JP3203519B2 - ビツトエラーの原位置を決定するための方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 最近の通信技術ではディジタルデータが、データ源か
らデータ受信器に供給すべきデータストリームを成して
いる。これは一般に、データストリームがその伝送の間
に外部の擾乱影響にさらされている電気的または光学的
導線を介して行われる。これらの擾乱影響はデータスト
リームのなかで個々のデータ（ビット）を確率的または
確定的に誤らせるので、受信されるデータストリームは
相応の確率的または確定的なビットエラーを伴ってい
る。

最近の伝送システムはしばしば中間区間を有し、それ
を介してデータ源から到来するデータストリームが伝送
区間に供給される。データストリームはデータ保護の理
由から伝送区間に入る前にスクランブラのなかで予め定
められた規則に従って既知の周期長さをもってスクラン
ブルされ、また伝送区間から出た後にデスクランブラの
なかで予め定められた規則に従ってデスクランブルされ
る。それによりさらにデータストリームのなかで多数の
等しいデータの連続する生起が回避され、このことは伝
送すべきデータストリームの高い定常成分に通じ、また
データ伝送のための導線のなかにシステム構成要素（た
とえば増幅器）を使用する際に定常成分に対するそれら
の比較的望ましくない伝送特性に基づいて伝送品質を低
下するであろう。

スクランブルまたはデスクランブルは基本的に、スク
ランブル後に生起するビットエラーは既知の周期長さを
もって多重化されて、またスクランブル前に生起するビ
ットエラーは多重化されずに、伝送区間から出るデスク
ランブルされたデータストリームのなかに含まれている
ように実行される。

本発明の課題は、ビットエラーの原位置を決定するた
めの方法であって、実行および評価のための費用がわず
かですむ点で優れており、またそれにもかかわらずビッ
トエラーの原位置の正確かつ簡単な決定を許す方法を提
供することにある。

この課題は、本発明によれば、データ源から到来して
少なくとも１つの中間区間および少なくとも１つの伝送
区間を介してデータ受信器に到達するデータストリーム
のなかのビットエラーの原位置を決定するための方法に
おいて、スクランブル後に生起するビットエラーは既知
の周期長さをもって多重化されて、またスクランブル前
に生起するビットエラーは多重化されずに、デスクラン
ブルされたデータストリームのなかに含まれるように、
データストリームが伝送区間に入る前に既知の周期長さ
をもって予め定められた規則に従ってスクランブルさ
れ、また伝送区間から出た後に相応の規則に従ってデス
クランブルされ、データ源側でデータストリームにより
検査データが送信され、受信された検査データからデス
クランブルされたデータストリームのなかに含まれてい
るビットエラーの評価のもとにビットエラー関数が得ら
れ、ビットエラー関数の部分片ごとの評価によりその周
期長さが決定され、その際にそれぞれ評価された部分片
長さが少なくとも単一の既知の周期長さに一致し、また
既知の周期長さとそれぞれ評価された部分片の周期長さ
との比較により、原位置が伝送区間のなかに位置するか
中間区間のなかに位置するかが確認されることを特徴と
するビットエラーの原位置を決定するための方法により
解決される。その際に中間区間および伝送区間の順序は
どちらが先でもよい。

本発明は、なかんずく、伝送区間のなかで生ずるビッ
トエラーがデスクランブラ特有の周期をもって受信され
たデータストリームのなかに生起し、またこの周期長さ
がビットエラー関数から決定可能であるという認識に基
づいている。それによって本発明による方法の利点は、
通常使用されるスクランブラまたはデスクランブラモジ
ュールの特性（周期性）がデータ源とデータ受信器との
間に存在する接続を検査するために利用されることにあ
る。すなわち通常のスクランブラまたはデスクランブラ
に対しては、スクランブル前に生起するビットエラーは
デスクランブル後に多重化されずにデータストリームの
なかに含まれており、他方においてスクランブル後に、
すなわち伝送区間で生起するビットエラーは既知の周期
をもって多重化されることが特性的である。デスクラン
ブラの規則により予め定められた既知の周期長さとの比
較により簡単な仕方で、エラー位置が伝送区間のなかに
位置するか（この場合にはビットエラーは少なくとも部
分的にデスクランブラ特有の周期をもって生起する）、
中間区間のなかに位置するかが確認される。

