FR 2785742 A1 20000512 FR 9814084 A 19981109 La présente invention concerne un dispositif de codage, un procédé de codage, un dispositif et un procédé de décodage et des systèmes les mettant en #uvre. Elle s'applique aussi bien au codage de données représentatives d'une grandeur physique, au codage de données sous forme de codes susceptibles de moduler une grandeur physique, au décodage de signaux modulés en données, qu'au décodage de données représentatives de grandeurs physiques. Ces données peuvent, par exemple, représenter des images, des sons, des données informatiques, des grandeurs électriques, des données mémorisées. L'invention trouve une application dans le domaine des codes convolutifs. Lorsqu'on utilise ces derniers pour mettre en oeuvre un décodage itératif, ces codes sont fortement améliorés lorsque leurs codeurs contiennent un dispositif de permutation. Dans ce cas, ils sont habituellement appelés "turbocodes" et le décodeur itératif correspondant est appelé "turbodécodeur". Sur ces sujets, des documents qui servent de référence sont, d'une part, l'article de MM. C. BERROU, A. GLAVIEUX et P. THITIMAJSHIMA intitulé "Near Shannon limit error-correcting coding and decoding : turbocodes" publiés avec les compte-rendus de la conférence "ICC'93", 1993, pages 1064 à 1070, et d'autre part, l'article de MM. C. BERROU et A. GLAVIEUX intitulé "Near Optimum error-correcting coding and decoding : turbo-codes" publié par IEEE Transactions on Communication, Volume COM-44, pages 1261 à 1271, en octobre 1996. Cependant, la formation des dispositifs de permutation est loin d'être parfaitement maîtrisée. En général ce dispositif utilise des matrices carrées ou rectangulaires dans lesquelles on écrit une ligne après l'autre et on lit une colonne après l'autre. Ces matrices sont généralement très grandes, par exemple de dimension 256 x 256. Selon une autre méthode, dans un article intitulé "Weight distributions for turbo-codes using random and nonrandom permutations" publié par le Jet Propulsion Laboratory, avec'TDA Progress Report", numéro 42-122, le 15 août 1995, MM. DOLINAR et DIVSALAR considèrent les permutations qui, en numérotant les k positions d'information entre 0 et k-1, déplacent les informations binaires placées en une position i jusqu'à une position e i + f, pour des valeurs "bien choisies" de e et de f. Dans ce document, ils ne donnent qu'un exemple où k est une puissance de 2. De plus, ils ne discutent pas l'influence réciproque possible du choix du dispositif de permutation et de celui des codeurs convolutifs élémentaires (2,1) à utiliser pour générer les séquences codées produites par le turbocodeur (3,1). L'évaluation du turbocode correspondant consiste à simuler son utilisation sur un canal de transmission avec différentes valeurs de rapport signal/bruit et à mesurer la valeur minimum de ce rapport pour laquelle une valeur prédéterminée de probabilité d'erreur sur les valeurs binaires est atteinte. Cependant, l'usage des simulations comme outil d'évaluation peut mener à quelques problèmes. Considérons, par exemple, le dispositif de permutation avec k = 65536 = 256 x 256, évoqué plus haut, et choisissons une probabilité d'erreur prédéterminée égale à 10-5 pour simuler les performances d'un turbocode utilisant ce dispositif. En conséquence, le nombre moyen d'erreurs sur les valeurs binaires par bloc de 256 x 256 sera proche de 1, mais nous ne saurons pas si chaque information binaire possède la même probabilité d'erreur. Cette probabilité d'erreur pourrait être assez élevée pour des valeurs binaires possédant une position "malheureuse" dans le dispositif de permutation et cette probabilité pourrait être beaucoup plus petite pour des positions plus "heureuses". Une voie possible pour remédier à cette situation est de réaliser une conception harmonieuse et conjointe du dispositif de permutation et des deux codeurs convolutifs pour garantir une uniformité raisonnable du taux d'erreur sur les valeurs binaires après décodage, en fonction de la position de l'information binaire dans le dispositif de permutation. Un autre problème concerne le manque d'outils algébriques pour spécifier les dispositifs de permutation. Il serait utile de disposer de moyens permettant de spécifier une sélection de dispositifs de permutation possédant des performances représentatives du jeu de tous les dispositifs de permutation. L'invention concerne principalement la transmission d'information représentée par des séquences de symboles binaires : u = (uo, U1, Uk-1), appelées "séquences d'information", que l'on va coder en un triplet de séquences binaires, v = (a, b, cl, chacune de ces séquences a, b et c, étant, à elle seule, représentative de la séquence u. Dans la suite de la description, on utilise indifféremment pour représenter une séquence u, la forme u = (UO, U1, ..., Uk-1), et la forme polynomiale associée : u(x) = uo x + u1 x' + ... + Uk-1 x-'. Des notations équivalentes seront utilisées pour les séquences a, b et c. En utilisant cette seconde représentation, il est connu pour déterminer le triplet v = (a, 6, 0 : - de choisir a(x) = u(x) ; - de choisir b(x) = u(x).hi(x) lg(x), où g(x) est un polynôme, par exemple g(x) = + x + x3, correspondant, selon la représentation en séquence, à la séquence (1, 1, 0, 1) ; et hi(x) est un polynôme, par exemple hJ(x) = 1 + x + x2 + X3@ correspondant à la séquence (1, 1, 1, 1) ; et - en appelant a* une séquence formée par permutation des données binaires de la séquence a, de choisir c(x) = a*(x).h2(x) / g(x) où h2(x) est un polynôme, par exemple h2(x) = (1 + x2 + x3) correspondant à la séquence (1, 0, 1, 1). Tout choix des polynômes g(x), hi(x), h2(x) et de la permutation spécifiant l'entrelaceur qui associe la séquence permutée a* à la séquence a, spécifie un codeur que nous appèlerons "turbocodeur". L'ensemble des séquences que peut produire un turbocodeur spécifié sera appelé "turbocode". Dans la suite de la description, on appelle "premier codeur", le codeur convolutif récursif élémentaire qui produit la séquence b et "deuxième codeur", celui qui produit la séquence c. Les divisions polynomiales mises en #uvre sont du type division suivant les puissances croissantes, bien connue de l'homme du métier. Elles utilisent l'arithmétique modulo 2. Les séquences a, b et c sont des séquences binaires et dans le cas général les divisions qui définissent b et c présentent un reste. Ce type de méthode de codage présente l'avantage de se prêter à un décodage itératif performant, peu complexe et peu coûteux. Pour le mettre en #uvre, plusieurs questions se posent : I/ Comment choisir les polynômes g(x), h1(x) et h2(x) ? III Comment choisir la permutation des termes de la séquence a qui produit la séquence a* ? Parmi les choix proposés, trois exemples d'entrelaceurs, c'est-à-dire d'opérateurs qui permutent les termes de la séquence a, pour former la séquence a*, sont donnés ci-dessous : A) dans le premier exemple, après avoir rangé les termes de a dans un tableau rectangulaire, successivement ligne par ligne et, pour chaque ligne, de gauche à droite, on forme la séquence a* en prélevant dans ce tableau successivement les termes colonne après colonne et, pour chaque colonne, de haut en bas. Par exemple, dans le cas de séquences de six termes et d'utilisation d'un tableau de deux lignes de trois colonnes, l'entrelaceur transforme la séquence a = (ao, a1, a2, a3, a4, a5) en la séquence a* = (ao, a3, a1, a4, a2, a5). B) dans un deuxième exemple, le /-ième terme (i = 0, 1, 2, ...) a*j de la séquence a* est choisi comme étant le terme a, de la séquence a, avec j = s.i + t calculé modulo le nombre de termes de la séquence a, s et t étant des entiers. Par exemple, si le nombre de termes de la séquence a est six et si s = 5 et t = 3, l'entrelaceur transforme la séquence a = (ao, a1, a2, a3, a4, a5) en la séquence a* = (a3, a2, a1, ao, a5, a4). C) dans le troisième exemple, la permutation choisie est aléatoire. NI/ Comment éviter que la division définissant b(x) ne présente un reste ? et IV/ Comment éviter que la division définissant c(x) ne présente un reste ? Répondre à ces deux dernières questions revient à résoudre un problème fréquemment mentionné dans la littérature sur les turbocodes qui est celui du "retour à l'état zéro" des codeurs convolutifs élémentaires définissant b et c. Puisque les turbocodeurs possèdent deux codeurs récursifs élémentaires dont le deuxième utilise une permutation a* de la séquence a, on désire garantir que les polynômes a(x) et a*(x) représentant la séquence d'information u(x) soient simultanément divisibles par g(x). Assurer cette condition de divisibilité de a(x) est simple car il suffit de construire a(x) à partir de u(x) en complétant u(x) par des symboles de bourrage en nombre égal au degré de g(x) et dont la seule fonction est de garantir l'absence de reste dans la division servant à produire b(x) à partir de a(x). Choisir une permutation produisant a*(x) à partir de a(x) qui garantisse à la fois la divisibilité de a*(x) par g(x) et de bonnes performances de correction d'erreur pour le turbocode ainsi spécifié est, en revanche, plus difficile. Ce problème peut entraîner des disparités entre les probabilités d'erreurs après décodage des différents bits constituant u(x). Dans un article paru dans le volume 31, No. 1 de la revue "Electronics Letters" le 5 janvier 1995, MM. BARBULESCU et PIETROBON exposent qu'un entrelaceur peut être décrit en rangeant successivement et cycliquement les termes de la séquence a dans un nombre de séquences égal au degré du polynôme g(x) incrémenté de un, et que, dans ce cas, des permutations internes à chacune des séquences ainsi formées entraînent une égalité entre le reste de la division définissant la séquence b et celui de la division définissant la séquence c. Toutefois, et contrairement à ce qui est dit dans cet article, cette affirmation n'est vraie que si le polynôme g(x) est de la forme 11=0 à m 1. Dans un article intitulé "Turbo-block-codes" et publié avec les comptes-rendus du séminaire "turbo coding" organisé par l'Institut de Technologie de Lund (Suède) (Département d'électronique appliquée) en août 1996, MM. C. BERROU, S. EVANO et G. BATTAIL exposent que, en rangeant les termes de la séquence u, cycliquement, dans un nombre de colonnes égal à un multiple du degré NO du polynôme de type xn - 1 de plus faible degré strictement positif qui soit divisible par g(x), des permutations internes à chacune des colonnes ainsi formées entraînent que la somme du reste de la division définissant la séquence b et de celui de la division définissant la séquence c est nulle, si bien que la concaténation des séquences est divisible par g. Ce document, tout comme le précédent, restreint donc le choix des entrelaceurs à des formes particulières travaillant indépendamment sur des sous-ensembles des termes de la séquence a en leur appliquant des permutations internes. Il ne garantit toutefois pas que individuellement a(x) et a*(x) soient divisibles par g(x). Seule est garantie la divisibilité par g(x) du polynôme représentant la concaténation (a, a*), consistant à mettre bout à bout les deux séquences a et a*. Il s'ensuit une possible perte d'efficacité du décodeur puisque celui-ci n'est pas informé de l'état qu'avait le codeur à l'instant marquant la fin du calcul de b et le début du calcul de c. Aucun des articles cités ne proposent un choix effectif d'entrelaceur. La présente invention entend remédier à ces inconvénients en proposant, d'une part, des familles d'entrelaceurs qui garantissent le retour à zéro à la fin de la séquence c, lorsque la séquence b retourne à zéro et, d'autre part, en proposant un choix d'entrelaceurs plus large que celui proposé par les articles cités ci-dessus. A cet effet, selon un premier aspect, la présente invention vise un procédé de codage caractérisé en ce que : 1/ilil prend en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données