(12) TŁUMACZENIE PATENTU EUROPEJSKIEGO (19) PL (11) PL/EP (96) Data i numer zgłoszenia patentu europejskiego:

Transkrypt

1 RZECZPOSPOLITA POLSKA (12) TŁUMACZENIE PATENTU EUROPEJSKIEGO (19) PL (11) PL/EP (96) Data i numer zgłoszenia patentu europejskiego: (13) (51) T3 Int.Cl. H03M 13/11 ( ) Urząd Patentowy Rzeczypospolitej Polskiej (97) O udzieleniu patentu europejskiego ogłoszono: Europejski Biuletyn Patentowy 2013/01 EP B1 (54) Tytuł wynalazku: Konstrukcja kodu do nieregularnie skracanych kodów LDPC o dobrej wydajności (30) Pierwszeństwo: US P US (43) Zgłoszenie ogłoszono: w Europejskim Biuletynie Patentowym nr 2007/05 (45) O złożeniu tłumaczenia patentu ogłoszono: Wiadomości Urzędu Patentowego 2013/04 (73) Uprawniony z patentu: Motorola Mobility LLC, Libertyville, US (72) Twórca(y) wynalazku: PL/EP T3 YUFEI BLANKENSHIP, Streamwood, US BRIAN K. CLASSON, Palatine, US (74) Pełnomocnik: rzecz. pat. Jerzy Ziółkowski BRANDPAT KANCELARIA RZECZNIKÓW PATENTOWYCH CHLEBICKA CZYŻ GAŁĄZKIEWICZ ZIÓŁKOWSKI SP.P. ul. Hoża 29/31 lok Warszawa Uwaga: W ciągu dziewięciu miesięcy od publikacji informacji o udzieleniu patentu europejskiego, każda osoba może wnieść do Europejskiego Urzędu Patentowego sprzeciw dotyczący udzielonego patentu europejskiego. Sprzeciw wnosi się w formie uzasadnionego na piśmie oświadczenia. Uważa się go za wniesiony dopiero z chwilą wniesienia opłaty za sprzeciw (Art. 99 (1) Konwencji o udzielaniu patentów europejskich).

2 1319-PAT-EP-PL EP Opis Dziedzina wynalazku [0001] Przedmiotem wynalazku jest ogólnie kodowanie danych, a zwłaszcza sposób kodowania danych wykorzystujący kod LDPC (kontroli parzystości przy małej gęstości). Podłoże wynalazku [0002] Kod LDPC (kontroli parzystości przy małej gęstości) jest definiowany przez macierz H kontroli parzystości, która jest pseudoprzypadkową macierzą binarną o małej gęstości. Do celów implementacji pojedyncza macierz H jest czasami preferowana, chociaż muszą być obsługiwane zwielokrotnione prędkości kodowania i wymiary bloków. W takim przypadku zwielokrotnione prędkości kodowania i wielkości bloków można uzyskać przez skrócenie systematycznego kodu LDPC. [0003] W kodzie systematycznym, który mapuje k bitów informacji do n kodowanych bitów, pierwsze k bitów spośród kodowanych bitów stanowią bity informacji. Przy skracaniu L tych bitów informacji jest ustawione na zero, a odpowiednie zera są usuwane z kodowanych bitów. Skracanie jest zwykle przeprowadzane przez (logiczne lub fizyczne) ustawianie pierwszych L bitów informacji na zero. W niektórych koderach początkowe zera nie zmieniają stanu dekodera, a więc te zera nie muszą być wprowadzane do układu kodującego. W przypadku kodu LDPC skracanie przez ustawianie pierwszych L bitów informacji na zero może być

