DE3912605A1

DE3912605A1 - Digitales codierverfahren

Info

Publication number: DE3912605A1
Application number: DE3912605A
Authority: DE
Inventors: Bernhard Grill; Thomas Sporer; Bernd Kuerten; Ernst Eberlein; Karl-Heinz Brandenburg
Original assignee: Fraunhofer Gesellschaft zur Forderung der Angewandten Forschung eV
Current assignee: Fraunhofer Gesellschaft zur Forderung der Angewandten Forschung eV
Priority date: 1989-04-17
Filing date: 1989-04-17
Publication date: 1990-10-25
Anticipated expiration: 2009-04-18
Also published as: WO1990013182A3; EP0612156B1; NO913931D0; NO307767B1; ES2088918T5; FI105731B; EP0612156A3; GR3021283T3; NO913931L; KR920702098A; EP0393526A2; DK0393526T3; JP2739377B2; KR0136572B1; ATE140571T1; WO1990013182A2; DE3943880B4; RU2141166C1; EP0717503A2; ES2088918T3

Description

Die Erfindung bezieht sich auf ein digitales Codierver fahren für die Übertragung und/oder Speicherung von akkustischen Signalen und insbesondere von Musiksignalen gemäß dem Oberbegriff des Patentanspruchs 1.

Verfahren gemäß dem Oberbegriff des Patentanspruchs 1 sind beispielsweise aus der DE-PS 33 10 480 oder aus der WO 88/01 811 bekannt. Auf die genannten Druckschriften wird im übrigen zur Erläuterung aller hier nicht näher beschriebe nem Begriffe ausdrücklich Bezug genommen.

Insbesondere bezieht sich die Erfindung auf das in der WO 88/01 811 erstmals vorgeschlagene OCF-Verfahren.

Der Erfindung liegt die Aufgabe zugrunde, digitale Codierverfahren und insbesondere das aus der WO 88/01 811 bekannte OCF-Verfahren derart weiterzubilden, daß bereits bei Datenraten von cirka 2 bit/ATW eine Codierung von Musik mit einer der Compact-Disc vergleichbaren Qualität und bei Datenraten von 1,5 bit/ATW die Codierung von Musik mit einer Qualität von guten UKW-Rundfunksendungen möglich ist.

Eine erfindungsgemäße Lösung dieser Aufgabe ist mit ihren Weiterbildungen und Ausgestaltungen in den Patentansprü chen angegeben.

Die Erfindung wird nachstehend anhand der Zeichnung näher beschrieben, in der zeigen:

Fig. 1 ein Spektrum mit ausgeprägtem Maximum,

Fig. 2 Codewörter in einem festen Raster,

Fig. 3 die Anordnung wichtiger Nachrichtenteile in einem festen Raster,

Fig. 4 schematisch den als "Bitsparkasse" dienenden Ringpuffer, und

Fig. 5 die Häufigkeitsverteilung des Spektrums.

Gemäß Anspruch 1 wird in an sich bekanmter Weise ein Co dierer, d.h. eine Codezuordnung verwendet, bei der die Auftrittswahrscheinlichkeit des quantisierten Spektralko effizienten mit der Länge des Codes derart korreliert ist, daß das Codewort um so kürzer ist, je häufiger der Spek tralkoeffizient auftritt. Derartige Codierer sind auch unter der Bezeichnung Huffmancodes bekannt. Der Code wird dabei im allgemeinen einer Tabelle entnommen, deren Länge der Anzahl der Codewörter entspricht. Falls eine große Anzahl von Codewörterm mit einer Wortlänge, die größer als die durchschnittliche Wortlänge ist, eine ähnliche Wort länge besitzt, können alle diese Codewörter mit einem geringen Verlust an Codiereffektivität durch eine gemein same Kennung und einen nachfolgenden besonderen Code, der dem Anwendungsfall angepaßt ist, beschrieben werden. Die ser Code kann beispielsweise ein PCM-Code (pulscode modu lation) sein (Anspruch 2): Dieses Verfahren ist insbeson dere dann effizient, wenn nur wenige Werte eine große Auftrittswahrscheinlichkeit besitzen, wie es z.B. bei der Codierung von Musik in Spektraldarstellung der Fall ist: Im folgenden soll dies an einem Beispiel erläutert werden. Dabei sei folgende Wahrscheinlichkeitsverteilung gegeben:

Wert
Wahrscheinlichkeit
0\|50%
1	30%
2	15%
3 . . . 15	zusammen 5%, d. h. je 0,38%

Die Entropie, d.h. die kürzest mögliche mittlere Codelänge beträgt hier 1,83275 bit.

Bei einem derartigen Anwendungsfall ist es von Vorteil, einem Huffmancode zu bestimnen, der die Werte 0, 1, 2 und eine Kennung (im folgenden mit ESC bezeichnet), in der die Werte 3 bis 15 codiert werden, beinhaltet.

Bei reiner Huffman-Codierung erhält man eine mittlere Codelänge vom 1,89 bit, bei einer Codierung mit ESC dage gen eine mittlere Codelänge von 1,9 bit. Die Codeeffizienz wird bei ESC-Codierung zwar geringfügig schlechter, die Tabellengröße für den Coder und den Decoder aber um den Faktor 4 kleiner, so daß die Geschwindigkeit für den Codier- umd Decodiervorgang ansteigt.

Verwendet man als Code nach dem ESC-Wert einen modifizier ten PCM-Code, so lassen sich ohne Veränderung der mittle ren Codelänge sogar die Werte bis 18 codieren.

Wert
Huffmancode mit ESC
0
0
1	10
2	110
3	111+0000
4	111+0001
5	111+0010
6	111+0011
7	111+0100
8	111+0101
9	111+0110
10	111+0111
11	111+1000
12	111+1001
13	111+1011
14	111+1011
15	111+1100
16	111+1101
17	111+1110
18	111+0111

Im Anspruch 3 ist eine weitere Ausgestaltung gekennzeich net, gemäß der n Spektralkoeffizienten mit n 2 zu einem n-Tupel zusammemgefaßt und gemeinsam mittels eines Opti malcoders codiert werden. Optimalcoder, die jedem Spek tralwert ein Codewort verschiedener Lange zuweisen, sind nur in Ausnahmefällen "optimal im Sinne der Informations theorie". Eine weitere Reduktion der Code-Redundanz kann durch die erfindungsgemäße Codierung gemäß Anspruch 3 dadurch erreicht werden, daß wenigstens einem Paar von Spektralwerten ein Codewort zugeordnet wird. Die Re dundanzverminderung ergibt sich zum einen daraus, daß die beiden gemeimsam codierten Spektralwerte statistisch nicht unabhängig sind, zum anderen aus der Tatsache, daß bei der Codierung von Paaren von Werten eine feinere Anpassung des Codebuchs bzw. der Codetabelle an die Signalstatistik erfolgen kann.

