JP2542590B2 - デ―タチャネル上のデ―タの復号方法及び復号装置 - Google Patents
デ―タチャネル上のデ―タの復号方法及び復号装置Info
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- H04L1/00—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received
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Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、データチャネル上を伝送されるデータを復
号する方法に関する。該データはグループ中に配置され
る。各グループは一定数Ｎ個のブロックを含んでいる。
各ブロック（Ｊ）はn1個のビットの情報語MJを含み、該
情報語は線形誤り防護符号（linear error protection
code）を用いることにより（n1＋n2）ビットの誤りを防
護されたブロックに拡大されている。この方法では、各
誤りを防護されたブロックには予め定められたオフセッ
ト語（off−set word）WJがビットごとの排他的論理和
演算EXCLUSIVE ORINGにより加算されており、該オフセ
ット語はそのグループ内部での当該ブロックのポジショ
ンを示すものである。
号する方法に関する。該データはグループ中に配置され
る。各グループは一定数Ｎ個のブロックを含んでいる。
各ブロック（Ｊ）はn1個のビットの情報語MJを含み、該
情報語は線形誤り防護符号（linear error protection
code）を用いることにより（n1＋n2）ビットの誤りを防
護されたブロックに拡大されている。この方法では、各
誤りを防護されたブロックには予め定められたオフセッ
ト語（off−set word）WJがビットごとの排他的論理和
演算EXCLUSIVE ORINGにより加算されており、該オフセ
ット語はそのグループ内部での当該ブロックのポジショ
ンを示すものである。
上述のデータの符号化システムはヨーロッパ放送連合
（EBU）の刊行物から既知であり、該連合の技術資料Tec
hn.3244−F,appendix2,part2.2に復号器の構成が記載さ
れている。
（EBU）の刊行物から既知であり、該連合の技術資料Tec
hn.3244−F,appendix2,part2.2に復号器の構成が記載さ
れている。
本発明の目的は、符号化仕様に合致する復号方法を提
供し、それによって基本的な設定での簡単な装置のまま
で、或る種の誤り、特に復号する局の同期誤りや伝送状
態が劣悪な環境での伝送誤りを訂正できるようにするこ
とである。もう少し敷衍すれば：本発明のシステムを実
現する装置は簡単なものであって、線形誤り防護符号は
初等的な符号化であるから複雑な復号過程は不必要であ
り、特に符号化されたブロックが短いものであればそれ
を表す数式も単純なものとなる。
供し、それによって基本的な設定での簡単な装置のまま
で、或る種の誤り、特に復号する局の同期誤りや伝送状
態が劣悪な環境での伝送誤りを訂正できるようにするこ
とである。もう少し敷衍すれば：本発明のシステムを実
現する装置は簡単なものであって、線形誤り防護符号は
初等的な符号化であるから複雑な復号過程は不必要であ
り、特に符号化されたブロックが短いものであればそれ
を表す数式も単純なものとなる。
本発明の目的を達成するために、この復号方法は次の
諸ステップ、すなわち （ａ）初期化フェーズ（initialization phase）では： （ｉ）一連の（n1＋n2）個のデータビットのシーケンス
を上記チャネルから受け取るステップ； （ii）該（n1＋n2）個のデータビットのシーケンスから
計数を１つ上げる増分（incremental）演算を用いて１
番目のシンドローム（a first syndrome）を生成するス
テップであって、各増分演算は最も最近に（most recen
tly）受け取った正確に１データビットを算入するもの
で、それにより上記１番目のシンドロームは複数のビッ
トを持つステップ； （iii）上記１番目のシンドロームをそれぞれのボジシ
ョンを示す標準シンドローム（position−indicating s
tandard syndromes）と比較するステップであって、該
ポジションを示す標準シンドロームとは可能性のあるす
べてのオフセット語に対応するものであるステップ； （iv）その比較で一致が得られない（non−corresponde
nce）場合には： （Ａ）上記（n1＋n2）個のデータビットから最も以前に
（least recently）受け取ったデータビットを除外する
ステップ；及び （Ｂ）更にもっと最近に（still more recently）受け
取った１データビットを算入して上記１番目のシンドロ
ームを更新するステップ； （ｖ）上記予め定められたオフセット語のうちの１つに
対応するポジションを示す標準シンドロームとの一致が
得られるまで、上記ステップ（iii）と上記ステップ（i
v）とを繰り返して、それにより同期が設立されるステ
ップ； （ｂ）初期化フェーズ（ａ）のステップに続くユーザー
（user）フェーズでは： （ｉ）上記データチャネルを通して受け取った次の（n1
＋n2）個のビットのブロックの各々に対して、付随する
（associated）シンドロームを生成するステップ； （ii）該付随するシンドロームを、少なくとも１つの適
切なポジションを示す標準シンドロームと比較するステ
ップであって、次のブロックの各々は一連のグループの
中で次のそれに続く（next−following）ポジションと
見做されるポジションを持つステップ； （iii）一致が得られる場合には、それを表す１番目の
戦略制御（strategy controlling）信号値を出力し、ま
たブロックの情報語をユーザーに出力するステップ； （iv）一致が得られない場合には、付随する（associat
ed）オフセット語を持たない誤りを防護された（n1＋n
2）個のビットのブロックに誤り訂正演算を施し、また
それを表す２番目の戦略制御信号値を出力するステッ
プ； （ｃ）予め定められた時間的順序（time sequence）で
上記１番目の戦略制御信号値と上記２番目の戦略制御信
号値とが生起したならば、初期化フェーズ（ａ）のステ
ップを再スタートさせて、それにより誤りの数が多くな
り過ぎたときに初期化フェーズを再スタートするステッ
プ； の諸ステップを含むものとする。
諸ステップ、すなわち （ａ）初期化フェーズ（initialization phase）では： （ｉ）一連の（n1＋n2）個のデータビットのシーケンス
を上記チャネルから受け取るステップ； （ii）該（n1＋n2）個のデータビットのシーケンスから
計数を１つ上げる増分（incremental）演算を用いて１
番目のシンドローム（a first syndrome）を生成するス
テップであって、各増分演算は最も最近に（most recen
tly）受け取った正確に１データビットを算入するもの
で、それにより上記１番目のシンドロームは複数のビッ
トを持つステップ； （iii）上記１番目のシンドロームをそれぞれのボジシ
ョンを示す標準シンドローム（position−indicating s
tandard syndromes）と比較するステップであって、該
ポジションを示す標準シンドロームとは可能性のあるす
べてのオフセット語に対応するものであるステップ； （iv）その比較で一致が得られない（non−corresponde
nce）場合には： （Ａ）上記（n1＋n2）個のデータビットから最も以前に
（least recently）受け取ったデータビットを除外する
ステップ；及び （Ｂ）更にもっと最近に（still more recently）受け
取った１データビットを算入して上記１番目のシンドロ
ームを更新するステップ； （ｖ）上記予め定められたオフセット語のうちの１つに
対応するポジションを示す標準シンドロームとの一致が
得られるまで、上記ステップ（iii）と上記ステップ（i
v）とを繰り返して、それにより同期が設立されるステ
ップ； （ｂ）初期化フェーズ（ａ）のステップに続くユーザー
（user）フェーズでは： （ｉ）上記データチャネルを通して受け取った次の（n1
＋n2）個のビットのブロックの各々に対して、付随する
（associated）シンドロームを生成するステップ； （ii）該付随するシンドロームを、少なくとも１つの適
切なポジションを示す標準シンドロームと比較するステ
ップであって、次のブロックの各々は一連のグループの
中で次のそれに続く（next−following）ポジションと
見做されるポジションを持つステップ； （iii）一致が得られる場合には、それを表す１番目の
戦略制御（strategy controlling）信号値を出力し、ま
たブロックの情報語をユーザーに出力するステップ； （iv）一致が得られない場合には、付随する（associat
ed）オフセット語を持たない誤りを防護された（n1＋n
2）個のビットのブロックに誤り訂正演算を施し、また
それを表す２番目の戦略制御信号値を出力するステッ
プ； （ｃ）予め定められた時間的順序（time sequence）で
上記１番目の戦略制御信号値と上記２番目の戦略制御信
号値とが生起したならば、初期化フェーズ（ａ）のステ
ップを再スタートさせて、それにより誤りの数が多くな
り過ぎたときに初期化フェーズを再スタートするステッ
プ； の諸ステップを含むものとする。
或る種の符号化過程又はアルゴリズムを通して、n1ビ
ットの情報語（information word）が、n2ビットのいわ
ゆる冗長ビット（redundant bits）により防護されると
きに、受信端で更にもう一回全く同一のやり方で符号化
が行われて、n2個のビットが更にもう１回生成され、そ
の２つの結果が比較されて、そのときの現実の差異が、
受信した（n1＋n2）ビットのシンドロームと呼ばれるの
である。一般的には、シンドロームは受信した情報の冗
長部と同じフォーマットを持っている。シンドロームと
いう言葉はもっと広い意味を持つが、この特定の場合に
は上記のような意味に使われる。
