JP3172529B2 - 携帯送受器ユニット及び電話通信システム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 発明分野 本発明は、電気通信システムに関し、特にコードレス
電話に適用される。本発明の諸側面はいわゆる「CT2」
式コードレス電話システムに、また英国貿易・工業仕様
MPT1375に従うシステムに有用である。MPT1375仕様の19
89年５月版をここに引用することで明細書中にその内容
が含まれるものとされる。

背景 コードレス電話システムにおいては、コードまたは線
により接続されないシステム部分間の両方向に通信内容
に対する信号、通常は音声を搬送する手段を与える必要
がある。更に、システム部分の動作を制御するための他
の信号をそれらのシステム部分間で伝送させ、または通
信内容とは別の他の制御メッセージを搬送することが通
常必要である。幾つかの公知の無線電話システムにおい
ては、２方向通信の要件はシステム部分間に２つの無線
チャネルを設けることにより実現され、各々のチャネル
はそれぞれの一方向における通信に使用される。本発明
の一実施例においては、多重化信号構造が提供され、こ
れは複数の論理チャネルが単一の信号通信チャネルにわ
たる双方向の通信により支承されることを可能にする。
またこの実施例においては、異なる時点で異なる多重化
構造を用いることにより、コードレス通信リンクの形成
と使用の異なる段階におけるコードレス通信の論理チャ
ネル構造の差が許容される。従来の無線電話システムに
おいては、システム部分が互いに通信可能なようにリン
クが設定されることを可能にする構成が提供されなけれ
ばならない。システム部分の１つが幾つかのルーチンに
同期化されるように動作しているとき、もし第２の部分
が同じルーチンにそれ自体同期化されてない場合はこの
部分が第１部分とリンクを確立することは困難である。
本発明の一実施例においては、システム部分の１方が同
期状態にあるときでも、２つのシステム部分間のリンク
の非同期な開始を可能にする構成が提供される。

無線電気通信システムにおいては、有用な信号を搬送
する無線リンクの能力は妨害物による干渉や透過などの
外部因子に従って変化を受け易い。従って、エラー検出
および補正のために伝送信号を符号化したり、および／
またはリンクの品質が許容値以下になったときはリンク
の品質をモニタして恐らくは異なる無線チャネル上での
リンクの破壊および再構成などの修復ステップを可能に
できると都合がよい。本発明の一実施例においては、２
つの論理チャネルが多重化され、一方の論理チャネルの
信号が符号化されてエラー検出を可能にし、更にこの論
理チャネルにおける検出エラーがモニタされ、他方のチ
ャネルがエラーを受ける程度の測度として使用される。

無線電気通信システムにおいては、システム内で通信
できる多数の通信装置が通常設けられ、それらの幾つか
はより複雑であり、他のものよりも大きな通信機能を有
している。２つの装置が互いに通信するためには、それ
らはそれらの能力内で通信しなければならない。従っ
て、比較的複雑な装置が複雑でない装置と通信するとき
は、それらは複雑でない装置の能力内で通信しなければ
ならない。しかしながら、複雑な装置が異なる方法で通
信できる他の複雑な装置と通信しているときにこの複雑
な装置を上記の特定の方法で通信させることは効率的で
はない。本発明の一実施例においては、装置は、両装置
の能力内にある通信手段を採用するようにコードレス電
気通信リンクの形成時に動作（「交渉」動作と呼ばれる
ことが多い。）を行う。

２台の装置がコードレス電気通信リンクにわたって通
信しているときは、これらの装置の動作は互いに同期化
される必要があり、これは他方の装置により送出された
信号の特定の一部を認識する一方の装置によりなされ、
この信号部分は所定のタイミングを有している。この場
合、受信部分が同期に対して認識されるべき部分として
送出信号の異なる部分を不正確に認識する場合は不正確
に同期が生じ得る。本発明の一実施例においては、同期
化に使用される部分が同期部分を含まない信号の他の部
分と低い相関を有するようにデータ構造を有する信号が
送出される。更に、この実施例においては、上記同期部
分はそれ自体の時間シフトしたものに対して低い相関を
有する。好適には、同期化に使用される信号部分は装置
間で両方向に送出され、また同期化に使用され、一方向
に送出される信号部分は同期化に使用され、他の方向に
送出される信号部分に対して低い相関を有するように構
成される。コードレス通信リンクを通して通信可能な複
数の装置が同一領域内に存在し、そのうちの幾つかが通
信チャネルを走査して通信リンクの設定を求める他の装
置を検出しているとき、２台の装置がチャネル上の通信
リンクに対して同じ要求を検出し、共に同時にその要求
に応じるという可能性がある。この場合に生じたチャネ
ル上の干渉により通信リンクを確立する装置は何も得ら
れない。もし、通信リンクの要求に対してチャネルを走
査する際の２台の装置の引き続く動作が同じ場合は、こ
のような同時的な応答と干渉は通信要求の引き続く検出
と共に発生し易くなる。本発明の一実施例においては、
同時的な応答と干渉の引き続く反復の可能性を低減させ
るように、上記のような同時的な応答と干渉を追随す
る、互いに異なる挙動を有するように幾つかの装置が配
置される。

コードレスリンクを通して互いに通信する装置は「ハ
ンドシェーク」信号を交換してリンクを通しての装置間
の通信がなお満足に行われているかを確認する。これら
の装置の１つがある期間内にハンドシェーク信号を受信
できないときは、リンクが破壊されていると結論され
る。しかしながら、ハンドシェーク信号の受信を停止し
ている装置は、この装置がリンクは破壊されていると結
論する期間の終了までそれらの信号をなお送出している
のが普通である。これらのハンドシェーク信号が他の装
置により満足に受信されているときは、他の装置は、第
１の装置がハンドシェーク信号の送出を停止した後の他
の期間までリンクの故障に注意することはない。従っ
て、送信リンクが１方向でのみ故障した場合は、装置は
遅延され、通常は互いに同期化されることはない。本発
明の実施例においては、装置がそのハンドシェーク信号
の最も新しい受信の第１期間内にハンドシェーク信号を
受信できないときは、装置よりリンクが失われていると
結論する。しばらくして、装置はハンドシェーク信号を
送出し綾けるが、もし装置が最も新たなハンドシェーク
信号から第２のより短かい期間内にハンドシェーク信号
を受けていないときは、装置は、それがハンドシェーク
信号を受けてないことを示す信号を送出する。従って、
リンクが一方向のみに破壊されたときは、送信を受け続
けている装置は、他の装置が送信の受信を停止している
ことが迅速に通知され、そして装置の再確立動作がより
良好に行われる。

２台の装置が同期して互いに通信している場合は、通
信リンクの送信品質が損われていなくても、情報の送出
が同期の消失により劣化かれるようになる。本発明の実
施例においては、送出情報のあるものは符号化されてエ
ラー検出を可能にし、またこのデータにおけるエラーの
検出が、装置間の同期が失われていることの表示として
使用できる。

２台の装置が通信リンクを通して同期状態で互いに通
信しているときは、それらの一方は同期マスタと呼ば
れ、他方は同期スレーブと呼ばれ、この場合スレーブは
マスタ動作にそれ自体同期することが要求される。リン
クが得られないか、または他の理由のため装置がリンク
を破壊し、再確立することが要求される場合は、もしス
レーブ装置がマスタに同期づけられなくなり、従ってマ
スタからのリンク再確立信号を検出できなければ、再確
立は困難である。本発明の実施例においては、リンク再
確立が要求されるときは、再確立を実施する初期信号現
示は常にスレーブ装置により送出される。

リンク中の装置の１つが可搬もしくは移動自在な場合
は、このリンクはその装置の移動により破壊される。こ
のとき、同じ２台の装置の間でリンクを再確立すること
は不可能である。装置の一方が通信路の端末、例えば送
受器であり、他方が単に中継局、例えば通信ネットワー
クに結合されたベース局の場合、ユーザの都合上同一の
端末装置を使用して、但し恐らくは異なる中継装置を使
用してリンクを再確立すると好適である。しかしなが
ら、この場合は、一定の時刻にどの中継装置の近くに端
末装置があるかを通信回路網がモニタすることは困難で
ある。本発明の一実施例においては、端末装置はリンク
再確立における初期信号を送出し、またリンクはこの送
出信号を受ける中継装置を用いて再確立が可能である。
通常端末装置は移動装置、例えば携帯式電話送受器であ
る。

装置が交代式伝送バースト方式により通信リンクを通
して通信を行っているとき、２台の装置の送信タイミン
グが適切でなく、またこれらの送信が正しく交代する代
りに一部重畳する場合通信故障が生じる。本発明の一実
施例においては、１つの装置が、他の装置からのバース
トを受信した時間からバースト送出のためのタイミング
を導出するようにしている。

電気通信リンクを通して装置が通信するとき、例えそ
の時点で論理チャネル内に送信されるべき情報がなくて
も、リンク保守のためにそのチャネルに属する信号を送
信する必要がある。このような状況の下でその論理チャ
ネルにランダム信号が送られる場合、この信号は通信リ
ンクを通して送出されたある有意の信号に偶然類似する
場合があり、そのような場合は信号を受信する装置は正
しく動作できなくなる。本発明の一実施例においては、
論理チャネルに対して特殊な信号構造が与えられ、この
構造はそのチャネルで有用な情報は有さないが、受信装
置の正しくない動作が受信によりもたらされる信号には
類似しないように選択される。

発明の概要 本発明の一側面によれば、電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいては、第１および第２装置はデ
ィジタルデータを搬送する交互バーストにおいて無線信
号を交換することにより無線チャネルを通して互いに同
期時分割２方向通信を行うことができ、これは、時分割
２方向通信の間に、第１および第２装置の１方からの前
記バーストの送出が、第１および第２装置の他方による
次のバーストの送出が開始される前に完了するようにな
され、このシステムは、 前記バーストにおけるディジタルデータの第１および
第２フォーマットが前記時分割相互通信に使用され、前
記フォーマットの両者は装置識別符号や１方の装置から
他方の装置への命令などの信号現示データを搬送する第
１論理通信チャネルに対する情報を含み、 第１の前記フォーマットは更に、ディジタル的に符号
化された音声などのデータを搬送し、装置間で通信され
るべきである第２論理通信チャネルに対する情報を含
み、更に 第２の前記フォーマットは更に、第１フォーマットに
は含まれず、前記装置がこれにより他方の前記装置から
受信されたバーストのタイミングを決定することを可能
にする同期パターンを含むことを特徴とする。

本発明の他の側面によれば、電気通信方法が提供さ
れ、この方法においては第１および第２装置はディジタ
ルデータを搬送する交互バーストにおける無線信号を交
換することにより無線チャネルを通して互いに同期式時
分割相互通信を行い、これは時分割相互通信の間に第１
および第２装置の１方からの前記バーストの送信が、第
１および第２装置の他方による次のバーストの送信が開
始される前に完了するように行われ、この方法は、 前記バーストにおけるディジタルデータの第１および
第２フォーマットが前記時分割相互通信に使用され、前
記フォーマットの両者は、装置識別符号や１方の装置か
ら他方の装置への命令などの信号現示データを搬送する
第１論理通信チャネルに対する情報を含み、 第１および第２フォーマットは更に、ディジタル的に
符号化された音声などのデータを搬送し、装置間で通信
されるべき第２論理通信チャネルに対する情報を含み、
更に 第２の前記フォーマットは更に、第１フォーマットに
は含まれず、前記装置がこれにより他方の前記装置から
受信されたバーストのタイミングを決定することを可能
にする同期パターンを含むことを特徴とする。

好適には、前記第１フォーマットにおいて、第１論理
通信チャネルに対する情報は第２論理通信チャネルに対
する情報の前および後に送信される。

好適には、前記第１フォーマットにおいては、第１チ
ャネルに対する情報の、第２チャネルに対する情報の後
に送出されるのと同一数のビットが第２チャネルに対す
る情報の前に送出される。

好適には、第１論理通信チャネルに対する情報は前記
同期パターンの前および後に送出される。

好適には、前記第２フォーマットにおいて、第１チャ
ネルに対する情報の、前記同期パターンの後に送出され
るのと、同一数のビットが前記同期パターンの前に送出
される。

好適には、第１チャネルに対するより多くの情報ビッ
トが第１フォーマットのバーストより第２フォーマット
のバーストで送出される。

好適には、第１または第２フォーマットのいずれかの
バーストで第１チャネルに対する情報ビット数が送出さ
れるより第２チャネルに対するより多くの情報ビットが
第１フォーマットのバーストで送出される。

本発明の他の側面によれば、電気通信システムが提供
され、このシステムにおいては、第１および第２の装置
は、ディジタルデータを搬送する交互バーストの形で無
線信号を交換することにより無線チャネルを通して互い
に同期式時分割相互通信を行うことができ、これは、時
分割相互通信の間に第１および第２装置の一方からの前
記バーストの送出が、第１および第２装置の他方による
次のバーストの送出が開始される前に完了するようにな
され、前記システムは、 前記第２装置はまた、装置識別符号などの信号現示デ
ータを搬送する、論理通信チャネルに対するディジタル
データの１つ以上の部分からなり、ディジタルデータの
１つ以上の他の部分を伴うバーストを非同期的に送信す
ることができ、その後第２装置はある期間送信を停止し
て、それが第１装置からの応答を受信することを可能に
し、ディジタルデータの各それぞれの前記部分または他
の部分は複数回発生するそれぞれのディジタルデータシ
ーケンスからなり、更にディジタルデータの各前記他の
部分に対するディジタルデータシーケンスは同期パター
ンを与えて前記第１装置がバーストのタイミングを、こ
の装置がバーストを受信したときに、決定することを可
能にすることを特徴とする。

本発明の他の側面によれば、電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においては、ディジタルデータを搬送する
交互バーストの形で無線信号を交換することにより第１
および第２装置が無線チャネルを通して互いに時分割相
互通信を行い、これはこの時分割相互通信の間に第１お
よび第２装置の１方からの前記バーストの送出が第１お
よび第２装置の他方による他のバーストが開始される前
る完了するようになされ、またこの方法は、 前記第１および第２装置が時分割相互通信を行ってい
ない時点で、装置識別符号などの信号現示データを搬送
する論理通信チャネルに対するディジタルデータの１つ
以上の部分からなり、ディジタルデータの１つ以上の他
の部分を伴うバーストを非同期的に送出し、その後第２
装置はある期間送信を停止して該第２装置が第１装置か
らの応答を受けることを可能にし、ディジタルデータの
各々それぞれの前記部分または他の部分は複数回発生す
るそれぞれのディジタルデータシーケンスからなり、更
にディジタルデータの各々の前記他の部分に対するディ
ジタルデータシーケンスは同期パターンを与えて、前記
第１装置がバーストのタイミングを、この装置がそのバ
ーストを受信したとき決定することを可能にすることを
特徴とする。

好適には、前記時分割相互通信において交換される前
記バーストは全て同じ長さの連続するバースト期間にお
いて交換され、バーストはバースト期間の異なる時点で
第１装置から第２装置に送信され、また第２装置から第
１装置に送信され、更に前記非同期的に送出されたバー
ストにおけるディジタルデータの各々の前記部分または
他の部分は少なくとも前記バースト期間の長さにわたっ
て継続し、更に各々の前記ディジタルデータシーケンス
は第１装置がバーストを送出しない前記バースト期間の
１部の長さの高々半分の期間継続することを特徴とす
る。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいては、第１および第２装置はデ
ィジタルデータを搬送する交互バーストにおいて無線信
号を交換することにより無線チャネルを通して互いに時
分割相互通信を行うことができ、これはこの時分割相互
通信の間に第１および第２装置の１方からの前記バース
トの送出が第１および第２装置の他方による次のバース
トの送出が開始される前に完了するようになされ、当該
システムは、 第１の形のバーストにおいて、装置識別符号や１方の
装置から他方の装置への命令などの信号現示データを搬
送する第１論理通信チャネルとディジタル的に符号化さ
れた音声などの装置間で通信されるべきデータを搬送す
る第２論理通信チャネルとの両者に対して情報が送出さ
れ、更に 第１および第２装置は、各々のバーストにおいて搬送
された第１論理通信チャネルに対する情報量が異なる第
１および第２フォーマットからなる所定の組のフォーマ
ットから第１の形のバーストに対するフォーマットを、
装置の能力に従って選択する動作を行うことを特徴とす
る。

本発明の他の側面によれば、電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においては、ディジタルデータを搬送する
交互バーストの形で無線信号を交換することにより第１
および第２装置が無線チャネルを通して互いに時分割相
互通信を行い、これはこの時分割相互通信の間に第１お
よび第２装置の１方からの前記バーストの送出が第１お
よび第２装置の他方による次のバーストの送出が開始さ
れる前に完了するようになされ、当該方法は、 第１の形のバーストにおいて、装置識別符号や１方の
装置から他方の装置の命令などの信号現示データを搬送
する第１論理通信チャネルとディジタル的に符号化され
た音声などの装置の間で通信されるべきデータを搬送す
る第２論理通信チャネルに対して情報が送出され、更に 第１および第２装置は、各々のバーストで搬送される
第１論理通信チャネルに対する情報量が異なる第１およ
び第２フォーマットからなる所定の組のフォーマットか
ら第１の形のバーストに対するフォーマットを、装置の
能力に従って、選択する動作を行うことを特徴とする。

好適には、前記交互バーストはバースト期間内に送出
され、１つのバーストはバースト期間内の異なる時点で
各々の方向に送出され、更に前記第１および第２フォー
マットはバーストの送出に対する異なる時間であるがバ
ースト期間に対する同一の時間長を必要とする。

好適には、前記第１および第２フォーマットはバース
トあたり互いに同じ量の第２論理通信チャネルを搬送す
る。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいては、ディジタルデータを搬送
する交互バーストの形で無線信号を交換することにより
第１および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分
割相互通信を行うことができ、これは時分割相互通信の
間に第１および第２装置の１方からの前記バーストの送
出が第１および第２装置の他方による次のバーストの送
出が開始される前に完了するようになされ、当該システ
ムは、 少なくとも幾つかのバーストがバーストの異なる時点
で第１論理チャネルに対する情報と第２論理チャネルに
対する情報からなり、第１論理チャネルのデータは伝送
エラーの検出を可能にするように構成され、更に各々の
前記装置は第２論理チャネルの伝送品質の表示として当
該装置により受信されたバーストの第１論理チャネルに
おける検出エラーを使用することを特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においてはディジタルデータを搬送する交
互バーストの形で無線信号を交換することにより第１お
よび第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割相互
通信を行い、これはこの時分割相互通信の間に第１およ
び第２装置の１方からの前記バーストの送出が第１およ
び第２装置の他方による次のバーストが開始される前に
完了するようになされ、当該方法は、 少なくとも幾つかのバーストがバーストの異なる時間
点で第１論理チャネルに対する情報と第２論理チャネル
に対する情報からなり、第１論理チャネルに対するデー
タは伝送エラーの検出を可能にするように構成され、更
に各々の前記装置は第２論理チャネルの伝送品質の表示
とし当該装置により受信されたバーストの第１論理チャ
ネルにおける検出エラーを使用することを特徴とする。

好適には、第１論理チャネルに対する情報は第２論理
チャネルに対する情報の前および後の両者において前記
バースト中に与えられる。

好適には、第１論理チャネルの検出エラーを使用して
前記装置により決定された第２論理チャネルの伝送品質
が所定の基準を満足しないときは、装置は前記時分割相
互通信を再確立するモードに入る。

好適には、所定の基準を満足する第２論理チャネルの
伝送品質の故障を決定する装置は、この装置が前記モー
ドに入る前に他方の装置にメッセージを送って他の装置
に、当該装置が前記モードに入ろうとしている旨を報知
する。

好適には、前記装置は第２論理チャネルのデータが伝
送エラーの検出を可能にする構成はとらない。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいてはディジタルデータを搬送す
る交互バーストの形で無線信号を交換することにより第
１および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割
相互通信を行うことができ、これはこの時分割相互通信
の間に第１および第２装置の１方からの前記バーストの
送出が第１および第２装置の他方による次のバーストの
送出が開始される前に完了し、当該システムは、 第１および第２装置の各々が、予め設定された符号群
の１つの同じ装置による連続する送信の間の期間が第１
の所定長さの時間を越えないような速度で、第１および
第２の装置が前記無線信号を交換しながら予め設定され
た信号符号群の反復する符号を送出し、前記符号群の第
１符号は、送出装置が符号を送出する第１所定長の時間
内に前記符号群のいずれかを送出装置が受信した場合に
通常は送出され、更に前記符号群の第２符号はさもなけ
れば通常は送出され、更に第１および第２装置の各々
は、これが第１のものより大きな第２の所定長の時間に
わたって前記第１符号を受信しない場合は時分割相互通
信を再確立するモードに入ることを特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においてはディジタルデータを搬送する交
互バーストの形で無線信号を交換することにより第１お
よび第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割相互
通信を行い、これはこの時分割相互通信の間に第１およ
び第２装置の１方からの前記バーストの送出が、第１お
よび第２装置の他方による次のバーストの送出が開始さ
れる前に完了するようになされ、当該方法は、 第１および第２装置の各々が、予め設定された符号群
の１つの同じ装置による引き続く送信の間の期間が第１
の所定長の時間を越えない速さで、前記無線信号を交換
しながら予め設定された信号符号群の１つを反復して送
信し、前記符号群の第１符号は、送信装置が符号を送出
する前の第１所定時間長内に送信装置が前記符号群のい
ずれかを受信した場合に、通常は送信され、さもなけれ
ば前記符号群の第２符号が通常は送信され、更に第１お
よび第２装置の各々は、もしこの装置が第１のものより
大きな第２所定長の時間の間に前記第１符号を受信して
いないときは時分割相互通信を再確立するモードに入る
ことを特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいては、ディジタルデータを搬送
する交互バーストの形で無線信号を交換することにより
相手局ユニットは無線チャネルを通して基地局と時分割
相互通信を行うことができ、これはこの時分割相互通信
の間に相手局ユニットおよび基地局の一方からの前記バ
ーストの送信が、相手局ユニットおよび基地局の他方に
よる次のバーストの送出が開始される前に完了して相手
局ユニットが基地局を介して他の装置と通信できるよう
になされ、当該システムは、 もし相手局ユニットまたは前記時分割相互通信中の基
地局のいずれかが時分割相互通信の再確立が要求された
と判断した場合は、それは、相手局ユニットに前記再確
立を開始する無線信号を送信せしめるステップを取るこ
とを特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においては、ディジタルデータを搬送する
交互バーストの形で無線信号を交換することにより相手
局ユニットおよび基地局は無線チャネルを通して互いに
時分割相互通信を行い、これは、この時分割相互通信の
間に相手局ユニットおよび基地局の１方からの前記バー
ストの送出が相手局ユニットおよび基地局の他方による
次のバーストの送出が開始される前に完了して相手局ユ
ニットが基地局を通して他の装置との通信を行うことが
できるさらになされ、当該方法は、 相手局ユニットまたはこれが前記時分割相互通信にあ
る基地局のいずれかが、時分割相互通信の再確立が要求
されたと判断した場合、それは相手局ユニットに前記再
確立を開始する無線信号を送出せしめるステップを取る
ことを特徴とする。

好適には、送受器は複数の基地局と前記時分割相互通
信を行うことができ、従って前記再確立は、前記相手局
ユニットと、必らずしもこの相手局ユニットが予め前記
通信中であったと同じ基地局ではない前記基地局との間
で行われる。

好適には、前記再確立を開始させる相手局ユニットに
より送信された前記無線信号は、相手局ユニットが予め
直ちに前記通信状態になっていないとき前記通信の確立
を開始させる相手局ユニットにより送信され、再確立さ
れるべき時分割相互通信の識別信号を搬送するように修
正された無線信号からなる。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいてはディジタルデータを搬送す
る交互バーストの形で無線信号を交換することにより第
１および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割
相互通信を行うことができ、これは、この時分割相互通
信の間に第１および第２装置の１方からの前記バースト
の送出が、第１および第２装置の他方による次のバース
トの送出が開始される前に完了するようになされ、当該
システムは、 第１論理チャネルを通して装置間で通信される情報の
少なくともあるものはエラー検出符号を含むワードをな
して構成され、更に所定のワードが装置間の通信のため
に定められ、これは前記エラー検出符号は含むが送信装
置から受信装置へのメッセージはほぼ搬送しないことを
特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においてはディジタルデータを搬送する交
互バーストの形で無線信号を交換することにより第１お
よび第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割相互
通信を行うことができ、これはこの時分割相互通信の間
に第１および第２装置の１方からの前記バーストの送出
が、第１および第２装置の他方による次のバーストの送
出が開始される前に完了するようになされ、当該方法
は、 第１論理チャネルを通しての装置間で通信される情報
の少なくともあるものがエラー検出信号を含むワード内
が構成され、所定ワードは装置間の通信に対して定めら
れ、このワードは前記エラー検出符号を含むが、送信装
置から受信装置へのメッセージは実質的に含まないこと
を特徴とする。

好適には、第１の形の前記ワードの送出は次のワード
のタイミングを示す設定パターンの第１論理チャネルを
通しての送信により先行され、また所定のワードのどの
部分も前記設定パターンと同じシーケンスのデータを含
まない。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいては、データを搬送する交互バ
ーストの形で無線信号を交換することにより第１および
第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割相互通信
を行うことができ、これは第１および第２装置の１方か
らの前記バーストの送出が、第１および第２装置の他方
による次のバーストの送出が開始される前に完了するよ
うになされ、当該システムは、 第１論理チャネルを通しての装置間で通信される情報
の少なくともあるものはワードで構成され、また第１の
形の前記ワードの送信は次のワードのタイミングを示す
設定パターンの第１論理チャネルを通しての送信により
先行され、また同一メッセージまたはメッセージの１部
を搬送し、同一データシーケンスを有する第１の形の反
復するワードの間で第１論理チャネルを通して第１の形
の異なるワードか前記設定パターンを含まない所定シー
ケンスのいずれかが送出され、これにより反復する第１
の形の前記ワードのデータシーケンスが前記設定パター
ンを含む場合は、データシーケンスは十分まれに反復さ
れて、例え受信装置が第１の形のワードに先行する設定
パターンの発生として反復するワードの前回の送信のデ
ータシーケンスにおける設定パターンを不当に識別して
も反復ワードの次の送信前に受信装置が設定パターンの
送信時に前記設定パターンを正しく識別することを許容
する。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においては、ディジタルデータを搬送する
交互バーストの形で無線信号を交換することにより第１
および第２装置が無線チャネルを通して互いに時分割相
互通信を行い、これはこの時分割相互通信の間に第１お
よび第２装置の１方からの前記バーストの送出が、第１
および第２装置の他方による次のバーストの送信が開始
される前に完了するようになされ、当該方法は、 第１論理チャネルを通して装置間で通信される情報の
少なくともあるものがワードで構成され、また第１の形
の前記ワードの送信は次のワードのタイミングを示す設
定パターンの第１論理チャネルを通して送信により先行
され、 更に同一メッセージまたはメッセージの１部を搬送す
ると共に同一データシーケンスを有する第１の形の反復
するワードの間で第１論理チャネルを通して第１の形の
異なるワードが前記設定パターンを含まない予め定めら
れたシーケンスのいずれかが送信され、これにより第１
の形の反復する前記ワードのデータシーケンスが前記設
定パターンを含む場合は、このシーケンスは十分まれに
反復されて、例え受信装置が第１の形のワードに先行す
る設定パターンの発生として反復ワードの前回の送信の
データシーケンスにおける設定パターンを不当に識別す
ることを許容することを特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいてはディジタルデータを搬送す
る交互バーストの形で無線信号を交換することにより第
１の形の装置が無線チャネルを通して第２の形の複数の
装置のいずれかと時分割相互通信を行うことができ、こ
れはこの時分割相互通信の間に装置の１方からの前記バ
ーストが、装置の他方による次のバーストの送信が開始
される前に完了するようになされ、当該システムは、 バーストの少なくともあるものは受信装置により非同
期的に検出される同期パターンを含み、第１の形の装置
は第１同期パターンまたは第１同期パターンの群の１つ
を送出し、また第２の形のの装置は第２の同期パターン
または第２同期パターンの群の１つを送信し、第１同期
パターンまたは複数のパターンは第２同期パターンまた
は複数のパターンと異なり、更に第２の形の装置は前記
第２の、または第２の同期パターンの受信に応答せず、
これにより第２の形の装置は第２の形の他の装置により
送信の受信に対応しないことを特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においてはディジタルデータを搬送する交
互バーストの形で無線信号を交換することにより第１の
形の装置および複数の第２の形の装置のいずれかは無線
チャネルを通して互いに時分割相互通信を行い、これは
この時分割相互通信の間に装置の１方からの前記バース
トの送信が、装置の他方による次のバーストの送信が開
始されま前に完了すよるようになされ、当該方法は、 バーストの少なくとも幾つかが受信装置により非同期
的に検出される同期パターンを含んで受信装置が受信バ
ーストのタイミングを見出すことを可能にし、第１の形
の装置は第１同期パターンまたは第１同期パターンの群
の１つを送信し、更に第２の形の装置は第２の同期パタ
ーンまたは第２の同期パターンの群の１つを送出し、第
１同期パターンまたは複数のパターンは第２同期パター
ンまたは複数のパターンとは異なり、更に第２の形の装
置は前記第２の、または第２の同期パターンの受信には
応答せず、これにより第２の形の装置は第２の形の他の
装置による送信の受信には応答しないことを特徴とす
る。