データストリームがそれぞれセルヘッドおよびセル利
用領域を有するデータセルから成っており、またセルヘ
ッド内のビットエラーを補正するための装置を有する中
間区間を介して接続されている少なくとも２つの伝送区
間を介して伝送される伝送システム内で、エラー位置を
決定するための本発明による方法の有利な実施態様で
は、検査データがデータ源側で送信される検査セルのな
かに書込まれ、セルヘッドが少なくとも、既知の周期長
さとそれぞれ評価された部分片の周期長さとの比較か
ら、原位置が伝送区間の１つに位置することが確認され
るときに、ビットエラーに関して検査され、またセルヘ
ッド内の少なくとも１つのビットエラーを認識する際に
は原位置がデータ受信器に近い伝送区間のなかに位置す
るものとして、またエラーのないセルヘッドの際にはデ
ータ受信器に遠い伝送区間のなかに位置するものとして
確認される。

それによって本発明による方法は、異なった端末装置
（たとえば電話、ファックス装置）のデータ仲介が異な
ったデータ伝送速度（ビットレート）でセル状に構造化
されたデータストリームにより可能にされるいわゆる広
帯域ISDN（ディジタル総合サービス網）に応用するため
にも特に適している。このＢ−ISDNシステムでは、デス
クランブルの後に、スクランブル後に生起したビットエ
ラーは既知の周期長さをもって多重化されて、またスク
ランブル前に生起したビットエラーは多重化されずにデ
ータストリームのなかに含まれているように動作する標
準適なスクランブラまたはデスクランブラが使用され
る。いわゆる仲介装置はスクランブルされないデータス
トリームをそれぞれ選択された後続の別の伝送区間に伝
達し、またその際にビットエラーに関してそのつどのセ
ルヘッドの検査を行う。認識されたビットエラーの形式
に応じて、エラーのあるセルヘッドを有するデータセル
が別の仲介装置により排除され、もしくはそれらのセル
ヘッドが補正される。それによって本発明による方法に
よりシステム特有の構造の利用のもとに比較的わずかな
経費で、ビットエラーの原位置が中間区間（たとえば仲
介装置）のなかに位置するか、または伝送区間のなか
（および場合によってはどちらのなか）に位置するかが
決定され得る。

ビットエラー関数を評価する後続の処理プロセッサの
速度への要求を顧慮して有利な本発明の実施態様では、
ビットエラー関数は予め定められたクラス長さを有する
クラスに分類するために分割され、また周期長さが分類
されたビットエラー関数から決定される。

必要な経費および結果の一義性に関して特に有利な本
発明による方法の実施態様によれば、周期長さはビット
エラー関数または分類されたビットエラー関数の自己相
関により決定される。

結果の一義性およびビットエラー関数のそれぞれ評価
すべき部分片の長さに関して、従ってまた処理速度に関
して有利な本発明による方法の実施態様によれば、周期
長さはビットエラー関数または分類されたビットエラー
関数のラプラスまたはＺ変換により決定される。

ラプラスまたはＺ変換の評価はさらに、ラプラスまた
はＺ変換の像範囲内のｊω軸に関する特異の極位置に応
じて、ビットエラー関数の生起または減衰挙動の評価を
可能にする。

本発明による方法の計算費用に関して有利な実施態様
によれば、周期長さはビットエラー関数または分類され
たビットエラー関数のフーリエ変換により決定される。

本発明による方法の別の有利な実施態様によれば、２
つのビットエラー関数または分類されたビットエラー関
数が相互相関を求められる。このことは２つのビットエ
ラー関数をそれらの相互関係に関して検査することを可
能にする。