3 1319-PAT-EP-PL EP realizowane dwoma równoważnymi sposobami. Po pierwsze wektor informacji bitu k może być ustawiany przez bity L jako zero, które z założenia ma być usytuowane w pierwszych L pozycjach bitów informacyjnych w dalszym ciągu bez straty dla uogólnienia. Wektor informacji o długości k może być wprowadzany do kodera (który może być oparty na nieskróconej (n-k)-na-n macierzy H lub równoważnej macierzy G generatora k-na-n), a L zer jest następnie odrywane od zakodowanych bitów po kodowaniu. Po drugie, skrócony wektor informacji może być przepuszczany do kodera, który koduje w oparciu o skróconą (n-k)-na-(n-l) macierz H po usunięciu pierwszych L kolumn, albo też równoważną skróconą (k-l)-na-(n-l) macierz z pierwszymi kolumnami L usuniętymi, albo równoważną skróconą macierz G. Jednakże wynikowe skrócone kod lub kody prawdopodobnie mają osłabione działanie, ponieważ ich rozkład wagi może być gorszy wobec kodu zwykle konstruowanego dla tej prędkości kodowania i rozmiaru bloku. Nie jest jasne, jak należy konstruować skrócony kod LDPC, który zachowuje prawidłowe działanie. [0004] Norma dotycząca satelity nadawczego telewizji cyfrowej (DVB-S2) wykorzystuje kody LDPC i tworzy macierz H dla każdej wymaganej prędkości kodowania. DVB-S2 definiuje dziesięć różnych prędkości kodu LDPC 1/4, 1/3, 1/2, 3/5, 2/3, 3/4, 4/5, 5/6, 8/9 i 9/10, wszystkie z długością kodowanego bloku n= bitów. Dla każdej prędkości kodowania podawana jest inna macierz H kontroli parzystości - skracanie nie jest stosowane w tej normie. Jak to jest znane w tej dziedzinie, nieregularne kody LDPC zapewniają lepsze działanie niż regularne kody LDPC. Słowo regularny stosowane w odniesieniu do kodu LDPC oznacza, że

4 1319-PAT-EP-PL EP wszystkie wiersze macierzy H mają taką samą liczbę jedynek i wszystkie kolumny macierzy H mają taką samą liczbę jedynek, przy czym liczba jedynek w wierszu lub kolumnie nazywana jest również wagą wiersza lub kolumny. Inaczej mówiąc kod LDPC jest uważany za nieregularny. W węższym sensie słowo regularny można zastosować w odniesieniu albo do wierszy, albo do kolumn (to znaczy macierz może mieć regularne wagi kolumn, ale nieregularne wagi wierszy) i może również być odniesione do podmacierzy macierzy (np. podmacierz macierzy jest regularna, kiedy wszystkie kolumny mają taką samą wagę kolumny, a wszystkie wiersze podmacierzy mają taką samą wagę wiersza). Ponieważ nieregularne kody są wymagane dla dobrego działania, norma DVB- S2 określa wiele macierzy H, z których każda ma rozkład wagi wymagany dla dobrego działania przy danej prędkości kodowania. Liczby kolumn każdej wagi podano w Tablicy 1 dla wszystkich prędkości kodowania według normy DVB-S2. Tablica 1. Liczba kolumn różnych wag w kodzie DVB. Prędkość kodowania 1/ / / / / / / /

5 1319-PAT-EP-PL EP / / Niektóre konstrukcje kodów, takie jak kod LDPC firmy Intel proponowany do , mają tylko jedną macierz H i wykorzystują skracanie, aby osiągnąć inne prędkości kodowania, ale kody te po skróceniu nie działają dobrze. Część macierzy H odpowiadająca bitom informacji (oznaczone przez H 1 ) jest regularna (i dlatego cała macierz jest czasami nazywana półregularną), a po skróceniu rozkład wagi kodu jest słaby w porównaniu z dobrą konstrukcją. Konstrukcje kodów LDPC mają tendencję do posiadania regularnej wagi kolumny w pozycji H 1. [0005] LI Y ET AL: "Design of Efficiently Encodable Moderate- Length High-Rate Irregular LDPC Codes" IEEE TRANSACTIONS ON COMMUNICATIONS, IEEE SERVICE CENTER, PISCATA WAY, NJ, US, vol. 52, nr 4, 1 kwietnia 2004 ( ), strony , XP ISSN: , opisuje sposoby według przedznamiennej części zastrz. 1. [0006] TIFFANY JING LI, RUIYUAN HU: "Robust Distributed Source Encoding using LDPC Codes", marzec 2004 ( ), str. 1, XP Lehigh University, przedstawia skrócony kod LDPC. Krótki opis rysunków [0007] Fig. 1 przedstawia rozkład wagi kolumn w macierzy kontroli parzystości z pozbawioną przeplotu wagą kolumny w pozycji H 1, to znaczy kolumny tej samej wagi są grupowane razem. Rozmiar kodu jest (2000, 1600).