好適には、前記時分割相互通信は複数の第１の形の装
置のいずれか１つにより行われ、また第１の形の装置は
前記第１同期パターンまたは第１同期パターンの受信に
は応答せず、これにより第１の形の装置は第１の形の他
の装置による受信には応答しない。

好適には、各々の前記装置は所定の同期パターンを、
他の形の装置との前記無線信号による通信を開始するこ
とを試みながら、送出し、更に続いて前記通信が開始さ
れた後異なる所定の同期パターンを送出する。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいてはディジタルデータを搬送す
る交互バーストの形で無線信号を交換することにより第
１および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割
相互通信を行うことができ、これは、時分割相互通信の
間に第１および第２装置の１方からの前記バーストの送
信は、第１および第２装置の他方による次のバーストの
送信が開始される前に完了するようになされ、当該シス
テムは、 前記送信により送出されたバーストの少なくとも幾つ
かが、受信装置により非同期的に検出されて受信装置が
送出されたバーストのタイミングを見出すことを可能に
する同期パターンこのデータビットを含み更に可変デー
タのビットを含み、また受信装置は、受信データと同期
パターンの記憶されたコピーとの比較動作が、Ｋをゼロ
または正の整数として、受信データの単にＫビットに過
ぎない値をもたらして比較に失敗したとき受信データ中
に同期パターンが存在するとみなし、更に各々の前記バ
ースト中のゼット配置は、バースト中のＬビットのデー
タの引き続くストリングにおいてＬ−Ｋビット以下の可
変データが存在することを特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においてはディジタルデータを搬送する交
互バーストの形で無線信号を交換することにより第１お
よび第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割相互
通信を行い、これはこの時分割相互通信の間に第１およ
び第２装置の１方からの前記バーストの送出が第１およ
び第２装置の他方による次のバーストの送出が開始され
る前に完了するようになされ、当該方法は、 前記装置により送信されたバーストの少なくとも幾つ
かは、受信装置により非同期的に検出されて受信装置が
送出バーストのタイミングを見出すことを可能にする同
期パターンのデータビットを含み、更に可変データのビ
ットを含み、更に受信送出は、受信データと同期パター
ンの記憶されたコピーとの比較動作が、Ｋをゼロまたは
正の整数として受信データの単にＫビットに過ぎない値
をもたらして比較に失敗したとき受信データ中に同期パ
ターンが存在するとみなし、更に各々の前記バーストの
ビット配置はバースト中のＬビットのデータの引き続く
ストリングにおいて可変データのＬ−Ｋ以下のビットが
存在するように与えられることを特徴とする。

好適には、各々の前記バースト中のビット配置は、バ
ースト中のＬビットのデータの引き続くストリングにお
いて、Ｌ−Ｋ−６ビットに過ぎない可変データが存在す
るように与えられる。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいては、ディジタルデータを搬送
する交互バーストの形で無線信号を交換することにより
第１および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分
割相互通信を行うことができ、これはこの時分割相互通
信の間に第１および第２装置の１方からの前記バースト
の送出が、第１および第２装置の他方による次のバース
トの送出が開始される前に完了するようになされ、当該
システムは、 バースト中のディジタルデータの少なくとも１つのフ
ォーマットは固定値と可変ビットの反復パターンを有す
る第１部分と、受信装置により非同期的に検出されて受
信装置がバーストのタイミングを見出すことを可能にす
るＬビット同期パターンからなる第２部分とで構成さ
れ、また受信装置は、受信データと同期パターンの記憶
されたコピーとの比較動作が、Ｋをゼロまたは正の整数
として、受信データの単にＫビットに過ぎない値をもた
らし、比較に失敗したとき同期パターンが受信データ中
に存在すると見なし、 Ｌビット同期パターンと、固定値および可変ビットの
反復パターンは、例えばストリング中の全ての可変ビッ
トが一致を与えるとしても、パターンの繰返えし中の任
意の位置から出発して、反復パターンの引き続くＬビッ
トのストリングがＬ−Ｋビット以下の同期パターンに一
致するように選択されることを特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においては、ディジタルデータを搬送する
交互バーストの形で無線信号を交換することにより第１
および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割相
互通信を行い、これは、この時分割相互通信の間に第１
および第２装置の１方からの前記バーストの送出が第１
および第２装置の他方による次のバーストの送出が開始
される前に完了するようになされ、当該方法は、 バースト中のディジタルデータの少なくとも１フォー
マットは固定値と可変ビットの反復パターンを有する第
１部分と受信装置により非同期的に検出されて受信装置
がバーストのタイミングを見出すことを可能にするＬビ
ット同期パターンからなる第２部分とを備え、また受信
装置は、受信データと同期パターンの記憶されたコピー
との比較動作が、Ｋをゼロまたは正の整数として、受動
データの単にＫビットに過ぎない値をもたらして比較に
失敗したとき同期パターンが受信データ中に存在すると
見なし、 Ｌビット同期パターンおよび固定値と可変ビットの反
復パターンが、パターンの反復の任意の位置から出発し
て、反復パターンの連続するＬビットのストリングが、
例えストリング中の全ての可変ビットが一致を与えて
も、Ｌ−Ｋビット以下の同期パターンに一致するように
選択されることを特徴とする。

好適には、前記反復パターンの引き続くＬビットの前
記ストリングは、例えストリングの全ての可変ビットが
一致を与えても、単にＬ−Ｋ−２ビットに過ぎない同期
パターンに一致する。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいては、ディジタルデータを搬送
する交互バーストの形で無線信号を交換することにより
第１および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分
割相互通信を行うことができ、これは、この時分割相互
通信の間に第１および第２装置の１方からの前記バース
トの送出が、第１および第２装置の他方による次のバー
ストの送出が開始される前に完了するようになされ、当
該システムは、 バースト中のディジタルデータの少なくとも１フォー
マットが、受信装置により非同期的に検出されて受信装
置がバーストのタイミングを見出すことを可能にするＬ
ビット同期パターンで構成され、また受信装置は、受信
データと同期パターンの記憶されたコピーとの比較動作
が、Ｋをゼロまたは正の整数として、単にＫビットに過
ぎない受信データをもたらして比較に失敗したとき、受
信データ中に同期パターンが存在すると見なし、 同期パターンは固定値ビットで構成されたバーストの
１部に隣接し、更に同期パターンと、少なくとも、固定
値ビットの前記１部の部分と同期パターンの隣接部分の
みからなるバーストの引き続くＬビットのストリングと
の間の一致数はＬ−Ｋ以下であることを特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においては、ディジタルデータを搬送する
交互バーストの形で無線信号を交換することにより第１
および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割相
互通信を行い、これはこの時分割相互通信の間に第１お
よび第２装置の１方からの前記バーストの送出が第１お
よび第２装置の他方による次のバーストの送出が開始さ
れる前に完了するようになされ、当該方法は、 バースト中のディジタルデータの少なくとも１フォー
マットが、受信装置により非同期的に検出されて受信装
置がバーストのタイミングを見出すことを可能にするＬ
ビット同期パターンで構成され、また受信装置は、受信
データと同期パターンの記憶されたコピーとの比較動作
が、Ｋをゼロ、または正の整数として、単にＫビットに
過ぎない受信データをもたらして比較に失敗したとき同
期パターンが受信データ中に存在するとみなし、 同期パターンは固定値ビットで構成されたバーストの
１部に隣接し、更に同期パターンと、少なくとも固定値
ビットの前記部分の１部と同期ビットの隣接部分のみか
らなるバーストの引き続くＬビットのストリングとの間
の一致数はＬ−Ｋ以下であることを特徴とする。

好適には、異なる状況の下で異なる前記Ｌビット同期
パターンが使用され、また任意の前記同期パターンと、
任意の他の前記同期パターンまたは少なくとも固定値ビ
ットの前記部分の１部および任意の他の前記同期パター
ンの隣接部分のみからなるバーストの引き続くＬビット
のストリングとの整合数はＬ−Ｋ以下である。

好適には、少なくとも前記同期パターンの幾つかに対
して、前記一致数はＬ−Ｋ−８を越えないようになされ
る。

好適には、前記同期パターンの全てに対して、前記一
致数はＬ−Ｋ−７を越えないようになされる。

好適には、Ｋをゼロではなく、より好適にはＫは２で
ある。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいては、ディジタルデータを搬送
する交互バーストの形で無線信号に交換することにより
第１および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分
割相互通信を行うことができ、これは、この時分割相互
通信の間に第１および第２装置の１方からの前記バース
トの送出が第１および第２装置の他方による次のバース
トの送出が開始される前に完了するようになされ、当該
システムは、 バースト中のディジタルデータの少なくとも１フォー
マットが受信装置により非同期的に検出されて受信装置
がバーストのタイミングを見出すことを可能にするＬビ
ット同期パターンで構成され、この同期パターンは任意
のオフセット量に対して多くて＋２のピーク自己相関サ
イドローブ値を有し、ここにあるオフセット量における
自己相関サイドローブ値は、パターンのビットと前記オ
フセット量だけオフセットされたそれ自体の値との一致
数マイナスパターンのビットと同じオフセット量におけ
るそれ自体の値との不一致数として定められることを特
徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においては、ディジタルデータを搬送する
交互バーストの形で無線信号を交換することにより第１
および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割相
互通信を行い、これは、この時分割相互通信の間に第１
および第２装置の１方からの前記バーストの送出が、第
１および第２装置の他方による次のバーストの送出が開
始される前に完了するようになされ、当該方法は、 バースト中のディジタルデータの少なくとも１フォー
マットが受信装置により非同期的に検出されて受信装置
がバーストのタイミングを見出すことを可能にするＬビ
ット同期パターンで構成され、この同期パターンは任意
のオフセット量に対して多くて＋２のピーク自己相関サ
イドローブ値を有し、ここにあるオフセット量における
自己相関サイドローブ値は、パターンのビットと前記量
だけオフセットされたそれ自体の値との一致数マイナス
パターンのビットと同一オフセット量におけるそれ自体
の値との間の不一致数として定められることを特徴とす
る。

本発明の他の側面によれば電気通信システムが提供さ
れ、このシステムにおいては、ディジタルデータを搬送
する交互バーストの形で無線信号を交換することにより
第１および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分
割相互通信を行うことができ、これは、この時分割相互
通信の間に第１および第２装置の１方からの前記バース
トの送出が、第１および第２装置の他方による次のバー
ストの送出が開始される前に完了するようになされ、当
該システムは、 バースト中のディジタルデータの少なくとも１フォー
マットが、受信装置により非同期的に検出されて受信装
置がバーストのタイミングを見出すことを可能にする24
ビット同期パターンで構成され、16進フォーマットで与
えられたときの前記同期パターンはBE4E50、41B1AF、EB
1B05、14E4FA、0A727D、F58D82、A0D8D7、および5F2728
の１つであるたとを特徴とする。

本発明の他の側面によれば電気通信の方法が提供さ
れ、この方法においては、ディジタルデータを搬送する
交互バーストの形で無線信号を交換することにより第１
および第２装置は無線チャネルを通して互いに時分割相
互通信を行い、これは、この時分割相互通信の間に第１
および第２装置の１方からの前記バーストの送出が、第
１および第２装置の他方による次のバーストの送出が開
始される前に完了するようになされ、当該方法は、 バースト中のディジタルデータの少なくとも１フォー
マットが、受信装置により非同期的に検出されて受信装
置がバーストのタイミングを見出すことを可能にする24
ビット同期パターンで構成され、16進フォーマットで与
えられたときの同期パターンはBE4E50、41B1AF、EB1B0
5、14E4FA、0A727D、F58D82、A0D8D7、および5F2728の
１つであることを特徴とする。

本発明は更に上記システムのいずれかで使用可能な通
信装置を含み、また特に第１装置として使用可能な通信
装置および第２装置として使用可能な通信装置を含む。

図面の簡単な説明 例示として与えられる本発明の実施例を次の図面によ
り説明する。

第１図は本発明を実施するシステムの基地局に接続さ
れた電気通信システムの概略図、 第２図は本発明の実施例におけるバースト送信のパタ
ーンの概略図、 第３図は本発明の実施例におけるバースト中の無線周
波信号の周波数および振幅変化を示す概略図、 第4a図および4b図は本発明の実施例に使用される信号
バーストにおける第１の形のデータ構造の第１および第
２変形例の概略図、 第５図は本発明の実施例に使用される信号バーストに
おける第２の形のデータ構造の概略図、 第６図は本発明の実施例における基地局の送出サイク
ルに対する、本発明の実施例の送受器により送信された
第３の形のデータ構造の相対タイミングの概略図、 第７図は第６図の要部を更に詳細に示す図、 第８図は第６図のデータ構造におけるデータ配置の概
略図、 第９図は第８図の１部を更に詳細に示す図、 第10図は本発明の実施例に使用する送受器の第１変形
例を示す図、 第11図は本発明の実施例に使用する送受器の第２変形
例を示す図、 第12図は本発明の実施例における送受器の１部の概略
図、 第13図は本発明の実施例に使用する基地局の変形例の
概略図、 第14図は本発明の実施例に使用する基地局の１部の概
略図、 第15図は送受器の制御回路の概略ブロック図、 第16図は基地局の制御回路の概略ブロック図、 第17図は第15図および16図のプログラマブルマルチプ
レクサの概略ブロック図、 第18図は第15図および16図のプログラマブルデマルチ
プレクサの概略ブロック図、 第19図は第15図および16図のシステムコントローラの
概略ブロック図、 第20図は第15図および16図のＳチャネルコントローラ
の概略ブロック図、 第21図は基地局から送受器へのリンクの設定を示す流
れ図、 第22図は基地局から送受器にリンクが設定されたとき
送信される信号のシーケンスの概略図、 第23図は送受器から基地局へのリンクが設定のための
流れ図、 第24図は送受器から基地局にリンクが設定されたとき
送信される信号のシーケンスの概略図、 第25図はＤチャネルにおけるデータの構造の全体図、 第26図は、Ｄチャネル符号ワードがパケットに組み込
まれ、パケットがメッセージに組み込まれる方法を示す
概略図、 第27図はＤチャネル符号ワードの一般的なフォーマッ
トの概略図、 第28図はＤチャネルの固定フォーマット形アドレス符
号ワードのフォーマットの概略図、 第29図はＤチャネルの可変フォーマット形アドレス符
号ワードのフォーマットの概略図、 第30図はＤチャネルのデータ符号ワードのフォーマッ
トの概略図、 第31図はＤチャネルにおける固定長メッセージの構造
の概略図、 第32図はＤチャネルにおける可変長メッセージの構造
の概略図、 第33図は、送受器から基地局に対してのみハンドシェ
ークが失われるときリンク再確立に導くハンドシェーク
信号のシーケンスの概略図、 第34図は、基地局から送受器に対してのみハンドシェ
ークが失われるときのリンク再確立に導くハンドシェー
ク信号のシーケンスの概略図、 第35図は送受器または基地局において実施されるリン
ク品質モニタプロセスの流れ図、 第36図はＤチャネルにおけるフイルイン（FILL−IN）
ワードの構造の概略図、 第37図は本発明の実施例に使用する他の形の基地局を
示す、第１図に類似の図、 第38図は本発明を実施例する基地局に対する第１の他
の構造の詳細を示す図、 第39図は本発明を実施する基地局に対する第２の他の
構造の詳細を示す図、及び第40図は本発明を実施する基
地局に対する第３の他の構造を示す図である。

実施例の説明 本明細書においては、ディジタル信号現示技術の通常
のプラスチックに従って、「ｋビット」および「ｋワー
ド」は「1000ビット」および「1000ワード」を意味する
「キロビット」および「キロワード」の略語として使用
される。

（概説） 第１図は電気通信ネットワーク１に接続された一連の
電気通信装置を概略図示したものである。電気通信ネッ
トワーク１は通常PSTN（公衆交換電話回路網:Puleltc S
witched Telephone Network）が使用されるが、将来は
ISDN（ディジタル総合サービス網:Integrated Services
Digital Network）がより一般的に使用され得る。電気
通信ネットワーク１は多くの装置に接続され、またこれ
らの例として第１図は本発明を実施するコードレス電話
装置の基地局３、電話機５、およびファクシミル機械ま
たはコンピュータ用モデムなどの他の電気通信装置７を
示したものである。これらの通信装置の各々は回路網リ
ンク９により電気通信回路網１に接続され、この回路網
リンク９は通常有線リンク、光ファイバリンク、および
長距離無線リンクの幾つかまたは全てを含んでいる。

第１図に示したように、本発明を実施するコードレス
電話装置は基地局３および相手局ユニット11で構成され
る。相手局ユニットは通常音声通信のための電話送受器
であり、以後送受器と呼ぶことにする。送受器11は第１
図において13で概略図示された無線リンクを通して基地
局３と通信し、またこれは送受器11のユーザに対する電
気通信回路網１へのアクセスを与える。

第１図は基地局３あたりただ１台の送受器11を示す
が、他の図に対しては他の実施例が引用されるが、その
場合複数の送受器11は１つの基地局３に係わり、従って
基地局３は送受器11の任意の選択されたものと通信する
ことができ、あるいは若干の場合には基地局３は異なる
無線チャネルの異なる送受器11と同時に通信することが
できる。このようなコードレス電話システムの通常の用
途には、送受器11の搬送波は公衆的に得られる地上局３
の近傍に行き、地上局３と無線リンクを設定し、更にこ
れにより電気通信回路網１にアクセスことができる公衆
テレポイントサービス、 個別に番号を付された増設部を有する局線構内交換お
よび／または相互通信システム、 増設部が個別に番号を付された国内または局増設およ
び／または相互通信システムなどが含まれる。

純粋に相互通信の用途の場合には、基地局３が電気通
信回路網１に接続される必要がないことは勿論である。

ここで、基地局３および送受器11で構成されたコード
レス電話システムの構成および動作について説明する。
このシステムは、ここに引用により取り込まれる英国貿
易工業省規格MPT 1375に従うものであり、更に詳細な内
容および規制に関してはこれを参照すればよい。MPT137
5においては、基地局３は通常「コードレス固定部分」
または「CFP」と呼ばれ、また送受器11は通常「コード
レス携帯部分」または「CPP」と呼ばれ、またその場合
は適切な類似の用語が使用される。用語「固定」および
「携帯」は上記の部分と電気通信回路網１の間でなされ
る通常の接続の性質に関係し、基地局３が場所的に移動
できないということを意味するものではない。

バーストモードの送信およびタイミング 基地局３および送受器11は時分割同時バーストモード
通信による単一無線チャネルを通して互いに通信する。
確立された無線リンクにおける伝送パターンは第２図に
示した通りである。第２図の上部ラインは基地局３によ
る伝送を示し、下部ラインは送受器11による伝送を表わ
す。

バーストモード伝送システムにおける完全な周期は２
ミリ秒間継続する。それぞれの方向の２つのデータバー
ストが各々のバースト期間内に送出される。基地局３が
バーストの送信を開始したときの各々の２ミリ秒バース
ト期間は第２図の時刻t1で開始される。基地局３からの
バースト送信は、時刻t1の後１ミリ秒よりわずかに小さ
な時刻t2で終了する。わずかなギャップの後、送受器11
は刻t3で伝送バーストを開始し、この伝送バーストは
（ミリ秒よりわずかに小さな時間継続し、時刻t4で終了
する。他のわずかなギャップの後、次の２ミリ秒伝送期
間が開始される。

伝送期間の長さは基地局３により制御され、この基地
局は、これがバーストの送信を開始する引き続く時刻t1
が２ミリ秒離れることを保証する。基地局３および送受
器11は秒あたり72キロビットでディジタルデータを送出
する。従って、各々の2msバースト期間は144ビット期間
に等価である。後に示すように、使用されるバースト構
造に依存して、各々のバーストは68ビットか66ビットの
いずれかで構成される。このようにして、t1からt2まで
の期間（またt3からt4までの期間）は約0.9167msまたは
約0.9444msのいずれかである。

時刻t2と時刻t3の間のギャップ、および時刻t4と次の
時刻t1の間のギャップが存在して、送信および受信モー
ドの間を切り換える時間を基地局３および送受器11に与
え、更に信号のRF伝搬遅延を許容する。時刻t2と時刻t3
の間のギャップの大きさは送受器11により決定される。
バースト期間内の２バーストがそれぞれ66ビット長の場
合、送受器11は、基地局３からの受信バーストの最後の
ビットの終了後そのバーストの5.5ビット期間の第１ビ
ットの送信を開始する。２つのバーストがそれぞれ68ビ
ットの場合、送受器は単に3.5ビット期間待機する。信
号のRF伝搬遅延が存在しないと仮定すると、送受器11は
わずか後に基地局３からの送信を受信し、従って送受器
11からの送信はわずか後に開始され、更に時刻t4と次の
時刻t1の間のギャップは従って低減される。システムは
各々のバースト期間内に２ビット期間の累積伝搬遅延
（通常は、各々の最高１ビット期間）に対処することが
でき、なお68ビットバーストが使用されているときでも
最小2.5ビット期間における基地局３が受信から送信に
切り代ることができる。基地局３は送受器11より速く切
り代って（これは最小3.5ビット期間で許容される。）
送受器11で簡単かつ安価な回路が使用され得る。

後に説明するように、基地局３と送受器11の間の通信
はバーストに対して１データ以上の構造を使用すること
ができる。68ビットバーストはマルチプレクス１として
知られる１データ構造でのみ生じるが、マルチプレクス
２として知られる第２データ構造は常に66ビットバース
トを使用する。マルチプレクス１を使用した通信とマル
チプレクス２を使用した通信との変化の間に１方の部分
が68ビットマルチプレクス１バーストを送信し、他方が
66ビットマルチプレクス２バーストを送信している単純
な期間の存在が可能である。この場合、時刻t2とt3の間
のギャップおよび時刻t4と次のt1の間のギャップは対応
して変化する。

無線信号（RF）伝搬遅延に加えて基地局３の回路およ
び送受器11を通して信号遅延が存在する。これらの遅延
は装置に本質的なので、装置の設計時に補償可能であ
る。これらの遅延は装置の空中線にのみ関係する第２図
には含まれない。

ディジタルビットは無線搬送周波数の周波数変位方式
（FSK）として知られる周波数変調により各データバー
ストで送信される。

データバーストの全体にわたる構造は第３図示され
る。基地局３と送受器11の一方が送信を停止する時刻と
他方が送信を停止する時刻の間のギャップにおいて、無
線周波数はゼロ振幅を有する。ディジタルデータのバー
ストを送出するためには、無線周波信号は適切な振幅で
送信されなければならない。他のチャネルに対する干渉
の振幅変調の影響を回避するために、バーストを送信し
ようとする部分はデータバーストの開始前に無線周波信
号の送信を開始し、信号の振幅をゆっくりと増加させ
る。これは第３図でａからｂまでの期間で与えられる。
RF振幅の包絡線は第３図の15で示される。

第３図の時刻ｂでデータバーストの第１ビット期間が
開始される。２進１ビットのデータが周波数変調により
各々のビット期間内に送出され、送出周波数は論理
「１」に対しては搬送波周波数より大きく、論理「０」
に対しては搬送波周波数以下になされる。他のチャネル
に対する周波数変調の影響を回避するために、送信周波
数は瞬時には変化できず、従って第３図のRF周波数の包
絡線17により示されるように徐々に変化する。第３図の
時点ｃは第１ビット期間の終了および第２ビット期間の
開始点を表わす。時点ｄは最後のビット期間の終了点を
表わす。

基地局３および送受器11で使用する幾つかの種類のフ
ィルタにより導入される遅延分散のために、RF信号の振
幅をデータバーストの間にビット期間の半分に対して時
点ｅまでその振幅の6dB以下に維持し、全てのデータが
受信端で正しく受信され、処理されることを保証しなけ
ればならない。この半ビット期間はサフィックスとして
知られ、参照番号19で示される。時点ｅのサフィックス
19の終了に従って、無線周波数の振幅は徐々に減少され
て振幅変調の影響を回避するようにし、これはその部分
による伝送を終了させる。

バーストのデータ構造:MUX1およびMUX2 基地局３と送受器11の間の通信は３つの論理チャネル
を通して行われる。システムの２部分間には唯１つの無
線チャネルが存在するので、３つの論理チャネルは時分
割多重通信により結合される。確立されたリンクの間の
所定の時点で、基地局３と送受器11は上記のようにバー
ストを用いて互いに通信し、チャネル間で時分割多重化
を与える予め選択されたデータ構造を有する。得られた
データ構造の各々において、各々のバーストは共に多重
化された３つの論理チャネルの２つを搬送する。これら
のデータ構造の各々はマルチプレクスとして知られ、
「MUX」と略称される。

リンクが設定され、基地局３と送受器11の間のバース
トが、ユーザが電気通信回路網１を通して接続される個
人または装置とユーザが交換したい情報を搬送している
ときバーストのデータ構造はマルチプレクス１（または
MUX1）と呼ばれる形態をなす。これは第４図に示され
る。マルチプレクス１には、第4a図に示したマルチプレ
クス1.2と第4b図に示したマルチプレクス1.4の２つの形
態が可能である。

マルチプレクス1.2においては、各々のバース長は66
ビットである。第１ビットおよび最終ビットはＤ論理チ
ャネルに属するものとして定義され、また中央の64ビッ
トはＢ論理チャネルに属するものとして定義される。Ｂ
チャネルは、ユーザが送信または受信しているデータを
搬送する。送受器11が用いられて電話会話を保持する通
常の場合、チャネルＢはディジタル的に符号化された音
声データを搬送している。

チャネルＤは信号現示データを搬送する。このデータ
は、後に説明するように、種々の事物を表わすが、チャ
ネルＤにより搬送される殆んどのデータは２つの一般的
な形態の１方に割り当てることができる。先ず、基地局
３と送受器11の間には純粋に部分間で無線リンクを確立
または維持するためのデータが送受される。このデータ
には、ハンドシェーク信号や、１方の部分が他方の部分
を認識することを可能にすると共にそれらの部分の間で
通信リンクが確立されることを許容または拒絶する識別
および認定符号などが含まれる。第２種のデータは、受
信部分がある動作を取り、あるいは受信部分に送信部分
である動作が生じていることを通知する。例えば、ユー
ザが送受器11上のキーを押圧すると、この事実はチャネ
ルＤにより基地局３に送信され、また基地局３は送受器
11が信号を表示または表示を点滅させることを指示する
と、これはチャネルＤに送出される。

チャネルＤデータは定義されたフォーマットを有する
符号ワードで送信され、これは後に論じられる。第4a図
に示したように、マルチプレクス1.2における各々のバ
ーストは単に２ビットのチャネルＤデータを含むので、
それは一連のバーストがチャネルＤの単一符号ワードを
送出することを要求する。マルチプレクス1.4では、第4
b図に示されるように、チャネルＤデータは２倍の速度
で送出される。このマルチプレクス構造における各々の
バースト長は68ビットである。最初の２ビットおよび最
後の２ビットはチャネルＤビットとして定義され、また
中央の64ビットはチャネルＢビットとして定義される。
両マルチプレクス1.2、1.4においては、各々のバースト
は同一数のチャネルＢビットを搬送し、またそれらの差
はバーストあたり搬送されるチャネルＤビットの数にお
いてのみ生じることが注目されるべきである。

