FR 2778289 A1 19991105 FR 9805612 A 19980504 DECODAGE ITERATIF DE CODES PRODUITS La présente invention a pour objet un procédé de décodage itératif de codes produits. L'invention concerne aussi un procédé de transmission ainsi qu'un système de transmission mettant en oeuvre un tel procédé de décodage. L'invention concerne le décodage de codes produits de codes linéaires en blocs. Elle s'applique au domaine des transmissions, pour le codage de canal. Un canal de transmission typique comprend une source binaire, un codeur, un modulateur qui émet dans un canal, un démodulateur en sortie de canal, et un décodeur qui fournit le signal binaire. Le codage de canal a pour but de réduire la puissance nécessaire pour atteindre un taux d'erreur bit donné. La demande de brevet française déposée le 09 Octobre 1997 sous le numéro 9712594, sous le titre "Procédé de codage bloc par code produit applicable notamment au codage d'une cellule ATM" donne une description des notions de base de la transmission et du codage de canal, à laquelle on pourra se reporter pour plus de détails. Dans la mesure o l'invention concerne le décodage de canal, les autres éléments du système de transmission - tels le codage de source et la modulation démodulation utilisée en fonction du milieu de transmission - ne font pas l'objet de plus d'explications. Il est classique d'utiliser pour le codage des codes redondants et des codes produits. On caractérise généralement un code C1 par un triplet (nl, kl, dl), ou kl est le nombre de bits en entrée du code, nl est le nombre de bits en sortie du code et dl est la distance minimale de Hamming du code. L'application d'un tel code à un k- uplet (xl,..., xk) fournit un n-uplet (xlI,..., xk, xk+l,..., xn) avec nk bits de redondance. On appelle code produits l'application successive de deux codes C1 et C2, de la façon suivante. On considère k l.k2 bits, sous forme de k2 mots de kl bits. On applique aux k2 mots de kl bits un code C1(nl, kl, d1) et on obtient k2 mots de n1 bits. Rangés sous forme de matrice, ces k2 mots de nl bits forment nl colonnes, la j- ième colonne étant formée des j-ièmes bits de chacun des k2 mots. On applique à chacune de ces nl colonnes de k2 bits un code C2(n2, k2, d2) pour obtenir nl mots de n2 bits. L'application d'un tel code produit permet de passer de kl.k2 bits à nl.n2 bits, avec nl.n2 - kl.k2 bits de redondance. Si les codes sont linéaires, on obtient de la sorte n2 lignes de mots du code C1, ou nl colonnes de mots du code de C2. Le code produit est un code présentant les paramètres (nl.n2; kl.k2; dl.d2). L'ordre d'encodage est indifférent, et l'on obtient les mêmes résultats en codant d'abord les lignes, comme décrit ci-dessus, ou en codant d'abord les colonnes. De tels codes produits sont décrits dans la littérature pour le codage de canal. La demande française susmentionnée, ou encore la figure 2 de FR-A-2 712 760 expliquent en détail le principe du codage par un tel code produit. Le problème avec de tels codes produits est le décodage en sortie du démodulateur. On obtient en sortie du démodulateur des ensembles de valeurs de bits (généralement modulés sous la forme +1), entachées d'un bruit. On appelle valeur souple la valeur reçue, entachée du bruit, qui est une valeur réelle; on appelle valeur ferme la valeur _1, i.e. la valeur binaire correspondante, obtenue par une décision à seuil sur la valeur reçue. On appelle dans la suite mot ferme un mot binaire, et mot souple un mot effectivement reçu, formé de valeurs réelles. Lors d'une transmission avec codage par un code produit, on obtient en sortie du démodulateur un ensemble R = {r,ij} de n.n2 valeurs réelles (valeurs souples). Le décodage consiste à déterminer à quel mot du code produit Cl.C2 correspondent ces valeurs souples, selon un certain critère de performance. Si le bruit est un bruit additif blanc gaussien, la solution optimale consiste à rechercher le mot du code produit qui minimise la distance euclidienne au mot souple reçu R. Ce critère du maximum de vraisemblance est dans la pratique impossible, dès lors que le produit kl.k2 dépasse couramment quelques centaines. Diverses solutions ont donc été proposées pour assurer le décodage des codes produits. La solution la plus immédiate consiste à prendre des décisions fermes sur chacun des bits du mot souple reçu, et à décoder en décision ferme successivement les lignes puis les colonnes, en appliquant un décodeur du code C2 sur les colonnes, puis un décodeur du code Cl sur les lignes; cette solution est largement sous optimale, et ne permet pas d'atteindre le gain théorique d'un code produit car elle n'utilise pas toute l'information reçue du canal de transmission. FR-A-2 712 760 propose un algorithme de décodage itératif de codes produits C1.C2, dans lequel on procède à plusieurs reprises au décodage successif des différentes colonnes ou lignes de la matrice formée à partir du mot de code produit reçu. Pour chaque colonne ou ligne, i.e. pour chaque