ａ2 ，Ａ5 及びＡ11は戻されるのを可能にする。
【０１５５】１２− 書込信号Ｅ３はブロックＡ1 から
Ａ14の文字がメモリＦＩＦＯ３に書込まれるのを可能に
する。
【０１５６】１３− これらの文字は外部復号器の出力
で文字周波数である周波数ｆS ＝１１．５７ＭHzにてメ
モリＦＩＦＯ３から（信号Ｌ３を）読取られうる。７ビ
ットで符号化された１つの文字により８１Ｍビット／秒
の処理能力が得られる。
【０１５７】前記の如く、ＲＳ復号器はコードＲＳ１及
びコードＲＳ２の連続する復号化に役立つ：図１６で
は、ラベルＲＳは２つのコードから生じる誤り文字がネ
ストされる方法を示す。優先をとるテストＴＳＴ１によ
りタイプＡの文字はこれに優先をとり、Ａ2 は従って初
めに補正される。誤りブロックＡ2 からＡ5 の間の期間
は非常に大きく、ＲＳ復号器は次にブロックＢ4 及びＢ
8 等の補正を行う。
【０１５８】補正の後、タイプＢのブロックはデインタ
レーシング処理
【０１５９】
【数２１】
【０１６０】を継続するためのメモリＲＡＭ３に書込ま
れる。信号Ｗ3 はＲＳ復号器とＲＡＭ３の間の交換を制
御し、信号Ｒ1 ・Ｗ3はＲＡＭ１とＲＡＭ３との間の交
換を制御する。
【０１６１】図１７は本発明による内部復号器１２４の
ブロック図を示す。それは、星座Ａ 0 (4) の各サブセッ
ト（Ｃｉ(4) ，ｉ＝０，−，７）で受信された最も近い
ブロック（Ｒ1 ，Ｒ2 ）点を決める検出モジュール１３
５からなる。この為、それは８サブセットの夫々で受信
したブロック（Ｒ1 ，Ｒ2 ）の距離を決定する。この距
離はブロック（Ｒ1 ，Ｒ2 ）とＣｉ(4) の最も近い点の
間のユークリッド距離の二乗で決められる。この動作は
ＰＲＯＭの助けで実行されうる。
【０１６２】検出モジュール１３５から生じる推定点及
び距離は次に最大値らしい復号器、例えばビテルビ復号
器１３３により処理される。ビテルビ復号器に関して、
ビタビー復号器の構成は例えば既に引用した論文から公
知である。本発明で示される例（８状態を有するコンボ
リューティブコード）に対して、これは１ブロック期間
当たり３２の加算及び２４の比較を要する。
【０１６３】ビデルビ復号器の出力に推定データ
【０１６４】
【数２２】
【０１６５】がある遅延をもって得られる。信号が回転
不変の要求に対し差動符号器により処理された時、差動
復号化を実行し出力にデータ
【０１６６】
【数２３】
【０１６７】を得るよう差動復号器１３１を用いること
が必要である。
【０１６８】差動信号化に対して説明した実施例を考え
るに、差動復号器は下式による復号化を実行する。
【０１６９】
【数２４】
【０１７０】記号＊は「エクスクルーシブオア」機能を
示し、記号（・）はＡＮＤ機能を示す。
【０１７１】差動復号器の図を図１８に示す。それは、 −インバータ１８４が後に続く
【０１７２】
【数２５】
【０１７３】（ビテルビ復号器の入力）に作用する第１
の遅延演算器１８０と、 −入力
【０１７４】
【数２６】
【０１７５】に作用する第２の遅延演算器１８２と、 −入力
【０１７６】
【数２７】
【０１７７】に作用する第３の遅延演算器１８３と、 −
【０１７８】
【数２８】
【０１７９】及びインバータ１８４からの出力を受ける
アンドゲート１８６と、アンドゲート１８６からの出
力、遅延演算器１８２からの出力、及び入力
【０１８０】
【数２９】
【０１８１】を受け、復号されたビット
【０１８２】
【数３０】
【０１８３】を供給するエクスクルーシブオアゲート１
８５と、 −遅延演算器１８３からの出力及び入力
【０１８４】
【数３１】
【０１８５】を受け、復号されたビット
【０１８６】
【数３２】
【０１８７】を供給するエクスクルーシブオアゲート１
８７とからなる。
【０１８８】
【数３３】
【０１８９】は復号化されず、夫々
【０１９０】
【数３４】
【０１９１】と同一である。
【０１９２】２つのリード−ソロモン符号化及び２つの
インタレーシングにより形成された外部符号化を復号化
するのに、単一リード−ソロモン復号器の助けで、本発
明は復号化方法にも関係する。
【０１９３】本発明は変調／復調システムで実行される
ディジタル信号の復号化方法に係り、該信号は伝送チャ
ンネルにより符号化された変調に応じて伝送され、該信
号は復号化された変調のいくつかの文字期間に亘って分
布された二進冗長度の加算により保護符号化を受け、保
護符号化は符号化された変調と結合された内部符号化か
らなる。該システムが２つのリード−ソロモン符号化及