Dies soll im folgenden an einem Beispiel erläutert werden: Zunächst sei ein Entropiecoder (Optimalcoder) betrachtet, der Einzelwerten einzelne Codeworte zuordnet:

Es ergibt sich eine mittlere Codewortlänge von 1.

Bei Betrachtung der Wahrscheinlichkeiten von Paaren von Abtastwerten ergibt sich folgender Optimalcodierer:

Die mittlere Codewortlänge pro Einzelwert ergibt sich aus der Summe der Terme "Häufigkeit _* Codewortlänge", geteilt durch 2 (wegem der Codierung von Paaren von Werten) . Sie ist im Beispiel 0,9. Dies ist weniger, als bei der Codie rung von Einzelwerten bei Annahme derselben Signalstatis tik erreichbar ist. Die Codierung von Paaren von Spektral werten geschieht z.B. dadurch, daß der jeweils erste Spek tralwert als Zeilennummer umd der zweite Werte eins Paars als Spaltennummer verwendet wird, um in einer Codetabelle das jeweilige Codewort zu adressieren.

Vergrößert man die Anzahl der zusammen codierten Werte weiter, so ergibt sich im Mittel eine kleinere Codewort länge, z.B. für 4-Tupel:

Die mittlere Codelänge beträgt also im Beispiel 3,57/4 = 0,89 bit.

Ferner ist es auch möglich, eine gemeinsame Codierung gemäß Anspruch 4 dadurch auszuführen, daß Spektralkoeffi zienten gleicher Nummer aus aufeinanderfolgenden Blöcken zusammengefaßt und gemeinsam codiert werden. Dies soll im folgenden am einem Beispiel erläutert werdem, bei dem zur Vereinfachung zwei Datemblöcke gemeinsam codiert werden; auf die gleiche Weise können aber auch mehr Datemblöcke zusammengefaßt werden:

Es seien x (1), x (2), . . ., x (n) die Frequenzkoeffizienten eines Blockes, y (1), y (2), . . ., y (n) die des darauf folgenden Blockes.

1) Die zu codierenden Spektralwerte zweier aufeinanderfol gender Datenblöcke werden zusammen codiert. Dazu wird aus jedem der beiden Blöcke der quantisierte Spektralwert mit der gleichen Nummer genommen und dieses Paar codiert, d.h. zeitlich aufeinanderfolgende Werte der gleichen Frequenz werden zusammen codiert. Die Korrelation zwischen diesen ist bei quasistationären Signalen sehr groß, d.h. ihr Betrag variiert nur wenig. Die dazugehörige Quantisierer information ist für beide Datenblöcke wegen der gemeinsa men Codierung nur einmal erforderlich.

Es werden die Paare (x (1) y (1), (x (2) ), . . ., (x (n) y (n) ) zusammen codiert.

2) Die Beträge zweier aufeinander folgender Spektralwerte eines Blockes sind bei "glatten" Spektren miteinander korrelliert. Für solche Signale ist es sinnvoll zwei Spektralwerte eines Blocks zusammen zu codieren,

Es werden die Paare (x (1) x (2) ), (x (3) x (4) ), . . ., (x (n-1) x (n) ) zusammen codiert. Abhängig von der Transformation sind auch andere Zusammenfassungen von Werten sinnvoll.

3) Die Umschaltung zwischen 1) und 2) kann zum Beispiel durch ein Kennbit übertragen werden.

Für mehr als zwei gemeinsam codierte Werte können beide Möglichkeiten kombiniert werden: Für 4-Tupel sind z.B. folgende Möglichkeiten sinnvoll:

a) je ein Wert aus vier aufeinanderfolgenden Blöcken
b) je zwei Werte aus zwei aufeinanderfolgenden Blöcken
c) vier Werte aus einem Block

Bei den Fällen a) und b) kann man Zusatzinformation ein sparen.

Selbstverständlich ist es nicht nur möglich, daß die Co dierung durch Bildung von Paaren oder n-Tupeln von je einem Spektralwert jedes Datenblocks geschieht oder daß die Codierung durch Bildung von n-Tupeln von mehr als einem Spektralwert jedes Datenblocks erfolgt, sondern es ist auch möglich, daß zur Bildung der Paare oder n-Tupel von Spektralwerten zwischen Paaren oder n-Tupeln von auf einanderfolgenden Datenblöcken und Paaren oder n-Tupeln von in der Zählung nach Frequenzwerten aufeinanderfolgen den Spektralwerten umgeschaltet wird.

Gemäß Anspruch 5 werden Zusatzinformationen übertragen: Im OCF-Verfahren, das in der einleitend genannten WO 88/01 811 beschrieben ist, werden getrennte Werte für einen Faktor der Pegelsteuerung, die Anzahl der in der inneren Schleife erfolgten Iterationen sowie ein Maß für die spek trale Ungleichverteilung (spectral flatness measure sfm) vom Coder zum Decoder übertragen. Erfindungsgemäß wird aus diesen Werten ein gemeinsamer "Gesamtverstärkungsfaktor" ermittelt und zum Empfänger übertragen. Die Berechnung des Gesamtverstärkungsfaktors erfolgt, indem alle Einzelwerte als Exponenten eines bestimmten Zahlenwertes ausgedrückt und die Faktoren zueinander addiert werden.

Dies soll im folgenden anhand eines Beispiels erläutert werden:
Es seien folgende Verstärkungsoperationen mit dem Sigmal möglich (a,b,c sind ganze Zahlen):

1) Pegelanpassung: Verstärkungsstufen mit 2^a
2) Quantisierung:
- a) Startwert für Quantisierer in Stufen zu (⁴)^c = 1,682^b
- b) Vergröberung des Quantisierers in Stufen zu (⁴)^c = 1,189^c
Die Quantisierung entspricht einer Division, d. h. einer Abschwächung. Deshalb müssen so gebildete Faktoren negativ genommen werden.