マルチプレクス1.4は、これがマルチプレクス1.2によ
り許容される速度の２倍でチャネルＤの伝送を許容する
ので都合がよいが、これはマルチプレクス1.4における
各々のバーストをマルチプレクス1.2の各々のバースト
より２ビット長く（即ち、66ビットの代りに68ビット）
することにより実現される。これは、第２図に示したよ
うに、マルチプレクス1.4を用いて２つの部分が通信し
ているとき、各々の部分が送信モードと受信モードの間
で切り換えられる時刻11t2とt3の間のギャップが5.5ビ
ット期間から3.5ビット期間へ２ビット期間だけ低減さ
れる。時刻ｔとt1の間のギャップも同様に２ビット期間
だけ低減される。このようにして、マルチプレクス1.4
を用いた通信は、基地局３および送受器11の両者が得ら
れた低減された時間内に送信および受信モードの間で切
り換え可能な場合にのみ実施することができる。この切
換えを十分速くできない装置はマルチプレクス1.2を使
用できるだけである。

好適な実施例における全ての基地局３および送受器11
は、これらがマルチプレクス1.4を用いて通信すること
ができても、マルチプレクス1.2を用いて通信すること
ができる。基地局３と送受器11の間の特定の無線リンク
においては、両部分はマルチプレクス１の同じ変形例を
使用しなければならない。２つの部分がマルチプレクス
２（即ちMUX2）として知られる異なるデータ構造と通信
するリンクの初期設定の間に、これらの２つの部分は、
マルチプレクス１への切換前、およびマルチプレクス１
への切換前に、マルチプレクス１のどの変形例が使用さ
れるかを決定する動作（「交渉」動作としてもよく知ら
れる）を行う。これは、両部分がマルチプレクス1.4を
使用して通信できる場合になされる。上記部分のいずれ
かまたは両者がマルチプレクス1.2を単に使用可能なと
きは、マルチプレクス１のこの変形例が上記無線リンク
のために採用されなければならない。

マルチプレクス２の構造は第５図に示される。このデ
ータ構造は、チャネルＢを使用した通信が開始される前
のリンク設定時に使用される。マルチプレクス２データ
構造においては、チャネルＢはいずれも送出されない。
各々のマルチプレクス２データバーストの長さは66ビッ
トである。最初の16ビットおよび最後の16ビットはチャ
ネルＤに属するものとして定義され、また中央の34ビッ
トはＳチャネルと呼ばれる第３論理チャネルに属するも
のとして定義される。Ｓチャネルの最初の10ビットはＰ
ビットであり、これらはプリアンブルを形成し、単に
「１」と「０」の間の代替ビットからなる。Ｓチャネル
の残る24ビットはＷビットであり、Ｓチャネル同期ワー
ドを定義する。

Ｓチャネルは、２部分間の無線リンクが確立されてい
るときこれらの２部分を同期化するために使用される。
この場合、２つの同期レベルが要求される。先ず、２つ
の部分はビット同期に入らなければならず、従って受信
信号を復号化するときの受信部分は受信信号を正しいタ
イミングのビットに分割される。第２に、２つの部分は
バースト同期に入らなければならず、従って、１方の部
分は送信するが他方は受信モードにあり、次に他方は送
信するが第１部分は受信モードになり、第２図に示され
た交互バーストの伝送構造を与える。

リンクがいずれかの方法に確立されているときは、送
受器11は基地局３から受信する第１無線信号はマルチプ
レクス２フォーマットになり、更に基地局３が送受器11
とのリンクの生成を開始しようとする場合、基地局３が
送受器11から受信する第１信号もマルチプレクス２フォ
ーマットになる。（送受器11がリンクを開始していると
き、これは先ずマルチプレクス（即ち、MUX3）と呼ばれ
る他のデータ構造で送出され、これは後に説明され
る。）従って、マルチプレクス２は２つの部分間で迅速
な同期を許容するように設計されている。

殆んどの基地局３および送受器11は自動周波数制御装
置または自動利得制御回路、または両者を有している。
これらの回路は、無線信号が受信される初期期間を要求
してそれらの制御動作を行うと共に当該部分による満足
な無線受信を確立する。マルチプレクス構造におけるチ
ャネルＤの初めの16ビットはこのような無線伝送の期間
を与え、自動利得制御装置および自動周波数制御回路
が、チャネルＳの34ビットが受信される前に設定される
ことを許容する。

ＳチャネルのＰビットの「1010・・・」プリアンブル
パターンにおける引き続くビット値の反転値はビット期
間のタイミングの明瞭な定義を与え、受信部分が、チャ
ネルＳの24ビット同期ワードが受信される前に送信部分
とビット同期に入ることを可能にする。同期ワードは、
受信データバースト中で受信部分が探索している所定パ
ターンを有する。このビットパターンが認識されると、
受信部分は、当該24ビットがチャネルＳの同期ワードを
形成したことを認知する。マルチプレクス２構造におけ
るこのワードの位置が定義されるので、次に受信部分は
受信マルチプレクスデータバーストのバーストタイミン
グを決定することができ、従ってバースト同期を得るこ
とができる。

チャネルＤデータは変化することができ、また偶然で
はあるが、チャネルＤの引き続くビットはチャネルＳの
同期ワードと同一のパターンを有することができる。こ
れがチャネルＳの同期ワードとして誤って識別される
と、受信部分は正しくないバーストタイミングを選択す
ることになる。これを防止するために、チャネルＤはマ
ルチプレクス２において２つの16ビット部分に分割さ
れ、従ってバーストは破壊されてないストリングとして
チャネルD24ビットを含まない。

第２図により上記したように、基地局３は、２ミリ秒
間隔でそれからの引き続くデータバーストの伝送を開始
することにより２ミリ秒バースト期間を決定する。送受
器11はその受信および送信タイミングを基地局３のタイ
ミングに一致し、従って第２図の時分割二重構造を生成
するように構成されなければならない。従って、バース
ト同期タイミングを決定する場合、基地局３はマスタと
して、送受器11はスレーブとして作用する。基地局３は
通常送受器11よりも正確なクロックを含むので、これは
バーストモードタイミングの精度の最大化に都合が良
い。更に、基地局３が異なる無線チャネルを用いて異な
る送受器11と同時に通信できる場合、もし２つのリンク
に対する送信および受信タイミングが同期化されない場
合このような２つのリンクを維持することは通常は実際
的でないかまたは不可能ですらある。従って、送受器11
のタイミングは基地局３のタイミングにスレーブされな
ければならない。

リンク開始およびMUX3 基地局３がリンクを開始しようとする場合、マルチプ
レクス２において送信を開始する。送受器11はオンに切
り換えられるがリンク内で通信していないときは、送受
器11は無線チャネルを走査して、送信が行われているチ
ャネルを探索する。送受器11が無線伝送を検出した場
合、送受器11は、これがマルチプレクス２であるという
仮定の下で無線伝送を復号化しようとする。送受器11は
非同期的にこれらの動作を行い、また受信信号がマルチ
プレクス２のフォーマットにある場合、チャネルＳのプ
レアンブル部分および同期ワードは、送受器11が送出信
号とのビットおよびバースト同期を得ることを可能にす
る。この同期が得られると、チャネルＤの内容は復号化
され、リンク開始のプロセスが開始可能になる。

送受器11が基地局３との通信リンクを開始しようとす
ると問題が生じる。アイドル基地局３、即ち送受器から
の呼びを待機するものは能動基地局、即ち送受器と既に
通信状態にあるものの動作に同期化される。従って、ア
イドル基地局は、能動基地局が受信モードにある間に送
受器11からの伝送を受信し得る間に単に受信窓を有する
ことになる。このアイドル基地局が受信しようとする機
能に対する束縛は、２つの基地局が空中線を共有する場
合は殆んど不可避になる。というのは、既に通信状態に
ある基地局の送信機からのRF電力の漏えいは呼び送受器
からの受信電力よりも恐らく大きくなり、従ってアイド
ル基地局は、例えこれが受信モードにあっても、これら
の期間に何らかの送受器を検出できなくなることによ
る。従って、送受器11は、基地局が２ミリ秒（144ビッ
ト）のバースト期間毎に単に約１ミリ秒（72ビット）の
受信窓を有することが仮定されなければならない。

基地局３と既に通信状態にない送受器11は基地局３に
対して同期化されず、従って送受器11は、通信相手の基
地局３の受信期間に同期化されたタイミングを有するリ
ンク要求信号を送出することができなくなる。従って、
送受器11はマルチプレクス３（即ちMUX3）と呼ばれる他
のデータ構造において非同期的に送信することによりリ
ンク要求を形成する。マルチプレクス３の非同期特性を
第６図に示す。

第６図の下部ラインは基地局３の動作タイミングを示
したものである。基地局３は時間を複数の送信期間21に
分割し、またこれらの送信期間21の間で送受器11からの
信号を単に受信することができる。第６図の上部ライン
はマルチプレクス３において送信する送受器11の動作状
態を示したものである。第６図の23で示した各々のマル
チプレクス伝送期間の長さは720ビットであり、10ミリ
秒の間継続する。次のマルチプレクス３の伝送期間23は
288ビット期間だけ分離され、これは４ミリ秒継続し、
その間に送受器は送信モードから受信モードに切り換え
られ、基地局３からのマルチプレクス２における応答を
受信する。このようにして、マルチプレクス３の伝送の
全バースト期間は1008ビット期間、即ち14ミリ秒にな
る。マルチプレクス３のバースト期間はマルチプレクス
１およびマルチプレクス２に対するバースト期間の７倍
になり、またマルチプレクス３の伝送は５マルチプレク
ス１またはマルチプレクス２バースト期間の間継続す
る。

第６図に示したように、各々のマルチプレクス３伝送
23期間は５サブマルチプレクス部分に分割される。各々
は144ビット長であり、２ミリ秒継続する。このように
して、各々のサブマルチプレクスは送信期間および受信
期間を含む基地局３の動作期間と同じ長間長にわたって
継続することになる。

第７図は第６図の要部の拡大図である。マルチプレク
ス３の各々のサブマルチプレクスは次に４つの等しい反
復期間に分割される。１サブマルチプレクスで送信され
るデータは各々の反復期間で反復される。各々の反復期
間は36ビット含み、0.5ミリ秒継続する。送受器11は基
地局３に対して同期化されていないので、基地局３の動
作における、マルチプレクス３構造に対する信号受信窓
のタイミングは予測することはできない。しかしなが
ら、サブマルチプレクスの各々の36ビット反復期間は十
分短く、従って基地局３は引き続く基地局伝送期間21の
間でサブマルチプレクスの少なくとも１つの完全な反復
期間を受信しなければならない。第７図において、基地
局３および送受器11の動作の相対タイミングは、各々の
サブマルチプレクスの第３反復期間が完全に基地局受信
期間内に入り、従って基地局３により受信されるように
与えられる。

各々の反復期間はマルチプレクス３バーストの１サブ
マルチプレクス期間に送出されるデータの完全なコピー
を含むので、基地局３は各々のサブマルチプレクスの１
反復期間を受信して送受器11により送出されたデータを
受信することが単に必要となる。第６図に示したよう
に、マルチプレクス３の初めの４サブマルチプレクス期
間はチャネルＤを搬送するものとして定められるが、マ
ルチプレクス３の最後のサブマルチプレクス期間はチャ
ネルＳを搬送するものとして定められる。これは、基地
局３がチャネルＳの反復期間を受信し復号化する可能性
を最大にする。

マルチプレクス３のチャネルＳサブマルチプレクスの
各々の反復期間はチャネルＳ同期化ワードを含む。基地
局３がこれを検出すると、基地局３は、次の２つの受信
期間の間に、どんなマルチプレクス３伝送期間も存在し
ないことを知り、次に引き続く受信期間において、基地
局３はチャネルＤの４部分、次に再び同期ワードを含む
チャネルＳ部分を受信すべきである。このようにして、
基地局３は、マルチプレクス１およびマルチプレクス２
信号に対するそれ自身のバースト同期を変更することな
く、送受器11からのマルチプレクス３タイミングに対し
て一時的に同期化される。

送受器11から受信されたマルチプレクス３信号の復号
化に従って、基地局は引き続くマルチプレクス３伝送間
の288ビットスペースの間にマルチプレクス２で応答す
ることができる。第６図に示したように、上記スペース
は十分長く、少なくとも１つの完全な基地局送信期間21
を含むことができる。送受器11が基地局３からのマルチ
プレクス２における応答を受信すると、送受器はマルチ
プレクス３での送信を停止し、代りに基地局３のタイミ
ングに同期化されたマルチプレクス３での送信を実施す
る。

マルチプレクス３構造のデータ構造は第８図および９
図に更に詳細に示される。第８図において、各々のライ
ンは１サブマルチプレクス期間を示している。初めの４
ラインは４チャネルＤサブマルチプレクス期間を示し、
第５ラインはチャネルＳサブマルチプレクス期間を示
す。第６および第７ラインは、次のマルチプレクス３伝
送前の１マルチプレクス３伝送に続く期間（２サブマル
チプレクス期間に等しい）を表わす。送受器11はこの期
間にマルチプレクス２の応答を受信する。

マルチプレクス３伝送の５ラインはそれぞれ４反復期
間に分割される。初めの４ラインにおいては、各々の反
復期間は36チャネルＤビットを含んでいる。同じサブマ
ルチプレクスの引き続く反復期間は同等であるが、次の
サブマルチプレクスは異なるチャネルＤ情報を搬送す
る。第８図の第５ラインの各々の反復期間は第５サブマ
ルチプレクスを表わし、チャネルＳの36ビットを含んで
いる。各々の反復期間におけるチャネルＳデータは同等
である。かくして、マルチプレクス３で送信されたデー
タの全体は第８図の単一カラムに収容される。

第９図は第８図の単一カラムのデータ構成を詳細に示
した図である。チャネルＤにおいてはビットのあるもの
のみが有用なデータを搬送する。36ビット反復期間の各
々は交互論理「１」および「０」のプレアンブル部分を
形成する6Pビットと共に開始される。次に、10データ搬
送ビット、次に他の8Pビット、次に他の10データ搬送ビ
ット、そして最後に他の2Pビットが存在する。このよう
にして、各々の反復期間は、８ビットのプレアンブルに
より分離された10ビットの２つのストレッチに分割され
たチャネルＤの20データ搬送ビットを収容している。デ
ータ搬送ビットはチャネルＤで送出されたデータに依存
して任意の値を取ることができ、従ってチャネルＤのデ
ータビットのパターンがチャネルＳの同期ワードに同等
か十分に類似することが理論的には可能である。チャネ
ルＤデータが連続的に送出され、このビットパターンが
偶然にそのデータ内に生じたときは、基地局３は受信し
たチャネルＤ反復期間をチャネルＳに属するものと誤っ
て識別し、従ってそれはマルチプレクス３を不当に復号
化することになる。チャネルＤのデータ搬送ビットを８
ビットのプレアンブルにより分離された10ビットのセク
ションに分割することにより、マルチプレクス３のチャ
ネルＤはチャネルＳ同期ワードのパターンに類似する次
のビットパターンを収容できなくなる。

第９図に示したさらに、マルチプレクス３のチャネル
Ｓサブマルチプレクスの各々の反復期間は論理「１」と
論理「０」の間を交互変化する12Pビットのプレアンブ
ルと共に開始される。これにはチャネルＳ同期ワードを
構成する24Wビットが従っている。マルチプレクス３の
チャネルＳの上記構成により、受信基地局３が、同期ワ
ードを受信する前にマルチプレクス３信号とのビット同
期を得る機会が最大になる。

チャネルＳ構造 チャネルＳ構造は非常に簡単であるこの構造は第５図
に示したようにマルチプレクス２の24ビットの同期ワー
ドを伴う10ビットのプレアンブルまたは第９図に示した
ようにマルチプレクス３の24ビット同期ワードを伴う12
ビットプレアンブルからなる。このプレアンブルは常に
交互に変化する論理「１」と「０」で構成される。

好適な実施例のシステムにおいては、４個のチャネル
Ｓ同期ワードが存在する。これらのうちの２つは基地局
３のみで使用され、他の２つは送受器11のみにより使用
される。部分がリンクを開始したいときは、この部分は
CHMと略されるチャネルマーカとして知られるチャネル
Ｓ同期ワードを使用する。他の部分が信号を受信すると
きは、この部分はSYNCと略される通常の同期ワードを使
用して応答する。２つの部分間でリンクが、上記応答の
受信に続いて、確立されると、第１部分はその伝送時の
チャネルＳの同期ワードをCHMからSYNCのその変形ワー
ドに変化させる。基地局３に対するCHMの変形ワードはC
HMFと略され、固定部分チャネルマーカと呼ばれ、送受
器11に対するチャネルマーカはCHMPと略され、可搬部分
チャネルマーカと呼ばれる。同様に、SYNCの基地局３変
形ワードはSYNCFといわれ、またSYNCの送受器11変形ワ
ードはSYNCPといわれる。CHMFとCHMPは互いにビット的
に反転し、SYNCとSYNCPは互いにビット的に反転してい
る。

このようにして、基地局３がリンクを開始したいとき
は、それは、チャネルＳ同期ワードとしてCHMFを用い、
マルチプレクス２を用いてリンク要求を送信する。この
伝送信号を受信した送受器11はチャネルＳ同期ワードと
してSYNCPを使用してマルチプレクス２で応答する。リ
ンクが確立されると、基地局３はCHMFの代りにチャネル
Ｓ同期ワードとしてSYNCFを使用してそのマルチプレク
ス２バーストを変化させる。

送受器11がリンクを開始したいときは、これはチャネ
ルＳ同期ワードとしてCHMPを使用してマルチプレクス３
でリンク要求を送信する。基地局３によりこれが検出さ
れると、基地局はチャネルＳ同期ワードとしてSYNCFを
使用し、マルチプレクス２で応答する。リンクが確立さ
れると、送受器11は同期ワードとしてSYNCPを用いて、
その伝送をマルチプレクス２に変化させる。

基地局３または送受器11がチャネルを走査して他の部
分がそれとのリンクを要求しているか否かを決定する
と、これはリンクの設定を望む他の部分が存在すること
を示すので、基地局はCHM同期ワードに対してのみ作用
する。SYNC同期ワードが検出されると、これはチャネル
が既に設定されているリンクを収容することを示し、従
ってチャネルＳ走査している部分は作用すべきではな
い。

基地局３はCHMPおよびSYNC、即ち送受器11により送出
されるチャネルＳの同期ワードを認識できるように構成
されるが、CHMFまたはSYNCFを認識することはできな
い。従って、基地局３は、例え受信されても、他の基地
局からのマルチプレクス２を復号化せず、応答しない。
同様に、送受器11はCHMFおよびSYNCFを単に認識できる
が、CHMPおよびSYNCPは認識できず、従って送受器はマ
ルチプレクス２およびマルチプレクス３の伝送を互いか
ら認識できず、従って送受器はそれら自身の間で直接リ
ンクを開始させることはできず、しかし基地局とのみ可
能である。

ハードウェア 基地局３および送受器11が信号を交換する方法の上記
の説明に従って、ここで基地局３および送受器11自体に
ついて説明する。

第10図は送受器11の例を示したものである。この送受
器11は基地局３と無線リンクをなす信号を送受器するた
めの空中線25を有する。この空中線25は送受器11のケー
シングの内側視野外で選択的に設けられる。送受器11は
電話音声通信に使用するスピーカ29を有し、またその動
作を制御するためのキーパッド31を有する。キーパッド
の下部４列は従来の電話キーパッドを与え、これは０〜
９の数値キー、「ハッシュ」キー、および「＊」キーを
含む番号がダイアルされるなどを許容する。上部列のキ
ー33はユーザが基地局３との無線リンクを制御すること
を許容する。適切なキー33を押圧することにより、ユー
ザは基地局３から送受器11への呼を受容することがで
き、または近接基地局３を通して電気通信回路網１のア
クセスを要求することができる。

送受器11は電話番号を予め記憶するためのメモリやデ
ィスプレイなどの他の従来の手段を備えることができ
る。ディスプレイ35を有する送受器11の例が第11図に示
してある。この送受器は、ディスプレイ35の有無とは別
に第10図の送受器と同じである。

第12図は送受器構成の概略図である。この送受器は制
御回路37により制御され、この制御回路は空中線25、マ
イクロホン27、スピーカ29、およびキーパッド31を与え
るキーパッド／ディスプレイユニット39、更に必要なら
ディスプレイ35に接続される。制御回路37およびキーパ
ッド／ディスプレイユニット39には１つ以上のバッテリ
41により電力が供給される。

第13図は基地局３の例を示したものである。この基地
局３はコードレス電話送受器11との通信用空中線43を有
し、また従来の電話接続45を通して電気通信回路網１
に、更に電源結線47を通して従来の電力源に接続され
る。

基地局３は更に従来の有線電話送受器49、ディスプレ
イＨ、およびキーパッド53を備え、これらは基地局３が
電気通信回路網１に接続された従来の電話機として、ま
た電気通信回路網１を含まずにコードレス電話送受器11
と通信可能な相互通信局として使用されることを可能に
する。第14図は基地局３の構成を示す概略図である。こ
の基地局は基地局制御回路55により制御され、この制御
回路は有線送受器49、電話機結線45、および従来の方法
でキーパッド53およびディスプレイ51を与えるキーパッ
ド／ディスプレイユニット57に接続される。電源回路59
は電源結線47から電気を受け、制御回路55およびキーパ
ッド／ディスプレイユニット57に電源を供給する。また
この電源回路59はバッテリまたはコンデンサなどの電源
蓄積手段を含み、基地局が、外部電源から断路された場
合も制限された期間動作することを可能にする。

基地局制御回路55は有線送受器49、電話結線45、およ
び空中線43に接続されたスイッチング手段61を備えてい
る。スイッチング手段61の１つの状態においては、この
スイッチング手段は電話結線45に有線送受器49を接続し
て、音声信号が無線リンクを通しての伝送に対して要求
されるように制御回路55により処理されることなしに正
常の電話動作を許容する。他の状態では、スイッチング
手段61は有線送受器49と空中線43を制御回路55の残部に
接続し、従って音声信号は必要に応じて処理されてコー
ドレス送受器11との無線リンクを通しての通信を許容す
る有線送受器49と空中線43の間を通過する。第３状態で
は、スイッチング手段61は電話結線45を有線送受器49の
代りに制御回路55の残部に接続し、基地局３が相手局送
受器11と電気通信回路網１の間の無線リンクのベースと
して単に作用することを可能にする。

有線送受器49の機能が要求されない場合は、基地局３
は有線送受器49、ディスプレイ51、キーパッド53、キー
パッド／ディスプレイユニット57、およびスイッチング
手段のいずれも備えなくてよい。基地局制御回路55は空
中線43および電話結線45の両者に固定的に接続される。

コードレス送受器11に関しては、基地局空中線43は基
地局３のケース内に収容可能である。

第15図は送受器11の回路のブロック図である。マイク
ロホン27により受信された通話音は電気信号に変換さ
れ、この信号は音声符号器63に送出される。音声符号器
63はアナログ・ディジタル変換器を備えており、この変
換器はマイクロホン27からのアナログ電気信号を8KHzの
サンプリング速度で８ビットディジタル信号に変換す
る。これは秒あたり64Kビットの全ビット速度をもたら
す。アナログ・ディジタル変換は非線形であり、入力に
対してパルス符号変調（PCM）を行う効果を有してい
る。

次に、８ビットデータワードは４ビットデータワード
に圧縮され、これによりディジタルデータデータのビッ
ト速度は秒あたり32Kビットに低減される。この圧縮は
適応性差分パルス符号変調（ADPCM）によりなされる。
この符号化方式においては、各々の４ビットワードは絶
対サンプル値自体よりもむしろ引き続くサンプル間の値
の変化を表わす。これは、音声信号などの比較的ゆっく
り変化する信号に対しては有効なデータ圧縮法である。
秒あたり32Kビットのデータ流はチャネル13の内容を与
え、秒あたり8Kワードで４ビットパラレルワードとして
プログラマブルマルチプレクサ65へのチャネルＢ入力と
して与えられる。

音声符号器63は、データの隣接ビット間のビット値の
変化の確率を増加させるために、所定のパターンに従っ
て、チャネルＢデータの幾つかのビットの値を反転させ
る。これは、送受信信号ビットのデータ値が頻繁に変化
する場合より良好に動作する無線送受信システムの利点
のためである。

プログラマブルマルチプレクサ65は更に、それぞれの
入力でチャネルＤデータおよびチャネルＳデータを受信
する。送受器11はマルチプレクス１で動作しており、プ
ログラマブルマルチプレクサは音声符号器63から連続的
に受信された秒あたり32Kビットのデータ流を記憶す
る。プログラマブルマルチプレクサ65は無線リンクのデ
ータ速度に従い秒あたり72Kビットの無線リンクのバー
ストモード動作に従ってデータをバースト状に出力す
る。このようにして、プログラマブルマルチプレクサ
は、2msのバースト期間毎に、音声符号器63から予め受
信され、記憶された64ビットのチャネルＢデータを出力
し、チャネルＤデータの２または４ビットの間にチャネ
ルＢデータをサンドイッチしてマルチプレクス1.2また
はマルチプレクス1.4データ流を形成する。

プログラマブルマルチプレクサ65からのデータ流バー
ストは、受信データ流に従って局部発振器69から受信さ
れた無線搬送波周波数を変調する送受器67に与えられ
る。得られた無線周波バーストは送信／受信スイッチ71
を介して空中線25に与えられる。送信／受信スイッチ71
は各々のバースト期間の送信部分の間に送信機67を空中
線25に接続すると共に各々のバースト期間の受信部分の
間に空中線25を無線受信機73に接続する。

各々のバースト期間の受信部分の間に、受信機73は局
部発振器69からの搬送周波数信号を用いて空中線25から
の受信信号を復調する。復調された秒あたり72Kビット
のデータ流バーストは受信機73によりプログラマブルデ
マルチプレクサ75に与えられる。

プログラマブルデマルチプレクサ75は、送受器11が動
作しているマルチプレクス構造に従って、チャネルＢ、
チャネルＳ、およびチャネルＤの間に受信データビット
を割り当てる。送受器がマルチプレクス１で動作してい
るときは、各々のデータバーストにおいて受信された64
チャネルＢビットはプログラマブルデマルチプレクサ75
に記憶され、次に秒あたり8Kワードの４ビットパラレル
ワードの連続流といて音声復号器77に出力される。

音声復号器77は基地局３の符号器によりチャネルＢデ
ータに施されたビット反転のパターンを反復して、正し
いデータ値を獲得し、次に、秒あたり8Kワードの速度の
８ビットパルス符号変調ワードを得るように、音声デー
タを符号化するために使用されるADPCMアルゴリズムの
逆を実施する。次に、音声復号器はPCMディジタル・ア
ナログ変換器でディジタルデータをアナログデータに変
換し、スピーカ29に出力アナログ信号を与える。スピー
カ29はアナログ電気信号をユーザが聞く音声に変換す
る。

マルチプレクス１動作の間に、音声符号器63は秒あた
り32Kビットでプログラマブルマルチプレクサ65にチャ
ネルＢデータを与える。このようにして、プログラマブ
ルマルチプレクサ65は、2msバースト期間毎に64チャネ
ルＢビットを受信する。各々のマルチプレクス１バース
トは64チャネルＢビットを搬送するので、無線リンクは
音声符号器63により与えられるビット速度に等しい有効
平均ビット速度でチャネルＢを搬送する。同様に、受信
チャネルＢデータの有効平均ビット速度はプログラマブ
ルデマルチプレクサ75からの連続データ伝送のビット速
度を音声復号器77に整合させる。このようにして、無線
リンクの時分割二重バーストモード特性にも係らず、有
効な二方向性チャネルＢ通信が可能になる。

当業者にはよく知られるように、音声符号器63および
音声復号器77は符号器（coder）／復号器（dewder）ま
たはコデック（codec）として知られる単一回路ユニッ
トにより与えられる。

送受器11の動作はシステムコントローラ79により制御
され、また動作タイミングは、チャネルＳコントローラ
81からの信号に応じて、バースト同期化を保証するため
に制御される。システムコントローラ79は通常マイクロ
プロセッサベースまたはマイクロコンピュータベース制
御システムであり、プログラムメモリおよびランダムア
クセスメモリを備えている。チャネルＳコントローラ81
はセパレートマイクロプロセッサとして実施してもよ
く、またはシステムコントローラ79と同一のプロセッサ
に対するソフトウェアで実施するようにしてもよい。し
かし、チャネルＳコントローラ81により実施される動作
の単純性およびその動作の高速に対する必要性という点
から専用のハードウェアとして実施されるのが好適であ
る。