び２つのインタレーシングにより実行される内部符号化
と外部符号化との間の二進冗長度の分布を実行する場合
には、本発明は下記のステップにより方法を実行するこ
とが注目される： Ａ１− 信号の第１のブロックをいくつかの第１の順次
のブロックと共にグループ化するマクロブロックＢＢｉ
によるデインタレーシング，Ａ２− 信号の第２のブロ
ックを該第１のブロックＢＢｉより前のいくつかの第２
の順次のブロックと共にグループ化するマクロブロック
ＡＡｊによるデインタレーシング，Ｂ１−第１の誤りブ
ロック及び第１の正しいブロックの分離，Ｂ２− 第２
の誤りブロック及び第２の正しいブロックの分離，Ｃ１
− 複号化さるべき第１の誤りブロックの数を決め，Ｃ
２− 復号化さるべき第２の誤りブロックの数を決め，
Ｄ−次に、一方で、それらが同時に到達しない時、出現
のその順に依存して第１の誤りブロック又は第２の誤り
ブロックのいずれかを復号化し、他方で、第１及び第２
の誤りブロックが同時に復号化される必要がある時、第
２のエラー誤りブロックの優先を復号化し，Ｅ− 第１
及び第２の正しいブロック及び第１及び第２の復号化さ
れたブロックを抽出する。
【図面の簡単な説明】
【図１】（Ａ）はディジタル信号を変調及び符号化する
システムのブロック図である。 （Ｂ）はディジタル信号を復調及び復号化するシステム
のブロック図である。
【図２】本発明によるチャンネル符号器のブロック図で
ある。
【図３】本発明による内部符号器のブロック図である。
【図４】４次元星座での２文字Ｕ1 ，Ｕ2 のブロックの
割当てを示すブロック図である。
【図５】文字の２進割当てで２次元１６ＱＡＭの符号化
星座である。
【図６】４次元ＱＡＭ星座の区分を示す図である。
【図７】コンボリューティブコードの格子の図である。
【図８】本発明による効率７／８を有するコンボリュー
ティブ符号器の図である。
【図９】本発明による不変符号化を供給する差動符号器
の図である。
【図１０】本発明による効率６／７を有する外部符号器
のブロック系統図である。
【図１１】本発明によるコードの非連続を実行するチャ
ンネル復号器のブロック系統図である。
【図１２】外部復号器のブロック図である。
【図１３】外部復号器で実行された復号化の制御を示す
フローチャートである。
【図１４】本発明による外部復号器の図である。
【図１５】図１４に関するタイミング図である。
【図１６】図１４に関するタイミング図である。
【図１７】内部復号器のブロック図である。
【図１８】差動復号器の図である。
【発明の効果】１０ ソース １１ ソース符号器 １２ チャンネル符号器 １３ 変調器 １４ 伝送フィルタ １５ 伝送チャンネル ２２ 外部符号器 ２４ 内部符号器 ３１ 差動符号器 ３３ コンボリューティブ符号器 ３５ 割当てモジュール ７１，７２，７３，８０，８２，８３ 遅延演算器 ７４，７５，７７，７８，８５，８７ エクスクルーシ
ブオアゲート ７６，７６，８６ アンドゲート ８４ インバータ ９０，９１ リード−ソロモン符号器 ９１，９３ インタレーサ １１１ ソース復号器 １１２ チャンネル復号器 １１３ 復調器 １１４ 受信フィルタ １２２ 外部復号器 １２４ 内部復号器 １９２ リード−ソロモン復号器 １９４ スイッチ １９６，２００ 正しいブロック １９７，２０１ エラーブロック １９８，１９９ 補正されたブロック ２０２ 出力 １４４，１４５ メモリ

Claims (16)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 送信局に位置して変調器を設けた符号化
    装置と、受信局に位置して復調器を設けた復号化装置と
    からなり、符号化装置は、符号化された変調のいくつか
    の文字期間に亘って分布された二進冗長度を加算するこ
    とによりディジタル信号を保護する符号化を実行するチ
    ャンネル符号器からなり、チャンネル符号器は効率Ｒ2
    で内部コンボリューティブ符号化を実行し、二進割当て
    モジュールにより符号化された変調と結合される少なく
    とも１つの内部符号器からなり、チャンネル符号器は更
    に効率Ｒ1 で外部符号化を実行する外部符号器からな
    り、チャンネル符号器を保護する符号化の二進冗長度
    は、内部及び外部連結符号化が全体符号化効率Ｒ＝Ｒ1
    ・Ｒ2 を確実にするよう内部符号器と外部符号器との間
    に分布されることを特徴とする符号化された変調を用い
    て伝送チャンネルを介してこれらの信号を送信するディ