ットの情報語（information word）が、n2ビットのいわ
ゆる冗長ビット（redundant bits）により防護されると
きに、受信端で更にもう一回全く同一のやり方で符号化
が行われて、n2個のビットが更にもう１回生成され、そ
の２つの結果が比較されて、そのときの現実の差異が、
受信した（n1＋n2）ビットのシンドロームと呼ばれるの
である。一般的には、シンドロームは受信した情報の冗
長部と同じフォーマットを持っている。シンドロームと
いう言葉はもっと広い意味を持つが、この特定の場合に
は上記のような意味に使われる。
或る特定の場合には（n1＋n2）ビットのブロックが何
処で始まるのか判然としないことがある。それ故に（n1
＋n2）ビットの開始を間違って捕らえたときにも、受信
した情報が正しいものかそうでないかについて解明すべ
き何らかの考え方がしばしば可能である。シンドローム
は次のことを表すことができる：もし受信した情報が正
しいとするならば、検出が何処でスタートしたのであっ
たかを云い当てることができる。そのとき１番目の戦略
制御信号値が発出される。これに反してもし受信した情
報が正しくないとするならば、シンドロームの云い当て
られることは僅かしかない。もし以前におけると同じシ
ンドロームが受信されたならば、それは誤った結論を導
く恐れがある。受信した情報が確実に誤っていることを
表すのに２番目の戦略制御信号値が用いられる。そこ
で、もし１番目の戦略制御信号値と２番目の戦略制御信
号値とをある特定の順序で受信したならば、正しい解答
の確率はずっと高くなる。例えば、３つのO.K.信号（１
番目の戦略制御信号値）は実際に誤りの起きている機会
が十分に小さいことを意味する。誤り防護は誤りの検出
ができるということに留意されたい。不一致（＝非０の
シンドローム）は、誤った同期と検出可能な誤りとの組
合せによって起こることがあり得るのである。
処で始まるのか判然としないことがある。それ故に（n1
＋n2）ビットの開始を間違って捕らえたときにも、受信
した情報が正しいものかそうでないかについて解明すべ
き何らかの考え方がしばしば可能である。シンドローム
は次のことを表すことができる：もし受信した情報が正
しいとするならば、検出が何処でスタートしたのであっ
たかを云い当てることができる。そのとき１番目の戦略
制御信号値が発出される。これに反してもし受信した情
報が正しくないとするならば、シンドロームの云い当て
られることは僅かしかない。もし以前におけると同じシ
ンドロームが受信されたならば、それは誤った結論を導
く恐れがある。受信した情報が確実に誤っていることを
表すのに２番目の戦略制御信号値が用いられる。そこ
で、もし１番目の戦略制御信号値と２番目の戦略制御信
号値とをある特定の順序で受信したならば、正しい解答
の確率はずっと高くなる。例えば、３つのO.K.信号（１
番目の戦略制御信号値）は実際に誤りの起きている機会
が十分に小さいことを意味する。誤り防護は誤りの検出
ができるということに留意されたい。不一致（＝非０の
シンドローム）は、誤った同期と検出可能な誤りとの組
合せによって起こることがあり得るのである。
以上述べたように、正しい同期を信頼することができ
るためには、特定の配列のO.K.信号（すなわち１番目の
戦略制御信号値）の必要なことが明らかになった。更に
また、非O.K.信号（すなわち２番目の戦略制御信号値）
の生起も、或る量までは許容できるのである。その量を
超えたときに限り、同期は少なくとも一時的に不可能と
なる。
るためには、特定の配列のO.K.信号（すなわち１番目の
戦略制御信号値）の必要なことが明らかになった。更に
また、非O.K.信号（すなわち２番目の戦略制御信号値）
の生起も、或る量までは許容できるのである。その量を
超えたときに限り、同期は少なくとも一時的に不可能と
なる。
本発明は、特にFM帯域での無線データ伝送用のシステ
ムとして格別に有用であろう。そのようなシステムで、
RDS（Radio Data System）という名前でよく知られてい
るもの等では、聴取者に気付かれることなくデータを挿
入することが可能であり、それは特にラジオ受信機を同
調させ、モノ又はステレオ音声ラジオ放送プログラムを
識別するのに役立つ。表示用スクリーンをもつ受信機で
は受信機が同調しているプログラムの名称や形式を表示
し、復号器や無線テキスト等やその他更に特定の情報、
例えば車載のカーラジオをもつ自動車愛好家向けの道路
情報を識別するようなことが可能になる。
ムとして格別に有用であろう。そのようなシステムで、
RDS（Radio Data System）という名前でよく知られてい
るもの等では、聴取者に気付かれることなくデータを挿
入することが可能であり、それは特にラジオ受信機を同
調させ、モノ又はステレオ音声ラジオ放送プログラムを
識別するのに役立つ。表示用スクリーンをもつ受信機で
は受信機が同調しているプログラムの名称や形式を表示
し、復号器や無線テキスト等やその他更に特定の情報、
例えば車載のカーラジオをもつ自動車愛好家向けの道路
情報を識別するようなことが可能になる。
なお又本発明は、片方向の点対点（point−to−poin
t）の通信路で使用することも、別のタイプの変調方式
で使用することも、全く異なる適用環境で使用すること
も可能である。
t）の通信路で使用することも、別のタイプの変調方式
で使用することも、全く異なる適用環境で使用すること
も可能である。
この復号の原理は、或る数のブロックが順次誤り無し
に受信された場合にのみ同期を開始できる、だかしかし
一旦同期が確立された後には、各ブロック内部に或る一
定の誤り防護が施されるので或る量の誤りは許容され
る、というものである。上に引用した符号化仕様では、
１グループは４ブロックを含み、各ブロックは16ビット
の１情報語を含む、誤り防護は体系的（systematic）な
符号と10ビットの冗長度とを用いて実行される。この冗
長度は単一ビット誤りと、最大５ビットまでの長さのバ
ースト誤りとを訂正できる。種々の異なる誤り防護方策
を実行するのにそれぞれ特定量の冗長度を用いること自
体は既知である。例えばそのような方策の１つとして或
る符号の完全な誤り訂正の可能性を放棄してその代わり
に誤り検出の可能性を高める、というのがある。また例
えばビット的に（bitwise）最小４のハミング（Hammin
g）距離をもつ符号を使えば、単一誤り訂正・２重誤り
検出か又はその代わりに３重誤り検出かのどちらかが可
能である。単純な応用例でも或る種の符号ブロックにつ
いて他の符号ブロックとは異なる取扱をすることができ
る。線形誤り防護符号の利点は２つの符号ブロックの和
が再び１つの符号ブロックを構成することである。符号
はビットレベルで体系的（systematic）なものでもビッ
トレベルで非体系的（non−systematic）なものでもど
ちらでもよい。体系的な場合には情報語がn1個の特定の
ビットポジションの中に入っている。非体系的な場合に
はもっと多くの数のビットポジションから（最大では
（n1＋n2）個のビットポジションから）情報語を検索し
なければならない。
に受信された場合にのみ同期を開始できる、だかしかし
一旦同期が確立された後には、各ブロック内部に或る一
定の誤り防護が施されるので或る量の誤りは許容され
る、というものである。上に引用した符号化仕様では、
１グループは４ブロックを含み、各ブロックは16ビット
の１情報語を含む、誤り防護は体系的（systematic）な
符号と10ビットの冗長度とを用いて実行される。この冗
長度は単一ビット誤りと、最大５ビットまでの長さのバ
ースト誤りとを訂正できる。種々の異なる誤り防護方策
を実行するのにそれぞれ特定量の冗長度を用いること自
体は既知である。例えばそのような方策の１つとして或
る符号の完全な誤り訂正の可能性を放棄してその代わり
に誤り検出の可能性を高める、というのがある。また例
えばビット的に（bitwise）最小４のハミング（Hammin
g）距離をもつ符号を使えば、単一誤り訂正・２重誤り
検出か又はその代わりに３重誤り検出かのどちらかが可
能である。単純な応用例でも或る種の符号ブロックにつ
いて他の符号ブロックとは異なる取扱をすることができ
る。線形誤り防護符号の利点は２つの符号ブロックの和
が再び１つの符号ブロックを構成することである。符号
はビットレベルで体系的（systematic）なものでもビッ
トレベルで非体系的（non−systematic）なものでもど
ちらでもよい。体系的な場合には情報語がn1個の特定の
ビットポジションの中に入っている。非体系的な場合に
はもっと多くの数のビットポジションから（最大では
（n1＋n2）個のビットポジションから）情報語を検索し
なければならない。
初期化フェーズすなわち同期化フェーズが成功裡に完
了した後にユーザー・フェーズが始まる。場合によって
は、ユーザー・フェーズの誤りの量が増大して同期が失
われたと考えなければならない程度に及ぶことがある。
そんな場合にはシステムは同期化フェーズに戻る。訂正
可能ないし検出可能な誤りは例えば車載ラジオをもつ車
両が橋の下を通過するときに特に起きる可能性がある。
これに対する防護は、一連のビットの流れの中の、種々
の予め定められた（（n1＋n2）ビットの間隔を置いた）
ポジションで実際に生成されたシンドロームを対応する
適切な標準シンドロームと対比することにより、極めて
効果的なものとなる。もしこの比較で等しいとなったら
同期は正しく伝送も誤り無しと考えられる。もしこの比
較で等しいとならなかったら誤り防護演算が実行され
る。その演算の結果は、誤り１個、誤り２個又はもっと
多くの誤り（これは訂正不可能と思われる）の検出であ
るとか、１ビット誤り又はもっと多いビット誤りの訂正
とか、或いはその組合せとなろう。誤りのタイプは誤り
レジスタ手段に記憶される。システムはこれらの誤りの
タイプを連続的に記帳して置き、各ブロックの処理の後
で伝送品質の期待値について判断を下す。或る種の応用
分野ではこの判断規準が調節可能である。１つの特定の
考え方として、誤り（訂正可能であってもなくても）の
あったブロックが１つある毎に誤り点（error score）
を１点ふやす。そしてある限界に達したならばシステム
は同期が外れたものと考える。正しいブロックを受信し
たら誤り点を０に復帰させる。これ以外の考え方につい