binaires représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme V +1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ il comporte une première opération de production d'un nombre K*M1 de séquences dites permutées , a,*, (i=1,...,K ; j=1,...,M1), chaque séquence a,,* - étant obtenue par une permutation de la séquence a, correspondante, ladite permutation étant, dans une représentation où les données binaires de chaque séquence a, sont écrites, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, la résultante d'un nombre quelconque de permutations dites élémentaires qui, chacune : # soit a la propriété de transformer le code cyclique de longueur NO et de polynôme générateur g,(x) en un code cyclique équivalent de polynôme générateur g,j{x) pouvant être égal à g,(x), et agit par permutation sur les NO colonnes du tableau représentant a,, # soit est une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau ; et - possédant, en conséquence, une représentation polynomiale a,,*(x) qui est égale à un produit polynomial c,,(x)g,,(x), - au moins une séquence permutée aij* étant différente de la séquence a, correspondante, 3/ il comporte une deuxième opération de production de M1 séquences redondantes dont la représentation polynomiale est égale à E f,,(x) cij(x), pour j=1,...,M9, chaque polynôme f,,(x) étant un polynôme de degré au plus égal au degré du polynôme g,J(x) de mêmes indices i et j. Ci-dessus ont été introduites, dans une représentation où les données binaires de la séquence a sont classées dans un tableau de NO colonnes et de M lignes, les successions de permutations prises dans l'ensemble de permutations comportant, d'une part, les automorphismes du code cyclique binaire de longueur NO et de polynôme générateur g(x), permutant entre elles au moins deux des NO colonnes du tableau et, d'autre part, les permutations travaillant uniquement sur des données d'une même colonne et permutant entre elles au moins deux desdites données. Les inventeurs ont découvert que toutes ces successions de permutations et seulement celles-là, garantissent que pour tout polynôme a(x) dont la division par g(x) laisse un reste nul, le polynôme permuté a*(x) ait la même propriété. Pour l'étude des conditions régissant le choix des g,,, le lecteur pourra se reporter à la page 234 du livre de Mme F. J. MAC WILLIAMS et M. N. J.A. SLOANE "The theory or error-correcting codes" publiée par l'éditeur North-Holland en 1977 et dont la septième impression a eu lieu en 1992). L'ensemble des choix décrits dans la présente invention comporte les entrelaceurs exposés dans les deux articles mentionnés ci-dessus. Ainsi les performances exprimées en termes de taux d'erreur en fonction du rapport signal/bruit peuvent être améliorées sans augmenter la complexité du turbocodeur ni celle du turbodécodeur. Selon un deuxième aspect, la présente invention vise un procédé de codage caractérisé en ce que : 1/ilil prend en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données binaires représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé et sans facteurs polynomiaux multiples, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier impair M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ il comporte une première opération de production d'un nombre K*M1 de séquences dites permutées , a,,*, (i=1,...,K ; j=1,...,M9), chaque séquence a,,* possédant une représentation polynomiale égale à a,,*(x)=a,*(xe) modulo (x"+1), où - n est le produit du nombre M par l'entier NO, - e,, est un nombre relativement premier avec n - cI} est le quotient de a,,*(x) par g,J(x), - le polynôme g,,(x) est le polynôme générateur du plus petit code cyclique de longueur NO contenant le polynôme g1(xeIJ) modulo (xN0+1), au moins une séquence permutée aIJ* étant différente de la séquence a, correspondante ; 3/ il comporte une deuxième opération de production de M1 séquences redondantes dont la représentation polynomiale est égale à E f,,(x) c,,(x), pour j=1,...,M1, chaque polynôme f,,(x) étant un polynôme prédéterminé de degré au plus égal au degré du polynôme g,,(x) de mêmes indices i et j. On observe ici que l'on dit, alors, que e appartient au cycle de 2, modulo M.NO. Grâce à ces dispositions, la plupart des colonnes du tableau peuvent être déplacées par permutation, d'une part, et, dans ce choix restreint, la distance minimale du turbocode est plus facilement analysable et donc peut être optimisée, d'autre part. Ce deuxième aspect de l'invention présente les mêmes avantages que le premier aspect. Les inventeurs ont observé que la mise en oeuvre du procédé de la présente invention, dans chacun de ses aspects, tels qu'ils sont exposé cidessus, avait pour avantage que toute estimation d'erreur par le décodeur correspondant converge. Le cas où l'estimation d'erreur ne converge pas est donc exclus par la mise en #uvre de la présente invention. Selon des caractéristiques particulières, au cours de la première opération de production, toutes les valeurs des exposants eIJ possédant la même valeur de l'indice j sont identiques. Grâce à ces dispositions, le procédé de codage visé par la présente invention permet d'effectuer tous les entrelacements à j fixé de la même façon. Il est donc de réalisation simple. Selon des caractéristiques particulières, au cours de la première opération de production, toutes les valeurs des exposants eIJ sont égales à une puissance de 2. Grâce à cette disposition, les polynômes gIJ sont tous identiques. Selon des caractéristiques particulières, le procédé de codage visé par la présente invention, tel que succinctement exposé ci-dessus comporte une opération de transmission d'une part des séquences a , et, d'autre part, d'un sous-ensemble des données des autres séquences. Grâce à ces dispositions, le rendement du procédé est augmenté. Selon un troisième aspect, la présente invention vise un dispositif de codage caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de traiement adapté à : 1/ prendre en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données binaires représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ production d'un nombre K*M1 de séquences dites permutées , aIJ*, (i=1,...,K ; j=1,...,M9), chaque séquence a,* - étant obtenue par une permutation de la séquence a, correspondante, ladite permutation étant, dans une représentation où les données binaires de chaque séquence a, sont écrites, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, la résultante d'un nombre quelconque de permutations dites élémentaires qui, chacune : # soit a la propriété de transformer le code cyclique de longueur NO et de polynôme générateur g,(x) en un code cyclique équivalent de polynôme générateur gIJ(x) pouvant être égal à g,(x), et agit par permutation sur les NO colonnes du tableau représentant a,, # soit est une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau ; et - possédant, en conséquence, une représentation polynomiale a,,*(x) qui est égale à un produit polynomial c,,(x)g,,(x), - au moins une séquence permutée a,,* étant différente de la séquence a, correspondante, 3/ produire M1 séquences redondantes dont la représentation polynomiale est égale à X f,,(x) c,!(x), pour/=1 M1, chaque polynôme f,,(x) étant un polynôme de degré au plus égal au degré du polynôme g,,(x) de mêmes indices i etj. Selon un quatrième aspect, la présente invention vise un dispositif de codage caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de traitement adapté à : 1/ prendre en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données binaires représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé et sans facteurs polynomiaux multiples, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier impair M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ produire un nombre K*M1 de séquences dites permutées , a,,*, (i=1,...,K ; j=1,...,M1), chaque séquence a,J* possédant une représentation polynomiale égale à a/fx)=a/*(xe'1) modulo (x"+1), où - n est le produit du nombre M par l'entier NO, - EIJ est un nombre relativement premier avec n - c,, est le quotient de a/(x) par g,,(x), - le polynôme g,,(x) est le polynôme générateur du plus petit code cyclique de longueur NO contenant le polynôme gI(xeij) modulo (,/J +1 ), au moins une séquence permutée aIJ* étant différente de la séquence a, correspondante ; 3/ produire M1 séquences redondantes dont la représentation polynomiale est égale à E f,,(x) c,J(x), pour j=1 ,...,M1, chaque polynôme "lx) étant un polynôme prédéterminé de degré au plus égal au degré du polynôme gIJ(x) de mêmes indices /et j. Selon un cinquième aspect, la présente invention vise un procédé de décodage caractérisé en ce que : 1/ il prend en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (/=1,...,K) de données représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ il comporte une opération de turbodécodage parallèle de K séquences de symboles mettant en #uvre les polynômes diviseurs g,,(x). 3/ il comporte, pour chaque a,, M1 opérations de permutation, dont au moins une n'est pas l'identité , chaque permutation étant, dans une représentation où les données binaires de chaque séquence a, sont écrites, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, la résultante d'un nombre quelconque de permutations dites élémentaires qui, chacune : # soit a la propriété de transformer le code cyclique de longueur NO et de polynôme générateur g,(x) en un code cyclique équivalent de polynôme générateur g,,(x) pouvant être égal à g,(x), et agit par permutation sur les NO colonnes du tableau représentant a,, # soit est une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau. Selon un sixième aspect, la présente invention vise un procédé de décodage caractérisé en ce que : 1/ il prend en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé et sans facteurs polynomiaux multiples, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier impair M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ il comporte une opération de turbodécodage parallèle de K séquences de symboles mettant en #uvre les polynômes diviseurs g,,(x), 3/ ladite opération de turbodécodage parallèle comportant une opération de permutation produisant des séquences dites permutées , a,,*, (i=1,...,K; ;'=1,...,M7), chaque séquence permutée a,,* possédant une représentation polynomiale égale à alJ *(x)=a,*() modulo (x"+1), où : - n est le produit du nombre M par l'entier NO, eIJ est un nombre relativement premier avec n - cI} est le quotient de aIJ*(x) par g,,(x), - le polynôme g,,(x) est le polynôme générateur du plus petit code cyclique de longueur NO contenant le polynôme gI(xeIJ) modulo (>1' +1 ), au moins une séquence permutée a,,* étant différente de la séquence a, correspondante. Selon un septième aspect, la présente invention vise un dispositif de décodage caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de traitement adapté : 1/ à prendre en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ à effectuer une opération de turbodécodage parallèle de K séquences de symboles mettant en #uvre les polynômes diviseurs g,,(x). 