    ジタル信号変調／復調システム。
  2. 【請求項２】 全体符号化効率Ｒ＝３／４は効率Ｒ2 ＝
    ７／８を有する内部符号器が後に続く効率Ｒ1 ＝６／７
    を有する外部符号器により得られることを特徴とする請
    求項１記載のシステム。
  3. 【請求項３】 コンボリューティブ符号器はビット
    Ｘ3 ，Ｘ4 ，Ｘ5 ，Ｘ6 ，Ｘ7 が符号化なしで夫々ビッ
    トＹ2 ，Ｙ5 ，Ｙ6 ，Ｙ7 ，Ｙ8 になるよう、入力ビッ
    トＸi （ｉ＝１から７）を出力ビットＹj （ｊ＝１から
    ８）で符号化し、残る出力ビットは下記の： −Ｘ2 に演算する第１の遅延演算器と、 −Ｘ1 に演算する第２の遅延演算器と、 −遅延したＸ1 に演算する第３の遅延演算器と、 −Ｘ3 ，Ｘ2 及び遅延したＸ2 を受信する第１のエクス
    クルーシブオアゲートと、 −遅延したＸ2 ，Ｘ1 及び二度遅延したＸ1 を受信
    Ｖ1 ，Ｙ1 を供給する第２のエクスクルーシブオアゲー
    トと、 −一度遅延したＸ1 及び第２のエクスクルーシブオアゲ
    ートからの出力を受けるアンドゲートと、 −第１のエクスクルーシブオアゲート及びアンドゲート
    からの出力を受け、Ｙ 4 を供給する第３のエクスクルー
    シブオアゲートと、 −第２のエクスクルーシブオアゲート及び第２の遅延演
    算器からの出力を受け、Ｙ3 を供給する第４のエクスク
    ルーシブオアゲートとからなるコンボリューティブ符号
    器で符号化されることを特徴とする請求項１又は２記載
    のシステム。
  4. 【請求項４】 内部符号器はコンボリューティブ符号器
    の前で回転不変を設定する差動復号器からなることを特
    徴とする請求項１乃至３記載のシステム。
  5. 【請求項５】 差動符号器は、ビットＩＸ4 ，ＩＸ5 ，
    ＩＸ6 ，ＩＸ7 が符号化なしで夫々ビットＸ4 ，Ｘ5 ，
    Ｘ6 ，Ｘ7 になるよう入力ビットＩＸi （ｉ＝１から
    ７）をビットＸi （ｉ＝１から７）で符号化し、残る出
    力ビットは下記の： −インバータが後に続くＹ1 に演算する第４の遅延演算
    器と、 −出力Ｘ3 に演算する第５の遅延演算器と、 −Ｘ2 に演算する第６の遅延演算器と、 −Ｙ1 及びインバータからの出力を受ける別なアンドゲ
    ートと、 −別なアンドゲート８６からの出力、第５の遅延演算器
    からの出力、及び入力ＩＸ3 を受け、符号化されたビッ
    トＸ3 を供給するエクスクーシブオアゲートと、 −第６の遅延演算器からの出力及び入力ＩＸ2 を受け、
    符号化されたビットＸ 2 を供給する第６のエクスクルー
    シブオアゲートとからなる差動符号器で符号化されるこ
    とを特徴とする請求項４記載のシステム。
  6. 【請求項６】 二進割当モジュールは下記の対応表に応
    じた文字の二進割当を実行し、ここでＩ及びＱは星座の
    文字を表わす信号の夫々位相及び直交成分を示し： 【数１】 であることを特徴とする請求項１乃至５のうちいずれか
    一項記載のシステム。
  7. 【請求項７】 二進冗長度は２つの多重１６ＱＡＭから
    夫々生じる２つの文字に亘って分布されることを特徴と
    する請求項１乃至６のうちいずれか一項記載のシステ
    ム。
  8. 【請求項８】 外部符号器は直列のリード−ソロモン符
    号器ＲＳ１と、インタレーサ１と、リード−ソロモン符
    号器ＲＳ２及びインタレーサ２とからなることを特徴と
    する請求項１乃至７のうちいずれか一項記載のシステ
    ム。
  9. 【請求項９】 復号化装置は少なくとも１つの内部復号
    器を設けたチャンネル復号器からなり、チャンネル復号
    器は直列の内部復号器と少なくとも１つの外部復号器と
    からなり、該内部及び外部符号器は連結内部符号化と連
    結外部符号化間の該二進冗長度を分布する保護符号化を
    復号化することを特徴とする請求項１乃至８のうちいず
    れか一項記載のシステム。
  10. 【請求項１０】 少なくとも１つの内部復号器は、内部
    符号化により実行される回転不変演算の逆を実行する差
    動復号器が後に続くコンボリューティブ復号器からなる
    ことを特徴とする請求項９記載のシステム。
  11. 【請求項１１】 後に続くリード−ソロモン符号化と縦
    続される少なくとも第１のリード−ソロモン符号化から
