Die Erfindung betrifft ein Datenübertragungssystem, eine mo
bile Station und ein Verfahren zum Verringern der Rahmenfeh
lerrate bei einer in Form von Datenrahmen erfolgenden Daten
übertragung.
Bei der Datenübertragung in Form von Datenrahmen wird die zu
übertragende Information in Datenrahmen mit im allgemeinen
gleicher Länge unterteilt. Zusätzlich zu Primärinformation
können Datenrahmen auch Titelinformation und andere Informa
tion enthalten, wie sie zur Übertragung der Datenrahmen er
forderlich ist. Die Datenrahmen werden über einen Übertra
gungskanal, der z. B. ein Funkkanal oder ein anderer Kanal
für drahtlose Übertragung sein kann, vom Sender zum Empfän
ger übertragen. Der Übertragungskanal unterliegt Störungen,
wie durch elektrische Vorrichtungen erzeugten Zündfunken-
Störungen, und andererseits unterliegt er Störungen, wie sie
durch andere Vorrichtungen von ähnlichem Typ hervorgerufen
werden, wie sie bei drahtloser Datenübertragung verwendet
werden, wie durch Funksender. Noch ein weiterer beträcht
licher Grund für Störungen, insbesondere bei beweglichen
Sende-/Empfangsvorrichtungen ist die Tatsache, daß das zu
empfangende Signal über verschiedene Wege verschiedener Län
ge in den Empfänger eintreten kann, wodurch das zu empfan
gende Signal verzerrt wird. Daher werden zum Beseitigen von
Übertragungsfehlern im allgemeinen Fehlerkorrekturdaten oder
zumindest Fehlererkennungsdaten zu den Datenrahmen hinzuge
fügt. Ein Verfahren zum Hinzufügen von Fehlerkorrekturdaten
ist dasjenige unter der Verwendung sogenannter Faltungsco
des, d. h., daß die zu übertragende Information unter Ver
wendung eines geeigneten Faltungscodes codiert wird und die
faltungscodierte Information an den Datenübertragungskanal
übertragen wird. In der Empfangsstufe wird der Vorgang umge
kehrt, um die übertragene Information aus dem empfangenen
Datenübertragungsstrom zu trennen. Die verwendeten Fehlerer
kennungsdaten sind am üblichsten Paritätsprüfdaten, die aus
der zu übertragenden Information, oder zumindest einem Teil
derselben, berechnet werden. Ein derartiges bekanntes Pari
tätsprüfverfahren ist die sogenannte Prüfung auf zyklische
Redundanz (CRC). So wird die empfangene Information am Emp
fangsende dem entsprechenden Vorgang unterzogen, und die am
Empfangsende erzeugten Paritätsprüfdaten werden mit den emp
fangenen Paritätsprüfdaten verglichen. Wenn die Daten über
einstimmen, schließt die Empfangsvorrichtung darauf, daß
die Daten korrekt empfangen wurden. Wenn die berechneten und
die empfangenen Paritätsdaten nicht übereinstimmen, schließt
die Empfangsvorrichtung hieraus, daß der empfangene Daten
rahmen zumindest teilweise falsch ist. Danach ist es mög
lich, eine Neuübertragung anzufordern oder zu versuchen, den
fehlerhaften Rahmen z. B. durch Interpolation zu decodieren.
Unter Verwendung von Fehlerkorrekturverfahren ist es mög
lich, zumindest einen Teil möglicher Übertragungsfehler zu
korrigieren, so daß nicht in allen Fehlersituationen eine
Neuübertragung erforderlich ist. Wenn jedoch ein Fehlerprüf
verfahren verwendet wird, wird nur Korrektheit oder Inkor
rektheit erkannt, und in einer Fehlersituation wird Neuüber
tragung angefordert, wodurch sich die Datenübertragung ver
zögert. Diese Codes können auch als äußerer Code und innerer
Code bezeichnet werden. Die äußere Codierung wird vor der
inneren Codierung ausgeführt. So werden die durch äußere Co
dierung erzeugten Daten weiter einer inneren Codierung un
terzogen, wodurch die Zuverlässigkeit der Übertragung ver
bessert wird. Der äußere Code ist im allgemeinen ein Fehler
erkennungscode, während der innere Code ein Fehlerkorrektur
code ist, jedoch kann dies auch umgekehrt sein. Die Codie
rung kann auch mehr als zwei Codes verketten.
Bei aktuellen digitalen, mobilen Kommunikationssystemen wird
auch Sprache in Form von Datenrahmen übertragen. Z. B. wird
im mobilen Kommunikationssystem GSM (Global System for Mobi
le Communications = globales System für mobile Kommunikati
on) in einem Sprachkommunikationskanal mit voller Rate die
Mehrheit der aus dem Audiosignal erzeugten digitalen Infor
mation durch Fehlerkorrekturcodierung geschützt. Im Sprach
codierer werden 260 Sprachparameterbits für jede Sprachfolge
von 20 Millisekunden erzeugt. Von diesen 260 Bits werden die
182 Bits mit der subjektiv größten Bedeutung durch einen
Fehlerkorrekturcode geschützt. Diese 182 Bits werden einer
Faltungscodierung mit einer Codierungsrate von 1/2 unterzo
gen, d. h., daß für jedes Informationsbit zwei Bits erzeugt
werden, die an den Übertragungskanal zu übertragen sind. Die
restlichen 78 Bits werden ohne Schutz übertragen, d. h.,
daß mögliche Fehler in ihnen in der Empfangsstufe nicht er
kannt werden.
Das Bit(Symbol)fehlerverhältnis in den empfangenen Datenrah
men kann zeitweilig das Fehlerkorrekturvermögen des bei der
Übertragung der Datenrahmen verwendeten Fehlerkorrekturver
fahrens überschreiten. Im Ergebnis können nicht alle Fehler
korrigiert werden, wobei die üblichste Vorgehensweise darin
besteht, eine Neuübertragung derartiger Datenrahmen, z. B.
bei der Sprachcodierung, anzufordern, um zu versuchen, einen
Datenrahmen zu erzeugen, der auf Grundlage zuvor empfangener
Datenrahmen synthetisiert wird. Das Synthetisieren von Da
tenrahmen kann in gewissem Ausmaß bei der Übertragung von
Audio- und Videosignalen verwendet werden, jedoch ist es
z. B. bei der Übertragung von Datensignalen nicht möglich,
einen synthetisierten Datenrahmen zu verwenden.
Wenn das Fehlerkorrekturvermögen des Empfängers überschrit
ten ist, ist es wichtig, diejenigen Fehler zu erkennen, die
nach der Fehlerkorrektur immer noch vorhanden sind. Derarti
ge inkorrekte Information sollte im Empfänger nicht verwen
det werden, wenn die übertragene Information wiederherge
stellt wird. Z. B. wird im Verkehrskanal für volle Rate im
GMS-System die Erkennung unkorrigierter Fehler durch CRC-
Codierung dadurch ausgeführt, daß drei Paritätsprüfbits er
zeugt werden. Wenn diese drei Paritätsprüfbits erzeugt wer
den, werden 50 Bits von jedem Datenrahmen verwendet, die für
die zu übertragende Information am signifikantesten sind.
