FR 2941806 A1 20100806 FR 0900448 A 20090203 Procédé de codage correcteur d'erreurs avec bits de parité totale et procédé de détection d'erreurs multiples L'invention concerne un procédé de codage correcteur d'erreurs avec bits de parité totale et un procédé de détection d'erreurs multiples. Elle s'applique notamment aux domaines de l'électronique numérique et des télécommunications. L'invention peut être utilisée, par exemples, dans des systèmes numériques équipés d'une mémoire ou dans des systèmes ~o d'interconnexion. En électronique numérique, les données, appelées également informations ou messages, sont enregistrées et transmises sous forme de valeurs binaires sur des bits. Pendant le stockage ou la transmission, ces 15 valeurs peuvent être altérées. Pour maintenir le niveau d'intégrité des données ou pour augmenter le rendement de production, certains systèmes électroniques utilisent des Codes Correcteurs d'Erreur, désignés par l'acronyme ECC venant de l'expression anglo-saxonne � Error Correcting Code �. Dans un circuit 20 électronique, les erreurs apparaissant sur les données peuvent être temporaires ou permanentes. Les erreurs temporaires sont produites par des interférences avec l'environnement ou sont générées par la radioactivité de certaines impuretés dans le matériau des circuits électroniques. Les erreurs permanentes sont dues à des défauts de la structure physique du circuit 25 survenues lors de la production ou suite au vieillissement du circuit. Dans les systèmes utilisant une protection ECC, les données sont encodées. L'opération d'encodage, appelée aussi opération de codage, mène à des mots de code contenant lesdites données auxquelles sont ajoutées des bits de vérification calculés selon un matrice choisie pour ce 30 codage. Cette matrice est appelée habituellement matrice de parité. Dans un second temps le mot codé est décodé pour produire la donnée originale. Pour cela un vecteur de vérification appelé syndrome est calculé. Ce dernier est utilisé pour détecter et corriger des erreurs potentielles apparaissant sur un mot de code donné. Si aucune erreur n'est 35 détectée, le mot codé est considéré correct. Si une erreur pouvant être corrigée est détectée, le mot codé est corrigé. Enfin, si une erreur incorrigible est détectée, celle-ci est indiquée. Pour le stockage ou la transmission de données, des codes ayant une capacité SECDED, acronyme venant de l'expression anglo-saxonne � Single Error Correction, Double Error Detection �, sont habituellement utilisés. Comme leur nom l'indique, ces codes sont capables de corriger une erreur et de détecter une erreur multiple impactant deux bits d'un mot de code. Une erreur multiple désigne, dans la suite de la description, une erreur sur plusieurs bits d'un même mot de code. Les codes permettant la correction d'erreurs multiples sont très couteux en terme de calcul et sont rarement utilisés pour, par exemple, fiabiliser le stockage de données. L'utilisation d'un code SECDED implique plusieurs types d'opérations, notamment des opérations de calcul, de contrôle, de manipulation et de stockage. La mise en oeuvre de tels codes est par conséquent consommatrice en surface de circuit, en énergie/puissance électrique et en performances de calcul. II est donc nécessaire de disposer de codes correcteurs d'erreur performants et de dispositifs de codage et de décodage adaptés. Un but de l'invention est notamment de pallier les inconvénients précités. A cet effet l'invention a pour objets un procédé de codage correcteur d'erreur générant des mots de code de m bits à partir de blocs de données utiles de n bits, ledit procédé ajoutant k bits de vérification à un bloc n bits de données utiles afin de générer un mot de code de m = n + k bits, lesdits bits de vérification étant définis en suivant les règles de combinaison définies par une matrice de parité H composée d'éléments binaires et comportant k lignes et m colonnes tels que H.V = 0, V étant une matrice colonne dont les m éléments sont les m bits du mot de code à générer. Les k bits de vérification sont séparés en deux groupes, d'une part un groupe de k1 bits appelés bits de parité totale PT et d'autre part un groupe de k2 bits appelés bits de vérification classiques VC, les valeurs de k, k1 et k2 vérifiant les conditions k = k1 + k2 et k > k1 > 1. La matrice H dont les colonnes sont aptes à être permutées est décomposée en 6 sous-matrices A, B, C, D, E et F. La sous-matrice A est une matrice carrée composée des éléments binaires à l'intersection des k1 premières colonnes et des k1 premières lignes de la matrice H, la sous-matrice A étant une matrice unité. La sous-matrice B est composée des éléments binaires à l'intersection des colonnes kl +1 à kl+k2 et des k1 premières lignes de la matrice H et comprend un nombre impair de 1 par colonne. La sous-matrice C est composée des éléments binaires à l'intersection des n dernières colonnes et des kl premières lignes de la matrice H et comprend un nombre impair de 1 par colonne. La