6 1319-PAT-EP-PL EP Fig. 2 przedstawia rozkład wagi kolumn macierzy kontroli parzystości z wagą kolumny w pozycji H 1 z przeplotem. Rozmiar kodu (2000, 1600). Fig. 3 przedstawia wydajność FER nieskracanych kodów o rozmiarze (2000, 1600). Fig. 4 przedstawia wydajność RER kodów (1200, 800) skróconych z kodów (2000, 1600) o 800 bitów. Fig. 5 przedstawia wydajność FER kodów (800, 400) skróconych z kodów (2000, 1600) o 1200 bitów. Szczegółowy opis rysunków [0008] Niniejszy wynalazek proponuje i wykorzystuje nieregularną macierz H, która działa dobrze bez skrócenia lub skrócona. Macierz ta i jej wersje skrócone mogą być wykorzystywane do kodowania i dekodowania. [0009] W przypadku kodu otrzymującego k informacji i generującego n bitów kodowych macierz H jest podzielona na dwie części H = [H 1 H 2 ], gdzie H 1 ma rozmiar m na-k, a H 2 ma rozmiar m- na-m, przy czym m=n-k. H 1 odpowiada bitom niekróconych informacji, a H 2 odpowiada na bitom parzystości, tak że [(H 1 ) mxk (H 2 ) mxm ][(s) xk (p) xm ] T = 0. Przy skracaniu pierwszych L pozycji s pierwsze L kolumn macierzy H 1 zostaje zasadniczo usunięte. [0010] Macierz H 1 decyduje o tym, że definiowana jest struktura z określoną wagą kolumn. Macierz H 2 jest niedeterministyczna, ponieważ może być ona regularna lub nieregularna, ma dowolną strukturę, albo jest skonstruowana przypadkowo. Korzystna

7 1319-PAT-EP-PL EP macierz H 2 może być podobna do macierzy opisanej w zgłoszeniu patentowym USA nr 10/ "Method And Apparatus For Encoding And Decoding Data" według propozycji Intel LDPC (zbliżona do niskiego trójkąta, wszystkie kolumny mają wagę 2 za wyjątkiem ostatniej kolumny, która ma wagę 1, jedynki są usytuowane w kolumnie jedna nad drugą, górna jedynka jest usytuowana na przekątnej. Matematycznie macierz H 2 m na-m jest opisana w ten sposób, że w pozycji odpowiadającej wierszowi i oraz kolumnie j jest 1, jeżeli i = j, a i = j + 1, 0<=i<=m-1, 0<=j<=m-1.) Przykładowa macierz H 2 jest następująca: Gdzie h jest nieparzystą wagą >2 i może być h=[ ] T. Inna przykładowa realizacja macierzy H 2 jest następująca:

8 1319-PAT-EP-PL EP [0011] Dla kodów nieregularnych, które mają lepsze wyniki niż kody regularne, kolumny różnych wag mogą być rozmieszczone w dowolnym porządku bez wpływu na działanie, ponieważ permutowanie kolejności bitów kodu nie ma wpływu na działanie korekcji błędów. Wagi kolumn są dlatego typowo rozłożone bez żadnego szczególnego uporządkowania. Na przykład wszystkie kolumny tej samej wagi mogą być grupowane razem. Kiedy wiodące L kolumn z H zostaje skutecznie usunięte przez skrócenie, pozostałe wagi mogą spowodować słabe działanie. [0012] W celu rozwiązania tego problemu deterministyczna sekcja macierzy H 1 zawiera wiele podmacierzy, z których każda ma wagi kolumn zasadniczo przeplecione pomiędzy podmacierzami. Przeplot pomiędzy podmacierzami oparty jest na wymaganym rozkładzie wagi kolumn dla podmacierzy. Przeplot pomiędzy podmacierzami jest równomierny, jeżeli rozkład wagi potrzebnych kolumn jest taki sam dla wszystkich macierzy. Przeplatanie pomiędzy macierzami