Diese 50 Datenrahmenbits werden der entsprechenden Operation
im Empfänger unterzogen, und die Paritätsprüfbits werden mit
den mit dem Datenrahmen übertragenen Paritätsprüfbits ver
glichen, wobei mögliche Änderungen anzeigen, daß bei der
Datenübertragung ein Fehler auftrat.
Im GSM-System weist die Sprachdecodierung alle Datenrahmen
zurück, bei denen es nicht möglich ist, alle Fehler zu kor
rigieren. Diese Datenrahmen werden durch einen Datenrahmen
ersetzt, der auf Grundlage zuvor empfangener annehmbarer Da
tenrahmen erzeugt wird. Wenn die Anzahl fehlerhafter Daten
rahmen relativ klein ist, beeinträchtigen die ersetzten Da
tenrahmen die Qualität des decodierten Sprachsignals nicht
wesentlich. Wenn jedoch die Anzahl fehlerhafter Datenrahmen
zunimmt, wird die Wirkung dieses Vorgangs allmählich deut
lich im Sprachsignal hörbar. Dies kann sogar dazu führen,
daß das decodierte Sprachsignal nicht mehr verständlich
ist.
Fig. 1a ist ein Blockdiagramm, das ein bekanntes Sprachco
diersystem zeigt. Es handelt sich um ein Beispiel für das
Sprachcodiersystem mit voller Rate im GSM-System. Fig. 1a
ist ein Blockdiagramm, das die Sprachcodierung, die Hinzufü
gung von Paritätsbits und Faltungscodierung zeigt. Fig. 4
ist ein Flußdiagramm, das diese bei der Übertragung eines
Sprachsignals im Mobilkommunikationssystem GSM verwendete
Kanalcodierung gemäß dem Stand der Technik zeigt. Nachfol
gend wird die Funktion der Kanalcodierung unter Bezugnahme
auf die Vorrichtung von Fig. 1a und das Flußdiagramm von
Fig. 4 veranschaulicht.
Das Sprachsignal wird in Rahmen oder Zeitintervalle bestimm
ter Länge unterteilt, die bei diesem System 20 Millisekunden
betragen. Jeder Rahmen wird gesondert codiert. So liefert
jeder Sprachsignalrahmen von 20 Millisekunden eine Gruppe
von Sprachparametern in digitaler Form. Die aus dem Sprach
signal erzeugten digitalen Sprachabtastwerte 100 werden im
Sprachcodierer 101 codiert, um einen Sprachparameterrahmen
zu erzeugen. Der Sprachcodierer komprimiert die Sprache in
einen Bitstrom von 13,0 kbit/s. Aus jedem Sprachrahmen von
20 Millisekunden erzeugt der Codierer 260 Sprachparameter
bits, die den Sprachparameterrahmen 102 (Schritt 401) auf
bauen.
Dieser Sprachparameterrahmen 102 wird ferner zur Gruppierung
der Bits an einen Kanalcodierer 104 übertragen, um z. B.
eine Unterteilung in durch Fehlerkorrekturcodierung zu
schützende Bits sowie in ungeschützt belassene Bits vorzu
nehmen. Ferner wird der Kanalcodierer dazu verwendet, Feh
lererkennungsinformation zu erzeugen, wobei einige der
Sprachparameter zu deren Berechnung verwendet werden.
Im Sprachparameterrahmen 102 werden die Bits für jeden Para
meter in absteigender Reihenfolge der Bedeutung angeordnet,
d. h., daß die höchstsignifikanten Bits näher am Beginn des
Datenrahmens liegen. Danach werden die Bits im Gruppierungs
block 103 als erstes der Bedeutungsreihenfolge nach so ange
ordnet, daß die höchstsignifikanten Bits unter allen Bits
im Sprachparameterrahmen 102 am Beginn (auf der linken Sei
te) des Datenrahmens liegen, während die geringstsignifikan
ten Bits am Ende (auf der rechten Seite) liegen. Ferner wer
den die Bits in drei Gruppen eingeteilt: die erste Gruppe
enthält die 50 höchstsignifikanten Bits, die in einer späte
ren Stufe durch Kanalcodierung geschützt werden und die zur
Erzeugung der Paritätsprüfbits verwendet werden; die 132
Bits der zweiten Gruppe werden durch Kanalcodierung ge
schützt, jedoch werden diese bei der Erzeugung der Paritäts
prüfbits nicht verwendet; und die 78 Bits der dritten Gruppe
werden im Datenübertragungskanal ohne Schutz durch Kanalco
dierung übertragen.
Als nächstes unterteilt der Bitgruppierungsblock 103 die
Sprachparameterbits in zwei gesonderte Klassen, von denen
die Klasse I die Bits der ersten (Klasse Ia) und der zweiten
(Klasse Ib) Gruppe umfaßt, während die Klasse II die Bits
der dritten Gruppe umfaßt. Die 182 Bits der Klasse I mit
der subjektiv größten Bedeutung werden an den Block 107 zum
Codieren der Fehlerprüfinformation übertragen. Jedoch werden
die 78 Bits der Klasse II in keiner Weise geschützt. Als
nächstes werden drei Paritätsprüfbits (CRC) für die 50
höchstsignifikanten Bits in einem Paritätserzeugungsblock
105 berechnet (Schritt 403). Als nächstes werden die Bits im
ersten Anordnungsblock 106 so angeordnet, daß die höchst
signifikanten Bits für Sprache in den Sprachparametern im
besser geschützten Teil bei der Faltungscodierung (besser
hinsichtlich des Bitfehlerverhältnisses) untergebracht wer
den, d. h. am Beginn und am Ende des zu schützenden Teils
des Datenrahmens (Schritt 404). Die weniger signifikanten
Bits und die drei Paritätsprüfbits werden in der Mitte die
ses Teils angeordnet, wo das Bitfehlerverhältnis schlechter
ist. Diese Situation ist in Fig. 3a veranschaulicht, in der
die Buchstaben S stark geschützte Bits der Fehlerprüfinfor
mation kennzeichnen, die Buchstaben W schwach geschützte
Bits der Fehlerprüfinformation kennzeichnen und die Buchsta
ben N schwach geschützte Bits kennzeichnen, die bei der Er
zeugung der Fehlerprüfinformation verwendet werden. In der
selben Fig. 3a ist auch eine Kurve eingezeichnet, um die
Bitfehlerwahrscheinlichkeit jedes Bits zu veranschaulichen,
wobei dargestellt ist, welche Teile des Datenrahmens besser
geschützt sind und welche Teile schwächer geschützt sind.