sous-matrice D est composée des éléments binaires à l'intersection des k1 premières colonnes et des k2 dernières lignes de la matrice H et est une matrice nulle. La sous-matrice E est une matrice carrée composée des éléments binaires à l'intersection des colonnes kl +1 à kl+k2 et des k2 dernières 15 lignes de la matrice H et est une matrice unité. La sous-matrice F est composée des éléments binaires à l'intersection des n dernières colonnes et des k2 dernières lignes de la matrice H telle que les colonnes de la matrice H sont différentes. Selon un aspect de l'invention, la matrice résultant de la réunion des 20 trois sous-matrices A, B, C de la matrice de parité H et appelée sous-matrice de parité est construite telle que chaque colonne comprend un 1. Selon un autre aspect de l'invention, les colonnes de la matrice H de parité du code sont permutées de manière à ce qu'un mot de code généré par le procédé selon l'invention soit composé de plusieurs sous-ensembles 25 contigus de bits, chaque sous-ensemble de bits comprenant au moins un des bits de parité totale PT. L'invention a aussi pour objet un procédé de détection d'erreurs multiples au sein de mots de code générés par le procédé de codage décrit précédemment. Il comporte une étape de détermination d'un syndrome, le 30 syndrome d'un mot de code étant le résultat d'un OU exclusif logique appliqué bit à bit entre les bits de vérification du mot de code sur lequel la détection est effectuée et les bits de vérification recalculés à partir des bits du mot de code sur lequel la détection est effectuée. Le procédé de détection d'erreurs multiples comprend, par exemple, 35 une étape de vérification du syndrome menant au calcul d'un indicateur EM1, ledit calcul étant exécuté si le nombre de 1 contenu dans le syndrome est différent de zéro, l'indicateur EM1 prenant la valeur 1 lorsqu'une erreur multiple est détectée et étant définis par l'expression : (klù1 EM1= ()Si n v Sj i=o ~ i=0 j dans laquelle : v indique une opération OU logique ; A indique une opération ET logique ; G représente l'opération OU exclusif logique ; Si représente le ième bit du syndrome ; Sj représente le jème bit du syndrome ; k représente le nombre de bits de syndrome ; k1 représente le nombre de bits de PTC ; x représente le complémentaire de x. Le procédé de détection d'erreurs multiples comprend, par exemple, une étape de vérification du syndrome menant au calcul d'un indicateur EM2, ledit calcul étant exécuté si les bits du syndrome correspondant aux bits PT forment une combinaison non-utilisée pour l'identification des erreurs simples, l'indicateur EM2 prenant la valeur 1 lorsqu'une erreur multiple est détectée et étant définis par l'expression : klù1 klùI _\ EM2 = v A Si A A Si &A \,i=0 avec g(i)=l \.i=0 avec 8(i)=0 dans laquelle : : {0, 1, ..., kl -1 } --> {0, 11 est une fonction indiquant une combinaison des k1 bits PT du syndrome dans laquelle le complément des bits Si est pris si 50)=0 ; A est l'ensemble de combinaisons S non-utilisées pour l'identification des erreurs simples. Le procédé de détection d'erreurs multiples comprend, par exemple, une étape de vérification du syndrome menant au calcul d'un indicateur EM3, ledit calcul étant exécuté si les bits du syndrome correspondant aux bits VC forment une combinaison non-utilisée pour l'identification des erreurs simples, l'indicateur EM3 prenant la valeur 1 lorsqu'une erreur multiple est détectée et étant définis par l'expression : 15 20 25 30 kùI ( kù1 _\ A Si n A Si \.i=k1 avecrr(i)=I ) \.i=kl avec Ir(i)ù=O dans laquelle : n : {k1, kl +1, ..., k-1} ù> {0, 1} est une fonction indiquant une combinaison des k2 bits VC du syndrome dans laquelle le complément des bits Si est pris si n(i)=O ; II est l'ensemble de combinaisons n non-utilisé pour l'identification des erreurs simples. D'autres caractéristiques et avantages de l'invention apparaîtront à l'aide de la description qui suit, donnée à titre illustratif et non limitatif, faite en regard des dessins annexés parmi lesquels : la figure 1 donne un exemple de mot de code et introduit les notations associées ; la figure 2 donne un exemple de matrice de parité pour un code de Hamming étendu ; la figure 3 donne un exemple de matrice de parité pour un code de Hsiao ; la figure 4 illustre les caractéristiques des matrices de parité représentatives du procédé de codage selon l'invention ; la figure 5 donne un exemple de matrice de parité d'un code BPT ; la figure 6 présente une matrice de parité correspondant à un exemple de code BPTC à 2 bits de parité totale complémentaires ; la figure 7 présente une matrice de parité correspondant à un exemple de code BPTC à 2 bits de parité totale complémentaires et dont les bits d'un mot de code sont dissociables en deux sous-ensembles ; la figure 8 donne un exemple de séparation d'un mot de code généré par le procédé selon l'invention en deux sous-ensembles ; EM3 = v ~E n la figure 9 donne un exemple de protocole permettant d'exploiter la propriété de séparation en