9 1319-PAT-EP-PL EP jest niejednorodne, jeżeli żądany rozkład wagi kolumn jest różny dla dwóch podmacierzy. Wewnątrz podmacierzy kolumny o różnych wagach mogą być przeplatane tak, że kolumny o różnych wagach są rozłożone przeważnie jednorodnie na podmacierzy. [0013] Według wynalazku kolumny o różnych wagach są równomiernie lub nierównomiernie przeplecione pomiędzy podmacierzami tak, że wynikowa macierz skrócona może mieć znacznie lepsze rozłożenie wagi i dlatego lepsze działanie, jeśli chodzi o korekcję błędów. Niech H 1 będzie nieregularna przez to, że ma co najmniej dwie różne wagi kolumn (na przykład 3 i 10 jedynek w każdej kolumnie macierzy H 1 ). Kolumny macierzy H 1 są ponadto podzielone na dwie sekcje (podmacierze), H 1a i H 1b, gdzie macierz H 1a jest macierzą m-na-l (to znaczy pierwsze L kolumn macierzy H 1 ), a macierz H 1b jest macierzą m-na-(k-l) (to znaczy pozostałe k-l kolumn macierzy H 1 ). Kolumny o różnych wagach są przeplecione pomiędzy macierzą H 1a a macierzą H 1b, tak że po skróceniu o L bitów (to znaczy skutecznym usunięciu macierzy H 1a z macierzy H) wynikowy kod z [H 1b H 2 ] ma dobry rozkład wagi. [0014] Przy kodowaniu koder najpierw przenosi L zer do aktualnego zbioru symboli o długości (k-l). Następnie wypełniony zerami informacyjny wektor s = [0 L s b ], gdzie s b ma długość k-l, jest kodowany przy wykorzystaniu macierzy H tak jak by nie była ona skrócona, aby utworzyć wektor bitu parzystości p (długość m). Po usunięciu poprzedzających zer z aktualnego zbioru symboli wektor bitu kodu x=[s b p] jest przesyłany przez kanał. Taka procedura kodowania jest równoważna kodowaniu wektora s b informacji przy użyciu skróconej macierzy [H 1b H 2 ] w celu określenia bitów kontroli parzystości.

10 1319-PAT-EP-PL EP [0015] Ten prosty przykład został opisany dla dwóch obszarów macierzy H 1, ale macierz H 1 może być dalej podzielona z kolumnami przeplecionymi na mniejszych obszarach. Przeplatanie z uwzględnieniem wagi kolumn jest przeprowadzane tak, że po skróceniu wynikowej kontroli parzystości macierze wszystkie miały dobry rozkład wagi. [0016] Przeplot pomiędzy podmacierzami może być realizowany w sposób równomierny lub nierównomierny. Przeplot równomierny ma żądany rozkład wagi, który zachowuje przybliżony stosunek wagi kolumn macierzy H 1 dla każdego obszaru tej macierzy H 1. Przykładowo, jeżeli macierz H 1 ma w przybliżeniu 25% wagi x1 i 75% wagi x2 kolumny, wówczas każda z macierzy H 1a i H 1b może mieć w przybliżeniu 25% wagi x1 i 75% wagi x2 kolumny w całej macierzy H 1. Alternatywnie kolumny mogą być rozmieszczone przez umieszczenie w przybliżeniu około (0,25*szerokość(H 1a )) wagi x1 kolumna, a następnie około (0,75*szerokość (H 1a )x2 kolumny w macierzy H 1a. W obu przypadkach macierz H 1b będzie miała rozkład wagi kolumn taki jak macierz H 1a, a rozmieszczenie kolumn w macierzy H 1b nie wpływa na działanie, chyba że kod zostanie dalej skrócony (to znaczy macierz H 1b zostanie podzielona na dodatkowe obszary). Równomierny przeplot zwykle powoduje suboptymalny rozkład wagi w przypadku kodów skróconych. [0017] Poprzez przeplot niejednorodny próbuje się dostosować pożądany rozkład wagi do każdego obszaru macierzy H 1. Przykładowo, jeżeli macierz H 1 ma rozkład wagi: 25% wagi x1 i 75% wagi x2, ale skrócony o 50% kod z macierzą H 1b ma wymagany rozkład wagi 50% wagi x1 i 50% wagi x2, wówczas macierz H 1b może osiągnąć żądany rozkład przez niejednorodne przeplatanie kolumn