Am Ende des Datenrahmens werden vier Endbits hinzugefügt
(Schritt 405), um den Kanalcodierer abschließend in einen
bekannten Zustand zu bringen. In diesem Schritt wird der der
Kanalcodierung zu unterziehende Datenrahmen mit 189 Bits
(50+3+132+4) an den Kanalcodierer 107 mit dem Bitverhältnis
1/2 übertragen (Schritt 406), was einen kanalcodierten Da
tenrahmen mit 378 Bits ergibt.
Auch werden die CRC-Bits einer Fehlerkorrekturcodierung 107
unterzogen, um sicherzustellen, daß die Fehlerkorrekturin
formation mit maximaler Zuverlässigkeit bei der Datenüber
tragung versehen ist. Im Sprachkanal für volle Rate im GSM-
System umfaßt die Fehlerkorrekturcodierung eine Faltungs
codierung mit dem Bitverhältnis 1/2 und einer Hinzufügung
von vier Endbits. Die Faltungscodierung erzeugt zwei Bits
für jedes der 182 Sprachparameterbits sowie zwei Bits für
jedes der vier Endbits wie auch für jedes der drei CRC-Bits.
Am Ausgang Ill werden durch den Sender insgesamt 456 Bits
jedes Datenrahmens von 20 Millisekunden erzeugt. Von diesen
sind 78 Bits ungeschützte Bits der Klasse II, und 378 Bits
werden durch Faltungscodierung 107 erzeugt. Die Ausgabebits
108 der Faltungscodierung und die ungeschützten Bits 109
werden in einem Multiplexerblock 110 kombiniert, wobei das
Ausgangssignal dieses Multiplexerblocks 110 eine Wiedergabe
von 456 Bits aus dem Sprachsignalrahmen von 20 Millisekunden
ist (Schritt 407). Die Bitrate dieses Bitstroms 111 beträgt
22,8 kbit/s.
Im Empfänger werden Vorgänge, die umgekehrt zu den vorigen
sind, hauptsächlich in umgekehrter Reihenfolge ausgeführt.
Fig. 1b zeigt ein Beispiel eines derartigen bekannten Emp
fängers. Der Empfänger soll als Empfänger im Sprachkanal mit
voller Rate im GSM-System verwendet werden. Der empfangene
Datenrahmen 112, d. h. die Bitfolge von 456 Bits, wird an
einen Bitordnung-Wiederherstellblock 113 übertragen, in dem
der kanalcodierte Teil 114 und der keiner Kanalcodierung un
terzogene Teil 123 des Datenrahmens voneinander getrennt
werden. Der kanalcodierte Teil wird an einen Kanaldecodierer
115 übertragen, in dem als erstes in einem Decodierblock 116
eine Decodierung dieses kanalcodierten Teils erfolgt. In
diesem Schritt können einige der möglicherweise fehlerhaften
Bits korrigiert werden, vorausgesetzt, daß sich die Anzahl
von Fehlern innerhalb des Fehlerkorrekturvermögens des Feh
lerkorrekturcodes befindet. Der decodierte Datenrahmen 117
wird an den zweiten Bitordnung-Wiederherstellblock 118 über
tragen, in dem die Reihenfolge der Bits wieder in der durch
den Sprachcodierer vorgenommenen Anordnungsreihenfolge ange
ordnet wird, d. h., daß die höchstsignifikanten Bits für
die Sprache auf der linken Seite des Datenrahmens liegen.
Darauf folgend überprüft ein Paritätsprüfblock 119, ob der
der Kanaldecodierung unterzogene Datenrahmen hinsichtlich
der Bits innerhalb der Paritätsprüfung korrekt ist. Der Pa
ritätsprüfblock erzeugt ein Auswählsignal 120 mit dem Wert
Wahr (d. h. dem Zustand logisch 0) oder Falsch (d. h. dem
Zustand logisch 1) abhängig davon, ob der Datenrahmen kor
rekt (wahr) oder fehlerhaft (falsch) ist. Ferner sendet der
Paritätsprüfblock 119 den der Kanaldecodierung unterzogenen
Datenrahmen an einen zweiten Ausgang 121 des Paritätsprüf
blocks, von wo der Datenrahmen an den ersten Eingang eines
zweiten Multiplexers 122 übertragen wird. Die Funktion des
Paritätsprüfblocks 119 hängt z. B. vom verwendeten Paritäts
prüfverfahren ab, wobei es sich um für den Fachmann bekannte
Technik handelt.
Der nicht kanalcodierte oder ungeschützte Teil 123 des emp
fangenen Datenrahmens wird an einen zweiten Eingang des
zweiten Multiplexers 122 übertragen, wobei am Ausgang des
zweiten Multiplexers ein Sprachparameterrahmen 125 er
scheint, der bei korrekter Datenübertragung den durch den
Sprachcodierer 101 erzeugten Sprachparameterrahmen 102 er
zeugt. Vom Ausgang des Multiplexers wird der Sprachparame
terrahmen 125 an einen ersten Eingang einer Auswähleinrich
tung 126 übertragen. Das Ausgangssignal eines Synthetisier
blocks 124 wird an einen zweiten Eingang der Auswähleinrich
tung 126 geliefert. An den Steuereingang der Auswähleinrich
tung 126 wird das vom Paritätsprüfblock 119 erzeugte Aus
wählsignal 120 geliefert, auf dessen Grundlage die Auswähl
einrichtung 126 ihren Ausgang entweder mit dem Ausgang des
zweiten Multiplexers 122 verbindet, wenn der Wert des Aus
wählsignals 120 wahr ist, oder ihn mit dem Ausgang des Syn
thetisierblocks 124 verbindet, wenn der Wert des Auswählsig
nals 120 falsch ist. Vom Ausgang der Auswähleinrichtung
wird der Sprachparameterrahmen oder der synthetisierte Da
tenrahmen an einen Sprachdecodierer 127 zum Erzeugen eines
Sprachsignals 128 übertragen.
Beim vorstehend angegebenen System haben nicht alle ge
schützten Bits dieselbe Bitfehlerwahrscheinlichkeit, nachdem
der Datenrahmen einer Fehlerkorrektur unterzogen wurde. Die
se Situation ist für Faltungscodes typisch, die mit einem
bekannten Zustand beginnen und enden. Die Bits am Anfang und
am Ende des einer Faltungscodierung unterzogenen Datenrah
mens weisen kleinere Fehlerwahrscheinlichkeit auf als die
Bits, die in der Mitte des Datenrahmens liegen. Es ist of
fensichtlich, daß die Rahmenfehlerrate nicht kleiner (bes
ser) sein kann als die größte (kleinste) Fehlerrate der
durch Fehlerkorrektur geschützten Bits. Infolgedessen wird,
wenn beim Empfang irgendeines durch Fehlerkorrektur ge
schützten Bits ein Fehler erkannt wird, der Datenrahmen ins
gesamt selbst dann zurückgewiesen, wenn die besser geschütz
ten Bits innerhalb der Paritätsprüfung korrekt empfangen
wurden. So ist der Fehlerkorrektur-Wirkungsgrad in derarti
gen Situationen verringert, wenn die aktuell bekannten Ver
fahren verwendet werden.