Der gemeinsame Faktor dafür beträgt also f = ⁴.

Der Gesamtverstärkungsfaktor beträgt damit f ^4a-3b-c, nur der ganzzahlige Exponent wird zu Decoder übertragen. Die Anzahl der nötigen Bit ist durch die Wortlänge der Ein gangsdaten (i.a. 16 bit) und die Transformationslänge (ergibt maximale Dynamik) bestimmt.

Weiterhin ist es möglich, der Zusatzinformation eine variable Datenrate zuzuweisen (Anspruch 7): Die Korrekturfaktoren, mit denen die Einhaltung der er laubten Störung erreicht wird, müssen als zusätzliche Pegelinformationen je Frequenzgruppe zum Empfänger über tragen werden. Erfindungsgemäß wird eine Reduktion der mittleren dazu notwendigen Datenrate dadurch erreicht, daß in einem Steuerwort die Länge der folgenden Datenworte codiert wird und jeweils nur die zur Übertragung notwendi ge Wortlänge verwendet wird. Dies soll im folgenden eben falls an einem Beispiel erläutert werden:

Annahmen
Zahl der Frequenzgruppen:
3
maximale Zahl der Iterationen:	8

Übertragen wird die Anzahl der Verstärkungen pro Frequenz gruppe. Ohne die variable Datenrate der Zusatzinformation wären dazu 3 3 = 9 bit notwendig.

Es werde (im Beispiel) die maximale Zahl der Verstärkungen folgendermaßen verschlüsselt:

keine Verstärkung
0
höchstens eine Verstärkung	1
höchstens drei Verstärkungen	2
höchstens sieben Verstärkungen	3

Das jeweilige Codewort gibt direkt die Zahl der Bits an, die notwendig sind, um den maximalen Verstärkungswert zu codieren.

Das Ergebnis der psychoakustischen Iterationsschleife sei im Beispiel (0 0 2) d.h. die Frequenzgruppe 3 wurde zwei mal verstärkt, die anderen Frequenzgruppen nicht. Dies kann mit folgender Bitfolge codiert werden: 10 00 00 10, also mit insgesamt 8 bit.

Gemäß Anspruch 8 wird ebenfalls in an sich bekannter Weise ein Codier verwendet, der nach einem sogenannten Huffman- Code arbeitet. Erfindungsgemäß werden nunmehr jedoch n- Codetabellen mit n 1 und mit unterschiedlicher Länge ver wendet, die dem jeweils zu codierenden akustischen Signal angepaßt sind. Zusammen mit den codierten Werten wird die Nummer der verwendeten Codetabelle übertragen bzw. gespei chert.

Die mittlere Codelänge eines Huffmancodes hängt nämlich von der Anzahl der verschiedenen Zeichen im Code ab. Des halb ist es sinnvoll, einen Huffmancode zu wählen, der nicht mehr als die nötige Anzahl an Werten enthält. Wählt man als Auswahlkriterium für die Codetabelle den maximal zu codierenden Wert, so können alle aktuell vorkommenden Werte codiert werden.

Hat man mehrere Codebücher bzw. Codetabellen zur Verfü gung, so kann man anhand der zu codierenden Werte die beste Tabelle auswählen und als Zusatzinformation die Codetabellen-Nummer übertragen. Eine Vorauswahl unter den Codetabellen kann über den maximal zu codierenden Wert geschehen.

Nur zur Ergänzumg sei angefügt, daß beispielsweise sehr rauhe Spektren, wie sie von Blech-Blasinstrumenten erzeugt werden, eine andere Statistik, bei der kleine Werte häufi ger vorkommen, als glatte Spektren habem, wie sie bei spielsweise von Streichinstrumenten oder Holzblasinstru menten erzeugt werden.

Im Anspruch 9 ist eine Weiterbildung gekennzeichnet, bei der zusätzlich oder anstelle der vorstehend genannten Zuordnung von verschiedenen Tabellen unterschiedlichen spektralen Bereichen unterschiedliche Codetabellen zuge ordnet werdem. Bei Spektren mit einem ausgeprägten Maximum bringt es nämlich einen Gewinm, dieses in einzelne Be reiche zu teilen und für jeden Teilabschnitt einen optima len Huffmancode zu wählen.

Fig. 1 zeigt ein derartiges Spektrum, bei dem sich das Maximum des Spektrums etwa in der Mitte des Spektralbe reichs befindet. Hier kann man beispielsweise den Bereich in vier Bereiche teilen:
Im ersten Bereich wird ein Huffmancode mit 18 Werten, im zweiten ein Code mit mehr als 32 Werten, im dritten wie derum ein Code mit 16 Werten und im vierten Bereich ein Code mit 8 Werten verwendet: Dabei ist es bevorzugt, wenn bei der Codetabelle mit mehr als 32 Werten eine Tabelle gemäß Anspruch 1 verwendet wird, bei der Codewörter mit größerer Wortlänge als die durchschnittliche Wortlänge durch eine gemeinsame Kennung und einen nachfolgenden PCM- Code beschrieben werden. Dies ist in Fig. 1 durch "TAB mit ESC" bezeichnet.

Die Huffman-Codes werden bei dem bezeigten Beispiel nach dem Maximum der Abschnitte ausgewählt, wobei Codes jeweils für 2, 4, 8 usw. Werte zur Verfügung stehen. Ohne diese Auf teilung müßte der Code für mehr als 32 Werte auf das ge samte Spektrum Anwendung finden, so daß die benötigte bit- Zahl für den Block deutlich höher wäre.

Als Zusatzinformation müssen die Aufteilungspunkte und die Codetabellennummer für jeden Abschnitt übertragen werden.

Die Auswahl des Huffmancodes für jeden Abschnitt kann insbesondere nach den im Anspruch 4 angegebenen Über legungen erfolgen.