3/ à effectuer, pour chaque a,, M1 opérations de permutation, dont au moins une n'est pas l'identité, chaque permutation étant, dans une représentation où les données binaires de chaque séquence a, sont écrites, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, la résultante d'un nombre quelconque de permutations dites élémentaires qui, chacune : # soit a la propriété de transformer le code cyclique de longueur NO et de polynôme générateur g,(x) en un code cyclique équivalent de polynôme générateur gij(x) pouvant être égal à g,(x), et agit par permutation sur les NO colonnes du tableau représentant a,, # soit est une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau. Selon un huitième aspect, la présente invention vise un dispositif de décodage caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de traitement adapté : 1/ à prendre en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé et sans facteurs polynomiaux multiples, et . un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier impair M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ à effectuer une opération de turbodécodage parallèle de K séquences de symboles mettant en #uvre les polynômes diviseurs g,,(x), 3/ à effectuer une opération de permutation produisant des séquences dites permutées , a,,*, (i=1 ,...,K,. j=1,...,Ml ), chaque séquence permutée a,l* possédant une représentation polynomiale égale à aIJ*(x)=a*(xe'1) modulo (x"+1), où : - n est le produit du nombre M par l'entier NO, - e,, est un nombre relativement premier avec n - ci, est le quotient de a;,*(x) par g,,(x), - le polynôme gIJ(x) est le polynôme générateur du plus petit code cyclique de longueur NO contenant le polynôme gI(xeij) modulo (,,(J +1 ), au moins une séquence permutée aIJ* étant différente de la séquence a, correspondante. L'invention vise aussi : - un moyen de stockage d'information lisible par un ordinateur ou un microprocesseur conservant des instructions d'un programme informatique, caractérisé en ce qu'il permet la mise en #uvre du procédé de l'invention tel que succinctement exposé ci-dessus, et - un moyen de stockage d'information amovible, partiellement ou totalement, lisible par un ordinateur ou un microprocesseur conservant des instructions d'un programme informatique, caractérisé en ce qu'il permet la mise en #uvre du procédé de l'invention tel que succinctement exposé ci-dessus. L'invention vise aussi : - un dispositif de traitement de signaux représentatifs de parole, qui comporte un dispositif tel que succinctement exposé ci-dessus, - un dispositif de transmission de données comportant un émetteur adapté à mettre en #uvre un protocole de transmission par paquets, qui comporte un dispositif tel que succinctement exposé ci-dessus, - un dispositif de transmission de données comportant un émetteur adapté à mettre en #uvre le protocole de transmission par paquets ATM (mode de transfert asynchrone, "Asynchronous Transfer Mode"), qui comporte un dispositif tel que succinctement exposé ci-dessus, - un dispositif de transmission de données comportant un émetteur adapté à mettre en #uvre le protocole de transmission par paquets, sur un réseau de type ETHERNET (marque déposée), - une station de réseau, qui comporte un dispositif tel que succinctement exposé ci-dessus, - un dispositif de transmission de données comportant un émetteur émettant sur un canal non filaire, qui comporte un dispositif tel que succinctement exposé ci-dessus, et - un dispositif de traitement de séquences de signaux représentatifs d'au plus mille données binaires, qui comporte un dispositif tel que succinctement exposé ci-dessus. Ces dispositifs de codage et de décodage, ces procédés de codage et de décodage et ces dispositif de traitement de signaux, de transmission de données, de traitement de séquence et ce réseau présentant les mêmes caractéristiques particulières et les mêmes avantages que le procédé de codage tel que succinctement exposé ci-dessus, ces caractéristiques particulières et ces avantages ne sont pas rappelés ici. L'invention sera mieux comprise à la lecture de la description qui va suivre, faite en regard des dessins annexés dans lesquels : - la figure 1 représente, schématiquement, un dispositif électronique incorporant un codeur selon un premier mode de réalisation de la présente invention ; - la figure 2 représente schématiquement un organigramme de fonctionnement d'un codeur selon le premier mode de réalisation de la présente invention, tel qu'illustré en figure 1 ; - la figure 3 représente schématiquement un organigramme décrivant les étapes de détermination d'un entrelaceur mis en oeuvre dans le dispositif illustré en figure 1 ; - la figure 4 représente schématiquement un codeur conforme au deuxième mode de réalisation de la présente invention ; - la figure 5 représente schématiquement la forme générale d'entrelaceurs agissant sur plusieurs séquences de symboles à coder ; - la figure 6 représente une courbe de performances d'exemples particuliers de procédés et de dispositifs conformes au deuxième mode de réalisation de la présente invention, - la figure 7 représente, schématiquement, un dispositif électronique incorporant un codeur selon un deuxième mode de réalisation de la présente invention ; - la figure 8 représente, schématiquement, un organigramme de fonctionnement d'un codeur selon le deuxième mode de réalisation de la présente invention, tel qu'illustré en figure 7 ; -la figure 9 représente, schématiquement, un dispositif de décodage visé par la présente invention. Dans la description qui va suivre, la première séquence de contrôle sera toujours obtenue à partir des séquences d'information non entrelacées, bien que la portée de l'invention s'étende aussi aux cas général. La description de modes de réalisation de l'invention est, cidessous, scindée en deux parties, respectivement dédiées au cas dans lequel une seule séquence de symboles est codée et au cas dans lequel au moins deux séquences de symboles sont simultanément codées. I- PREMIER MODE DE REALISATION Dans la description qui va suivre, on appelle "données" aussi bien des symboles représentatifs d'information que des symboles additionnels ou redondants. Avant d'entamer la description d'un mode particulier de réalisation, les fondements mathématiques de sa mise en oeuvre sont donnés ci-dessous. Dans l'invention, g(x), h1(x) et h2(x) étant prédéterminés, on rappelle que l'on souhaite que les séquences b et c, définies respectivement par les divisions b(x) = a(x).hl(x)lg(x) et c(x) = a *(x).h2(x)/g(x), ne présentent aucun reste. A cet effet, g(x) = 1 + Zl=1 a m-1 gox + xm étant un polynôme de degré m prédéterminé, on recherche le plus petit nombre NO tel que g(x) divise le polynôme xN0 - 1. On sait que ce nombre existe. Par exemple pour g(x) = 1 + x + x3, NO = 7. Puis, en choisissant un nombre M quelconque, on choisit une longueur de séquence a égale à M.NO, ce qui revient à déterminer la longueur (c'est-à-dire le nombre de données binaires) de la séquence u incorporée à la séquence a comme étant égal à M.NO moins le degré de g(x). Ainsi, pour former la séquence a, on juxtapose à la séquence u formée de k données binaires u, à transmettre, un nombre de données binaires additionnels égal au degré du polynôme g(x), les données ajoutés garantissant l'absence de reste dans la division de a(x) par g(x). On rappelle que la division effectuée ici se fait, modulo 2, sur les coefficients des puissances croissantes de a(x). A titre d'exemple, si la séquence u est la séquence (1, 0, 0, 1, 0, 0), et la séquence g est la séquence (1, 1, 0, 1), la division s'écrit : ce qui s'écrit aussi : (1, 0, 0, 1, 0, 0, 0, 0, 0) = (1, 1, 0, 1) x (1, 1, 1, 1, 0, 1) + (0, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 1), soit encore (1, 0, 0, 1, 0, 0, 0, 0, 1) = (1, 1, 0, 1) x (1, 1, 1, 1, 0, 1), en ajoutant, terme à terme, la séquence de reste (0, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 1) à la séquence u d'abord complétée par m "0". Ainsi, en substituant à la séquence u = (1, 0, 0, 1, 0, 0), la séquence a = (1, 0, 0, 1, 0, 0, 0, 0, 1), formée par cette addition, et dont les premières données binaires sont toutes les données binaires de la séquence u, on garantit la divisibilité du polynôme a(x) par le polynôme g(x) associé à la séquence g = (1, 1, 0, 1), et, par conséquent de a(x).h1(x) par g(x), quelle que soit la séquence hi associée au polynôme hi(x), ce qui fournit la définition de la séquence b par b(x) = a(x).h,(x)lg(x). Pour déterminer la séquence a*(x), qui possède, après permutation, les mêmes données binaires que la séquence a, mais dans un ordre différent, on choisit un entrelaceur dont une représentation peut être donnée de la manière suivante : les données binaires de la séquence a étant classées dans un tableau de NO colonnes et de M lignes, on effectue sur ces données au moins une permutation dans un ensemble de permutations comportant, d'une part, les automorphismes du code cyclique binaire de longueur NO et de polynôme générateur g(x), permutant entre elles au moins deux des NO colonnes du tableau et, d'autre part, les permutations travaillant uniquement sur des données d'une même colonne et permutant entre elles au moins deux desdites données, et seulement une ou des permutations de cet ensemble. En effet, les inventeurs ont découvert que seules les permutations qui peuvent être ainsi représentées garantissent que pour tout polynôme a(x) dont la division par g(x) ne présente aucun reste, le polynôme permuté a*(x) possède une division par g(x) qui ne présente aucun reste. Dans une telle succession, on peut, par exemple dans le cas où NO = 7 et g(x) =1 + x + x3, trouver successivement : - une permutation des données binaires de la première colonne, - un permutation des données binaires de la troisième colonne, - le remplacement de la deuxième colonne par la quatrième, le remplacement de la quatrième colonne par la deuxième, le remplacement de la cinquième colonne par la sixième et le remplacement de la sixième colonne par la cinquième. En ce qui concerne l'automorphisme, en appelant Cg le code cyclique binaire de longueur NO et de polynôme générateur g(x), c'est-à-dire l'ensemble des multiples de g(x), modulo xN0-1, on considère les permutations des coordonnées de ce code qui transforment tout mot de ce code en un autre mot de ce code. L'ensemble des permutations de coordonnées qui possèdent cette propriété a une structure de groupe et est appelé le groupe d'automorphisme de Cg. Pour plus de détails, le lecteur pourra se référer à l'ouvrage de Madame F. J. MAC WILLIAMS et Monsieur N. J. A. SLOANE, "The theory of error-correcting codes" publié par l'éditeur North-Holland en 1977. Parmi toutes ces permutations, les inventeurs ont sélectionné les permutations suivantes, qui présentent l'avantage de ne constituer qu'une petite famille dont tous les membres peuvent être testés pour choisir la permutation la plus performante. Comme mentionné supra, on choisit M impair et g(x) tel que le nombre NO correspondant soit aussi impair. En écrivant les puissances successives de 2 modulo M.NO, on obtient ce qui s'appelle le cycle de 2, modulo M.NO. Dans ce cycle, en choisissant n'importe quel terme e, on effectue la permutation suivante : le polynôme a(x) donnant, après permutation le polynôme a*(x), celui-ci est défini par a*(x) = a(xe), ainsi, si a=(ao, a, a2, aM NO-1), la première donnée binaire de a* est ao, la seconde af, la troisième a2f, f étant l'inverse de e, modulo M.NO, et les multiples de f étant, eux-mêmes calculés modulo M. N0. Par exemple en reprenant g(x) = 1 + x + x3, et donc NO = 7, et en choisissant M = 5, on a M. NO = 35. Le cycle de 2 s'écrit alors : [1, 2, 4, 8, 16, 32, 29, 23, 11, 22, 9, 18]. En prenant, par exemple e = 28 = 11, f vaudra 16 et la séquence a* commence par les données binaires : ao, a16, a32, a13, a29, a10, etc... Ces permutations décrites ci-dessus et représentables par a*(x) = a(xe) où e est dans le cycle de 2 modulo M.NO, a(xe) étant pris modulo xM N0 -1, forment une petite famille dont tous les membres peuvent être testés pour choisir le plus performant. La logique de sélection est la suivante : on choisit d'abord g(x) de degré m non divisible par un polynôme carré. Ce choix fixe la valeur de NO comme étant le plus petit entier tel que g(x) divise xN0-1. En outre, le fait que le polynôme g(x) ne soit pas divisible par un polynôme carré implique que NO soit un nombre impair. On choisit alors hi(x) et h2(x) de degré quelconque mais préférentiellement au plus égal au degré m de g(x) car le maximum des degrés de ces trois polynômes g(x), hi(x) et h2(x) est un élément déterminant dans la complexité du décodeur. On choisit ensuite un entier impair M et on calcule le cycle de 2, modulo M.NO. On choisit alors un élément e dans ce cycle de 2 