FR 2801446 A1 20010525 FR 9914504 A 19991118 La présente invention se rapporte à un procédé et à un dispositif de codage, à un procédé et à un dispositif de décodage, et à des systèmes les mettant en ceuvre. Plus précisément, la présente invention se rapporte à un procédé et à un dispositif de turbocodage et turbodécodage ne nécessitant pas de bits d'ajout ("padding bits" en anglais). Classiquement, un turbocodeur est constitué de trois parties essentielles : deux codeurs convolutifs récursifs systématiques élémentaires et un entrelaceur. Le décodeur associé est constitué des deux décodeurs élémentaires à entrées et sorties dites douces correspondant aux codeurs convolutifs, d'un entrelaceur et de son entrelaceur inverse (appelé aussi "désentrelaceur"). On trouvera une description des turbocodes dans l'article "Near Shannon limit error-correcting coding and decoding: turbo codes" correspondant à la présentation faite par C. BERROU, A. GLAVIEUX et P. THITIMAJSHIMA lors de la conférence ICC à Genève en mai 1993. Les codeurs étant récursifs systématiques, un problème que l'on retrouve souvent est celui de la mise à zéro des codeurs. On trouve dans l'art antérieur diverses façons de traiter ce problème, notamment 1. Absence de remise à zéro : on initialise les codeurs à l'état nul et on les laisse évoluer vers un état quelconque sans intervenir. 2. Remise à zéro du premier codeur : on initialise les codeurs à l'état nul et on ajoute des bits de padding pour imposer un état final nul uniquement au premier codeur. 3. "Turbo codes convolutifs orientés trame" (FOCTC, en anglais "Frame Oriented Convolutiona! Turbo Codes") : on initialise le premier codeur et on prend comme état initial du second codeur l'état final du premier codeur. Lorsqu'on utilise une classe d'entrelaceurs ayant certaines propriétés, l'état final du second codeur est nul. On se reportera utilement à ce sujet à l'article de C. BERROU et M. JEZEQUEL intitulé "Frame oriented convolutional turbo-codes", in Electronics Letters, Vol. 32, n 15, 18 juillet 1996, pages 1362 à 1364, Stevenage, Herts, Grande Bretagne. 4. Remises à zéro indépendantes des deux codeurs : on initialise les codeurs à l'état nul et on ajoute de façon indépendante des bits de padding à chacune des séquences entrant dans les codeurs. Une description générale de remises à zéro indépendantes des codeurs est donnée dans le rapport de D. DIVSALAR et F. POLLARA intitulé "TDA progress report 42-123 On the design of turbo codes", publié en novembre 1995 par JPL (Jet Propulsion Laboratory). 5. Remises à zéro intrinsèques des deux codeurs : on initialise les codeurs à l'état nul et on ajoute des bits de padding à la séquence qui entre dans le premier codeur. Lorsqu'on utilise un entrelaceur garantissant le retour à zéro tel qu'exposé dans le document de brevet FR-A-2 773 287 et qu'on entrelace la séquence comprenant les bits de padding, le second codeur a automatiquement un état final nul. Pour chacune des solutions de l'art antérieur mentionnées ci-dessus, il existe une terminaison de treillis adaptée pour chaque décodeur correspondant. Ces décodeurs prennent en compte la terminaison ou non des treillis, ainsi que, le cas échéant, le fait que chacun des deux codeurs utilise les mêmes bits de padding. Les solutions 1 et 2 présentent l'inconvénient d'offrir généralement de moins bonnes performances que les solutions 3 à 5. Cependant, les solutions 3 à 5 présentent également des inconvénients. Considérons la solution 3, qui utilise des turbocodes convolutifs orientés trame (FOCTC). Les FOCTC peuvent être décrits de la façon suivante un turbocodeur de type FOCTC de rendement 1I3 peut être considéré comme un codeur récursif convolutif mettant en oëuvre un polynôme diviseur. Soit g(x) le polynôme diviseur du codeur. Soit m le degré du polynôme g(x) et NO le plus petit entier tel que g(x) soit un diviseur du polynôme x" + 1. Ce nombre NO est appelé "période" de g(x). Soit n un multiple de NO : n = M.NO, M étant un entier. Le codeur produit une séquence de contrôle à partir d'une séquence de symboles d'informations binaires à coder u de longueur n et d'une séquence entrelacée u* obtenue par entrelacement de la séquence u. La séquence de symboles u possède alors une représentation polynomiale u(x), de degré n -1, avec des coefficients binaires. Dans toute la suite, les notations u et u(x) sont équivalentes. Ainsi, le codeur, à partir d'une séquence u représentée par un polynôme u(x), produit une séquence v représentée par un polynôme v(x) _ (u(x)+xM " .u*(x)).h(x)Ig(x), où h(x) et g(x) sont deux polynômes premiers entre eux. Par ailleurs, la séquence u(x) est entrelacée en une séquence u*(x) par une permutation ayant une propriété de divisibilité décrite plus loin. Ces permutations sont, dans une représentation où les données binaires de la séquence u sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, NO étant le plus petit entier tel que le polynôme diviseur g(x) divise x" +1, la résultante d'un nombre quelconque de permutations dites élémentaires, dont chacune est une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau. Dans la demande de brevet français de numéro de dépôt 98 14086, on décrit une famille d'entrelaceurs compatibles avec les FOCTC et simples à mettre en oeuvre. Un entrelaceur de cette famille est de la forme "x vers x"", où e est une puissance de 2 modulo n et est congru à 1 modulo N0, et cet entrelaceur est défini comme suit si u désigne la séquence d'entrée et u* la séquence permutée, l'entrelaceur permute chaque bit qui se trouve initialement en position i dans u, vers une position (e.ï modulo n) dans u*. Globalement, le turbocodeur produit les séquences u et v, qui sont ensuite émises sur un canal de transmission. La propriété de divisibilité évoquée plus haut, liée à la permutation utilisée, est que la séquence a(x) = u(x)+xM " .u*(x) est divisible par g(x). Ainsi, si le codeur est initialisé à un état nul, il retourne à un état nul après codage de la séquence a(x). Du côté du décodeur, on considère un turbodécodeur adapté à prendre en compte le fait que - d'une part, l'état initial E;,l du premier codeur et l'état final du second codeur Ef,2 sont nuls, et - d'autre part, l'état initial E;,2 du second codeur est identique à l'état final du premier codeur Ef,,. Toutefois, cette solution 3 proposée par l'art antérieur limite le choix des entrelaceurs, ce qui risque de réduire les performances ou de compliquer inutilement la réalisation de l'entrelaceur. Quant à la solution 4, elle a de moins bonnes performances que la solution 5 lorsque la taille de l'entrelaceur est petite. Enfin, la solution 5 nécessite qu'on détermine les bits d'ajout ("padding bits") avant que le second codeur ne puisse commencer à coder. Ainsi, l'art antérieur ne permet pas de résoudre le problème consistant, à partir d'une architecture de turbocode similaire à celle mise en oeuvre par la solution 3 mentionnée ci-dessus, à proposer des procédés et dispositifs de codage et de décodage - offrant un large choix d'entrelaceurs, - permettant l'optimisation des performances, et - permettant d'utiliser des entrelaceurs de réalisation simple. La présente invention a pour but de remédier aux inconvénients précités. Dans ce but, suivant un premier mode de réalisation, la présente invention propose un procédé de codage d'au moins une séquence de données binaires d'origine, suivant lequel - on effectue au moins une première opération de codage convolutif récursif, consistant à coder la séquence d'origine par une technique de codage mettant en ceuvre un premier polynôme diviseur et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par le premier polynôme diviseur; - on effectue au moins une opération d'entrelacement, de façon à obtenir une séquence entrelacée ; et - on effectue au moins une deuxième opération de codage convolutif récursif, consistant à coder la séquence entrelacée par une technique de codage mettant en ceuvre un deuxième polynôme diviseur et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par le deuxième polynôme diviseur, le deuxième polynôme diviseur étant compatible avec le premier polynôme diviseur; ce procédé de codage étant remarquable en ce que - au moins une opération d'entrelacement consiste à permuter les données binaires de la séquence d'origine à l'aide d'une permutation spécifique, cette permutation spécifique étant, dans une représentation où les données binaires de la séquence d'origine sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, où NO est le plus petit entier tel que le premier polynôme diviseur divise le polynôme x" +1 et M est un entier positif, la résultante d'une permutation inter-colonnes non triviale, c'est-à-dire différente de la permutation identité, qui transforme le code cyclique de longueur NO dont le polynôme générateur est le premier polynôme diviseur en le code cyclique dont le polynôme générateur est le deuxième polynôme diviseur, cette permutation inter-colonnes permutant entre elles les NO colonnes du tableau représentant la séquence d'origine, et d'un nombre quelconque de permutations élémentaires intra- colonne, chacune de ces permutations élémentaires étant une permutation quelconque des symboles d'une colonne du tableau précité. Ainsi, la présente invention permet, pour une taille donnée de bloc - d'initialiser le premier codeur à un état nul, - de coder la séquence d'origine avec ce premier codeur en une séquence conduisant à un état final du premier codeur, - d'entrelacer la séquence d'origine en une séquence permutée, par une permutation spécifique préservant la divisibilité par le polynôme diviseur des deux codeurs, - d'initialiser le second codeur à un état initial dépendant à la fois de l'état final du premier codeur et de la permutation inter-colonnes mentionnée plus haut, selon des règles garantissant le retour à zéro de ce codeur, et - de coder avec le second codeur la séquence permutée. La propriété de divisibilité mentionnée plus haut permet au second codeur d'avoir un état final nul. Globalement, le turbocodeur produit la séquence d'origine et les séquences fournies par les premier et second codeurs, qui sont émises ultérieurement sur un canal de transmission. Suivant un deuxième mode de réalisation, la présente invention propose également un procédé de codage d'au moins une séquence de données binaires d'origine, suivant lequel - on effectue au moins une première opération de codage convolutif récursif, consistant à coder la séquence d'origine par une technique de codage mettant en oeuvre un premier polynôme diviseur et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par le premier polynôme diviseur ; - on effectue au moins une opération d'entrelacement, de façon à obtenir une séquence entrelacée ; et - on effectue au moins une deuxième opération de codage convolutif récursif, consistant à coder la séquence entrelacée par une technique de codage mettant en oeuvre un deuxième polynôme diviseur et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par le deuxième polynôme diviseur, le deuxième polynôme diviseur étant compatible avec le premier polynôme diviseur ; ce procédé de codage étant remarquable en ce que - au moins une opération d'entrelacement consiste à permuter les données binaires de la séquence d'origine à l'aide d'une permutation spécifique, cette permutation spécifique étant, dans une représentation où les données binaires de la séquence d'origine sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, où NO est le plus petit entier tel que le premier polynôme diviseur divise le polynôme x" +1 et M est un entier positif, la résultante d'une permutation inter-colonnes, qui transforme le code cyclique de longueur NO dont le polynôme générateur est le premier polynôme diviseur en le code cyclique dont le polynôme générateur est le deuxième polynôme diviseur, cette permutation inter-colonnes permutant entre elles les NO colonnes du tableau représentant la séquence d'origine, et d'un nombre quelconque de permutations élémentaires intra- colonne, chacune de ces permutations élémentaires étant une permutation quelconque des symboles d'une colonne du tableau précité ; ce procédé de codage étant également remarquable en ce que - la première opération de codage comporte une étape d'initialisation à un état nul et se termine à un état final quelconque, et - au moins une deuxième opération de codage comporte une étape d'initialisation à un état nul et se termine à un état final quelconque dépendant de l'état final de la première opération de codage. Ainsi, connaissant la permutation spécifique et l'état final de la