sous-ensembles d'un mot de code généré par le procédé selon l'invention ; la figure 10 présente un exemple de matrice de parité d'un code BPTC à 3 bits de parité totale complémentaires ; la figure 11 présente un exemple de matrice de parité d'un code BPTC à 4 bits de parité totale complémentaires ; la figure 12 illustre un exemple d'algorithme de détection d'erreur multiple selon l'invention. La figure 1 donne un exemple de mot de code et introduit les notations associées. Les codes SECDED sont des codes séparables, c'est-à-dire dans lesquelles les bits de vérification 100 sont ajoutés aux bits d'information 101. Ces bits de vérification permettent de détecter et/ou de corriger d'éventuels bits erronés dudit mot de code. Comme explicité précédemment, ces bits erronés peuvent apparaître à cause de perturbations survenant notamment pendant la transmission du mot de code ou durant son stockage. Dans l'exemple de la figure, 6 bits de vérification 100 notés CO à C5 sont ajoutés à 16 bits d'information 101 notés DO à D15. L'ensemble composé des bits d'information et des bits de vérification forment un mot de code 102. Dans le cadre de cet exemple, le mot de code comprend 22 bits. La figure 2 donne un exemple de matrice de parité pour un code de Hamming étendu. Les codes SECDED assurent la détection d'erreurs doubles en imposant une parité totale fixe au mot codé. Les codes de Hamming étendus ainsi que le code de Hsiao sont les codes SECDED les plus communément utilisés. Ceux sont des codes linéaires et ils peuvent donc être décrits à l'aide de la matrice de parité du code. Chaque ligne correspond à un bit de vérification et chaque colonne à un bit d'information utile ou a un bit de vérification selon sa position. Un 1 situé à l'intersection d'une ligne et d'une colonne dans la matrice de parité du code indique une dépendance entre les bits correspondants. A l'inverse, un 0 indique une indépendance. Les bits de vérification sont calculés à l'aide de sommes modulo 2 sur les bits de dépendance indiqués par la ligne de la matrice de parité qui correspond au bit de vérification concerné. Les codes de Hamming étendus sont décrits notamment dans le livre de P.K. Lala intitulé Self-Checking and Fault-Tolerant Design, San-Francisco, Morgan Kaufmann, 2001. Ces codes de Hamming sont dits étendus car un bit de vérification a été ajouté par rapport au code de Hamming classique. Ce bit de vérification a pour rôle de vérifier la parité totale du mot de code. La matrice de parité de la figure 2 correspond à un exemple de code de Hamming étendu pour lequel chaque mot de code comprend 16 bits d'information notée de DO à D15 et 6 bits de vérification notés de CO à C5. La matrice de parité de ce code comprend donc 6 lignes et 22 colonnes. Parmi ces colonnes, 6 colonnes 200 correspondent aux bits de vérification et 16 colonnes 201 correspondent aux bits de données. Le bit de vérification CO est le bit vérifiant la parité globale du mot de code, appelée également parité totale dans la suite de la description. La première ligne de la matrice 202 est par conséquent remplie de 1. La figure 3 donne un exemple de matrice de parité pour un code de Hsiao. Comme introduit précédemment, les codes de Hsiao sont des codes SECDED communément utilisés. Ces codes sont notamment décrits dans l'article de C.L. Chen et M.Y. Hsiao intitulé Error-correcting codes for semiconductor memory applications : a state of the art review, Reliable Computer Systems - Design and Evaluation, Digital Press, 2nd edition, 1992, pages 771-786. A la différence des codes de Hamming étendus disposant d'un seul bit pour vérifier la parité de l'ensemble du mot codé, dans les codes de Hsiao tous les bits de vérification sont utilisés pour imposer la parité de l'ensemble du mot codé. Pour cela, les codes de Hsiao sont construits en imposant un nombre impair de 1 pour chaque colonne de la matrice de parité du code. La matrice de parité de la figure 3 correspond à un exemple de code de Hsiao. Chaque mot de code comprend 16 bit d'information notés de DO à D15 et 6 bits de vérification notés de CO à C5. Par conséquent 6 colonnes 300 correspondent aux bits de vérification et 16 colonnes 301 correspondent aux bits de données. La figure 4 illustre les caractéristiques des matrices de parité 35 représentatives du procédé de codage selon l'invention. La famille de code correcteur d'erreur découlant de l'invention est appelée dans la suite de la description code à bits de parité totale et désigné par l'acronyme BPT. Dans la suite de la description, le syndrome d'un mot de code est défini comme étant le résultat d'un OU exclusif logique appliqué bit à bit entre les bits de vérification et les bits de vérification recalculés à partir des bits de données du mot de code à décoder. Cette opération peut s'exprimer à l'aide de l'équation suivante : (SO, Si,... , Sk-1) = (CO', Cl', ..., Ck-1') O+ (CO", Cl", ..., Ck-1 ") (1) dans laquelle : O représente l'opération OU exclusif logique ; Si représente le ième bit