pour spécifier a*(x) = a(xe) modulo )('vfNO-1~1 à partir de a(x) et on effectue diverses opérations de test sur le turbocode associé à l'entrelaceur ainsi défini. Prenons par exemple g(x) = 1 + x + x3, ceci impose NO = 7. Choisissons aussi hi(x) = 1 + x + X2 + x3, h2(x) = 1 + X2 + x3 et M = 21 ceci entraîne M.NO =147 et permet de calculer le cycle de deux modulo 147 comme étant {1, 2, 4, 8, 16, 32,64, 128,109, 71, 142, 137, 127, 107,67, 134, 121, 95, 43, 86, 25, 50,100, 53,106, 65,130, 113,79, 11,22, 44,88, 29,58, 116,85, 23, 46, 92,37, 74}. En testant successivement les polynômes a(x) divisibles par g(x) de poids égal à 2,3, 4 et 5, on conclut que le choix e = 25 est "prometteur" car les a(x) de poids 2 correspondent alors à une séquence codée v= (a, b, c) de poids > 26, les a(x) de poids 3 correspondent alors à une séquence codée v= (a, b, cl de poids bzz 24, les a(x) de poids 4 correspondent alors à une séquence codée v= (a, b, cl de poids bzz 26, les a(x) de poids 5 correspondent alors à une séquence codée v= (a, b, c) de poids 30... Cela semble indiquer une distance minimale égale à 24, ce qui est la meilleure valeur que l'on puisse obtenir suivant la méthode exposée cidessus pour NO = 7 et M = 21 avec g(x), h1(x) et h2(x) comme indiqué cidessus. Un autre choix possible est g(x) = 1 + x + x4 qui impose NO = 15. Choisissons aussi h1 (x) = 1 + x + x2 + x4, h2(x) = 1 + x3 + x4 et M = 27. Ceci entraîne M.NO = 405 et permet de calculer le cycle de 2 modulo 405 comme étant {1,2, 4, 8, 16,304, 203}. Il comprend 108 nombres. En travaillant par élimination successive, on conclut que les choix e = 151, e = 362 et e = 233 sont particulièrement prometteurs. En particulier pour e = 151, les inventeurs ont testé les polynômes a(x) divisibles par g(x) et de poids égal successivement à 2,3, 4,5, 6 et 7 et tels que, si ce poids est supérieur ou égal à 5, alors le poids de a(x), noté W(a(x)), est égal au poids de a(x) modulo x15 + 1. Lorsque le poids de a(x) est W(a(x)), le poids minimal de W(v) correspondant est indiqué dans la table : W(a(x)) W(v) # 2 54 3 42 4 44 5 48 6 54 7 54 De la même manière et sous les mêmes conditions, pour e = 362, lorsque le poids de a(x) est W(a(x)), le poids minimal de W(v) correspondant est indiqué dans la table : W(a(x)) W(v) # 2 54 3 42 4 42 5 50 6 56 7 54 Selon l'invention, les nombres e, non congrus à 1, modulo NO, peuvent être particulièrement utilisés. La description d'un mode particulier de réalisation de la présente invention va maintenant se poursuivre en regard des figures 1 à 3. La figure 1 illustre schématiquement la constitution d'une station de réseau ou station de codage informatique, sous forme de schéma synoptique. Cette station comporte un clavier 111, un écran 109, une source d'informations externe 110, un émetteur hertzien 106, conjointement reliés à un port d'entrée/sortie 103 d'une carte de traitement 101. La carte de traitement 101 comporte, reliés entre eux par un bus d'adresses et de données 102 : - une unité centrale de traitement 100 ; - une mémoire vive RAM 104 ; - une mémoire morte ROM 105 ; - le port d'entrée/sortie 103 ; Chacun des éléments illustrés en figure 1 est bien connu de l'homme du métier des micro-ordinateurs et des systèmes de transmission et, plus généralement, des systèmes de traitement de l'information. Ces éléments communs ne sont donc pas décrits ici. On observe, cependant, que : - la source d'informations 110 est, par exemple, un périphérique d'interface, un capteur, un démodulateur, une mémoire externe ou un autre système de traitement d'information (non représenté), et est préférentiellement adaptée à fournir des séquences de signaux représentatifs de parole, de messages de service ou de données multimédia, sous forme de séquences de données binaires, - l'émetteur hertzien 106 est adapté à mettre en oeuvre un protocole de transmission par paquets sur un canal non filaire, et à transmettre ces paquets sur un tel canal. On observe, en outre, que le mot "registre" utilisé dans la description désigne, dans chacune des mémoires 104 et 105, aussi bien une zone mémoire de faible capacité (quelques données binaires) qu'une zone mémoire de grande capacité (permettant de stocker un programme entier). La mémoire vive 104 conserve des données, des variables et des résultats intermédiaires de traitement, dans des registres de mémoire portant, dans la description, les mêmes noms que les données dont ils conservent les valeurs. La mémoire vive 104 comporte notamment : - un registre "données-primaires" dans lequel sont conservées, dans l'ordre de leur arrivée sur le bus 102, les données binaires en provenance de la source d'information 110, sous forme d'une séquence u, complétée ensuite pour former une séquence a, - un registre "nb~données" qui conserve un nombre entier correspondant au nombre de données binaires n-m dans le registre "données~binaires" , - un registre "resfe intermédiaire" dans lequel sont conservés successivement les restes intermédiaires de la division, registre utilisé pour construire la séquence a, à partir de la séquence u, - un registre "reste finaP' dans lequel sont conservées des données binaires complémentaires, sous forme d'une séquence, - un registre "données-permutées" dans lequel sont conservées, dans l'ordre de leur arrivée sur le bus 102, les données binaires permutées, comme décrit en regard de la figure 2, sous forme d'une séquence a*, et - un registre "a, b, c" dans lequel sont conservées, dans l'ordre de leur détermination par l'unité centrale 100, les données binaires de séquence en cours de traitement. La mémoire morte 105 est adaptée à conserver, dans des registres qui, par commodité, possèdent les mêmes noms que les données qu'ils conservent : - le programme de fonctionnement de l'unité centrale de traitement 100, dans un registre "program", - la séquence g, dans un registre "g", - le degré m de g(x), dans un registre "degré" - la séquence /111 dans un registre "/1/', - la séquence h2, dans un registre "h2", - la valeur de N0, dans un registre "NO", - la valeur de M, dans un registre "M", et - le tableau définissant l'entrelaceur, dans un registre "entrelaceur". L'unité centrale de traitement 100 est adaptée à mettre en #uvre l'organigramme décrit en figure 2. En figure 2, qui représente le fonctionnement d'un codeur tel qu'illustré en figure 1, on observe qu'après une opération d'initialisation 300, au cours de laquelle, les registres de la mémoire vive 104 sont initialisés (nb~données = "0"), au cours d'une opération 301, l'unité centrale 100 attend de recevoir, puis reçoit une donnée binaire à transmettre, la positionne en mémoire vive 104, dans le registre "données~primaires" et incrémente le compteur "nb données". Ensuite, au cours d'un test 302, l'unité centrale 100 détermine si le nombre entier conservé dans le registre "nb~données" est égal, ou non au produit M.NO auquel est soustrait le degré de g(x), M, NO et le degré m de g(x) étant des valeurs conservées en mémoire morte 105. Lorsque le résultat du test 302 est négatif, l'opération 301 est réitérée. Lorsque le résultat du test 302 est positif, au cours d'une l'opération 303, la division du polynôme u(x) associé à la séquence de données binaires conservée dans le registre "données~primaires" par le polynôme g(x) est effectuée, jusqu'au dernier terme (de plus haut degré) de u(x), en mettant en #uvre, à cet effet, le registre "reste~intermédiaire", le reste de cette division est mis en mémoire dans le registre "reste~finaP'. Ensuite, au cours d'une opération 304, les données binaires conservées dans le registre "reste fnaP' sont juxtaposées à la fin de la séquence u pour former la séquence a. Les données binaires de la séquence a sont mises en mémoire dans le registre "a, b, c". Ensuite, au cours d'une opération 305, la division effectuée au cours de l'opération 303 est poursuivie, avec les données additionnelles ajoutées au cours de l'opération 304 et la séquence b est complétée dans le registre "a, b, c". Puis, au cours d'une opération 306, les données binaires de la séquence a sont successivement lues dans le registre "a, b, c", dans l'ordre décrit par le tableau "entrelaceur" conservé en mémoire morte 105. Les données qui résultent successivement de cette lecture sont mises en mémoire dans le registre "données permutées" de la mémoire vive 104. Ensuite, au cours d'une opération 307, la division du polynôme a*(x) associé à la séquence de données binaires permutées conservée dans le registre "données~permutées" par le polynôme g(x) est effectuée, en mettant en #uvre, à cet effet, le registre "reste~intermédiaire". Le résultat de cette division est mis en mémoire dans le registre "a, b, ç", et correspond aux données binaires de la séquence ç. Au cours d'une opération 308, les séquences b et ç sont déterminées en effectuant le produit des polynômes associés aux séquences b et ç conservées dans le registre "a, b, ç" de la mémoire vive 104, respectivement par les polynômes hi(x) et h2(x). On observe que, grâce à l'invention, on gagne des éléments de mémoire en effectuant la division par g(x) avant la multiplication par hi(x) ou h2(x). Au cours d'une opération 309, les séquences a, b, et ç sont émises en utilisant, à cet effet, l'émetteur 106. Ensuite, les registres de la mémoire 104 sont à nouveau initialisés, en particulier le compteur Nb~données est remis à "0" et l'opération 301 est réitérée. On observe ici qu'en variante, au cours de l'opération 309, la séquence a est émise intégralement, mais seulement un sous-ensemble, par exemple une donnée sur deux, de chacune des séquences b et c est émis. Cette variante est connue de l'homme du métier sous le nom de poinçonnage. En ce qui concerne le décodage, on observe qu'en connaissant les polynômes g(x), h1(x), h2(x) et l'entrelaceur qui, à partir de la séquence a fournissent la séquence permutée a*, l'homme du métier sait, sans problème technique, réaliser le décodeur adapté au décodage et à la correction d'erreur affectant le triplet de séquences (a, b, c) en utilisant l'entrelaceur considéré cidessus et, éventuellement le désentrelaceur correspondant. A cet effet, il peut se référer : - à l'article de MM. L. R. BAHL, J. COCKE, F. JELINEK et J. RAVIV intitulé "Optimal decoding of linear codes for minimizing symbol error rate", publié dans la revue IEEE Transactions on Information Theory, en mars 1974 ; - à l'article de MM. J. HAGENAUER, E. OFFER et L. PAPKE intitulé "Iterative decoding of binary block and convolutional codes" publié dans la revue IEEE Transactions on Information Theory, en mars 1996 ; - à l'article de MM. J. HAGENAUER et P. HOEHER intitulé "A Viterbi algorithm with soft decision outputs and its applications", publiée avec les compte-rendus de la conférence IEEE GLOBECOM, pages 1680-1686, en novembre 1989 ; - à l'article de MM. J. HAGENAUER, P. ROBERTSON et L. PAPKE intitulé "Iterative (turbo)decoding of systematic convolutional codes with the MAP and SOVA algorithms", publiée par la revue Informationstechnische Gesellschaft (ITG) Fachbericht, pages 21 - 29, octobre 1994 ; - à l'article de MM. C. BERROU, S. EVANO et G. BATTAIL, intitulé "Turbo-block-codes" et publié avec les compte-rendus du séminaire "turbo coding" organisé par l'Institut de Technologie de Lund (Suède) (Département d'électronique appliquée) en août 1996. En figure 3, sont représentées les étapes d'un algorithme de détermination de la valeur de e spécifiant l'entrelaceur à utiliser. Ces étapes peuvent être réalisées par un ordinateur de type connu (non représenté), dans lequel des registres "NO", "M", "entrelaceur "d", "dmax", "e" et 'j" se trouvent, en mémoire vive. Au cours d'une opération 501, g(x) = 1 + l.;=1 à m-1 9 + x' étant le polynôme de degré m prédéterminé qui correspond à la séquence g, on recherche le plus petit nombre entier strictement positif NO tel que g(x) divise le polynôme xN0 - 1. On sait que ce nombre existe. Par exemple pour g(x) = 1 + x + x3, NO = 7. A cet effet, on effectue successivement les divisions des polynômes x' - 1 par g (x) en commençant par une valeur de i égale au degré m de g (x) en incrémentant progressivement i, avec un pas d'incrémentation de 1, jusqu'à ce que le reste de la division soit nul, modulo 2. Lorsque le reste est nul, la valeur de i est mise dans le registre NO. On rappelle que la division effectuée ici se fait, modulo 2, sur les coefficients des puissances croissantes de/ -7. Puis, en choisissant un nombre M impair, de telle manière que le produit M.NO soit supérieur ou égal au nombre de données binaires u, qui doivent être transmises dans la même trame, additionné au degré m de g(x), au cours d'une opération 502, on choisit une longueur de séquence a égale à M.NO. ce qui revient à déterminer la longueur (c'est-à-dire le nombre de données binaires) de la séquence u incorporée à la séquence a comme étant égal à M.NO moins le degré m de g(x). Puis, au cours des opérations 503 à 509, l'unité centrale 100 détermine si l'entrelaceur associé à e est à prendre en compte, ce qui veut dire qu'il n'y a pas de séquence a de poids faible pour laquelle la séquence v = (a, b, c) possède, elle aussi, un poids faible. Dans le mode de réalisation décrit et représenté, la détermination de a* consistera à remplacer a = (ao, a1, ... ) par a* = (ao, af, a2f, ...) où les multiples de f sont calculés modulo M.NO. Lorsque f est égal à une puissance de 2 différente de 1, modulo M.NO, cette permutation est bien du type annoncé. Elle peut, en effet, être représentée par une permutation qui ne permute des données binaires qu'à l'intérieur de chaque colonne du tableau, suivie, lorsque f est égal à une puissance de 2 différente de 1, modulo NO, d'une permutation d'au moins deux des colonnes entre elles, cette dernière permutation étant un automorphisme du code cyclique binaire de longueur NO et de polynôme générateur g(x). Lorsque f est égal à 1, modulo N0, cette permutation portant sur les colonnes est la permutation "triviale" ou permutation "identité", c'est-àdire celle qui maintient la position des colonnes dans le tableau. A cet effet, dans ce mode particulier de réalisation de la présente invention, au cours de l'opération 503, l'unité centrale 100 détermine les puissances successives de 2 modulo M. N0, pour obtenir ce qui s'appelle le cycle de 2, modulo M.NO, ce cycle étant achevé dès qu'une des puissances de 2 est égale à 1, modulo M.NO. Le nombre de termes j de ce cycle est mémorisé dans le registre "j". Puis, au cours de l'opération 504, on initialise les valeurs intermédiaires / et dmax conservées dans les registres "@" et "dmax", respectivement à la valeur "1"et à la valeur "0". Ensuite, au cours d'une opération 505, on incrémente de "1" la valeur de / et on prend la /-ième valeur du cycle de 2, modulo M.NO. Puis, au cours d'une opération 506, si cette valeur n'est pas égale à 1 modulo M.NO, on détermine le poids de la séquence v = (a, b, c) pour les séquences a de poids faible, avec la permutation définie par a*(x) = a(xe) (ainsi, si a=(ao, a,, a2, ..., aMNO-r), la première donnée binaire de a* est ao, la seconde af, la troisième a2f, ..., comme exposé supra, l'indice étant calculé modulo M. NO). A cet effet, puisque la distance entre deux séquences est le poids (c'est-à-dire le nombre de données binaires non nulles) de la séquence constituée par différence des données binaires homologues de ces séquences, on se limite à l'analyse de la distance des séquences avec la séquence nulle, on énumère les polynômes a(x) par poids croissant, on mesure la somme des poids des séquences d'un même triplet (a, b, c) et on cherche le poids minimal pour e donné, pour les séquences a de poids faible, et, une fois tous ces poids minimaux déterminés pour e dans le cycle de 2, la valeur de e qui correspond au poids le plus élevé. La distance est ensuite mémorisée dans le registre "d" de la mémoire vive 104. Ensuite, si, au cours d'un test 507, la valeur conservée dans le registre "d" est supérieure à la valeur conservée dans le registre "dmax", alors au cours de l'opération 508, la valeur du registre "dmax" est modifiée pour prendre la valeur d et la valeur du /-ième élément du cycle considéré est mise en mémoire dans le registre "e". A la suite de l'opération 508 ou, lorsque le résultat du test 507 est négatif, tant que la valeur de / est inférieure à j, test 509, l'opération 505 est réitérée. Le tableau "entrelaceue' est alors constitué de la manière suivante : a*(x) = a(xe), ainsi, si a=(ao, ah a2, ..., aM NO-1) , la première donnée binaire de a* est ao, la seconde af, la troisième a2f, comme exposé supra, l'indice étant calculé modulo M.NO. Selon une variante non représentée, le triplet (a, b, c) est construit de la manière suivante : - a(x) et b(x) = a(x).h(x)lg(x) sont définis comme ci-dessus, - étant donné un polynôme g2(x) choisi tel que le plus petit entier N2 tel que g2(x) divise le polynôme xN2 -1 soit égal au plus petit entier NO tel que g(x) divise le polynôme xN0 - 1, on choisit une permutation P qui transforme tout mot du code cyclique binaire de longueur NO et de polynôme générateur g(x) en un mot du code cyclique binaire de longueur N2 et de polynôme générateur g2(x). On note qu'une telle permutation n'existe que pour les polynômes g2(x) engendrant des codes cycliques équivalent à Cg. Cette vérification est bien connue de l'homme du métier et nous renvoyons pour cela à la page 234 du livre de Mme F. J. MAC WILLIAMS et M. N. J.A. SLOANE mentionné ci-dessus ; - selon l'invention, la permutation qui, à partir de la séquence a, associée au polynôme a(x) divisible par g(x), produit la séquence a**, associée au polynôme a**(x), divisible par g2(x) est alors produite par une permutation quelconque produisant à partir de a(x) une première séquence a*(x) divisible par g(x) comme expliqué ci-dessus, suivie de la permutation P que nous venons d'introduire et qui agit sur les colonnes du tableau à M lignes et NO colonnes contenant tout d'abord a et ensuite a* pour permuter ces colonnes entre elles et produire a** La portée de l'invention ne se limite pas aux modes de réalisation décrits et représentés mais s'étend, bien au contraire, aux modifications et perfectionnements à la portée de l'homme du métier. En particulier, le passage à des rendements de un quart ou moins, par adjonction d'un ou de plusieurs entrelaceurs supplémentaires se fait pour chaque entrelaceur, par application des principes énoncés ci-dessus. Dans tous ces cas, l'usage du poinçonnage peut être fait pour élever le rendement du code. On rappelle que le poinçonnage consiste à ne transmettre qu'une partie seulement des symboles de contrôle. De plus, la réalisation des dispositifs objets de la présente invention est avantageusement faite en mettant en #uvre, pour effectuer les calculs arithmétiques, de multiplication polynomiale, de division polynomiale, la fonction d'entrelacement et les fonctions de décodage élémentaire, des circuits dédiés ne comportant pas de processeur (un tel processeur peut, néanmoins être utilisé pour le contrôle du fonctionnement de ces dispositifs). L'utilisation de tels circuits dédiés permet, en effet, d'atteindre des débits d'informations plus élevés. On observe que, dans le premier mode de réalisation, le rendement est, sans poinçonnage, proche de un tiers, puisque pour une séquence de n-m symboles à coder, on a deux séquences de n symboles de contrôle. Il - DEUXIEME MODE DE REALISATION Dans le second mode de réalisation de la présente invention, on considère des rendements supérieurs à 1/3, obtenus sans poinçonnage : pour deux séquences de n-m symboles à coder, on fournit, par exemple, deux séquences de n symboles de contrôle, soit un rendement proche de un demi. Avant d'entamer la description du deuxième mode de réalisation, les fondements mathématiques de sa mise en #uvre sont donnés ci-dessous. Pour introduire le premier mode de réalisation, on a présenté une classe d'entrelaceurs algébriques à utiliser avec des turbocodeurs de rendement proche de un tiers. Le principal avantage de ces entrelaceurs est de préserver la divisibilité des polynômes d'information par un polynôme g(x) donné qui caractérise partiellement le codeur. Il en résulte que la probabilité d'erreur par bit d'information codé est mieux indépendante de la position des bits dans la séquence d'information. Comme autre avantage, la description algébrique de ces entrelaceurs rend leur énumération et leur évaluation individuelle possible. En outre, on espère que les performances de ce jeu réduit d'entrelaceurs sont représentatives des performances de tous les entrelaceurs. Cependant, dans de nombreuses circonstances, par exemple dans le contexte des transmissions sans fil, un meilleur rendement est nécessaire. La deuxième mode de réalisation s'intéresse particulièrement aux rendements supérieurs à ou proches de un demi, sans utilisation de méthodes de poinçonnage. IIa - Turbocodes à haut rendement avec entrelaceurs de type "x vers xe". Considérons le codeur convolutif systématique K x (K+2) suivant : dans lequel h,,f, et g sont des polynômes à coefficients binaires d'indéterminée x représentant l'opérateur de délai. De manière classique, l'information transmise est représentée par un K-uple a = (a1, ..., aK) de polynômes a, = EI=Oàn-1 a,,.x, avec des coefficients binaires a,; et l'information est codée en v = aG, qui est un (K+2)-uple de séquences d'indéterminée x : On observe qu'on écrit ici séquences et non polynômes parce que les sommes ne sont pas nécessairement des multiples de g et, si elles ne le sont pas, la division par g engendre une séquence infinie et finalement périodique. Pour améliorer les performances de ce type de codeur, on peut remplacer le dernier composant (E;-àK a,f,)lg de v par (L,=1àK a,f,)lg où as représente une séquence obtenue à partir de la séquences a, par permutation de ses coefficients. La transformation de chaque séquence a, en la séquence a1* s'appelle l'entrelacement (voir, par exemple l'article de MM. C. BERROU et A. GLAVIEUX intitulé "Near Optimum error-correcting coding and decoding : turbo-codes" publié par IEEE Transactions on Communication, Volume COM- 44, pages 1261 à 1271, en octobre 1996). La figure 4 donne une illustration d'un codeur réalisant cette opération. Dans cette figure, on observe que, pour K séquences de symboles en entrée, le codeur émet, en sortie : - ces K séquences de symboles à l'identique, - une séquence de symboles de contrôle constituée en effectuant la somme des produits des polynômes associés aux séquences d'information a, par des polynômes prédéterminés h, et en divisant cette somme par un polynôme g prédéterminé (codeur 401) ; - une séquence de symboles de contrôle constituée en entrelaçant d'abord chaque séquence d'information a, par un entrelaceur II (entrelaceurs 402 à 405) pour fournir une séquence a,*, puis en effectuant la somme des produits des polynômes associés aux séquences a,* par des polynômes prédéterminés f, et en divisant cette somme par un polynôme g prédéterminé (codeur 406). On remarque ici que l'ensemble des entrelaceurs II 402 à 406 illustrés en figure 4 est déjà une restriction de l'entrelaceur 201 illustré en figure 5, dans lequel chaque séquence a, peut contenir des symboles de la séquence aJ avec j différent de i. Selon des caractéristiques générales de la présente invention, dans une représentation où les données binaires de chaque séquence a sont classées dans un tableau de NO colonnes et de M lignes, chaque entrelaceur /, comporte : - au moins une permutation dans un ensemble de permutations comportant, d'une part, les automorphismes du code cyclique binaire de longueur NO et de polynôme générateur g(x), permutant entre elles au moins deux des NO colonnes du tableau et, d'autre part, les permutations travaillant uniquement sur des données d'une même colonne et permutant entre elles au moins deux desdites données, et - aucune permutation en dehors dudit ensemble. Selon des caractéristiques particulières de la présente invention, on applique à des codeurs de rendement K/(K+2), avec K représentant une valeur entière positive arbitraire, des entrelacements de type "x vers xe" décrits en regard du premier mode de réalisation qui concerne la valeur K = 1. Nous allons décrire, ci-dessous le cas K > 2. Soit un polynôme g(x) = 1 + 91X + g2xz + ... + gm-1 xn-1 + x"'. Soit NO le plus petit entier tel que g(x) divise xN0 + 1. Soit, enfin, n égal à un multiple impair de NO : n = M.NO. Le polynôme g(x) est alors un diviseur du polynôme x" + 1. Par exemple, avec g(x) = 1 + x + x4, n peut être choisi parmi les valeurs 15,45, 75, 225, ..., 405,... D'autres détails concernant ces propriétés de divisibilité peuvent être trouvés dans l'ouvrage de W. W. PETERSON et E. J. WELDON intitulé " Error-correcting codes " publié par MIT Press, à Cambridge, Massachussets, en 1972. On représente l'information par une séquence u = (u1, uK) dans laquelle chacun des K composants u, est représenté par un polynôme uj(x) de degré formel n-m-1 à coefficients binaires. A chaque polynôme u,(x), on ajoute une terminaison, j=n-m à n-i (u,), xi , terminaison de m bits pour rendre le polynôme a, = u, + pnom à n-1 {Ui)j x1 divisible par g(x). Le K-uple résultant a = (a1, aK) est alors codé pour produire deux séquences de contrôle. La première est donnée par #@=1 a K a,h/g et c'est un polynôme parce que le polynôme g(x) divise les K polynômes a, . La seconde est donnée par ,=1 a K a,'f/g, l'entrelacement de a,(x) en a,'(x) étant donné par : a/M = ajx6) modulo xn + 1 (2) ou e est égal à une puissance de 2 (e=2) prise modulo n. Ce type de permutation x vers xe a été présenté dans la première partie concernant K = 1 et garantit la divisibilité de a,' par g lorsque a, est divisible par g. Donnons maintenant quelques exemples avec K = 2. Considérons un turbocodeur 2 x 4 de la forme décrite en (1) et spécifié par g(x) = 1 + x + x3 ; hi(x) = f2(x) = 1 + x2 + x3 ; h2(x) = W = 1 + x + X2 + x3 et n = 147. Avec cette valeur de n, 147, il existe 42 nombres e qui sont chacun le résidu, modulo 147, d'une puissance de 2. Pour chacune de ces valeurs de e, le turbocode correspondant a été simulé sur un canal à bruit blanc additif Gaussien (connu de l'homme du métier sous l'acronyme anglais " AWGN " pour " Additive White Gaussian Noise "), pour différentes valeurs de ratio entre l'énergie par bit Eb et la puissance de bruit par hertz (aussi appelée la densité spectrale de bruit), N. Les valeurs correspondantes des courbes des taux d'erreur par bit ("BER") en fonction du rapport signal/bruit, sont représentées en figure 6, pour n=147, K=2 et pour trois valeurs différentes de e : = 67 = 214, e = 32 = 25 et e 71 = 29. Les deux premières valeurs sont représentatives de " bonnes " valeurs de e, parmi les 42 valeurs possibles, et la dernière valeur de e est représentative des quelques valeurs " moins bonnes " : 1,2, 4,109, 142 et 50. Avec les mêmes g(x), h,(x), f,(x), pour i = 1 ou 2, mais avec une valeur de n plus élevée, les mêmes simulations peuvent être effectuées. Les cas n = 413 et n = 917 ont été sélectionnés parce qu'ils offrent un grand nombre de valeurs de différentes puissances de 2, modulo n. Pour n = 413, il y a effectivement 174 telles valeurs différentes, et pour n = 917, il y a 390 valeurs telles valeurs différentes. Les inventeurs ont observé qu'aucun palier de la courbe d'erreur ne semble apparaître avec la mise en oeuvre de la présente invention pour une valeur de la probabilité d'erreur par bit après décodage de l'ordre de 10-5, lorsque la valeur de e est judicieusement choisie. On note aussi que l'entrelacement des a,(x) pour produire a,*(x) = a,(xe) modulo xn+1 peut se faire pour chaque valeur de i, avec une valeur de e différente mais toujours de la forme d'une /-ième puissance de 2 : e = 2I. Préférentiellement, on utilise les mêmes entrelaceurs pour toutes les valeurs de i, ce qui préserve l'identité des k-uples de symboles. IIb- spécification des turbocodeurs avec K # 2 Considérons, par exemple le turbocodeur 3 x 5 suivant : où g est un polynôme irréductible à coefficients binaires non divisible par un polynôme carré. Cette matrice G code un triplet d'information u = (Yl, u2, u3) en : v = [a1, a2, a3, (ah)9 (akf)91 où a, est obtenu à partir de u, et a,' a partir de a,, comme exposé en regard du premier mode de réalisation. Un élément qui influence la distance minimale d'un tel code est le nombre minimum de composants non nuls du 5-uple v. Il est possible de garantir que tout 5-uple v = (v1, ..., v5) du turbocode contienne au moins trois séquences non nulles v,. Pour le démontrer, on écrit explicitement a, en aI(xe) (réduit modulo x" + 1), et on représente par " d " l'inverse de e modulo n : ed = 1 (n), équation dans laquelle (n) signifie modulo n . On remarque alors que l'équation a,()f,(x) = 0 modulo (x"+1 ) est équivalente à l'équation a,(x)f,(xd) = 0 modulo (x"+1). Cela résulte du fait que e et d sont relativement premiers avec n, de telle manière que pour chaque b(x) de degré inférieur ou égal à n-1, b(xe) et b(xd), pris modulo (xn+1) sont simplement obtenus par permutation des coefficients de b(x), et que, si on note [a(x)]n(e) le polynôme a(xe) modulo (xn+1), ona: [a(x)f(x)]n(e) = [a(x)]"e [f(x)]n(e) modulo (x"+1 ). Il s'ensuit de la théorie des codes dits " MDS " (pour " Maximum Distance Séparable ", en français séparables à distance maximale "), que tout v non nul dans le code généré par G contiendra toujours au moins trois composants non nuls, si les deux conditions suivantes sont satisfaites : - aucun des polynômes h, et n'est nul modulo xN0 + 1, où NO est le plus petit entier tel que g(x) divise xN0 + 1, NO étant impair puisque le polynôme g(x) n'est divisible par aucun carré de polynôme, et - aucune matrice 2 x 2 de la forme avec i différent de j, ne possède un déterminant qui est nul, modulo xN0 + 1. Une propriété similaire est valable pour tout codeur d'un turbocode de dimension K et de longueur N1, avec un nombre de redondances M1 = N1 - K > 2. Dans ce dernier cas, le codeur ressemble à : et toute séquence d'information u = (Y. 1 , .... uK) est d'abord codée en a = (Si 1, ..., aK), puis en : Soit d, l'inverse de e, modulo n : dJeJ = 1 (n). Chaque v non nul dans le code généré par G contient toujours au moins N1-K+1 composants non nuls si, pour chaque nombre entier r tel que 1 hl1lxd]), possède un déterminant non nul, modulo x+1. Notons ici que le décodage des turbocodes de redondance N1 - K > 2 a déjà été considéré. On consultera, par exemple, l'article de D. DIVSALAR et F. POLLARA intitulé Multiple turbocodes for Deep Space Communications , TDA Progress Report 42-121, du 15 Mai 1995. Décrivons, maintenant, une méthode pour sélectionner de bons candidats pour obtenir un bon turbocode de dimension K et de longueur N1 avec des entrelaceurs de type "x vers xe". Considérons d'abord le cas où N1-K = 2. Choisissons un polynôme irréductible g(x) sur GF (2), degré m > 2 tel que NO = 2m-1 > N1 et prenons GF(2m) comme le jeu de résidus polynomiaux modulo g(x). Choisissons aussi n comme multiple impair de NO. Construisons alors une matrice Fà 2 lignes et N1 colonnes : ou a,, i = 1, N1, sont différents éléments non nuls de GF(2m) et r et s des entiers qui sont différents modulo NO. Le choix s = r +1 est, par exemple, toujours un bon choix. Ceci implique que toute sous matrice de # est non singulière. Soit #(1,2) la sous-matrice des deux premières colonnes de #, écrivons [#(1,2)]-1 1-de la manière suivante : ou A est une matrice 2 x K sur GF(2m). Pour une valeur choisie de e puissance de 2 modulo n, remplaçons tout élément de la deuxième ligne de A par sa puissance e-ième et notons par # la matrice transposée de cette matrice. Interprétons alors les éléments de # comme des polynômes de degré m-1 d'indéterminée x, divisons les par g(x) ou par tout autre polynôme diviseur de xN0+1 et appelons P(x) la matrice résultante. Enfin, définissons la matrice G de dimension K x (K + 2) : G = [IK P(x)] ou IK est la matrice identité de dimension K. Pour chaque valeur de e, ce codeur G peut être utilisé comme turbocodeur. Par simulation, il est alors possible de choisir la meilleure valeur de e. Le cas N1 - K > 2 peut être traité de manière similaire. Dans ce cas, avec M1 = N1 - K, on construit une matrice # de type M1 x N1 : Avec 111 ,M1) la sous-matrice des MI premières colonnes de F, on écrit (11,M1)]-' T'en [1M1 ] ou IM1 est la matrice identité de dimension M1 et A une sous-matrice sur GF(2m) de dimension M1 x K. Pour des valeurs choisies et = 2It, pourt = 2, ..., M1, on remplace les éléments de la t-ième ligne de # par leur puissance et - ième. On note alors par # la matrice transposée de cette matrice, on interprète les éléments de # comme des polynômes de degré m-1 d'indéterminée x, on les divise par g(x) et on appelle P(x) la matrice résultante de dimensions K x (N - K). Les codeurs G = [IK P(x)] obtenus pour différentes valeurs du (M1- 1 )-uple (e2, eM1) sont alors analysés par simulations et les meilleurs peuvent être sélectionnés. IIc - Description d'une mise en oeuvre du deuxième mode de réalisation de la présente invention. La description du deuxième mode de réalisation de la présente invention va maintenant se poursuivre en regard des figures 7 et 8, pour K = M1 = 2. La figure 7 illustre schématiquement la constitution d'une station de réseau ou station de codage informatique, sous forme de schéma synoptique. Cette station comporte un clavier 711, un écran 709, une source d'informations externe 710, un émetteur hertzien 706, conjointement reliés à un port d'entrée/sortie 703 d'une carte de traitement 701. La carte de traitement 701 comporte, reliés entre eux par un bus d'adresses et de données 702 : - une unité centrale de traitement 700 ; - une mémoire vive RAM 704 ; - une mémoire morte ROM 705 ; et - le port d'entrée/sortie 703. Chacun des éléments illustrés en figure 7 est bien connu de l'homme du métier des micro-ordinateurs et des systèmes de transmission et, plus généralement, des systèmes de traitement de l'information. Ces éléments communs ne sont donc pas décrits ici. On observe, cependant, que : - la source d'informations 710 est, par exemple, un périphérique d'interface, un capteur, un démodulateur, une mémoire externe ou un autre système de traitement d'information (non représenté), et est préférentiellement adaptée à fournir des séquences de signaux représentatifs de parole, de messages de service ou de données multimédia, sous forme de séquences de données binaires, - l'émetteur hertzien 706 est adapté à mettre en #uvre un protocole de transmission par paquets sur un canal non filaire et à transmettre ces paquets sur un tel canal. On observe, en outre, que le mot "registre" utilisé dans la description désigne, dans chacune des mémoires 704 et 705, aussi bien une zone mémoire de faible capacité (quelques données binaires) qu'une zone mémoire de grande capacité (permettant de stocker un programme entier). La mémoire vive 704 conserve des données, des variables et des résultats intermédiaires de traitement, dans des registres de mémoire portant, dans la description, les mêmes noms que les données dont ils conservent les valeurs. La mémoire vive 704 comporte notamment : - un registre "données~primaires" dans lequel sont conservées, dans l'ordre de leur arrivée sur le bus 702, les données binaires en provenance de la source d'information 710, sous forme de deux séquences, u1 et u2, complétées ensuite pour former deux séquences a1 et a2, - un registre "nb~données" qui conserve un nombre entier correspondant au nombre de données binaires n-m dans le registre "données~binaires", - un registre "données-permutées" dans lequel sont conservées, dans l'ordre de leur transmission sur le bus 702, les données binaires permutées, comme décrit en regard de la figure 8, sous forme de deux séquences,a?