Fehler im einer Faltungsdecodierung unterzogenen Bitstrom
117 treten häufig gebündelt auf, d. h., daß mehrere Fehler
innerhalb eines kurzen Zeitintervalls auftreten, dem eine
längere Periode ohne Fehler folgen kann. Dabei kann die
mittlere Anzahl von Fehlern relativ klein sein. Dies kann
zur Zurückweisung des gesamten Datenrahmens führen, obwohl
der das Fehlerbündel enthaltende Zyklus nur in einem kleinen
Teil von durch Paritätsprüfung geschützten Bits lag.
Der Erfindung liegt die Aufgabe zugrunde, ein Datenübertra
gungssystem, eine mobile Station und ein Verfahren zur Über
tragung von Information in Form von Datenrahmen zu schaffen,
bei denen der Wirkungsgrad betreffend eine Verringerung der
Rahmenfehlerrate verbessert ist.
Diese Aufgabe ist hinsichtlich des Verfahrens durch die Leh
re von Anspruch 1, hinsichtlich des Datenübertragungssystems
durch die Lehre von Anspruch 8 und hinsichtlich der mobilen
Station durch die Lehre von Anspruch 11 gelöst.
Die Erfindung beruht auf der Idee, die Fehlerrate so einzu
stellen, daß sie über die durch Fehlerkorrektur und Pari
tätsprüfung geschützten Bits hinweg im wesentlichen gleich
ist. Anders gesagt, betrifft die Erfindung das Wegverlegen
des Fehlerkorrekturvermögens für einer Fehlerkorrektur un
terzogene Bits von den besser geschützten Bits zu den schwä
cher geschützten Bits hin. Dies bedeutet in erster Linie,
daß die Rahmenfehler-Wahrscheinlichkeit verringert ist, ob
wohl das gesamte Fehlerkorrekturvermögen nicht erhöht ist.
Die Rahmenfehlerrate ist einer der wichtigsten Faktoren,
insbesondere bei der Übertragung eines Sprachsignals. Die
Verständlichkeit der Sprache fällt schnell ab, wenn die Rah
menfehlerrate ansteigt.
Die Erfindung führt zu deutlichen Vorteilen. Wenn eine er
findungsgemäße Codierung verwendet wird, ist die mittlere
Rahmenfehler-Wahrscheinlichkeit besser als dann, wenn ak
tuell bekannte Verfahren verwendet werden. Im Ergebnis ist
z. B. die Qualität von Sprache, insbesondere bei Störungsbe
dingungen, verbessert, wobei auch die Verwendbarkeit dieser
Art eines Mobilkommunikationssystems verbessert ist. Bei
Übertragungssystemen unter Verwendung einer Wiederübertra
gung von Fehler enthaltenden Rahmen ist das Erfordernis
einer Wiederübertragung verringert, wodurch sich auch eine
überflüssige Belastung des Kommunikationskanals verringert
und das Funktionsvermögen des Datenübertragungskanals ver
bessert ist.
Die Erfindung wird nachfolgend unter Bezugnahme auf die bei
gefügten Zeichnungen näher beschrieben.
Fig. 1a ist ein verkürztes Blockdiagramm, das Sprachcodie
rung gemäß bekannten Techniken veranschaulicht;
Fig. 1b ist ein verkürztes Blockdiagramm, das Sprachdecodie
rung gemäß bekannten Techniken veranschaulicht;
Fig. 2a ist ein verkürztes Blockdiagramm, das ein vorteil
haftes Ausführungsbeispiel erfindungsgemäßer Sprachcodierung
veranschaulicht;
Fig. 2b ist ein verkürztes Blockdiagramm, das ein vorteil
haftes Ausführungsbeispiel erfindungsgemäßer Sprachdecodie
rung veranschaulicht;
Fig. 2c ist ein verkürztes Blockdiagramm, das ein vorteil
haftes Ausführungsbeispiel eines erfindungsgemäßen Faltungs
codierers veranschaulicht;
Fig. 3a zeigt einen gemäß bekannten Techniken codierten Da
tenrahmen;
Fig. 3b zeigt einen gemäß einem vorteilhaften Ausführungs
beispiel der Erfindung codierten Datenrahmen;
Fig. 4 ist ein verkürztes Flußdiagramm, das Codierung gemäß
einer bekannten Technik veranschaulicht; und
Fig. 5 ist ein verkürztes Flußdiagramm, das Codierung gemäß
einem vorteilhaften Ausführungsbeispiel der Erfindung veran
schaulicht.
Fig. 2a ist ein verkürztes Blockdiagramm, das eine Vorrich
tung zeigt, wie sie zur Übertragung eines Sprachsignals im
Mobilkommunikationssystem GSM verwendet wird und bei der die
Erfindung in vorteilhafter Weise angewandt werden kann. Die
Vorrichtung ist z. B. der Sender im Sprachkanal einer mobi
len Station. Nachfolgend wird die Funktion des erfindungsge
mäßen Verfahrens unter Bezugnahme auf das Flußdiagramm von
Fig. 5 und die Vorrichtung von Fig. 2a beschrieben. Die bei
diesem Beispiel verwendete Fehlerkorrekturcodierung ist eine
Faltungscodierung, und die Fehlerprüfcodierung ist eine Pa
ritätsberechnung (CRC). Es sei auch darauf hingewiesen, daß
die in dieser Beschreibung angegebenen Zahlenwerte nur Bei
spiele sind. Die Erfindung kann in anderen Datenübertra
gungssystemen angewandt werden, die Fehlerkorrekturcodierung
und Fehlerprüfcodierung umfassen.
Auf für sich bekannte Weise wurde das Sprachsignal in
Sprachrahmen 200 von 20 ms unterteilt, um an einen Sprachco
dierer 201 geliefert zu werden. Der Sprachcodierer 201 er
zeugt aus jedem Sprachrahmen von 20 ms 260 Sprachparameter
bits, die einen Sprachparameterrahmen 202 bilden (Schritt
501). Für jeden Parameter werden die Bits in absteigender
Bedeutungsreihenfolge angeordnet, d. h., daß die höchst
signifikanten Bits bei diesem vorteilhaften Ausführungsbei
spiel näher als die geringer signifikanten Bits am Anfang
des Datenrahmens liegen. Beim erfindungsgemäßen Datenüber
tragungssystem bestehen keine deutlichen Unterschiede in den
Bitfehlerverhältnissen für diejenigen Bits des ungeschützten
Teils des Datenrahmens, die bei der Fehlererkennungscodie
rung verwendet werden; demgemäß müssen diese Bits nicht in
einer Bedeutungsreihenfolge angeordnet werden. So ist es
möglich, diejenige Reihenfolge zu verwenden, in der sich die
Bits im den Sprachcodierer 201 verlassenden Sprachparameter
rahmen 202 befinden.