Im Anspruch 10 ist eine vorteilhafte Möglichkeit der De codierung der bereits genannten Huffmancodes angegeben: Hierzu wird der Baum, der sich bei der Erstellung des Codes ergibt, nachgebildet. Wegen der Bedingung, daß kein Codewort der Anfang eines weiteren Codewortes sein kann, ergibt sich vom "Stamm" ausgehend nur ein möglicher Weg zum zugehörigen Codewort. Um zum Codewort zu gelangen wird, von vorne beginnend, jeweils ein Bit des Codewortes benützt, um bei Verzweigungen im Baum den Weg festzulegen. Die praktische Realisierung erfolgt mittels einer Tabelle von Adresspaaren, die immer vom ersten Paar beginnend abgearbeitet wird. Der erste Wert des Paares enthält dabei jeweils die Adresse der nächsten Verzweigung, die im Falle einer "0" im zu dekodierenden Wert anzuspringen ist, der zweite Wert die Adresse der Verzweigung im Falle einer "1". Jede Adresse wird als solche markiert. Gelangt man zu einem Tabellenwert ohne diese Markierung, so ist ein Code wort erreicht. Der Tabellenwert entspricht in diesem Fall dem zu dekodierenden Wert. Das nächste folgende zu deko dierende Bit ist folglich das erste Bit des folgenden Codewortes. Mit diesem beginnend erfolgt ein erneutes Durchlaufen der Tabelle vom ersten Adresspaar an.

Im folgenden soll hierfür ein Beispiel erläutert werden:

Dekodiertabelle

Das Zeichen & kennzeichnet eine Adresse.

Im Fall, daß der Huffmancode für Wertepaare erstellt wurde, kann am zweiten, im obigen Beispiel freien Tabel lenplatz, der zugehörige zweite Wert untergebracht werden. Sinngemäß kann dieses Verfahren auch zur Dekodierung für Huffmancodes verwendet werden, die mehr als 2 Werte zu sammen codieren.

Bei Codierungem, bei denen der Beginn eines Codewortes nur durch das Ende des vorhergehenden Codewortes bestimmt ist (wie dies beispielsweise beim Huffmancode der Fall ist) führt ein Übertragungsfehler zu einer Fehlerfortpflanzung. Ordnet man gemäß Anspruch 11 zunächst einen Teil der Code wörter in einem Raster an, dessen Länge beispielsweise größer oder gleich der des längsten Codewortes ist, so kommt es für diesen Teil der Codewörter zu keiner Fehler fortpflanzung mehr, da ihr Beginn nicht mehr durch das Ende des vorhergehenden Codewortes bestimmt ist. Die rest lichen Codewörter werden im die verbleibenden Lücken ver teilt. Ein Beispiel hierfür zeigt Fig. 2. Wird die ver wendete Codetabelle derart aufgebaut, daß man aus den ersten Stellen der Codewörter bereits auf den Bereich der Codetabelle schließen kann, so kann die Länge des verwen deten Rasters auch kleiner als die Länge des längsten Codewortes sein. Die nicht mehr ins Raster passenden Stel len werden wie die restlichen Codewörter in die verblei benden Lücken verteilt. Durch die Verwendung dieser kürze ren Rasterlänge lassen sich mehr Codewörter in diesem Raster anordnen und die Feherfortpflanzung beschränkt sich auf die letzten Stellen dieser Codewörter, die durch die oben beschriebene Struktur der Codetabelle nur von untergeordneter Bedeutung sind. Diese Umsortierung führt zu keiner Verminderung der Codeeffizienz.

Auch dies soll im folgenden anhand eines Beispiels erläutert werden:

Wert
Codewort
0
0
1	100
2	101
3	110
4	111

Bereits die ersten beiden Stellen entscheiden, ob der Wert aus dem Bereich "0", "1-2" oder "3-4" ist. Daher wird eine Rasterlänge vom 2 gewählt. Es soll folgende Wertefolge codiert übertragen werden:

Weiterhin ist es gemäß Anspruch 12 möglich, wichtige Nach richtenteile in einem festen Raster anzuordnen:
Die Übertragungssicherheit kontinuierlich aufeinander folgender Nachrichten unterschiedlicher Länge mit Nach richtenteilen unterschiedlicher Wichtigkeit läßt sich folgendermaßen verbessern: Die mittlere Nachrichtenlänge des kontinuierlichen Bitstromes stellt den Abstand der Punkte eines äquidistanten Rasters dar. Die wichtigten Nachrichtenteile werden nun in diesem festen Raster ange ordnet. Zusätzlich wird in diesem wichtigen Informations teil die Position des zugehörigen weniger wichtigen Teils mit übertragen. Durch den äquidistanten Abstand der wich tigten Information ist im Falle eines Übertragungsfehlers die Neusynchronisation leichter zu erreichen.

Im folgenden soll die Fehlerbegrenzung bei Entropiecodes gemäß Anspruch 13 erläutert werden:
Im Falle eines Bitfehlers im Entropiecode gehen im Fehler fall in der Regel alle der Fehlerstelle folgenden Informa tionen verloren. Durch Markierung des Blockanfangs mit einem bestimmten Bitmuster und der zusätzlichen Übertra gung der Entropiecodelänge läßt sich der entstehende Feh ler auf den Nachrichtemblock, der den Bitfehler enthält, begrenzen. Dies geschieht folgendermaßen:
Nach erfolgreicher Decodierung einer Nachricht müßte der Beginn des nächsten Nachrichtenblocks und damit eine Blockanfangsmarkierung folgen. Ist dies nicht der Fall, wird mit Hilfe der Entropiecodelänge überprüft, ob die Decodierung sich an der nach der Entropiecodelänge zu erwartenden Stelle befindet. Ist dies der Fall, wird ein Fehler in der Blockanfangsmarkierung angenommen und korri giert. Ist dies nicht der Fall, wird geprüft, ob an der durch die Entropiecodelänge angegebene Bitstromposition eine Blockanfangsmarkierung folgt, die dann mit großer Wahrscheinlichkeit den Beginn des nächsten Blocks mar kiert. Wird keine Blockanfangsmarkierung getroffen liegen mindestens 2 Fehler (Decodierung/Blockanfangsmarkierung oder Entropiecodelänge/Decodierung oder Blockanfangsmar kierung/Entropiecodelänge) vor und es muß neu synchron isiert werden.