mot du code C2 ou C1 reçu affecté d'un bruit (mot souple reçu), ce document propose de procéder au décodage à l'aide d'un algorithme de Chase modifié, et plus exactement: - de générer un ensemble de mots fermes du code C2 ou C1 a priori proches du mot souple reçu sur la ligne ou colonne correspondante; - calculer la distance euclidienne entre ces différents mots fermes et le mot souple reçu; et - choisir comme mot de code reçu celui des différents mots fermes qui présente la distance minimale au mot souple effectivement reçu. Pour générer l'ensemble des mots fermes du code C2 (ou C1) a priori proches du mot souple reçu, ce document propose: - de repérer les p composantes les moins fiables du mot souple reçu; - de construire q séquences binaires de test à partir de ces p composantes les moins fiables; - de construire q mots binaires à décoder à partir de ces séquences de tests binaires et d'une valeur courante binaire du mot décodé; cette valeur courante binaire est initialisée au départ par une approximation binaire de chacun des bits reçus; - de décoder les q mots binaires avec un décodeur de Berkelamp (décodeur algébrique) pour obtenir q' mots de code, en vérifiant le cas échéant que les q' mots obtenus sont des mots du code C2 (ou C1). La construction des q mots binaires et leur décodage selon cet algorithme est une opération peu efficace: les q mots générés sont des mots du code C2 (ou Cl), mais ne sont pas forcément distincts. On obtient en sortie du décodeur un nombre q' de mots de code distincts inférieur au nombre q de mots générés. En outre, cette méthode ne fonctionne que pour des codes pour lesquels il existe un décodeur algébrique. L'implémentation des décodeurs algébriques nécessite des calculs dans les corps de Gallois et une architecture complexe. Juing Fang, Décodage pondéré des codes linéaires en blocs, Thèse de Docteur ingénieur, ENST de Paris, 1986, décrit un algorithme de décodage à entrée souple d'un code linéaire en bloc. Cet algorithme est optimal au sens du maximum de vraisemblance et ne fait pas intervenir explicitement la structure algébrique du code. Il permet de fournir en sortie un mot de code ferme, de vraisemblance maximale. Cet algorithme est l'un des nombreux algorithmes de décodage à entrée souple et à sortie ferme; il ne suggère pas l'utilisation de listes pour générer une sortie souple. L'invention propose une solution au décodage itératif des codes produits, qui permette un décodage plus rapide et plus efficace, et qui s'applique à tous les types de codes et pas seulement à ceux pour lesquels existe un décodeur algébrique. Le décodage des codes produits n'est pas un problème mathématique, mais un problème technique important dans le domaine des transmissions. Il s'applique directement au décodage des valeurs des bits ou des mots de code produit reçus en sortie du démodulateur d'un canal de transmission. Plus précisément, I'invention propose un procédé de décodage à entrée souple et à sortie souple d'un mot (s) d'un code linéaire en bloc de dimension k et de longueur n, reçu depuis un canal de transmission, comprenant les étapes de - génération d'une liste de mots fermes (ub) du code proches du mot de code reçu (s), en codant une liste de k- uplets les plus vraisemblables; - calcul de la i-ième composante du mot souple de sortie par différence entre les métriques d'une part du mot de code généré le plus proche, et d'autre part, et du mot de code généré le plus proche ayant une i-ième composante opposée. Dans un mode de réalisation, les k-uplets les plus vraisemblables sont obtenus par approximation ferme des composantes du mot reçu et par changement des composantes des moins fiables, Avantageusement, chacun des k-uplets de la liste de k-uplets est obtenu par: - classement par ordre de fiabilité des composantes du mot de code reçu, suivant une permutation (T); - vérification que les k composantes les plus fiables du mot ainsi obtenu permettent de générer les n - k autres; - choix de valeurs fermes pour m composantes les moins fiables desdites k composantes, m étant un entier inférieur à k; - approximation ferme des k - m autres composantes; - codage du mot ferme ainsi obtenu, par un code égal à la composition dudit code par l'inverse de ladite permutation. On peut aussi prévoir que la vérification s'effectue par - application aux colonnes de la matrice de parité du code de la permutation; - vérification du rang de la matrice formée des n-k dernières colonnes de la matrice de parité ainsi permutée. L'étape de vérification, lorsqu'elle est négative, est suivie d'une étape de modification de la permutation. Dans un autre mode de réalisation, chacun des k-uplets de la liste de kuplets est obtenu par: - classement par ordre de fiabilité des k premières composantes du mot de code reçu, par une permutation (T); - choix de valeurs fermes pour m composantes les moins fiables, m étant un entier inférieur à k; - approximation ferme des k - m autres composantes; codage