本発明による方法の別の有利な実施態様によれば、検
査データとして2ⁿ−ｍ系列の形態の乱数列が使用され
る。

ｍ系列は特別な乱数列であり、またその際立った極大
を有する相互または自己相関関数に基づいてビットエラ
ー関数の周期性を決定するため、またビットエラー数を
決定するために特に良好に適している。すなわち2ⁿ−ｍ
系列と誤った2ⁿ−ｍ系列との間の相互相関関数の極大は
一義的に誤ったビットの数の関数として減少する。

たとえば文献「半導体回路技術」、ティーツェ・シェ
ンク共著、1980年、第509〜512頁に記載されている2ⁿ−
ｍ系列は困難なしに簡単な回路により発生可能である。
ｍ系列の詳細な数学的記述はたとえば「エラー補正およ
びエラー認識のためのコード化」スウォボダ著、オルデ
ンブール出版、1973年、第131、132頁に記載されてい
る。こののような目的に対する検査データとして2ⁿ−ｍ
系列の使用および相互相関による検査データの評価はド
イツ特許出願第4110439.0号および第4012850.4号明細書
に詳細に記載されている。

計算技術的および回路技術的な経費を顧慮して、本発
明による方法を実施するため、検査データとして2⁵−ｍ
系列を使用すると特に有利であることが判明している。

本発明による方法の別の有利な実施態様では、伝送シ
ステムを作動データストリームから切り離す必要なし
に、伝送システムのなかで検査の間に引き続き利用デー
タが伝送され、またそれによってビットエラーの原位置
に関する指示が行われ得るように、検査データがデータ
源側で送り出される利用データストリームのなかに挿入
される。

本発明の好適な実施例を以下に図面により一層詳細に
説明する。

第１図は本発明による方法が応用される伝送システ
ム、 第２図は伝送システムのなかのデータストリームの構
成、 第３図は伝送システムの仲介装置、 第４図はスクランブラの構成、 第５図はデスクランブラの構成、 第６図はセル利用領域の詳細図、 第７図は検査データ列の相互相関関数、 第８図はエラーのあるデータストリームの評価、 第９図はビットエラー関数の離散的な自己相関関数、 第10図はビットエラー関数のラプラス変換、 第11図はビットエラー関数の離散的なフーリエ変換、 第12図は本発明の方法により評価されたビットエラー
関数から原位置を決定する過程を示す概略図である。

第１図には、データ源１、スクランブラ２、第１の伝
送区間３、デスクランブラ４、中間区間５、スクランブ
ラ６、別の伝送区間７およびデスクランブラ８を有する
ディジタルデータストリームに対する伝送システムが示
されている。デスクランブラ８によりデスクランブされ
たデータはデータ受信器９に到達する。中間区間５は後
で第３図で一層詳細に説明する仲介装置VAとして構成さ
れている。仲介装置VAおよび伝送区間３および７を介し
てデータ源１およびデータ受信器９がデータの仲介のた
めに互いに接続されている。仲介装置VAは同様にして、
第１図中に破線で示されているように、別のデータ源10
とデータ受信器９または別のデータ受信器11との間の接
続を形成し得る。以下では、仲介装置VAがデータ源１と
データ受信器９との間でデータストリームDSを伝送する
ための両者の間の接続（以下ではチャネル１と呼ばれ
る）を構成していることから出発し、その際にこのチャ
ネル１が以下でビットエラーの原位置に関して検査され
るものとする。伝送区間３および７または中間区間５
（VA）のなかでデータストリームDSに作用する擾乱影響
はデータストリームDSの個々の個所に２進データのエラ
ー（以下ではビットエラーと呼ばれる）を生じさせ、そ
れによりデータ受信器９がエラーのあるデータストリー
ムDS′を受ける。以下の説明では、理想的なデータ源１
および理想的なデータ受信器９から出発し、従って、実
際の状況にほぼ相応して、これらに起因するエラーは無
視し得るものとする。