Weiterhin ist es gemäß Anspruch 14 möglich, einen Syn chronisationsschutz bzw. eine Synchronisationserkennung vorzusehen:
Bei kontinuierlichen Datenströmen, die aus Blöcken unter schiedlicher Länge zusammengesetzt sind, ergibt sich das Problem, daß Synchronwörter zur Kennzeichnung der Blockan fänge sich auch zufällig im Datenstrom befinden können. Die Wahl sehr langer Synchronwörter verringert zwar diese Wahrscheinlichkeit, kann sie aber zum einen nicht zu null setzen und führt zum anderen zu einer Verminderung der Übertragungskapazität. Ein Paar von Schaltungen, das einem gefundenen Synchronwort am Blockanfang eine "1" und inner halb eines Blockes eine "0" anhängt (bzw. umgekehrt am Blockanfang eine "0" und sonst eine "1"), ist aus der Literatur bekannt (z.B.: intel "BITBUS"-frameformat). Die Anwendung zur Übertragung von codierten Musiksignalen ist erfindungsgemäß. Angepaßt an diese Anwendung enthält die "Synchronisationserkennung" die Möglichkeit, in Bereichen, in denen ein Synchronwort erwartet wird, dieses als sol ches zu akzeptieren, auch wenn es durch Übertragungsfehler in einigen Stellen verändert wurde.

Im Anspruch 15 ist die Beschränkung der Maximalzahl der Iterationen angegeben:
Ziel ist die Begrenzung der zur Quantisiererkennzeichnung zu übertragenden Bits. Ausgehend von einem Quantisierer startwert ist nur eine begrenzte Abweichung von diesem Startwert zugelassen, die mit n Bit dargestellt werden kann. Zur Einhaltung dieser Bedingung wird vor jedem Durchgang durch die äußere Schleife geprüft, ob noch ge währleistet ist, daß ein weiter Aufruf der inneren Schlei fe mit einem gültigen Ergebnis beendet werden kann.

Auch dies soll im folgendem anhand eimes Beispiels erläu tert werden:
Ausgehend vom Quamtisiererstartwert wird der Quantisierer in Stufen von q = verändert. Im ungünstigsten Fall werden in der äußeren Schleife alle Frequenzgruppen ver stärkt um den Faktor 2. Sind noch 4 Vergröberungen des Quantisierers um q = möglich, ist gewährleistet, daß die innere Schleife mit einem in den erlaubten Bitrahmen passenden Ergebnis beendet wird. Zur Übertragung sind für die Abweichung vom Startwert 5 Bit vorgesehen, so daß als Abweichung vom Startwert maximal 31 möglich ist. Die inne re Schleife wird also nicht mehr aufgerufen, falls bereits 28 oder mehr erreicht ist, da in diesem Fall nicht mehr sichergestellt ist, daß mit der erlaubten Bitzahl der Block codiert werden kann.

Im Anspruch 16 ist eine Weiterbildumg angegeben, die die Psychoakustik verbessert:
Das verwendete, erfindungsgemäße Verfahren soll anhand eines Beispiels beschrieben werden. Um das Beispiel ein fach zu halten, sei die Zahl der Frequenzgruppen zu 2 angenomnen. Die Werte für die jeweils erlaubte Störung etc. sind ebenfalls Beispielswerte, die in der praktischen Ausführung des Codierverfahrens anders gewählt werden:
Es sei die erlaubte Störung = 0,1 Signalleistung je Frequenzgruppe. Die Leistungswerte sind ohne Maßangabe angegeben. Der Maßstab kann willkürlich gewählt werden, da nur Verhältnisangaben und nicht der Absolutbetrag der Leistungswerte Verwendung finden.

Der "Vergessensfaktor", mit dem berücksichtigt wird, daß die Signalleistung des jeweils vorhergehenden Blocks weni ger in die Berechnung der aktuell erlaubten Störung ein geht als die Signalleistung des aktuellen Blocks, sei zu 2 gewählt. Die erlaubte Störung im zweiten Block wird dann berechnet als Minimum der aus den Daten des zweiten Blocks errechneten erlaubten Störung und der aus den Daten des ersten Blocks errechneten, korrigiert um den Vergessens faktor. Es ergibt sich im Beispiel für den zweiten Block für die Frequenzgruppe FG 1:
min (2 6, 100)=12 und für FG 2 : min (2 5, 10)=10 als erlaubte Störung.

Anspruch 17 kennzeichnet eine "Bitsparkasse": Im einfachsten Fall wird, wie schon in der WO 88/01 811 beschrieben, für jeden Block eine bestimmte Datenrate (Bitzahl) zur Verfügung gestellt. Sofern nicht die gesamte Datenrate zur Codierung des Blockes Verwendung findet, werden die "übriggebliebenen" Bits der für den nächsten Block zur Verfügung stehenden Bitzahl dazugefügt.

In der erfindungsgemäßen Erweiterung dieses Verfahrens werden eine maximale untere und obere Summenabweichung der Datenrate zugelassen. Die Summenabweichung der Datenrate (Abweichung der Bitzahlsummen der Datenblöcke von der aus der gewünschten konstanten Datenrate errechenbaren Bit zahlsumme) wird "Bitsparkasse" genannt.

Die Bitsparkasse wird gefüllt durch die im Normalbetrieb jeweils nicht vollständige Nutzung der aktuell zur Verfü gung stehenden Bitzahl. Solange nicht eine obere Grenze der Bitsparkasse (=untere Grenze der Abweichung der Sum menbitzahl) erreicht ist, werden jedem Block von neuem nur die aus der mittleren Datenrate errechenbare Bitzahl zur Verfügung gestellt, nicht jedoch die im jeweils vorherge henden Block "übriggebliebenen" Bits.

Wenn z.B. bei starken Pegelanstiegen des Signals (z.B. Triangel) für einen Datenblock aufgrund der Berücksichti gung der erlaubten Störung des letzten Datenblocks (siehe oben) eine deutlich geringere erlaubte Störung errechnet wird, als dies ohne die Berücksichtigung der Daten des letzten Blocks der Fall wäre, dann werden der inneren Iterationsschleife des aktuellen Blocks mehr Bits zur Codierung zur Verfügung gestellt und der Wert der Summen abweichung ("Bitsparkasse") entsprechend korrigiert. Die Zahl der zusätzlichen Bits wird so gewählt, daß die maxi male Summenabweichung ("Mindeststand der Bitsparkasse") nicht überschritten werden kann. Im obigen Beispiel könnte die Zahl der zusätzlichen Bits z.B. wie folgt berechnet werden:
In der ersten Frequenzgruppe des zweiten Blocks wäre die erlaubte Störung = 100., wenn die Daten des ersten Blocks nicht berücksichtig würden. Das Verhältnis zwischen er laubter Störung mit und ohne Berücksichtigung der Daten des letzten Blockes ist also 100/12 = 8.33, das sind ca. 10 log (8.33) = 9.2dB.