Ferner werden die Bits in drei Gruppen eingeteilt: die erste
Gruppe besteht aus den 50 höchstsignifikanten Bits, die in
einer späteren Stufe durch Kanalcodierung geschützt werden
und auf deren Grundlage z. B. Paritätsprüfbits erzeugt wer
den; die zweite Gruppe besteht aus 132 Bits, die bei der Be
rechnung von Paritätsprüfbits nicht verwendet werden, die
jedoch durch Kanalcodierung geschützt werden; und die 78
Bits der dritten Gruppe sind ohne Schutz durch Kanalcodie
rung im Datenübertragungskanal zu übertragen.
Ein Bitgruppierungsblock 203 unterteilt die Sprachparameter
bits in zwei verschiedene Klassen, und zwar auf eine Weise,
die derjenigen entspricht, die oben in Verbindung mit der
Beschreibung der Funktion einer bekannten Vorrichtung offen
bart wurde. Die subjektiv höchstsignifikanten 182 Bits der
Klasse I werden an Codierungsblöcke 205 und 206 zur Fehler
korrektur und -erkennung geleitet, jedoch werden die 78 Bits
der Klasse II in keiner Weise geschützt. Im Paritätserzeu
gungsblock 205 werden aus den 50 höchstsignifikanten Bits
der Klasse I drei Paritätsprüfbits berechnet (Schritt 503).
Im Flußdiagramm der Fig. 5 entsprechen die Schritte 501 bis
503 dem obenbeschriebenen bekannten Ablauf, anders gesagt,
der Erzeugung eines Sprachparameterrahmens (Schritt 501),
der Einteilung der Bits in drei Gruppen (Schritt 502) und
der Erzeugung von Paritätsprüfbits (Schritt 503). Auch ent
sprechen in Fig. 2a die Blöcke 201 und 203 der Vorrichtung
im wesentlichen den Blöcken 101 und 103 in der Fig. 1a, mit
der Ausnahme, daß der Bitgruppierungsblock 203 nicht erfor
derlich ist, um diejenigen Bits, die bei der Fehlererken
nungscodierung verwendet werden, in der Bedeutungsreihenfol
ge anzuordnen, wodurch der Bitcodierungsblock 203 einfacher
als der Bitgruppierungsblock 103 bekannter Vorrichtungen
sein kann. Andererseits können die Bits als größere Einheiten
angeordnet werden, z. B. kann die Reihenfolge von Sprachpa
rametern in einem Datenrahmen geändert werden.
Als nächstes (Schritt 504) werden die Bits der Gruppe 1 und
der Gruppe 2 in einem einer Kanalcodierung zu unterziehenden
Datenrahmen kombiniert, jedoch auf solche Weise, daß die
Anordnung der Bits nicht entsprechend der Bedeutungsreihen
folge geändert wird. Die Reihenfolge der Bits ist demgemäß
dieselbe wie im im Schritt 501 erzeugten Datenrahmen. Die
Paritätsbits werden ebenfalls im geschützten Teil unterge
bracht, wobei sie nun unmittelbar auf die Informationsbits
folgen. Ferner werden am Ende des der Kanalcodierung zu un
terziehenden Datenrahmens vier Endbits hinzugefügt (Schritt
505). Bei diesem Ausführungsbeispiel erfolgt die Kanalcodie
rung durch den Kanalcodierer 206 mit einer Codierungsrate
von 1/3 (Schritt 506), wobei zusätzlich zu den zwei erzeu
genden Polynomen ein drittes erzeugendes Polynom erforder
lich ist, wie dies nachfolgend beschrieben wird. Da der 1/3-
Faltungscodierer einen Datenrahmen 207 erzeugt, der aus 267
Bits statt aus 378 Bits (= 3.(50 +3+132+4)) besteht, müssen
einige der der Faltungscodierung unterzogenen Bits vor der
Erzeugung des an den Datenübertragungskanal zu übertragenden
Datenrahmens entfernt werden. Das Entfernen zusätzlicher
Bits erfolgt in einem Formungsblock 208 (Schritt 507), des
sen Funktion unten in Verbindung mit der Beschreibung der
Funktion des Kanalcodierers detaillierter beschrieben wird.
Es ist ersichtlich, daß die Erfindung nicht auf Faltungsco
dierung mit einer Coderate von 1/3 beschränkt ist, sondern
daß auch andere Coderaten verwendet werden können. Die Er
findung kann bei Systemen angewandt werden, bei denen ein
Teil des an den Datenübertragungskanal zu übersendenden Rah
mens, der mit Fehlerkorrekturcodierung geschützt ist, mit
einer anderen Faltungscodierung als einer solchen mit einer
Coderate 1/2 codiert wird.
Der an den Datenübertragungskanal zu übertragende Datenrah
men 212 wird in einem Multiplexer 211 erzeugt (Schritt 508),
um den der Faltungscodierung unterzogenen Datenrahmen, aus
dem einige Bits gelöscht wurden, mit den 78 Bits der dritten
Gruppe 210, die ohne Kanalcodierung zu übertragen sind, zu
kombinieren. Dieses Verfahren kann demgemäß dazu verwendet
werden, die Bitfehlerrate geschützter Bits auszugleichen,
wobei die Wahrscheinlichkeit einer korrekteren Datenübertra
gung zunimmt oder die Rahmenfehlerrate abnimmt.
Fig. 3b zeigt Bitfehlerraten des Datenrahmens 212 für ver
schiedene Bits. Die Buchstaben M kennzeichnen Bits mit mitt
lerem Schutz, für die Fehlerkorrekturinformation vorliegt,
und die Buchstaben N kennzeichnen Bits mit dem schwächsten
Schutz, die bei der Erzeugung von Fehlerprüfinformation
nicht verwendet werden. In derselben Fig. 3b ist auch eine
Kurve eingezeichnet, die die Bitfehlerrate für jedes Bit
veranschaulicht. Die Kurve zeigt, in welchen Teilen des Da
tenrahmens der Schutz besser ist und in welchen er schlech
ter ist.