第２図には、検査されるシステムのなかで仲介装置VA
（第１図）を介して流れるデータストリームＤの構成が
示されている。データストリームＤは多数のデータセル
20−１ないし20−ｎから成っており、その際に各データ
セルはアドレス指定および制御データを含むセルヘッド
ZK−１ないしZK−ｎおよびそれぞれセル利用領域ZN−１
ないしZN−ｎから成っている。データストリームＤは、
データ源１から送り出されまたデータ受信器９（第１
図）に対して定められているデータセルK1とならんで、
他のデータ源から到来しまたは他のデータ受信器に対し
て定められている別のデータセルK2、K3およびK4を含ん
でいる。データ受信器９に対して定められておりデータ
源１から送り出されたデータセルK1および別のデータセ
ルK2は第２図中にデータストリームＤの下側に示されて
いる。仲介装置VA（第１図）はデータ源１からのデータ
セルK1をデータ受信器９へチャネル１を介して仲介し、
従ってデータセルK1は第１図中に示されているデータス
トリームDSを形成する。データストリームＤおよびDSの
なかに、伝送システムの100％ではない利用率に基づい
て個々の加入者（データ源／データ受信器）の伝送レー
トの同期化のために用いられる空セルLZが含まれてい
る。このような空セルLZは、データ源１の一定の刺激す
るデータの形態の検査セルTZにより置換され得る。検査
セルTZのデータ内容は、それによりビットエラーの一義
的な検出が可能にされているように決められている。こ
の測定構成は“トランスペアレント−カット−スルー−
モード”と呼ばれる。このモードでは、検査すべきチャ
ネル１が切り離されなくてよいように、検査セルは利用
セルのストリームのなかに結び入れられている。

他の標準測定構成では検査すべきチャネルはその他の
トラフィックから切り離され、また伝送装置が検査すべ
きチャネル上で検査および空セルによってのみ刺激され
る。

第３図には仲介装置VAの構成が詳細に示されている。
入力端E1に、データ源１から到来するデータセルK1（ハ
ッチングして示されている）が空セルLZと混合されて与
えられている。空セルLZは、後続のメモリSP1の容量を
減ずるため、データストリームから除去される。残留す
るデータセル（第３図中にハッチングして示されてい
る）はメモリSP1のなかに爾後の処理まで書込まれる。
メモリSP1のなかにデータセルストリームを一時記憶
し、また読出し後に空セルを挿入することにより、特定
の限界のなかで仲介装置VAの入力と出力との間の位相差
およびビットレート差が許容され得る。爾後処理のため
にデータセルは次々とメモリSP1から読出され、そのセ
ルヘッドがエラーに関して検査され、また場合によって
は補正される。この検査はたとえば、セッルヘッドのな
かに含まれており、またセルヘッドの内容から導き出さ
れるコントロールワード（たとえばセルヘッドの最初の
４つのバイトから成る）により行われる。セルヘッドの
この評価および補正はたとえばCCITT（国際電信電話諮
問委員会）コレクション、1990年、第134〜137頁に記載
されている。セルヘッドが補正可能でないデータセルは
その後の仲介から除外される。この仕方で、エラーのな
いセルヘッドを有するデータセルのみが仲介装置VAを通
過して出力端A3に到達する。第３図中に暗示的に示され
ているスイッチは、入力端E1または入力端E2をたとえば
別のデータ受信器11（第１図）に対する出力端A4と接続
する可能性を示している。

第４図には第１図のスクランブラ２または６の簡単化
された変形例が詳細図で示されている。スクランブラ
２、６はＫ個のレジスタを有するシフトレジスタSR1か
ら成っており、その際にレジスタ（Ｋ−１）およびＫの
出力端は帰還結合点P1およびP2として排他的オアゲート
EXOR1の入力端に導かれており、その出力端は別の排他
的オアゲートEXOR2の入力端に導かれている。上記の別
の排他的オアゲートEXOR2の別の入力端は個々のビット
のデーストリームを与えられる。上記の別の排他的オア
ゲートEXOR2の出力端はシフトレジスタSR1の最初のレジ
スタの入力側に接続されており、また同時にスクランブ
ラ２、６の出力端を成しており、そこからスクランブル
された列Ｂ（ｎ）が取り出され得る。スクランブラはそ
れによって入力側で入力列Ａ（ｎ）に与えられている２
進データを予め定められた規則に従ってスクランブル
し、その際に規則の周期は帰還結合点P1およびP2により
決定されている。