システムコントローラ79はプログラマブルマルチプレ
クサ65およびプログラマブルデマルチプレク75に制御信
号を送出し、それらにどのマルチプレクス構造を採るべ
きかを指令すると共にそれらが無線リンクバースト構造
に適切に同期付けられるようにタイミング信号を与え
る。プログラマブルマルチプレクサ65およびプログラマ
ブルデマルチプレクサ75は更にシステムコントローラ79
に信号を送出して、マルチプレクサまたはデマルチプレ
クサにデータ信号を記憶させるのに使用されるバッファ
がオーバフローに近づいているか空であるかをシステム
コントローラに通知する。

システムコントローラ79からの制御信号は、これが送
信機67と受信機73を正しいタイミングで交互に空中線25
に接続するように、送信／受信スイッチ71を制御する。

更にシステムコントローラ79は、送受器11が所与の時
点で動作している無線チャネルを選択すると共に高部発
振器69に適切な周波数で送信機67および受信機73に供す
る信号を発生するように指令する。貿易産業省による規
制に従って英国で使用するようになされたシステムで
は、送受器11は864.15MHzから868.05MHzの範囲で100KHz
間隔で搬送周波数を有する40チャネルのいずれかで動作
する。システムコントローラ79は局部発振器69にどのチ
ャネルが選択されているかを通知し、また局部発振器69
はシステムコントローラ79にその出力信号が選択された
周波数に達した時点を通知する。

システムコントローラ79は更に制御信号を音声符号器
63および音声復号器77に送出し、ある時点でチャネルＢ
をミュートさせる。ユーザが上記の時点で不快なノイズ
を受けなくて済むようにするには、リンク設定時に、ま
た会話中にリンクを再確立することが必要になった場合
にチャネルＢをミュートさせると都合がよい。

システムコントローラ79は更にチャネルＤを制御す
る。これはプログラマブルＤマルチプレクサ75から入力
チャネルＤデータを受信し、プログラマブルマルチプレ
クサ65に伝送用の出チャネルＤデータを与える。ある受
信チャネルＤデータが純粋に使用されてシステムコント
ローラ79の動作を制御し、ある送信チャネルＤデータが
システムコントローラ79内に生成される。このようなデ
ータには、無線リンクの確立時に送受器11と基地局３の
間で交換される送信および受信ハンドシェーク信号や各
種の識別信号が含まれる。しかし、他の形の送信チャネ
ルＤデータがユーザにより取られる操作を通して与えら
れ、また他の形の受信チャネルＤデータがユーザに与え
られなければならない。このため、システムコントロー
ラ79は更にキーパッドおよびディスプレイユニット39と
の制御信号結線を有している。

ユーザが送受器11から電話呼を開始すると、ダイヤル
されるべき電話番号がキーパッド31を通して入力され
る。キーの押圧はキーパッド／ディスプレイユニット39
によりシステムコントローラ79に通知され、システムコ
ントローラ79はそれらを符号化してチャネルＤの伝送に
供する。このようにして、基地局３はユーザによりダイ
ヤルされた電話番号を通知られ、電気通信回路網１に適
当なダイヤル信号を送信することができる。

基地局が送受器11との無線リンクを開始すると、電話
呼が受信されているので、ユーザは入呼の存在について
の注意が与えられなければならない。このため、システ
ムコントローラは音質調整器を（独立して示してない）
制御して可聴通知を与える。更に、システムコントロー
ラ79は、キーパッド／ディスプレイユニットが可視表
示、例えば光を与えるように指令する。ユーザが呼を受
けたいときは、これは「ライン」キー33を押すことによ
り実現される。このことはキーパッド／ディスプレイユ
ニット39により、システムコントローラ79に通知され、
次にシステムコントローラはチャネルＤを通して基地局
３に通知される。

送受器11がディスプレイ35を備える場合は、ユーザが
呼を受ける前および会話中にシステムコントローラ79か
らの指令に従って情報がディスプレイに表示される。表
示されるべきデータはチャネルＤを通して基地局３から
システムコントローラ79により通常は受信されている。

チャネルＳコントローラ81はプログラマブルデマルチ
プレクサ75からチャネルＳデータを受信し、プログラマ
ブルマルチプレクサ65に伝送のためのチャネルＳデータ
を与える。送受器11があきであり、基地局３が送受器11
を呼び出しているかどうかを知るために無線チャネルを
走査しているとき、システムコントローラ79は送信／受
信スイッチ71を制御して空中線25を固定的に受信機73に
接続する。無線信号が受信されると、ビット同期がプロ
グラマブルデマルチプレクサ75で実現されるが、チャネ
ルＳコントローラ81はチャネルＳ同期ワードの認識のた
めに応答し、バースト同期を可能にする。バースト同期
が得られるまでは、全ての受信データはチャネルＳに潜
在的に属するとして処理され、プログラマブルデマルチ
プレクサ75によりチャネルＳコントローラ81に送出され
る。チャネルＳコントローラ81はチャネルＳ同期ワード
CHMFを得るため入データをサーチし、これは基地局３に
より、これがリンクの設定を望んでいるとき、使用され
る。

チャネルＳコントローラ81がCHMFを認識すると、それ
はシステムコントローラ79に、基地局チャネルマーカが
受信されており、更に受信バーストのタイミングに同期
したフレームクロックを与える。システムコントローラ
79はチャネルＳコントローラ81からのバーストタイミン
グ情報を使用してプログラマブルデマルチプレクサ75の
動作タイミングを制御し、これにより基地局３からの他
の伝送信号が正しい論理チャネルに復号される。この段
階で、プログラマブルデマルチプレクサ75はマルチプレ
クス２で動作している。プログラマブルデマルチプレク
サ75はマルチプレクス２のデータ構造に従って受信デー
タをチャネルＳとＤの間で分割する。チャネルＳコント
ローラ81に送出されたチャネルＳデータが引き続き同期
ワードCHMFを含むと、チャネルＳコントローラは引き続
きシステムコントローラ79へのバースト同期を確認す
る。

システムコントローラ79はチャネルＤで受信されたデ
ータを復号する。これが、システムコントローラ79が受
信伝送信号に応答することに導ぐ、システムコントロー
ラはプログラマブルマルチプレクサ65に適切なバースト
タイミングでマルチプレクス２の動作を開始するように
指令し、送信／受信スイッチ71が空中線25の受信機73お
よび送信機67への接続を交互に行うように制御する。同
時に、システムコントローラ79はチャネルＳコントロー
ラ81に指令してSYNCP同期ワードをチャネルＳ入力とし
てプログラマブルマルチプレクサ65に与える。

送受器11のユーザが呼を開始したいとき、従ってキー
パッド31のキー33の１つを押圧したとき、キーパッド／
ディスプレイユニット39はこれをシステムコントローラ
79に通知する。システムコントローラ79は、あきチャネ
ルが見出されるまで局部発振器69の周波数を変えること
によりRFチャネルを通してサーチする。あきチャネル
は、受信無線周波エネルギーがしきい値以下のものとし
て定義される。受信無線周波エネルギーが全てのチャネ
ルに対してしきい値以上のとき、最小無線周波エネルギ
ーが受信されるチャネルはあきチャネルと定義される。

次に、システムコントローラ79はプログラマブルマル
チプレクサ65に指令してマルチプレクス３で動作させ、
更にチャネルＳコントローラ81に指令して可搬部分チャ
ネルマーカCHMPをチャネルＳ同期ワードとしてプログラ
マブルマルチプレクサ65に与える。送受／受信スイッチ
71が制御されて、マルチプレクス３動作に要求されるパ
ターンに従って空中線25を送信機67および受信機63に接
続し、またシステムコントローラ79は、送信／受信スイ
ッチ71の切換えがプログラマブルマルチプレクサ65のマ
ルチプレクス３動作に同期化されることを保証する。

プログラマブルデマルチプレクサ75は、受信期間中
に、受信データをチャネルＳコントローラ81に送出す
る。この受信データはSYNCFを含むべきである。この同
期ワードが識別されると、チャネルＳコントローラ81は
システムコントローラ79に受信信号のバーストタイミン
グを与える。次に、システムコントローラ79はプログラ
マブルデマルチプレクサ75に指令して、受信バーストタ
イミングに従って受信データをマルチプレクス２として
復号する。受信チャネルデータがシステムコントローラ
79により復号されると、システムコントローラはプログ
ラマブルマルチプレクサ65に指令し、チャネルＳコント
ローラ81からのバーストタイミング信号に同期したタイ
ミングでマルチプレクス２に切り換える。更に、システ
ムコントローラ79は送信／受信スイッチ71への制御信号
のタイミングを適切に変化させ、またチャネルＳコント
ローラ81に指令してプログラマブルマルチプレクサ65に
CHMPの代りにSYNCPを与える。

変形された送受器11を使用して、音声を通信するより
もむしろ、例えばディジタルデータを携帯用パーソナル
コンピュータまたはコンピュータ端末に、およびそれか
らやりとりするようにしてもよい。この場合はマイクロ
ホン27、スピーカ29、およびキーパッド／ディスプレイ
ユニット39はコンピュータまたは端末に対するインタフ
ェースにより代替され、更に音声符号器63および音声復
号器77の変形が必要になる。特に、コンピュータまたは
端末は通常ディジタルデータを与え、受信し、従って音
声符号器63のアナログ・ディジタル変換器および音声復
号器77のディジタル・アナログ変換器は要求されない。
更に、コンピュータデータは通常適応性差分パルスコー
ド変調によるデータ圧縮には適していない。従って、音
声符号器63および音声復号器77のデータ符号化、復号化
動作は修正されなければならない。一方、コンピュータ
または端末が秒あたり32Kビットのデータ速度で動作す
るように設定可能なときは、符号器および復号器は完全
に省略することができる。

第16図は基地局３の概略ブロック図である。これは単
純な基地局であり、有線送受器49、ディスプレイ51、お
よびキーパッド53は含まない。

図からかるように、基地局制御回路55の一般構成は送
受器制御回路37のものに類似している。プログラマブル
マルチプレクサ85、送信機87、局部発振器89、送信／受
信スイッチ91、受信機93、およびプログラマブルデマル
チプレクサ95は送信機11の対応する部分と殆んど同等で
ある。基地局３のチャネルＳコントローラ101も、この
コントローラが入チャネルＳデータのCHMPおよびSYNCP
を認識すると共に、他の経路の代りに、伝送用のプログ
ラマブルマルチプレクサにCHMFおよびSYNCFを与えるさ
らに設計されていることを除くと、送信機11のチャネル
Ｓコントローラ81に類似である。

システムコントローラ99の動作は送信機11のシステム
コントローラ79のものに類似しているが、若干の差異が
ある。先ず、基地局３が送受器11との無線リンクを設定
しようとするとき、基地局３はマルチプレクス３より
も、マルチプレクス２で送信し、従ってこれらの状況に
おけるプログラマブルマルチプレクサ85への指令および
送信／受信スイッチ91へのタイミング信号は異なってい
る。

同様に、基地局３が無線チャネルを走査して、送受器
11が基地局を呼んでいるか否かを検出しているとき、基
地局は送受器11がマルチプレクス３を使用して発呼して
いるものと予測する。従って、チャネルＳコントローラ
101がシステムコントローラ99に、送受器チャネルマー
カCHMPが受信されていると通知すると、システムコント
ローラ99はプログラマブルデマルチプレクサ95に指令し
て、入信号をマルチプレクス３のデータ構造を有するも
のとして処理する。基地局３が受信マルチプレクス３信
号に対する応答を送出すると、基地局は送受器11がマル
チプレクス２に変化したと予測し、従って基地局は従っ
てこの時点でプログラマブルデマルチプレクサ95に指令
する。

送受器11のバーストタイミングは、マルチプレクス３
伝送の間を除いて基地局３のタイミングに従属されるの
で、チャネルＳコントローラ101からシステムコントロ
ーラ99により受信されたタイミング情報はプログラマブ
ルマルチプレクサ85の動作タイミングの制御には使用さ
れない。プログラマブルマルチプレクサ85および送信／
受信スイッチ91のタイミングはシステムコントローラ99
の内部クロックにより決定される。しかし、プログラマ
ブルデマルチプレクサ95は受信バーストタイミングに従
って制御されて、送受器11からのマルチプレクス３伝送
の正しい復号化を可能にすると共に、送受器11からの伝
送に対するRF伝送遅延の効果を補償する。システムコン
トローラ99は更に、送受器11との通信リンクがバースト
同期の損失を通して破壊されたということを決定する１
つの方法としてチャネルＳコントローラ101からの同期
タイミング情報を使用する。

基地局３のシステムコントローラ99の動作が送受器11
のシステムコントローラ79の動作と異なる第２領域はそ
のチャネルＤデータの処理にある。電気通信回路網１か
ら基地局３により受信された信号現示データはユーザに
より送受器11に入力された信号現示データとは異なり、
従って無線リンクを通して各部分により受信されたチャ
ネルＤデータには対応する差異が存在する。従って、シ
ステムコントローラ99の、そのチャネルＤデータの処理
の詳細におけるプログラミングは異なるものとなる。

更に、リンク開始中に基地局３がとる作用は、後に詳
述するように、送受器11のものとは異なり、従ってそれ
ぞれのシステムコントローラ99、79はこの点で異なって
プログラムされる。

基地局制御回路55は、電話機結線45が接続されるライ
ンインタフェース103を備えている。このラインインタ
フェース103は制御回路の構成においてマイクロホン2
7、ラウドスピーカ29、およびキーボード／ディスプレ
イユニット29を代替するものである。通常受信チャネル
Ｄデータに応じてシステムコントローラ99により出力さ
れる信号現示データはラインインタフェース103により
条件付けられ、電話結線45上に配置される。電話結線45
を通しての電気通信回路網１から受信された信号はライ
ンインタフェース103により同様に解釈され、必要に応
じてシステムコントローラ99に与えられる。ラインイン
タフェース103は更にデコーダ97から復号化されたチャ
ネルＢデータ流を受信し、これを電話結線45上に配置
し、更に電話結線45から音声または他の通信信号を受信
し、これらを符号器83に与える。

ラインインタフェース103の動作方法は、基地局３が
接続される電気通信回路網１の特性に従って選択され
る。特に、基地局３が従来のPSTNに接続されると、ライ
ンインタフェース103は電話機結線45を通してアナログ
信号を送出し受信するが、基地局３がISDNに接続される
と、ラインインタフェース103は通常秒あたり64Kビット
の第２パルスモード変調信号を送出し、受信することが
要求される。

基地局３が各種の異なる形の送受器11と通信すること
を許容するために、符号器83および復号器97は各種の符
号化および復号化動作を実施することが許容される。こ
れらの動作には複数の異なる適応性差分パルス符号変調
アルゴリズムを使用することができる。更に、これらの
動作にはディジタルデータ処理アルゴリズムを使用する
ことができ、あるいは信号を変化させずに通過させて上
記のように可搬コンピュータおよびコンピュータ端末形
送受器11と共に使用可能にすることができる。リンクの
設定手順の間には、基地局３および送受器11はマルチプ
レクス２で動作しているが、送受器11は、チャネルＤを
通して、これが要求する形の符号化および復号化を表示
することができ、次に基地局３のシステムコントローラ
99は、マルチプレクス１の伝送が開始されると、符号器
83および復号器97が従って動作するように制御する。

第17図はプログラマブルマルチプレクサ65、85をブロ
ック形態で示したものである。チャネルＢデータは、秒
あたり8Kワードの速度で４ビットパラレルワードとして
符号器63、83により出力される。各々のワードの４ビッ
トは並列に受信され、またこれらのビットは符号器63、
83の動作と同期化された8KHz読出しクロックの制御下で
プログラマブルマルチプレクサのチャネルＢエラステッ
クストア105に記憶される。

チャネルＤデータはシステムコントローラ99により８
ビットパラレルワードをなして与えられる。このデータ
は間欠的に与えられ、またチャネルＤデータの平均速度
は使用されるマルチプレクスデータ構造に依存して変化
する。チャネルＤデータはチャネルＤエラスティックス
トア107により受信され、またシステムコントローラ99
に与えられるクロック信号によりエラスティックストア
内にクロックされる。

同様にして、チャネルＳデータがチャネルＳエラステ
ックストア109に与えられ、またチャネルＳコントロー
ラ81、101の動作に同期化されたクロック信号により上
記ストア内にクロックされる。チャネルＳエラスティッ
クストア109を排除し、プログラマブルマルチプレクサ6
5、85がデータバースト中にスロットされる正しいタイ
ミングでチャネルＳデータをチャネルＳコントローラ8
1、101からプログラマブルマルチプレクサ65、85に与え
ることが可能である。しかし、これにはチャネルＳコン
トローラの動作がプログラマブルマルチプレクサの動作
に対し正確に同期化されることを必要とし、またバース
トのデータ構造は、それらの間でビットまたはバースト
同期の変動がある場合は崩壊されることになる。チャネ
ルＳエラスティックストア109を使用すると、プログラ
マブルマルチプレクサは、チャネルＳデータが、チャネ
ルＳコントローラのタイミングのわずかな差異とは無関
係に、チャネルＳデータが正しいタイミングでデータバ
ースト内に配置されることを保証する。更に、チャネル
Ｓの内容は通常は１つのデータバーストから次のものに
対して同じなので、チャネルＳデータ15チャネルＳエラ
スティックストア109に記憶可能になると共に反復して
読出しが可能になり、また、チャネルＳ同期ワードが変
更されているときはプログラマブルマルチプレクサに新
しいチャネルＳデータを単に与えることが必要になる。
チャネルＳプレアンブルはチャネルＳエラスティックス
トア109に固定的に記憶される。

プログラマブルマルチプレクサの多重化動作はマルチ
プレクスコントローラ111により制御される。これは、
システムコントローラ79、99から信号を受信し、このコ
ントローラにどのマルチプレクス構造が使用されている
かを通知し、更にこのコントローラに正しいバーストタ
イミングを与える。マルチプレクサコントローラ111は
更にシステムコントローラからクロック信号を受けるか
またはシステムコントローラからのバーストタイミング
信号に同期化された内部クロック発生器を有する。

マルチプレクスコントローラ111の制御下でチャネル
Ｂエラスティックストア105、チャネルＤエラスティッ
クストア107、およびチャネルＳエラスティックストア1
09から信号が読み出されると共に信号の多重化が信号コ
ンバイナ113で実施される。この信号コンバイナ113はエ
ラスティックストア105、107、109の各々からの入力を
受信し、かつマルチプレクスコントローラ111により当
該信号コンバイナ113に与えられる信号選択信号の制御
下で出力に送出されるべき上記入力の１つで受信された
信号を受信する。これと同時に、マルチプレクスコント
ローラ111はエラスティックストア105、107、109に制御
信号を与え、これにより各々のエラスティックストア
は、その信号コンバイナ113に対する入力が出力に接続
されたときその１ビット以上の内容をシリアルビット流
として読み出す。マルチプレクスコントローラ111はエ
ラスティックストア105、107、109の各々に72KHzクロッ
クを与え、これによりプログラマブルマルチプレクサに
より集められたデータバーストに対して正しいビット速
度で上記ストアから信号が読み出される。

チャネルＢエラスティックストア105およびチャネル
Ｄエラスティックストア107はマルチプレクスコントロ
ーラ111に制御信号を与え、ストアに現在記憶されたデ
ータの量を示す。マルチプレクスコントローラ111はシ
ステムコントローラ79、99に、上記ストアのいずれかが
ほぼオーバフローであるか否か、または送信されるマル
チプレクス構造が関連するチャネルでデータが送信され
ることを要求するとき上記ストアのいずれもデータを有
さないか否かをシステムコントローラ79、99に通知す
る。

第18図はプログラマブルマルチプレクサ75、95のブロ
ック図である。受信機73、93からの入復調信号は先ずリ
タイミングユニット115に与えられる。これは、受信信
号とのデマルチプレクサのビット同期を維持するため
に、受信機により与えられる信号のレベル変化を連続的
にモニタする。次に、入データ信号が信号分離器117に
送出され、一方受信信号ビットタイミングに関するデー
タがデマルチプレックスコントローラ119に与えられ
る。デマルチプレクスコントローラ119は信号分離器117
にデータ分配信号を与え、この信号は、信号分離器117
が３つの出力、即ち１つはチャネルＢの各々に対する出
力、およびチャネルＳとチャネルＤに対する同様の出力
の間にその入力で受信されたデータを分配する方法を制
御する。

デマルチプレクスコントローラ119はシステムコント
ローラ79、99からの制御信号を受け、コントローラに、
入データがどのマルチプレクス構造を持つものとして処
理されるべきかを通知する。もしハンドセット11または
基地局３が、これと他の部分が1127を設定したいという
ことを表示することを示す信号を探索しながら無線チャ
ネルを走査しているときは、デマルチプレクスコントロ
ーラ119は信号分離器119の方向づけをし、プログラマブ
ルデマルチプレクサにより受信された全てのデータをチ
ャネルＳに転送する。チャネルＳデータはチャネルＳコ
ントローラ81、101に直接与えられる。このようなエラ
スティックストアのチャネルＳデータに対する遅延が、
チャネルＳコントローラが正しく受信信号のバースト同
期を検出することを防止するとき、どんなエラスティッ
クストアもプログラマブルデマルチプレクサのチャネル
Ｓに対して使用されることはない。入信号のバースト同
期が検出されると、システムコントローラ81、101はデ
マルチプレクスコントローラ119は入データが特定のマ
ルチプレクス構造を持つものとして処理するように指令
し、更にデマルチプレクスコントローラ119にバースト
同期タイミングを与える。システムコントローラからの
指令によれば、デマルチプレクスコントローラ119は信
号分離器117を制御して入データを上記チャネルの間に
分配する。

チャネルＢデータはチャネルＢエラスティックストア
121に提供され、またチャネルＤデータはチャネルＤエ
ラスティックストア123に与えられる。全ての場合に、
受信データは秒あたり72Kビットの直流ビット流の形態
をなしている。このデータはデマルチプレクスコントロ
ーラ119によりストアに与えられる72KHzクロック信号に
従ってエラスティックストア121、123にクロックされ
る。リタイミングユニット115によりデマルチプレクス
コントローラ119に与えられた受信信号ビットタイミン
グ情報はデマルチプレクスコントローラ119により使用
されて、72KHzクロックがエラスティックストア121、12
3により受信されたデータと正しく同期化されることを
保証する。

デマルチプレクスコントローラ119はエラスティック
ストア121、123の動作を制御し、これによりエラスティ
ックストアは単にデータを記憶するが、このストアに対
するデータは信号分離器117により与えられる。これら
のエラスティックストアはデマルチプレクスコントロー
ラ119に、これらのストアが如何に多くのデータを収容
するかについての情報を与え、またデマルチプレクスコ
ントローラ119は、いずれのストアがあきであるか、あ
るいはオーバフローをもたらすかをシステムコントロー
ラ79、99に通知する。

チャネルＢデータは、デコーダ77、97により供給され
る４ビットパラレルワードとしてチャネルＢエラスティ
ックストア121から読み出される。チャネルＢエラステ
ィックストア121に与えられる8KHzクロックに従って秒
あたり8Kワードで４ビットワードが読み出され、デコー
ダの動作と同期化される。

チャネルＤ情報は８ビット幅のパラレルワードとして
システムコントローラ79、99により要求されるようにチ
ャネルＤエラスティックストア123から読み出される。
この動作は、システムコントローラによりチャネルＤエ
ラスティックストア123に与えられる読出しクロック信
号に従って実施される。

第19図はシステムコントローラ79、99の概略図であ
る。システムコントローラはマイクロプロセッサ125か
らなり、また従来の方法でそれに接続されたクロック装
置127を有する。アドレス、データおよび制御信号用バ
ス129はマイクロプロセッサ125をランダムアクセスメモ
リ131およびリードオンリメモリ133に接続する。ランダ
ムアクセスメモリ131はマイクロプロセッサ125用の作業
メモリを与え、リードオンリメモリ133はマイクロプロ
セッサ125用のプログラムを収容する。

送受器11は少なくとも、基地局３または１群の基地局
３に対するアクセス、または基地局３により与えられる
複数の設備の１つに対するアクセスを許容する符号ワー
ドを獲得するために、使用前に登録動作を行うことが通
常は必要である。このような符号ワードが安全に記憶さ
れると共に例え電力が装置から除去されても（例えば、
送受器11のバッテリを変更するとき）維持されるように
するために、このような符号ワードが記憶される電気的
に変更可能なリードオンリメモリ（EAROM）134が与えら
れることが好適である。他の場合には、ランダムアクセ
スメモリ131またはリードオンリメモリ133のいずれかは
EAROMであり、また如何なる個別のEAROM134も与えられ
ないが、これはより高価になるのが普通である。

装置の他の部分は、第15図および16図に示されるよう
にシステムコントローラに接続される。マイクロプロセ
ッサ関係の業者にはよく知られるように、これらの他の
装置は周辺装置またはメモリマップ装置のいずれかとし
て接続可能である。メモリマップ装置はバス129に直接
接続される。周辺装置は入力／出力インタフェース135
に接続され、このインタフェースは次にバス129に接続
される。

送受器11または基地局３は活性であるが、無線リンク
内では接続されないとき、送受器11は無線チャネルを走
査して他の装置が無線リンクの開始を求めているか否か
を決定する。同時に、システムコントローラ79、99は、
送受器11の場合には無線リンクが設定されることを要求
してまたは基地局３の場合には電話呼出し信号が電気通
信回路網１から受信されることを要求してコーザがボタ
ンを押圧するとき、応答しなければならない。これはシ
ステムコントローラを、このコントローラが送受器11の
場合にはキーパッド／ディスプレイユニット39をポーリ
ングするかまたは基地局３の場合にはラインインタフェ
ース103をポーリングしてシステムコントローラが応答
しなければならない信号が受信されているか否かを決定
するように、プログラムすることによりなされる。一
方、キーパッド／ディスプレイユニット39およびリンク
インタフェース103はバス129の制御ラインを通して接続
されてマイクロプロセッサ125に対する入力をしゃ断
し、これによりシステムコントローラ79、99のチャネル
走査動作は、装置がリンク自体を開始させることを要求
する信号が受信されたときしゃ断される。マイクロプロ
セッサ制御装置の構造およびプログラミングにおける上
記変形例は当業者にはよく理解されるものである。

第20図はチャネルＳコントローラ81、101の概略ブロ
ック図である。チャネルＳコントローラはCHM同期ワー
ド認識器137およびSYNC同期認識器139とを備えている。
これらは、同期ワードの記憶された表示と共にプログラ
マブルデマルチプレクサ75、95からチャネルＳコントロ
ーラに与えられる最も最近受信されたデータビットを連
絡的に比較し、チャネルＳ入力と記憶された同期ワード
の間の整合が得られたときは常にそれぞれの「CHM認
識」信号および「SYNC認識」信号を与える。認識器13
7、139はそれぞれ24ビット直列入力シフトレジスタによ
り実施され、このレジスタはそれぞれのビット認識器の
第１入力に対するパラレル出力を有し、その第２入力は
同期ワードのビットのハードワイヤード表示に接続され
る。

各々の同期ワードに対して、送受器11に対するバージ
ョンは基地局３に対するバージョンの逆ビットであり、
また同期ワード認識器137、139は、各々のビットコンパ
レータに対する２つの入力の一方を反転させることによ
り、またはシフトレジスタに対する入力を反転させるこ
とにより送受器ワードの認識と基地局ワードの認識の間
で切り換え可能にできる。このようにして、認識器は、
これらが送受器ワードか基地局ワードのいずれかを認識
し得るように形成され、使用時にはどのワードが認識さ
れるかがライン141上の信号により決定され、この信号
はチャネルＳコントローラが送受器11または基地局３に
設置されている否かを示すものである。

チャネルＳコントローラ81、101は更にCHM同期ワード
発生器143およびSYNC同期ワード発生器145を備える。こ
れらはそれぞれ並列入力、直列出力24ビットシフトレジ
スタを設けることにより構成され、適当な同期ワードを
与えるようにハードワイヤされた並列入力を有してい
る。各々の同期ワード発生器143、145はシフトレジスタ
の入力または出力を反転させることにより送受器ワード
または基地局ワードのいずれかを発生できるように設計
され、またライン141上の信号はどのワードが発生器の
動作時に発生されるかを決定する。