première opération de codage, on peut déterminer quel sera l'état final de la deuxième opération de codage. Cette caractéristique peut simplifier le décodage, étant donné que l'initialisation se fait de la même façon lors des opérations de codage convolutif récursif. En outre, le codage de la séquence entrelacée peut commencer avant que le codage de la séquence d'origine soit terminé. Par ailleurs, dans ce deuxième mode de réalisation, la permutation inter-colonnes peut, soit être l'identité, soit être non triviale. Dans ce deuxième mode de réalisation, selon une caractéristique particulière, le procédé de codage comporte au moins une opération de mise en correspondance biunivoque entre les états finaux possibles de la première opération de codage et les états finaux possibles d'au moins une deuxième opération de codage. Cette caractéristique est de mise en #uvre simple et permet de réduire le temps nécessaire au codage. Dans le deuxième mode de réalisation, selon une caractéristique particulière, l'opération d'entrelacement est du type "x vers x"", où e est une puissance de 2 modulo M.NO. Ce type d'opération d'entrelacement présente l'avantage d'être simple à mettre en oeuvre. Selon une caractéristique particulière du premier mode de réalisation, - la première opération de codage comporte une étape d'initialisation à un état initial nul et se termine à un état final quelconque, et - au moins une deuxième opération de codage comporte une étape d'initialisation à un état initial dépendant de l'état final de la première opération de codage et se termine à un état final nul. Cette caractéristique présente l'avantage de simplifier la mise en #uvre du décodage correspondant, tout en minimisant le surcroît de complexité côté codage. Selon une caractéristique particulière, le procédé de codage de l'invention comporte au moins une opération de mise en correspondance bi univoque entre les états finaux possibles de la première opération de codage et les états initiaux possibles d'au moins une deuxième opération de codage. Cette caractéristique est de mise en #uvre simple et permet de réduire le temps nécessaire au codage. Selon une caractéristique particulière du premier mode de réalisation, l'opération d'entrelacement est du type "x vers x"", où e est une puissance de 2 modulo M.NO et n'est pas congru à 1 modulo N0. Ce type d'opération d'entrelacement présente l'avantage d'être simple à mettre en oeuvre. Dans les premier et deuxième modes de réalisation, selon une caractéristique particulière, l'opération de mise en correspondance dépend de la permutation inter-colonnes. On limite ainsi le nombre de paramètres ou d'opérations nécessaires pour la mise en correspondance. Dans les premier et deuxième modes de réalisation, selon une caractéristique particulière, les polynômes diviseurs sont identiques. Cette caractéristique permet de simplifier la mise en ceuvre du codage. Dans le même but que celui indiqué plus haut, la présente invention propose en outre, suivant un premier mode de réalisation, un dispositif de codage d'au moins une séquence de données binaires d'origine, comportant - un premier module de codage convolutif récursif, pour coder la séquence d'origine par une technique de codage mettant en oeuvre un premier polynôme diviseur et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ce premier polynôme diviseur; - un module d'entrelacement, pour produire une séquence entrelacée ; et - au moins un deuxième module de codage convolutif récursif, pour coder la séquence entrelacée par une technique de codage mettant en oeuvre un deuxième polynôme diviseur et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ce deuxième polynôme diviseur, le deuxième polynôme diviseur étant compatible avec le premier polynôme diviseur; ce dispositif de codage étant remarquable en ce que - le module d'entrelacement comporte un module pour permuter les données binaires de la séquence d'origine à l'aide d'une permutation spécifique, cette permutation spécifique étant, dans une représentation où les données binaires de la séquence d'origine sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, où NO est le plus petit entier tel que le premier polynôme diviseur divise le polynôme x" +1 et M est un entier positif, la résultante d'une permutation inter-colonnes non triviale qui transforme le code cyclique de longueur NO dont le polynôme générateur est le premier polynôme diviseur en le code cyclique dont le polynôme générateur est le deuxième polynôme diviseur, cette permutation inter-colonnes permutant entre elles les NO colonnes du tableau représentant la séquence d'origine, et d'un nombre quelconque de permutations élémentaires intra- colonne, chacune des permutations élémentaires étant une permutation quelconque des symboles d'une colonne du tableau précité. Suivant un deuxième mode de réalisation, la présente invention propose un dispositif de codage d'au moins une séquence de données binaires d'origine, comportant - un premier module de codage convolutif récursif, pour coder la séquence d'origine par une technique de codage mettant en oeuvre un premier polynôme diviseur et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ce premier polynôme diviseur; - un module d'entrelacement, pour produire une séquence entrelacée ; et - au moins un deuxième module de codage convolutif récursif, pour coder la séquence entrelacée par une technique de codage mettant en oeuvre un deuxième polynôme diviseur et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ce deuxième polynôme diviseur, le deuxième polynôme diviseur étant compatible avec le premier polynôme diviseur; ce dispositif de codage étant remarquable en ce que - le module d'entrelacement comporte un module pour permuter les données binaires de la séquence d'origine à l'aide d'une permutation spécifique, cette permutation spécifique étant, dans une représentation où les données binaires de la séquence d'origine sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, où NO est le plus petit entier tel que le premier polynôme diviseur divise le polynôme x" +1 et M est un entier positif, la résultante d'une permutation inter-colonnes qui transforme le code cyclique de longueur NO dont le polynôme générateur est le premier polynôme diviseur en le code cyclique dont le polynôme générateur est le deuxième polynôme diviseur, cette permutation inter-colonnes permutant entre elles les NO colonnes du tableau représentant la séquence d'origine, et d'un nombre quelconque de permutations élémentaires intra- colonne, chacune des permutations élémentaires étant une permutation quelconque des symboles d'une colonne du tableau précité ; ce dispositif de codage étant également remarquable en ce que - le premier module de codage est initialisé à un état nul et présente un état final quelconque, et - au moins un deuxième module de codage est initialisé à un état nul et présente un état final quelconque dépendant de l'état final du premier module de codage. Les avantages et les caractéristiques particulières de ces dispositifs de codage étant les mêmes que ceux des procédés de codage selon l'invention, ils ne sont pas rappelés ici. Toujours dans le même but, la présente invention propose en outre un procédé de décodage d'au moins une séquence de symboles d'origine, remarquable en ce que la séquence de symboles d'origine est représentative d'une séquence binaire codée à l'aide d'un procédé de codage tel que ci- dessus. Un tel procédé de décodage présente de bonnes performances et permet de bénéficier, de façon générale, des avantages mentionnés plus haut en liaison avec le codage. Dans une première variante, - les états initiaux des opérations de codage sont nuls et - l'état final de la deuxième opération de codage dépend de l'état final de la première opération de codage. Dans cette première variante, selon une caractéristique particulière, le procédé de décodage comporte au moins une opération de mise en correspondance biunivoque entre les états finaux possibles de la première opération de codage et les états finaux possibles d'au moins une deuxième opération de codage. Dans une deuxième variante, - le procédé de décodage comporte au moins une opération de mise en correspondance biunivoque entre les états finaux possibles de la première opération de codage et les états initiaux possibles d'au moins une deuxième opération de codage. Selon une caractéristique particulière, le procédé de décodage met en ceuvre des opérations de décodage à entrées douces et sorties douces. Cette caractéristique permet d'obtenir de bonnes performances, moyennant une complexité réduite. Selon une caractéristique particulière, on effectue itérativement les opérations suivantes - au moins une première opération élémentaire de décodage d'un code convolutif récursif, consistant à décoder une première sous-séquence de ladite séquence de symboles d'origine par une technique de décodage mettant en oeuvre le premier polynôme diviseur et prenant en compte l'état initial (E;,j) et l'état final (Ef,l) de la première opération de codage ; - au moins une opération d'entrelacement d'une séquence représentative de la séquence d'origine ; - au moins une deuxième opération élémentaire de décodage d'un code convolutif récursif, consistant à décoder une deuxième sous-séquence de ladite séquence de symboles d'origine par une technique de décodage mettant en oeuvre le deuxième polynôme diviseur et prenant en compte l'état initial (E;,2) et l'état final (Ef,2) de la deuxième opération de codage ; et - au moins une opération de désentrelacement d'une séquence représentative de la séquence d'origine entrelacée. Selon une caractéristique particulière, dans une opération élémentaire de décodage, la prise en compte d'un état initial (respectivement final) nul de l'opération de codage correspondante se fait par initialisation d'une métrique de noeud - avec une probabilité d'occurrence maximale pour l'état initial (respectivement final) nul, - avec une probabilité d'occurrence nulle pour- les états initiaux (respectivement finaux) non nuls, - avec une équiprobabilité d'occurrence pour tous les états finaux (respectivement initiaux) à l'initialisation de la première opération de décodage élémentaire de la première itération et - avec une probabilité d'occurrence pour tous les états finaux (respectivement initiaux) à l'initialisation des opérations de décodage suivantes qui dépend des probabilités d'occurrence des états finaux ou initiaux définis par l'opération de décodage élémentaire précédente. On prend ainsi en compte les relations qui existent entre les états finaux et initiaux des codeurs, ce qui permet d'améliorer les performances. Les avantages des caractéristiques particulières du procédé de décodage non mentionnés expressément ci-dessus sont les mêmes que ceux des caractéristiques particulières correspondantes des procédés de codage. Dans le même but que précédemment, la présente invention propose de plus un dispositif de décodage d'au moins une séquence de symboles d'origine, remarquable en ce que la séquence de symboles d'origine est représentative d'une séquence binaire codée à l'aide d'un dispositif de codage tel que ci-dessus. Les avantages du dispositif de décodage étant les mêmes que ceux du procédé de décodage selon l'invention, ils ne sont pas rappelés ici. Par ailleurs, on retrouve pour le dispositif de décodage des caractéristiques particulières analogues à celles du procédé de décodage, qui présentent les mêmes avantages. En outre, selon une caractéristique particulière, le dispositif de décodage comporte un premier module de calcul, pour affecter une valeur à chaque élément d'une table de métrique de noeud utilisée en entrée d'un deuxième module élémentaire de décodage (qui effectue la deuxième opération élémentaire de décodage), en fonction de chaque élément d'une table de métrique de noeud issue d'un premier module élémentaire de décodage (qui effectue la première opération élémentaire de décodage). En outre, selon une caractéristique particulière, le dispositif de décodage comporte un deuxième module de calcul, pour affecter une valeur à chaque élément d'une table de métrique de noeud utilisée en entrée du premier module élémentaire de décodage, en fonction de chaque élément d'une table de métrique de noeud issue du deuxième module élémentaire de décodage. Grâce aux deux caractéristiques particulières précédentes, on obtient de bonnes performances au décodage, grâce à une bonne adéquation entre décodeur et codeur. Dans le même but que précédemment, la présente invention propose également un procédé de création d'une table de