Fig. 2c ist ein verkürztes Blockdiagramm, das den Kanalco
dierer 206 zeigt. Ein Eingang EIN ist mit dem Eingang eines
ersten Schieberegisters D1 und einem ersten Eingang von Sum
mierern SUM1, SUM2, SUM3 verbunden. Der Ausgang des ersten
Schieberegisters D1 ist mit dem Eingang eines zweiten Schie
beregisters D2, einem Eingang des zweiten Summierers SUM2
und dem zweiten Eingang des dritten Summierers SUM3 verbun
den. Der Ausgang des zweiten Schieberegisters D2 ist mit dem
Eingang eines dritten Schieberegisters D3 und dem dritten
Eingang des dritten Summierers SUM3 verbunden. Der Ausgang
des dritten Schieberegisters D3 ist mit dem Eingang eines
vierten Schieberegisters D4, dem zweiten Eingang des ersten
Summierers SUM1 und dem dritten Eingang des zweiten Summie
rers SUM2 verbunden. Ferner ist der Ausgang des vierten
Schieberegisters D4 mit dem dritten Eingang des ersten Sum
mierers SUM1, dem vierten Eingang des zweiten Summierers
SUM2 und dem vierten Eingang des dritten Summierers SUM3
verbunden. Der Ausgang AUS1 des ersten Summierers, der Aus
gang AUS2 des zweiten Summierers sowie der Ausgang AUS3 des
dritten Summierers sind mit dem Eingängen einer Auswählein
richtung MUX verbunden, deren Ausgangssignal das Ausgangs
signal AUS des Kanalcodierers 206 bildet. Der Zustand des
ersten Summierers SUM1 hängt entsprechend der Gleichung
a(D) (1+D3+D4) vom Zustand des Eingangssignals EIN ab, wobei
a(D) die an den Eingang EIN übertragene Information kenn
zeichnet und 1+D+D3+D4 das erste erzeugende Polynom G1 ist.
Auf entsprechende Weise hängt der Zustand am Ausgang des
zweiten Summierers entsprechend der Formel a(D) (1+D+D3+D4)
vom Zustand am Eingang EIN ab, wobei 1+D+D3+D4 das zweite
erzeugende Polynom G2 ist. Bei der erfindungsgemäßen Kanal
codierung wird vorzugsweise auch ein drittes erzeugendes Po
lynom G3 verwendet, das z. B. 1+D+D2+D4 ist, d. h., daß der
Zustand am Ausgang des dritten Summierers entsprechend der
Formel a(D) (1+D+D2+D4) vom Zustand am Eingang EIN abhängt.
In den erzeugenden Polynomen G1, G2, G3 kennzeichnet der In
dex D den Zustand des Eingangssignals EIN zum Zeitpunkt t-1
(= Zustand am Ausgang des ersten Schieberegisters D1), D2
kennzeichnet den Zustand des Eingangssignals EIN zum Zeit
punkt t-2 (= Zustand am Ausgang des zweiten Schieberegisters
D2), D3 kennzeichnet den Zustand des Eingangssignals EIN zum
Zeitpunkt t-3 (= Zustand am Ausgang des dritten Schiebere
gisters D3), und D4 kennzeichnet den Zustand des Eingangssi
gnals EIN zum Zeitpunkt t-4 (= Zustand am Ausgang des vier
ten Schieberegisters D4). Das Ausgangssignal der Summierer
SUM1, SUM2, SUM3 hat den Zustand 1, wenn eine ungeradzahlige
Anzahl von Zuständen 1 in den Eingangssignalen in diese Sum
mierer SUM1, SUM2, SUM3 vorliegt. In den anderen Fällen be
findet sich das Ausgangssignal der Summierer SUM1, SUM2,
SUM3 im Zustand 0.
Demgemäß ist der Kanalcodierer eine Art Zustandsmaschine,
bei der das Ausgangssignal des Kanalcodierers nicht nur
durch das zu einem Zeitpunkt zu codierende Bit, sondern auch
von einigen Zuständen zuvor codierter Bits beeinflußt wird.
Ferner zeigt das Blockdiagramm von Fig. 2c eine Taktsignal
schaltung CLK, z. B. zum Übertragen der Information am Ein
gang jedes Schieberegisters D1, D2, D3, D4 an den jeweiligen
Ausgang dieser Schieberegister, wie auch zum Erzeugen von
Steuersignalen SEL1, SEL2, durch die die Auswähleinrichtung
MUX das Signal an ihrem ersten, zweiten oder dritten Eingang
als Ausgangssignal AUS auswählt, d. h. den Zustand am Aus
gang des ersten Summierers SUM1, des zweiten Summierers SUM2
oder des dritten Summierers SUM3. Wenn z. B. das erste Steu
ersignal SEL1 und das zweite Steuersignal SEL2 der Auswähl
einrichtung den Zustand 0 aufweisen, kürzer gesagt, wenn
sich die Auswählsignale SEL1, SEL2 im Zustand 00 befinden,
befindet sich das Ausgangssignal der Auswähleinrichtung MUX
im Zustand des ersten Summierers SUM1. Wenn sich das erste
Steuersignal SEL1 der Auswähleinrichtung im Zustand 1 befin
det, während sich das zweite Steuersignal SEL2 im Zustand 0
befindet, kürzer gesagt, wenn sich die Auswählsignale SEL1,
SEL2 im Zustand 10 befinden, befindet sich das Ausgangssi
gnal der Auswähleinrichtung MUX im Zustand des zweiten Sum
mierers SUM2. Wenn sich das erste Steuersignal SEL1 der Aus
wähleinrichtung im Zustand 0 befindet, während sich das
zweite Steuersignal SEL2 im Zustand 1 befindet, kürzer ge
sagt, wenn sich die Auswählsignale SEL1, SEL2 im Zustand 01
befinden, befindet sich das Ausgangssignal der Auswählein
richtung MUX im Zustand des dritten Summierers SUM3. Die
Steuersignale SEL1, SEL2 werden z. B. wie folgt erzeugt. Es
werden zwei für sich bekannte durch zwei teilende Dividierer
DIV1, DIV2 auf solche Weise verbunden, daß an den Eingang
des ersten Dividierers DIV1 vorzugsweise eine Impulsfolge
übertragen wird, deren Frequenz das Dreifache der Frequenz
des Triggersignals K für die Schieberegister D1, D2, D3, D4
ist; der Ausgang des ersten Dividierers DIV1 ist mit dem
Eingang des zweiten Dividierers DIV2 verbunden, und die Di
vidierer werden mit jedem dritten Taktimpuls in ihren Aus
gangszustand versetzt. Beim Verbindungsbeispiel von Fig. 2
ist dies auf solche Weise realisiert, daß der Ausgang der
Taktsignalschaltung CLK mit dem Steuereingang der Auswähl
einrichtung MUX und dem Eingang des ersten Dividierers DIV1
verbunden ist. Der Ausgang des zweiten Dividierers DIV2 ist
mit den Triggereingängen der Schieberegister D1, D2, D3, D4
verbunden. Die zeitliche Steuerung kann auch auf andere dem
Fachmann bekannte Arten realisiert werden, z. B. unter Ver
wendung eines Anwendungsprogramms in einem Mikroprozessor.
Nun wird die Funktion des Kanalcodierers 206 dadurch weiter
beschrieben, daß als Beispiel ein Datenrahmen a(D) verwen
det wird, dessen Information die Bitfolge 0101 ist, wobei
die Endbitfolge 0000 ist, wobei 0 den logischen Zustand 0
kennzeichnet und 1 den logischen Zustand 1 kennzeichnet. Bei
praktischen Anwendungen ist der logische Zustand 0 im allge
meinen ein Spannungswert von ungefähr 0 V, während der logi
sche Zustand 1 auf entsprechende Weise näherungsweise die
Betriebsspannung von z. B. 3,3 V ist. Die Bitfolge zeigt
sich chronologisch fortschreitend von links nach rechts, so
daß das erste Bit den Wert 0 hat. Die Information a(D) wird
an den Eingang EIN des Kanalcodierers 206 übertragen. So hat
der Ausgang AUS1 des ersten Summierers den Zustand 0, wäh
rend am Ausgang der anderen Summierer AUS2, AUS3 ebenfalls
der Zustand 0 vorliegt, vorausgesetzt, daß sich die Schie
beregister D1, D2, D3, D4 anfangs im Zustand 0 befinden.