Wenn angenommen wird, daß das Quantisierungsrauschen bei Quantisierung mit einem zusätzlichen Bit pro Wert um ca. 6 dB gesenkt wird, dann sind pro Spektralwert der Frequenz gruppe ca. 1,5 bit notwendig, um die geringere erlaubte Störung zu erreichen. Die Zahl der aus der Bitsparkasse zu verwendetem Bits beträgt also im Beispiel 1,5 Zahl der Spektralwerte der Frequenzgruppe.

Anspruch 18 kennzeichnet die Synchronisation von Ausgangs- und Eingangsbittakt:
Bei Codiersystemen mit beliebigem Verhältnis von Eingangs- zu Ausgangsbittakt besteht das Problem, daß die zu verge bende Bitzahl ein unendlicher Bruch sein kann. Damit ist die Synchronisation durch eine Langzeitmittelung der zu vergebenden Bitzahl, die bei einem endlichen Bruch möglich wäre, ausgeschlossen. Ein Auseinanderlaufen von Eingang und Ausgang wird durch eine Regelung verhindert, die den Abstand von Ein- und Ausgabezeiger eines Pufferspeichers beobachtet. Wird der Abstand geringer, wird die Bitzahl verringert und umgekehrt. Bei einem konstanten Verhältnis von Eingangs- zu Ausgangsbittakt bzw. bei einem um einen konstanten Mittelwert variierenden Verhältnis von Eingangs- zu Ausgangsbittakt ist es ausreichend die zu vergebende Bitzahl um jeweils 1 Bit zu variieren. Die maximale Ab weichung vom Mittelwert bestimmt jedoch die vorzusehende minimale Puffergröße. Dies soll anhand von Fig. 4 an einer konkreten OCF-Implementierung erläutert werden:
Eingangsdaten sind Abtastwerte, die mit konstanter Fre quenz angeliefert werden. Der Ausgang ist an einen Kanal mit konstanter Bitrate angeschlossen. Damit ist ein kon stantes mittleres Verhältnis von Eingangs- zu Ausgangs bittakt vorgegeben. Im Coder kann die pro Block an den Ausgang weitergegebene Bitzahl, bedingt durch die Bitspar kasse, schwanken. D.h. es gibt Blöcke für die mehr oder weniger als die durchschnittliche pro Block verfügbare Bitzahl (= Eingangsbittakt/AusgangsbittaktBlocklänge), die eine nichtnatürliche Zahl sein kann, an den Ausgang weitergegebem wird. Diese Schwankung wird durch ein FIFO (Ringpuffer) am Ausgang ausgeglichen. Die FIFO-Länge ist entsprechend dem maximalen Inhalt der Bitsparkasse ge wählt. Ist die durchschnittliche pro Block verfügbare Bitzahl eine nichtnatürliche Zahl, muß entweder die nächst größere bzw. die nächst kleinere natürliche Bitzahl pro Block vergeben werden. Wird die nächst größere bzw. nächst kleinere gewählt, werden die FIFO-Eingangs- und Ausgangs zeiger aufeinanderzulaufen bzw. auseinanderlaufen. Um den Sollabstand werden nun in beide Richtungen Sollabstände definiert, bei deren Überschreiten von nächst größeren zum nächst kleineren (oder umgekehrt) umgeschaltet wird. Dabei wird als Startwert für die zu vergebende Bitzahl eine dieser beiden Näherungen vorgegeben. Bei ausreichender Puffergröße läßt sich diese Regelung auch dazu benützen, diesen Startwert zu ermitteln. Im Zusammenhand mit der Bitsparkasse muß vor dem Pointervergleich der Inhalt der Bitsparkasse berücksichtigt werden.

Wird die Bitzahl um mehr als ein Bit variiert, ist dieses Verfahren auch dann anzuwenden, wenn kein konstanter Mit telwert vorliegt. Aus der Differenz der Pointer wird in diesem Fall die Korrekturbitzahl berechnet.

Die Ansprüche 19 f. geben Weiterbildungen an, die u.a. die Nachverdeckung verbessern: Erfindungsgemäß wird zur Be rechnung der erlaubten Störung die Signalenergie in den vorhergehenden Datenblöcken einbezogen, indem die erlaubte Störung von einem Datenblock zum nächsten nach Beachtung sämtlicher anderer Parameter zur Bestimmung der aktuellen erlaubten Störung jeweils höchstens um einen bestimmten Faktor abnimmt.

Auch dies soll im folgenden anhamd eines Beispiels erläu tert werden:
Die erlaubte Störung in der Frequenzgruppe 1 sei im Block 1 gleich 20. Im Block 2 sei die Signalleistung in FG1 gleich 50. Bei einer angenommenen erlaubten Störung von 0,1 Leistung in der Frequenzgruppe wäre die erlaubte Störung gleich 5. Wenn der "Nachverdeckungsfaktor" als -3 dB pro Block angenommen wird, das entspricht einer Halb ierung der Leistung, dann wird die erlaubte Störung im Block zu 10 (=0,5 20) berechnet.

Ferner ist es möglich, ein Anpassung an verschiedene Bit raten vorzunehmen:
Der Iterationsblock der OCF verteilt die für den Block zur Verfügung stehende Bitzahl entsprechend der Vorgabe der "erlaubten Störung" je Frequenzgruppe. Zur Optimierung des Ergebnisses wird die Berechnung der "erlaubten Störung" der zur Verfügung stehenden Bitzahl angepaßt. Ausgangs punkt ist hierbei die tatsächliche Mithörschwelle, die bei einer "erlaubten Störung" ESO noch nicht verletzt wird. Der für eine bestimmte Bitrate geforderte Störab stand wird so gewählt, daß im Mittel ein gleichmäßiger Verlauf des Störspektrums erreicht wird. Je niedriger die zu vergebende Gesamtbitzahl liegt, umso weniger Störab stand je Gruppe wird gefordert. Dabei wird zwar in einer mit immer niedrigeren Bitraten steigende Anzahl von Blöcken die errechnete Mithörschwelle verletzt, doch insgesamt ein gleichmässiger Störverlauf erreicht. Im Gegensatz dazu kann bei höheren Bitraten ein zusätzlicher Sicherheitsab stand zur Mithörschwelle erreicht werden, der z.B. Nachbe arbeitung oder Mehrfachcodierung/decodierung des Signals erlaubt.