correspondance entre tous les états finaux possibles d'un premier codeur convolutif récursif d'un dispositif de codage tel que celui du premier mode de réalisation évoqué ci-dessus, le premier codeur convolutif récursif mettant en oeuvre un premier polynôme diviseur, et tous les états initiaux possibles d'un deuxième codeur convolutif récursif du dispositif de codage, le deuxième codeur convolutif récursif mettant en oeuvre un deuxième polynôme diviseur compatible avec le premier polynôme diviseur, ce procédé de création étant remarquable en ce que, pour chaque état final possible du premier codeur, on choisit un état initial du deuxième codeur parmi tous les états initiaux possibles de telle sorte que l'état final du deuxième codeur soit nul. On simplifie ainsi la réalisation des dispositifs de codage et de décodage. Dans un mode particulier de réalisation, - on effectue une première opération de construction, consistant à construire une table de transitions d'un état courant du premier codeur vers l'état suivant en fonction du bit fourni en entrée du premier codeur ; - on effectue une deuxième opération de construction, consistant à construire une table permettant de déterminer, à partir de la table de transitions obtenue précédemment, une première séquence qui, à partir d'un état courant du premier codeur, conduit à un état final nul ; - on effectue une opération d'ajout, consistant à ajouter à la première séquence autant de bits nuls que nécessaire pour obtenir une deuxième séquence ayant NO bits, NO étant le plus petit entier tel que le polynôme diviseur du premier codeur divise le polynôme x" +1 ; - on effectue une opération d'entrelacement, consistant à entrelacer la deuxième séquence avec une permutation inter-colonnes, de façon à obtenir une troisième séquence, la permutation inter-colonnes étant non triviale et ayant pour effet de transformer le code cyclique de longueur NO et ayant pour polynôme générateur le premier polynôme diviseur en un code cyclique équivalent ayant pour polynôme générateur le deuxième polynôme diviseur, cette permutation inter-colonnes agissant par permutation sur les NO colonnes d'un tableau représentant la deuxième séquence, dans une représentation où les données binaires de la deuxième séquence sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, M étant un entier positif ; et - on effectue une troisième opération de construction, consistant à construire une table permettant de déterminer l'état final d'un codeur convolutif récursif initialisé à un état nul, ayant pour polynôme diviseur le deuxième polynôme diviseur et utilisé pour obtenir la troisième séquence ; de façon à obtenir une quatrième table établissant la correspondance entre l'état final du premier codeur et l'état initial du deuxième codeur pour la permutation inter-colonnes utilisée. Ce mode particulier de réalisation permet, soit de calculer "à la volée" l'état initial du deuxième codeur, sans table de correspondance, soit de créer une table de correspondance entre les états initiaux du deuxième codeur et les états finaux du premier codeur, quand la méthode ci-dessus est appliquée à tous les états finaux possibles du premier codeur. Selon une caractéristique particulière, dans le procédé de codage ci- dessus, l'opération de mise en correspondance entre tous les états finaux possibles de la première opération de codage et tous les états initiaux possibles d'au moins une deuxième opération de codage met en couvre une table de correspondance créée par un procédé de création - d'une table de correspondance entre tous les états finaux possibles du premier codeur et tous les états initiaux possibles du deuxième codeur, tel que ci-dessus. Selon une caractéristique particulière, le procédé de décodage ci- dessus, lorsqu'il comporte au moins une opération de mise en correspondance de tous les états finaux possibles de la première opération de codage et de tous les états initiaux possibles d'au moins une deuxième opération de codage, utilise une table de correspondance créée par un procédé de création d'une table de correspondance entre tous les états finaux possibles du premier codeur et tous les états initiaux possibles du deuxième codeur, tel que ci- dessus. Dans le même but que précédemment, la présente invention propose également un procédé de création d'une table de correspondance entre tous les états finaux possibles d'un premier codeur convolutif récursif d'un dispositif de codage tel que celui du deuxième mode de réalisation évoqué ci-dessus, le premier codeur convolutif récursif mettant en couvre un premier polynôme diviseur, et tous les états finaux possibles d'un deuxième codeur convolutif récursif du dispositif de codage, le deuxième codeur convolutif récursif mettant en couvre un deuxième polynôme diviseur compatible avec le premier polynôme diviseur, ce procédé de création étant remarquable en ce que, pour chaque état final possible du premier codeur, on détermine un état final du deuxième codeur parmi tous les états finaux possibles lorsque l'état initial du deuxième codeur est nul. Cette caractéristique peut simplifier le décodage, étant donné que l'initialisation se fait de la même façon lors des opérations de codage convolutif récursif. En outre, le codage de la séquence entrelacée peut commencer avant que le codage de la séquence d'origine soit terminé. Selon une caractéristique particulière, le procédé de décodage ci- dessus, lorsqu'il comporte au moins une opération de mise en correspondance de tous les états finaux possibles de la première opération de-codage et de tous les états finaux possibles d'au moins une deuxième opération de codage, utilise une table de correspondance créée par un procédé de création d'une table de correspondance entre tous les états finaux possibles du premier codeur et tous les états finaux possibles du deuxième codeur, tel que ci-dessus. La présente invention vise aussi un appareil de traitement de signaux numériques, comportant des moyens adaptés à mettre en oeuvre un procédé de codage et/ou un procédé de décodage tels que ci-dessus. La présente invention vise aussi un appareil de traitement de signaux numériques, comportant un dispositif de codage et/ou un dispositif de décodage tels que ci-dessus. La présente invention vise aussi un réseau de télécommunications, comportant des moyens adaptés à mettre en oeuvre un procédé de codage et/ou un procédé de décodage tels que ci-dessus. La présente invention vise aussi un réseau de télécommunications, comportant un dispositif de codage et/ou un dispositif de décodage tels que ci- dessus. La présente invention vise aussi une station mobile dans un réseau de télécommunications, comportant des moyens adaptés à mettre en oeuvre un procédé de codage et/ou un procédé de décodage tels que ci-dessus. La présente invention vise aussi une station mobile dans un réseau de télécommunications, comportant un dispositif de codage et/ou un dispositif de décodage tels que ci-dessus. La présente invention vise aussi un dispositif de traitement de signaux représentatifs de parole, comportant un dispositif de codage et/ou un dispositif de décodage tels que ci-dessus. La présente invention vise aussi un dispositif de transmission de données comportant un émetteur adapté à mettre en oeuvre un protocole de transmission par paquets, comportant un dispositif de codage et/ou un dispositif de décodage et/ou un dispositif de traitement de signaux représentatifs de parole tels que ci-dessus. Selon une caractéristique particulière du dispositif de transmission de données, le protocole de transmission par paquets est de type ATM (mode de transfert asynchrone, en anglais "Asynchronous Transfer Mode"). En variante, le protocole de transmission par paquets est de type IP (protocole de transmission utilisé sur Internet, en anglais "Intemet ProtocoP'). L'invention vise aussi - un moyen de stockage d'informations lisible par un ordinateur ou un microprocesseur conservant des instructions d'un programme informatique, permettant la mise en oeuvre d'un procédé de codage tel que ci-dessus, et - un moyen de stockage d'informations amovible, partiellement ou totalement, lisible par un ordinateur ou un microprocesseur conservant des instructions d'un programme informatique, permettant la mise en oeuvre d'un procédé de codage tel que ci-dessus. L'invention vise aussi - un moyen de stockage d'informations lisible par un ordinateur ou un microprocesseur conservant des instructions d'un programme informatique, permettant la mise en oeuvre d'un procédé de décodage tel que ci-dessus, et - un moyen de stockage d'informations amovible, partiellement ou totalement, lisible par un ordinateur ou un microprocesseur conservant des instructions d'un programme informatique, permettant la mise en ceuvre d'un procédé de décodage tel que ci-dessus. L'invention vise aussi un programme d'ordinateur comportant des séquences d'instructions pour mettre en oeuvre un procédé de codage et/ou de décodage et/ou de création d'une table de correspondance tels que ci-dessus. Les caractéristiques particulières et les avantages des différents appareils de traitement de signaux numériques, des différents réseaux de télécommunications, des différentes stations mobiles, du dispositif de traitement de signaux représentatifs de parole, du dispositif de transmission de données, des moyens de stockage d'informations et du programme d'ordinateur étant les mêmes que ceux des procédés et dispositifs de codage et de décodage selon l'invention, ils ne sont pas rappelés ici. D'autres aspects et avantages de l'invention apparaîtront à la lecture de la description détaillée qui suit de modes particuliers de réalisation, donnés à titre d'exemples non limitatifs. La description se réfère - aux dessins qui l'accompagnent, dans lesquels - la figure 1 représente schématiquement un dispositif électronique comportant un dispositif de codage conforme à la présente invention, dans un mode particulier de réalisation ; - la figure 2 représente schématiquement, sous forme de schéma bloc, un dispositif de codage correspondant à un turbocode convolutif parallèle, conforme à la présente invention, dans un mode particulier de réalisation ; - la figure 3 représente schématiquement un dispositif électronique comportant un dispositif de décodage conforme à la présente invention, dans un mode particulier de réalisation ; - la figure 4 représente schématiquement, sous forme de schéma bloc, un dispositif de décodage correspondant à un turbocode convolutif parallèle, conforme à la présente invention, dans un mode particulier de réalisation ; - la figure 5 est un organigramme représentant schématiquement le fonctionnement d'un dispositif de codage tel que celui inclus dans le dispositif électronique de la figure 1, dans un mode particulier de réalisation ; - la figure 6 est un organigramme représentant schématiquement des opérations de décodage mises en oeuvre par un dispositif de décodage tel que celui inclus dans le dispositif électronique de la figure 3, conformément à la présente invention, dans un mode particulier de réalisation ; - la figure 7 est un organigramme représentant schématiquement une opération de turbodécodage incluse dans l'organigramme de la figure 6, dans un mode particulier de réalisation de la présente invention ; et - la figure 8 représente schématiquement un dispositif de codage correspondant à un turbocode convolutif incluant plusieurs entrées, conforme à une variante de réalisation de la présente invention. De façon générale, un turbocodeur du type de ceux apparaissant dans l'invention, ayant pour rendement 1I3, peut être considéré comme une paire de codeurs récursifs convolutifs mettant en oeuvre des polynômes diviseurs. Le premier codeur produit une séquence de contrôle à partir d'une séquence de symboles à coder u et le second codeur produit une séquence de contrôle à partir d'une séquence entrelacée u* obtenue par entrelacement de la séquence u. Soit gi(x) le polynôme diviseur du premier codeur. Soit m le degré du polynôme g,(x) et NO le plus petit entier tel que gi(x) soit un diviseur du polynôme x" +1. Ce nombre NO est appelé "période" de gi(x). Soit 92(x) le polynôme diviseur du deuxième codeur. gi(x) et 92(x) ont la propriété suivante : est la factorisation complète de gi(x) dans un corps d'extension du corps à deux éléments, alors la factorisation complète de 92(x) est où cp est un automorphisme (noté exponentiellement) dudit corps d'extension. Dans la suite, un tel polynôme 92(x) sera dit compatible avec gi(x). En particulier, un polynôme est toujours compatible avec lui-même. On remarquera que