既に説明したように、送受器11のチャネルＳコントロ
ーラ81、101は基地局ワードを認識し、送受器ワードを
発生し、一方基地局３のチャネルＳコントローラ81、10
1は送受器ワードを認識し、基地局ワードを発生する。
同期ワード発生器143、145の出力はORゲート147により
結合され、プログラマブルマルチプレクサ65、85に対す
るチャネルＳ入力として与えられる。

それぞれの同期ワードが認識されたとき、「CHM認
識」信号および「SYNC認識」信号がそれぞれのライン14
9、151上のシステムコントローラ79、99に直接与えら
れ、更にフレームタイミングコントローラ153に与えら
れる。フレームタイミングコントローラ153は更に、受
信データがどのマルチプレクス構造を持つと仮定される
かについての情報、更に無線リンクの状態についての情
報をシステムコントローラから受信する。「CHM認識」
信号または「SYNC認識」信号のタイミングをマルチプレ
クス構造についての情報と結合することにより、フレー
ムタイミングコントローラ153は、システムコントロー
ラ79、99にバーストタイミング情報を与えるフレームク
ロック信号を発生することができる。更に、仮定された
バーストタイミングにおけるマルチプレクス２またはマ
ルチプレクス３データ構造に従ってプログラマブルデマ
ルチプレクサ75、95が入データをデマルチプレクスする
ように指令されていることをリンク状態情報が示すと
き、フレームタイミングコントローラは更にシステムコ
ントローラ79、99にフレームロック信号157を与え、受
信同期ワードのタイミングが上記仮定されたバーストタ
イミングに従っているか否かを表示する。フレームクロ
ック信号155およびフレームロック信号157は、既に説明
したように、プログラマブルマルチプレクサ65、85およ
びプログラマブルデマルチプレクサ75、95のバーストタ
イミングを制御するものとして上記の事態に対してシス
テムコントローラ79、99により使用される。

フレームタイミングコントローラ153は粗にCHM発生器
143およびSYNC発生器145のいずれかがそれぞれのチャネ
ルＳ同期ワードをプログラマブルマルチプレクサに出力
するように要求されたとき、それらに制御信号を与え
る。

リンク開始手順 第21図は、、基地局３が送受器11とのリンクを開始す
るとき送受器11および基地局３がとる作用を示す流れ図
である。第22図はこの手順の間のデータバースト伝送の
パターンを示したものである。第23図および24図は、送
受器11が基地局３とのリンクを開始する場合の対応する
流れ図およびデータバーストシーケンス図である。

第21図および23図において、基地局３がとる動作に対
するものと、送受器11がとる動作に対するものとの２つ
の流れ図が示される。ステップからステップへの動作の
流れは太い線で示され、種々のステップにおける装置間
での無線信号の伝送は細い線で示してある。

送受器はオンになされ、但しリンクには参加してない
が、それはチャネル走査ループを形成する。ステップH1
で、送受器は走査する次のチャネルを選択するがその空
中線25を受信機23に連続的に接続する。プログラマブル
デマルチプレクサ75は入力データをチャネルＳコントロ
ーラ81に転送する。チャネルＳコントローラ81が所定期
間内で固定部分チャネルマーカーチャネルＳ同期ワード
CHMFを検出できないときは、送受器11はステップH3でチ
ャネルを放棄し、ステップH1に戻って次のチャネルを選
択する。もし、CHMFが検出されずに全てのチャネルが順
に走査されると、送受器11はある期間動作を停止し、チ
ャネルを再び走査する前に、バッテリの電力を保存す
る。

基地局３もリンクには参加していないが、第23図に示
したように、同様の走査を行っている。この走査は、基
地局３が、これが送受器11とリンクを設定することが要
求されることを示す電話呼出信号などの信号を電話結線
45上で受信した場合にしゃ断される。この場合は、基地
局はステップB1で有効無線チャネルを走査してあきチャ
ネルを見出す。

次に、基地局３はステップB2で、マルチプレックス２
を使用して信号の送出を開始する。基地局３は、マルチ
プレクス２送信バーストの間でその空中線43をその受信
機93に接続し、SYNCPチャネルＳ同期ワードと共にマル
チプレクス２データ構造を利用して送受器11からの応答
を検出する。

基地局３は、ステップB2のそのマルチプレクス２送信
時に所定のチャネルＤ符号ワードフォーマットでチャネ
ルＤデータを送信する。チャネルＤ符号ワードは送信さ
れるべき幾つかのマルチプレクス２データバーストを取
る。チャネルＤでのデータ伝送の構造は後に説明する。

基地局３により送信されるチャネルＤ符号ワードは、
基地局３が接触を望む特定の送受器11を識別する「可搬
部分識別」符号が基地局３により配置されるPIDフィー
ルドを含んでいる。チャネルＤ符号ワードは更に、基地
局３が「リンク識別」符号を配置するLIDフィールドを
有する。異なる状況の下で各種の異なるリンク識別符号
が使用可能である。基地局３がリンクの設定を試みてい
るとき、LIDフィールド内に配置された符号は基地局３
を識別する基地局識別符号（BID）である。

基地局３はある時点である送受器11とのリンクを単に
設定するが、それはステップB2で複数の送受器に呼びを
送信し、次にそれらの送受器のいずれかとリンクを形成
する。ステップB2における基地局３によりマルチプレク
ス２送信時に、基地局３が送信を望むチャネルＤ情報は
連続的に反復される。基地局３がその信号を１つ以上の
送受器11に送信したいときは、基地局は送受器の各々を
順に呼び出すようにチャネルＤデータの逐次送信時にPI
D符号を変更する。

ステップH1で送受器11により選択されたチャネルがス
テップB1で基地局３により選択されたものと同じチャネ
ルのときは、送受器11はステップH2でステップB2の基地
局３によるマルチプレクス２送信を検出する。従って、
送受器11はCHMF符号を見出し、H4に移る。このステップ
で送受器11は受信されたCHMF符号を用いて基地局３との
バースト同期を実現し、システムコントローラ79はプロ
グラマブルデマルチプレクサ75に指令して受信データを
マルチプレクス２にあるものとして処理する。従って、
基地局３からのマルチプレクス２送信が復号され、チャ
ネルＤデータがシステムコントローラ79に転送される。

システムコントローラ79は基地局３により送信された
チャネルＤ符号ワードを収集て、PIDおよびLIDフィール
ドを検討する。もし、システムコントローラ79がタイマ
アウト期間内にそれ自身のPID符号を検出しなかったと
きは、ステップH5で送受器11は、基地局３からの受信呼
びがそれに対するものではないと判断し、ステップH1に
戻る。システムコントローラ79は更に、基地局３により
送出されたPID符号のシーケンスがいつ反復されたかを
決定する。これが生じると、システムコントローラ79は
送信された全てのPID符号を復号しているべきであり、
従ってもしそれ自身のPID符号がこの時点に検出されて
ないときは、送受器11は、例えタイムアウト期間が終っ
ていなくてもステップH5からステップH1に復帰する。

ステップH5で、送受器11が、それがそれ自身のPID符
号を認識していることから、基地局３からの呼びに応答
することを決めたときは、送受器11はステップH6に移
る。このステップで、送受器11はマルチプレクス２で送
信を開始すると共に基地局３からのマルチプレクス２伝
送を受信する。送受器11は、これがそれ自身の呼びを開
始するよりも基地局３に応答しているので、チャネルＳ
にSYNCP同期ワードを配置する。送受器は、それがそれ
自体の識別符号をPIDフィールド内に配置するであろう
応答符号ワードをチャネルＤを使用して送信し、更に基
地局３からの送信時にLIDフィールド内で受信されたも
のと同じ符号をそのフィールド内に配置する。

同一チャネル上で同時に送信する場合の２つ以上の送
受器11間の干渉を回避するために、送受器11は、幾つか
の送受器11を識別する基地局３からの一連の呼び信号に
応じて、それがそれ自身のPID符号を含むチャネルＤメ
ッセージを受信した直後に、また他のPID符号を含むチ
ャネルＤメッセージを受信した後ではない時点でその応
答を送信する。

基地局３がステップB2でその送信に対する応答を検出
すると、基地局３は、受信チャネルＳ同期ワードがSYNC
Pであるかをチェックし、更に受信チャネルＤ情報を復
号して、それが復帰PID符号を認識したかをチェックす
ると共に復帰LID符号がそれが送出したものと同じかど
うかをチェックする。もし、基地局３が所定期間内に満
足な応答を受信しなかったときは、それはステップB3に
おけるそのチャネル上での無線リンクの確立の試みを放
棄する。次に、基地局はステップB4に移り、そこで、そ
れがタイムアウト期間以上にわたって上記無線リンクの
確立を試みていたか否かを決定する。もし、タイムアウ
ト期間が終っていないときは、基地局はステップB1に戻
り、他のあきチャネルを選択し、新たに無線リンクの確
立を試みる。ステップB4においてタイムアウト期間が終
っていたときは、基地局３はステップB5に移り、リンク
確立の全ての試みを停止する。

基地局がステップB3で、満足な応答が受信されている
と決定したときは、それはステップB6に移る。基地局は
マルチプレクス２を使用して送受器または複数の送受器
にその呼びを送出し続ける。発呼されている全ての送受
器から満足な応答が受信されたときは、基地局３はチャ
ネルＳのCHMFをSYNCFに置き代え、他の送受器11を不必
要に注目しなくて済むようにする。

送受器11が、基地局３がそれに呼びを送信していると
識別すると、送受器は呼びを受けるかそれを拒否するい
ずれかの動作をとることができる。送受器はユーザによ
るある動作に応じて呼びを拒否するか、または、例えば
従来の電話機に対する公知の「ドントディスターブ（do
not disturb）」機能に類似の機能を通して呼びの拒否
動作が予め設定される。呼びは、ユーザが送受器キーパ
ッド31のリンク制御キー33の１つを押下するまで受信さ
れない。従って、ステップH7において、送受器11は如何
なる動作が要求されているかを決定する。如何なる動作
も必要とされないときは、送受器11はステップH8に移
り、そこでそれは、基地局３がなお呼びを送信している
かどうかを決定する。基地局３は、送受器11の他のもの
とのリンクに入ることにより、従って送信マルチプレク
ス２を変えることにより、あるいは、送受器11のいずれ
も予め設定された期間内に呼びを受けていないのでチャ
ネルに対する送信を停止することにより呼びの送信を停
止する。呼びが送信されなくなったら、送受器11はステ
ップH1に戻り、再びチャネルを走査してそれに対する新
たな呼びを探索する。

ステップH7で、動作が要求されることが決定される
と、送受器はステップH9に移り、要求された動作が何か
を決定する。この要求された動作が呼びの拒否であった
場合は送受器はステップH10に進む。

ステップH10では、送受器11はマルチプレクス２の送
信を継続するが、LIDフィールドの符号を特定の「リン
ク拒否（linkdecline）」符号に変更する。送受器11は
チャネルＤのPIDフィールドのそれ自身の識別符号の送
信を継続する。基地局３がステップB6で「リンク拒否
（link decline）」メッセージを受信すると、それは、
それによる回転時に発呼されるPID符号のリストから関
連するPIDコードを除去する。送受器11はステップH10に
残り、それ自身のPIDが受信されることなしに例えば１
秒のタイムアウト期間が過ぎるまでそのPIDの検出に応
答して「リンク拒否」符号を送信する。これは送受器11
に対して、基地局３が「リンク拒否」メッセージを受信
し、このPID符号の送信を停止していることを確認す
る。次に、送受器11はステップH1に戻り、基地局３がリ
ンクの設定を試みている旨を示す他のメッセージを求め
てチャネルを走査する。送受器が予め通信状態にあった
基地局３は、最早や、この特定の送受器11のPID符号を
送信していないので、送受器は、そのPIDが送信されて
いないことをそれが決定したように、それが基地局によ
り使用されたチャネルを走査しているときでも基地局３
に再び応答することはない。

送受器がステップH9で、要求された動作が呼びを受信
すべきであると決定したときは、送受器はマルチプレク
ス２での送信を継続し、ステップH6と同様にチャネルＤ
の同一のPIDおよびLID符号を送信する。しかし、その正
常のハンドシエーク符号の送出の代りに、それは「リン
ク要求（link requlst）」を示す特殊のハンドシエーク
符号を送出する。送受器は、リンク要求に対する基地局
３からの応答を受信するために、基地局３からのマルチ
プレクス２送出信号を復号化する。

ステップB7で、基地局３は、これが発呼している送受
器11のいずれかからのリンク要求メッセージをこれが受
信してか否かを決定する。予め設定された期間内に如何
なるリンク要求も受信されないときは、基地局３はステ
ップB5に移り、リンク設定の試みを放棄する。リンク要
求が受信されたときは、基地局３はステップB8に移る。

基地局３はここではリンクに入ろうとしているので、
それは、もしステップB6でまだなされていないときは、
CHMFからSYNCFへのそのマルチプレクス２送信中のチャ
ネルＳ同期ワードを変化させる。基地局３は送受器11に
応答を送信し、この応答において基地局３はチャネルＤ
のその正規のハンドシエーク符号を「リンクグラント
（link grant）」符号に置き換える。チャネルＤ符号ワ
ードのPIDフィールドにおいては、基地局３は、これが
リンクを形成しようとしている送受器11に対する識別符
号を送信する。

LIDフィールドにおいては、基地局はステップB2、B6
で送出された符号とは異なるリンク識別符号を送信す
る。新しいLID符号は、基地局３と送受器11の間でこの
特定のリンクを識別する任意に選択された符号である。
もし、リンクの再確立が必要になったときは、以下に示
すように、送受器11は新しいLID符号を用いてリンク再
確立メッセージを送出する。これは、これらの状況の下
での送受器送信がリンク再確立の試みとして識別される
ことを可能にすると共に送受器からの新たなリンクを設
定する呼びから区別されることが可能になる。もし、元
の基地局識別符号が確立されたリンクを通してLID符号
として使用されたときは、これは、送受器11からのリン
ク再確立メッセージが新しいリンクを設定する呼びとし
て基地局３により誤って解釈される可能性を増加させ
る。

ステップH11における送受器11が基地局３からリンク
グラントメッセージを受信すると、それはステップH12
に移る。送受器11はリンク要求の送信を停止し、チャネ
ルＤのLIDフィールドで送出された符号を基地局３によ
り送出された新しい符号に変化させる。

ステップB8で基地局３が新たなLID符号に戻る送受器
３からの送信信号を受信すると、基地局３はリンクグラ
ントメッセージが受信されていることを知る。従って、
基地局３はステップB9に移る。送受器11がステップH12
に到り、基地局３がB9に到ると、それらの間のリンクが
確立され、それらはマルチプレクス２で互いに通信す
る。続いて、基地局３はマルチプレクス１通信が開始さ
れることを指令する。これに応じて、送受器11はステッ
プH13に移る。基地局３が送受器11からマルチプレクス
１送信信号を受けると、それはステップB10に移動す
る。ここでチャネルＢ通信が開始される。

送受器11と基地局３の間のマルチプレクス２送信信号
には各々の側がマルチプレクス1.4を支持できるか否か
を示す符号を含み、またこの交換に従って２つの部分は
ステップH13およびB10に移る前にマルチプレクス1.2を
使用するかマルチプレクス1.4を移用するかに関して一
致する。

第22図は、基地局３が送受器11により受信される呼び
を送出するときの送受器11と基地局33の間で信号交換を
概略図示したものである。

先ず、基地局３はマルチプレクス２を用いてチャネル
Ｄメッセージ159を送出し、第１送受器11に呼びを送信
する。次に、基地局３は、任意の受信送受器が使用する
他のチャネルＤ情報を与えるマルチプレクス２を用いて
チャネルＤメッセージを送出する。これは、送受器のデ
ィスプレイ35に表示されてユーザに呼びについての情報
を与えるデータを含み、あるいは電話機の通常の呼出し
信号に対応してユーザに呼び信号を与える送受器に対す
るチャネルＤ指令を含む。次に、基地局３はマルチプレ
クス２を用いてチャネルＤ符号ワード163を送出し、第
２送受器を発呼する。次に、基地局３はチャネルＤメッ
セージを反復する。基地局は送受器の発呼と一般的なチ
ャネルＤメッセージ161の送信の間で交互に変化し続
け、次に１群の送受器の各々の送受器を発呼する。

ある時点で、第１送受器11は基地局３から上記のメッ
セージを受信する。第１送受器を発呼するチャネルＤワ
ード159の次の送信に続いて、第１送受器はチャネルＤ
ワード165を送出することにより応答する。

基地局３はチャネルＤワード159、163の送出を継続
し、次にチャネルＤメッセージ161にインタリーブされ
た全ての送受器を発呼し、更に第１送受器は、送受器の
ユーザが呼びが受信されるべきであることを示すまでそ
れに対して送出された各々の呼びメッセージ159の受信
に応答してその応答メッセージ165の送出を継続する。
第１送受器を発呼するチャネルＤワード159の次の送出
に従って、送受器11はリンク要求メッセージ167を送信
する、基地局３はリンクグラントメッセージ169に応答
し、リンクが確立される。

次に、基地局３および送受器11は、基地局３がマルチ
プレクス１への変化を指令するまで、マルチプレクス２
を用いてチャネルＤワード171を交換する。次に、それ
らはマルチプレクス１送信信号を交換し、チャネルＢを
搬送し、電話通話が開始される。

第23図は第21図に対応する流れ図であるが、送受器11
によりなされる呼びに応じてリンクが設定されたときの
送受器11と基地局３がとる動作を示したものである。

基地局３が活性ではあるがリンクに参加していないと
きは、それは、チャネルを走査して任意の送受器11が基
地局を発呼しようとしているか否かを見出す。ステップ
B21で、基地局３はチャネルを選択し、次にB22で選択さ
れたチャネルに対する任意の送信信号を受信する。しか
しながら、第６図乃至９図により説明したように、基地
局は選択されたチャネルを連続的に受信することはない
が1ms期間の間でのみ受信し、関連する基地局３のバー
ストタイミングに同期化される。

ステップB22の受信期間の間に、プログラマブルデマ
ルチプレクサ95は、送受器11により送出されたCHMPチャ
ネルマーカ同期ワードを検出するために、全ての受信デ
ータを通過させる。基地局３はCHMP同期ワードには単に
応答するがSYNCP同期ワードには応答せず、これはSYNCP
同期ワードの受信が既にある他の基地局３に接触した送
受器11からの送信を示すことによる。

基地局３がステップB23で、チャネルマーカ符号ワー
ドCHMPが所定期間内で受信されていないと決定すると、
基地局はステップB21に戻り、次のチャネルを選択し、
そのチャネルに対する受信を開始する。基地局３が全て
のチャネルを走査すると、それはしばらくの間オフにな
って電力を節約するが、これは、基地局３が通常はメイ
ンの電力に接続されるので、基地局３に対しては送受器
11に比してそれ程重要ではない。

送受器11がオンになされるが何らかのリンクに参加し
ていないときは、送受器11は、第１図により既に説明し
たように、類似のチャネル走査ループを行っている。し
かしながら、この動作は、ユーザがキー33を押圧し、基
地局に対するリンクが確立されるべきことを示した場合
はしゃ断される。この場合、送受器はステップH21でチ
ャネルを走査してあきチャネルを選択する。

ステップH22において、送受器11は、これがマルチプ
レクス３を用いて選択したチャネルに対する送信を開始
する。マルチプレクス３送信の間で、送受器のプログラ
マブルデマルチプレクサ75は、基地局３からの応答に含
まれるべきであるSYNCF同期ワードを認識するために、
受信データをチャネルＳコントローラ81に転送する。

送受器11は、そのマルチプレクス３送信のチャネルＤ
において、PIDフィールドおよびLIDフィールドを有する
チャネルＤ符号ワードを送出する。PIDフィールドに送
受器11はそれ自身の送受器識別符号を配置する。更に、
送受器は、ユーザにより要求される通話に依存して、多
くの符号の１つを配置する。

送受器が家庭用電話機の増設として、または構内交換
機の番号付き増設として使用されるときは、送受器11
は、これが特定の家庭用電話機または送受機が登録され
ている構内交換機と送受器が接触したいことを示すLID
符号を送出する。送受機11が公衆「テレポイント」方式
（これは、多くの地理的位置における各種基地局のいず
れか１つを通しての電話呼びを行うことができる方式）
と共に使用されるときは、LID符号は、送受器が登録さ
れ、ユーザが電話呼びを行いたいテレポイント会社また
は方式を識別することができる。

幾つかの競合するテレポイントシステムが存在する環
境においては、送受器11が属するシステムとは無関係に
送受器11が送信して範囲内の任意の基地局に接触する１
つ以上のLID符号および更に送受器11が１つの特定シス
テムの基地局とのみ接触するために送信できる他のLID
構造を定めると好適である。登録のために他の特殊のLI
D符号が用いられ、送受器11が基地局３と接触すること
を可能にし、これにより基地局３は送受器11のPID符号
を受信し、記憶し、送受器が第21図に示された呼び設定
シーケンスにおいて基地局３により発呼されることを可
能にする。送受器11は更にこのような登録無線リンクに
おける基地局から他のLID符号を獲得する。

送受器11のシステムコントローラ79にそのPID符号と
共に記憶される。これらの符号は、送受器11の製造時に
システムコントローラ79のメモリの１つに配置される
か、登録プロセスにおいてキーパッド31を通して逐次入
力されるか、上記のように登録無線リンクに受信され
る。

基地局３がステップB23で、送受器チャネルマーカCHM
Pが受信されていると決定したときは、基地局はステッ
プB24に移る。このステップにおいては、基地局はなお
送信しないが、そのプログラマブルデマルチプレクサ95
はマルチプレクス３構造を使用して受信データを復号す
るように指令され、受信CHMPワードから得られたバース
トタイミングを有する。従って、送受器11により送出さ
れたチャネルＤデータはここで、２のデータが復合化さ
れる基地局３のシステムコントローラ99に転送される。
システムコントローラ99はPIDおよびLID符号を検討し、
これらに基づいて送受器11に応答すべきか否かを判定す
る。

ステップB25で、応答を要求するPIDおよびLID符号が
予め設定された期間内に受信されてないことが決定され
ると、基地局３はステップB21に戻り、新たなチャネル
を選択し、リンクを設定したい送受器からの他の送信の
受信を開始する。

基地局３がステップB25において、それが送受器11に
応ずるべきと決定したときは、それはステップB26に移
り、チャネルＳのSYNCと共にマルチプレクス２で送信を
開始する。基地局３は、送受器11から受信されたPID符
号および設定されたリンクを識別する任意のLID符号を
含むチャネルＤデータワードを送信する。ここで基地局
３は送受器11が、SYNCPチャネルＳ同期ワードを用いて
マルチプレクス２送信に切り換わることを期待する。

ステップH22における送受器11によりマルチプレクス
３で送出されたチャネルＤ符号コードにおいて、通常の
ハンドシエーク符号は「リンク要求」符号により置き代
えられる。ステップB26における基地局３によりマルチ
プレクス２で送出されたチャネルＤ符号ワードにおいて
は、送受器11に応答して、通常のハンドシエーク符号が
「リンクグラント」符号により置き換えられる。

ステップH23において、送受器11はこれが予め設定さ
れた期間内に基地局３からSYNCF同期ワードを受信した
か否かを決定する。受信してないときは、送受器はステ
ップH24に移る。このステップで、送受器は、これが先
ずリンクの要求を開始してからタイムアウト周期が終了
したか否かを決定する。タイムアウト期間が終了してい
ないときは、送受器11はステップH21に戻り、他のあき
チャネルを選択し、そのチャネルでのリンクの確立を試
みる。タイムアウト期間が終了しているときは、送受器
はステップH25に移り、リンク設定の試みを断念する。

ステップH23において、SYNCFが受信されていると決定
されると、送受器11はステップH26に移る。このステッ
プにおいて、送受器11は１時的に送信を停止し、基地局
３からの受信マルチプレクス２送信信号を復号し、一方
受信SYNCF同期ワードを用いて基地局３からの送信との
バースト同期を実現する。

ここで送受器11は基地局３により送出されたチャネル
Ｄ情報を復号化することができる。ステップH27におい
て、送受器はこれが所定期間内でそのPIDおよび「リン
クグラント」符号を含むチャネルＤ符号ワードを受信し
ているか否かを決定する。このようなチャネルＤ符号ワ
ードが予め設定された期間内に受信されていないとき
は、送受器11はステップH25に移り、リンク設定の試み
を断念する。送受器11がそれ自身のPIDにより伴われる
リンクグラントメッセージを受信するときは、それはス
テップH28に移る。このステップにおいて、送受器11は
チャネルＳ同期ワードとしてSYNCPを用いてマルチプレ
クス２送信を開始する。送受器は、そのチャネルＤメッ
セージにおいてそれ自身のPID符号を送出し続けるが、
基地局３から受信されたリンク識別符号にLID符号を変
化させる。このステップにおいて、送受器11は基地局３
からのマルチプレクス２送信の受信を継続し、基地局３
とのバースト同期を維持する。

基地局３が、チャネルＳ同期ワードとしてSYNCPを用
いて送受器11からのマルチプレクス２送信を受信し、基
地局３により送出されたLID符号を戻すと、それはリン
クグラントメッセージが受信されたことを知る。

ここで基地局３はステップB27に移り、そこでそれは
リンクグラントメッセージの送信を停止し、チャネルＤ
情報をマルチプレクス２データ構造を用いて送受器11と
交換する。送受器11がステップH28に達し、基地局３が
ステップB27に達すると、無線リンクは確立される。続
いて、基地局３はマルチプレクス１通信の開始を指令す
る。送受器11はステップH29に移動し、基地局３はステ
ップB28に移動する。チャネルＢ通信がここで開始され
る。

第24図は、送受器11が基地局３とのリンク開始に成功
したとき送出される信号パターンを概略図示したもので
ある。先ず、送受器11はマルチプレクス３で一連のリン
ク要求メッセージ175を送信する。基地局３がこれらの
メッセージを受信し、リンクの付与を判定すると、基地
局３はマルチプレクス２のリンクグラントメッセージ17
7で応答する。送受器11は、リンクグラントメッセージ1
77を受信すると、マルチプレクス３の送信を停止し、そ
のバーストタイミングを基地局３からの信号と同期さ
せ、受信マルチプレクス２バーストの復号化を開始す
る。送受器11は、リンクグラントメッセージ177を復号
すると、マルチプレクス２を用いてメッセージ175の送
信を開始する。２つの部分は、基地局３がマルチプレク
ス１メッセージ181への変化を指令するまでマルチプレ
クス２でメッセージ179の交換を継続する。

上記のように、若干の情況の下では、送受器11はいく
つかの基地局３を識別するLID符号を用いてマルチプレ
クス３でリンク要求メッセージを送信でき、送受器11は
それらの基地局のいずれかとリンクを確立することがで
きる。１つ以上のこのような基地局３が送受器11の範囲
内にあると、送受器11が送信しているチャネルを先ず走
査する基地局３は通常はリンクを付与する最初のもので
あり、リンクはその基地局との設定が成功する。しかし
ながら、２つの基地局３は偶然にリンクグラントメッセ
ージを送受器11に同時に送信する。この場合、送受器11
はいずれかのメッセージを成功裡に復号化する可能性は
最も小さい。従って、ステップH23で送受器11は、これ
がSYNCFを受信していないと判定し、ステップH24を通し
てステップH21に移る。送受器11は他のあきチャネルを
選択し、そのチャネルでのそのマルチプレクス３送信を
反復する。この場合送受器11は基地局３からのリンクグ
ラントメッセージに応答しないので、両基地局はリンク
が形成できなかったと結論し、ステップB21に戻る。各
々の基地局は新たなチャネルを選択し、送受器11からの
CHMPの送信の受信を開始する。

この場合、両基地局２が次のチャネルを選択すると、
これらの基地局は互いに同時に各々のチャネルの走査を
継続し、更に送受器11にリンクを付与する試みは同じ理
由で失敗し続ける。これを防止するために、これらの情
況の下でステップB21で選択されたチャネルは次のチャ
ネルにはならない。代りに、基地局３は、これらが同時
に同一チャネルを走査し続ける可能性を減らすように設
計されたルールに従って動作する。これらはランダムに
動作するチャネル選択アルゴリズムを与えることにより
なされ、従ってこのような状況の下でステップB21で選
択されたチャネルはランダムに選択される。一方、各々
の基地局３はこのような状況の下で特定チャネルに戻る
ようにプログラムされ、また近接局は異なるチャネルに
戻るようにプログラムされる。この場合、ランダムチャ
ネル選択アルゴリズムが好適である。基地局が特定チャ
ネルに戻るようにプログラムされると、不当なプログラ
ミングは２つの近接基地局が各々の時点で同一チャネル
に戻るように指示するが、この場合それらの間の対立は
解決されない。