11 1319-PAT-EP-PL EP pomiędzy macierzą H 1a a macierzą H 1b. W takim przypadku w przybliżeniu (0,25 * szerokość (H 1 ) - 0,5 * szerokość (R 1b )) waga x1 kolumny i w przybliżeniu (0,75*szerokość (H 1 ) - 0,5 * szerokość (H 1b )) waga x2 kolumn znajdują się w macierzy H 1a, a macierz H 1b ma wymagany rozkład wagi 0,5*szerokość (H 1b ) waga x1 oraz 0,5*(H 1b ) waga x2 kolumn. Rozkład niejednorodny z przeplotem uzyskuje się przez przeplot w przybliżeniu jednej wagi x2 kolumny z zerową wagą x1 kolumnami w macierzy H 1a (to znaczy całość macierzy H 1a ma wagę x2 kolumny) oraz (jeśli jest to pożądane) przez zmianę w przybliżeniu jednej wagi x2 kolumny na jedną wagę x1 kolumna w macierzy H 1b. Jeżeli ma być wiele prędkości skróconego kodowania, wówczas pożądany jest niejednorodny przeplot z kolumnami o różnej wadze rozrzuconymi na podmacierzy, aby zapewnić lepsze działanie wszystkich prędkości kodu skróconego. Pseudokod algorytmu [0018] [Pokazany poniżej program Matlab pokazuje w jaki sposób można znaleźć dobry rozkład wagi kolumny dla danej prędkości kodowania przy danej wielkości kodu stosując rozkłady żądanej wagi. % oznacza zoptymalizowany rozkład stopniowy, dv = maksymalna waga kolumny, rate oznacza prędkość kodowania, vdeg = getdegdist(rate, dv); % daje liczbę węzłów zmiennych każdej wagi, N oznacza liczbę kolumn w H vnodes = round(n * vdeg(2,:)./vdeg(1,:)/sum(vdeg(2,:)./vdeg(1:)));

12 1319-PAT-EP-PL EP funkcja [vdeg] = getdegdist(rate, dv) % vdeg(1,i): waga kolumny i % vdeg(2,i): część krawędzi dołączonych do węzła zmiennych vdeg(1,i) % vdeg(3,i): część węzłów zmiennych o wadze vdeg(1,i) [0019] Następujący kod Matlab przedstawia jak zrealizować przeploty w podmacierzy. Należy zauważyć, że s jest wektorem wag kolumn, a z1 i z2 są zależne od rozkładu wagi danej kolumny w podmacierzy. temp = [s(1:length1) -ones(1,total_length-length1)]; submatrix1 = reshape(reshape(temp, z1, z2), 1, z1*z2); idx = find(submatrix1<0); submatrix1(idx) = [];