deux polynômes compatibles ont le même degré et la même période. Considérons par exemple la factorisation gi(x)=(x-#)(x-u 2)(x-a4) de g,(x) = x3+x+1 où a est une racine primitive septième de l'unité et appartient au corps contenant huit éléments. Considérons les six automorphismes (Pi : a-->ai de ce corps à huit éléments. On vérifie que (pi, cp2 et (p4 produisent 92(x) = 9,(x) alors que cp3, cps et (p5 produisent 92(x)= x3 +x2 +1 qui se factorise comme 92(X)=(X-(X 3)(x-as)(x-(X5). Dans la suite, on supposera que gi(x) = 92(x). Par convention, gi(x) et 92(x) seront notés g(x). Soit n un multiple de NO : n = M.NO, M étant un entier. Le premier codeur produit une séquence de contrôle à partir d'une séquence de symboles d'informations binaires à coder u de longueur n. La séquence de symboles u possède une représentation polynomiale u(x), de degré n -1, avec des coefficients binaires. A titre d'illustration, on considère dans ce qui suit un polynôme diviseur g(x) égal à 1+x2+x3. Sa période, N0, vaut 7. On considère une séquence à coder de 147 bits (n = 147) et des polynômes h l (x) et h2(x) tous deux égaux à 1+x+x3. Dans ces conditions, un entrelaceur préservant la divisibilité par g(x) doit avoir une taille multiple de 7 ; si on écrit les données ligne par ligne dans un tableau à 7 colonnes, on peut permuter les données à l'intérieur de chaque colonne d'une façon quelconque et permuter les colonnes entre elles selon certaines conditions préservant la divisibilité par g(x), avant de lire ligne par ligne les données permutées. En numérotant les colonnes dans un ordre croissant de 0 à 6, on note (bo, bl,..., bk) la permutation qui fait passer la colonne de rang bo au rang b,, la colonne de rang b, au rang b2, ... et la colonne de rang bk au rang bo. On note (cc, ci,..., ck)(do, d1,..., dk@) la composée de deux permutations (co, cl,..., ck) et (do, di,..., dk@). La table T qui suit donne la liste des 167 permutations inter-colonnes non triviales qui préservent la divisibilité par g(x). (1 2 4) (3 6 5) (1 4 2) (3 5 6) (0123456) (026)(143) (046)(325) (02461 35) (045)(1 62) (01 5) (364) (0362514) (064)(235) (054)(126) (04 1 5263) (0 1 3)(254) (023)(1 65) (0531642) (032)(156) (062)(134) (0654321) (051) (346) (03 1)(245) (1 5)(23) (1 3 6) (2 4 5) (1 4 3) (2 5 6) (056)(1 34) (0 3 5 1 4 2 6) (046)(2 1 5) (031 2465) (0416325) (05)(2364) , (02 1 4)(36) (0 6 4) (3 1 5) (0 1 32654) (0 4 5 3) (2 6) (0 5 4 3) (1 2) (03)(1 6) (0 164352) (0 2) (5 6) (0 6 3 4 5 1 2) (0 6 1)(2 5 4) (0 1)(2 3 4 6) (0 2 4 1) (3 5) (2 3) (4 6) (1 3 4) (2 6 5) (1 6 2) (3 5 4) (0 1 36)(45) (031 6)(24) (0 6) (2 5) (0 3 5) (1 2 6) (0 6 3 2 1 4 5) (0 1 5)(234) (0251634) (04)(53) (0561324) (0624153) (0125643) (03)(1 465) (0 5 2)(1 4 3) (02)(1 546) (04 1 2)(36) (0421)(56) (051)(362) (0264531) (1 5)(46) (1 2 6) (3 4 5) (1 6 3) (2 5 4) (0541236) (0243516) (06)(1 532) (0 2 6 5) (1 3) (0 6 2 5) (1 4) (0 5) (3 4) (034)(1 62) (04)(1 523) (01 24)(56) (0 6 3) (2 4 5) (056421 3) (0 2 3) (1 4 6) (0 1 4 2) (3 5) (0 3 2) (4 6 5) (0451 362) (0432561) (01)(36) (0352641) (2 4) (3 6) (1 4)(56) (1 2)(35) (0145326) (046)(123) (0256)(34) (0 4 3 5) (1 6) (02 1 3645) (01 5)(624) (064)(1 25) (0 3 5 4) (2 6) (0 5 2 3 6 1 4) (023)(154) (0163)(25) (0426513) (0562)(13) (061 5342) (032)(164) (0346521) (051)(324) (0631)(45) (1 5) (2 4 3 6) (1 4 5 6) (2 3) (1 3)(25) (0526)(14) (046)(135) (0342156) (0423 165) (03641 25) (05) (2463) (064)(1 32) (02631 54) (014)(365) (0 3) (4 5) (0 5 3) (1 6 2) (043)(1 26) (0 1 2)(356) (0 6 5 2)(3 4) (02)(1 645) (0253461) (01)(24) (0623541) (2 6) (3 4) (1 6 5 4) (2 3) (1 3 5 2) (4 6) (01 6)(245) (06)(1 3) (0 3 6) (2 5 4) (0614235) (0345)(12) (015)(263) (04)(1 325) (0 2 4) (3 5 6) (0 5 3 4)(1 6) (03)(1 564) (0146253) (0651 243) (0546312) (0436152) (02)(14) (021)(365) (051)(264) (0456231) (1 5) (2 6 3 4) (1 6) (4 5) (1 2 5 3) (4 6) (0532416) (06)(1 235) (0215436) (065)(1 43) (025)(1 34) (0 5) (2 6) (04)(12) (031 5624) (0165234) (0 2 3) (4 5 6) (0 5 2 1 4 6 3) (061 3)(24) (0135462) (042)(365) (032)(145) (0 3 6 1) (2 5) (0 1) (2 6 4 3) (0 4 1) (3 5 6) Table T Un entrelaceur ayant une mise en oeuvre simple est par exemple un entrelaceur "x vers x32" défini comme suit : si u désigne la séquence d'entrée et u* la séquence permutée, cet entrelaceur permute chaque bit en position i dans u vers une position (32.i modulo 147) dans u*. Cet entrelaceur peut être obtenu par la composée : (i) de la permutation inter-colonnes (1 4 2)(3 5 6), qui figure dans la table des permutations inter-colonnes donnée plus haut et (ii) de permutations intra- colonnes. Ainsi, cet entrelaceur préserve la divisibilité par g, tout en conservant une mise en aeuvre simple. De façon générale, on pourra utiliser des entrelaceurs de la forme "x vers xe", où e est une puissance de 2 modulo n et n'est pas congru à 1 modulo N0, ce qui permet d'écarter le cas de la permutation inter-colonnes égale à l'identité. Ces entrelaceurs sont définis comme suit si u désigne la séquence d'entrée et u* la séquence permutée, l'entrelaceur permute chaque bit qui se trouve initialement en position i dans u, vers une position (e.i modulo n) dans u*. On décrit maintenant comment on peut déterminer l'état initial E;,2 du second codeur convolutif récursif systématique à partir de l'état final Ef,j du premier codeur convolutif récursif systématique et de la permutation inter- colonnes. Considérons un turbocodeur convolutif parallèle ayant un polynôme de rétroaction g(x) de période N0. Soit u(x) la séquence à coder de longueur n. Considérons une permutation préservant la divisibilité, par exemple du type de celles décrites dans le document de brevet FR-A-2 773 287 cité en introduction. Cette permutation correspond à un entrelaceur lignes-colonnes à NO colonnes où les données sont écrites et lues ligne par ligne. Cette permutation est la composée d'une permutation inter-colonnes II et de permutations intra- colonne. Soit u*(x) le résultat de cette permutation appliquée à u(x). Le codage de u(x) pourrait se faire de la façon suivante - étape 1 : on code d'abord u avec le premier codeur convolutif récursif systématique, constitué essentiellement d'un registre à décalage et initialisé à un état nul. Le premier codeur se trouve alors dans un état final Ef,j. - étape 2 : avec ce même codeur, on détermine une séquence p,, définie comme étant le résidu modulo g(x) de u. Pour cela, il suffit de réinjecter à l'entrée du codeur le bit de rétroaction (pour plus de détails sur ce point, on pourra se reporter au rapport de D. DIVSALAR et F. POLLARA cité en introduction). Ce codeur se retrouve alors à l'état nul. Puis on complète la séquence pi par des zéros pour obtenir un degré formel égal à N0. Ensuite, on détermine une séquence p'l, résultat de la permutation inter-colonnes iI appliquée à pi. On code alors la séquence p' , avec le second codeur convolutif récursif systématique, initialisé à un état nul. Le second codeur se trouve alors dans un état initial E;,2. - étape 3: on code la séquence entrelacée u* avec le second codeur dans cet état initial E;,2. Grâce aux propriétés de l'entrelaceur et par suite des opérations effectuées à l'étape 2, le second codeur se retrouve dans un état final nul. Cependant, il n'est pas très utile de transmettre les bits d'ajouts et les bits de codage issus de l'étape 2 :les séquences pi et p', ne portent aucune information. Leur unique utilité est de modifier l'état des codeurs entre le codage de u et de u*. Par ailleurs, l'ensemble des états initiaux possibles E;,2 du second codeur est lié de façon biunivoque à l'ensemble des états finaux possibles Ef,i du premier codeur en fonction de l'entrelaceur inter-colonnes utilisé. C'est pourquoi, conformément à l'invention, on remplace l'étape 2 par une étape 2' plus simple, décrite ci-après - étape 2' : on initialise le second codeur à un état E;,2 en fonction de Ef,l et de l'entrelaceur inter-colonnes utilisé. Les relations entre E;,2, Ef,, et l'entrelaceur inter-colonnes peuvent être prédéfinies et conservées en mémoire dans une table de correspondance. Cette table de correspondance pourra notamment être obtenue en appliquant l'étape 2 à tous les états Ef,i possibles. De même, du côté du décodeur, on peut relier directement la partie du treillis correspondant à l'étape 1 et la partie du treillis correspondant à l'étape 3 : chaque noeud possible à la fin du premier treillis est alors relié simplement à un et un seul noeud au début du deuxième treillis. On étend ainsi la notion de FOCTC à tous les turbocodes utilisant des entrelaceurs préservant la divisibilité de u(x)+x".u*(x) par g(x) et pas seulement à ceux dans lesquels la permutation inter-colonnes Il est l'identité. A titre d'exemple, on peut utiliser la méthode suivante pour déterminer les relations entre E;,2, Ef,j et l'entrelaceur inter-colonnes. Pour un état courant donné d'un codeur convolutif à entrée binaire, l'état suivant ne dépend que du bit entrant dans ce codeur. On peut construire une table de transitions d'un état courant vers l'état suivant en fonction du bit d'entrée du codeur (voir table 1 ci-dessous), correspondant à un codeur convolutif récursif ayant pour polynôme de rétroaction g(x) = 1+x2+x3. Etat courant Etat suivant Etat suivant avec 0 en entrée avec 1 en entrée 000 000 100 001 100 000 010 101 001 011 001 101 100 010 110 101 110 010 110 111 011 111 011 111 Table 1 A partir de cette table de transitions, on peut déterminer une séquence p, de trois bits qui, à partir d'un état courant du codeur Ef,,, conduit à un état final du codeur qui est nul. On donne ci-dessous la table (table 2) de telles séquences pi. Ef, l p, 000 0 001 1 010 1+x 011 x 100 x+x2 101 1 +x+x2 110 1+x2 111 x2 Table 2 A partir de cette table, on détermine une séquence p'l obtenue par ajout de quatre bits nuls à la séquence pi puis entrelacement avec la permutation inter-colonnes utilisée. Considérons, à titre d'exemple, une permutation inter-colonnes II = (1 4 2)(3 5 6) agissant sur des séquences de 7 bits. A partir de la table 2, on détermine la séquence entrelacée p'l, résultat de la permutation colonne appliquée à la séquence pl étendue à 7 bits et valant [p,() p p,2 0 0 0 0] (avec pl(x) = plo+p,l.x+pl2.x2). Ainsi, p',(x) = plo+p .x4+p12.x = Plo+Pl2.x+Pll.x4. On peut ensuite déterminer l'état final E;,2 d'un codeur convolutif récursif de polynôme de rétroaction g(x), initialisé à un état nul et ayant servi à coder la séquence p'l, en construisant la table 3 suivante p, p'1=Plo+Pi2.x+Pll.x4 Ei,2 (notation polynomiale) 0 0 000 1 1 001 1+x 1+x4 100 x x4 101 x+x2 x+x4 110 1 +x+x2 1+x+x4 111 1 +x` 1+x 010 x2 x 011 Table 3 On peut ainsi, à partir des tables 1 à 3 ci-dessus, former une table 4 comme ci-dessous, résumant la correspondance entre E;,2 et Ef,j pour la permutation inter-colonnes définie, pour les besoins de l'exemple donné ici, par (1 4 2)(3 5 6) avec g(x) = 1+x2 +x3 E Ei,2 000 000 001 001 010 100 011 101 100 110 101 111 110 010 111 011 Table 4 La table 4 est une table de correspondance donnant de façon bi- univoque E;,2 en fonction de Ef,j et pourra à la fois être utilisée - du côté du turbocodeur, pour initialiser correctement le second codeur convolutif récursif en fonction de l'état final du premier codeur et - du côté du turbodécodeur, pour définir le treillis de décodage. Par ailleurs, le turbodécodage est une opération itérative bien connue de l'homme du métier. Pour plus de détails, on pourra se reporter utilement - à l'article de J. HAGENAUER, E. OFFER et L. PAPKE intitulé "Iterative decoding of binary block and convolutional codes", in IEEE Transactions on Information Theory, mars 1996, - à l'article de J. HAGENAUER, P. ROBERTSON et L. PAPKE intitulé "lterative (turbo)decoding of systematic convolutional codes with the MAP and SOVA algorithms", in Informationstechnische Gesellschaft (ITG) Fachbericht, pages 21 à 29, octobre 1994 et - à l'article de C. BERROU, S. EVANO et G. BATTAIL intitulé "Turbo-block-codes", 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. Néanmoins, on veillera à construire convenablement les treillis qui sont généralement utilisés en se référant à la table 4 donnée plus haut. On décrit maintenant un mode particulier de réalisation de la présente invention, à l'aide des figures 1 à 8. 