ては後述する。
了した後にユーザー・フェーズが始まる。場合によって
は、ユーザー・フェーズの誤りの量が増大して同期が失
われたと考えなければならない程度に及ぶことがある。
そんな場合にはシステムは同期化フェーズに戻る。訂正
可能ないし検出可能な誤りは例えば車載ラジオをもつ車
両が橋の下を通過するときに特に起きる可能性がある。
これに対する防護は、一連のビットの流れの中の、種々
の予め定められた（（n1＋n2）ビットの間隔を置いた）
ポジションで実際に生成されたシンドロームを対応する
適切な標準シンドロームと対比することにより、極めて
効果的なものとなる。もしこの比較で等しいとなったら
同期は正しく伝送も誤り無しと考えられる。もしこの比
較で等しいとならなかったら誤り防護演算が実行され
る。その演算の結果は、誤り１個、誤り２個又はもっと
多くの誤り（これは訂正不可能と思われる）の検出であ
るとか、１ビット誤り又はもっと多いビット誤りの訂正
とか、或いはその組合せとなろう。誤りのタイプは誤り
レジスタ手段に記憶される。システムはこれらの誤りの
タイプを連続的に記帳して置き、各ブロックの処理の後
で伝送品質の期待値について判断を下す。或る種の応用
分野ではこの判断規準が調節可能である。１つの特定の
考え方として、誤り（訂正可能であってもなくても）の
あったブロックが１つある毎に誤り点（error score）
を１点ふやす。そしてある限界に達したならばシステム
は同期が外れたものと考える。正しいブロックを受信し
たら誤り点を０に復帰させる。これ以外の考え方につい
ては後述する。
ヨーロッパ放送連合がRDSシステムについて定めた仕
様では、各グループの最初のブロックの情報語はすべて
同じにする、と約束している。本発明ではこの特別の規
約を活用して、グループ内で起こり得る±１ビットのス
リップ（slip）をすべて検出し訂正する。これが、本発
明の１実施例においては、データチャネル上で最初のブ
ロックが同一であるとユーザー・フェーズにもビットス
リップ誤りの探索及び訂正フェーズを含ませようとする
理由である。それ故に、この最初のブロックが誤り無し
に検出された後に同期の時点が０ビットセル、＋１ビッ
トセル又は−１ビットセルだけシフトする間はスリップ
検出の可能性が持続される。このやり方により２番目及
びそれ以後のブロックの訂正不可能な誤りの確率が遥か
に低くなるのである。
様では、各グループの最初のブロックの情報語はすべて
同じにする、と約束している。本発明ではこの特別の規
約を活用して、グループ内で起こり得る±１ビットのス
リップ（slip）をすべて検出し訂正する。これが、本発
明の１実施例においては、データチャネル上で最初のブ
ロックが同一であるとユーザー・フェーズにもビットス
リップ誤りの探索及び訂正フェーズを含ませようとする
理由である。それ故に、この最初のブロックが誤り無し
に検出された後に同期の時点が０ビットセル、＋１ビッ
トセル又は−１ビットセルだけシフトする間はスリップ
検出の可能性が持続される。このやり方により２番目及
びそれ以後のブロックの訂正不可能な誤りの確率が遥か
に低くなるのである。
本発明は大規模な処理手段を必要としない点で有利で
ある。特にメモリ容量は限定されたもの（4Kバイトより
小さい）で足りる。
ある。特にメモリ容量は限定されたもの（4Kバイトより
小さい）で足りる。
本発明はまた上述の方法を実行する装置にも関する。
そのような装置は、復調用コンポネントとクロック再生
コンポネントとから成る一般用の（universal）復号器
を含んでいる。その入力はラジオ受信機の多重出力（mu
ltiplex output）に接続される。該装置は更に放送デー
タを処理するマイクロプロセッサも含んでいる。その出
力はラジオ受信機を制御するもう１つのマイクロプロセ
ッサに接続される。上記一般用の復号器からの出力は様
々な用途に当てられ、それらの用途は、データの適用さ
れる周囲の状況やデータの内容ま目標とする品質レベ
ル、安全レベル等によって決まるのである。
そのような装置は、復調用コンポネントとクロック再生
コンポネントとから成る一般用の（universal）復号器
を含んでいる。その入力はラジオ受信機の多重出力（mu
ltiplex output）に接続される。該装置は更に放送デー
タを処理するマイクロプロセッサも含んでいる。その出
力はラジオ受信機を制御するもう１つのマイクロプロセ
ッサに接続される。上記一般用の復号器からの出力は様
々な用途に当てられ、それらの用途は、データの適用さ
れる周囲の状況やデータの内容ま目標とする品質レベ
ル、安全レベル等によって決まるのである。
以下、本発明を図面及び実施例により詳細に説明す
る。
る。
「本発明の前提となる構成」 第１図はデータチャネルの構造を示す図である。その
最大のコンポネントは、例えばＮ＝４個のブロックをも
つ１つのグループである。各ブロックＪ（Ｊ＝１ないし
Ｊ＝４）は、n1ビットの情報語MJ及びn2ビットの制御語
CJから成る。ヨーロッパ放送連合のRDSシステムに関す
る勧告（recommendations）には、16ビットの情報語と1
0ビットの制御語、従って１ブロックがn1＋n2＝26ビッ
トを持つと記載されている。
最大のコンポネントは、例えばＮ＝４個のブロックをも
つ１つのグループである。各ブロックＪ（Ｊ＝１ないし
Ｊ＝４）は、n1ビットの情報語MJ及びn2ビットの制御語
CJから成る。ヨーロッパ放送連合のRDSシステムに関す
る勧告（recommendations）には、16ビットの情報語と1
0ビットの制御語、従って１ブロックがn1＋n2＝26ビッ
トを持つと記載されている。
第２図は（n1＋n2）ビットの１ブロックに対するシン
ドロームSJの生成を示す図である。この生成は、その大
きさが（n1＋n2）×n2ビットのパリティチェック・マト
リクスを乗算することにより実行される。その結果とし
てシンドロームはn2ビットのビット列（bit string）と
なる。系統的（systematic）でない符号のシンドローム
計算はそれに対応するやり方でなされる。
ドロームSJの生成を示す図である。この生成は、その大
きさが（n1＋n2）×n2ビットのパリティチェック・マト
リクスを乗算することにより実行される。その結果とし
てシンドロームはn2ビットのビット列（bit string）と
なる。系統的（systematic）でない符号のシンドローム
計算はそれに対応するやり方でなされる。
「復号の説明」 第３図は本発明の復号過程を示すフローチャートであ
る。この過程は、送信機側では、各ブロックの制御語CJ
にいわゆるオフセット語を加算する（ビットごとの排他
的論理和演算を行うEXCLUSIVE ORED）ことにより可能と
なる。各オフセット語の内容はグループ内部で制御語の
（従って当該ブロックの）ポジションと１対１に対応し
ている。第１図の構造に対しては４個の異なるオフセッ
ト語があれば十分である。しかし構造上の理由で上記RD
Sシステムは７個の異なるオフセット語を持っている。
従ってこれらのオフセット語のうちの或るものは、グル
ープ内部でブロックのポジションを示す以外にもその他
の目的、例えばブロックのタイプ又は当該グループのタ
イプを示すのに用いることもできよう。だがそれらの情
報は本発明のレベルでは使用されない。
る。この過程は、送信機側では、各ブロックの制御語CJ
にいわゆるオフセット語を加算する（ビットごとの排他
的論理和演算を行うEXCLUSIVE ORED）ことにより可能と
なる。各オフセット語の内容はグループ内部で制御語の
（従って当該ブロックの）ポジションと１対１に対応し
ている。第１図の構造に対しては４個の異なるオフセッ
ト語があれば十分である。しかし構造上の理由で上記RD
Sシステムは７個の異なるオフセット語を持っている。
従ってこれらのオフセット語のうちの或るものは、グル
ープ内部でブロックのポジションを示す以外にもその他
の目的、例えばブロックのタイプ又は当該グループのタ
イプを示すのに用いることもできよう。だがそれらの情
報は本発明のレベルでは使用されない。
第３図のフローチャートは入力60で始まる。茲でデー
タビットを受け取るが、ブロック内部又はブロックのグ
ループ内部でのその相対的ポジションは未だ明らかでな
い。この図の破線62より上の部分が初期化フェーズすな
わち同期化フェーズである。換言すればシステムがこの
同期化過程にある限り復号されたデータは未だ信頼でき
るものとは考えられていない。枠42は初期化フェーズを
表す。茲で、最初の（n1＋n2）ビットで構成されるブロ
ックのシンドロームSJ及びこれに加算されるオフセット
語が計算される。この計算用の時間及びメモリ容量を限
定するために、シンドロームSJの計数を１つ上げる増分
計算は次のようになされる、すなわち受け取った各デー
タビットに対して、仮（preliminary）シンドローム・
ビット列がこれに増分を施した（increment）ビット列s
iにより更新され、最も最近のデータビットが最終の（u
ltimate）データビット列SJに向けて寄与して行く。こ
れはデータビットを計数する主カウンタがポジション
（n1＋n2）に到達するまで継続する。この点で同期が実
現することは原理的に可能である。そこでシステムは枠
44に進み、そこには出口が２つある。枠44では、実際に
生成されたシンドロームSJと標準シンドロームSWとの比
較がなされる、但し標準シンドロームSWの各々は特定の
オフセット語WJのみに基づいて生成されたものである。
茲で注意すべきは、オフセット語が疑似誤り語（quasi
−error word）を構成する、ということである。これら
の疑似誤り語は比較レジスタ手段RC内に存在する。従っ
て第１図の設定では少なくとも４つのそのような標準シ
ンドロームが存在するであろう。もし比較がすべて否で
あったら２つの可能性がある：ブロック・ウィンドウの
ポジションが誤っているか、又は受け取ったデータに誤
りがあるか、である。否の出力（０の側）ではシステム
は枠40に進み、ブロック・ウィンドウのポジションを直
そうと試みる。各次のそれに続く（next−following）
データビットｂ（n1＋n2＋ｋ）に対してシンドロームは
更に更新される。これはデータビットｂ（ｋ）の寄与を
抹消（wiping out）して、データビットｂ（n1＋n2＋