第５図には、入力側に２進データのスクランブルされ
た列Ｂ（ｎ）を与えられている第１図のデスクランブラ
４または８の簡単化された変形例が示されている。デス
クランブラ４は同じくＫ個のレジスタを有するシフトレ
ジスタSR2から成っており、その際に第４図と同様にレ
ジスタ（Ｋ−１）およびＫの出力端は帰還結合点P1およ
びP2として排他的オアゲートEXOR3の入力端に接続され
ている。排他的オアゲートEXOR3の出力端は別の排他的
オアゲートEXOR4の入力端に接続されており、この排他
的オアゲートEXOR4は入力側にさらにスクランブルされ
たデータ列Ｂ（ｎ）を与えられている。排他的オアゲー
トEXOR4の出力側から、エラーなしの伝送の際には第４
図の入力データ列Ａ（ｎ）に一致するデスクランブルさ
れたデータ列Ｃ（ｎ）が取り出され得る。デスクランブ
ラ４はこうして第４図によるスクランブラの規則に一致
する規則によるデスクランブルを実行する。このことは
帰還結合点P1およびP2としての同一のレジスタ（Ｋ−
１）およびＫの選定により示されている。

第４図に示されているスクランブラに対して特徴的な
ことは、入力データ列Ａ（ｎ）のなかに含まれている個
々のビットエラーが出力データ列Ｂ（ｎ）のなかに多重
化されて生起すること、詳細には、スクランブラの周期
により、すなわち帰還結合点P1およびP2の位置により決
定され、従ってまた予め知られている周期（すなわちビ
ットの数で測られた間隔）をもって生起することであ
る。同じく、入力側に与えられている個々のビットエラ
ーが何回多重化されるかは予め知られている。第４図に
よるいまの例では、周期はＫ＋１ビットの長さである。
入力側に与えられている個々のビットエラーは出力側の
データ列Ｂ（ｎ）のなかで３回生起するであろう。初回
に入力側に与えられているビットエラーはレジスタ１へ
の書込みの際にすぐに生起する。なぜならば、同時に排
他的オアゲートEXOR2の出力側から出力データ列Ｂ
（ｎ）が取り出されるからである。２つの帰還結合点P1
およびP2により個々のビットエラーはレジスタ（Ｋ−
１）またはＫの到達の際に新たに帰還結合され、また、
偶然に入力側の排他的オア演算によりビットエラーの相
殺が行われないかぎり、出力データ列Ｂ（ｎ）のなかに
書込まれる。しかし、上記の偶然の相殺は統計的に無視
可能な数の場合にしか生起しないので、高い統計的確率
をもって入力側に与えられている個々のビットエラーは
相応に多重化されて出力信号Ｂ（ｎ）のなかに生起す
る。

同じことが第５図に示されているデスクランブラ４に
もほぼ当てはまる。この場合の特殊性は、デスクランブ
ラ４が相応の規則（帰還結合点P1、P2）に基づいて、入
力側で第４図によるスクランブラ２に与えられている個
々のビットエラーが第５図によるデスクランブラの出力
信号Ｃ（ｎ）のなかにも再び単独にしか生起しないよう
にすることである。第４図と結び付けて説明した周期的
な多重化はそれによって補償される。しかし、入力側に
（すなわち信号Ｂ（ｎ）のなかに）与えられている個々
のビットエラーはデスクランブラ４のなかで前記の原理
により相応に多重化され（この例では３回）、また規則
に対して特徴的な多項式およびその周期長さに従って相
応にしばしばデスクランブラ４の出力データ列Ｃ（ｎ）
のなかに生起する。この多項式は一般に式x^k＋x^k-1…＋
x¹＋１により表される。その際にビットエラー多重化
は、多重化されたビットエラーが相対的間隔Ｋ、（Ｋ−
１）および１でのビットエラー列により特徴化されてい
るように、帰還結合点に従って行われる。