13 1319-PAT-EP-PL EP Przykład [0020] Przykład ten ilustruje propozycję opisaną powyżej. Dla kodu o wielkości (2000, 1600) o prędkości 4/5 znaleziono macierz H z wagami kolumn 2, 3 i 10. Rozkład wagi kolumn macierzy H non bez przeplotu z kontrolą parzystości przedstawiono na fig. 1. Po zrealizowaniu przeplotu kolumn części macierzy H 1 na fig. 2 wykreślono rozkład wagi kolumn wynikowej macierzy z kontrolą parzystości H inter i podano w Załączniku A. Macierz H inter jest taką samą macierzą jak macierz H non z tym wyjątkiem, że wprowadzona jest permutacja kolumn. [0021] Po skróceniu macierzy H inter, wynikowa macierz nadal ma dobre rozkłady wagi kolumn. Przykładowo podano docelowe rozkłady wagi kodu o stosunku 2/3, vdeg = [ ( ) ( ) ( )]; gdzie pierwsza kolumna podaje żądaną wagę kolumny, trzecia kolumna podaje liczbę kolumn z daną wagą, a niejednorodny algorytm wprowadzania ma rozkłady wagi kolumn przy osiągniętym kodzie o stosunku 2/3 według Tablicy 2. Podobną procedurę stosuje się w celu znalezienia żądanego rozkładu wagi kolumn kodu o prędkości 1/2 (po skróceniu oryginalnego kodu o prędkości 4/5) w tablicy 2. Rozkłady wagi dla macierzy H non i H u_inter (z przeplotem równomiernym) podano w tablicy 3 i 4. Należy zauważyć, że w

14 1319-PAT-EP-PL EP każdym przypadku macierz H 2 ma kolumny w liczbie 399 wagi 2 i jedną wagi 3, a macierz H 1 ma jedną kolumnę wagi 2. Tablica 2. Liczba kolumn o różnej wadze w macierzy 4/5 H inter oraz jej uzyskiwane kody Prędkość kodowania / / / Tablica 3. Liczba kolumn o różnej wadze w macierzy 4/5 H non oraz jej uzyskiwane kody Prędkość kodowania / / / Tablica 4. Liczba kolumn o różnej wadze w macierzy 4/5 H u_nter oraz jej uzyskiwane kody Prędkość kodowania / / / [0022] Badania symulacyjne wykazują, że przeplot nierównomierny daje kody LDPC o dobrym działaniu nieskrócone lub skrócone. Działanie kodu nieskróconego o prędkości 4/5 przedstawione jest na fig. 3 w porównaniu z proponowaną konstrukcją kodu

15 1319-PAT-EP-PL EP Należy zauważyć, że bez skrócenia kod o konstrukcji nieregularnej ma takie same wyniki z przeplotem lub bez przeplotu wagi kolumn. Symulacja wykazuje, że macierze H non i H inter działają o 0,2 db lepiej niż proponowana w konstrukcja (Intel) przy FER=10-2. [0023] Przy skróceniu kodu o L=800 pozycji informacji pierwsze 800 kolumn macierzy H non (albo H inter ) zostaje zasadniczo usunięte, co daje w wyniku kod o prędkości 2/3. Działanie skróconych kodów przedstawiono na fig. 4 w porównaniu z podobnie skróconą konstrukcją Symulacja wykazuje, że bez przeplotu działanie kodu po skróceniu jest gorsze w porównaniu z proponowaną konstrukcją (Intel) ze względu na słaby rozkład wagi po skróceniu. Jednakże po przeplocie działanie kodu jest o 0,25 db lepsze niż w przypadku kodu o konstrukcji proponowanej w przy FER=10-2. [0024] Kod taki może być podobnie jeszcze bardziej skrócony. Przy skracaniu oryginalnego kodu o L=1200 pozycji informacji wiodące 1200 kolumn macierzy H non (lub H inter ) zasadniczo zostaje usunięte, na skutek czego uzyskuje się kod stopnia 1/2. Działanie kodów skróconych przedstawione jest na fig. 5 w porównaniu do podobnie skróconej proponowanej konstrukcji Symulacja wykazuje, że bez przeplotu działanie kodu po skróceniu jest nieco gorsze w porównaniu z proponowanym projektem na skutek słabego rozkładu wagi po skróceniu. Jednakże po przeplocie wydajność kodu jest o 0,35 db lepsza niż przy projekcie proponowanym przez przy FER = Fig. 1 przedstawia rozkład wagi kolumn macierzy kontroli parzystości z wagą kolumn bez przeplotu w macierzy H 1, to znaczy