du syndrome ; Ci' représente le ième bit de vérification du mot de code à décoder ; Ci" représente le ième bit de vérification recalculé à partir des bits de données du mot de code à décoder ; k est le nombre de bits de vérification du mot de code. Le procédé de codage ainsi que la famille de codes qui lui sont associés proposés dans le cadre de l'invention permettent l'utilisation de tous les bits de vérification pour faire la distinction entre les syndromes correspondant aux bits erronés. C'est le cas du code de Hsiao, mais ce n'est pas le cas du code de Hamming étendu dans lequel le bit de parité totale est utilisé pour distinguer le syndrome indiquant une erreur sur ce même bit. La matrice de parité H utilisée par le procédé de codage selon l'invention peut être décomposée en 6 sous-matrices A, B, C, D, E et F. Pour coder les blocs d'information utile de n bits en ajoutant k bits de vérification, une matrice de parité comportant m = k + n colonnes et k lignes est utilisée. Les bits de vérifications sont séparés en deux groupes, d'une part un groupe de k1 bits appelés bits de parité totale et d'autre part un groupe de k2 bits appelés bits de vérification classique, avec k1 + k2 = k. Dans la suite de la description, les bits de parité totale sont désignés par l'acronyme PT et les bits de vérification classique sont désignés par l'acronyme VC. La sous-matrice A est une matrice carrée composée des éléments binaires à l'intersection des k1 premières colonnes et des k1 premières lignes de la matrice H. La sous-matrice A est une matrice unité, c'est-à-dire qu'elle est composée de zéro sauf sur sa diagonale descendante. La sous-matrice B est composée des éléments binaires à l'intersection des colonnes k1 + 1 à k1 + k2 et des k1 premières lignes de la matrice H. La sous-matrice C est composée des éléments à l'intersection des n dernières colonnes et des k1 premières lignes de la matrice H. Les sous-matrices B et C sont construites en garantissant un nombre impair de 1 pour chaque colonne desdites matrices. La sous-matrice D est composée des éléments binaires à 10 l'intersection des k1 premières colonnes et des k2 dernières lignes de la matrice H. La sous-matrice D est une matrice nulle, c'est-à-dire qu'elle est composée uniquement de zéros. La sous-matrice E est une matrice carrée composée des éléments binaires à l'intersection des colonnes k1 + 1 à k1 + k2 et des k2 dernières 15 lignes de la matrice H. La sous-matrice E est une matrice unité, c'est-à-dire qu'elle est composée de zéro sauf sur sa diagonale descendante. La sous-matrice F est composée des éléments binaires à l'intersection des n dernières colonnes et des k2 dernières lignes de la matrice H. La sous-matrice F est construite telle que les colonnes de la matrice H sont 20 différentes. Pour générer des mots de code en utilisant le procédé selon l'invention, la matrice de parité doit être construite telle que k et k1 vérifient l'inégalité suivante : 25 k>kl>1 (2) La sous matrice définie par la réunion des matrices A, B et C est appelée sous-matrice de parité du code. En construisant la matrice H selon les règles exposées ci-dessus, chaque colonne de la sous-matrice de parité 30 comprend un nombre impair de 1. Contrairement au code de Hsiao, le nouveau code permet l'existence de colonnes avec un nombre pair de 1 dans la partie de la matrice du code correspondant aux bits d'information utile, c'est-à-dire la partie correspondant aux sous-matrices C et F. Cette propriété se traduit, lorsque le code est mis 35 en oeuvre sur un circuit de codage, par une réduction de la surface en Silicium, par exemple, et permet d'augmenter la performance en termes de vitesse d'exécution de l'encodeur et du décodeur. En plus de la capacité SECDED classique, des variations spéciales du nouveau code BPT permettent de détecter d'une manière efficace des erreurs multiples, c'est-à-dire des erreurs impliquant la corruption de plusieurs bits du mot de code. Au sens de cette définition, les erreurs doubles sont considérées comme un cas particulier des erreurs multiples. Au moins deux types d'erreurs multiples peuvent être distingués. Dans la suite de la description, le premier type est désigné par l'expression � erreur burst �, et le second par l'expression � erreur range �. Une erreur burst affecte un groupe de m bits voisins correspondant à des colonnes voisines dans la matrice de parité du code. Par exemple, si les bits DO, Dl, D2, D3 sont faux, c'est une erreur burst de longueur 4 et cette erreur sera notée burst(4). Une erreur qui affecte les bits DO, D2, D3, D4 n'est pas une erreur burst. Une erreur range est une erreur qui affecte i bits dans un groupe de j bits voisins (i j). Ce type d'erreur est désigné par la notation range(i, j). Par exemple, l'erreur qui affecte les bits DO, D2, D3, D4 est une erreur range(4, 5). Il est considéré dans la suite de la description que si un code peut détecter toutes les erreurs de type burst(l) et range(i, j), alors toutes les erreurs burst(l') et