ｋ）の寄与をシンドローム・ビット列に加えることによ
り実行されるのであって、枠内にはこの演算がシンボル
的に示してある。もしｋの値が（n1＋n2）に達するなら
ば、ウィンドウのポジションは正しかったものとすべき
である；その場合には比較の結果が否というのは間違い
なく誤りによるものであった、しかし第３図のシステム
はブロック・ウィンドウのポジション直しを継続し、原
理的にはそれは無限に続くことも可能である。もっと高
度の対策、例えばタイムアウトの設定（使用不可の接続
を信号すること）等は本発明の範囲外とする。符号の線
形性（２つの符号ブロックの和が再び１つの符号ブロッ
クを表すこと）によって、ブロック・ウィンドウの外部
のビット誤りはシンドロームに寄与しない。また、この
符号の線形性によって枠42でシンドロームSJの増分によ
る生成（incremental generation）、すなわち次の各ビ
ットがシンドロームに対しそれの役割を果たし、以前の
ビットの寄与は再計算するに及ばない生成、ができるの
である。
タビットを受け取るが、ブロック内部又はブロックのグ
ループ内部でのその相対的ポジションは未だ明らかでな
い。この図の破線62より上の部分が初期化フェーズすな
わち同期化フェーズである。換言すればシステムがこの
同期化過程にある限り復号されたデータは未だ信頼でき
るものとは考えられていない。枠42は初期化フェーズを
表す。茲で、最初の（n1＋n2）ビットで構成されるブロ
ックのシンドロームSJ及びこれに加算されるオフセット
語が計算される。この計算用の時間及びメモリ容量を限
定するために、シンドロームSJの計数を１つ上げる増分
計算は次のようになされる、すなわち受け取った各デー
タビットに対して、仮（preliminary）シンドローム・
ビット列がこれに増分を施した（increment）ビット列s
iにより更新され、最も最近のデータビットが最終の（u
ltimate）データビット列SJに向けて寄与して行く。こ
れはデータビットを計数する主カウンタがポジション
（n1＋n2）に到達するまで継続する。この点で同期が実
現することは原理的に可能である。そこでシステムは枠
44に進み、そこには出口が２つある。枠44では、実際に
生成されたシンドロームSJと標準シンドロームSWとの比
較がなされる、但し標準シンドロームSWの各々は特定の
オフセット語WJのみに基づいて生成されたものである。
茲で注意すべきは、オフセット語が疑似誤り語（quasi
−error word）を構成する、ということである。これら
の疑似誤り語は比較レジスタ手段RC内に存在する。従っ
て第１図の設定では少なくとも４つのそのような標準シ
ンドロームが存在するであろう。もし比較がすべて否で
あったら２つの可能性がある：ブロック・ウィンドウの
ポジションが誤っているか、又は受け取ったデータに誤
りがあるか、である。否の出力（０の側）ではシステム
は枠40に進み、ブロック・ウィンドウのポジションを直
そうと試みる。各次のそれに続く（next−following）
データビットｂ（n1＋n2＋ｋ）に対してシンドロームは
更に更新される。これはデータビットｂ（ｋ）の寄与を
抹消（wiping out）して、データビットｂ（n1＋n2＋
ｋ）の寄与をシンドローム・ビット列に加えることによ
り実行されるのであって、枠内にはこの演算がシンボル
的に示してある。もしｋの値が（n1＋n2）に達するなら
ば、ウィンドウのポジションは正しかったものとすべき
である；その場合には比較の結果が否というのは間違い
なく誤りによるものであった、しかし第３図のシステム
はブロック・ウィンドウのポジション直しを継続し、原
理的にはそれは無限に続くことも可能である。もっと高
度の対策、例えばタイムアウトの設定（使用不可の接続
を信号すること）等は本発明の範囲外とする。符号の線
形性（２つの符号ブロックの和が再び１つの符号ブロッ
クを表すこと）によって、ブロック・ウィンドウの外部
のビット誤りはシンドロームに寄与しない。また、この
符号の線形性によって枠42でシンドロームSJの増分によ
る生成（incremental generation）、すなわち次の各ビ
ットがシンドロームに対しそれの役割を果たし、以前の
ビットの寄与は再計算するに及ばない生成、ができるの
である。
こうして、誤りの数が十分少ないときには場合によっ
て枠44の比較は肯定的な結果（１の側）となり、システ
ムは枠46に進む。茲では以前のウィンドウは正しいポジ
ションにあると仮定し、また以前の標準シンドローム同
一性（identity）は既知であると仮定する。それ故にそ
の次に期待されるオフセット語（単数又は複数）に対す
る標準シンドローム（単数又は複数）は比較レジスタ手
段から選定される。茲で注意すべきは、このように予想
することは（正確にＮ個の異なるオフセット語の場合に
おける）例外的な場合のものであり、それ以外の場合は
よく分からないのである。例えばＮ＝４でオフセット語
が７個の場合に、オフセット語シンドロームの数として
期待される数は１から４までの間で変動し得る。枠46で
は更に、その次のシンドロームＳ（Ｊ＋１）が、枠42で
行ったのと全く同じやり方で計算される。計算が終わる
と枠50が新しいシンドロームＳ（Ｊ＋１）が比較レジス
タ手段から選定された（１つ又はそれ以上の）シンドロ
ームと対比される。その結果は枠44で行ったのと同様に
一致を肯定するか否定するかである。もし結果が否定的
であったらシステムは同期が存在しないものとして枠42
に戻る。もし結果が肯定的であったらシステムは同期が
正しいものとして、本来のデータ処理部すなわち破線62
より下のユーザー・フェーズに進む。枠46と枠50の過程
を１回又はそれ以上繰り返すことができれば安全性の程
度を更に増大させることができるが、一方では二次カウ
ンタがこの繰り返しの回数を監視しておりそれが予め定
められたレベルに達したならば破線62を超えることがで
きる。ある種の応用例では枠44における唯１回の比較で
正しいとなれば十分であってその出力は直ちに枠48に進
む。破線62の下側では２つの最も最近受け取ったブロッ
クが正しいものと見做される（上述の二次カウンタが用
いられていればもっと多数のブロックが正しいものと見
做される）。このときシステムはこれらの正しいブロッ
クのうちから１つの（最も最近の）ブロック又は更に多
数のブロックのデータ語（単数又は複数）をユーザーに
送出できる。この演算を“BUS"と書いた枠48で示す：こ
れは第５図に示す復号装置中の太い矢印で示されている
バス23の処で行われる。第５図の装置の詳細については
後述するが、クロック発生器及び復調器と共に集積化さ
れているマイクロプロセッサ14と、受信機制御用のマイ
クロプロセッサ22との間にあるのが、８ビット幅のバス
23であって、アンテナ20で受信した信号から抽出した正
しい符号情報を受け取るのがこのバスである。次に枠46
/50の演算が枠52/54で繰り返される。枠54では毎回適切
な（単数又は複数の）シンドロームに対して枠50で行っ
たのと同じ比較を行う。その比較で誤りが無いと判った
らシステムは枠68を経由して枠48に進み、そこで情報語
がユーザーに送出できるようになる。「誤り対応戦略ブ
ロック（error strategy block）」と呼ぶ枠68について
は後述する。原理的には枠48,52,54,68のループは連続
して実行できる。しかし枠50のときとは対照的にこの場
合は誤り防護機能をも考慮に入れる。従ってもし不一致
が存在する（枠54の０の側）ならばシステムは枠56に進
む。枠56では、付随するオフセット語を持たない誤り防
護された（n1＋n2）個のビットのブロックに誤り防護演
算を施し、本来のシンドロームを使用する。オフセット
語はそれを引き算することにより無視する（それはビッ
トごとの排他的論理和演算EXCLUSIVE ORINGと同様）。
特定の応用分野としてのRDSシステムでは種々の信号形
態が生じ得る：それらは a.信号に単一ビット誤りがあり、データ語は訂正されて
いる； b.信号に複合誤りがあり、多分それと共に誤りバースト
長が示されている； c.信号に訂正不可能な誤りがある（単一バースト中にな
い２つ以上のビット誤り、又は長さが５より大きいバー
スト誤り）． である。これらの信号形態が訂正可能かどうかに関して
枠58で分析する。その答えが「訂正可能」（１の側）と
出たら「誤り対応戦略ブロック」である枠70を経由して
枠48に進み、そこで情報語がユーザーに送出できるよう
になる。前と同様に原理的には枠48,54,52,58,70のルー
プは連続して実行できる。枠58で誤りが訂正不可能と判
ったらシステムは枠66に進む。枠66では誤り防護戦略の
実際の状態が評価される。この実際の状態というのは数
値で表される。もしこの数値が低（１の側）であれば、
システムは枠64に進む。茲で１番目のメッセージがユー
ザーに送出できるようになる。この１番目のメッセージ
は「情報語が検索できない」と信号するものであろう。
次にシステムは「誤り対応戦略ブロック」である枠72に
進む。そこからシステムは枠52に進む。従って同期誤り
は生じなかったとされるが、情報語がユーザーに送出で
きるようにならなかったのであり、枠48はバイパスされ
る。しかし枠66でもし数値が高（０の側）と判れば同期
に失われたものとし、システムは枠74に進む。茲では２
番目のメッセージがユーザーに送出できるようになる。
この２番目のメッセージは「同期は失われた」と信号す
るものであろう。その後で同期化過程が再スタートす
る。第３図の設定の一変形として試験用の枠66を枠54の
否定側出力に直接接続し、枠66の２つの出力はそれぞれ
枠74及び枠56に接続することもできる。その他様々の相
互接続スキームが好結果をもたらす。茲で「誤り対応戦
略ブロック」68,70,72について考察しよう。
て枠44の比較は肯定的な結果（１の側）となり、システ
ムは枠46に進む。茲では以前のウィンドウは正しいポジ
ションにあると仮定し、また以前の標準シンドローム同
一性（identity）は既知であると仮定する。それ故にそ
の次に期待されるオフセット語（単数又は複数）に対す
る標準シンドローム（単数又は複数）は比較レジスタ手
段から選定される。茲で注意すべきは、このように予想
することは（正確にＮ個の異なるオフセット語の場合に