いまや、セル状に構造化されたデータストリームを有
する１つの例により、ビットエラーの原位置を決定する
ための方法の応用を説明する。その際に本発明は基本的
にセル状に構造化されていないデータストリームにも応
用可能である。

第６図には第２図によるデータセル20−ｎのセル利用
領域ZN−ｎが詳細図で示されている。セル利用領域ZN−
ｎは12の個別領域から成っており、その際に各個別領域
は32ビットの長さを有するので、セル利用領域全体は38
4ビット（48バイト）を含んでいる。データセルは検査
セルTZとして構成されており、その際に各個別領域は2⁵
−ｍ系列を含んでいる。Ｍ系列は特別な乱数列であり、
その一般的な記述およびその発生はたとえば「自律的な
帰還結合されたシフトレジスタの代数的モデルおよび二
路−帰還結合の解析」ゲプハルト著、学位論文、電気技
術学部、アーヘン工業大学、1983年に記載されている。

このような検査セルはデータ源１（第１図）からデー
タストリームDSのなかに空セルLZの代わりに挿入される
（またはシステムのレリーズの際には専ら空セルと混合
されて送られる）。データ受信器９のなかで受信された
2⁵−ｍ系列を有する各領域は予め知られている目標2⁵−
ｍ系列との相互相関を求められる。

第７図にはこのような相互相関の結果が関数KKF
（ｍ）として示されている。極大の位置Ｌは領域の値を
決定し、また極大の高さＭは目標ｍ系列との類似性を決
定する。１つのデータストリームのなかの検査セルのこ
の確認および評価はドイツ特許出願第4012850.4号明細
書に詳細に記載されている。極大の一義性はいまの例で
は領域あたり７つまでのビットエラー、すなわちデータ
セルあたり84までのビットエラーの受け入れを可能にす
る。

第８図には、単一のビットエラーBFを含んでおり、従
ってまた符号DS′を付されている第１図のデータストリ
ームDAが示されている。検査セルTZとして構成されてい
るそのつどのデータ20−（ｎ−２）および20−（ｎ−
１）のなかでそれぞれ４つのビットエラーBFがそのつど
の原検査セルとの比較により検出されている。正しく伝
送されたビットへの零（０）の対応付けおよびエラーを
伴って伝送されたビットへの１（１）の対応付けによ
り、第８図の第２行に示されている二値の単極性のビッ
トエラー関数ｅ（ｎ）が得られる。ビットエラー関数ｅ
（ｎ）が第８図の第３行に示されているクラス幅KLを有
する個々のクラスのなかにまとめられるならば、第８図
の第４行に示されている時間的経過を有する分類された
ビットエラー関数err（ｎ）が生ずる。その際にそれぞ
れクラス幅KLの間に生起するビットエラーは加算され、
また加算結果が後続のクラス幅の開始まで維持される。
分類により、処理すべきデータ量がビットエラー関数ｅ
（ｎ）にくらべて顕著に減ぜられ、従って後続のプロセ
スへの費用および速度要求が減ぜられる。

検査セルTZの１つの領域のなかに含まれている2⁵−ｍ
系列の相応の目標系列との第７図に示されている相互相
関関数KKF（ｍ）の高さＭはこの領域のなかに含まれて
いるビットエラーの数に対する尺度である。このように
して特に有利に既にそれぞれ32ビット線（そのつどの個
別領域幅）のクラス幅を有する分類されたビットエラー
関数err（ｎ）が得られる。

以下の例では簡単化して、データストリームDSのなか
に個別のビットエラーが生起しているものと仮定する。

さらに先ず、個別のビットエラーがスクランブルされ
たセルストリームのなかに、すなわちたとえば伝送区間
７（第１図）に生起しているものとして出発する。この
ビットエラーはデスクランブルされたデータストリーム
DSのなかに形態err（ｎ）＝（0,1,2,0,0,1,0,0,0,0,1,
2,0,0,1,0,0,0）をひき起こす第８図中に第４行に示さ
れている分類されたエラー関数err（ｎ）をひき起こし
ている。既にビットエラー関数ｅ（ｎ）から認識可能な
ように、個別のビットエラーは受信されたデータストリ
ームDS′のなかに９の周期性（ビット長さ）を有する８
つのビットエラーをひき起こす。すなわち個別のビット
エラーがスクランブラにより８重化される。クランブラ
は、従ってまたデスクランブラも、この例では８つの帰
還結合点により第４図の場合よりも複雑に作動してい
る。分類されたビットエラー関数err（ｎ）は続いて自
己相関関数を求められる。