range(i', j') sont aussi détectable avec les conditions l' I, i' i et j' j. De plus, une erreur burst(l) est incluse dans range(i, j) si I La figure 5 donne un exemple de matrice de parité d'un code BPT. Dans cet exemple, un mot de code comprend 16 bits notés DO à D15 d'information utile 503. Les 6 bits 502 de vérification CO, Cl, C2, C3, C4 et C5 sont divisés en deux groupes. Le premier groupe 500 comprend 4 bits de parité totale CO, Cl, C2, C3. Le second groupe 501 comprend 2 bits de vérification classiques C4 et C5. Les paramètres définis précédemment prennent donc comme valeurs k = 6, k1 = 4 et k2 = 2 et n = 16. La sous-matrice de parité comprend par conséquent 4 lignes et 22 colonnes. A partir du code BPT selon l'invention, des cas particuliers possédant des propriétés intéressantes en termes de détection d'erreur peuvent être distingués. A titre d'exemple, des codes appelés codes avec bits de parité totale complémentaires et désignés par l'acronyme BPTC, sont décrits dans la suite de la description. La figure 6 présente une matrice de parité correspondant à un exemple de code BPTC comprenant 2 bits PT complémentaires. Ces codes sont un cas particulier des codes BPT et sont construits en ajoutant une contrainte supplémentaire lors de la construction de la matrice de parité. Cette contrainte est que chaque colonne de la sous-matrice de parité doit n'avoir qu'un seul 1. L'ensemble des bits du mot codé est alors partitionné en plusieurs sous-ensembles, tel que pour chaque sous-ensemble il y ait un bit de vérification, ledit bit de vérification permettant d'assurer la parité de ce sous-ensemble. Ces bits de vérification sont dits bits de parité totale complémentaires et sont désignés par l'acronyme PTC. Ils sont appelés ainsi parce que les sous-ensembles de bits du mot de code dont ils assurent la parité sont complémentaires. En d'autre termes, les lignes de la sous matrice de parité ont deux propriétés. La première est que les colonnes de la sous-matrice de parité n'ont qu'un seul 1. La seconde est que l'addition des k1 matrices lignes de longueur m = k + n correspondant aux k1 lignes de la sous-matrice de parité est égale à une matrice ligne remplie de 1. La matrice de la figure 6 est un exemple de matrice de parité pour un code BPTC utilisant 2 bits PTC. Les deux bits PTC CO et Cl sont utilisés pour couvrir la totalité du mot de code. Les 2 premières lignes de la matrice du code correspondant à CO et Cl couvrent chacune la parité d'une moitié des bits du mot de code. Ainsi, deux erreurs sur 2 bits voisins sont facilement détectées par les dépendances relatives aux parités de CO et Cl. Dans cet exemple, la sous-matrice de parité 600 comprend 2 lignes et le même nombre de colonnes que la matrice de parité entière. La figure 7 présente une matrice de parité correspondant à un exemple de code à 2 bits PTC et dont les mots de code sont dissociables en deux sous-ensembles contigus. En effet, les colonnes de la matrice de parité d'un code BPTC peuvent être permutées. Ainsi, les colonnes de la matrice de parité de la figure 6 ont été réordonnées afin que les 2 sous-ensembles 701, 702 du mot codé soient plus faciles à dissocier. Chacun des deux bits PTC CO et Cl permet la détection d'erreurs simples, ainsi que toutes les erreurs qui affectent un nombre impair de bits, et ce dans chaque sous- ensemble 701, 702 en lisant uniquement ce sous-ensemble. La lecture du mot codé entier offre quant à elle la capacité SECDED. Cette dissociation est apparente dans la sous-matrice de parité 700 où les 1 des deux lignes correspondants aux bits PTC sont regroupés au niveau de chaque sous ensemble 701, 702. La figure 8 donne un exemple de séparation d'un mot de code généré par le procédé selon l'invention en deux sous-ensembles M1, M2. En d'autres termes, un mot de code est coupé en deux mots M1, M2 pour être stockés et/ou transmis sur un média de communication. L'exemple de la figure 8 découle de la matrice de parité présenté à l'aide de la figure 7. Les deux sous-ensembles résultant du découpage d'un mot de code comprennent 3 bits de vérifications 800 et 8 bits de données 801. Chaque sous-ensemble comprend, dans cet exemple, un bit PT 802, 803 parmi ses bits de vérification. Dans un exemple d'implémentation, les sous-ensembles M1, M2 du mot de code sont mis dans une mémoire dont la largeur d'un mot mémoire est celle d'un sous-ensemble. Les deux sous-ensembles du mot de code sont alors placés dans deux mots différents de la mémoire ou/et transmis sur un média qui transporte les bits, par exemple, avec la granularité d'un sous-ensemble du mot codé. La lecture d'un seul des mots de la mémoire bénéficie de la capacité de détection d'une erreur simple SED, acronyme venant de l'expression anglo-saxonne � Single Error Detection �, et ce grâce à la présence du bit PT 802, 803 de chaque sous-ensemble. La lecture de tous les mots mémoire correspondant aux sous-ensembles d'un même mot de code bénéficie de la capacité SECDED. La figure 9 donne un exemple de protocole