Während der Zustände 00, 10 und 01 der Auswählsignale SEL1,
SEL2 befindet sich das Ausgangssignal der Auswähleinrichtung
MUX im Zustand 0, in dem am Ausgang des Kanalcodierers 206
die Bitfolge 000 erzeugt wird. Das als nächstes eintreffende
Bit hat den Wert 1, und die Schieberegister D1, D2, D3, D4
befinden sich im Zustand 0, wobei sich das Ausgangssignal
AUS1, AUS2, AUS3 jedes Summierers im Zustand 1 befindet. So
befindet sich der Ausgang der Auswähleinrichtung MUX während
der verschiedenen Zustände des Auswählsignals SEL im Zustand
1, wobei am Ausgang des Kanalcodierers 206 die Bitfolge 111
erzeugt wird. Das nächste Bit hat den Wert 0, wobei sich das
erste Schieberegister D1 im Zustand 1 befindet und sich das
zweite, dritte und vierte Schieberegister D2, D3 bzw. D4 im
Zustand 0 befinden. So wird die Bitfolge 011 am Ausgang des
Kanalcodierers 206 erzeugt. Das vierte Bit hat den Wert 1,
wobei sich das erste Schieberegister D1 im Zustand 0 befin
det, das zweite Schieberegister D2 im Zustand 1 befindet,
das dritte Schieberegister D3 im Zustand 0 befindet und das
vierte Schieberegister D4 im Zustand 0 befindet. So wird am
Ausgang des Kanalcodierers 206 die Bitfolge 110 erzeugt. Mit
den Bits des Endteils umfaßt das Ausgangssignal die Bitfol
ge 101110110110. Die Bedeutung des Endteils ist hier z. B.
die, daß selbst das letzte Informationsbit durch die Schie
beregister D1, D2, D3, D4 des Kanalcodierers gelaufen ist.
Um dies zu erzielen, werden die Schieberegister D1, D2, D3,
D4 des Kanalcodierers mindestens vier Mal nach dem letzten
Informationsbit durchgetaktet, wobei die Länge des Endteils
mindestens vier sein sollte. Demgemäß wird bei diesem Bei
spiel der Datenrahmen a(D) 01010000 in die Bitfolge
000111011110101110110110 codiert.
Im obenangegebenen Faltungscodierer 206 mit der Coderate 1/3
werden demgemäß für jedes Eingangsbit drei Ausgangsbits er
zeugt. Die Länge des an den Datenübertragungskanal zu über
tragenden Datenrahmen sollte jedoch dieselbe wie bei einer
bekannten Codierung sein; demgemäß müssen einige der durch
die Faltungscodierung erzeugten Bits entfernt werden, bevor
der Datenrahmen in den Datenübertragungskanal übertragen
werden kann. Ein Auswählverfahren ist in der Tabelle 1 dar
gestellt, in der die Zahl 1 den Einschluß des Bits in den
Datenrahmen kennzeichnet, während die Zahl 0 den Ausschluß
des Bits kennzeichnet. Die Zahlen sind in Dreiergruppen
gruppiert, wobei die erste Zahl das Ausgangssignal des ers
ten Summierers SUM1 anzeigt, die zweite Zahl das Ausgangs
signal des zweiten Summierers SUM2 anzeigt und die dritte
Zahl das Ausgangssignal des dritten Summierers SUM3 anzeigt.
Bei diesem Beispiel existieren 189 Gruppen, d. h. 182+3+4
(182 zu schützende Bits, 3 Paritätsprüfbits, die aus den zu
schützenden höchstsignifikanten Bits berechnet werden, und
vier Endbits). Z. B. ist in den vier ersten Gruppen nur das
Ausgangssignal des ersten Summierers SUM1 ausgewählt; in den
folgenden fünf Gruppen sind die Ausgangssignale des ersten
Summierers SUM1 und des zweiten Summierers SUM2 ausgewählt;
in der zehnten Gruppe sind die Ausgangssignale aller drei
Summierer SUM1, SUM2, SUM3 ausgewählt usw. Die Anzahl der
Zahlen 1 in der Tabelle beträgt 378, wobei das Endergebnis
einen Datenrahmen derselben Länge wie derjenigen eines Da
tenrahmens ergibt, der durch bekannte Verfahren zur Verwen
dung bei der Übertragung eines Sprachsignals im GSM-System
codiert wurde. Bei diesem Beispiel ist die Tabelle auf sol
che Weise erstellt, daß die Anzahl der Zahlen 1, d. h. die
Anzahl der einzuschließenden Bits, am Anfang größer als am
Ende ist. Im Ergebnis ist das Fehlerkorrekturvermögen am An
fang des Rahmens besser als an dessen Ende.
TABELLE 1
Im Datenrahmen kann die Auswahl zu übertragender Bits z. B.
auf solche Weise realisiert werden, daß das Ausgangssignal
AUS des Multiplexers an einen Auswählblock 231 geliefert
wird, in dem eine Auswahl in Dreiergruppen erfolgt, nämlich
dahingehend, welcher der drei Werte, d. h. welches der Aus
gangssignale AUS1, AUS2, AUS3 der Summierer, in den zu über
tragenden Datenrahmen eingeschlossen wird. Im Auswählblock
231 kann die Tabelle z. B. in einen Festwertspeicher (ROM)
eingespeichert sein, oder es kann ein Programm geschrieben
werden, in dem die Auswahlregel programmiert ist. Die Reali
sierung der ROM-Tabelle erfolgt auf solche Weise, daß jede
Dreiergruppe unter einer eigenen Adresse positioniert ist,
wobei ein Bit einer Zahl in der Gruppe z. B. auf solche Wei
se entspricht, daß das Bit 0 der ersten Zahl in der Gruppe
entspricht, das Bit 1 der zweiten Zahl und das Bit 2 der
dritten Zahl. ROM-Schaltungen verfügen im allgemeinen über
eine Breite von acht Bits, d. h., daß ein Byte mit einer
Breite von acht Bits unter einer Adresse gespeichert werden
kann. So sollte der bei diesem Ausführungsbeispiel verwende
te Festwertspeicher einen Speicherraum von mindestens 567
Bytes aufweisen. Das Lesen der Tabelle wird in vorteilhafter
Weise durch einen Mikroprozessor gesteuert, dessen Anwen
dungssoftware die obengenannten Operationen zum Lesen und
Vergleichen der Tabelle enthält, wie dies dem Fachmann be
kannt ist.