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'information externe 110, un émetteur hertzien 106, conjointement reliés à un port d'entrées/sorties 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 ; et - le port d'entrées/sorties 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'information 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, et que - l'émetteur hertzien 106 est adapté à mettre en oëuvre 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 source", 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, - un registre "nb données", qui conserve un nombre entier correspondant au nombre de données binaires n dans le registre "données source", - un registre "données permutées", dans lequel sont conservées, dans l'ordre de leur arrivée sur le bus 102, les données binaires permutées, comme décrit plus loin à l'aide de la figure 5, sous forme d'une séquence u*, et - un registre "données à -émettre", dans lequel sont conservées les séquences à transmettre. 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 "programme", - la séquence g, dans un registre "g", - le degré m de g(x), dans un registre "m", - la séquence hl, dans un registre "hl", - la séquence h2, dans un registre "h2", - la valeur de N0, dans un registre "NO", - la valeur de n, dans un registre "n", - le tableau définissant l'entrelaceur, dans un registre "entrelaceurr', et - une table de correspondance donnant E;,2 en fonction de Ef,l, dans un registre "table E;2 = f(Efl)", cette table de correspondance étant construite au préalable, par exemple selon la méthode décrite précédemment à l'aide des tables 1 à 4. L'unité centrale de traitement 100 est adaptée à mettre en oeuvre l'organigramme illustré en figure 5. On observe, en figue 2, qu'un dispositif de codage correspondant à un turbocode convolutif parallèle, conforme à la présente invention, comporte notamment - une entrée de symboles à coder 201, où la source d'information 110 fournit une séquence de symboles binaires à transmettre, ou "à coder", u, - un premier codeur 202, qui fournit, à partir de la séquence u, une séquence vi de symboles représentative de la séquence u, - un entrelaceur 203, qui fournit, à partir de la séquence u, une séquence entrelacée u*, dont les symboles sont les symboles de la séquence u, mais dans un ordre différent, - un second codeur 204, qui fournit, à partir de la séquence entrelacée u*, une séquence v_2 de symboles représentative de la séquence u*, et - un opérateur de calcul 205, qui détermine l'état initial E;,2 du second codeur 204 en fonction de l'état final Ef,l du premier codeur 202. Les trois séquences u, v, et v2 sont transmises pour être, ensuite, décodées. Dans la suite de la description, on s'intéresse préférentiellement aux entrelaceurs de type "x vers x32" de taille 147, bien que la présente invention ne se limite pas à ce type d'entrelaceur, mais concerne, bien plus généralement, tous les entrelaceurs préservant la divisibilité par g(x), avec une permutation inter-colonnes Fi non triviale. La figure 3 illustre schématiquement la constitution d'une station de réseau ou station de décodage informatique, sous forme de schéma synoptique. Cette station comporte un clavier 311, un écran 309, un destinataire d'information externe 310, un récepteur hertzien 306, conjointement reliés à un port d'entrées/sorties 303 d'une carte de traitement 301. La carte de traitement 301 comporte, reliés entre eux par un bus d'adresses et de données 302 - une unité centrale de traitement 300 ; - une mémoire vive RAM 304; - une mémoire morte ROM 305 ; et - le port d'entrées/sorties 303. Chacun des éléments illustrés en figure 3 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 - le destinataire d'information 310 est, par exemple, un périphérique d'interface, un afficheur, un modulateur, une mémoire externe ou un autre système de traitement d'information (non représenté), et est préférentiellement adapté à recevoir des séquences de signaux représentatifs de parole, de messages de service ou de données multimédia, sous forme de séquences de données binaires, et que - le récepteur hertzien 306 est adapté à mettre en ceuvre un protocole de transmission par paquets sur un canal non filaire, et à recevoir ces paquets sur un tel canal. On observe, en outre, que le mot "registre" utilisé dans la description désigne, dans chacune des mémoires 304 et 305, 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 304 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 304 comporte notamment - un registre "données reçues", dans lequel est conservée, dans l'ordre d'arrivée des données binaires sur le bus 302 en provenance du canal de transmission, une estimation douce de ces données binaires, équivalente à une mesure de fiabilité, sous forme d'une séquence, - un registre "inf extrinsèques", dans lequel sont conservées, à un instant donné, les informations extrinsèques correspondant à la séquence u, - un registre "données estimées", dans lequel est conservée, à un instant donné, une séquence estimée û fournie en sortie par le dispositif de décodage de l'invention, comme décrit plus loin à l'aide de la figure 4, - un registre "nb iteration", qui conserve un nombre entier correspondant à un compteur d'itérations effectuées par le dispositif de décodage concernant une séquence u reçue, comme décrit plus loin à l'aide de la figure 4, et - un registre "nb données", qui conserve un nombre entier correspondant au nombre de données binaires dans le registre "données reçues". La mémoire morte 305 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 300, dans un registre "Programme", - le tableau définissant l'entrelaceur et son entrelaceur inverse, dans un registre "Entrelaceur', - la séquence g, dans un registre "g", - le degré m de g(x), dans un registre "m", - la séquence hl, dans un registre "hl", - la séquence h2, dans un registre "h2", - la valeur de n, dans un registre "n", - la valeur de N0, dans un registre "NO", - le nombre prédéterminé maximal d'itérations à effectuer lors de l'opération de turbodécodage 603 d'une séquence u reçue, décrite plus loin à l'aide des figures 6 et 7, dans un registre "nb iteration max", et - une table de correspondance donnant Ei,2 en fonction de Ef,, dans un registre "table E;2=f(Efl)", cette table étant identique à celle qui est présente dans le codeur, dans la ROM 105. L'unité centrale de traitement 300 est adaptée à mettre en oeuvre l'organigramme illustré en figure 6. En figure 4, on observe qu'un dispositif de décodage comporte notamment - trois entrées 401, 402 et 403 de séquences représentatives de u, v, et v2 qui, par commodité, sont aussi notées u, v, et v2, la séquence reçue, constituée de ces trois séquences, étant notée r ; - un premier décodeur 404 à entrée et sortie douces (en anglais "soft input output') correspondant au codeur 202 (figure 2) Le premier décodeur 404 reçoit en entrée - les séquences u et vi, - une séquence d'information extrinsèque w4, et - une table de métrique de noeud Ef,lin décrite plus loin. Le premier décodeur 404 fournit en sortie - une séquence d'estimation a posteriori wi, - une séquence estimée û sur une sortie 410, et - une table de métrique de noeud Ef,,out. Le dispositif de décodage illustré en figure 4 comporte en outre - un entrelaceur 405 (noté "Entrelaceur 1T sur la figure 4), basé sur la même permutation que celle définie par l'entrelaceur 203 utilisé dans le dispositif de codage ; l'entrelaceur 405 reçoit en entrée les séquences u et w, et les entrelace respectivement en des séquences u* et w2 ; - un opérateur 412, qui affecte une valeur à chaque élément de la table de métrique de noeud Ei,2i, destinée à un second décodeur 406, en fonction de chaque élément de la table de métrique de noeud Ef,lout issue du premier décodeur 404 et de la table de correspondance donnant E;,2 en fonction de Ef,j ; l'opération effectuée revient à relier chaque n#ud initial (correspondant à un état E;,2) du treillis utilisé par le second décodeur à chaque n#ud final (correspondant à un état Ef,j) du treillis utilisé par le premier décodeur de façon biunivoque en fonction de la table de correspondance E;,2=f(Ef,l) présente dans la ROM 305; - le second décodeur 406 à entrée et sortie douces, correspondant au second codeur 204. Ce second décodeur 406 reçoit en entrée - les séquences u* et v2, - la séquence d'information extrinsèque w2, et - une table de métrique de n#ud E;,2;n décrite plus loin. Le second décodeur 406 fournit en sortie - une séquence d'information extrinsèque w3, - une séquence estimée û*, et - une table de métrique de n#ud E;,2ouf. Le dispositif de décodage illustré en figure 4 comporte de plus - un désentrelaceur 408 (noté "Entrelaceur 17-li' sur la figure 4), inverse de l'entrelaceur 405, recevant en entrée la séquence û* et fournissant en sortie une séquence estimée û, sur une sortie 409 (cette estimation étant améliorée par rapport à celle fournie, une demi-itération auparavant, sur la sortie 410) ; - un désentrelaceur 407 (noté aussi "Entrelaceur I7-"' sur la figure 4), inverse de l'entrelaceur 405, recevant en entrée la séquence d'information extrinsèque w3 et fournissant en sortie la séquence d'information extrinsèque W4 - un opérateur 413, qui affecte une valeur à chaque élément de la table de métrique de n#ud Ef,l;, destinée au premier décodeur 404, en fonction de chaque élément de la table de métrique de n#ud E;,2o,t issue du deuxième décodeur 406 et de la table de correspondance donnant E;,2 en fonction de Ef,j ; l'opération effectuée revient à relier chaque n#ud initial (correspondant à un état E;,2) du treillis utilisé par le second décodeur à chaque n#ud final (correspondant à un état Ef,f) du treillis utilisé par le premier décodeur de façon biunivoque en fonction de la table de correspondance E;,2=f(Ef,,) présente dans la ROM 305 ; et - la sortie 409, sur laquelle le dispositif de décodage fournit la séquence estimée û, en sortie du désentrelaceur 408. On ne prend en compte une séquence estimée ü qu'à la suite d'un nombre d'itérations prédéterminé (voir l'article "Near Shannon limit error- correcting coding and decoding : turbocodes" cité supra). Dans le mode de réalisation préféré décrit ici, on peut utiliser un algorithme de type BJCR (du nom de ses auteurs BAHL, COCKE, JELINEK et RAVIV) pour chacun des décodeurs 404 et 406. Cet algorithme est généralement utilisé en relation avec les turbocodes. On trouvera une description de l'algorithme BJCR dans l'article de L.R. BAHL, J. COCKE, F. JELINEK et J. RAVIV intitulé "Optimal decoding of linear codes for minimizing symbol errorrate", in IEEE Transactions on Information Theory, mars 1974. Les métriques de naeuds du premier décodeur 404 peuvent être initialisées comme suit - avec une probabilité d'occurrence maximale pour l'état initial nul, - avec une probabilité d'occurrence nulle pour les états initiaux non nuls, - avec une équiprobabilité pour tous les états finaux à la première itération et - avec une probabilité pour chaque état final définie par la table de métrique de noeud Ef,l;n pour les itérations suivantes. Après chaque opération de décodage élémentaire, les métriques de noeuds correspondant à l'état final sont remises à jour dans la table de métrique de noeud Ef,foUt par identification aux métriques de noeuds correspondantes fournies par le premier décodeur 404. Les métriques de noeuds du second décodeur 406 peuvent être initialisées comme suit - avec une probabilité d'occurrence maximale pour l'état final nul, - avec une probabilité d'occurrence nulle pour les états finaux non nuls et - avec une probabilité pour chaque état initial définie par la table de métrique de n#ud E;,2;,. Après chaque opération de décodage élémentaire; les métriques de noeuds correspondant à l'état final sont remises à jour dans la table de métrique de n#ud E;,2out par identification aux métriques de noeuds correspondantes fournies par le second décodeur 406. De façon générale, quel que soit l'algorithme utilisé, on initialisera les différents paramètres nécessaires au bon fonctionnement de cet algorithme à l'intérieur de chacun des décodeurs en tenant compte des états initiaux et finaux de chacun des codeurs ainsi que des propriétés qui les lient. Sur la figure 5, qui représente le fonctionnement d'un dispositif de codage tel que celui inclus dans le dispositif électronique illustré en figure 1, on observe qu'après une opération d'initialisation 500, au cours de laquelle les registres de la mémoire vive 104 sont initialisés (nb données = "0"), au cours d'une opération 501, l'unité centrale 100 attend de recevoir, puis reçoit une donnée binaire à transmettre, la positionne en mémoire vive 104 dans le registre "données source" et incrémente le compteur "nb données" d'une unité. Ensuite, au cours d'un test 502, l'unité centrale 100 détermine si le nombre entier conservé dans le registre "nb données" est égal ou non à n (valeur conservée en mémoire morte 105). Lorsque le résultat du test 502 est