Als weitere Maßnahme ist eine Bandbreitenbegrenzung durch Löschen bestimmter Frequenzbereiche vor Berechnung der "erlaubten Störung" möglich. Dies kann statisch geschehen oder dynamisch, falls in mehreren Blöcken hintereinander der geforderte Störabstand nur schlecht eingehalten wird.

Bei einem steilem Abfall der Verdeckung zu tiefen Frequen zen hin, d.h. bei der Berechnung der erlaubten Störung ist besonders zu berücksichtigen, daß nur ein geringer Verdek kungseffekt von hohen zu tiefen Frequenzen hin besteht. Die in 1. Näherung berechnete erlaubte Störung wird des halb, im Falle eines starken Energieanstiegs im Spektrum für die Frequenzgruppen unterhalb des Anstiegs nach unten korrigiert.

Weiterhin wird erfindungsgemäß die Quantisiererkennlinie verbessert:
Bei Quantisierung und Rekonstruktion wird die Statistik der unquantisierten Werte beachtet. Diese nimmt in einer ge krümmten Kennlinie streng monoton ab. Dadurch liegt der Erwartungswert jedes Quantisierungsintervalls nicht in der Mitte des Intervalls, sondern näher zu den kleineren Wer ten verschoben (Fig. 5).

Um den kleinsten Quantisierungsfehler zu erhalten sind zwei Vorgehensweisen möglich:

a) Vorgabe einer Quantisierungskennlinie: Anhand der Quan tisierungskennlinie und der statistischen Verteilung der zu quantisierenden Werte wird für jedes Quantisierungsin tervall der Erwartungswert bestimmt und als Tabelle für die Rekonstruktion im Decoder verwendet. Der Vorteil die ses Vorgehens liegt in der einfachen Realisierbarkeit und dem geringen Rechenaufwand in Coder und Decoder.
b) Vorgabe der Rekonstruktionskennlinie: Anhand dieser und eines Modells für die Wahrscheinlichkeitsverteilung der Eingangswerte kann eine Quantisiererkennlinie berechnet werden, für die der Erwartungswert jedes Quantisierungs intervalls exakt dem rekonstruierten Wert dieses Inter valls entspricht. Dies bietet den Vorteil, daß im Decoder keine Tabellen benötigt werden und die Quantisierungskenn linie im Coder an die aktuelle Statistik angepaßt werden kann, ohne daß dies dem Decoder mitgeteilt werden muß.
c) Vorgabe einer Quantisiererkennlinie und Berechnung der Rekonstruktionskennlinie für jeden Wert: Bei gegebener Quantisiererkennlinie und einer Funktion für die Wahr scheinlichkeitsverteilung für die Eingangsdaten kann der Decoder aus diesen jeweils den Rekonstruktionswert berech nen. Dies bietet den Vorteil, daß im Decoder keine Tabel len zur Rekonstruktion benötigt werden. Nachteil dieses Vorgehens ist der höhere Rechenaufwand im Decoder.

Claims

1. Digitales Codierverfahren für die Übertragung und/oder Speicherung von akustischen Signalen und insbesondere von Musiksignalen, bei dem Abtastwerte des akustischen Signals in Spektralkoeffizienten transformiert werden, die quanti siert und mittels eines Optimalcodierers codiert werden, und bei der Wiedergabe eine entsprechende Decodierung und Rücktransformation erfolgt dadurch gekennzeichnet,
daß in an sich bekannter Weise ein Codierer verwendet wird, bei dem die Auftrittswahrschein lichkeit des quantisierten Spektralkoeffizienten mit der Länge des Codes derart korreliert ist, daß das Codewort umso kürzer ist, je häufiger der Spektralkoeffizient auf tritt (z.B. sog. Huffmancode), und
daß zur Reduzierung der Tabellengröße des Coders einem Teilbereich der Werte direkt ein Codewort zugewiesen wird, und
daß außerhalb dieses Teilbereichs liegenden Werten eine gemeinsame Kennung sowie ein besonderer Code zugewie sen wird.

2. Codierverfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß Codewörter mit einer größeren Wortlänge als die durchschnittliche Wortlänge und einer geringen Auftrittswahrscheinlichkeit durch die gemeinsame Kennung und einen nachfolgenden PCM-Code beschrieben wer den.

3. Codierverfahren nach Anspruch 1 oder 2 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß n Spektralkoeffizienten mit n 2 zu einem n-Tupel zusammengefaßt und gemeinsam durch Angabe eines Codewortes codiert werden.

4. Codierverfahren nach Anspruch 3 oder nach dem Oberbe griff des Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß Spektralkoeffizienten insbe sondere gleicher Nummer aus wenigstens zwei aufeinander folgenden Blöcken zu einem Paar bzw. einem n-Tupel zusam mengefaßt und gemeinsam durch Angabe eines Codeworts co diert werden.

5. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 4 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, das entsprechend dem OCF-Verfahren arbeitet, dadurch gekennzeichnet, daß aus den Werten für die Anzahl der durchgeführten Iterationschritte, für die Anfangs quantisierungsstufenhöhe, dem Wert für die Ungleichmäßig keit des Verlaufs des Spektrums sowie weitere Pegelinfor mationen aus dem Gang der Berechnung ein Gesamtverstär kungsfaktor berechnet wird, der als Zusatzinformation statt der Einzelwerte zum Empfänger übertragen wird.

6. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 5 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß die Zusatzinformation über Änderungen der Quantisierungsstufe zur Einhaltung der "erlaubten Störung" über mehr als einen Block gemeinsam gebildet und übertragen wird.

7. Codierverfahren nach Anspruch 5 oder 6, dadurch gekennzeichnet, daß die Codierung der Zusatzinfor mation durch einen Code mit variabler Wortlänge erfolgt.

8. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 7 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß in an sich bekannter Weise ein Codierer verwendet wird, bei dem die Auftrittswahrschein lichkeit des quantisierten Spektralkoeffizienten mit der Länge des Codes in einer sog. Codetabelle derart korre liert ist, daß das Codewort umso kürzer ist, je häufiger der Spektralkoeffizient auftritt (sog. Huffmancode), und daß n Codetabellen mit n <1 verwendet werden, die dem je weils zu codierenden akustischen Signal angepaßt sind, und daß zusammen mit den codierten Werten die Nummer der ver wendeten Codetabelle übertragen bzw. gespeichert wird.