チャネルＤ構造 上記のように、チャネルＤのメッセージは符号ワード
を用いて送信される。各々の符号ワードの長さは64ビッ
トである。符号ワードのストリングはチャネルＤデータ
パして逐次送出される。この場合、第１符号ワードは第
１の特定フォーマットを有さなければならず、これはア
ドレス符号ワード（ACW）として知られており、更に残
るパケットの符号ワードは異なる特定のフォーマットを
有さなければならず、これらはデータ符号ワード（DC
W）として知られる。パケットにおいては、アドレス符
号ワードは５データ符号ワードまで追従される。他の符
号ワードを伴わない１符号ワードのみが送信されると、
これはアドレス符号ワードでなければならない。

チャネルＤビットが送出される速度は無線リンクで使
用されるマルチプレクスデータ構造により決定される。
この構造は単一チャネルＤ符号ワードを送信するのに常
に数バーストを必要とする。最大速度はマルチプレクス
２により与えられ、その場合Ｄチャネルの32ビットが各
々のバーストで送出され、従って符号ワードに対して２
バーストが要求される。チャネルＤの最も遅い伝送速度
マルチプレクス1.2と共に与えられ、その場合、バース
トあたりＤチャネルの２ビットのみが送信される。この
場合、符号ワードを搬送するのに32バーストが要求され
る。

任意の時点で送信されるべきチャネルＤ情報が存在し
ないとき、それにも関わらずマルチプレクス構造はチャ
ネルＤ情報が送信されることを要求する。この場合、
「IDLED」と呼ばれる信号が送信されてチャネルＤを充
填する。IDLEDが送信されると、チャネルＤビットは１
と０の間で交互変化する。

受信部分に、有用なチャネルＤ情報が送信されようと
していることを通知するために、全てのアドレス符号ワ
ードはSYNCDと呼ばれる標準16ビットチャネルＤ同期パ
ターンにより先行される。アドレス符号ワードが追随す
ることを受信部分に通知すると共に、SYNCDパターン
は、システムコントローラ79、99のチャネルＤ復号動作
が符号ワードの境界と同期化され、これにより各々の符
号ワードは正当に復号化される。

このようにして、複数のデータバーストから形成され
た通常のチャネルＤ送信シーケンスは第25図に示したよ
うになる。

IDLEDが送信される期間は16ビットSYNCDパターンの送
信と共に終了する。これは64ビットアドレス符号ワード
に直ちに伴われ、次に１つ以上の64ビットデータ符号ワ
ードに伴われる。

マルチプレクス１においては、SYNCDパターンの第１
ビットはマルチプレクス１バーストの第１ビットとして
常に送信されなければならない。また、マルチプレクス
２では16ビットSYNCDパターンがバーストの最終16ビッ
トとして常に送信されなければならず、更にマルチプレ
クス３では、16ビットSYNCDパターンの第１ビットは常
に第１サブマルチプレクスの各々の反復期間における初
期６ビットチャネルＤプレアンブルの後に送信された有
用なチャネルＤ情報の第１ビットでなければならない。
マルチプレクス２または３が使用されるとき、これは、
チャネルＳ同期ワードの後できるだけ早くSYNCDパター
ンを配置し、また、バースト同期化に従ってSYNCDパタ
ーンが迅速に検出される可能性を最大にする。

第26図はチャネルＤにおけるメッセージの構造を示し
たものである。第26図の第１ラインに示されるように、
連続するストリングをなして送信された最高５データ符
号ワード185により選択的に伴われたアドレス符号ワー
ド183は、第26図の第２ラインで示されたチャネルＤパ
ケット187を形成する。第26図の下部ラインに示される
ように、数個のパケット187が結合され、任意長のチャ
ネルＤメッセージを生成する。

ハンドシエーク信号が交換される少なくとも最小の速
度を維持するために、チャネルＤメッセージの引き続く
パケットは直ちに続いて必らずしも送信される必要はな
い。代りに、データ符号ワードにより伴なわれない特殊
のアドレス符号ワードが引き続くメッセージのパケット
の間で送信される。特殊のアドレス符号ワードはハンド
シエークおよび識別信号を搬送する。

第27図はチャネルＤ符号ワードの一般的フォーマット
を示したものである。この符号ワードは、第27図に１ラ
インとして各々を示した８オクテットから構成され、各
々のオクテットは次に８データビットで構成される。

符号ワードがチャネルＤを通して送出されると、オク
テット１のビット１が先ず送信される。これは第27図の
上部右手ビットにより与えられる。次に、オクテット２
のビット２が送信される。これは第27図の上部ラインの
右手から２番目のビットである。次に、オクテット１の
残るビットが順に送信される。更に、オクテット２がビ
ット１からビット８まで順に送信される。残るオクテッ
トも同様に順に送信され、従って、送信されるべき符号
ワードの最終ビットは第27図の下部右手ビットであるオ
クテット８のビット８になる。

オクテット１のビット１は符号ワードの種類を示すた
めに使用される。アドレス符号ワードに対してはこのビ
ットは「１」に設定される。データ符号ワードに対して
は「０」に設定される。オクテット１のビット２は符号
ワードフォーマットを決定する。アドレス符号ワードは
固定フォーマットか可変長フォーマットのいずれかをと
ることができる。固定フォーマットアドレス符号ワード
はハンドシエークおよび識別メッセージを送信するため
に使用され、以下において第28図により詳細に説明す
る。固定フォーマットアドレス符号ワードは任意のデー
タ符号ワードにより伴われることはない。アドレス符号
ワードにおいてはオクテット１のビット２が「０」に設
定されて固定フォーマットアドレス符号ワードを定義す
る。オクテット１のビット２は「１」に設定され、可変
長フォーマット符号ワードを示す。可変長フォーマット
は、パケット長が変化すること、即ちデータ符号ワード
が存在することを示す。データ符号ワードは常に可変長
フォーマットをなし、従ってこのビットは常にデータ符
号ワードに対して１に設定されるべきである。全ての通
常のチャネルＤメッセージは可変長フォーマット符号ワ
ードにより搬送される。可変長フォーマットアドレス符
号ワードは最高５データ符号ワードにより伴われるが、
更にデータ符号ワードにより伴われることなしにパケッ
トを形成する。

オクテット１の残るビットおよびオクテット２〜６の
全てのビットは、符号ワードが固定フォーマットアドレ
ス符号ワード、可変フォーマットアドレス符号ワードま
たはデータ符号ワードであるか否かに依存する。

オクテット７および８は常にチェック符号を有してい
る。オクテット７のビット１からオクテット８のビット
７までのチェック符号の初めの15ビットは巡回冗長符号
（CRC）を与える。このような符号、およびそれらの発
生方法はよく知られている。オクテット８のビット８は
パリティビットであるが、これは全64ビット符号ワード
の偶数パリティを与えるように選択される。

固定フォーマットアドレス符号ワードの構造を第28図
に示す。オクテット１のビット１はアドレス符号ワード
であることを示す「１」に設定され、またオクテット１
のビット２は固定フォーマットワードであることを示す
「０」に設定される。オクテット１のビット３および４
はハンドシエーク符号を搬送する。オクテット１のビッ
ト５はマルチプレクス１の信号現示速度を符号化する。
これは「１」に設定されてマルチプレクス1.4を示し、
また「０」に設定されてマルチプレクス1.2を示す。

オクテット１、およびオクテット２、３、４の残りは
PID符号を搬送する。好適には、これは２部分に分割さ
れる。オクテット４だけは調整機関により製造者に割り
当てることができる製造者識別符号を搬送する。PID符
号の残りは製造者により割り当てられ、製造者が製造し
た１つの特定の送受器11を示す。オクテット５および６
はLID符号を搬送し、オクテット７および８は巡回冗長
符号およびパリティビットを搬送する。

固定フォーマットアドレス符号ワードはリンク設定中
に送信され、第21図乃至第２図により示されるようにPI
DおよびLID符号、および「リンク要求」および「リンク
グラント」メッセージを搬送する。「リンク要求」はオ
クテット１のハンドシエークビット４および３を「00」
に設定することにより送信され、「リンクグラント」は
オクテット１のハンドシエークビット４および３を「0
1」に設定することにより送信される。

送受器11が「リンク要求」を送信するとき、これは、
もし送受器がマルチプレクス1.4を支承し得るとき信号
現示ビット速度（オクテット１のビット５）を「１」に
設定し、またもしそれがマルチプレクス1.2を単に支承
できるときは「０」に設定される。基地局３が「リンク
グラント」メッセージを送信するときは、それは、基地
局３がマルチプレクス1.4を支承し、更にそれが送受器1
1からこの位置でビット「１」を受信し、送受器が更に
マルチプレクス1.4を支承できるということを示したと
きにのみ、基地局はオクテット１のビット５を「１」に
設定する。いずれかの装置がマルチプレクス1.2を単に
支承できるときは、基地局３はオクテット１のビット５
を「リンクグラント」メッセージの「０」に設定し、送
受器11に、マルチプレクス１送信がマルチプレクス1.2
を用いて行われることを通知する。これは、マルチプレ
クス１のどのバージョンを使用するかについての２つの
装置間での「ネゴシエーション」動作を結論づける。

第29図は可変フォーマットアドレス符号ワードの構造
を示したものである。この符号ワードにおいては、オク
テット１のビット１は「１」に設定されて、これがアド
レス符号であることを示し、またオクテット１のビット
２は「１」に設定されて、これが可変フォーマットであ
ることを示す。オクテット１のビット３、４および５は
オクテット１のビット６に依存する。他の符号ワードが
チャネルＤパケットで追随するときは、オクテット１の
ビット６は「０」に設定される。この場合、ビット３、
４および５は、これらのビットが生じる符号ワードに従
うパケットにおいて他のチャネルＤ符号ワードの番号を
２進数で与える。このようにして、パケットが全体で３
つの符号ワードを含むときは、アドレス符号ワード（こ
れはパケットの第１符号ワードである。）のオクテット
１のビット３、４および５は「２」に、または２進で
「010」に設定されて２つの他の符号ワードが追随する
ことを示す。

オクテット１のビット６が「１」に設定されると、こ
れは、符号ワードがパケットの最終符号ワードであるこ
とを示す。この場合、符号ワードのオクテットを搬送す
るデータの若干のものだけが有用なデータを搬送するこ
とが可能である。従って、この場合は、オクテット１の
ビット３、４、および５は、有用なデータを搬送する符
号ワードのオクテットを搬送するデータ数を与える。符
号ワードが受信システムコントローラ79により解釈され
るとき、それは上記の情報を用いて、パケットの最終符
号ワードにおける、有用なデータを搬送しない残るオク
テットを無視する。

オクテット１のビット７は１に設定されて、現在のパ
ケットがチャネルＤ情報の他のパケットにより伴われる
ことを示し、またチャネルＤメッセージの最後のパケッ
トに対して「０」に設定される。

オクテット１のビット８は「０」に設定されてオクテ
ット２が制御メッセージとしてのその通常の意味を有す
ることを示す。図示実施例においては、これは常にこの
ビットの値であるが、その値は、必要に応じて、可変フ
ォーマットアドレス符号ワードのオクテット２の意味を
再定義する機能を与える。オクテット２の意味の上記再
定義を通して、このビットは全パケットの解釈が変更さ
れることを可能にする。

可変フォーマット制御ワードのオクテット２は制御オ
クテットである。オクテット２のビット３は「１」に設
定されて、受信装置がチャネルＤパケットの受信の成功
に肯定応答しなければならないことを示す。この場合、
オクテット２のビット４はパケット数であり、引き続く
パケットに対して「０」と「１」の間で変化する。オク
テット２のビット２が用いられ、必要なときは、リンク
の他端の装置から受信チャネルＤパケットを肯定応答す
る。このビットは、他方の装置から次のパケットが受信
されるようにアドレス符号ワードのオクテット２のビッ
ト４の予測値に設定される。オクテット２のビット３が
「０」に設定されると、パケットの肯定応答は要求され
ず、またオクテット２のビット４は意味を持たない。オ
クテット２のビット２が意味を有するか否かは無線リン
クの他端における装置がそのパケットの要求された肯定
応答を有するか否かに依存する。

オクテット２のビット２は、チャネルＤメッセージが
１以上のパケットを含むときは常にパケットが肯定応答
されなければならないことを要求し、「１」に設定され
なければならない。

オクテット２のビット１は、送信装置により受信され
た最後のチャネルＤパケットが受容されたとき「０」に
設定される。受信チャネルＤパケットが、例えば符号ワ
ードの１つに対してCRCチェックが失敗したために、拒
否されると、次の送信可変フォーマットアドレス符号ワ
ードのオクテット２のビット１は「１」に設定され、ま
たオクテット２のビット２は受信されたが拒否はされな
いパケットのアドレス符号ワードのオクテット２のビッ
ト４の値に設定される。

オクテット２のビット５は、チャネルＤパケットが
「情報形」か「監視形」かを規定する。「監視形」パケ
ットの内容は（ビット５は「０」に設定される。）無線
リンクの制御および維持動作に関係する。このようなパ
ケットは、他方の装置がそれが送信している電力を増加
または減少させて、同じチャネル上でリンクを再確立す
るか他の特定のチャネル上でリンクを再確立することを
求める指令を含んでいる。他の監視メッセージはフイル
・イン（FILL−IN）メッセージであり、これは後に説明
する特定の目的に用いられる。

他の全てのチャネルＤメッセージは「情報形」パケッ
ト（ビット５は「１」に設定される。）により搬送され
る。これらのメッセージは基地局３により送信されて送
受器11が呼出し音を発して入呼びをユーザに知らせるよ
うに指令するか、送受器11のディスプレイ上に表示され
るようにメッセージを送信するように指令するメッセー
ジを有する。送受器11により基地局３に送信される「情
報形」メッセージは、通常は、キーパッド31のあるキー
が押圧されていることを基地局３に通知する。マルチプ
レクス１とマルチプレクス２の間でマルチプレクス構造
を変更するメッセージも「情報形」パケットにより搬送
される。

チャネルＤメッセージは１つ以上のパケットから、も
しこれらのパケットが「情報形」パケットのときは、第
26図の下部ラインに示されるように、構成されることが
単に許容される。「監視形」パケットはそれぞれ独立で
なければならず、アドレス符号ワードのオクテット１の
ビット７は「０」に設定される。

アドレス符号ワードのオクテット３、４、５および６
はチャネルＤのメッセージ内容を搬送する。オクテット
７および８はCRC符号およびパリティビットを搬送す
る。

第30図はデータ符号ワードの構造を示す図である。オ
クテット１のビット１は「０」に設定されて、これがデ
ータ符号ワードであることを示し、またオクテット１の
ビット２は、データ符号ワードが可変フォーマットにお
いて単に許容されるとき、「１」に設定される。オクテ
ット１のビット３、４、５、および６は第29図に示した
可変フォーマットアドレス符号ワードに対する場合と同
様の意味を有する。オクテット１のビット７および８は
意味を持たず、「０」に設定される。

データ符号ワードは制御オクテットを含まず、従って
チャネルＤメッセージの内容はオクテット２、オクテッ
ト３、オクテット４、オクテット５、およびオクテット
６により搬送される。オクテット７および８はCRC符号
およびパリティビットを搬送する。

「情報形」パケットにおいては、符号ワードのメッセ
ージ内容部分のチャネルＤメッセージは、ISDNデータに
対して既に知られるものと同様に、「識別子、長さ、内
容」フォーマットをなして与えられる。このフォーマッ
トにおいては、メッセージの第１オクテットのビット８
は「１」に設定されて固定長メッセージを示し、また
「０」に設定されて可変長メッセージを示す。固定長メ
ッセージは単に１オクテットから形成される。パケット
が以前のパケットで開始されたメッセージを継続するこ
とが知られないときは、「情報形」パケットのアドレス
符号ワードの第１メッセージ内容オクテットは（即ち、
アドレス符号ワードのオクテット３）チャネルＤメッセ
ージの第１オクテットであることが常に仮定される。

第31図は固定長メッセージのフォーマットを示す。ビ
ット８は「１」に設定されて、これが固定長メッセージ
であることを識別する。ビット７、６、および５は搬送
されるメッセージの種類を識別する符号を与える。メッ
セージは固定長フォーマットなので、如何なる長さ情報
も要求されず、ビット４、３、２、および１はメッセー
ジ内容を与える。

このメッセージフォーマットは、可変長フォーマット
メッセージが解釈されるべき方法を制御するメッセージ
などの非常に簡単なメッセージを単に搬送するために使
用される。

第32図は可変長チャネルＤメッセージのフォーマット
を示した図である。これは少なくとも３オクテットか
ら、またそれ以上からなる。

可変長フォーマットにおいては、第１オクテットのビ
ット８は「０」に設定されて、これが可変長フォーマッ
トメッセージであることを示す。第１オクテットのその
他の７ビットは識別符号を与え、送信メッセージの種類
を識別する。第２オクテットは長さ符号である。これは
この長さ符号オクテットに続くメッセージ中の残るオク
テットの数である。従って、全体のメッセージが４オク
テット長で、識別子とフォーマットタイプオクテット、
長さ符号オクテット、および更に２つのオクテットであ
るときは、長さ符号オクテットは２つの他のオクテット
が従うことを示す。可変長メッセージの残る全てのオク
テットはメッセージ内容を搬送する。

ハンドシエーク符号およびリンク再確立 既に説明したように、第28図の固定フォーマットアド
レス符号ワードはリンク設定時に使用されて、「リンク
要求」および「リンクグラント」メッセージを搬送し、
マルチプレクス1.2とマルチプレクス1.4とを選択するネ
ゴシエーションを搬送し、更にPIDおよびLID符号を搬送
する。リンクが確立された後、このチャネルＤ符号ワー
ドも折々送信されてハンドシエーク信号を搬送する。リ
ンク中にPIDおよびLID符号が使用され、このリンクが同
じ２装置間で引き続き確立されるかが確認される。

リンクの連続性を維持するためには、ハンドシエーク
ワードは少なくともある最小頻度で交換されなければな
らない。これはチャネルＤメッセージのパケットへの分
離によりなされる。同一メッセージの引き続くパケット
の間では固定フォーマットアドレス符号ワードが送出さ
れてハンドシエーク速度を維持する。これは、全ての可
変フォーマットアドレス符号ワードが、他のパケット
（そして従って、他の可変フォーマットアドレス符号ワ
ード）が同一メッセージ内で続くか否かを示すので、チ
ャネルＤメッセージの送信を破壊することはない。固定
フォーマットアドレス符号ワードはメッセージのパケッ
トではないものとして認識され、またチャネルＤメッセ
ージの組立ては、次の可変フォーマットアドレス符号ワ
ードが受信されたとき再び始められる。

固定フォーマットアドレス符号ワードにおいては、オ
クテット１のビット３および４はハンドシエークメッセ
ージを搬送する。従って、４つのハンドシエークメッセ
ージが可能である。「00」は「リンク要求」を意味し、
「01」は「リンクグラント」を、「10」は「ID OK」
を、「11」は「ID LOST」をそれぞれ意味する。リンク
設定時の「リンク要求」および「リンクグラント」の使
用方法は既に第21図乃至第24図を参照して説明されてい
る。これらのハンドシエークメッセージは単に記載した
目的のためにのみ送信されるものである。全ての他の時
点で、固定フォーマットアドレス符号ワードの通常のハ
ンドシエークメッセージは「ID OK」である。この符号
はハンドシエーク符号として用いられ、また受信装置に
対して、予め設定された期間内に送信装置が受信装置か
らハンドシエーク符号を受信していることを確認する。
「ID LOST」符号もハンドシエーク符号として用いられ
るが、これは受信装置に対して、送信装置は予め設定さ
れた期間内に送信装置から有効ハンドシエーク符号を受
信していないことを示す。「ID LOST」を使用すると、
リンクの故障が迅速に決定され、従ってリンクは最小の
遅れで再確立可能である。

送受器11と基地局３の２部分が無線リンク内に接続さ
れると、各々の部分は、固定フォーマットアドレス符号
ワードを使用して、毎400msに１回より大きくなく、毎
秒１回より小さくない速度でハンドシエーク符号を送信
する。ハンドシエーク符号ワードの送信タイミングは他
方の部分からのハンドシエーク符号ワードの受信タイミ
ングには依存しない。いずれかの部分が、それが１秒以
上にわたって有効符号を受信していないということを決
定すると、それは、ハンドシエークが失われていると結
論する。いずれかの側が少なくとも３秒にわたって有効
符号ワードを受信していないときは、両部分は他のチャ
ネルに対してリンクを再確立することが許容される。し
かしながら、いずれかの部分が10秒間有効ハンドシエー
ク符号を受信していないときは、リンク再確立の試みは
停止しなければならず、またリンクは成端されていると
して処理されなければならない。

３秒以下の後の他のチャネルに対する再確立の禁止に
より、他のチャネルを用いようとする他の装置の動作と
干渉する可能性のある望ましくない迅速チャネルスイッ
チングが防止され、また無線周波ノイズまたは干渉の簡
単なバーストに応じた不要なチャネルスイッチングが防
止される。ハンドシエークの損失の10秒後にリンクを閉
じる要件はリンクを再確立する試みが不確定に継続する
ことを防止する。

２つの部分が、マルチプレクス２を用いて可能になる
が、非常に迅速にハンドシエーク信号を交換していると
きは、例え、リンクの質が非常に悪くても、各々の側が
３秒毎に１度有効ハンドシエーク信号を受信し得る機会
が生じる。これらの情況の下で、両部分は、リンクの悪
品質とは無関係に、チャネルの変更が禁止される。従っ
て、ハンドシエーク信号は、例えより頻繁なハンドシエ
ーク符号を搬送するあきチャネルＤ容量が存在しても、
400ms毎に１度以上送信されることはない。

ある部分がハンドシエーク符号を送信する毎に、それ
は送信タイマをリセットする。この部分が４つの可能な
ハンドシエーク符号のいずれかを受信するごとに、それ
は受信タイマをリセットする。受信ハンドシエーク符号
が「ID OK」のときは、それは更にリンクタイマをリセ
ットするが、受信ハンドシエーク符号が他のハンドシエ
ーク符号のいずれかであるときはリセットされない。

送信タイマが、当該部分がハンドシエーク符号を送信
した最後の時点から400ms経過したことを示すとき、そ
れは、チャネルＤ上を伝送されるデータ構造が許す限り
早くハンドシエーク符号の送信を準備する。それがその
ハンドシエーク符号を送信する直前に、それは受信タイ
マをチェックする。受信タイマが、ハンドシエーク符号
ワードの１方が過去１秒内に受信していないことを示し
たときは、その部分は「ID OK」ハンドシエーク符号を
送信する。そうでないときは、その部分は「IT LOST」
ハンドシエーク符号を送信する。その部分が引き続いて
有効ハンドシエーク符号を受信したときは、それはその
受信タイマをリセットし、「ID OK」ハンドシエーク符
号の送信に戻る。

如何なるハンドシエーク符号も受信されないとき、あ
るいは「ID OK」以外のハンドシエーク符号のみが受信
されたときは、リンクタイマはリセットされない。リン
クタイマが、最後の「ID OK」が受信されてから３秒経
過したことを示したときは、当該部分は自動的にリンク
再確立を開始する。当該部分が送受器11のときは、この
部分はマルチプレクス３で送信を開始し、また当該部分
が基地局３のときは、それは送受器11によりマルチプレ
クス３で送信されたCHMPチャネルＳ同期ワードの受信を
開始する。リンク再確立は、送受器によるマルチプレク
ス３送信においては、チャネルＤのLIDフィールドで送
信された符号は両部分が再確立を試みているリンクにお
いて両部分により使用された最も最近のリンク識別符号
であり、新たなリンクを確立するために送受器により通
常使用される符号ではないということを除いて、送受器
により呼びが開始されたとき上記リンクの設定に使用さ
れる、第23図および24図を参照して示された手順と同じ
手順に従ってなされる。

リンクが再確立されると、「ID OK」ハンドシエーク
符号の受信はリンクタイマによりリセットされる。リン
クタイマが、この符号はそれが受信された最後の時点の
10秒以内に受信されていないことを示したときは、当該
部分はリンクを再確立する試みを断念する。

各々の部分は、「ID LOST」ハンドシエーク符号が受
信されたときそのリンクタイマをリセットしないので、
２つの部分のリンクタイマは常に、互いの１秒以内の時
間および通常は互いの500ms以下の時間を示す。これ
は、例えリンク再確立に伴なう問題の性質が１方向の信
号が引き続き良好に受信されるが他方向の信号はそうで
はないものであっても、２つの部分がリンク再確立の試
みを開始することを保証し、また必要なら殆んど同じ時
点でリンク再確立の試みを断念することを保証する。

リンクが１方向にのみ故障したときのリンクタイマに
与える「ID LOST」ハンドシエーク符号の効果が第33図
および34図に示される。第33図は、基地局３からの信号
は引き続き送受器11に達するが、送受器11からの信号は
基地局３に達することができない場合を示したものであ
る。先ず、第33図において、リンクの品質は良好であ
り、「ID OK」ハンドシエーク符号は両部分により送信
される。しかしながら、このときの干渉は基地局３が送
受器11からハンドシエーク符号を受信することを防止
し、また基地局３により受信される最後のハンドシエー
ク符号は時刻Ａで発生する。時刻Ｂにおいて、基地局３
はその次のハンドシエーク符号を送信する。これは時刻
Ａから１秒以下なので、基地局３は「ID OK」を送信す
る。しかしながら、基地局３がハンドシエーク符号を送
信する次の時点で、基地局３は、時刻Ａから１秒以上な
ので、「ID LOSK」を送信する。更に、基地局３により
如何なる他のハンドシエーク符号も受信されないので、
そのリンクタイマは時刻Ａの後にリセットされることは
ない。

送受器11は１秒以下の期間で基地局３から有効なハン
ドシエーク符号を引き続き受信しているので、送受器11
はそのハンドシエーク符号として「ID OK」を引き続き
送信する。しかし、送受器11は「ID OK」の代りに「ID
LOST」を受信しているので、それは時刻Ｂの後そのリ
ンクタイマをリセットすることはない。

時刻Ａから３秒経過した時刻Ｃにおいて、基地局３は
リンク再確立を準備する。基地局３は無線周波チャネル
を通しての送信を停止し、送受器11からのマルチプレク
ス３送信の操作を開始する。時刻Ｂから３秒経過した時
刻Ｄにおいて、送受器11はリンクを通してのその前回の
送信を停止し、更に同一の、または異なるチャネルを通
してのマルチプレクス３における送信を開始してリンク
再確立を開始する。

時刻ＣおよびＤの間の期間は時刻ＡおよびＢの間の期
間と同じである。時刻Ｂは時刻Ａから１秒以下のため
「ID OK」は時刻Ｂにおいて基地局３により送信された
ので、基地局３はこれらの２つの時刻が１秒以下離れて
いることが保証される。通常、これらの時刻は1/2秒以
下離れている。従って、それぞれの部分がリンク再確立
に移る時刻ＣおよびＤは同様に近接している。

第34図は、干渉に起因して送受器11は基地局３からの
ハンドシエーク信号の受信を停止するが、基地局３は送
受器11からのハンドシエーク信号の受信を継続する状態
を示したものである。初めに、リンクの品質は良好であ
り、また両部分は「ID OK」ハンドシエーク符号を送信
する。続いて、送受器11は基地局３により送信されたハ
ンドシエーク符号の受信を停止し、また送受器11により
受信された最後のハンドシエーク符号は時刻Ｅで送信さ
れる。この時点から、送受器11は全くハンドシエーク符
号を全く受信せず、従ってそれはその受信またはそのリ
ンクタイマのいずれかをリセットない。

送受器11がハンドシエーク符号を送信する次の時点、
これは、送受器11が時刻Ｅで「ID OK」符号を受信して
からなお１秒以である。従って、送受器11は時刻Ｆで
「ID OK」符号を送信する。しかし、送受器11が再度ハ
ンドシエーク符号を送信するようになると、それは時点
Ｅから１秒以上後であり、従ってそれは「ID LOST」を
送信する。