négatif, l'opération 501 est réitérée. Lorsque le résultat du test 502 est positif, au cours d'une opération 508, le premier codeur 202 (voir figure 2), initialisé à un état nul, effectue - la division suivant les puissances croissantes (en anglais "long division") par g(x) du polynôme u(x) associé à la séquence de données binaires u et - une multiplication par h1(x). La séquence u et le résultat vi de cette opération sont mis en mémoire dans le registre "données à -émettre" de la mémoire vive 104. Puis au cours d'une opération 511, par lecture de la table de correspondance donnant E;,2 en fonction de Ef,,, stockée dans le registre "table E;2 =f(Efl)" de la ROM 105, on détermine l'état initial E;,2 du second codeur 204, à partir de l'état final Ef,j du premier codeur 202 à l'issue de l'opération 508. Parallèlement aux opérations 508 et 511, au cours d'une opération 506, les données binaires de la séquence u sont successivement lues dans le registre "données reçues", dans l'ordre décrit par le tableau "entrelaceue' conservé en mémoire morte 105. Les données de la séquence u*, 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 507, le second codeur 204, initialisé à l'état E;,2, effectue - la division suivant les puissances croissantes par g(x) de la séquence u* et - le produit du résultat de cette division par h2(x). Le résultat v2 de cette opération est mis en mémoire dans le registre "données-à- émettre" de la mémoire vive 104. Au cours d'une opération 509, les séquences u, vi et v2 sont émises en utilisant, à cet effet, l'émetteur 106 (voir figure 1). Ensuite, les registres de la mémoire 104 sont à nouveau initialisés. En particulier, le compteur nb données est remis à "0" et l'opération 501 est réitérée. En figure 6, qui représente le fonctionnement d'un dispositif de décodage tel que celui inclus dans le dispositif électronique illustré en figure 3, on observe qu'après une opération d'initialisation 600, au cours de laquelle les registres de la mémoire vive 304 sont initialisés (nb données = "0"), au cours d'une opération 601, l'unité centrale 300 attend de recevoir, puis reçoit une donnée sous forme douce correspondant à une mesure de fiabilité d'une donnée émise par l'émetteur 106 et reçue par le récepteur 306, la positionne en mémoire vive 304, dans le registre "données reçues" et incrémente le compteur "nb données" d'une unité. Ensuite, au cours d'un test 602, l'unité centrale 300 détermine si le nombre entier conservé dans le registre "nb données" est égal ou non à 3.n (n étant une valeur conservée en mémoire morte 305), 3.n étant le nombre total de données binaires émises par l'émetteur 106. Lorsque le résultat du test 602 est négatif, l'opération 601 est réitérée. Lorsque le résultat du test 602 est positif, au cours d'une opération de turbodécodage 603, détaillée plus loin, le dispositif de décodage donne une estimation û de la séquence u transmise. Puis, au cours d'une opération 604, l'unité centrale 300 fournit cette estimation ü au destinataire d'information 310. Ensuite, les registres de la mémoire 304 sont à nouveau initialisés. En particulier, le compteur nb données est remis à "0" et l'opération 601 est réitérée. En figure 7, qui détaille l'opération de turbodécodage 603, on observe qu'au cours d'une opération d'initialisation 700, les registres de la mémoire vive 304 sont initialisés : le compteur nb données et les informations extrinsèques w2 et w4 sont remis à zéro (on suppose ici que l'entropie de la source est nulle). Par ailleurs, la table de métrique de noeud Ef,j;r,, destinée au premier décodeur 404 (voir figure 4), est initialisée de telle sorte que tous les noeuds soient équiprobables. En outre, l'entrelaceur 405 entrelace la séquence d'entrée u et fournit une séquence u*, qui est mémorisée dans le registre données reçues de la mémoire vive 304. Ensuite, au cours d'une opération 702, le registre nb iteraiion est incrémenté d'une unité. Puis, au cours d'une opération 703, le premier décodeur 404 (correspondant au premier codeur élémentaire 202) met en oeuvre un algorithme du type à entrées douces et décisions douces (SISO, en anglais "Soft Input Soft Output'), bien connu de l'homme du métier, tel que le BJCR, mentionné plus haut, ou le SOVA ("Soft Output Viterbi Algorithm"), comme suit en prenant en compte un état initial du codeur nul et des métriques de noeuds pour l'état final égales aux valeurs correspondantes de la table de métrique de n#ud Ef,,;r,, le premier décodeur 404 considère comme entrées douces une estimation des séquences reçues u, vf, et w4 (information extrinsèque sur u), puis fournit w, (information extrinsèque sur u), une estimation û de la séquence u et une table de métrique de n#ud pour l'état final remise à jour Ef,lo,t. Pour plus de détails sur les algorithmes de décodage utilisés dans les turbocodes, on pourra se référer - à l'article de L.R. BAHL, J. COCKE, F. JELINEK et J. RAVIV cité plus haut, qui décrit un algorithme dit "BJCR" généralement utilisé en relation avec les turbocodes, ou encore - à l'article de J. HAGENAUER et P. HOEHER intitulé "A Viterbi algorithm with soit decision outputs and its applications", publiée avec les comptes-rendus de la conférence IEEE GLOBECOM, pages 1680-1686, en novembre 1989. Au cours d'une opération 705, l'entrelaceur 405 entrelace la séquence wi pour produire w2, information extrinsèque sur u*. Parallèlement, au cours d'une opération 704, l'opérateur 412 met à jour une table de métrique de noeud E;,2;, pour l'état initial du second décodeur, en fonction de la table de métrique de noeud Ef,fo"t pour l'état final du premier décodeur 404, conformément à la table de correspondance donnant E;,2 en fonction de Ef,f, mémorisée dans le registre "table E;2=f(Efl)" dans la mémoire morte 305 : pour chaque état possible i, E;,2;,(i) = Ef,,out(f(i)). Ensuite, au cours d'une opération 706, le second décodeur 406 (correspondant au second codeur élémentaire 204) met en oeuvre un algorithme du type à entrées douces et décisions douces, comme suit : en prenant en compte un état final du second codeur nul et des métriques de noeuds pour l'état initial égales aux valeurs correspondantes de la table de métrique de n#ud E;,2;", le second décodeur 406 considère comme entrées douces une estimation des séquences reçues u*, v2, et w2 (information extrinsèque sur u) puis fournit w3 (information extrinsèque sur u*), une estimation û* de la séquence u* et une table de métrique de n#ud pour l'état initial du second codeur remise à jour E;,2out. Au cours d'une opération 708, le désentrelaceur 407 (entrelaceur inverse de 405) désentrelace la séquence d'information w3 pour produire w4, information extrinsèque sur u. Parallèlement, au cours d'une opération 707, l'opérateur 413 met à jour une table de métrique de noeud Ef,,;n pour l'état final du premier décodeur, en fonction de la table de métrique de noeud E;,2o,,t pour l'état initial du second décodeur 406, conformément à la table de correspondance donnant Ef,, en fonction de Ei,2 (obtenue simplement par lecture inverse de la fonction donnant Ei,2 à partir de Ef,,, qui est une fonction bijective), mémorisée dans le registre "table Ei2=f(Ef,)" dans la mémoire morte 305 : pour chaque état possible i, Ef,1in(f(i)) = Ei,2out(i). Les informations extrinsèques produites au cours des étapes 703 et 706 sont stockées dans le registre "inf extrinsèques" de la RAM 304. Ensuite, au cours d'un test 709, l'unité centrale 300 détermine si le nombre entier conservé dans le registre "nb iterafion" est égal ou non à un nombre prédéterminé maximal d'itérations à effectuer, conservé dans le registre "nb iteration max" de la ROM 305. Lorsque le résultat du test 709 est négatif, l'opération 702 est réitérée. Lorsque le résultat du test 709 est positif, au cours d'une opération 710, le désentrelaceur 408 (identique au désentrelaceur 407) désentrelace la séquence û*, pour fournir une séquence désentrelacée à l'unité centrale 300, qui transforme alors la décision douce en décision dure, sous forme d'une séquence û, estimée de u. Dans le mode préféré de réalisation, on a exposé le cas où l'état initial du second codeur était quelconque et son état final, nul. En variante, l'invention peut s'appliquer de la même façon lorsque c'est l'état initial du second codeur qui est nul et son état final quelconque. Dans ce cas, on utilise un entrelaceur préservant la divisibilité par le polynôme diviseur des codeurs avec une permutation inter-colonnes qui est, soit l'identité, soit l'une des 167 permutations définies dans la table T donnée plus haut. De façon générale, on pourra utiliser des entrelaceurs de la forme "x vers xe", où e est une puissance de 2 modulo n. Les états finaux des deux codeurs sont alors liés entre eux de la même façon que l'étaient l'état final du premier codeur et l'état initial du second codeur. Seuls les rôles des états initiaux et finaux du second codeur ou décodeur sont échangés. Ainsi, on construit une table de correspondance Ef,2 = f(Ef,,) de telle sorte que si les codeurs sont initialisés à l'état nul, si le premier codeur a un état final Ef,j, le deuxième codeur aura un état final Ef,2 ; Ef,2 ne dépend que de Ef,j et de la permutation inter-colonnes utilisée et ce, de façon biunivoque. Dans le cas où cette permutation est l'identité, Ef,j et Ef,2 sont égaux. L'intérêt de cette variante est qu'on n'a pas besoin de connaître l'état final du premier codeur pour effectuer le codage par le second codeur : cela apporte une simplification et cela permet un codage simultané par les deux codeurs. Du côté du décodeur, mis à part le changement de rôle, il n'y a sensiblement pas de différence entre cette variante et le mode préféré de réalisation. En particulier, en variante au dispositif de décodage illustré par la figure 4 et décrit plus haut - l'opérateur 412 affecte une valeur à chaque élément de la table de métrique de n#ud Ef,2;n (au lieu de E;,2in) destinée au second décodeur 406, en fonction de chaque élément de la table de métrique de n#ud Ef,,out issue du premier décodeur 404 ; - le second décodeur 406 reçoit en entrée une table de métrique de n#ud Ef,2;n (au lieu de E;,2;n) ; - le second décodeur 406 fournit en sortie une table de métrique de n#ud Ef,2o,,t (au lieu de E;,2o,,t) ; - l'opérateur 413 affecte une valeur à chaque élément de la table de métrique de n#ud Ef,l;, destinée au premier décodeur 404, en fonction de chaque élément de la table de métrique de n#ud Ef,2out (au lieu de E;,2out) issue du deuxième décodeur 406 et de la table de correspondance donnant Ef,2 (au lieu de E;,2) en fonction de Efj ; - les métriques de noeuds du second décodeur 406 peuvent être initialisées comme suit - avec une probabilité d'occurrence maximale pour l'état initial (au lieu de final) nul, - avec une probabilité d'occurrence nulle pour les états initiaux (au lieu de finaux) non nuls et - avec une probabilité pour chaque état final (au lieu de initial) définie par la table de métrique de noeud Ef,2;, (au lieu de E;,2;,,) ; et - après chaque opération de décodage élémentaire, les métriques de noeuds correspondant à l'état final sont remises à jour dans la table de métrique de noeud Ef,2oUt (au lieu de E;,2out) par identification aux métriques de noeuds correspondantes fournies par le second décodeur 406. *Dans une autre variante, plus générale, l'invention ne se limite pas aux turbocodeurs composés de deux codeurs ou aux turbocodeurs à une entrée : elle peut s'appliquer à des turbocodeurs composés de plusieurs codeurs élémentaires ou à des turbocodeurs à plusieurs entrées, tels que ceux décrits dans le rapport de D. DIVSALAR et F. POLLARA cité en introduction. On veillera dans ce cas à ce que les entrelaceurs utilisés préservent la divisibilité par le ou les polynômes générateurs utilisés et à ce que les codeurs élémentaires soient initialisés correctement, conformément à ce qui est fait dans les différents cas décrits précédemment. On pourra alors établir les relations qui lient les bits d'ajout et utiliser ces relations dans le dispositif de décodage d'une façon similaire à ce qui a été exposé précédemment. Ainsi, la figure 8 décrit un dispositif de codage comportant un turbocodeur à plusieurs entrées ul, u2,..., Pk_1, uk conforme à l'invention. Les entrelaceurs 11, 12, ... , Ik_1, Ik, désignés par les chiffres de référence 801 à 804, conservent la divisibilité par le polynôme de rétroaction g(x) utilisé dans les codeurs 805 et 806. Un opérateur 807 détermine l'état initial E;,2 du second codeur, à l'aide d'une table de correspondance, en fonction de l'état final Ef,l du premier codeur. Le dispositif de décodage