おける）例外的な場合のものであり、それ以外の場合は
よく分からないのである。例えばＮ＝４でオフセット語
が７個の場合に、オフセット語シンドロームの数として
期待される数は１から４までの間で変動し得る。枠46で
は更に、その次のシンドロームＳ（Ｊ＋１）が、枠42で
行ったのと全く同じやり方で計算される。計算が終わる
と枠50が新しいシンドロームＳ（Ｊ＋１）が比較レジス
タ手段から選定された（１つ又はそれ以上の）シンドロ
ームと対比される。その結果は枠44で行ったのと同様に
一致を肯定するか否定するかである。もし結果が否定的
であったらシステムは同期が存在しないものとして枠42
に戻る。もし結果が肯定的であったらシステムは同期が
正しいものとして、本来のデータ処理部すなわち破線62
より下のユーザー・フェーズに進む。枠46と枠50の過程
を１回又はそれ以上繰り返すことができれば安全性の程
度を更に増大させることができるが、一方では二次カウ
ンタがこの繰り返しの回数を監視しておりそれが予め定
められたレベルに達したならば破線62を超えることがで
きる。ある種の応用例では枠44における唯１回の比較で
正しいとなれば十分であってその出力は直ちに枠48に進
む。破線62の下側では２つの最も最近受け取ったブロッ
クが正しいものと見做される（上述の二次カウンタが用
いられていればもっと多数のブロックが正しいものと見
做される）。このときシステムはこれらの正しいブロッ
クのうちから１つの（最も最近の）ブロック又は更に多
数のブロックのデータ語（単数又は複数）をユーザーに
送出できる。この演算を“BUS"と書いた枠48で示す：こ
れは第５図に示す復号装置中の太い矢印で示されている
バス23の処で行われる。第５図の装置の詳細については
後述するが、クロック発生器及び復調器と共に集積化さ
れているマイクロプロセッサ14と、受信機制御用のマイ
クロプロセッサ22との間にあるのが、８ビット幅のバス
23であって、アンテナ20で受信した信号から抽出した正
しい符号情報を受け取るのがこのバスである。次に枠46
/50の演算が枠52/54で繰り返される。枠54では毎回適切
な（単数又は複数の）シンドロームに対して枠50で行っ
たのと同じ比較を行う。その比較で誤りが無いと判った
らシステムは枠68を経由して枠48に進み、そこで情報語
がユーザーに送出できるようになる。「誤り対応戦略ブ
ロック（error strategy block）」と呼ぶ枠68について
は後述する。原理的には枠48,52,54,68のループは連続
して実行できる。しかし枠50のときとは対照的にこの場
合は誤り防護機能をも考慮に入れる。従ってもし不一致
が存在する（枠54の０の側）ならばシステムは枠56に進
む。枠56では、付随するオフセット語を持たない誤り防
護された（n1＋n2）個のビットのブロックに誤り防護演
算を施し、本来のシンドロームを使用する。オフセット
語はそれを引き算することにより無視する（それはビッ
トごとの排他的論理和演算EXCLUSIVE ORINGと同様）。
特定の応用分野としてのRDSシステムでは種々の信号形
態が生じ得る：それらは a.信号に単一ビット誤りがあり、データ語は訂正されて
いる； b.信号に複合誤りがあり、多分それと共に誤りバースト
長が示されている； c.信号に訂正不可能な誤りがある（単一バースト中にな
い２つ以上のビット誤り、又は長さが５より大きいバー
スト誤り）． である。これらの信号形態が訂正可能かどうかに関して
枠58で分析する。その答えが「訂正可能」（１の側）と
出たら「誤り対応戦略ブロック」である枠70を経由して
枠48に進み、そこで情報語がユーザーに送出できるよう
になる。前と同様に原理的には枠48,54,52,58,70のルー
プは連続して実行できる。枠58で誤りが訂正不可能と判
ったらシステムは枠66に進む。枠66では誤り防護戦略の
実際の状態が評価される。この実際の状態というのは数
値で表される。もしこの数値が低（１の側）であれば、
システムは枠64に進む。茲で１番目のメッセージがユー
ザーに送出できるようになる。この１番目のメッセージ
は「情報語が検索できない」と信号するものであろう。
次にシステムは「誤り対応戦略ブロック」である枠72に
進む。そこからシステムは枠52に進む。従って同期誤り
は生じなかったとされるが、情報語がユーザーに送出で
きるようにならなかったのであり、枠48はバイパスされ
る。しかし枠66でもし数値が高（０の側）と判れば同期
に失われたものとし、システムは枠74に進む。茲では２
番目のメッセージがユーザーに送出できるようになる。
この２番目のメッセージは「同期は失われた」と信号す
るものであろう。その後で同期化過程が再スタートす
る。第３図の設定の一変形として試験用の枠66を枠54の
否定側出力に直接接続し、枠66の２つの出力はそれぞれ
枠74及び枠56に接続することもできる。その他様々の相
互接続スキームが好結果をもたらす。茲で「誤り対応戦
略ブロック」68,70,72について考察しよう。
誤り対応戦略ブロック68,70,72は誤りレジスタ中の数
値を更新することに関する。この方策の第１の可能性と
して、もし訂正不可能な誤りが１つあれば（枠72）数値
を１つ上げる、またもし誤りがない状態（枠68）又は訂
正可能な誤りが１つある状態ならば数値を０に復帰す
る、というものがある。この方策の第２の可能性とし
て、もし訂正不可能な誤りが１つあれば数値を２つ上げ
る、もし訂正可能な誤りが１つあれば数値を１つ上げ
る、そしてもし誤りがない状態ならば数値を０に復帰す
る、というものがある。１ブロック中の誤りの量を考慮
に入れるそれ以外の方策を用いることもでき、それは例
えば、１ビット誤りがあれば数値を１つ上げる、訂正可
能なバースト誤りが１つあれば数値を２つ上げる、訂正
不可能な誤りが１つあれば数値を５つ上げる、正しいブ
ロックであれば０に復帰する、というものである。最近
の誤りの歴史を考慮に入れる更にそれ以外の方策を用い
ることも同様に可能である。
値を更新することに関する。この方策の第１の可能性と
して、もし訂正不可能な誤りが１つあれば（枠72）数値
を１つ上げる、またもし誤りがない状態（枠68）又は訂
正可能な誤りが１つある状態ならば数値を０に復帰す
る、というものがある。この方策の第２の可能性とし
て、もし訂正不可能な誤りが１つあれば数値を２つ上げ
る、もし訂正可能な誤りが１つあれば数値を１つ上げ
る、そしてもし誤りがない状態ならば数値を０に復帰す
る、というものがある。１ブロック中の誤りの量を考慮
に入れるそれ以外の方策を用いることもでき、それは例
えば、１ビット誤りがあれば数値を１つ上げる、訂正可
能なバースト誤りが１つあれば数値を２つ上げる、訂正
不可能な誤りが１つあれば数値を５つ上げる、正しいブ
ロックであれば０に復帰する、というものである。最近
の誤りの歴史を考慮に入れる更にそれ以外の方策を用い
ることも同様に可能である。
枠66で同期がいつ失われたかを判定する臨界値（crit
ical value）は種々の判断規準（criteria）に依存す
る。一般論としては同期フェーズで誤り無しに引き続き
受け取るべきブロック数が大きくなればこの値も大きく
なる。例えばもし受信条件が良好ならば同期フェーズに
おける２つの引き続くブロックは誤り無しに受け取らな
ければならない（第２図のように）。そうすれば臨界値
は16と64の間に来ることになろう。それに対して、もし
受信条件が不良ならば同期フェーズで唯１つのブロック
が誤り無しであれば同期があると云ってよかろう。そう
すれば臨界値はもっと低くできる、例えば僅か４で宜し
い。受信条件というのはダイナミックに判断すべきもの
で、例えば、振幅だけ又はいわゆる受信放送電界強度だ
けに基づくとか、或いは良く知られた多重通路条件（mu
lti−pass condition−ビルディング等の反射により種
々の伝送路が共存すること）をそれらに組み合わせると
か、若しくは代案として同期フェーズとユーザー・フェ
ーズとの過去の変遷に基づく、等である。
ical value）は種々の判断規準（criteria）に依存す
る。一般論としては同期フェーズで誤り無しに引き続き
受け取るべきブロック数が大きくなればこの値も大きく
なる。例えばもし受信条件が良好ならば同期フェーズに
おける２つの引き続くブロックは誤り無しに受け取らな
ければならない（第２図のように）。そうすれば臨界値
は16と64の間に来ることになろう。それに対して、もし
受信条件が不良ならば同期フェーズで唯１つのブロック
が誤り無しであれば同期があると云ってよかろう。そう
すれば臨界値はもっと低くできる、例えば僅か４で宜し
い。受信条件というのはダイナミックに判断すべきもの
で、例えば、振幅だけ又はいわゆる受信放送電界強度だ
けに基づくとか、或いは良く知られた多重通路条件（mu
lti−pass condition−ビルディング等の反射により種
々の伝送路が共存すること）をそれらに組み合わせると
か、若しくは代案として同期フェーズとユーザー・フェ
ーズとの過去の変遷に基づく、等である。
あるチャネル構成ではグループの最初のブロックは常
に同じ情報語を持っている。従って唯１つのオフセット
語で増分を施された（incremented）全ブロックは常に
同一である。これに関連して第４図がビットスリップ誤
りの検出と訂正を説明している。一旦（任意のグループ
の）最初のブロックが誤り無しに復号（第３図の枠54）
されたら直ちにそれは始めに受信した形でもう１つのレ
ジスタ中に記憶される。次のそれに続くどのグループの
最初のブロックでも、それを受信したら記憶してあるブ
ロックと対比する。この対比はビットごとの排他的論理
和演算によって行われ、やがて一旦は正しいと推定され
るポジション（第４図の80）で、また２つの可能な方向
の各々に１ビット・オフセットを伴って（第４図の82,8
4）が実行される。比較の結果、もし正しい筈のポジシ
ョンが間違っており、しかしそれ以外の２つのポジショ
ンのどちらかが良好であれば、同期ウィンドウ（windo
w）はそれに対応する方向にシフトされる。別の方策と
して最初のブロックが訂正不可能と判明した後にのみス
リップ検出を実行するというものがあり、枠58ではブロ
ック番号も考慮に入れてある。茲でフローチャート中の
種々の演算には時間の掛かるものがあるので、例えばマ