第９図は分類されたビットエラー関数err（ｎ）の自
己相関関数AKF（ｍ）を示し、またビットエラー関数ｅ
（ｎ）の周期長さに関する有意義な指示を与える。変数
ｍは相関関数の相対的な（ビット）間隔を示す。自己相
関関数AKF（ｍ）はｍ＝０における主極大とｍ＝−９ま
たはｍ＝９における対称な副極大とを有する。主極大へ
の副極大の間隔ａの大きさはビットエラー関数ｅ（ｎ）
の周期長さＮに対する尺度である。いまの場合にはＮ＝
９である。

ビットエラー関数ｅ（ｎ）の周期長さを求める別の可
能性はラプラス変換の評価である。ビットエラー関数ｅ
（ｎ）は指数関数により近似され、従ってまた数値的に
簡単な仕方でラプラス変換が決定され得る。

第10図には、専ら極および零位置がラプラス変換の像
範囲内に生起することが示されている。像範囲内のラプ
ラス変換の評価は、探索範囲として理解することがで
き、またその位置が式 ω1,2＝±２π/N_v から予め定められている周波数帯のなかで行われる。こ
こでN_vはスクランブラまたはデスクランブラに対する規
則に基づいて知られている周期長さを意味する。

いまの例ではN_v＝９により探索範囲はω_１＝−0.7お
よびω_２＝0.7に位置している。この探索範囲内に極位
置が存在するならば、ビットエラー関数ｅ（ｎ）はこの
周波数範囲内に、スクランブルされたデータストリーム
に作用したビットエラーに対して特徴的であるスペクト
ル成分を有する。

Ｚ変換は変換された像範囲を有する離散化されたラプ
ラス変換であるので（たとえばクレス・イルマー共著
「応用ステム論理」オルデンブール出版、ミュンヘン、
ウィーン、1990年を参照）、これはビットエラー関数ｅ
（ｎ）の周期長さを決定するための等しい結果を与え
る。

ビットエラー関数ｅ（ｎ）の周期長さＮを決定するた
めの別の可能性はフーリエ変換である。第11図には、ラ
プラス変換の特別な場合とみなされる（オットー フェ
リンガー著「ラプラスおよびフーリエ変換」第５版、19
90年、第183頁以降を参照）離散的フーリエ変換Err
（ω）の結果が示されている。分類されたビットエラー
関数err（ｎ）はこのために４重に走査された。第11図
には、特徴的な円周波数ω＝0.7、従ってまた周期長さ
Ｎ＝２π／ωが分類されたビットエラー関数err（ｎ）
の４つの検査された周期（すなわちスクランブルされた
データストリームのなかの２つの個別のエラー）以後に
初めて有意義であることが示されている。従って、フー
リエ変換は周期的に生起するビットエラーを予想する際
に特に考慮に値する。

前記のように少なくとも本方法の１つによりビットエ
ラー関数ｅ（ｎ）の周期長さＮが決定された後に、第12
図のようにこの周期長さＮと予め知られている周期長さ
N_vとの簡単な比較により原位置が中間区間に位置するか
伝送区間に位置するかが決定される。すなわち関数式Ｎ
≠N_vが成り立つならば（個々のビットエラーの頻繁な非
周期的な生起）、原位置は中間区間５のなかに見い出さ
れる。中間区間５のなかで生起したエラーはスクランブ
ラ６（第１図）により先ず多重化され、続いてデスクラ
ンブラ８により（第４図および第５図と結び付けて詳細
に説明したように）この多重化が再び取り消される。