du mot ferme ainsi obtenu, par un code égal à la composition dudit code par l'inverse de ladite permutation. De préférence, le calcul de la j-ième composante du mot souple de sortie s'effectue, lorsqu'il n'existe pas de mot de code généré le plus proche ayant une j- ième composante opposée, par différence entre les métriques d'une part du mot de code généré le plus proche, et d'autre part, et du mot de code généré le moins proche Il est aussi possible de prévoir que le calcul de la j-ième composante du mot souple de sortie s'effectue, lorsqu'il n'existe pas de mot de code généré le plus proche ayant une - ième composante opposée, par addition à la -ième composante du mot reçu par d'un coefficient du signe de la j-ième composante du mot de code le plus proche du mot reçu. Avantageusement, le mot reçu est affecté d'un bruit blanc additif et gaussien. L'invention a aussi pour objet un procédé de décodage à entrée souple et à sortie souple d'un mot (s) d'un code linéaire en bloc de dimension k et de longueur n, reçu depuis un canal de transmission, comprenant les étapes de - choix du mot de code le plus proche du mot reçu dans une liste de mots fermes (ub) du code proches du mot de code reçu (s), générés en codant une liste de k-uplets les plus vraisemblables, - pour chaque composante d'ordre j du mot reçu, j variant de 1 à n: * remplacement de la j-ième composante du mot reçu par l'inverse de la j- ième composante du dit mot de code de plus proche; * choix du mot de code le plus proche du mot obtenu dans l'étape de remplacement dans une liste de mots fermes du code proches du mot de code obtenu dans l'étape de remplacement, générés en codant une liste de k-uplets les plus vraisemblables; * calcul de la j-ième composante du mot souple de sortie par différence entre les métriques d'une part du mot de code le plus proche du mot reçu, et d'autre part, et du mot de code le plus proche du mot obtenu dans l'étape de remplacement. Dans un mode de réalisation, dans l'étape du choix du mot de code le plus proche du mot reçu, les k-uplets les plus vraisemblables sont obtenus par approximation ferme des composantes les plus fiables du mot reçu et par changement des composantes les moins fiables. De préférence, dans l'étape du choix du mot de code le plus proche du mot obtenu dans l'étape de remplacement, les k-uplets les plus vraisemblables sont obtenus par approximation ferme des composantes les plus fiables du mot obtenu dans l'étape de remplacement et par changement des composantes les moins fiables. Dans un mode de réalisation, le mot reçu est affecté d'un bruit blanc additif et gaussien. L'invention a encore pour objet un procédé de décodage itératif d'un mot (R) d'un code produit reçu depuis un canal de transmission, comprenant pour au moins une itération, un décodage à entrée souple et à sortie souple de lignes ou de colonnes dudit mot du code produit, selon un tel procédé. D'autres caractéristiques et avantages de l'invention apparaîtront à la lecture de la description qui suit de modes de réalisation de l'invention, donnée à titre d'exemple et en référence aux dessins annexés qui montrent: - figure 1 un ordinogramme d'un premier mode de réalisation d'un procédé de décodage à entrée souple et à sortie souple mis en oeuvre dans l'invention; - figure 2 un ordinogramme d'un deuxième mode de réalisation d'un procédé de décodage à entrée souple et à sortie souple mis en oeuvre dans l'invention; - figure 3 un ordinogramme d'un troisième mode de réalisation d'un procédé de décodage à entrée souple et à sortie souple mis en oeuvre dans l'invention; - figure 4 un ordinogramme d'un algorithme de décodage itératif selon l'invention; - figure 5, un schéma du fonctionnement du décodeur de l'invention pour un nombre d'itérations égal à 4; - figures 6 et 7, des représentations graphiques de résultats des procédés de l'invention. Pour déterminer dans un algorithme de décodage à entrée souple et à sortie souple un ensemble de mots de codes a priori proches du mot de code souple reçu, l'invention propose d'utiliser non pas un décodage, mais un encodage. La figure 1 montre un ordinogramme d'un premier mode de réalisation d'un procédé de décodage à entrée souple et à sortie souple mis en oeuvre dans l'invention; on a représenté à la figure 1 les étapes nécessaires au décodage à sortie souple d'un mot souple reçu sur une ligne ou une colonne du mot de code produit reçu. On note dans la suite de la description R = {ri,j} le mot souple de code produit reçu depuis le canal de transmission, 1 de sortie. Dans une première étape 1, on trie l'ensemble des composantes reçues si suivant l'ordre croissant des modules I sijl, i.e. suivant la fiabilité. On note T la permutation correspondante. Dans une deuxième étape 2, on vérifie que les kl dernières composantes de l'image T(si) de si dans la permutation permettent de retrouver les nl-kl restantes; ceci peut s'effectuer en appliquant la permutation T aux colonnes de la matrice de