イクロプロセッサ又はマイクロコントローラの処理機能
のタイムシェアリングが必要なこともある。枠52でその
次のブロックの最初のビットを考慮に入れる必要が生じ
る前に誤り訂正演算の用意が未だ整っていなければその
ようなことは起こり得る。だから時間シフトを判定する
計算でも結果を出すまでにかなりの時間が掛かり、それ
が２番目のブロックの処理の既に始まった後になってし
まうこともある。従ってビットスリップが存在する場合
には２番目のブロックが誤り無しとなるか又は「訂正可
能な誤り」の状態になるということは殆ど有り得ない。
ところで上述のRDSシステムでは語の２番目のブロック
が決定的に重要である：もしそれが失われると残りの全
グループが失われたと見做される。第３図ではこれに対
処するために枠66がブロック番号をも考慮に入れて「２
番ブロック」が訂正不可能と思われる場合には当該グル
ープの残りのブロックに対して枠48の演算を一時中止す
る。しかしフォワードスリップの場合に２番目ブロック
が訂正不可能となることを避けるために、その時には２
番目ブロックについての計算を１ビットポジションだけ
遅延させる。これは或る方法においては最初のビットを
除外することを意味する：実際に受け取った最初のビッ
トはそこではブロックの２番目のビットになり計算もこ
のスリップに適応させる。パリティチェック・マトリク
スを乗算するときには、従って最初の乗算を第２行に対
して行い、以下それに倣う。こうすればスリップは最初
のデータビットについては「常に０」と翻訳されること
になる。もしこのビットが０であったならば何も問題は
生じない。もしこのビットが１であったならばそれは
（更にもう１つの）単一ビット誤りを意味してそれは大
抵の場合に訂正可能である。もっと高級なレベルの解答
は２番ブロックのシンドローム計算を実際に前進させて
１番ブロックの最後のビット（スリップは０と仮定）を
１番ブロックに対しても２番ブロックに対しても考慮に
入れ、２番ブロックについては１ビットポジションだけ
負のスリップを表すものとする。２番ブロックに対して
（n1＋n2）ビットが考慮に入れられた後には１番ブロッ
クの実際のスリップが既知になる。このスリップが、−
１ビット,0ビット，＋１ビットという値をとるとき、シ
ステムは第３図の枠40の演算をそれぞれ０回,1回,2回実
行しなければならない。同様の考慮は１番ブロックにつ
いても適用される。
に同じ情報語を持っている。従って唯１つのオフセット
語で増分を施された（incremented）全ブロックは常に
同一である。これに関連して第４図がビットスリップ誤
りの検出と訂正を説明している。一旦（任意のグループ
の）最初のブロックが誤り無しに復号（第３図の枠54）
されたら直ちにそれは始めに受信した形でもう１つのレ
ジスタ中に記憶される。次のそれに続くどのグループの
最初のブロックでも、それを受信したら記憶してあるブ
ロックと対比する。この対比はビットごとの排他的論理
和演算によって行われ、やがて一旦は正しいと推定され
るポジション（第４図の80）で、また２つの可能な方向
の各々に１ビット・オフセットを伴って（第４図の82,8
4）が実行される。比較の結果、もし正しい筈のポジシ
ョンが間違っており、しかしそれ以外の２つのポジショ
ンのどちらかが良好であれば、同期ウィンドウ（windo
w）はそれに対応する方向にシフトされる。別の方策と
して最初のブロックが訂正不可能と判明した後にのみス
リップ検出を実行するというものがあり、枠58ではブロ
ック番号も考慮に入れてある。茲でフローチャート中の
種々の演算には時間の掛かるものがあるので、例えばマ
イクロプロセッサ又はマイクロコントローラの処理機能
のタイムシェアリングが必要なこともある。枠52でその
次のブロックの最初のビットを考慮に入れる必要が生じ
る前に誤り訂正演算の用意が未だ整っていなければその
ようなことは起こり得る。だから時間シフトを判定する
計算でも結果を出すまでにかなりの時間が掛かり、それ
が２番目のブロックの処理の既に始まった後になってし
まうこともある。従ってビットスリップが存在する場合
には２番目のブロックが誤り無しとなるか又は「訂正可
能な誤り」の状態になるということは殆ど有り得ない。
ところで上述のRDSシステムでは語の２番目のブロック
が決定的に重要である：もしそれが失われると残りの全
グループが失われたと見做される。第３図ではこれに対
処するために枠66がブロック番号をも考慮に入れて「２
番ブロック」が訂正不可能と思われる場合には当該グル
ープの残りのブロックに対して枠48の演算を一時中止す
る。しかしフォワードスリップの場合に２番目ブロック
が訂正不可能となることを避けるために、その時には２
番目ブロックについての計算を１ビットポジションだけ
遅延させる。これは或る方法においては最初のビットを
除外することを意味する：実際に受け取った最初のビッ
トはそこではブロックの２番目のビットになり計算もこ
のスリップに適応させる。パリティチェック・マトリク
スを乗算するときには、従って最初の乗算を第２行に対
して行い、以下それに倣う。こうすればスリップは最初
のデータビットについては「常に０」と翻訳されること
になる。もしこのビットが０であったならば何も問題は
生じない。もしこのビットが１であったならばそれは
（更にもう１つの）単一ビット誤りを意味してそれは大
抵の場合に訂正可能である。もっと高級なレベルの解答
は２番ブロックのシンドローム計算を実際に前進させて
１番ブロックの最後のビット（スリップは０と仮定）を
１番ブロックに対しても２番ブロックに対しても考慮に
入れ、２番ブロックについては１ビットポジションだけ
負のスリップを表すものとする。２番ブロックに対して
（n1＋n2）ビットが考慮に入れられた後には１番ブロッ
クの実際のスリップが既知になる。このスリップが、−
１ビット,0ビット，＋１ビットという値をとるとき、シ
ステムは第３図の枠40の演算をそれぞれ０回,1回,2回実
行しなければならない。同様の考慮は１番ブロックにつ
いても適用される。
「装置の実施例の説明」 第５図は本発明の復号方法を実行する装置の概略図で
ある。エレメント20は放送信号受信用アンテナである。
エレメント21は普通のラジオ受信機又はチューナーであ
る。ラジオ受信機はその制御用マイクロプロセッサ又は
マイクロコンピュータ22と双方向に接続している。この
ような制御は今日のシステムでは普通のものである。エ
レメント15では低周波復号及び可聴信号増幅を行う。エ
レメント16はそれぞれ左チャネル用及び右チャネル用ラ
ウドスピーカである。装置のそれ以外の部分はディジタ
ルデータ処理用に使われる。先ず最初に別の小さなマイ
クロプロセッサ又はマイクロコンピュータ14が設けられ
ている。これは小コンポネント11中にクロック発生器12
及び復調器13と共にたやすく集積化されている。クロッ
ク発生器及び復調器はラジオ受信機21の多重出力により
フィードされる。情報語は本発明により放送信号から検
索され、８ビット幅のバス23でマイクロプロセッサ22に
送り込まれる。コンポネント11は茲ではマイクロプロセ
ッサ22とは完全に独立に動作する。マイクロプロセッサ
22のプログラミングはコンポネント11の機能とは無関係
に構成されて差し支えない。このようにしてコンポネン
ト11はユーザー語、ブロック番号、各ブロックに対する
誤りデータを出力し、また必要があれば誤り回復手順の
実際の状態を示す累積誤りデータを出力する。バス・デ
ータ・フォーマットは本発明に関係がないので、幾つか
の既知の汎用バス・フォーマットのうちの１つを適宜採
用すればよい。マイクロプロセッサ22はユーザー語を処
理する、すなわちそれを不揮発性のRAM17に記憶し、茲
には図示されていないが可視ディスプレイ上に表示し、
音声信号出力に変換し、或いはラジオ受信機21の制御信
号として使用する。
ある。エレメント20は放送信号受信用アンテナである。
エレメント21は普通のラジオ受信機又はチューナーであ
る。ラジオ受信機はその制御用マイクロプロセッサ又は
マイクロコンピュータ22と双方向に接続している。この
ような制御は今日のシステムでは普通のものである。エ
レメント15では低周波復号及び可聴信号増幅を行う。エ
レメント16はそれぞれ左チャネル用及び右チャネル用ラ
ウドスピーカである。装置のそれ以外の部分はディジタ
ルデータ処理用に使われる。先ず最初に別の小さなマイ
クロプロセッサ又はマイクロコンピュータ14が設けられ
ている。これは小コンポネント11中にクロック発生器12
及び復調器13と共にたやすく集積化されている。クロッ
ク発生器及び復調器はラジオ受信機21の多重出力により
フィードされる。情報語は本発明により放送信号から検
索され、８ビット幅のバス23でマイクロプロセッサ22に
送り込まれる。コンポネント11は茲ではマイクロプロセ
ッサ22とは完全に独立に動作する。マイクロプロセッサ
22のプログラミングはコンポネント11の機能とは無関係
に構成されて差し支えない。このようにしてコンポネン
ト11はユーザー語、ブロック番号、各ブロックに対する
誤りデータを出力し、また必要があれば誤り回復手順の
実際の状態を示す累積誤りデータを出力する。バス・デ
ータ・フォーマットは本発明に関係がないので、幾つか
の既知の汎用バス・フォーマットのうちの１つを適宜採
用すればよい。マイクロプロセッサ22はユーザー語を処
理する、すなわちそれを不揮発性のRAM17に記憶し、茲
には図示されていないが可視ディスプレイ上に表示し、
音声信号出力に変換し、或いはラジオ受信機21の制御信
号として使用する。
第６図は第５図による装置の一部を更に機能的に説明
する概略図である。入力100は第５図のラジオ受信機21
により供給される。エレメント102は審問デバイス（int
errogation device）であって、ライン104上の制御信号
により合図される一定の時間間隔で入力100をチェック
する。エレメント106は２進符号化された入力値をエレ
メント102から受け取り、ビットセル（bit cell）の境
界の最適ポジションを判定して、其処からライン104上
に信号すべき審問ポジションの意図を判定する。更にま
たエレメント106は、チャネルビットを復調を行ってデ
ータビットのシーケンスがライン108上に出力される。
エレメント110は、第３図の枠40,42,46,52に示される増