基地局３は送受器11からのハンドシエーク符号の受信
を継続するので、それはその受信タイマのリセットを継
続し、「ID OK」を送信する。しかしながら、基地局３
はここで「ID LOST」信号を受信している。基地局３に
より受信される最後「ID OK」信号は時点Ｆで送信さ
れ、またこれは、基地局３におけるリンクタイマはリセ
ットされる最後の時間である。

時点Ｇで、送受器11はどのリンクタイマにより、送受
器11が時点Ｅから３秒であることを通知される。従っ
て、送受器11は無線リンクを通してその前回の信号伝送
を停止し、マルチプレクス３での送信によりリンクの再
確立の試みを開始する。まもなく、時点Ｈにおいて、基
地局３におけるリンクタイマは、それが時点Ｆから３秒
であることを基地局に通知し、また基地局３はリンク再
確立に移り、送受器11によるマルチプレクス３送信に対
する走査を開始する。

時点ＥおよびＦは１秒以下離れなければならないの
で、時点ＧおよびＨも１秒以下離れなければならない。

リンクが故障する方向とは無関係に、リンクは常に送
受器11から基地局３に向け再確立され、その逆にはなら
ない。いくつかの情況においては、リンクは送受器11と
異なる位置のいくつかの基地局３のいずれか１つとの間
で確立される。これは、基地局３が公衆テレポイントシ
ステムの１部をなす場合がそうであり、また基地局３が
全て同じ構内交換機に接続されたとき、例えば多くの異
なる位置の基地局が大きな工業サイトの全領域をカバー
することが要求されるサイトに対してもそうである。

これらの情況の１つにおいては、基地局３は中央コン
トローラ、例えば、コンピュータに全て接続され、また
送受器11が、それが通信していた基地局３から非常に離
れて移動するので、リンクは形成されない。ここで、送
受器11は同じシステムの他の基地局３の範囲内にあり、
従ってリンクは前回の基地局の代りに上記の他の基地局
３と再確立可能になる。テレポイントまたは交換システ
ムは送受器の移動を追跡できないので、それはどの基地
局３がリンクの再確立に使用されるべきかを知らない。

送受器11がマルチプレクス３送信を開始してリンクを
再確立するとき、これらは範囲内の任意の基地局３によ
り受信される。基地局３はPIDおよびLIDを復号化し、そ
れらを中央コントローラに転送する。これは、異なる基
地局３と送受器が予め確立していたリンクの再確立を送
受器11が試みていることをPIDおよびLIDから認識するこ
とができる。次に、中央コントローラは、送受器11から
信号をここで受信している基地局３に、リンクを許容
し、更に送受器が他の基地局３とのリンクを通して予め
通信していた着信先に送受器11を再接続するように指令
することができる。

送受器11が１つの特定の基地局３とだけ単に通信して
いる小領域構内通信および、内線電話通信などの場合に
は、いくつかの基地局３のいずれが信号を送信すべきを
判定する必要がないので、基地局３が第１無線信号を送
信してリンク再確立を開始することが可能である。しか
しながら、この場合にも、基地局３でなく送受器11によ
り第１無線信号が送信されることに利点がある。

第１は、基地局３は通常は送受器11より強力な送信機
であり、基地局３が第１無線信号を送信するときは、こ
れらは送受器11により受信されるが送受器11からの応答
は基地局３により受信されることはないかもしれない。
このとき、再確立が実際に行われないようにする状況に
おいても、送受器11および基地局３は、リンクの再確立
を試みてしまう。本システムのように基地局が送受器か
らの信号を受けるまで送信をしないとするならば、両方
向の信号強度がリンク再確立に適していることを意味す
る。

第２に、基地局３が第１信号を送信するときは、それ
はCHMFを使用しなければならず、また範囲内の全てのあ
き送受器11は、これらの信号が当該特定の送受器11を意
図するか否かをPIDから見出す前に送信信号に同期する
と共に復号しなければならない。リンク再確立時の第１
信号がCHMPを用いて送受器11により送信され、また基地
局３がSYNCFを使用して応答するときは、他の如何なる
送受器11もそれらの信号に応答することはない。

リンク品質チェック チャネルＢにおける唯一の符号化は送受器11および基
地局３の符号器63、83で行われる。上記のように、符号
器63、83はデータ圧縮を行うために適応性差分パルス符
号変調アルゴリズムを使用する。更にそれらは直列デー
タストリングのビット反転数を最大にするために、所定
パターンに従ってチャネルＢデータの選択されたビット
の値を反転する（これは復号器77、97により反転され
る。）。しかし、チャネルＢはエラー検出または訂正符
号を含まないのが普通である。特に、エラー検出または
訂正符号は符号ビットの送信を要求し、情報搬送に使用
する送信データビット数を低減させる。チャネルＢは各
々の方向で秒あたり32Kビットの平均送信ビット速度を
有しており、送信される通話の品質を最大にするために
通話情報に対して上記ビットの全てを使用すると好適で
ある。

従って、チャネルＢにエラーが存在するときは、シス
テムはこの事実を直接検出することはできない。しかし
ながら、全てのマルチプレクスデータ構造はチャネルＤ
ビットを搬送し、またチャネルＤのエラーはチャネルＤ
符号ワードのCRC符号を用いて検出可能である。従っ
て、マルチプレクス１送信の間のチャネルＢにおけるエ
ラーの有無はチャネルＤにおけるエラーの検出により推
測可能である。

通常は信号のエラーは２通りで生じる。先ず、無線リ
ンクおよび送信、受信システムに係るノイズ、干渉およ
びその他の問題は任意の平均ビットエラー率においてラ
ンダムエラーをもたらす。これのエラーはランダムなの
で、マルチプレクス構造の各々のビット位置は他のもの
と同様にこのようなエラーを受け易い。第２に、無縁リ
ンクの部分がビットまたはバースト同期を失ったときは
受信信号の誤った解釈からエラーが生じ得る。バースト
の全てのビットは同期そう失によるエラーを受け易い
が、各々のバーストの第１および最終ビットは特にその
傾向が大きい。このため、マルチプレクス1.2および1.4
のチャネルＤビットが、チャネルＢビットをはさんでデ
ータバーストのいずれかの端部に配置される。これによ
り、エラーを検出できるチャネルＤは、エラーを検出で
きないチャネルＢに比べて優先的にエラーを受け易くな
る。

チャネルＤ符号ワードにおける個々のCRC故障はシス
テムコントローラ79、99により使用されてチャネルＤエ
ラーを検出し、従ってそれは誤ったチャネルＤメッセー
ジに対する作用を回避することができる。これは、第29
図を参照して説明したように、可変フォーマットアドレ
ス符号ワードの制御オクテットを用いて、チャネルＤパ
ケットの阻止および再送信要求に導く。更に、システム
コントローラはチャネルＤ CRC故障が時間とは無関係
に蓄積するパターンを用いて無線リンクの品質の測度を
与え、またこの品質が予め設定された基準を満足できな
いときは、いずれかの側はチャネルＤのメッセージを他
方の部分に送信することによりリンク再確立を開始する
ことができる。全ての場合に、リンク再確立は実際には
マルチプレクス３データ構造で送信動作する送受器11に
より実施される。

両部分間の同期が厳しく永久的に失われると、チャネ
ルＤには連続的なエラーが発生し、システムコントロー
ラ79、99は、採用した基準が何であってもリンク品質は
その基準を満足できないと直ちに判定する。従って、リ
ンク品質基準は、無線リンクの問題またはわずかな同期
そう失により単に数ビットだけがエラーで検出されるが
殆んどのビットは正当に受信されるとき所望の性能を与
えるように選択されるべきである。

平均ビットエラー率のチャネルＢに与える効果はシミ
ュレーションが可能であり、また受信音声の如何なる品
質が受容できるかに関して主観的判定を行うことができ
る。与えられたビットエラー率に対するチャネルＤのCR
C故障のパターンもシミュレーション可能であり、また
受容可能および受容不能な通話品質に導くビットエラー
率に対するパターンを比較することができる。このパタ
ーンに基づいて、チャネルＤにおけるCRC故障のパター
ンは、リンク再確立を要求するか否かの判定に際してリ
ンク品質基準がシステムコントローラ79、99により使用
されるべきものとして選択可能である。CRCエラーの任
意の形のパターンがリンク品質基準として選択される
が、CRCチェックが成功しているチャネルＤ符号ワード
により解釈されない所定数の引き続くCRC故障として基
準を規定することが簡単かつ有効なことが見出されてい
る。

チャネルＤにおいてエラーがランダムに発生すると仮
定すると、所定のビットエラー率は最後には品質基準を
満足できず、リンク再確立をもたらすエラーパターンを
惹起する。公知の統計的方法を用いると、所与のビット
エラー率に対して、品質基準を満足できないエラーパタ
ーンが発生する確立が50％である期間を計算することが
できる。

理想的な基準に対しては、この期間は受容できないと
判定されるチャネルＢ通話品質に導く任意のビットエラ
ー率に対しては非常に短かく（例えば、秒以下）、従っ
てリンクはこれらの状況の下で迅速に再確立され、実施
中の電話会話に与える損害は最小になる。

一方、チャネルＢを通して良好な通話品質を許容する
ビットエラー率に対しては、この期間は送受器11と基地
局３の間の呼びの予測平均長に比して長くあるべきであ
り、従ってチャネルＢの品質が良好な呼びの間は不要な
リンク再確立は発生し難くなる。不要なリンク再確立を
最小にすることに加えて、これは、特に殆んどの他の有
効チャネルが他の装置の間のリンクに使用されている話
中時間においてリンク再確立の試みがリンクの損失をも
たらす機会が常に存在するので、良品質のリンクが失わ
れる可能性を低減させる。

完全ではないが、少なくとも短期間にわたって受容で
きるチャネルＢの通話品質を代表する中間的なビットエ
ラー率に対しては、リンク再確立が試みられる50％確率
に対する時間長はまた、受容できない品質に対する短期
間と良好な品質に対する長期間との中間になる。

第35図はシステムコントローラ79、99のリンク品質チ
ェック動作の流れ図を示したものである。この場合、品
質基準は、引き続く未妨害のチャネルＤ CRC故障の回
数はＮを越えてはならないということである。

先ず、リンクが確立されると、システムコントローラ
79、99はステップS1においてカウンタＣを０に設定す
る。ステップS2において、システムコントローラはチャ
ネルＤ符号ワードを受信すると共に復号する。ステップ
S3で、それはチェック符号およびチェックＤ符号ワード
のパリティビットが正しい値を持つか否かを決定する。
もしこれらの値が正しいときは、エラーチェックは成功
し、システムコントローラはS1に復帰する。カウンタＣ
は０に設定され、品質モニタ手順は、次のチェックＤ符
号ワードが受信され、復号されるまで待機する。

CRC符号またはパリティビットがエラーの存在を示す
と、ステップS3のチェックは失敗し、手順はステップS4
に移る。このステップにおいて、カウンタＣの値は１だ
け増分される。次に、ステップS5でカウンタＣの値がテ
ストされる。Ｃの値が未だＮに達してないときは、品質
モニタプロセスはステップS2に戻り、次のチャネルＤ符
号ワードが受信され、復号されるまで待機する。この場
合、手順はステップS2に戻る際にステップS1は通らず、
従ってＣの値は０にリセットされない。引き続くチャネ
ルＤ符号ワードがエラーを含むときは、リンク品質モニ
タ手順はステップS2、S3、S4、およびS5で形成されたル
ープを通り、またカウンタＣの値は増分を継続する。任
意の時点でチャネルＤ符号ワードがエラーなしに受信さ
れると、手順はステップS1に戻り、カウンタＣは０にリ
セットされる。

Ｎ個の引き続くチェックＤ符号ワードが全てがエラー
を含んで受信された後、カウンタＣの値はＮに達する。
これはステップS5のＣの値のテストにより検出され、手
順はステップS6に移る。このステップにおいては、リン
クが品質基準を満足できなかったかが決定され、またリ
ンク再確立が開始される。

当該送受器11または基地局３が、それが第35図のステ
ップS6に達した時点の前回の３秒の間に、「ID OK」ハ
ンドシエーク符号を受信していないときは、それは異な
る無線チャネルでのリンク再確立の試みを許容される。
そうでないときは、リンク再確立の試みは既に使用らさ
れたものと同じ無線チャネルで行われなければならな
い。しかしながら、両部分の同期損失を通してエラーが
生じても、無線送受信に伴う困難よりも、同一チャネル
に対するリンクの再確立はリンクの品質を修復するのが
通常である。更に、既に使用されたものと同じチャネル
でのリンク再確立は、もしマルチプレクス1.4の少なく
とも300msの送信またはマルチプレクス1.2の少なくとも
600msの送信がリンクが確立されてから、または最新の
リンク再確立からリンクを通して行われていない場合は
許容されないという条件が適用される。

他の実施例においては、チャネルＤのCRCおよびパリ
ティエラーが品質基準を満足できないということはチャ
ネルＢの品質が許容できない程低いという表示として用
いられるが、これに応答して取られる作用はリンク再確
立を開始するものではない（または必らずしも開始する
ものではない。）。

他の１実施例においては、エラーを検出する装置（送
受器11または基地局３）はチャネルＢをシュートさせる
ことにより作用し、従ってユーザは良好な品質のチャネ
ルＢを聴く代りに何も聴かないが、リンク再確立は、上
記のように３秒間にわたってハンドシエークの損失（即
ち、「ID OK」が受信されていない）がなくなるまで試
みられることはない。

他の場合には、装置はマルチプレクス１からマルチプ
レクス２への変化を開始することにより応答する。チャ
ネルＤの増加量およびチャネルＳの存在のため、マルチ
プレクス１よりマルチプレクス２における低品質のリン
クを通しての接触を維持することが容易になる。

両者の場合に、リンク品質の一時的な減少はチャネル
Ｂ通信の対応する一時的な停止をもたらすが、リンクは
維持され、チャネルＢ通信はリンクの品質が回復すると
き復元される。両者の場合は、タイムアウト期間内にチ
ャネルＢ通信を復元することができないときは、リンク
再確立開始することが他の選択して可能になる。

チャネルＤの補充 第28図に示した固定フォーマットアドレス符号ワード
の場合には、PIDおよびLIDは、特定の装置またはサービ
スの種類に対して与えられている識別符号に従って任意
の値を有する。第29図の可変フォーマットアドレス符号
ワードおよび第30図のデータ符号ワードのメッセージ内
容のオクテットは、送信されるチャネルＤメッセージに
依存して、任意の値を採用することができる。従って、
チャネルＤワードの内容が偶然にSYNCDパターンに類似
するという可能性が存在する。これが生じると、システ
ムコントローラ79、99は、それが実際にチャネルＤ符号
ワードの受信部分を有しているときそれがSYNCDを受信
していると信じることになる。従って、システムコント
ローラによるチャネルＤ復号化は受信チャネルＤデータ
と適切に同期化されることはなく、またチャネルＤは誤
って解釈される。

殆んどの場合に、このエラーは本質的制約である。チ
ャネルＤの全てのアドレス符号ワードはSYNCDにより直
ちに優先されなければならない。システムコントローラ
79、99がチャネルＤとの同期から外れると、それは、そ
れがこのパターンが再び現われると予測したときSYNCD
パターンを恐らく見出すことはない。これが生じると、
システムコントローラ79、99はそのチャネルＤとの不当
な同期を断念し、またSYNCDパターンのためにチャネル
Ｄをサーチし、これによりチャネルＤは正しい同期の再
確立が可能になされる。

しかしながら、チャネルＤの引き続くアドレス符号ワ
ードがこの符号ワードの同一相対位置においてSYNCDに
類似するパターンを含むとき問題が生じる。この場合、
システムコントローラ79、99は不当なチャネルＤ同期に
ロックされ得るようになる。これを回避するために、引
き続く符号ワードは、もしアドレス符号ワードがSYNCD
に類似するパターンを含まないかまたは２つの引き続く
アドレス符号ワードが十分異なるということが保証され
ず、それらが同一の相対位置においてSYNCDに類似する
パターンを搬送することはできないということが保証さ
れないときは、IDLEDの48ビットだけ隔置されなければ
ならない。

チャネルＤ符号ワードは十分な周波数で送信されてCR
C符号および各符号ワードのパリティビットを使用して
十分なチャネル品質モニタを許容しなければならない。
送出されるべき多数のチャネルＤメッセージが存在する
ときは、この要件は、メッセージを搬送するのに要求さ
れ、固定フォーマットアドレス符号とインタリーブされ
て要求に従ってハンドシエーク信号を搬送する殆んど連
続する符号ワード流により満足される。しかしながら、
同一のチャネルＤメッセージが反復して送信され、従っ
て同一の可変アドレス符号ワードが反復して送信される
とき、あるいは如何なるチャネルＤメッセージも送信さ
れず、従って固定フォーマットアドレス符号ワード（こ
れは全ての時点で同じである）のみが送信されるとき
は、アドレス符号ワードは、上記のように、IDLEDの48
ビットだけ隔置されて誤ったチャネルＤ同期にロックす
る可能性を回避しなければならない。IDLEDはチャネル
Ｄ符号ワードではなく、単に交互の「１」および「０」
ビット値のパターンであり、またそれはCRC符号を含ま
ない。チャネルＤデータがマルチプレクス１で送信され
るがゆっくりしているという点から、IDLEDの48ビット
を送信する上記要件はチャネルＤ符号ワードが送信され
る速度が十分なチャネル品質モニタに対して不十分であ
ることを意味する。

この問題を解消するために、特殊な「FILL−IN」チャ
ネル符号ワードが定義される。この符号ワードは「監視
形」可変長フォーマットアドレス符号ワードであり、何
らかのデータワードにより伴われず、また有意でないと
定義される全ての「内容」オクテット（即ち、オクテッ
ト３、４、５、および６）で特殊メッセージを搬送す
る。FILL−IN符号ワードは、オクテット７および８のチ
ェック符号を含む、その如何なる部分もSYNCDシーケン
スに類似しないように設計される。従って、FILL−INワ
ードは送信されるべきチャネルＤメッセージが存在しな
いときは連続的に送信されてチャネルＤエラーチェック
率を維持することができる。FILL−INワードはSYNCDの
誤り表示を含まないことが知られているので、IDLEDの4
8ビットによりこのワードの反復に優先する必要はな
い。更に、他のアドレス符号ワードを反復して送信する
ことが任意の理由により望まれるときは、FILL−INワー
ドはIDLEDの48ビットの代りに他のアドレス符号ワード
とインタリーブされて、受信システムコントローラが誤
ったチャネルＤ同期にロックされないが、同時にFILL−
INワードがチャネル品質モニタに使用するためにチャネ
ルＤ符号ワードの速度を維持する保証を与える。

第36図は「0010001111101011」のSYNC Dパターンと共
にシステムに使用するのに適したチャネルＤワードに対
する１乃至６のオクテットのビットパターンを示したも
のである。オクテット２のビット１、２、および４で与
えられる「Ｘ」は、これらのビットが「１」か「０」の
いずれかであることを示している。オクテット３乃至６
のパターン「11110000」は有効に意味のない「監視形」
メッセージである。「情報形」パケットの最後の符号ワ
ードにこの同じビットパターンが用いられて送信された
メッセージにより使用されないオクテットを充填する。

チャネルＳワード構造 チャネルＳ同期ワード、SYNCP、SYNCF、CHMP、および
CHMFがマルチプレクス３およびマルチプレクス２送信の
間に使用されて受信装置が送信装置とのバースト同期を
得ることを可能にする。関連する同期ワードが検出され
るまで、プログラマブルデマルチプレクサ75、95は入デ
ータとのバースト同期を実現することができず、またチ
ャネルＤを解釈することは不可能である。

チャネルＳ同期ワードはバースト同期ワードが実現さ
れる前に検出されなければならないので、非同期的にワ
ードを検出することが可能でなければならない。このた
め、ビット同期が実現されると、入データの各々のビッ
トはチャネルＳコントローラ81、101に転送され、また
各々のビット期間において、チャネルＳコントローラは
最新に受信された24ビットのパターン（チャネルＳ同期
ワードは24ビットの長さである。）を記憶されたターゲ
ットワードパターンと比較する。チャネルＳ同期ワード
が小量のノイズの存在時に検出できるようにするため
に、チャネルＳコントローラは、入力ビットが24入力ビ
ットの少なくとも22ビットに対してターゲットパターン
に整合ときは「ワードが見出された（word found）」出
力を与える。

受信装置がチャネルＳ同期ワードの有無を不当に識別
し、従って不正確なバースト同期を得る可能性を回避す
るためには、同期ワード自体がデータ中に現われまた正
しいアラインメント中に記憶された同期ワードと比較さ
れたときを除いて、正しく受信されたとき任意の同期ワ
ードの24ビットの22ビットに対する一致を与えるデータ
のパターンをマルチプレクス２またはマルチプレクス３
で得ることは理想的には不可能であるべきである。この
ようにして、受信されたチャネルＳ同期ワードがそれ自
身の記憶されたものと比較され、但し１ビット以上だけ
誤ってアラインメントされるとき、またはマルチプレク
ス２またはマルチプレクス３送信のいずれか他の部分が
記憶されたチャネルＳ同期ワードと比較されたとき、同
期ワードが存在し、または不当なバースト同期が生じる
という如何なる認識も存在すべきではない。

これらの要件は、ワードのビットパターンと入データ
のビットパターンとの比較が入信号のＬデータビットの
任意のストリングに対して高々Ｋのエラーを与えるとき
同期ワードの存在の認識が生じていると考えられるシス
テムに使用される長さＬの同期ワードに対して一般的な
意味で考えられる。この一般化された場合においては、
次の条件がそれぞれ個別に有用であり、また共に好適に
存在する。

Ａ）各々のデータバーストは固定および可変部分を有
し、また引き続くＬビットの各々の可能なストリングは
Ｌ−Ｋ可変ビットより少ないビットを含む。可変部分は
任意の値を取ることができ、また従って偶然に可変デー
タの引き続くＬビットはチャネルＳ同期ワードと同一の
パターンを正確に与えることが仮定される。引き続くＬ
ビットがＬ−Ｋ可変ビット以下のビットを含むように可
変データを分割することにより、可変データのこのよう
なパターンのＬ−Ｋビットがデータバーストの破壊され
ないビット流として生じ、チャネルＳ同期ワードの誤っ
た認識に導く可能性が回避される。

マルチプレクス２構造においては、チャネルＤ部分は
可変部分であり、チャネルＳ部分は（プレアンブル＋チ
ャネルＳ同期ワード）同期部分である。マルチプレクス
２バーストはチャネルＤデータの32ビットを搬送する
が、これはチャネルＳの34ビットにより分離された２つ
の16ビット部分に分割され、従ってチャネルＤのみは24
ビットチャネルＳ同期ワードの22ビット以上を模倣する
ことはできない。引き続くＬビットのストリングの可変
ビットの最大数がＬ−Ｋ以下である量は保護因子と見做
すことができる。従って、可変ビット数がＬ−Ｋビット
より小さく１ビットのとき、これは１ビットの保護因子
を与える。それが２ビット以下のときは、２ビットの保
護因子を与える。受信データのエラーにより可変データ
バースト部分に隣接する固定データバースト部分がビッ
ト数が少ないために可変ビットに含まれ得ないチャネル
Ｓ同期ワードの臨時ビットに類似することをもたらす確
率の点から、チャネルＳ同期ワードに対する可変データ
の偶然の類似が正しくないバースト同期へ導くという可
能性に対してより大きな保護因子はより良好な保護を与
える。マルチプレクス２の場合、Ｌ−Ｋは22であるが、
連続する24ビットのストリングは最大16可変ビットを単
に含むことができ、６ビットの保護因子を与える。

Ｂ）全体としてバーストの固定データ部分から構成され
るＬビットのストリングは、同期ワードパターンのいず
れかと比較してＫ個以上のエラーを与えなければならな
い。これは、正確に正しい位置の正しい同期ワードから
なるストリングを除いて、同期ワード自身の１部を含む
ストリングを含むＬビットの固定データの全てのストリ
ングに適用される。更に、部分的に固定データからな
り、部分的に可変データからなるストリングも、可変デ
ータビットは何らのエラーも与えないと仮定して、同期
ワードのいずれかと比べたときＫ個以上のエラーを与え
なければならない。再び、保護因子を定義することがで
きる。この場合、保護因子は、これに基づいて、同期ワ
ードパターンのいずれかと比べて最小数のエラーを与え
る固定データまたは一部固定され、一部可変のデータの
Ｌビットのストリングにより与えられる過剰なＫにおけ
るエラーの数として与えられる。

理論的には、全ての可能なＬビットのパターンを全て
の可能なビットオフセット位置におけるバースト構造と
比較することにより、所与のバースト構造に対して条件
Ｂ）を満足するＬビットのパターンを見出すことが可能
であり、あるいはこのようなパターンがないときは、条
件Ｂ）を満足することに最も近くなるパターンを見出す
ことが可能である。実際には、任意の適度に大きな値の
Ｌに対して、適当量の時間内にこのような比較を行うこ
とができない多くのＬビットパターンが存在する。しか
し、同期ワード自身はデータバーストの固定部分の全て
または１部を形成するので、各々の同期ワードパターン
と１ビット以上オフセットされたそれ自身との自己相関
度、および異なる同期ワードパターンの間の、オフセッ
トのある、またはない相互相関は共に上記条件Ｂ）に関
係する。

最悪の場合は、チャネルＳ同期ワードは可変データの
マルチプレクス構造に埋め込まれる。これらの状況の下
では、Ｍが同期ワードの、Ｓビットだけオフセットされ
たそれ自身との整合数であるときは、Ｓの全ての値に対
して、Ｍ＋Ｓは上記条件Ｂ）を満足するＬ−Ｋ以下でな
ければならない。オフセット量Ｓは整合数Ｍに付加さ
れ、これにより可変データの全てのビットが、偶然に、
これらのビットが比較される同期ワードのビットと正確
に一致する可能性が考慮される。ＳがＬに近づくにつ
れ、従って同期ワードが、これが非常にわずかなビット
だけそれ自身に単に重畳するような高い度合いまでオフ
セットされるので、この条件は満足するのが一層困難に
なる。しかしながら、上記の条件Ａ）は、これが引き続
くＬビットにおけるこの多くの可変データの存在を禁止
するので、ＳがＬ−Ｋに達しないように作用する。

適度に大きなＬの値に対しては（即ち、適度に長い同
期ワードに対しては）、この条件を満足する全ての可能
な長さＬのパターンを見出すことは極度に困難であり、
あるいはＭ＋Ｓの最も大きな値が最大量だけＬ−Ｋ以下
に残る長さＬのパターンを見出すことは極度に困難にな
る。あるいは、チャネルＳ同期ワードが可変データに埋
め込まれないマルチプレクス２およびマルチプレクス３
などのバースト構造を使用することができるので、上記
のようにすることは必らずしも適当ではない。マルチプ
レクス３においては、チャネルＳ同期ワードはいずれか
の側に12ビットのプレアンブルを有しており、マルチプ
レクス２においてはその前方に10ビットのプレアンブル
を有しており、またその後の可変データは16ビットに制
限される。実際問題としては、低い自己相関および相互
相関サイドローブを有するビットパターンは、これらが
小さなＭ値を持ち易いので、上記条件Ｂ）に適するよう
になると仮定するのが合理的である。

Ｓビットのオフセットにおけるパターンのそれ自身と
の比較時の自己相関サイドローブの値が、本特許出願の
目的のために、このオフセットにおける上記パターンの
それ自身との比較時の整合数マイナス不整合数であると
して定義される。自己相関サイドローブの値が全てのＳ
の値（Ｓ＝0:正しいアラインメントを除いて）に対して
計算されるときは、Ｓの全ての値に対して見出される全
ての自己相関サイドローブ値の最大値はビットパターン
の自己相関度の測度として取ることができる。この値が
小さい程、このパターンはチャネルＳ同期ワードに対す
る候補としてより適している。

相互相関サイドローブは、この場合Ｓ＝０における値
も考慮されなければならないことを除くと、１同期ワー
ドパターンの他のパターンとの比較に対して、同様に定
義される。