parité du code Cl, et en vérifiant que les nl-kl dernières colonnes de la matrice permutée obtenue sont indépendantes. Si elles ne le sont pas, on modifie la permutation T, de sorte à obtenir nl-kl dernières colonnes indépendantes lorsque I'on applique la permutation aux colonnes de la matrice de parité. Ceci peut s'effectuer en changeant la i-ième colonne, j de code permutés. Dans une troisième étape 3, on considère m, m fiables, et on crée des m-uplets correspondants en leur affectant des valeurs binaires. On peut générer de cette façon 2m m-uplets binaires, mais il peut être plus intéressant de générer uniquement certains de ces 2m m-uplets, par exemple ceux qui ont la plus petite métrique. Dans une quatrième étape 4, on considère les kl-m composantes restantes parmi les kl dernières composantes. On effectue pour chacune de ces composantes une décision ferme, c'est à dire que l'on affecte à chaque composante souple une valeur ferme ou binaire. On peut par exemple simplement affecter à chaque composante son signe. A la cinquième étape 5 on reconstitue à partir des résultats des troisième et quatrième étapes un ensemble de mots binaires tb = {ti, 1 En d'autres termes, chaque mot obtenu à l'étape 5 est un assemblage ou une concaténation des m composantes créées à l'étape 3 et des kl-m composantes obtenues à l'étape 4. On leur applique le codage, qui dans l'espace des mots permutés, correspond au codage CI. Une méthode pour faire ce codage est d'utiliser la matrice de parité H du code C1. La permutation T associée au tri des composantes sera appliquée à la matrice de parité H du code. On applique ensuite une réduction de Gauss aux (nl-kl) colonnes les plus à droite de la matrice H permutée par la liste T afin de la mettre sous forme systématique. Il est à remarquer qu'en général les (nl-kl) dernières colonnes de la matrice H permutée ne sont pas indépendantes. Dans ce cas, on peut modifier la permutation T afin de rendre ces colonnes indépendantes et de pouvoir ainsi systématiser la matrice H permutée. La vérification proposée à l'étape 2 peut se faire en même temps que la systématisation de la matrice permutée. On utilise ensuite avantageusement cette matrice de parité rendue systématique pour 'encodage dans l'espace permuté. On obtient ainsi directement des mots fermes permutés ub = {ui, 1 5 i a été envoyé sur le canal de transmission. On peut ensuite, à la sixième étape 6, calculer pour chacun des mots de code ub obtenus, la distance euclidienne au mot de code souple si reçu. On peut dans cette étape ne conserver parmi ces mots de code que les mots les plus fiables, la mesure de la fiabilité s'effectuant simplement en considérant la distance euclidienne qui vient d'être calculée; le seuil utilisé pour retenir les mots de codes, ou encore le nombre de mots de code considéré, dépend du nombre total de mots de code que l'on a généré dans les étapes précédentes. En d'autres termes, plus on génère de mots de codes, plus le nombre de mots de code que l'on peut garder est important. Le choix du nombre de mots de codes retenus résulte d'un compromis entre la complexité provoquée par la génération d'un grand nombre de mots de codes, d'une part, et d'autre part l'avantage que la probabilité de trouver des mots de codes très fiables augmente lorsque le nombre total de mots de codes générés croît. A l'étape 7, on procède au décodage souple de la façon suivante. Pour une composante donnée reçue si d'ordre j donné, on considère dans l'ensemble des mots de code ub obtenus, le mot de code le plus proche uj+ présentant comme composante d'ordre jun bit à 1 et le mot de code le plus proche ujprésentant comme composante d'ordre j un bit à -1; on calcule alors la valeur de la j-lème composante du mot souple décodé comme la différence, multipliée par un facteur de normalisation d'un quart entre la métrique ci. = uj- - s du mot de code uj- le plus proche présentant un bit à -1 en j-ième position et la métrique ci+ = luji+ - si du mot de code uj+ le plus proche présentant un bit à +1 en j-ième position. En d'autres termes, pour chaque valeur de j, on calcule la composante vi d'ordre j du mot de code souple {vi, 1 prenant la métrique du mot de code de la liste le plus éloigné. On pourrait aussi, toujours dans ce cas, prendre comme valeur souple de la j- ième composante la somme de la j-ième composante du mot reçu et d'un facteur b, affecté du signe de la décision ferme de la j-ième composante du mot de code le plus proche; en d'autres termes, on ajoute le facteur b si la j-ième composante du mot de code le plus proche est positive, et on ajoute -b si la j-ième composante du mot de code le plus proche est négative; la valeur de ce facteur peut varier en fonction de l'itération. On peut ensuite repasser dans l'espace des mots reçu, en appliquant une permutation inverse de celle de l'étape 2. On trouve alors le mot de code le plus proche du mot reçu plus tous les coefficients de fiabilité de chaque symbole, i. e. une sortie pondérée. On fournit maintenant une explication du calcul de l'étape 7. On considère le cas d'un bruit blanc gaussien additif b, dont les composantes bi sont à moyenne nulle et de même variance s2. On peut alors noter s=e+b avec s le mot reçu, comme expliqué plus haut, e = (ei, 1 _- 2CY2 u- ES Ij, o S,i et S-i, sont les deux ensembles des mots du code dont le.