permettant d'exploiter la propriété de séparation en sous-ensembles d'un mot de code généré par le procédé selon l'invention. Un exemple d'échanges pouvant être mis en oeuvre entre un équipement maître 904 voulant accéder à des données contenu dans une mémoire 905 est explicité ci-après. Les échanges de messages de contrôle et de données sont effectués, par exemple, en utilisant un bus. L'équipement maître 904 envoie une requête de lecture 900. En réponse, le premier sous-ensemble M1 d'un mot de code stocké en mémoire 905 est envoyé à l'équipement maître. La détection d'une erreur peut être faite dès l'accès à un seul sous-ensemble au lieu de devoir attendre d'avoir accès à l'ensemble d'un mot de code. Une détection d'erreur SED 901 est réalisée. La détection d'une erreur peut donc être faite rapidement. Ainsi, l'accès à tous le mot codé peut être réalisé uniquement lorsqu'il est nécessaire d'accéder à toute la donnée qu'elle contient, ou bien pour corriger une erreur qui a été détectée dans un des sous-ensembles. Dans l'exemple de la figure, une seconde requête 902 est envoyée afin d'accéder au deuxième sous-ensemble M2 du mot de code. Ledit sous-ensemble alors est envoyé à l'équipement maître et le mot de code reçu entièrement bénéficie de la capacité de correction d'erreur simple et de la détection d'erreur multiple 903 du procédé selon l'invention. La figure 10 présente une matrice de parité correspondant à un exemple de code BPTC à 3 bits PTC. Il est possible de construire des matrices de parités pour générer des codes selon l'invention en utilisant, par exemple, 3 bits PTC ou plus. Dans l'exemple de la figure, CO, Cl et C2 sont les bits de parité totale complémentaires. C3, C4 et C5 sont les bits VC. Pour générer, par exemple, des mots de code comprenant 16 bits d'information utile notés DO à D15, la sous-matrice de parité 1000 comprend 3 lignes et 22 colonnes. En plus de la capacité SECDED, il est alors possible de détecter des erreurs burst(4), c'est-à-dire des paquets d'erreurs affectant quatre bits voisins d'un mot de code. Ceci est ici réalisé de façon efficacement car seuls les bits PTC sont mis à contribution pour réaliser cette détection, les bits VC ne sont eux nécessaires que pour la correction. Cela est réalisable tout en dissociant leurs syndromes de ceux des erreurs simples corrigeables et permet ainsi d'éviter de réaliser de mauvaises corrections. La figure 11 présente un exemple de matrice de parité pour un code 35 BPTC utilisant 4 bits PTC (CO, Cl, C2, C3). Ledit code associe 6 bits de vérification CO à C5 aux 16 bits de donnée DO à D15. La sous-matrice de parité 1100 est donc composée de 22 colonnes et 4 lignes. En plus de la capacité SECDED classique, il est ici possible de détecter des erreurs burst(6) et range(4, 4). Le syndrome d'un mot erroné affecté par ces erreurs burst ou range aura toujours au moins 2 bits égaux à 1 dans la partie correspondant aux bits PTC. Dans le cas d'une erreur burst(6) sur les bits C5, C6, DO, Dl, D2 et D3, les bits du syndrome correspondant aux bits PTC forment une combinaison non-utilisée pour la correction des erreurs simple. En effet, le syndrome correspondant aux bits PTC obtenu est dans ce cas : (S0, S1, S2, S3) = (1, 0, 0, 1) (3) Dans le cas d'une erreur range(3, 4) sur les bits C5, C6 et Dl, les bits du syndrome correspondant aux bits PTC forment une combinaison non-utilisée pour la correction des erreurs simples. Le syndrome correspondant aux bits PTC suivant est obtenu : (S0, SI, S2, S3) = (1, 1, 1, 0) (4) Le procédé de codage selon l'invention, que ce soit pour les codes BPT ou BPTS, peut être mis en oeuvre notamment dans un circuit électronique ou un ordinateur. 25 La figure 12 illustre un exemple d'algorithme de détection d'erreur multiple selon l'invention. Si le syndrome calculé est nul il n'y a pas d'erreur détectée. Dans le cas des codes SECDED avec des bits PTC, il est possible de distinguer trois cas facilement identifiables qui dénotent la présence d'une erreur multiple. 30 L'algorithme de détection présenté à l'aide de la figure 12 a pour but de détecter ces trois cas. Une fois le mot de code reçu 1201, le syndrome dudit mot est calculé 1202, par exemple, tel qu'explicité précédemment dans la description. Le premier cas à détecter correspond à la situation où tous les bits du 35 syndrome correspondant aux bits PTC sont nuls 1203. Le nombre de bits20 non nuls du syndrome correspondant aux bits PTC est noté Nsc. Donc, si Nsc = 0, le premier cas est détecté. En d'autres termes, le nombre des bits erronés dans chaque sous ensemble des bits du mot codé dépendant d'un même bit de parité totale est pair, mais il reste un ou plusieurs autres bits Si de syndrome non-nuls. Dans ce cas, la présence d'erreurs multiples est détecté 1204 lorsque l'indicateur EM1 définit par l'expression ci-dessous vaut 1: /kl_1 / k_l EM1 = VSi A V Sj (5) i=0 , \j=k1 j dans laquelle : v indique une opération OU logique ; A indique une opération ET logique ; k représente le