Im Empfänger werden Operationen umgekehrt zu den obenangege
benen hauptsächlich in der umgekehrten Reihenfolge ausge
führt. Fig. 2b zeigt ein Beispiel für einen solchen Empfän
ger gemäß einem vorteilhaften Ausführungsbeispiel der Erfin
dung. Der Empfänger ist als Empfänger für einen Sprachkanal
mit voller Rate im GSM-System vorgesehen, und er entspricht
seinen Funktionen nach hauptsächlich dem Empfänger von Fig.
1b. Dieser Empfänger ist z. B. der Empfänger im Sprachkanal
einer mobilen Station. Nachfolgend wird die Funktion des
Empfängers von Fig. 2b beschrieben.
Der empfangene Datenrahmen 213, d. h. die Bitfolge von 456
Bits, wird an einen Bitgruppierungsblock 214 weitergeleitet,
in dem der kanalcodierte Teil 215 und der keiner Kanalcodie
rung unterzogene Teil 225 im Datenrahmen voneinander ge
trennt werden. Der kanalcodierte Teil wird an einen Kanalco
dierer 219 weitergeleitet, in dem diejenigen Bits, die den
im Formungsblock 208 auf der Sendeseite entfernten Bits ent
sprechen, in einem Umformungsblock 219 zum kanalcodierten
Teil hinzugefügt werden. Die Werte der entfernten Bits sind
im Empfänger nicht bekannt, jedoch können diese dadurch er
setzt werden, daß der Wert der Bits auf 0,5 gesetzt wird,
was für den Decodierer neutral ist.
Der Wiederformungsblock 216 enthält eine Tabelle mit ähnli
chem Inhalt wie der Formungsblock 208, wobei der Wiederfor
mungsblock 216 weiß, an welchen Punkten die fehlenden Bits
hinzugefügt werden müssen. Die Realisierung der Tabelle kann
auch im Empfänger auf z. B. einer ROM-Tabelle beruhen.
So führt der Decodierblock 218 die Decodierung des im Wie
derformungsblock 216 wiederhergestellten Datenrahmens 217
aus, d. h. des kanalcodierten Teils, zu dem die fehlenden
Bits hinzugefügt werden. In diesem Stadium ist es möglich,
einige der möglichen Datenübertragungsfehler zu korrigieren,
vorausgesetzt, daß sich die Anzahl von Fehlern innerhalb
des Fehlerkorrekturvermögens des Fehlerkorrekturcodes befin
det. Im decodierten Datenrahmen 220 entspricht die Bitrei
henfolge derjenigen im Sprachcodierer, d. h., daß die
höchstsignifikanten Bits für die Sprache auf der linken Sei
te des Datenrahmens liegen. So ist keine Umorganisierung von
Bits erforderlich, wie sie bei einer bekannten Vorrichtung
nötig ist.
Darauf folgend prüft der Paritätsprüfblock 221, ob der der
Kanaldecodierung unterzogene Datenrahmen 220 hinsichtlich
der durch eine Paritätsprüfung geschützten Bits korrekt ist.
Der Paritätsprüfblock erzeugt ein Auswählsignal 222, dessen
Wert abhängig davon, ob der Datenrahmen korrekt (wahr) oder
fehlerhaft (falsch) ist, entweder wahr (d. h. der logische
Zustand 0) oder falsch (d. h. der logische Zustand 1) ist.
Ferner überträgt der Paritätsprüfblock 221 den der Kanalde
codierung unterzogenen Datenrahmen an seinen zweiten Ausgang
223, von dem der Datenrahmen an den ersten Eingang eines
zweiten Multiplexers 224 geliefert wird.
An einen zweiten Eingang des zweiten Multiplexers 224 wird
der keiner Kanalcodierung unterzogene oder ungeschützte Teil
225 des empfangenen Datenrahmens geleitet, wobei das Aus
gangssignal des zweiten Multiplexers einen Sprachparameter
rahmen 227 enthält, der demgemäß bei korrekter Datenübertra
gung dem durch den Sprachcodierer 201 erzeugten Sprachpara
meterrahmen 202 entspricht. Vom Ausgang des Multiplexers
wird der Sprachparameterrahmen 227 an den ersten Eingang
einer Auswähleinrichtung 228 geliefert. Das Ausgangssignal
eines Synthetisierblocks 226 wird an einen zweiten Eingang
der Auswähleinrichtung 228 gegeben. Dem Steuereingang der
Auswähleinrichtung 228 wird das vom Paritätsprüfblock 221
erzeugte Auswählsignal 222 zugeführt, auf dessen Grundlage
die Auswähleinrichtung 228 ihren Ausgang entweder mit dem
Ausgang des zweiten Multiplexers 224 verbindet, wenn der
Wert des Auswählsignals 222 wahr ist, oder sie ihn mit dem
Ausgang des Synthetisierblocks 226 verbindet, wenn der Wert
des Auswählsignals 222 falsch ist. Vom Ausgang der Auswähl
einrichtung wird der Sprachparameterrahmen oder der synthe
tisierte Datenrahmen an einen Sprachdecodierer 229 zur Er
zeugung eines Sprachsignals 230 geliefert.
Beim erfindungsgemäßen Verfahren werden die durch Fehler
korrekturcodierung zu schützenden Bits, die bei einer Feh
lerkorrektur verwendet werden, in vorteilhafter Weise entwe
der am Anfang oder am Ende eines Datenrahmens angeordnet.
Vorzugsweise wird in unmittelbarer Nachbarschaft dieser Bits
die Fehlererkennungsinformation angebracht, wie die im
Schritt 503 erzeugten Paritätsprüfbits. Diese Anordnung ver
ringert die Wahrscheinlichkeit, daß ein Bündelfehler am An
fang oder Ende den gesamten Datenrahmen unbrauchbar macht.
Es kann eine ausreichende Anzahl höchstsignifikanter Bits
korrigiert werden, wodurch es möglich ist, sie dazu zu ver
wendet, einen Datenrahmen zu erzeugen, der beinahe dem Ori
ginal entspricht.
Obwohl die Erfindung oben in Verbindung mit einem Sprachka
nal für volle Rate im Mobilkommunikationssystem GSM be
schrieben wurde, ist die Erfindung nicht auf die obenbe
schriebenen Ausführungsbeispiele beschränkt, sondern sie
kann innerhalb des Schutzumfangs der beigefügten Ansprüche
modifiziert werden. So ist es vorteilhaft, die Erfindung bei
Datenübertragungssystemen anzuwenden, bei denen die zu über
tragenden Datenrahmen einer Fehlerkorrekturcodierung unter
zogen werden, bei der das Bitfehlerverhältnis im gesamten
Datenrahmen nicht gleichmäßig ist, wobei auch ein Teil der
zu übertragenden Information bei der Erzeugung der Fehlerer
kennungsinformation verwendet wird.