ème symbole vaut + 1 ou -1 respectivement, M(s,u) étant la métrique entre le mot de code u trouvé par l'algorithme et le mot reçu s, métrique qui dans notre cas est la distance euclidienne entre s le mot reçu et u un mot du code, distance euclidienne qui peut être en précision finie. Cette métrique peut si nécessaire être adaptée aux cas des canaux à évanouissements. Le nombre de mots de code étant généralement élevé, le calcul du rapport de vraisemblance est relativement complexe. Lorsque le rapport signal à bruit est suffisamment grand, on peut simplifier cette expression en ne conservant au numérateur et au dénominateur que le terme le plus fort, I'expression du logarithme du rapport de vraisemblance devient alors Max exp[-1 TM(,u-)] u- ES_,, U+ eSk/ uc _ à Cr- M&zx En normalisant le logarithme du rapport de vraisemblance par le facteur -, [ =-( Maxc M(su=)- Max M(s5u+)aJ J u,Sj U+ ES1j o Sij représente l ime de apots due a ane le égal à i (i=-+l) en position j. En reprenant les notations précédentes pour c;. et c,+, on retrouve bien l'expression dvi s'exprime l'étape 7rs de la manifigure suivante v,=/ i4,- Uj =-G S- ij ES Les étapes décrites en référence à la figure 1 permettent de générer des mots de code, qui sont proches du mot souple reçu sur le canal de transmission. Le procédé de la figure ne permet en trouvant une liste ode ayanmots du code, d'en déduire une valeur souple de chaque composrenant le du ms notations prde codent reçu. Lapour ci. omplexité duon retrouvcédé dépbiend du nomb'expression de 'motsape 7 de codes générés à l'étape 4, autrement dit du 1c Les étapes décrites en référence à la figure I permettent de générer des mots de code, qui sont proches du moi souple reç;u sur le canal de transmission. Le procédé de la figure 1 permet en trouvant une liste de mots du code, d'en déduire une valeur souple de chaque composante du mot de code reçu. La complexité du procédé dépend du nombre de mots de codes générés à l'étape 4, autrement dit du nombre de mots de code proches générés. Plus ce nombre est important, plus le procédé est performant, mais plus il est complexe à mettre en oeuvre; plus ce nombre est faible, plus le procédé est performant, et moins il est efficace. Le choix du nombre de mots de code détermine le rapport performance/complexité du procédé, et est adapté en fonction des circonstances. Dans la pratique des résultats satisfaisants sont obtenus pour un code BCH(31, 21) étendu en conservant les 19 meilleurs mots de code parmi 50 mots générés. En variante de l'étape 2, on peut changer non pas les composantes les moins fiables, mais les composantes, qui en combinaison, sont les moins fiables: ainsi si on considère par exemple les composantes suivantes, avec les modules correspondants: I 1 12 13 14 15 16 0,1 0,2 0,3 0,35 0,4 0,45 on changera par exemple 11, puis 12, puis 13, puis 1l et 12, puis 14, puis Il et 13, puis 15, et ainsi de suite. On arrive ainsi à préserver les composantes les plus fiables. La figure 2 montre un ordinogramme d'un deuxième mode de réalisation d'un procédé de décodage à entrée souple et à sortie souple mis en oeuvre dans l'invention; de nouveau, on n'a considéré à la figure 2 que l'exemple d'une ligne. De nouveau, on décrit l'invention en référence à la forme systématique du code. On considère le mot souple correspondant à une ligne donnée {si, 1 i de redondance générés par le code C1. Dans une première étape 11, on trie les kl premières composantes reçues si suivant l'ordre croissant des modules Isil, i.e. suivant la fiabilité. -On note T la permutation correspondante. Dans une deuxième étape 12, on procède comme dans l'algorithme de Chase, et on crée des vecteurs fermes pour les m, m exemple 00, 10, 01, 11. Dans une troisième étape 13, on considère les kl-m composantes restantes et on effectue pour chacune de ces composantes une décision ferme, c'est à dire que l'on affecte à chaque composante souple une valeur ferme ou binaire. On peut par exemple simplement affecter à la composante si d'ordre i la valeur sign(sj). A l'étape 14 on reconstitue à partir des résultats de l'étape 12 et de l'étape 13 un ensemble de mots binaires tb = {ti, 1 canal de transmission. On peut ensuite, à l'étape 15, calculer pour chacun des mots de code ub obtenus, la distance euclidienne au mot de code souple si reçu, ou métrique de chaque mot de code ub par rapport au mot de code s reçu. On peut dans cette étape ne conserver parmi ces mots de code que les mots les plus fiables, comme expliqué plus haut en référence à l'étape 6 de la figure 1. A l'étape 16, on procède au décodage souple, de la même façon