9. Codierverfahren nach Anspruch 8, dadurch gekennzeichnet, daß verschiedenen spektralen Be reichen unterschiedliche Codetabellen zugeordnet werden.

10. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 9 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet,
daß in an sich bekannter Weise ein Codierer verwendet wird, bei dem die Auftrittswahrschein lichkeit des quantisierten Spektralkoeffizienten mit der Länge des Codes derart korreliert ist, daß das Codewort umso kürzer ist, je häufiger der Spektralkoeffizient auf tritt (sog. Huffmancode),
daß zur Decodierung eine Tabelle verwendet wird, in der Wertepaare gespeichert sind, von denen der erste Wert des Paares jeweils die Adresse enthält, die im Falle einer "0" im zu dekodierenden Wert anzuspringen ist, und der zweite Wert des Paares die Adresse im Falle einer "1", und
daß Tabellenwerte ohne Adreßangabe das Codewort bezeichnen.

11. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 10 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß ein Teil der Codewörter in einem Raster angeordnet werden, und daß die restlichen Codewörter in die verbleibenden Lücken verteilt werden.

12. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 11 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß zur Verbesserung der Übertra gungssicherheit kontinuierlich aufeinanderfolgender Nach richten mit unterschiedlicher Wichtigkeit ein äquidistan tes Raster vorgegeben wird, dessen Rasterlänge der mittle ren Länge der zu übertragenden Nachrichten entspricht, und daß die wichtigsten Nachrichtenteile in diesem Raster angeordnet werden, und daß ggf. zusätzlich zu den wich tigsten Nachrichtenteilen in diesem Raster die Position der weniger wichtigen Nachrichten übertragen wird.

13. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 12 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß zur Ermittlung des Beginns des nächsten Nachrichtenblocks im Falle eines Übertragungsfeh lers eine Blockanfangsmarkierung und zusätzlich die Entro piecodelänge übertragen werden.

14. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 13 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß zur Unterscheidung von in den Datenstrom bewußt eingefügten Synchronwörtern von zufällig vorhandenen an die bewußt eingefügten zusätzliche "bits" anfügt.

15. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 14 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß die äußere Iterationsschleife abgebrochen wird, falls die innere Schleife innerhalb der maximalen Iterationszahl nicht sicher beendet werden kann.

16. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 15 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß zur Berechnung der "erlaubten Störung" für einen Datenblock eine Analyse der Signalener gie in den verschiedenen Frequenzgruppen durchgeführt wird, und daß jeweils die Werte des vorhergehenden Blocks, die um einen "Vergessens-Faktor" korrigiert sind, sowie die Werte des aktuellen Blocks gemeinsam zur Berechnung der "erlaubten Störung" herangezogen werden.

17. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 16 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet,
daß die Zahl zur Codierung eines Datenblocks zur Verfügung stehenden Bits in Abhängigkeit von den Signaleigenschaften so geändert wird,
daß einerseits im Mittel eine konstante Datenrate einge halten wird, und die Summenabweichung von diesem Mittel wert nicht höher als ein bestimmter vorher festgesetzter Wert sowie nicht geringer als ein anderer vorher festge setzter Wert ist, und
daß andererseits Signalblöcken mit größerem Abstand zwi schen Signalleistung in den einzelnen Frequenzgruppen unter jeweiligen "erlaubten Störung" eine größere aktuelle Datenrate "zur Verfügung stehende Bitzahl" zugeteilt wird als Signalblöcken mit einem geringerem Abstand.

18. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 17 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß zur Synchronisation von Co dierverfahren mit beliebigem Verhältnis von Eingangs- und Ausgangsbittakt, der "Füllstand" eines mit einem Ausgangs bit-Takt ausgelesenen Puffers als Regelgröße für die zu vergebende Bitzahl dient.

19. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 18 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß zur Berechnung der "erlaubten Störung" für einen Datenblock die Energiewerte des letzten Datenblocks in der Weise Verwendung finden, daß Werte geringer Amplitude, die auf Wert höherer Amplitude folgen, weniger genau quantisiert werden müssen.

20. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 19 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß die Berechnung der "erlaubten Störung" eines Datenblockes nicht nach einem grundsätzlich festen Schema erfolgt, sondern je nach zur Verfügung ste hender Datenrate oder anderen, anwendungsspezifischen Kriterien nach geänderten Berechnungsvorschriften erfolgt.

21. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 20 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß die errechnete erlaubte Stö rung bei Detektierung eines steilen Energieanstiegs zu hohen Frequenzen hin für die Frequenzgruppe unterhalb des Anstiegs verringert wird.

22. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 21 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß Bereiche, in denen die "erlaub te Störung" größer als die Signalenergie ist, gelöscht werden.

23. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 22 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß die entstehende Folge von gelöschten Werten durch ein Bit in der Seiteninformation codiert wird.

24. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 23 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß die entstehende Folge von gelöschten Werten durch einen Wert in der Tabelle der möglichen Quantisierungsstufenhöhen für jede Frequenzgrup pe in der Seiteninformation codiert wird.

25. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 24 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß die Quantisierung und Rekon struktion so aneinander angepaßt sind, daß der Quantisie rungsfehler im Mittel minimal wird.

26. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 25 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß die Berechnung der rekon struierten Werte im Empfänger mittels einer Tabelle ge schieht, die durch Ernittlung der tatsächlichen Erwar tungswerte der Eingangswerte eines Quantisierungsinter valls erstellt wurde.

27. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 26 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet daß die Quantisierung über eine Tabelle geschieht, die aus der Rekonstruktionskennlinie und der Wahrscheinlichkeitsverteilung der Eingangsdaten berechnet wird.

28. Codierverfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 27 oder nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1, dadurch gekennzeichnet, daß zur Rekonstruktion mittels der Quantisierungskennlinie und der Wahrscheinlichkeitsver teilung der Eingangsdaten im Decoder für jeden einzelnen quantisierten Wert der Rekonstruktionswert so berechnet wird, daß der Quantisierungsfehler minimal wird.