nombre de bits de syndrome ; k1 représente le nombre de bits de PTC ; x représente le complémentaire de x ; Si représente le ième bit du syndrome ; Sj représente le jème bit du syndrome ; Le deuxième cas à détecter 1205 dénotant la présence d'erreurs multiples correspond à la situation pour laquelle plus d'un des bits de syndrome correspondant aux bits de parité complémentaires sont non nuls, soit Nsc > 1. Par conséquent, dans un code SECDED avec k1 (k1>1) bits de parité complémentaires où les bits des k1 sous ensembles sont entrelacés, il est possible de détecter de manière efficace toutes les erreurs multiples de type burst(2xkl-2) et toutes les erreurs multiples de type range(kl, k1). Dans ces deux cas, 2 bits au moins sont égaux à 1 dans la partie du syndrome correspondant aux bits de parité complémentaires. Une erreur multiple est alors détectée 1206 lorsque l'indicateur EM2 définit par l'expression ci-dessous vaut 1 : /k1_1 kl_1 EM2 = VSi A V Sj (6) i=O ,/ \,i=i+l ~ Le troisième cas à détecter 1207 dénotant la présence d'erreurs multiples correspond à la situation ou les bits de syndrome correspondant aux bits VC forment une combinaison non-utilisée pour l'identification des erreurs simples. Une erreur multiple est alors détectée 1208 lorsque l'indicateur EM3 définit par l'expression ci-dessous vaut 1 : _( kù1 \ ( kù1 _\ EM 3 = v ire Il A Si A A Si ' i=kl avec ,r(i)=1 j \.i=kl avec 7t'(i)=0 (7) dans laquelle : 1 o n : {k1, kl +1, ..., k-1 } -* {0, 1} est une fonction indiquant une combinaison des k2 bits VC du syndrome dans laquelle le complément des bits Si (k1 i FI est l'ensemble de combinaisons it non-utilisé pour l'identification des erreurs simples. 15 Un exemple de méthode de détection d'erreurs multiples dans le cas du code BPT est décrit ci-après. Dans le cas des codes BPT trois cas dénotant la présence d'une erreur multiple sont facilement identifiables grâce au calcul de trois indicateurs EM1, EM2 et EM3 définit pour le cas plus 20 général des codes BPT. Dans un premier cas, le mot de code a la bonne parité totale, mais il existe des bits non-nuls sur l'ensemble des bits de syndrome. Dans ce cas, une erreur multiple est détectée en utilisant l'expression suivante : ~klù1 "kù1 EM1= $Si A vSj (8) i=0 / j=O j Dans un deuxième cas dénotant la présence d'une erreur multiple, les bits de syndrome qui correspondent aux bits de PT forment une combinaison non-utilisée pour l'identification des erreurs simples. klù1 klù1 _\ EM 2= v A Si A A Si (9) 8e4 ~i=0 avec 5(i)=1 ) V=0 avec 8(i)=0 j 25 30 dans laquelle : 8 : {0, 1 , ..., kl -1 } - {0, 1 } est une fonction indiquant une combinaison des k1 bits PT du syndrome dans laquelle le complément des bits Si (OSi Dans un troisième cas dénotant la présence d'une erreur multiple, les 10 bits de syndrome correspondant aux bits VC forment une combinaison non- utilisée pour l'identification des erreurs simples. Cette détection est faite de la façon décrite par l'équation (7). Le procédé de détection d'erreurs multiples selon l'invention peut être mis en oeuvre notamment dans un circuit électronique ou un ordinateur. 15 L'implémentation matérielle des expressions (5), (6) et (8) est évidente pour un homme du métier. L'efficacité des implémentations des expressions (7) et (9) est facilitée par le fait que la première ne dépend pas des bits de parité et par le fait que la seconde dépend seulement des bits de parité. De 20 plus, surtout dans le cas de l'expression (7), seul un sous-ensemble des combinaisons non-utilisées pour l'identification des erreurs simples peut être utilisé pour l'identification des erreurs multiples. Pour la détection des erreurs doubles dans le cas du code de Hsiao, 25 la parité totale peut être calculée notamment en utilisant deux méthodes distinctes. Dans la première méthode, un OU exclusif logique est appliqué entre tous les bits du syndrome ce qui a un impact négatif sur les performances de calcul du décodeur. Dans la seconde méthode, un OU exclusif logique est appliqué entre tous les bits du mot de code à décoder ce 30 qui a un impact négatif sur la surface du circuit de décodage. Ces deux inconvénients n'interviennent pas dans le cas des codes BPTC et dans certains cas des codes BPT. REVENDICATIONS1- Procédé de codage correcteur d'erreur générant des mots de code de m bits à partir de blocs de données utiles de n bits, ledit procédé ajoutant k bits de vérification à un bloc n bits de données utiles afin de générer un mot de code de m = n + k bits, lesdits bits de vérification étant définis en suivant les règles de combinaison définies par une matrice de parité H composée d'éléments binaires et comportant k lignes et m colonnes tels que H.V = 0, V étant une matrice colonne dont les m éléments sont les m bits du mot de code à générer, ledit procédé étant caractérisé en ce que les k bits de vérification sont séparés en deux groupes, d'une part un groupe de k1 bits appelés bits de parité totale PT et d'autre part un groupe de k2 bits appelés bits de vérification