qu'à l'étape 7 de la figure 1. Le procédé de la figure 2, par rapport à celui de la figure 1, permet d'éviter l'étape de vérification de l'indépendance des dernières colonnes de la matrice de parité. Il présente l'inconvénient, par rapport à ce même procédé de la figure 1, de ne modifier des composantes que parmi les kl premières, et non parmi l'ensemble des composantes du mot de code. En d'autres termes, le procédé de la figure 1 permet de modifier des composantes de faible fiabilité qui sont choisies non seulement parmi les informations envoyées, mais aussi parmj les valeurs de redondance. On arrive ainsi à changer les composantes les moins fiables parmi les kl plus fiables du mot de code dans son ensemble, et pas seulement parmi les kl premières composantes du mot envoyé. La figure 3 montre un ordinogramme d'un troisième mode de réalisation d'un procédé de décodage à entrée souple et à sortie souple mis en oeuvre dans I'invention. On procède dans ce mode de réalisation comme dans les cinq premières étapes de la figure 1 pour obtenir une listes de mots de codes, et leurs métriques; ceci est symbolisé à la figure 3 par l'étape 20. On considère à l'étape 21 le mot de code le plus proche c*, i.e. celui présentant la métrique la plus faible, et on initialise une valeur courante j à 1. A l'étape 22, on change la valeur de la j-ième composante si du mot de code s reçu, pour lui donner une valeur opposée à celle de la j-ième composante du mot de code c* déterminé à l'étape 21, et ce avec une très grande fiabilité. A l'étape 23, on procède, comme dans les cinq premières étapes de la figure 1 à une recherche d'une liste de mots de codes proches du mot reçu modifié à sa j- ième composante, et au calcul de leur métrique. A l'étape 24, on considère le mot de code c'* présentant la métrique la plus faible; la composante d'ordre j de c'* est opposée à celle du mot de code c* déterminé à l'étape 21; on calcule alors la composante vj d'ordre j du mot souple de sortie v comme la différence des métriques des mots c* et c'* des étapes 21 et 24, multipliée par le facteur de normalisation 1/4. A l'étape 25, on compare j et n. Si j=n, on a terminé de décodage, étape 26; sinon, à l'étape 27, on incrémente j de un et on repasse à l'étape 22. Par rapport aux procédés des figures 1 et 2, le procédé de la figure 3 donne de meilleurs résultats dans la mesure o l'on retrouve nécessairement pour chaque composante deux mots de codes ayant pour cette composante des valeurs de bits opposées. Toutefois, ce procédé est plus complexe, dans la mesure o l'on doit calculer des listes de mots proches nl + 1 fois et non pas une seule fois. Les procédés des figures 1 à 3 fournissent donc une sortie souple pour chaque ligne ou chaque colonne du mot de code produit reçu depuis le canal de transmission. Le procédé de décodage de l'invention utilise ce décodage souple pour le décodage itératif, comme expliqué en référence à la figure 4, qui montre un mode de réalisation d'un tel décodage itératif. Dans une itération, on utilise le procédé d'une des figures 1 à 3, ou une combinaison de ces procédés pour obtenir à partir des lignes, et respectivement des colonnes, de la matrice courante, des lignes et respectivement des colonnes pour l'itération suivante. Dans une première étape 30, on initialise une matrice courante _ à la valeur reçue du canal R, la valeur de l'indice i étant initialisée à 0. On passe ensuite à l'étape 32. A l'étape 32, on détermine des coefficients ai pour chaque valeur de i. Les coefficients en cause forment une suite croissante (ai) de réels. Des valeurs de ces coefficients sont données à titre d'exemple pour un code produit BCH(31,21) étendu en référence à la figure 6. On passe ensuite à l'étape 34. Un premier décodage suivant les lignes de la matrice R en utilisant l'un ou l'autre des algorithmes de décodage en entrée souple et à sortie souple des figures 1 à 3 permet de déterminer une nouvelle matrice Li dont chaque ligne est un mot du code C1. On passe ensuite à l'étape 36. A l'étape 36, on incrémente i de 1. On extrait de la matrice Li., une information extrinsèque égale à (Li.l-P.l) qui pondérée par le facteur ai est ajoutée à la matrice R reçue. On calcule une nouvelle matrice R, =R+ai(L-l-R.l) avant de passer à l'étape 38. A l'étape 38, on poursuit en décodant les colonnes de la matrice Ri en utilisant l'un ou l'autre des algorithmes de décodage en entrée souple et à sortie souple des figures 1 à 3. Ce décodage permet d'obtenir une matrice Li dont chaque ligne est un mot du code C2. Cette étape 38 correspond pour ce qui est des colonnes à l'étape 34. On passe ensuite à l'étape 40. L'étape 40 correspond à l'étape 36. Elle consiste à incrémenter i de 1 et à former une nouvelle matrice R=R+ai(Li.