    なる外部符号化を復号化するため、該復号化装置は該コ
    ードの復号化を実行するための単一のリード−ソロモン
    復号器からなり、該復号器は、２つの復号化が同時に実
    行される必要がある時、該続くコードの優先復号化を実
    行することを特徴とする請求項１乃至１０のうちいずれ
    か一項記載のシステム。
  12. 【請求項１２】 復号化装置は： −第１の符号化に対して第１のデインタレーシングを実
    行し、第１のエラーブロックと、第１の正しいブロック
    を互いに分離する第１段と、 −第１の誤りブロックの数を決定し、テスト信号ＴＳＴ
    ２を供給する第１のテストモジュールと、 −第１の段から該第１の誤りブロックを受信し、第１の
    補正されたブロックを供給するリード−ソロモン復号器
    と、 −信号ＴＳＴ２により制御され、該第１の正しいブロッ
    クと該第１の補正されたブロックを第２段に切換える第
    １のスイッチと、 −後の符号化のため、第２のデインタレーシングを実行
    し、第２の誤りブロックと第２の正しいブロックを互い
    に分離し、該第２の誤りブロックは第２の補正されたブ
    ロックを供給するリード−ソロモン復号器の入力に挿入
    される第２の段と、 −第２の誤りブロックの数を決め第２のテスト信号ＴＳ
    Ｔ１を供給する第２のテストモジュールと、 −信号ＴＳＴ１により制御され、該第２の正しいブロッ
    ク及び該第２の補正されたブロックを出力に切換え、リ
    ード−ソロモン復号器は、第１の誤りブロック及び前の
    誤りブロックが同時に復号化される必要がある時第２の
    エラーブロックを優先して補正する第２のスイッチとか
    らなることを特徴とする請求項１０及び１１のうちいず
    れか一項記載のシステム。
  13. 【請求項１３】 第１のテストモジュール（夫々第２）
    は第１のリード−ソロモン符号化（夫々続く符号化に対
    して）に対する多項の第１（夫々第２）の発生器を介し
    てマクロブロックを形成する順次のブロックの第１（夫
    々第２）のストリングの圧分を実行し、各誤りブロック
    は圧分がゼロの残りを与えない時検出されることを特徴
    とする請求項１２記載のシステム。
  14. 【請求項１４】 変調／復調システムで実行されるディ
    ジタル信号を復号化する方法であって、該信号は伝送チ
    ャンネルにより符号化される変調により伝送され、該信
    号は符号化された変調のいくつかの文字期間に亘って分
    布された二進冗長度の加算により保護符号化を受け、保
    護符号化は符号化された変調と結合された内部符号化か
    らなり、該システムが２つのリード−ソロモン符号化及
    び２つのインタレーシングにより実行される内部符号化
    と外部符号化との間の二進冗長度の分布を実行する場合
    には、外部符号化を復号化するため下記のステップ： Ａ１−信号の第１ブロックをいくつかの第１の順次のブ
    ロックと共にグループ化するマクロブロックＢＢｉによ
    るデインタレーシング、 Ａ２−信号の第２のブロックを該第１のブロックＢＢｉ
    より前のいくつかの第２の順次のブロックと共にグルー
    プ化するマクロブロックＡＡｊによるデインターレーシ
    ング、 Ｂ１−第１の誤りブロック及び第１の正しいブロックの
    分離、 Ｂ２−第２の誤りブロック及び第２の正しいブロックの
    分離、 Ｃ１−復号化さるべき第１の誤りブロックの数を決め、 Ｃ２−復号化さるべき第２の誤りブロックの数を決め、 Ｄ −次に、一方でそれらが同時に到達しない時、出現
    のその順に依存して第１の誤りブロック又は第２の誤り
    ブロックのいずれかを復号化し、他方で、第１及び第２
    の誤りブロックが同時に復号化される必要がある時、第
    ２の誤りブロックの優先を復号化し、 Ｅ −第１及び第２の正しいブロック及び第１及び第２
    の復号化されたブロックを抽出することを特徴とする方
    法。
  15. 【請求項１５】 請求項１乃至１４のうちいずれか一項
    記載によるシステムに使用する送受信器。
  16. 【請求項１６】 請求項１乃至１４のうちいずれか一項
    記載によるシステムに使用する受信器。
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