* et a2*, - un registre "reste~intermédiaire" dans lequel sont conservés successivement les restes intermédiaires des divisions, registre utilisé pour construire chaque séquence a, à partir de la séquence u, correspondante, - un registre "reste finaP' dans lequel sont conservées des données binaires complémentaires, sous forme de deux séquences, et - des registres "a,, bi, çl" et "a2, b2, Ç2" dans lesquels sont conservées, dans l'ordre de leur détermination par l'unité centrale 700, les données binaires des séquences. La mémoire morte 705 est adaptée à conserver, dans des registres qui, par commodité, possèdent les mêmes noms que les données qu'ils conservent : - le programme de fonctionnement de l'unité centrale de traitement 700, dans un registre "program", - la séquence g, dans un registre "g", - le degré m de g(x), dans un registre "degré" - la séquence h = hl = f2, dans le registre "h", - la séquence f fi = h2, dans le registre "T', - la valeur de NO, dans un registre "NO", - la valeur de N1, dans un registre "N1", - la valeur de M1, dans un registre "M1", - la valeur de M, dans un registre "M", - le tableau définissant l'entrelaceur agissant sur la séquence a1, dans un registre "entrelaceur1", et - le tableau définissant l'entrelaceur agissant sur la séquence a2, dans un registre "entrelaceur2". Les entrelaceurs considérés ici sont respectivement de type "x vers xe1" et "x vers xe2" décrit ci-dessus. L'unité centrale de traitement 700 est adaptée à mettre en #uvre l'organigramme décrit en figure 8. En figure 8, qui représente le fonctionnement d'un codeur tel qu'illustré en figure 7, on observe que, après une opération d'initialisation 800, au cours de laquelle, les registres de la mémoire vive 704 sont initialisés (nb~données = "0"), au cours d'une opération 801, l'unité centrale 700 attend de recevoir, puis reçoit une donnée binaire à transmettre, la positionne en mémoire vive 704, dans le registre "données primaires" et incrémente le compteur "nb données". On observe ici que, pour constituer les deux séquences Y.1 et u2, l'unité centrale 700 constitue d'abord la séquence u1 puis la séquence u2 avec les données primaires en provenance de la source d'information 710. Ensuite, au cours d'un test 802, l'unité centrale 700 détermine si le nombre entier conservé dans le registre "nb~données" est égal, ou non, au produit M.NO auquel est soustrait le degré m de g(x), M, NO et le degré m de g(x) étant des valeurs conservées en mémoire morte 705. Lorsque le résultat du test 802 est négatif, l'opération 801 est réitérée. Lorsque le résultat du test 802 est positif, au cours d'une l'opération 803, les divisions des polynômes u1(x) et u2(x) respectivement associés aux séquences de données binaires u1 et u2 conservées dans le registre "données-primaires", par le polynôme g(x) sont effectuées, jusqu'aux derniers termes (de plus haut degrés) de u(x) et U2(X), en mettant en #uvre, à cet effet, le registre "resfe intermédiaire". Les restes de ces divisions sont mis en mémoire dans le registre "reste naP'. Les résultats de ces divisions fournissent les premiers éléments des séquences 121 = a1/g et b2 = a2/g. Ensuite, au cours d'une opération 804, les données binaires conservées dans le registre "reste frnaP' sont respectivement juxtaposées aux fins des séquences u1 et u2 pour former les séquences a1 et a2. Les données binaires des séquences a1 et a2 sont mises en mémoire dans les registres "a1, 1211 pi" et "a2, b2, C2". Ensuite, au cours d'une opération 805, les divisions effectuées au cours de l'opération 803 sont poursuivies, avec les données additionnelles ajoutées au cours de l'opération 804 et les séquences b1 et b2 sont complétées dans les registre "ai, b1t ç" et "a2, b2, ç2". Puis, au cours d'une opération 806 : - les données binaires de la séquence a1 sont respectivement et successivement lues dans le registre "ah Pl, pi", dans l'ordre décrit par le tableau "entrelaceur1" conservé en mémoire morte 705, et - les données binaires de la séquence a2 sont respectivement et successivement lues dans le registre "a2, b2, c2", dans l'ordre décrit par le tableau "entrelaceur2" conservé en mémoire morte 705. Les données qui résultent successivement de ces lectures sont respectivement mises en mémoire dans le registre "données~permutées" de la mémoire vive 704. Ensuite, au cours d'une opération 807, les divisions des polynômes a1*(x) et a2*(x), respectivement associés aux séquences de données binaires permutées conservées dans le registre "données~permutées", par le polynôme g(x) sont effectuées, en mettant en #uvre, à cet effet, le registre "/'ese~//ef77?éd/a/re". Les résultats de ces divisions sont mis en mémoire dans le registre "a, th ç" et "a2, b2, Ç2", et correspondent aux données binaires des séquences c1 et c2. Au cours d'une opération 808 deux séquences dites "de contrôle" ou "redondantes" sont déterminées : - la séquence bs est déterminée en effectuant le produit des polynômes associés aux séquences 121 et b2 conservées dans les registres "a1, 121, pl" et "a2, b2, P2" de la mémoire vive 704, respectivement par les polynômes h(x) et f(x) ; - la séquence cs est déterminée en effectuant le produit des polynômes associés aux séquences c1 et c2 conservées dans les registres "a1, b, pl" et "a2, b2, P2" de la mémoire vive 704, respectivement par les polynômes f(x) et h(x). On observe que, grâce à l'invention, on gagne des éléments de mémoire en effectuant la division par g(x) avant les multiplications par h(x) ou f(x). Au cours d'une opération 809, les séquences ai, a2, bs et fus sont émises en utilisant, à cet effet, l'émetteur 706. Ensuite, les registres de la mémoire 704 sont, à nouveau, initialisés, en particulier le compteur Nb données est remis à "0" et l'opération 801 est réitérée. On observe ici qu'en variante, au cours de l'opération 809, les séquences a1 et a2 sont émises intégralement, mais seulement un sousensemble, par exemple une donnée sur deux, de chacune des séquences bs et cs est émis. Cette variante est connue de l'homme du métier sous le nom de poinçonnage. En ce qui concerne le décodage, on observe qu'en connaissant les polynômes g(x), h(x), f(x) et les entrelaceurs G1 et G2 qui, à partir des séquences a1 et a2 fournissent respectivement les séquences permutées a1* et a2*, l'homme du métier sait, sans problème technique, réaliser le décodeur adapté au décodage et à la correction d'erreur affectant le quadruplet de séquences (fi1, a2, bs, p,) en utilisant les entrelaceurs considérés ci-dessus et, éventuellement les désentrelaceurs correspondants. En figure 9, on observe qu'un dispositif de décodage adapté à décoder les séquences émises par le dispositif de décodage illustré aux figures 4 à 8, comporte, essentiellement : - un décodeur 901 correspondant au codeur 401, qui reçoit les estimations des séquences transmises, v1 à vK+1 ainsi que K séquence d'information extrinsèques w"'1 à w"K exposées plus loin, et fournit K séquences d'estimation a posteriori w1 à Wk, - K entrelaceurs 902, identiques aux entrelaceurs 402 à 405 utilisés dans le codeur, qui reçoivent respectivement les séquences w1 à wK et les entrelacent respectivement en w'1 à w'K. - un deuxième décodeur 903, correspondant au codeur 406 et recevant les séquences w'1 à w'K ainsi que la séquence YK+2, et fournit d'une part K séquences d'estimation a posteriori w"1 à w"K et, d'autre part, une séquence estimée a', et - K désentrelaceurs 904, inverses des entrelaceurs 402 à 405, recevant les séquences W"1 à w'K et fournissant les séquences W"'1 à w"K. On ne prend en compte la séquence estimée a' qu'à la suite d'un nombre d'itérations prédéterminé (voir l'article "Near Shannon limit errorcorrecting coding and decoding : turbocodes" cité supra). Conformément à la présente invention, les entrelaceurs et désentrelaceurs utilisés au décodage possèdent, chacun, les mêmes caractéristiques que les entrelaceurs utilisés au codage et, préférentiellement, sont du type "x vers xe". Préférentiellement, au codage comme au décodage, à valeur de jidentique les exposants eIJ sont égaux. Préférentiellement aussi, au codage comme au décodage, les valeurs des exposants e,, sont toutes des puissances de 2. En outre, les décodeurs 901 et 903 sont initialisés en prenant en compte le fait que les codeurs 401 et 406 possèdent, chacun, un état initial et un état final nul. Concernant le décodage, le lecteur pourra se référer : - à l'article de MM. L.R. BAHL, J. COCKE, F. JELINEK et J. RAVIV intitulé "Optimal decoding of linear codes for minimizing symbol error rate", publié dans la revue IEEE Transactions on Information Theory, en mars 1974 ; - à l'article de MM. J. HAGENAUER, E. OFFER et L. PAPKE intitulé "Iterative decoding of binary block and convolutional codes" publié dans la revue IEEE Transactions on Information Theory, en mars 1996 ; - à l'article de MM. J. HAGENAUER et P. HOEHER intitulé "A viterbi algorithm with soft decision outputs and its applications", publiée avec les compte-rendus de la conférence IEEE GLOBECOM, pages 1680-1686, en novembre 1989 ; - à l'article de MM. J. HAGENAUER, P. ROBERTSON et L. PAPKE intitulé "Iterative (turbo)decoding of systematic convolutional codes with the MAP and SOVA algorithms", publiée par la revue Informationstechnische Gesellschaft (ITG) Fachbericht, pages 21 - 29, octobre 1994 ; - à l'article de MM. C. BERROU, S. EVANO et G. BATTAIL, intitulé "Turbo-block-codes" et publié avec les compte-rendus du séminaire "turbo coding" organisé par l'Institut de Technologie de Lünd (Suède) (Département d'électronique appliquée) en août 1996. REVENDICATIONS 1. Procédé de codage caractérisé en ce que : 1/ilil prend en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données binaires représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ il comporte une première opération de production d'un nombre K*M1 de séquences dites permutées , a,,*, (i=1,...,K ; j=1,...,M1 ) (806), chaque séquence aIJ* - étant obtenue par une permutation de la séquence a; correspondante, ladite permutation étant, dans une représentation où les données binaires de chaque séquence a, sont écrites, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, la résultante d'un nombre quelconque de permutations dites élémentaires qui, chacune : # soit a la propriété de transformer le code cyclique de longueur NO et de polynôme générateur g,(x) en un code cyclique équivalent de polynôme générateur gIJ(x) pouvant être égal à g,(x), et agit par permutation sur les NO colonnes du tableau représentant a,, # soit est une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau ; et - possédant, en conséquence, une représentation polynomiale a,,*(x) qui est égale à un produit polynomial c,,(x)g,,(x), - au moins une séquence permutée aIJ* étant différente de la séquence a, correspondante, 3/ il comporte une deuxième opération de production de M1 séquences redondantes (807 à 809) dont la représentation polynomiale est égale à E fIJ(x) c,,(x), pour j=1,...,M9, chaque polynôme flx) étant un polynôme de degré au plus égal au degré du polynôme g,,(x) de mêmes indices i et j. 2. Procédé de codage caractérisé en ce que : 1/ilil prend en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données binaires représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé et sans facteurs polynomiaux multiples, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier impair M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ il comporte une première opération de production d'un nombre K*M1 de séquences dites permutées , a,,*, (i=1,...,K; j=1,...,M9) (806), chaque séquence a,,* possédant une représentation polynomiale égale à a,,*(x)=a,*(x4) modulo (xn+1), où - n est le produit du nombre M par l'entier NO, e,, est un nombre relativement premier avec n - cI} est le quotient de a,,*(x) par g,,(x), - le polynôme g,,(x) est le polynôme générateur du plus petit code cyclique de longueur NO contenant le polynôme gI(xeIJ) modulo (xN0+1), au moins une séquence permutée aIJ* étant différente de la séquence a, correspondante ; 3/ il comporte une deuxième opération de production de M1 séquences redondantes (807 à 809) dont la représentation polynomiale est égale à E fIJ(x) c,,(x), pour/=1,...,M7, chaque polynôme f,,(x) étant un polynôme prédéterminé de degré au plus égal au degré du polynôme g,,(x) de mêmes indices /et j. 3. Procédé de codage selon la revendication 2, caractérisé en ce que, au cours de la première opération de production, toutes les valeurs des exposants e,, possédant la même valeur de l'indice jsont identiques. 