classiques VC, les valeurs de k, k1 et k2 vérifiant les conditions k = k1 + k2 et k > k1 > 1, la matrice H dont les colonnes sont aptes à être permutées étant décomposée en 6 sous-matrices A, B, C, D, E et F, lesdites sous-matrices étant définies telles que : la sous-matrice A est une matrice carrée composée des éléments binaires à l'intersection des k1 premières colonnes et des k1 premières lignes de la matrice H, la sous-matrice A étant une matrice unité ; - la sous-matrice B est composée des éléments binaires à l'intersection des colonnes kl+1 à kl+k2 et des k1 premières lignes de la matrice H et comprend un nombre impair de 1 par colonne ; - la sous-matrice C est composée des éléments binaires à l'intersection des n dernières colonnes et des k1 premières lignes de la matrice H et comprend un nombre impair de 1 par colonne ; la sous-matrice D est composée des éléments binaires à l'intersection des k1 premières colonnes et des k2 dernières lignes de la matrice H et est une matrice nulle ; la sous-matrice E est une matrice carrée composée des 35 éléments binaires à l'intersection des colonnes kl +1 à kl +k2et des k2 dernières lignes de la matrice H et est une matrice unité ; la sous-matrice F est composée des éléments binaires à l'intersection des n dernières colonnes et des k2 dernières lignes de la matrice H telle que les colonnes de la matrice H sont différentes. 2- Procédé de codage correcteur d'erreur selon la revendication 1 caractérisé en ce que la matrice résultant de la réunion des trois sous-matrices A, B, C de la matrice de parité H et appelée sous-matrice de parité (600) est construite telle que chaque colonne comprend un 1. 3- Procédé de codage correcteur d'erreur selon la revendication 2 caractérisé en ce que les colonnes de la matrice H de parité du code 15 sont permutées de manière à ce qu'un mot de code généré par le procédé selon l'invention est composé de plusieurs sous-ensembles contigus de bits, chaque sous-ensemble de bits comprenant au moins un des bits de parité totale PT. 20 4- Procédé de détection d'erreurs multiples au sein de mots de code générés par un procédé de codage selon l'une quelconque des revendications 1 à 3 caractérisé en ce qu'il comporte une étape de détermination d'un syndrome (1202), le syndrome d'un mot de code étant le résultat d'un OU exclusif logique appliqué bit à bit entre les 25 bits de vérification du mot de code sur lequel la détection est effectuée et les bits de vérification recalculés à partir des bits du mot de code sur lequel la détection est effectuée. 5- Procédé de détection d'erreurs multiples selon la revendication 4 30 caractérisé en ce qu'il comprend une étape de vérification du syndrome (1203) menant au calcul d'un indicateur EM1 (1204), ledit calcul étant exécuté si le nombre de 1 (Nsc) contenu dans le syndrome est différent de zéro, l'indicateur EM1 prenant la valeur 1 lorsqu'une erreur multiple est détectée et étant définis par l'expression 35~i=0 i dans laquelle : v indique une opération OU logique ; A indique une opération ET logique ; O+ représente l'opération OU exclusif logique ; Si représente le ième bit du syndrome ; Sj représente le jème bit du syndrome ; k représente le nombre de bits de syndrome ; k1 représente le nombre de bits de PTC ; x représente le complémentaire de x. 6- Procédé de détection d'erreurs multiples selon l'une quelconque des revendications 4 ou 5 caractérisé en ce qu'il comprend une étape de vérification du syndrome (1205) menant au calcul d'un indicateur EM2 15 (1206), ledit calcul étant exécuté si les bits du syndrome correspondant aux bits PT forment une combinaison non-utilisée pour l'identification des erreurs simples, l'indicateur EM2 prenant la valeur 1 lorsqu'une erreur multiple est détectée et étant définis par l'expression : ^( kl-1 k1-1 \ EM 2= V A Si A A Si 8ed ù~i=0 avec 8(i)=1 J 0=0 avec 8(i)=0 j dans laquelle : {0, 1, ..., kl -1 } -~ {0, 1} est une fonction indiquant une combinaison des k1 bits PT du syndrome dans laquelle le complément des bits Si est pris si 8(i)=0 ; A est l'ensemble de combinaisons 8 non-utilisées pour l'identification des erreurs simples. 7- Procédé de détection d'erreurs multiples selon l'une quelconque des revendications 4 à 6 caractérisé en ce qu'il comprend une étape de 30 vérification du syndrome (1207) menant au calcul d'un indicateur EM3 (1208), ledit calcul étant exécuté si les bits du syndrome correspondant aux bits VC forment une combinaison non-utilisée pour (kù1 EM1= 0 Si A U Si \ j=0 i 20 25l'identification des erreurs simples, l'indicateur EM3 prenant la valeur 1 lorsqu'une erreur multiple est détectée et étant définis par l'expression : kùI / kù1 EM3 = V A Si A A Si self ~i=kl avec rr(i)=1 / Vi=kl avec rr(i)=O dans laquelle : n {k1, kl +1, ..., k-1} -4 {0, 11 est une fonction indiquant une combinaison des k2 bits VC du syndrome dans laquelle le complément des bits Si est pris si n(i)=0 ; H est l'ensemble de combinaisons n non-utilisé pour l'identification ~o des erreurs simples.