correspondant peut être aisément déduit de la description du dispositif de codage, sur la base de la description du dispositif de décodage donnée précédemment dans le cas où on considérait une seule entrée et un seul entrelaceur. REVENDICATIONS 1. Procédé de codage d'au moins une séquence de données binaires d'origine (u), suivant lequel - on effectue au moins une première opération de codage convolutif récursif (508), consistant à coder ladite séquence d'origine (u) par une technique de codage mettant en oeuvre un premier polynôme diviseur (gi(x et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ledit premier polynôme diviseur (gi(x ; - on effectue au moins une opération d'entrelacement (506), de façon à obtenir une séquence entrelacée (u*) ; et - on effectue au moins une deuxième opération de codage convolutif récursif (507), consistant à coder ladite séquence entrelacée (u*) par une technique de codage mettant en oeuvre un deuxième polynôme diviseur (92(x)) et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)), ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)) étant compatible avec ledit premier polynôme diviseur (gi(x ; ledit procédé de codage étant caractérisé en ce que - au moins une opération d'entrelacement (506) consiste à permuter les données binaires de la séquence d'origine (u) à l'aide d'une permutation spécifique, ladite permutation spécifique étant, dans une représentation où les données binaires de la séquence d'origine (u) sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, où NO est le plus petit entier tel que le premier polynôme diviseur divise le polynôme x" +1 et M est un entier positif, la résultante d'une permutation inter-colonnes non triviale (II) qui transforme le code cyclique de longueur NO dont le polynôme générateur est ledit premier polynôme diviseur (gi(x en le code cyclique dont le polynôme générateur est ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)), ladite permutation inter-colonnes (II) permutant entre elles les NO colonnes du tableau représentant la séquence d'origine (u), et d'un nombre quelconque de permutations élémentaires intra- colonne, chacune desdites permutations élémentaires étant une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau. 2. Procédé de codage d'au moins une séquence de données binaires d'origine (u), suivant lequel - on effectue au moins une première opération de codage convolutif récursif (508), consistant à coder ladite séquence d'origine (u) par une technique de codage mettant en oeuvre un premier polynôme diviseur (gi(x)) et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ledit premier polynôme diviseur (gi(x)) ; - on effectue au moins une opération d'entrelacement (506), de façon à obtenir une séquence entrelacée (u*) ; et - on effectue au moins une deuxième opération de codage convolutif récursif (507), consistant à coder ladite séquence entrelacée (u*) par une technique de codage mettant en oeuvre un deuxième polynôme diviseur (92(x)) et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)), ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)) étant compatible avec ledit premier polynôme diviseur (gi(x)) ; ledit procédé de codage étant caractérisé en ce que - au moins une opération d'entrelacement (506) consiste à permuter les données binaires de la séquence d'origine (u) à l'aide d'une permutation spécifique, ladite permutation spécifique étant, dans une représentation où les données binaires de la séquence d'origine (u) sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, où NO est le plus petit entier tel que le premier polynôme diviseur divise le polynôme x" +1 et M est un entier positif, la résultante d'une permutation inter-colonnes (II) qui transforme le code cyclique de longueur NO dont le polynôme générateur est ledit premier polynôme diviseur (gi(x)) en le code cyclique dont le polynôme générateur est ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)), ladite permutation inter-colonnes (II) permutant entre elles les NO colonnes du tableau représentant la séquence d'origine (u), et d'un nombre quelconque de permutations élémentaires intra- colonne, chacune desdites permutations élémentaires étant une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau ; ledit procédé de codage étant également caractérisé en ce que - la première opération de codage (508) comporte une étape d'initialisation à un état (E;,j) nul et se termine à un état final (Ef,f) quelconque, et - au moins une deuxième opération de codage (507) comporte une étape d'initialisation à un état (E;,2) nul et se termine à un état final (Ef,2) quelconque dépendant de l'état final (Ef,j) de la première opération de codage (508). 3. Procédé de codage selon la revendication 2, caractérisé en ce qu'il comporte au moins une opération de mise en correspondance biunivoque entre les états finaux possibles (Ef,f) de la première opération de codage (508) et les états finaux possibles (Ef,2) d'au moins une deuxième opération de codage (507). 4. Procédé de codage selon la revendication 2 ou 3, caractérisé en ce que l'opération d'entrelacement (506) est du type "x vers x"", où e est une puissance de 2 modulo M.NO. 5. Procédé de codage selon la revendication 1, caractérisé en ce que - la première opération de codage (508) comporte une étape d'initialisation à un état initial (E;,j) nul et se termine à un état final (Ef,j) quelconque, et - au moins une deuxième opération de codage (507) comporte une étape d'initialisation à un état initial (E;,2) dépendant de l'état final (Ef,j) de la première opération de codage (508) et se termine à un état final (Ef,2) nul. 6. Procédé de codage selon la revendication 1 ou 5, caractérisé en ce qu'il comporte au moins une opération de mise en correspondance bi univoque entre les états finaux possibles (Ef,,) de la première opération de codage (508) et les états initiaux possibles (E;,2) d'au moins une deuxième opération de codage (507). 7. Procédé de codage selon l'une quelconque des revendications 1, 5 et 6, caractérisé en ce que l'opération d'entrelacement (506) est du type "x vers xe", où e est une puissance de 2 modulo M.NO et n'est pas congru à 1 modulo N0. 8. Procédé de codage selon l'une quelconque des revendications 3, 4, 6 et 7, caractérisé en ce que l'opération de mise en correspondance dépend de la permutation inter-colonnes (II). 9. Procédé de codage selon l'une quelconque des revendications précédentes, caractérisé en ce que les polynômes diviseurs (gi(x), 92(x)) sont identiques. 10. Dispositif de codage d'au moins une séquence de données binaires d'origine (u), comportant - des premiers moyens de codage convolutif récursif (202), pour coder ladite séquence d'origine (u) par une technique de codage mettant en oeuvre un premier polynôme diviseur (gi(x)) et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ledit premier polynôme diviseur (gi(x)) ; - des moyens d'entrelacement (203), pour produire une séquence entrelacée (u*) ; et - au moins des deuxièmes moyens de codage convolutif récursif (204), pour coder ladite séquence entrelacée (u*) par une technique de codage mettant en oeuvre un deuxième polynôme diviseur (92(x)) et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)), ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)) étant compatible avec ledit premier polynôme diviseur (gi(x)) ; ledit dispositif de codage étant caractérisé en ce que - lesdits moyens d'entrelacement (203) comportent des moyens pour permuter les données binaires de la séquence d'origine (u) à l'aide d'une permutation spécifique, ladite permutation spécifique étant, dans une représentation où les données binaires de la séquence d'origine (u) sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, où NO est le plus petit entier tel que le premier polynôme diviseur (gi(x)) divise le polynôme x" +1 et M est un entier positif, la résultante d'une permutation inter-colonnes non triviale (II) ayant pour effet de transformer le code cyclique de longueur NO et ayant pour polynôme générateur ledit premier polynôme diviseur (gi(x)) en un code cyclique équivalent ayant pour polynôme générateur ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)), ladite permutation inter-colonnes (II) agissant par permutation sur les NO colonnes du tableau représentant la séquence d'origine (u), et d'un nombre quelconque de permutations élémentaires intra- colonne, chacune desdites permutations élémentaires étant une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau. 11. Dispositif de codage d'au moins une séquence de données binaires d'origine (u), comportant - des premiers moyens de codage convolutif récursif (202), pour coder ladite séquence d'origine (u) par une technique de codage mettant en oeuvre un premier polynôme diviseur (gi(x)) et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ledit premier polynôme diviseur (gi(x)) ; - des moyens d'entrelacement (203), pour produire une séquence entrelacée (u*) ; et - au moins des deuxièmes moyens de codage convolutif récursif (204), pour coder ladite séquence entrelacée (u*) par une technique de codage mettant en oeuvre un deuxième polynôme diviseur (92(x)) et n'incluant aucun ajout de bit garantissant la divisibilité par ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)), ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)) étant compatible avec ledit premier polynôme diviseur (gi(x)) ; ledit dispositif de codage étant caractérisé en ce que - lesdits moyens d'entrelacement (203) comportent des moyens pour permuter les données binaires de la séquence d'origine (u) à l'aide d'une permutation spécifique, ladite permutation spécifique étant, dans une représentation où les données binaires de la séquence d'origine (u) sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, où NO est le plus petit entier tel que le premier polynôme diviseur (gi(x)) divise le polynôme x" +1 et M est un entier positif, la résultante d'une permutation inter-colonnes (II) ayant pour effet de transformer le code cyclique de longueur NO et ayant pour polynôme générateur ledit premier polynôme diviseur (gi(x)) en un code cyclique équivalent ayant pour polynôme générateur ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)), ladite permutation inter-colonnes (II) agissant par permutation sur les NO colonnes du tableau représentant la séquence d'origine (u), et d'un nombre quelconque de permutations élémentaires intra- colonne, chacune desdites permutations élémentaires étant une permutation quelconque des symboles d'une colonne dudit tableau ; ledit dispositif de codage étant également caractérisé en ce que - les premiers moyens de codage (202) sont initialisés à un état (E;,j) nul et présentent un état final (Ef,j) quelconque, et - au moins des deuxièmes moyens de codage (204) sont initialisés à un état (E;,2) nul et présentent un état final (Ef,2) quelconque dépendant de l'état final (Ef,j) des premiers moyens de codage (202). 12. Dispositif de codage selon la revendication 11, caractérisé en ce qu'il comporte des moyens de mise en correspondance biunivoque entre les états finaux possibles (Ef,l) des premiers moyens de codage (202) et les états finaux possibles (Ef,2) d'au moins des deuxièmes moyens de codage (204). 13. Dispositif de codage selon la revendication 11 ou 12, caractérisé en ce que les moyens d'entrelacement (203) sont du type "x vers xe", où e est une puissance de 2 modulo M.NO. 14. Dispositif de codage selon la revendication 10, caractérisé en ce que - les premiers moyens de codage (202) sont initialisés à un état initial (E;,j) nul et présentent un état final (Ef,j) quelconque, et - au moins des deuxièmes moyens de codage (204) sont initialisés à un état initial (E;,2) dépendant de l'état final (Ef,,) des premiers moyens de codage (202) et présentent un état final (Ef,2) nul. 15. Dispositif de codage selon la revendication 10 ou 14, caractérisé en ce qu'il comporte des moyens de mise en correspondance biunivoque entre les états finaux possibles (Ef,I) des premiers moyens de codage (202) et les états initiaux possibles (E;,2) d'au moins des deuxièmes moyens de codage (204). 16. Dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 10, 14 et 15, caractérisé en ce que les moyens d'entrelacement (203) sont du type "x vers x"", où e est une puissance de 2 modulo M.NO et n'est pas congru à 1 modulo N0. 17. Dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 12, 13, 15 et 16, caractérisé en ce que les moyens de mise en correspondance utilisent la permutation inter-colonnes (rI). 18. Dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 10 à 17, caractérisé en ce que les polynômes diviseurs (gi(x), 92(x)) sont identiques. 