4. Procédé de codage selon l'une quelconque des revendications 2 ou 3, caractérisé en ce que, au cours de la première opération de production, toutes les valeurs des exposants eIJ sont égales à une puissance de 2. 5. Procédé de codage selon l'une quelconque des revendications 1 à 4, caractérisé en ce qu'il comporte une opération de transmission d'une part des séquences a,, et, d'autre part, d'un sous-ensemble des données des autres séquences. 6. Dispositif de codage caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de traitement adapté à : 1/ prendre en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données binaires représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ production d'un nombre K*M1 de séquences dites permutées , aIJ*, (i=1,...,K ; j=1,...,M9), chaque séquence ali - étant obtenue par une permutation de la séquence a, correspondante, ladite permutation étant, dans une représentation où les données binaires de chaque séquence a, sont écrites, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, la résultante d'un nombre quelconque de permutations dites élémentaires qui, chacune : # soit a la propriété de transformer le code cyclique de longueur NO et de polynôme générateur g,(x) en un code cyclique équivalent de polynôme générateur gIJ(x) pouvant être égal à g,(x), et agit par permutation sur les NO colonnes du tableau représentant aj, # soit est une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau ; et - possédant, en conséquence, une représentation polynomiale a,,*(x) qui est égale à un produit polynomial c,,(x)g,(x), - au moins une séquence permutée aIJ* étant différente de la séquence a, correspondante, 3/ produire M1 séquences redondantes dont la représentation polynomiale est égale à E f,,(x) c,,(x), pour j=1,...,M1, chaque polynôme f,,(x) étant un polynôme de degré au plus égal au degré du polynôme g,,(x) de mêmes indices i et j. 7. Dispositif de codage caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de traitement adapté à : 1/ prendre en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données binaires représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé et sans facteurs polynomiaux multiples, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier impair M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ produire un nombre K*M9 de séquences dites permutées , a,,*, (i=1,...,K; j=1,...,M9), chaque séquence a,,* possédant une représentation polynomiale égale à a,} *(x)=a,*(J1) modulo (x"+1), où - n est le produit du nombre M par l'entier NO, - eIJ est un nombre relativement premier avec n - c,, est le quotient de a,,*(x) par g,,(x), - le polynôme g,,(x) est le polynôme générateur du plus petit code cyclique de longueur NO contenant le polynôme gI(xeij) modulo (xN0+1), au moins une séquence permutée aij* étant différente de la séquence a, correspondante ; 3/ produire M1 séquences redondantes dont la représentation polynomiale est égale à E f,,(x) c,,(x), poury=1,...,Mf, chaque polynôme f,,(x) étant un polynôme prédéterminé de degré au plus égal au degré du polynôme g,,(x) de mêmes indices i et j. 8. Dispositif de codage selon la revendication 7, caractérisé en ce que le moyen de traitement est adapté à mettre en #uvre des exposants e,, qui, lorsqu'ils possèdent la même valeur de l'indice j, sont identiques. 9. Dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 7 ou 8, caractérisé en ce que le moyen de traitement est adapté à mettre en #uvre des exposants e,, qui possèdent, chacun une valeur égale à une puissance de 2. 10. Dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 6 à 9, caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de transmission adapté à transmettre, d'une part, les séquences a,, et, d'autre part, un sous-ensemble des données des autres séquences. 11. Procédé de décodage caractérisé en ce que : 1/ il prend en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (/=1 ,...,K) de données représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ il comporte une opération de turbodécodage parallèle de K séquences de symboles mettant en oeuvre les polynômes diviseurs g,,(x). 3/ il comporte, pour chaque a,, M1 opérations de permutation, dont au moins une n'est pas l'identité , chaque permutation étant, dans une représentation où les données binaires de chaque séquence a, sont écrites, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, la résultante d'un nombre quelconque de permutations dites élémentaires qui, chacune : # soit a la propriété de transformer le code cyclique de longueur NO et de polynôme générateur g,(x) en un code cyclique équivalent de polynôme générateur g,,(x) pouvant être égal à g,(x), et agit par permutation sur les NO colonnes du tableau représentant a,, # soit est une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau. 12. Procédé de décodage caractérisé en ce que : 1/il prend en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé et sans facteurs polynomiaux multiples, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier impair M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ il comporte une opération de turbodécodage parallèle de K séquences de symboles mettant en oeuvre les polynômes diviseurs g,,(x), 3/ ladite opération de turbodécodage parallèle comportant une opération de permutation produisant des séquences dites permutées , a,,*, (i=1,...,K; j=1,...,M1), chaque séquence permutée a,J* possédant une représentation polynomiale égale à a,,*(x)=a,*(xe4) modulo (x"+1 ), où : - n est le produit du nombre M par l'entier NO, - eIJ est un nombre relativement premier avec n - c,, est le quotient de aIJ*(x) par g,,(x), - le polynôme gIJ(x) est le polynôme générateur du plus petit code cyclique de longueur NO contenant le polynôme gI(xIJ) modulo (xN0+1), au moins une séquence permutée a,,* étant différente de la séquence a, correspondante. 13. Procédé de décodage selon la revendication 12, caractérisé en ce que, au cours de l'opération de permutation, toutes les valeurs des exposants eIJ possédant la même valeur de l'indice jsont identiques. 14. Procédé de décodage selon l'une quelconque des revendications 12 ou 13, caractérisé en ce que, au cours de l'opération de permutation, toutes les valeurs des exposants e,, sont égales à une puissance de 2. 15. Procédé de décodage selon l'une quelconque des revendications 11 à 14, caractérisé en ce qu'il comporte une opération de réception d'une part de séquences a,, et, d'autre part, d'un sous-ensemble des données d'autres séquences résultant d'un codage des séquences aI. 16. Dispositif de décodage caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de traitement adapté : 1/ à prendre en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ à effectuer une opération de turbodécodage parallèle de K séquences de symboles mettant en #uvre les polynômes diviseurs g,,(x). 3/ à effectuer, pour chaque a,, M1 opérations de permutation, dont au moins une n'est pas l'identité, chaque permutation étant, dans une représentation où les données binaires de chaque séquence a, sont écrites, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, la résultante d'un nombre quelconque de permutations dites élémentaires qui, chacune : # soit a la propriété de transformer le code cyclique de longueur NO et de polynôme générateur g,(x) en un code cyclique équivalent de polynôme générateur gij(x) pouvant être égal à g,(x), et agit par permutation sur les NO colonnes du tableau représentant a,, # soit est une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau. 17. Dispositif de décodage caractérisé en ce qu'il comporte un moyen de traitement adapté : 1/ à prendre en compte : - un entier prédéterminé M1, égal ou supérieur à 2, - un nombre K, supérieur ou égal à 2, de séquences a, (i=1,...,K) de données représentatives d'une grandeur physique, chaque séquence a, possédant : # une représentation polynomiale a,(x) multiple d'un polynôme g,(x) prédéterminé et sans facteurs polynomiaux multiples, et # un nombre de données binaires égal au produit d'un nombre entier impair M quelconque par l'entier NO, plus petit entier tel que le polynôme xN0+1 soit divisible par chacun des polynômes g,(x) ; 2/ à effectuer une opération de turbodécodage parallèle de K séquences de symboles mettant en #uvre les polynômes diviseurs gIJ(x), 3/ à effectuer une opération de permutation produisant des séquences dites permutées , a,,*, (i=1,...,K ; j=1,...,M1 ), chaque séquence permutée a,,* possédant une représentation polynomiale égale à a,,*(x)=a,*(X'') modulo (X'+1), où : - n est le produit du nombre M par l'entier NO, eIJ est un nombre relativement premier avec n - c,, est le quotient de a,,*(x) par g,f(x), - le polynôme g,,(x) est le polynôme générateur du plus petit code cyclique de longueur NO contenant le polynôme gI(xeIJ) modulo (xN0+1), au moins une séquence permutée aIJ* étant différente de la séquence a, correspondante. 18. Dispositif de décodage selon la revendication 17, caractérisé en ce que le moyen de traitement est adapté à mettre en #uvre des valeurs des exposants eIJ qui sont identique, lorsque lesdits exposants possèdent la même valeur de l'indice j. 19. Dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 17 ou 18, caractérisé en ce que le moyen de traitement est adapté à mettre en #uvre des valeurs des exposants et) qui sont, chacune, égale à une puissance de 2. 20. Dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 11 à 14, caractérisé en ce qu'il comporte une moyen de réception adapté à recevoir, d'une part de séquences a,, et, d'autre part, d'un sous-ensemble des données d'autres séquences résultant d'un codage des séquences a,. 21. Dispositif de traitement de signaux représentatifs de parole, caractérisé en ce qu'il comporte un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 6 à 10 ou un dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 16 à 20. 22. Dispositif de transmission de données comportant un émetteur adapté à mettre en oeuvre un protocole de transmission par paquets, caractérisé en ce qu'il comporte un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 6 à 10 ou un dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 16 à 20 ou un dispositif de traitement de signaux représentatifs de parole selon la revendication 21. 23. Dispositif de transmission de données selon la revendication 22, caractérisé en ce que ledit protocole est le protocole ATM (acronyme des mots anglais "Asynchronous Transfert Mode") mode de transfert asynchrone. 24. Dispositif de transmission de données selon la revendication 22, caractérisé en ce que ledit protocole est un protocole de type ETHERNET. 25. Dispositif de transmission de données comportant un émetteur émettant sur un canal non filaire, caractérisé en ce qu'il comporte un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 6 à 10 ou un dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 16 à 20. 26. Dispositif de traitement de séquences de signaux représentatifs d'au plus mille données binaires, caractérisé en ce qu'il comporte un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 6 à 10 ou un dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 16 à 20. 27. Station de réseau, caractérisé en ce qu'il comporte un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 6 à 10 ou un dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 16 à 20.