-R.i). A l'étape 42, on compare le nombre d'itérations, égal à i/2, au nombre d'itérations souhaitées. Il est à noter que l'on appelle itération l'ensemble comprenant un décodage des lignes et un décodage des colonnes. S'il faut procéder à une itération supplémentaire, on passe à l'étape 34 et sinon on passe à l'étape 46. A l'étape 46, on prend des décisions binaires sur la matrice L.l, obtenue par décodage des colonnes à l'étape 38. On suppose que la matrice ainsi obtenue correspond au mot de code émis, il suffit alors d'extraire la sous-matrice d'information pour retrouver les bits d'information. Le schéma de la figure 5 illustre le fonctionnement du décodeur pour un nombre d'itérations égal à 4. Le procédé de l'invention s'applique à tous les types de codes en blocs linéaires, tels les codes BCH, y compris les codes de Reed-Solomon, ReedMuller, QR, les codes cycliques, etc., sans utiliser des décodeurs algébriques et des calculs compliqués dans les corps finis de Gallois. Les figures 6 et 7 montrent des résultats de décodage selon l'invention. La figure 6 montre les résultats d'un décodage du code produit BCH(31, 21) étendu, selon le procédé décrit en référence à la figure 4 et à la figure 1. On a porté en ordonnées sur la figure le taux d'erreur sur les bits, et en abscisses le rapport signal sur bruit Eb/N0, en dB. On a représenté sur la figure les résultats obtenus pour le code convolutif 1/2 de longueur de contrainte 7, et les résultats obtenus après une, deux, trois ou quatre itérations de décodage selon l'invention. Pour la simulation de la figure 6, on a calculé (étape 5 de la figure 1), J=50 mots de code, dont on a retenu à chaque fois les Q=19 meilleurs. Les coefficients (ai) utilisés pour les lignes et les colonnes sont donnés dans le tableau suivant: al a2 a3 a4 a5 a6 |a7 _a8 | 0,0 0,3 0,5 0,7 0,9 1 1 1 _1 Les coefficients (bi) ci-dessous sont utilisés dans le cas o l'on n'a pas trouvé de mots de code concurrent: _ bl b2 b3 b4 b5 b6 b7 b8 0,2 0,3 0,6 0,8 1 1 1 1_ 1_ La figure montre un gain de codage de près de 2 dB par rapport au code 1/2, et ce dès un TEB de 10.6. La figure 7 montre des résultats correspondants, pour un code produit BCH(30, 19) x BCH(30, 24). Le code BCH(30, 19) est un code raccourci de 2 obtenu à partir du code BCH(31, 21) étendu. Le code BCH(30, 24) est un code raccourci de 2 obtenu à partir du code BCH(31, 26) étendu. On retrouve un gain de codage supérieur à 2dB, par rapport au même code de référence. Dans tous ses modes de réalisation, le décodage itératif de codes produits selon l'invention fournit de meilleures performances avec le même nombre d'itérations que l'algorithme proposé dans FR-A-2 712 760. Bien entendu, la présente invention n'est pas limitée aux exemples et modes de réalisation décrits et représentés, mais elle est susceptible de nombreuses variantes accessibles à l'homme de l'art. Ainsi, I'invention a été décrite en référence à un code produit C1.C2; elle s'applique à des codes de formes différentes, comme par exemple des codes produits de trois codes en blocs ou plus; elle s'applique aussi à des codes produits du type de ceux décrits dans la demande de brevet n 9712594 susmentionnée de la demanderesse. Ces codes produits sont d'une application particulière au codage des paquets en transmission en mode transfert asynchrone (ATM): on utilise pour le codage des en-têtes un code Ci différent du code C2 utilisé pour le corps du paquet. On applique ensuite aux colonnes de la matrice dont les lignes sont formée des mots des codes Cl et C2 un code C3. De même, on peut utiliser les procédés des figures 1 à 3 pour d'autres algorithmes de décodage itératif que celui de la figure 4. Il est aussi clair que la formulation en termes de "lignes" et "colonnes" du mot de code produit reçu n'est employée que pour la commodité d'expression, et que les valeurs reçues sur le canal ne sont pas sous forme d'une matrice. On peut indifféremment commencer à décoder par les 'lignes" ou par les "colonnes". L'expression "mots d'un code produit reçus en sortie d'un canal de transmission" doit donc s'entendre d'une valeurs successives, ou encore d'une suite de valeurs binaires entachés d'un bruit, qui sont reçues en sortie d'un canal de transmission. En outre, I'invention a été décrite en référence à des codes en blocs systématiques. Elle s'applique pour ce qui concerne les méthodes des premier et troisième modes de réalisation à des codes C(n, k, d) qui ne sont pas sous une forme systématique, dans la mesure o ils peuvent facilement être transformés en codes sous une forme systématique, par produit par une matrice de rang k. Elle a été décrite en référence à l'exemple de codes binaires, mais elle s'applique aussi à des codes q-aires, avec q X 2. REVENDICATIONS 1.- Procédé de décodage à entrée souple et à sortie souple d'un mot (s) d'un code linéaire en bloc de dimension k et de longueur n, reçu depuis un canal de transmission, comprenant les étapes de - génération d'une liste de mots fermes (ub) du code proches du mot de code reçu (s), en codant une liste de k-uplets les plus vraisemblables; - calcul de la j- ième composante du mot souple de sortie par différence entre les métriques d'une part du mot de code généré le plus proche, et d'autre part, et du mot de code généré le plus proche ayant une i-ième composante opposée. 