16 1319-PAT-EP-PL EP kolumny tej samej wagi są zgrupowane razem. Rozmiar kodu jest (2000, 1600). Fig. 2 przedstawia rozkład wagi kolumn macierzy kontroli parzystości z przeplotem wagi kolumn w macierzy H 1. Rozmiar kodu jest (2000, 1600). Fig. 3 przedstawia działanie FER nieskróconych kodów o rozmiarze (2000, 1600). Dwa nieskrócone kody są następujące: (a) konstrukcja proponowana (Intel); (b). Nieregularna konstrukcja kodu. Należy zauważyć, że bez skracania nieregularna konstrukcja kodu ma takie samo działanie z przeplotem wagi kolumn albo bez przeplotu wagi kolumn. Fig. 4 przedstawia działanie FER kodów (1200, 800) w formie (2000, 1600) skróconej o 800 bitów. Trzema nieskróconymi kodami są: (a) proponowany projekt (Intel); (b). Nieregularna konstrukcja kodu bez przeplatania wagi kolumn; (c). konstrukcja kodu nieregularnego z przeplotem wagi kolumn. Fig. 5 przedstawia działanie FER kodów (800, 400) skróconych z kodów (2000, 1600) o 1200 bitów. Trzy nieskrócone kody są następujące: (a) proponowana konstrukcja (Intel); (b) nieregularna konstrukcja kodu bez przeplotu wagi kolumn; (c) regularna konstrukcja kodu z przeplotem wagi kolumn. Załącznik: Rozkład wagi kolumn z przeplotem [0025] Poniżej przedstawiony jest rozkład wagi kolumn nieregularnej (2000, 1600) macierzy H po dokonaniu przeplotu sekcji H 1. Waga każdej kolumny jest pokazana zaczynając od pierwszej kolumny.

17 1319-PAT-EP-PL EP

18 1319-PAT-EP-PL EP

19 1319-PAT-EP-PL EP Zastrzeżenia patentowe 1. Sposób kodowania, który generuje bity kontroli parzystości (p 0,..., p m-1 ) na podstawie aktualnego zbioru symboli kontroli parzystości o małej gęstości s=(s 0,..., s k-l-1 ), zawierający następujące etapy: pozyskiwanie wartości L; otrzymywanie aktualnego zbioru symboli s=(s 0,..., s k-l-1 ) o długości (k-l); otrzymywanie uzupełnionego zerami wektora s informacji o długości k przez uzupełnianie zerami aktualnego zbioru symboli zawierającego L zer gdzie L>0; wykorzystywanie macierzy H i uzupełnionych zerami wektorów s informacji w celu określenia bitów kontroli parzystości, przy czym macierz H zawiera część H 1 i część H 2, a macierz H 1 ma wielkość m na-k, natomiast macierz H 2 ma wielkość m na-m; oraz wysyłanie bitów kontroli parzystości wraz z aktualnym zbiorem symboli s=(s 0,..., s k-l-1 ); znamienny tym, że część H 1 macierzy jest złożona z dwóch podmacierzy; a jedna z tych dwóch podmacierzy zawiera kolumny posiadające pierwszą wagę kolumny i kolumny posiadające drugą wagę kolumny, przy czym pierwsza waga kolumny różni się od drugiej wagi kolumny, a kolumny posiadające pierwszą wagę kolumny i kolumny posiadające drugą wagę kolumny są zasadniczo przeplecione w podmacierzy; a ponadto pozostałe dwie podmacierze zawierają kolumny o pierwszej wadze kolumny i kolumny o drugiej wadze kolumny, przy czym kolumny o

20 1319-PAT-EP-PL EP pierwszej wadze i kolumny o drugiej wadze są zasadniczo przeplecione w podmacierzy. 2. Sposób według zastrz. 1, znamienny tym, że 3. Sposób według zastrz. 1, znamienny tym, że

21 1319-PAT-EP-PL EP

22 1319-PAT-EP-PL EP

23 1319-PAT-EP-PL EP