分マトリクス乗算を行い、一方その間に増分は累積器レ
ジスタに合算される。エレメント112は、その各々が予
め定められたオフセット語に対応する標準シンドローム
用のメモリを表す。エレメント116は選定部で、其処で
は全標準シンドロームか又はその一部のみを選定したも
のかのいずれかを実際のシンドロームとの比較のために
起動させる。エレメント114は実際の比較器であって、
好適実施例においては並列に受け取った10ビットのシン
ドロームについて演算する。その結果が肯定的か否定的
かは、結果評価エレメント118に通知される。評価結果
エレメント118は、枠44の肯定的出力又は枠44の否定的
出力（次のシンドロームの計算又はシンドロームの更新
をそれぞれ示す）を伝える信号を、エレメント110に供
給する。エレメント118は更に枠50,66にも、その次のシ
ンドロームは同期のたれた状態で計算されるのか、それ
とも非同期の状態で計算されるのかを信号する。エレメ
ント118は、比較用に全標準シンドロームを開放するの
か或いは１つ又はそれ以上の標準シンドロームの特定の
サブグループのみを開放するのかを選定エレメント116
に信号する。エレメント118はエレメント122に、ライン
108から受け取ったブロックを誤り訂正のために評価し
なければならないことを信号する。それによって誤り訂
正がエレメント112内で着手され、訂正された情報語が
エレメント124に送られて、訂正結果（単一誤り訂正
済、バースト誤り訂正済、誤り無し、訂正不可能）はエ
レメント118に送られる。そこでエレメント118は、過去
の誤りの歴史を示す数値を保有しているエレメント120
に諮問する。この数値は更新されて元の場所に戻され
る。これらの結果に基づいて、出力ゲート124が送出可
能になるか、又は適切なユーザーメッセージが出力126
上に送出されるか、のいずれかである。ビットスリップ
検出は種々の比較演算の適切な遅延によって実行され
る。
する概略図である。入力100は第５図のラジオ受信機21
により供給される。エレメント102は審問デバイス（int
errogation device）であって、ライン104上の制御信号
により合図される一定の時間間隔で入力100をチェック
する。エレメント106は２進符号化された入力値をエレ
メント102から受け取り、ビットセル（bit cell）の境
界の最適ポジションを判定して、其処からライン104上
に信号すべき審問ポジションの意図を判定する。更にま
たエレメント106は、チャネルビットを復調を行ってデ
ータビットのシーケンスがライン108上に出力される。
エレメント110は、第３図の枠40,42,46,52に示される増
分マトリクス乗算を行い、一方その間に増分は累積器レ
ジスタに合算される。エレメント112は、その各々が予
め定められたオフセット語に対応する標準シンドローム
用のメモリを表す。エレメント116は選定部で、其処で
は全標準シンドロームか又はその一部のみを選定したも
のかのいずれかを実際のシンドロームとの比較のために
起動させる。エレメント114は実際の比較器であって、
好適実施例においては並列に受け取った10ビットのシン
ドロームについて演算する。その結果が肯定的か否定的
かは、結果評価エレメント118に通知される。評価結果
エレメント118は、枠44の肯定的出力又は枠44の否定的
出力（次のシンドロームの計算又はシンドロームの更新
をそれぞれ示す）を伝える信号を、エレメント110に供
給する。エレメント118は更に枠50,66にも、その次のシ
ンドロームは同期のたれた状態で計算されるのか、それ
とも非同期の状態で計算されるのかを信号する。エレメ
ント118は、比較用に全標準シンドロームを開放するの
か或いは１つ又はそれ以上の標準シンドロームの特定の
サブグループのみを開放するのかを選定エレメント116
に信号する。エレメント118はエレメント122に、ライン
108から受け取ったブロックを誤り訂正のために評価し
なければならないことを信号する。それによって誤り訂
正がエレメント112内で着手され、訂正された情報語が
エレメント124に送られて、訂正結果（単一誤り訂正
済、バースト誤り訂正済、誤り無し、訂正不可能）はエ
レメント118に送られる。そこでエレメント118は、過去
の誤りの歴史を示す数値を保有しているエレメント120
に諮問する。この数値は更新されて元の場所に戻され
る。これらの結果に基づいて、出力ゲート124が送出可
能になるか、又は適切なユーザーメッセージが出力126
上に送出されるか、のいずれかである。ビットスリップ
検出は種々の比較演算の適切な遅延によって実行され
る。
第１図は、データチャネルの基本的構造を示す図であ
り、 第２図は、データチャネルのシンドロームをどのように
して計算するかを示す図であり、 第３図は、本発明による復号過程のフローチャートを示
す図であり、 第４図は、スリップ誤りの検出及び訂正を説明する図で
あり、 第５図は、本発明の復号方法を実行するデバイスの概略
図であり、 第６図は、該デバイスの一部分を更に機能的に説明する
概略図である。 12……クロック発生器 13……復調器 14……マイクロプロセッサ又はマイクロコンピュータ 15……低周波復号及び可聴信号増幅部 16……左チャネル用及び右チャネル用ラウドスピーカ 17……不揮発性のRAM 20……放送信号受信用アンテナ 21……ラジオ受信機又はチューナー 22……受信機制御用マイクロプロセッサ又はマイクロコ
ンピュータ 23……８ビット幅のバス
り、 第２図は、データチャネルのシンドロームをどのように
して計算するかを示す図であり、 第３図は、本発明による復号過程のフローチャートを示
す図であり、 第４図は、スリップ誤りの検出及び訂正を説明する図で
あり、 第５図は、本発明の復号方法を実行するデバイスの概略
図であり、 第６図は、該デバイスの一部分を更に機能的に説明する
概略図である。 12……クロック発生器 13……復調器 14……マイクロプロセッサ又はマイクロコンピュータ 15……低周波復号及び可聴信号増幅部 16……左チャネル用及び右チャネル用ラウドスピーカ 17……不揮発性のRAM 20……放送信号受信用アンテナ 21……ラジオ受信機又はチューナー 22……受信機制御用マイクロプロセッサ又はマイクロコ
ンピュータ 23……８ビット幅のバス
Claims (14)
- 【請求項１】データチャネル上で伝送されるデータを復
号する方法であって、 該データは一連のグループの中に配置され、Ｎとn1とn2
とを正の整数とするとき、各グループは一定数Ｎ個の連
続するブロックを含み、各ブロックはn1ビットの情報語
を含み、該情報語は線形誤り防護符号を適用することに
より（n1＋n2）ビットの誤りを防護されたブロックに拡
大されており、グループ中の各誤りを防護されたブロッ
クには予め定められたオフセット語がビットごとの排他
的論理和演算（EXCLUSIVE ORING）により加算されてお
り、該オフセット語はそのグループ内部での当該誤りを
防護されたブロックのポジションを示すものである復号
方法において、 この復号方法は次の諸ステップ、すなわち （ａ）初期化フェーズでは： （ｉ）一連の（n1＋n2）個のデータビットのシーケンス
を上記チャネルから受け取るステップ； （ii）該（n1＋n2）個のデータビットのシーケンスから
増分演算すなわち計数を１つ上げる演算を用いて１番目
のシンドロームを生成するステップであって、各増分演
算は最も最近に受け取った正確に１個のデータビットを
算入するもので、それにより上記１番目のシンドローム
は複数のビットを持つステップ； （iii）上記１番目のシンドロームをそれぞれのポジシ
ョンを示す標準シンドロームと比較するステップであっ
て、該ポジションを示す標準シンドロームとは可能性の
あるすべてのオフセット語に対応するものであるステッ
プ； （iv）その比較で一致が得られない場合には： （Ａ）上記（n1＋n2）個のデータビットから最も以前に
受け取ったデータビットを除外するステップ；及び （Ｂ）更にもっと最近に受け取った１データビットを算
入して上記１番目のシンドロームを更新するステップ； （ｖ）上記予め定められたオフセット語のうちの１つに
対応するポジションを示す標準シンドロームとの一致が
得られるまで、上記ステップ（iii）と上記ステップ（i
v）とを繰り返して、それにより同期が設立されるステ
ップ； （ｂ）初期化フェーズ（ａ）のステップに続くユーザー
・フェーズでは： （ｉ）上記データチャネルを通して受け取った次の（n1
＋n2）個のビットのブロックの各々に対して、付随する
シンドロームを生成するステップ； （ii）該付随するシンドロームを、少なくとも１つの適
切なポジションを示す標準シンドロームと比較するステ
ップであって、次のブロックの各々は一連のグループの
中で次のそれに続くポジションと見做されるポジション
を持つステップ； （iii）一致が得られる場合には、それを表す１番目の
戦略制御信号値を出力し、またブロックの情報語をユー
ザーに出力するステップ； （iv）一致が得られない場合には、付随するオフセット
語を持たない誤りを防護された（n1＋n2）個のビットの
ブロックに誤り訂正演算を施し、またそれを表す２番目
の戦略制御信号値を出力するステップ； （ｃ）予め定められた時間的順序で上記１番目の戦略制
御信号値と上記２番目の戦略制御信号値とが生起したな
らば、初期化フェーズ（ａ）のステップを再スタートさ
せて、それにより誤りの数が多くなり過ぎたときに初期
化フェーズを再スタートするステップ； の諸ステップを含むことを特徴とする復号方法。 - 【請求項２】特許請求の範囲第１項に記載の復号方法に
おいて、初期化フェーズ（ａ）のステップとユーザー・
フェーズ（ｂ）のステップとの間に初期化フェーズのス
テップが更に追加され、それは次の諸ステップ、すなわ
ち （ｄ）チャネルのデータブロックを受け取ったら、シン
ドロームを生成するステップ； （ｅ）ステップ（ｄ）のシンドロームを、それに付随し
てポジションを指示する標準シンドロームと比較するス
テップ； （ｆ）もしステップ（ｅ）の比較結果が否定的であった
ら、初期化フェーズ（ａ）のステップを再スタートさせ
るステップ； （ｇ）順次反復する比較が肯定的な結果をもたらし、そ
の比較が予め定められた回数に達するまで、ステップ