図示した実施例の設計においては、条件Ａ）はマルチ
プレクス２およびマルチプレクス３バースト構造の設計
により満足された。この場合、チャネルＳ同期ワードの
長さＬは24であり、またチャネルＳ同期ワードを認識す
る場合の許容エラー数Ｋは２である。マルチプレクス２
またはマルチプレクス３で送信される24ビットの連続す
るストリングにおいて、存在し得るチャネルＤビットの
最大数は16であり、条件Ａ）に対して６ビットの保護因
子を与える。

チャネルＳ同期ワードに対してビットパターンを適切
に選択することにより条件Ｂ）を満足するものを求める
ことが決定された。マルチプレクス２およびマルチプレ
クス３におけるチャネルＳのプレアンブルビットが存在
して、受信装置がビット同期を得ることを可能にし、ま
たこの目的とは、このビットパターンが変更されて任意
に選択されたチャネルＳ同期ワードパターンと共に条件
Ｂ）に関する性能を改良するかが干渉するものである。
マルチプレクス３のチャネルＤのプレアンブルビットは
またビット同期を可能にするために有用であり、更にこ
のパターンはIDLEDに対するパターンと同一であり、従
ってチャネルＤデータの誤った解釈をもたらすことはな
い。このため、これらのビットパターンを操作して条件
Ｂ）に関する性能を改良する試みは望ましくないと考え
られた。

計算を簡単にするために、良好な自己相関性を有する
もの、即ち最も大きな値の自己相関サイドローブに対し
て小さな値を有するものを選択することにより、同期ワ
ードに対して良好な候補パターンを識別することが先ず
決定された。この定義により良好な自己相関性を有する
ものを識別するため全ての可能な24ビット２進パターン
が検討された。

含まれる計算量が多いため、候補パターンは、マルチ
プレクス２またはマルチプレクス３の24ビットの全ての
可能なストリングに対しそう遇されたことを保証するた
めにテストされることはなかった。代りに、マルチプレ
クス３のテストおよびチャネルＳのテストが使用され
た。

マルチプレクス３テストには、24ビットの候補パター
ンが可能な異なる18ビットオフセットの各々において、
８プレアンブル、10データ、マルチプレクス３のチャネ
ルＤに使用されたビット構成と比較された。オフセット
の18ビット位置の後、これらのビット配置が反復し、こ
れにより他のオフセットにおける比較は不要になる。テ
ストの結果は任意の比較ビットパターンと共に得られた
最大整合数であった。このテストに関して条件Ｂ）を満
足するため、整合の最大数はＬ−Ｋ以下、即ち22以下で
なければならなかった。条件Ｂ）に従って、チャネルＤ
における全てのビットは24ビット候補パターンにおける
対応するビットに対して完全な整合を与えたということ
が仮定された。

候補パターンは、プレアンブル部分のいずれかの側の
１つの８ビットプレアンブル部分および10ビットデータ
部分の各々の部分と整合されたとき最大数の可変データ
ビットと整合される。この場合は、24ビットパターンは
16可変ビットと整合される。これは、パターンがマルチ
プレクス２における場合と整合可能な最大数の可変デー
タビットと同じであり、またマルチプレクス２における
ような16ビットの１部分よりむしろ、最高10ビットの２
部分へのマルチプレクス３における可変ビットの分離は
24ビット候補パターンに対するより厳しいテストを与え
ると考えられる。

更に、マルチプレクス２においては、チャネルＤ符号
ワードを送信するには２バーストが必要であり、またFI
LL−INワードを参照して上記したように、同一のチャネ
ルＤ符号ワードの破壊されない連続する反復を防止する
規則が存在する。従って、マルチプレクス２バーストの
可変データ部分はバースト毎に異なり、数バーストを反
復することはない。かくして、チャネルＳ同期ワードの
不当な認識に導くマルチプレクス２バーストにおける任
意の可変データパターンは反復されることはなく、また
不当な認識から正当な認識への復旧が迅速に生じるべき
である。マルチプレクス３においては、可変（チャネル
Ｄ）部分はバースト毎に同一になり易く、チャネルＳ同
期ワードの不当な認識からの復旧をより困難にする。従
って、不当な認識の回避はマルチプレクス２におけるよ
りマルチプレクス３においてより重要である。

これらの理由から、可変データビットのマルチプレク
ス２パターンを使用して対応するテストを実施する必要
があるとは考えられなかった。

全ての可能な24ビット２進パターンの間で見出された
最良の自己相関性能は最高の自己相関サイドローブ値と
して＋１の値を与えた。これらの値のいくつかはマルチ
プレクス３テストにおいて条件Ｂ）を満足した。しかし
ながら、これらの全ては、21の整合が可能であったマル
チプレクス３テストにおいて少なくとも１つの位置を与
えた。即ち、これらのパターンはマルチプレクス３テス
トにおいて単に１ビットの条件Ｂ）に対する保護因子を
与えた。

これは、データの受信時に単一エラーが生じたとき、
チャネルＳ同期ワードの誤った認識がマルチプレクス３
におけるチャネルＤデータのある特定パターンと共に可
能なので、満足するものではないと考えられた。マルチ
プレクス３で送信されるチャネルＤデータはPIDおよびL
ID符号なので、これは、基地局はチャネルＤの１部を小
量のノイズが存在する場合のチャネルＳ同期ワードと誤
って識別し易いので、リンクの開始を試みるとき過剰な
故障率を受け、従ってマルチプレクス３送信を正当に復
号化できないことを意味した。従って、＋１の最大自己
相関サイドローブ値を有する全ての候補パターンは阻止
され、また＋２の最大自己相関サイドローブ値を有する
候補パターンが考えられた。マルチプレクサ３テストに
おける条件Ｂ）に対する２ビットの保護因子を与える数
個の符号が見出された。

最高＋２の自己相関サイドローブと共に候補ビットパ
ターンを受容することにより、ノイズの多い雰囲気で不
当なバーストタイミングが得られる機会が正しいチャネ
ルＳ同期ワードタイミングからオフセットされたチャネ
ルＳデータを誤って解釈することにより、増加される。
しかしながら、この情況は、マルチプレクス３テストに
おける単に１ビットの保護因子から生じる問題を若干の
特定装置が受ける可能性に対しては好適であると考えら
れた。

マルチプレクス３テストにおける条件Ｂ）に対するビ
ット保護因子の２を、１対の各々のメンバが他方の逆ビ
ットであるように与えるビットパターン対が識別され
た。逆ビット対を使用することは、チャネルＤおよびチ
ャネルＳプレアンブル部分の極性の効果を考えることが
不要になることを意味する。７個のこのような符号およ
び14個のこのようなパターンが見出された。これらのパ
ターンの各々が、その逆ビットを含む他のパターンの各
々と比較されて相互相関値を決定した。パターンの２逆
ビット対であって、それらの間の６相互相関に対して相
互相関ローブの最低の最大値を有するものが選択され
た。

これらの選択されたパターンに対してチャネルＳテス
トが実施された。このテストにおいては、４つの符号の
各々が４つの比較パターンの各々と全てのオフセットに
おいて比較された。これらの比較パターンは36ビット長
であり、12プレアンブルビット、次の４つの候補パター
ンのそれぞれのパターンとで構成された。この比較パタ
ーンはマルチプレクス３のチャネルＳサブマルチプレク
スにおける１つの繰返しの構造と同じである。更に、こ
の比較パターンはその内部にマルチプレクス２のチャネ
ルＳのパターンを含んでいる。従って、このテストは、
マルチプレクス２またはマルチプレクス３におけるチャ
ネルＳデータが間違ったチャネルＳ同期ワードとして、
または間違ったタイミングを有する正しいワードとして
不当に識別される確率の表示を与える。

チャネルＳテストにおいては、各々の候補パターンが
それ自身を含むテストパターンと比較されるとき、この
候補パターンがテストパターンにおいてそれ自身と整合
される場合に完全な24ビット整合が存在する。このデー
タは、これが不当な復号化よりもチャネルＳの正しい復
号化を代表するので不適切であり、従ってそれは投棄さ
れた。この不適切なデータが投棄された後、各々の逆ビ
ット対に対する結果が検討されて、最大整合数を与える
テストパターンのいずれかとのアラインメントを決定し
た。１逆ビット対に対しては、この最大数は15整合数で
あり、他のものに対しては最大数は14整合数であった。
かくして、チャネルＳテストは条件Ｂ）に対してそれぞ
れ７ビットおよび８ビットの保護因子を与えた。

最大14整合数を与える逆ビット対および８ビットの保
護因子がチャネルマーカ符号CHMFおよびCHMPとして選択
され、また他方の対が通常のチャネルＳ同期ワードSYNC
FおよびSYNCPとして選択された。

マルチプレクス３テストおよびチャネルＳテストによ
り与えられる条件Ｂ）に対する保護因子は単に同期ワー
ドと上記テストが実施されるバースト構造との間の特定
のアラインメント群に適用されること、またこれらの保
護因子が同期ワードとバースト構造との間の全ての可能
なアラインメントに対して与えられるということは必ら
ずしも保証されないことが注目されるべきである。

しかしながら、マルチプレクス３テストはマルチプレ
クス３の第１の４つのサブマルチプレクスを通してビッ
ト配置を模写し、またチャネルＳテストはマルチプレク
ス３の第５サブマルチプレクス におけるビット配置を模写する。第４および第５サブマ
ルチプレクス の間の遷移時に、可変チャネルＤデータの10ビットが、
チャネルＳ同期ワードを構成する24Wビットの前の14プ
レアンブルビット（第４サブマルチプレクスのチャネル
Ｄから２、および第５サブマルチプレクスのチャネルＳ
から12）を伴う。この配置をマルチプレクス３テストで
使用される配置に適合させるために、可変ビットに対す
る特定の値としてプレアンブルおよびＷビット（これら
は固定される）を扱うことが有効である。従って、マル
チプレクス３テストおよびそれらの間のチャネルＳテス
トの結果は、同期ワードおよびマルチプレクス３バース
ト構造の全ての可能なアラインメントにおける条件Ｂ）
に対して使用可能である保証を与える。

チャネルＳ同期ワードに対して選択され、16進および
２進表示で表わされる値は次のように与えられる。

当業者により認められるように、同様の性能が、逆ビ
ット順に上記で与えられたものと同じパターンであった
チャネルＳ同期ワードに対して１組の４ビットパターン
と共に得ることができる。これらのパターンは16進表示
で0A727D、F5SD82、A0D8D7、および5F2728として与えら
れる。

同期ワードとして選択されたビットパターンに対する
他のテストとして、可変データに埋め込まれたときのそ
れらの性能が検討された。選択されたビットパターンの
各々に対して、Ｍ＋ＳがＬ−Ｋに等しいかそれより大き
なその正しい位置からパターンがオフセットされる少な
くとも１つのビット位置の数Ｓが存在することが見出さ
れた。即ち、可変データの全てのビットが完全な整合を
与えると仮定されるときは、24ビット同期パターンに対
する整合の全数が少なくとも22である少なくとも１つの
オフセット値Ｓが存在する。上記のように、これは、Ｓ
が22に達すると実際には不可避である。

同期ワード用に選択されたビットパターンはそれにも
関わらず実際には適している。マルチプレクス３データ
構造の場合には、同期ワードは決して可変データに埋め
込まれることはないが、常に12ビットのプレアンプルに
より先行され、また12ビットのプレアンブルかまたは、
第５サブマルチプレクスの最後の繰返しの場合には送信
終了のいずれかにより伴われる。上記のように、もし少
なくとも２ビットが誤って受信される（例えば、ノイズ
のために）ことがないときはマルチプレクス３で間違っ
た認識は発生し得ないという保証が存在する。マルチプ
レクス２においては、チャネル同期ワードは常に10ビッ
トのプレアンブルにより先行され、また送信終了前に単
に16ビットの可変チャネルＤデータにより伴われる。従
って、認識時に２つの許容されたエラーを考慮しても、
同期ワードが完全に可変データに埋め込まれ、誤り認識
の最大確率に導く18以上のオフセット値は発生すること
ができない。

更に、マルチプレクス２の10プレアンブルビットは同
期ワードの前にあり、また同期ワードに隣接する16チャ
ネルＤビットはその後に生じるので、チャネルＳコント
ローラ81、101が、誤り認識が実際に生じた場合に同期
ワードを検出できなかったときは、隣接16チャネルＤビ
ットはチャネルＳ同期ワードの誤り認識に単に導くこと
ができる。チャネルＳコントローラ81、101が同期ワー
ドの存在を、それが生じたときに、認識した場合は、フ
レームタイミングコントローラ153はこの認識のタイミ
ングを用いてフレームクロック155を設定し、また同期
ワード認識器137、139からの他の認識信号を、もしこの
ような他の誤った出力が２〜３ビット周期後に与えられ
る場合は、無視することになる。

最後に、マルチプレクス２における時折りの不当認識
は、不当認識からの修復が上記のようにマルチプレクス
２ではいずれにしても生じ易いので、もしその頻度が低
いときは、問題にはならない。

このような誤り認識の可能性が許容できる程小さいと
いうことを決定するために、同期ワードがランダムに可
変なデータ中に埋め込まれたと仮定された。この場合
は、誤り認識が特定数Ｓのビット期間のオフセット時に
生じる確率は、Ｓビットのランダムデータが、Ｍを同期
ワードがＳビットのオフセット時にそれ自身と共に持つ
整合数とし、またＮを同期ワードの全長（即ち24）、更
にＫを引き続く認識時に許容されるエラー数（即ち２）
として、少なくとも（Ｎ−Ｋ−Ｍ）個の整合を与える確
率である。

任意のＳ値に対して、この確率は、 となる。但し、 は二項係数である。

Ｓの全ての値、即ちＳ＝１からＳ＝23までに対する上
記確率値の和は、同期ワードがランダムデータ中に埋め
込まれているときは誤り検出出力の確率または頻度に対
する指数を与える。１つの同期ワードの誤り検出に対す
る、他のものがランダムデータ中に埋め込まれていると
きの指数、即ち相互相関値は同じ式により与えられる
が、ゼロオフセット即ちＳ＝０に対する確率も含まれる
べきである。

次の第１、２、３表は、自身と比較されたときの、ま
た他の同期ワードの各々および「0101000」プレアンブ
ルパターンと比較されたときの同期ワードの各々に対す
るピークサイドローブ値、整合のピーク数、および誤り
検出値を与える。

第１表および２表を比較すると、任意の比較に対する
ピークサイドローブ値および整合ピーク数は必らずしも
同じオフセット量Ｓでは発生しないことが注目されるべ
きである。第３表において、「Ｅ」は「指数の（expone
ntial）」を意味し、更に第１の番号が第２の番号の巾
に対して10だけ乗じられるべきことを意味する。従っ
て、1.42E−３は0.00142を意味する。

比較のため、24ビットパターン 111100001111000011110000はピーク自己相関サイドロー
ブ値16を有し、その、任意のオフセットにおける最大整
合数は18、更にその誤り検出値は1.47E−１または0.147
（即ち、それがランダムデータに埋め込まれ、それがそ
れ自身に対して正しくない認識出力を惹起し、パターン
が現われた14.7％の頻度に対して誤ったタイミングを有
することを仮定して）であることが注目される。

変形例および他の例 第37図は、第１図に類似の概略図であり、変形基地局
に対する回路網リンク９を有する電気通信回路網１を示
したものである。基地局189は通信回路網１に対する単
一の回路網リンク９を有しており、この点で第１図の基
地局３に類似している。しかしながら、この基地局３は
従来の空中線43の代りに、分布形アンテナ191、例えば
ろうえい・フィーダを備えている。これは、比較的低い
電力の無線送信により基地局３により地理的対象領域の
改良を可能にするものである。

基地局ユニット193は電気通信回路網１に対する複数
個の回路網リンク９を有しており、従って異なる無線チ
ャネル上で、それぞれの回路網リンク９およびそれぞれ
の無線リンク１に複数個の送受器11を接続することがで
きる。基地局ユニット193は第38図に概略図示したよう
に構成される。各々が第16図につき説明した回路に類似
する複数個の基地局制御回路55がそれぞれの電話結線45
によりそれぞれの回路網リンク９に接続される。送信／
受信スイッチ91が、それぞれの空中線43の代りに、無線
信号コンバイナ195に接続される。このコンバイナ195の
動作を通して各々の個別制御回路55は共通の空中線197
により送信、受信を行うことができる。１つの制御回路
55による送信動作により他の制御回路55の受信動作が妨
害されないようにするために、基地局ユニット193の基
地局制御回路55の全てに供するバーストタイミングは中
央で制御され、従ってそれらは同期して送受信動作す
る。

第39図の構成は第38図の構成に対して類似の動作を与
えるが、この場合は各々の基地局制御回路55はコンバイ
ナ195および共通空中線197の代りに個別のそれぞれの空
中線43を有している。このようにして、第39図の構成
は、各々が近接して単一回路網リンク９を有して基地局
３の集団に類似する。しかしながら、基地局ユニットが
近接配置され、特にそれらの空中線43が近接配置されて
いるという点から、それぞれの基地局制御回路55の間で
バースト同期を保証し、それにより１つの回路からの送
信動作が他の回路による、送受器11から信号を受ける試
みを妨害することがないようにすることが通常は必要で
ある。

第40図は他の変形例を示したもので、これは、基地局
ユニットが相互通信のために複数の送受器11を接続する
ことを可能にし、あるいは複数の送受器11を単一の回路
網リンク９に接続して会議呼びを与えることを可能にす
るものである。複数個の基地局制御回路199が設けられ
る。第40図においては、これらの回路は各々が第39図の
場合と同様に、それぞれの基地局空中線43を有するもの
として示してあるが、代りにコンバイナ195および共通
空中線197を設けることができる。各々の基地局制御回
路199は切替回路201に接続され、この切替回路201は次
にそれぞれの電話結線45により１つ以上の回路網リンク
９に接続される。切替回路201が接続される回路網リン
ク９の個数は基地局制御回路199のものよりわずかに少
なくされる。切替回路201は、基地局制御回路199から受
信された信号の制御下で動作して、それぞれの基地局制
御回路199を共に接続し、および／または通常の電話呼
び設備の他に相互通信／会議設備を提供するようにそれ
らを電気結線45に接続する。

各々の基地局制御回路199は第16図により示した基地
局制御回路55と同じである。この場合、切替回路201
は、制御回路のそれぞれのラインインタフェース103か
ら信号を受信し、同じインタフェースに信号を送信す
る。しかしながら、基地局制御回路199は第16図に示し
た構造の変形として与えることが好適であり、その場合
符号器83、復号器97およびラインインタフェース103は
設けられない。その代りに、切替回路201はその電話接
続45の各々に対して符号器、復号器、およびラインイン
タフェースを備えるようにする。

この場合、切替回路201は、もし信号が回路網リンク
９を通して送信されるときはプログラマブルデマルチプ
レクサ95からチャネルＢデータを受信し、このデータを
それぞれの電話接続45の復号器97に与え、また信号が他
の送受器11から送信されるときは１つの基地局制御回路
199のプログラマブルデマルチプレクサ95からのチャネ
ルＢ信号を他の基地局制御回路199のプログラマブルマ
ルチプレクサ85に与える。システムコントローラ99か
ら、通常はラインインタフェース103に送信される信号
は切替回路201の動作を制御する切替制御ユニットを制
御するために使用されるか、または、適切なものとし
て、電話接続45に係るラインインタフェース103に、ま
たは他の基地局制御回路199のシステムコントローラ99
に転送される。第38図および39図の構成におけるよう
に、基地局制御回路199の動作のバーストタイミングは
共通のバーストタイミング信号を与えることにより同期
化されるべきである。

上記基地局の構成のいずれの場合も、空中線43、197
は第37図に示したように、分布アンテナ191により置き
代えられる。

本発明の上記実施例は、チャネルＢを通しての通話を
可能にするために基地局と送受器の間で無線リンクが設
定されるという想定に基づいて示された。しかし、第15
図により説明したように、送受器11はパーソナルコンピ
ュータまたは携帯式コンピュータ端末に組み込んで無線
リンクがコンピュータデータ信号を搬送し得るようにし
てもよい。この場合は、コンピュータデータ信号はマル
チプレクス１のチャネルＢにより搬送され、あるいはこ
れに代って無線リンクはマルチプレクス１には決して移
動せずまたコンピュータデータはマルチプレクス２を用
いたチャネルＤにおける特殊メッセージとして搬送され
る。チャネルＢおよびマルチプレクサ１を用いたデータ
通信は、各々のマルチプレクス１送信バーストが64ビッ
トのチャネルＢを搬送し、これらの全てがデータの搬送
に用いられるので、かなり高速になる。マルチプレクス
２においては、32ビットのチャネルＤのみがバーストあ
たり搬送され、更にチャネルＤメッセージを搬送するた
めに使用される符号ワード構造はコンピュータデータの
搬送に使用可能なことを意味する。しかしながら、コン
ピュータデータを搬送するためにチャネルＤを使用した
場合は、チャネルＤ送信がエラー検出のために符号化さ
れることから、若干の状況においては都合がよい。チャ
ネルＤを通してコンピュータデータを搬送するために無
線リンクを使用したときは、リンクが設定されていれ
ば、マルチプレクス２でのみ通信し、またリンク送信は
マルチプレクス１を切り替えることはない。

他の変形例においては、送受器11はキーパッド31なし
に、または単に２〜３のキーを備え、従って電話番号は
送受器11からはダイヤルできないように構成されてい
る。このような送受器は単に呼びを受信するためにのみ
使用されるかまたは１つまたは２〜３の予め選択された
番号に対してのみ呼びを行うことが許容される。これら
の電話番号は送受器に記憶され、基地局に自動的に送信
される。一方、特に１つの番号のみが与えられたとき
は、これは基地局により記憶され、送受器のPIDに応じ
て選択される。

以上に示した実施例は例示として与えられたものであ
り、この他各種の変形例、代替例が当業者には明らかで
あろう。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号 ＦＩ Ｈ０４Ｍ 1/72 Ｈ０４Ｍ 1/72 (72)発明者 クリスプ マルコルム イギリス．シービー４ ５ピーテー，ケ ンブリッジシャー，オーヴァー，ワイン ズ レイン ３エー (72)発明者 デューデク，マイケル テー アメリカ合衆国．91301 カリフォルニ ア，アガウラ，ピニオン ストリート 6420 (72)発明者 グディングス，ルパート イギリス．シービー４ １デーデー，ケ ンブリッジ，エリザベス ウエイ 33 (72)発明者 オドハムズ，デヴィッド クロウフォー ド イギリス．シーエム16 ５イーデー，エ セックス，エッピング，アルバニー コ ート 28 (72)発明者 プロクター，ピーター ニコラス イギリス．アールジー24 ０ワイキュ ー，ハンプシャー，ベイシングストー ク，ライクピット，インクペン ガーデ ンズ 15 (72)発明者 ロジャーズ，イアン イギリス ピーアール９ ９アールエッ チ，マーシーサイド，サウスポート，ケ ンブリッジ ロード 64 (72)発明者 ビドウェル，ブライアン アルフレッド イギリス．エルユー３ ２デーピー，ベ ドフォードシャー，ルトン，ラバーナム グローヴ 61 (72)発明者 バッド，アンドリュー イタリア．100105 イヴレア，ヴィア デッラ ミニエーレ 11 (56)参考文献 特開 昭63−157533（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−293832（ＪＰ，Ａ) 特開 昭61−41239（ＪＰ，Ａ) Ｅｕｒｏｃｏｎ 88，８ｔｈ Ｅｕｒ ｏｐｅａｎ Ｃｏｍｆｅｒｅｎｃｅ ｏ ｒ Ｅｌｅｃｔｒｏｔｅｃｈｈｉｃｓ, Ｓｔｏｃｋｈｏｌｍ，ｓｗｅｄｅｎ，13 −17．Ｊｕｎｅ 1988，Ａｒｅａ Ｃｏ ｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ Ｐ379−382

Claims (7)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ディジタルデータを搬送する交互バースト
   の形で無線信号を交換することにより無線チャネルを通
   して基地局（３）と時分割相互通信を行う携帯送受器ユ
   ニット（11）であって、時分割相互通信の間に携帯送受
   器ユニット（11）および基地局（３）の一方からの前記
   バーストの送信が携帯送受器ユニット（11）および基地
   局（３）の他方による次のバーストの送信が開始される
   前に完了して、携帯送受器ユニット（11）が基地局
   （３）を介して相手先である他の電話端末装置と通信リ
   ンクを確立している電話送受システムで用いられる携帯
   送受器ユニット（11）において、 時分割相互通信状態中に確立されている既存の通信に係
   るリンクの連続性を示すメッセージ信号を所定の頻度で
   基地局（３）と送・受信しており、該メッセージ信号を
   該携帯送受器ユニットが所定時間の間検出できず該携帯
   送受器ユニットが時分割相互通信の再確立が要求されて
   いると判断したとき、該携帯送受器ユニットは通信リン
   クの再確立を要求する信号を送信して前記再確立を開始
   するステップをとる手段を含むことを特徴とする携帯送
   受器ユニット。
2. 【請求項２】請求項１に記載の携帯送受器ユニットにお
   いて、該通信リンクの再確立を要求する信号は、基地局
   のバースト受信タイミングに対しては非同期なバースト
   によって送信されている携帯送受器ユニット。
3. 【請求項３】請求項１に記載の携帯送受器ユニットにお
   いて、発呼手順を開始するときは発呼信号中に新たなリ
   ンクを確立することを示す符号を含めて送信しており、
   該通信リンク再確立の要求のときは該発呼信号中に該新
   たなリンクを確立することを示す符号の代わりに前記既
   存の通信を示す符号を含めて送信している携帯送受器ユ
   ニット。
4. 【請求項４】中央コントローラ、該中央コントローラに
   より制御されている複数の基地局（３）、該基地局と無
   線通信をする携帯送受器ユニットとからなる電話通信シ
   ステムであってディジタルデータを搬送する交互バース
   トの形で無線信号を交換することにより無線チャネルを
   通して携帯送受器ユニット（11）と基地局（３）との間
   で時分割相互通信を行うことができ、この時分割相互通
   信の間に携帯送受器ユニット（11）および基地局（３）
   の一方からの前記バーストの送信が、これらの携帯送受
   器ユニット（11）および基地局（３）の他方による次の
   バーストの送信が開始される前に完了して、基地局
   （３）を介して携帯送受器ユニット（11）と相手先であ
   る他の電話端末装置（５）との間に送信リンクが確立さ
   れている電話通信システムにおいて、 時分割相互通信状態中に確立されている既存の通信に係
   るリンクの連続性を示すメッセージ信号を所定の頻度で
   携帯送受器ユニット（11）と基地局（３）との間で送・
   受信しており、該メッセージ信号を該携帯送受器ユニッ
   トが所定の間検出できず該携帯送受器ユニットが時分割
   相互通信の再確立が要求されていると判断したとき、携
   帯送受器ユニット（11）が通信リンクの再確立を要求す
   る無線信号を送信せしめて前記再確立を開始するステッ
   プをとることを特徴とする電話通信システム。
5. 【請求項５】請求項４に記載の電話通信システムにおい
   て、該通信リンクの再確立を要求する無線信号は、確立
   されていた前記既存の通信に係るリンクを設定している
   基地局以外の第２の基地局によって受信され、該第２の
   基地局は該受信した通信リンクの再確立を要求する無線
   信号を中央コントローラへ転送しており、該中央コント
   ローラは該転送されてきた通信リンクの再確立を要求す
   る無線信号に応答して、該第２の基地局を介して携帯送
   受器ユニット（11）と前記既存の通信相手先である該他
   の電話端末との間に通信リンクを再確立するよう該第２
   の基地局を制御している電話通信システム。
6. 【請求項６】請求項５に記載の電話通信システムにおい
   て、携帯送受器ユニット（３）は前記既存の通信を示す
   符号を前記通信リンクの再確立を要求する無線信号に含
   ませて送信しており、そして中央コントローラは該転送
   されてきた通信リンクの再確立を要求する無線信号中の
   該符号によって前記既存の通信を同定し、前記既存の通
   信相手先である該他の電話端末との間に該第２の基地局
   を介して通信リンクを再確立している電話通信システ
   ム。
7. 【請求項７】請求項４、５又は６に記載の電話通信シス
   テムにおいて、携帯送受器ユニット（３）は、発呼手順
   を開始するときは発呼信号中に新たな通信を確立するこ
   とを示す符号を含めて送信しており、そして該通信リン
   ク再確立のときは該発呼信号中に該新たな通信を確立す
   ることを示す符号の代わりに前記既存の通信を示す符号
   を含めて送信している電話通信システム。