2.- Procédé selon la revendication 1, caractérisé en ce que les k-uplets les plus vraisemblables sont obtenus par approximation ferme des composantes du mot reçu et par changement des composantes des moins fiables, 3.- Procédé selon la revendication 1 ou 2, dans lequel chacun des k-uplets de la liste de k-uplets est obtenu par: - classement par ordre de fiabilité des composantes du mot de code reçu, suivant une permutation (T); - vérification que les k composantes les plus fiables du mot ainsi obtenu permettent de générer les n - k autres; - choix de valeurs fermes pour m composantes les moins fiables desdites k composantes, m étant un entier inférieur à k; - approximation ferme des k - m autres composantes; - codage du mot ferme ainsi obtenu, par un code égal à la composition dudit code par l'inverse de ladite permutation. 4.- Procédé selon la revendication 3, dans lequel la vérification s'effectue par - application aux colonnes de la matrice de parité du code de la permutation; - vérification du rang de la matrice formée des n-k dernières colonnes de la matrice de parité ainsi permutée. 5.- Procédé selon la revendication 3 ou 4, dans lequel l'étape de vérification, lorsqu'elle est négative, est suivie d'une étape de modification de la permutation. 6.- Procédé selon la revendication 1 ou 2, dans lequel chacun des kuplets de la liste de k-uplets est obtenu par: - classement par ordre de fiabilité des k premières composantes du mot de code reçu, par une permutation (T); - choix de valeurs fermes pour m composantes les moins fiables, m étant un entier inférieur à k; - approximation ferme des k - m autres composantes; - codage du mot ferme ainsi obtenu, par un code égal à la composition dudit code par l'inverse de ladite permutation. 7.- Procédé selon l'une des revendications 1 à 6, caractérisé en ce que le calcul de la j-ième composante du mot souple de sortie s'effectue, lorsqu'il n'existe pas de mot de code généré le plus proche ayant une j-ième composante opposée, par différence entre les métriques d'une part du mot de code généré le plus proche, et d'autre part, et du mot de code généré le moins proche 8.- Procédé selon l'une des revendications 1 à 6, caractérisé en ce que le calcul de la j-ième composante du mot souple de sortie s'effectue, lorsqu'il n'existe pas de mot de code généré le plus proche ayant une j-ième composante opposée, par addition à la j-ième composante du mot reçu d'un coefficient affecté du signe de la décision ferme de la j-ième composante du mot de code le plus proche reçu. 9.- Procédé selon l'une des revendications précédentes, caractérisé en ce que le mot reçu est affecté d'un bruit blanc additif et gaussien. 10.- Procédé de décodage à entrée souple et à sortie souple d'un mot (s) d'un code linéaire en bloc de dimension k et de longueur n, reçu depuis un canal de transmission, comprenant les étapes de - choix du mot de code le plus proche du mot reçu dans une liste de mots fermes (ub) du code proches du mot de code reçu (s), générés en codant une liste de k- uplets les plus vraisemblables, -pour chaque composante d'ordre j du mot reçu, j variant de 1 à n: * remplacement de la j-ième composante du mot reçu par l'inverse de la j-ième composante du dit mot de code de plus proche; * choix du mot de code le plus proche du mot obtenu dans l'étape de remplacement dans une liste de mots fermes du code proches du mot de code obtenu dans l'étape de remplacement, générés en codant une liste de k-uplets les plus vraisemblables; * calcul de la i-ième composante du mot souple de sortie par différence entre les métriques d'une part du mot de code le plus proche du mot reçu, et d'autre part, et du mot de code le plus proche du mot obtenu dans l'étape de remplacement. 1.- Procédé selon la revendication 10, caractérisé en ce que dans l'étape du choix du mot de code le plus proche du mot reçu, les k-uplets les plus vraisemblables sont obtenus par approximation ferme des composantes les plus fiables du mot reçu et par changement des composantes les moins fiables. 12.- Procédé selon la revendication 10 ou 11, caractérisé en ce que dans I'étape du choix du mot de code le plus proche du mot obtenu dans l'étape de remplacement, les k-uplets les plus vraisemblables sont obtenus par approximation ferme des composantes les plus fiables du mot obtenu dans l'étape de remplacement et par changement des composantes les moins fiables. 13.- Procédé selon l'une des revendications 10 à 12, caractérisé en ce que le mot reçu est affecté d'un bruit blanc additif et gaussien. 14.- Un procédé de décodage itératif d'un mot (R) d'un code produit reçu depuis un canal de transmission, comprenant pour au moins une itération, un décodage à entrée souple et à sortie souple de lignes ou de colonnes dudit mot du code produit, selon le procédé de l'une des revendications 1 à 13.