19. Procédé de décodage d'au moins une séquence de symboles d'origine, caractérisé en ce que la séquence de symboles d'origine est représentative d'une séquence binaire (u) codée à l'aide d'un procédé de codage selon l'une quelconque des revendications 1 à 9. 20. Procédé de décodage selon la revendication 19, caractérisé en ce qu'il met en oeuvre des opérations de décodage (703, 706) à entrées douces et sorties douces. 21. Procédé de décodage selon la revendication 19 ou 20, caractérisé en ce qu'on effectue itérativement les opérations suivantes - au moins une première opération élémentaire de décodage d'un code convolutif récursif (703), consistant à décoder une première sous- séquence de ladite séquence de symboles d'origine par une technique de décodage mettant en oeuvre le premier polynôme diviseur (gi(x)) et prenant en compte l'état initial (E;,j) et l'état final (Ef,j) de la première opération de codage (508) ; - au moins une opération d'entrelacement (705) d'une séquence représentative de la séquence d'origine ; - au moins une deuxième opération élémentaire de décodage d'un code convolutif récursif (706), consistant à décoder une deuxième sous- séquence de ladite séquence de symboles d'origine par une technique de décodage mettant en oeuvre le deuxième polynôme diviseur (92(x)) et prenant en compte l'état initial (E;,2) et l'état final (Ef,2) de la deuxième opération de codage (507) ; et - au moins une opération de désentrelacement (708) d'une séquence représentative de la séquence d'origine entrelacée. 22. Procédé de décodage selon la revendication 21, caractérisé en ce que, dans une opération élémentaire de décodage (703, 706), la prise en compte d'un état initial (respectivement final) nul de l'opération de codage correspondante (508, 507) se fait par initialisation d'une métrique de n#ud - avec une probabilité d'occurrence maximale pour l'état initial (respectivement final) nul, - avec une probabilité d'occurrence nulle pour les états initiaux (respectivement finaux) non nuls, - avec une équiprobabilité d'occurrence pour tous les états finaux (respectivement initiaux) à l'initialisation de la première opération de décodage élémentaire de la première itération et - avec une probabilité d'occurrence pour tous les états finaux (respectivement initiaux) à l'initialisation des opérations de décodage suivantes qui dépend des probabilités d'occurrence des états finaux ou initiaux définis par l'opération de décodage élémentaire précédente. 23. Dispositif de décodage d'au moins une séquence de symboles d'origine, caractérisé en ce que la séquence de symboles d'origine est représentative d'une séquence binaire (u) codée à l'aide d'un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 10 à 18. 24. Dispositif de décodage selon la revendication 23, caractérisé en ce qu'il met en oeuvre des opérations de décodage (703, 706) à entrées douces et sorties douces. 25. Dispositif de décodage selon la revendication 23 ou 24, caractérisé en ce qu'il comporte - au moins des premiers moyens élémentaires de décodage d'un code convolutif récursif (404), pour décoder une première sous-séquence de ladite séquence de symboles d'origine par une technique de décodage mettant en oeuvre 1e premier polynôme diviseur (g,(x)) et prenant en compte l'état initial (E,,j) et l'état final (Ef,j) des premiers moyens de codage (202) ; - au moins un moyen d'entrelacement (405) d'une séquence représentative de la séquence d'origine ; - au moins des deuxièmes moyens élémentaires de décodage d'un code convolutif récursif (406), pour décoder une deuxième sous-séquence de ladite séquence de symboles d'origine par une technique de décodage mettant en ceuvre le deuxième polynôme diviseur (92(x)) et prenant en compte l'état initial (E;,2) et l'état final (Ef,2) des deuxièmes moyens de codage (204) ; et - au moins un moyen de désentrelacement (407, 408) d'une séquence représentative de la séquence d'origine entrelacée, lesdits moyens élémentaires de décodage, d'entrelacement et de désentrelacement (404, 405, 406, 407, 408) opérant de façon itérative. 26. Dispositif de décodage selon la revendication 25, caractérisé en ce que, dans les moyens élémentaires de décodage (404, 406), la prise en compte d'un état initial (respectivement final) nul des moyens de codage correspondants (202, 204) se fait par initialisation d'une métrique de noeud - avec une probabilité d'occurrence maximale pour l'état initial (respectivement final) nul, - avec une probabilité d'occurrence nulle pour les états initiaux (respectivement finaux) non nuls, - avec une équiprobabilité d'occurrence pour tous les états finaux (respectivement initiaux) à l'initialisation des premiers moyens de décodage élémentaires de la première itération et - avec une probabilité d'occurrence pour tous les états finaux (respectivement initiaux) à l'initialisation des moyens de décodage suivants qui dépend des probabilités d'occurrence des états finaux et initiaux définis par les moyens de décodage élémentaire précédents. 27. Dispositif de décodage selon la revendication 25 ou 26, caractérisé en ce qu'il comporte des premiers moyens de calcul (412), pour affecter une valeur à chaque élément d'une table de métrique de noeud (Ei,2i,) utilisée en entrée des deuxièmes moyens élémentaires de décodage (406), en fonction de chaque élément d'une table de métrique de noeud (Ef,iout) issue des premiers moyens élémentaires de décodage (404). 28. Dispositif de décodage selon la revendication 25, 26 ou 27, caractérisé en ce qu'il comporte des deuxièmes moyens de calcul (413), pour affecter une valeur à chaque élément d'une table de métrique de noeud (Ef,lin) utilisée en entrée des premiers moyens élémentaires de décodage (404), en fonction de chaque élément d'une table de métrique de noeud (Ei,2out) issue des deuxièmes moyens élémentaires de décodage (406). 29. Procédé de création d'une table de correspondance entre tous les états finaux possibles (Ef,j) d'un premier codeur convolutif récursif (202) d'un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 10 et 14 à 18, ledit premier codeur convolutif récursif (202) mettant en oeuvre un premier polynôme diviseur (g,(x)), et tous les états initiaux possibles (Ei,2) d'un deuxième codeur convolutif récursif (204) dudit dispositif de codage, ledit deuxième codeur convolutif récursif (204) mettant en ceuvre un deuxième polynôme diviseur (92(x)) compatible avec ledit premier polynôme diviseur (gi(x)), ledit procédé de création étant caractérisé en ce que, pour chaque état final possible (Ef,i) du premier codeur (202), on choisit un état initial (Ei,2) du deuxième codeur (204) parmi tous les états initiaux possibles (Ei,2) de telle sorte que l'état final (Ef,2) du deuxième codeur (204) soit nul. 30. Procédé de création selon la revendication 29, caractérisé en ce que - on effectue une première opération de construction, consistant à construire une table de transitions (table 1) d'un état courant du premier codeur (202) vers l'état suivant en fonction du bit fourni en entrée du premier codeur (202) ; - on effectue une deuxième opération de construction, consistant à construire une table (table 2) permettant de déterminer, à partir de la table de transitions (table 1) obtenue précédemment, une première séquence (pl) qui, à partir d'un état courant (Ef,l) du premier codeur (202), conduit à un état final nul ; - on effectue une opération d'ajout, consistant à ajouter à ladite première séquence (pi) autant de bits nuls que nécessaire pour obtenir une deuxième séquence ayant NO bits, NO étant le plus petit entier tel que le polynôme diviseur (gi(x)) du premier codeur (202) divise le polynôme x" +1 ; - on effectue une opération d'entrelacement, consistant à entrelacer ladite deuxième séquence avec une permutation inter-colonnes (II), de façon à obtenir une troisième séquence (p',), ladite permutation inter-colonnes (II) étant non triviale et ayant pour effet de transformer le code cyclique de longueur NO et ayant pour polynôme générateur ledit premier polynôme diviseur (gi(x)) en un code cyclique équivalent ayant pour polynôme générateur ledit deuxième polynôme diviseur (92(x)), ladite permutation inter-colonnes (II) agissant par permutation sur les NO colonnes d'un tableau représentant ladite deuxième séquence, dans une représentation où les données binaires de la deuxième séquence sont écrites et lues, ligne par ligne, dans un tableau à NO colonnes et M lignes, M étant un entier positif ; et - on effectue une troisième opération de construction, consistant à construire une table (table 3) permettant de déterminer l'état final (E;,2) d'un codeur convolutif récursif initialisé à un état nul, ayant pour polynôme diviseur le deuxième polynôme diviseur (92(x)) et utilisé pour obtenir la troisième séquence (p'1) ; de façon à obtenir une quatrième table (table 4) établissant la correspondance entre l'état final (Ef,l) du premier codeur (202) et l'état initial (E;,2) du deuxième codeur (204) pour ladite permutation inter-colonnes (II). 31. Procédé de création d'une table de correspondance entre tous les états finaux possibles (Ef,l) d'un premier codeur convolutif récursif (202) d'un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 11 à 13 et 17, 18, ledit premier codeur convolutif récursif (202) mettant en ceuvre un premier polynôme diviseur (gi(x)), et tous les états finaux possibles (Ef,2) d'un deuxième codeur convolutif récursif (204) dudit dispositif de codage, ledit deuxième codeur convolutif récursif (204) mettant en ceuvre un deuxième polynôme diviseur (92(x)) compatible avec ledit premier polynôme diviseur (gi(x)), ledit procédé de création étant caractérisé en ce que, pour chaque état final possible (Ef,j) du premier codeur (202), on détermine un état final (Ef,2) du deuxième codeur (204) parmi tous les états finaux possibles (Ef,2) lorsque l'état initial (E;,2) du deuxième codeur (204) est nul. 32. Procédé de codage selon l'une quelconque des revendications 6 à 9, caractérisé en ce que l'opération de mise en correspondance met en oeuvre une table de correspondance créée par un procédé de création selon la revendication 29 ou 30. 33. Procédé de décodage selon l'une quelconque des revendications 19 à 22, caractérisé en ce qu'il utilise une table de correspondance créée par un procédé de création selon la revendication 29, 30 ou 31. 34. Appareil de traitement de signaux numériques, caractérisé en ce qu'il comporte des moyens adaptés à mettre en ceuvre un procédé de codage selon l'une quelconque des revendications 1 à 9 et 32 et/ou un procédé de décodage selon l'une quelconque des revendications 19 à 22 et 33. 35. Appareil de traitement de signaux numériques, caractérisé en ce qu'il comporte un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 10 à 18 et/ou un dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 23 à 28. 36. Réseau de télécommunications, caractérisé en ce qu'il comporte des moyens adaptés à mettre en oeuvre un procédé de codage selon l'une quelconque des revendications 1 à 9 et 32 et/ou un procédé de décodage selon l'une quelconque des revendications 19 à 22 et 33. 37. Réseau de télécommunications, caractérisé en ce qu'il comporte un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 10 à 18 et/ou un dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 23 à 28. 38. Station mobile dans un réseau de télécommunications, caractérisée en ce qu'elle comporte des moyens adaptés à mettre en oeuvre un procédé de codage selon l'une quelconque des revendications 1 à 9 et 32 et/ou un procédé de décodage selon l'une quelconque des revendications 19 à 22 et 33. 39. Station mobile dans un réseau de télécommunications, caractérisée en ce qu'elle comporte un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 10 à 18 et/ou un dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 23 à 28. 40. Dispositif de traitement de signaux représentatifs de parole, caractérisé en ce qu'il comporte un dispositif de codage selon l'une quelconque des revendications 10 à 18 et/ou un dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 23 à 28. 41. 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 10 à 18 et/ou un dispositif de décodage selon l'une quelconque des revendications 23 à 28 et/ou un dispositif de traitement de signaux représentatifs de parole selon la revendication 40. 42. Dispositif de transmission de données selon la revendication 41, caractérisé en ce que ledit protocole est de type ATM. 43. Dispositif de transmission de données selon la revendication 41, caractérisé en ce que ledit protocole est de type IP.