（ｄ）とステップ（ｅ）とを繰り返すステップ； （ｈ）比較が予め定められた回数に達したとき、ユーザ
ー・フェーズ（ｂ）のステップに進むステップ； の諸ステップであることを特徴とする復号方法。 - 【請求項３】データチャネル上で伝送されるデータを復
号する装置であって、 該データは一連のグループの中に配置され、Ｎとn1とn2
とを正の整数とするとき、各グループは一定数Ｎ個の連
続するブロックを含み、各ブロックはn1ビットの情報語
を含み、該情報語は線形誤り防護符号を適用することに
より（n1＋n2）ビットの誤りを防護されたブロックに拡
大されており、グループ中の各誤りを防護されたブロッ
クには予め定められたオフセット語がビットごとの排他
的論理和演算（EXCLUSIVE ORING）により加算されてお
り、該オフセット語はそのグループ内部での当該誤りを
防護されたブロックのポジションを示すものである復号
装置において、 （ａ）上記データチャネルから一連のデータビットの流
れを受け取るための受信手段； （ｂ）受け取った各データビットに、１ビット列を増分
演算するパリティチェック・マトリクスを乗算して、シ
ンドローム・ビット列を生成するためのマトリクス乗算
手段； （ｃ）ポジションを指示する選定手段； （ｄ）ポジションを指示する選定手段の制御の下に、任
意のシンドローム・ビット列を、そのポジションを指示
する標準シンドローム・ビット列と比較するための比較
レジスタ手段； （ｅ）初期化フェーズでは上記選定手段を不活性化する
が、肯定的な比較結果の予め定められた長さのシーケン
スの制御の下に上記選定手段を活性化するようにユーザ
ー・フェーズに切り替えるための初期化フェーズ／ユー
ズ・フェーズ制御手段； （ｆ）上記ユーザ・フェーズで肯定的な比較結果の制御
の下に関連のチャネルブロックに含まれる情報語を出力
し、また１番目の戦略制御信号を出力するための第１の
状態を持ち、且つ上記ユーザー・フェーズで否定的な比
較結果の制御の下に誤り防護演算を実行する誤り防護デ
バイスを活性化し、また２番目の戦略制御信号を出力す
るための第２の状態を持つ誤り評価デバイス； （ｇ）上記１番目の戦略制御信号及び２番目の戦略制御
信号を供給されて、その予め定められた時間シーケンス
の制御の下に初期化フェーズ／ユーザー・フェーズ制御
手段を初期化フェーズに切り替えるための誤りレジスタ
手段； を有して成ることを特徴とする復号装置。 - 【請求項４】上記初期化フェーズ／ユーザー・フェーズ
制御手段は、上記ユーザー・フェーズに切り替えられる
前に予め定められた少なくとも２つの肯定的な比較の破
損されていないシーケンスを計数するための計数手段を
持つこと；及び上記初期化フェーズでのすべての否定的
な比較結果は初期化フェーズをその出発点に復帰させる
ように働くこと；を特徴とする特許請求の範囲第３項に
記載の復号装置。 - 【請求項５】上記２番目の戦略制御信号は、上記誤りレ
ジスタ手段を誤りのタイプに依存して制御するために、
実際に見出された誤りのタイプを特定することを特徴と
する特許請求の範囲第３項に記載の復号装置。 - 【請求項６】予め定められたチャネルデータのブロック
が記憶されるとそれを、後に受信する予め定められたチ
ャネルデータのブロックの種々のシフトされたポジショ
ンと比較するためのビットスリップ検出手段を更に有し
て成り、該ビットスリップ検出手段の出力は上記ビット
スリップを補償するよう上記比較出力を制御することを
特徴とする特許請求の範囲第３項に記載の復号装置。 - 【請求項７】上記ビットスリップ検出手段は、１つのグ
ループ内部で予め定められたブロックに対して動作する
ものであり、同じグループ内のその次のブロックのため
のビットスリップ訂正手段が設けられていることを特徴
とする特許請求の範囲第６項に記載の復号装置。 - 【請求項８】上記誤りレジスタ手段はゼロ復帰可能なカ
ウンタを含み、該カウンタは訂正不可能な誤りによって
１つ計数を上げるが、それ以外のすべての１番目及び２
番目の戦略制御信号によって０に復帰すること；またカ
ウンタの予め定められたポジションが上記初期化フェー
ズへの切り替えを制御すること；を特徴とする特許請求
の範囲第３項ないし第７項のうちのいずれか１項に記載
の復号装置。 - 【請求項９】上記予め定められたカウンタ・ポジション
は調節可能であることを特徴とする特許請求の範囲第８
項に記載の復号装置。 - 【請求項１０】上記誤りレジスタ手段はゼロ復帰可能な
カウンタを含み、該カウンタは任意の２番目の戦略制御
信号によって１つ計数を上げ、任意の１番目の戦略制御
信号によって０に復帰すること；またカウンタの予め定
められたポジションが上記初期化フェーズへの切り替え
を制御すること；を特徴とする特許請求の範囲第３項な
いし第７項のうちのいずれか１項に記載の復号装置。 - 【請求項１１】放送信号を受信し、その放送信号から上
記データビット列を導くための放送受信機を有して成
り、 該放送受信機は更に、上記放送信号の品質レベルを測定
し、その品質レベルから切り替え制御信号を導くための
測定手段を含み； 該切り替え制御信号は、上記初期化フェーズ／ユーザー
・フェーズ中に、上記予め定められた時間シーケンスの
上記予め定められた長さか又は上記予め定められた時間
シーケンスの臨界値かのどちらかを調節するよう働くも
のである； ことを特徴とする特許請求の範囲第３項ないし第７項の
うちのいずれか１項に記載の復号装置。 - 【請求項１２】ラジオ受信機及び該ラジオ受信機を制御
する第１マイクロコンピュータを有して成り、また、 復調コンポネント及びクロック再生コンポネントで構成
され、その入力がラジオ受信機の多重出力に接続されて
いる一般用の復号器を有して成り、及び、 その出力が上記第１マイクロコンピュータのデータ入力
に接続されている放送データ処理用の第２マイクロコン
ピュータを有して成る ことを特徴とする特許請求の範囲第３項ないし第７項の
うちのいずれか１項に記載の復号装置。 - 【請求項１３】上記第１マイクロコンピュータは、ブロ
ックの情報語の他に、誤り防護の状態又はブロックの構
成に関するデータを、少なくとも更にもう１つ出力する
ことを特徴とする特許請求の範囲第12項に記載の復号装
置。 - 【請求項１４】上記データ入力は一般用のバス接続であ
ることを特徴とする特許請求の範囲第12項に記載の復号
装置。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| FR8518466 | 1985-12-13 | ||
| FR8518466A FR2591834B1 (fr) | 1985-12-13 | 1985-12-13 | Procede de decodage de donnees radiodiffusees et dispositif de mise en oeuvre |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS62141832A JPS62141832A (ja) | 1987-06-25 |
| JP2542590B2 true JP2542590B2 (ja) | 1996-10-09 |
Family
ID=9325745
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP61293559A Expired - Fee Related JP2542590B2 (ja) | 1985-12-13 | 1986-12-11 | デ―タチャネル上のデ―タの復号方法及び復号装置 |
Country Status (9)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4821270A (ja) |
| EP (1) | EP0230066B1 (ja) |
| JP (1) | JP2542590B2 (ja) |
| AT (1) | ATE74699T1 (ja) |
| DE (1) | DE3684773D1 (ja) |
| FR (1) | FR2591834B1 (ja) |
| GB (1) | GB2185368B (ja) |
| IT (1) | IT1199733B (ja) |
| SE (1) | SE8605286L (ja) |
Families Citing this family (25)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS63136828A (ja) * | 1986-11-28 | 1988-06-09 | Pioneer Electronic Corp | ラジオデ−タシステム受信機 |
| DE3820641A1 (de) * | 1988-06-18 | 1989-12-21 | Bosch Gmbh Robert | Verfahren zur auswertung von in einem datentelegramm digital codiert empfangener verkehrsnachrichten sowie rundfunkempfaenger |
| US4920537A (en) * | 1988-07-05 | 1990-04-24 | Darling Andrew S | Method and apparatus for non-intrusive bit error rate testing |
| IT1227483B (it) * | 1988-11-23 | 1991-04-12 | Telettra Lab Telefon | Sistema e dispositivi per la trasmissione di segnali consistenti di blocchi di dati |
| FR2651352A2 (fr) * | 1989-02-03 | 1991-03-01 | Urba 2000 | Circuit d'interfacage pour recepteur d'informations radiodiffusees de guidage pour automobilistes. |
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