関係式Ｎ＝N_vが成り立つならば、単一の伝送区間、た
とえば伝送区間７（第１図）においてエラー位置が同じ
く既に完全に決定されている。しかし、中間区間５が２
つの伝送区間３、７の間に挿入されているならば、続い
て、そのつどのエラー関数ｅ（ｎ）を形成する検査セル
TZのセルヘッドが同じくエラーを有するか否かを検査す
る必要がある。このことは、第３図と結び付けて詳細に
説明したセルヘッド内のエラー検査により簡単な仕方で
可能である。統計的にセルヘッドおよびセル利用領域が
等しく擾乱影響にさらされていることから出発し得るの
で、エラーを有するセルヘッドは、原位置が中間区間の
後に対応付けられているデータ受信器に近い伝送区間７
（第１図）のなかに位置することを決定する。第３図と
結び付けて詳細に説明したように、仲介装置VA（中間区
間５）は正しいセルヘッドを有するデータセルのみをそ
の出力端に出力するので、エラーを有するセルヘッドは
伝送区間７の間のエラー影響を指示する。それに対して
セルヘッドがエラーなしであれば、エラー位置は伝送区
間３のなかに見い出される。なぜならば、最初にセルヘ
ッドおよびセル利用領域を変更した擾乱影響はエラーを
有する利用領域にのみ現れ、これは既に利用領域のエラ
ーを有する状態での中間区間５を通過して証拠になるか
らである。

フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H04L 1/00 H04L 12/56

Claims (2)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】データストリームを発生するデータ源と、 上記データストリームを伝送する少なくとも１個の中間
   区間と、 所定規則に従って既知の周期長さをもって上記データス
   トリームをスクランブルするスクランブラと、 上記スクランブルされたデータストリームを伝送する少
   なくとも１個の伝送区間と、 上記所定規則に対応する規則に従って上記既知の周期長
   さをもって、上記スクランブルされたデータストリーム
   をデスクランブルするデスクランブラと を具えたシステムにおいて、 上記デスクランブルされたデータストリーム内のビット
   エラーの原位置を決定する方法であって、 （ａ）上記データストリームに検査データを挿入し、 （ｂ）上記デスクランブルされたデータストリーム内に
   含まれるビットエラーを評価し、 （ｃ）上記ステップｂのビットエラーの評価に基づい
   て、受信した上記検査データからビットエラー関数を求
   め、 （ｄ）上記既知の周期長さに基づいて、上記ビットエラ
   ー関数の部分片毎に上記ビットエラー関数を評価し、 （ｅ）上記ステップｄの上記ビットエラー関数の部分片
   毎の評価に基づき、上記ビットエラー関数の周期長さを
   決定し、 （ｆ）上記ステップｅで決定した上記ビットエラー関数
   の長期長さを上記既知の周期長さと比較し、 （ｇ）上記ビットエラー関数の周期長さが上記既知の周
   期長さに等しい場合に、上記ビットエラーの原位置が上
   記伝送区間内にあると決定し、上記ビットエラー関数の
   周期長さが上記既知の周期長さに等しくない場合に、上
   記ビットエラーの原位置が上記中間区間内にあると決定
   する ことを特徴とするビットエラーの原位置を決定するため
   の方法。
2. 【請求項２】セルヘッド及びセル利用領域を夫々有する
   複数のデータセルを含むデータストリームを発生するデ
   ータ源と、 上記データストリームを伝送し、上記セルヘッド内のビ
   ットエラーを補正する装置を有する少なくとも１個の中
   間区間と、 所定規則に従って既知の周期長さをもって上記データス
   トリームをスクランブルするスクランブラと、 上記スクランブルされたデータストリームを夫々伝送
   し、受信器の近傍に配置された第１伝送区間、及び上記
   受信器から離れて配置された第２伝送区間と、 上記所定規則に対応する規則に従って上記既知の周期長
   さをもって、上記スクランブルされたデータストリーム
   をデスクランブルするデスクランブラと を具えたシステムにおいて、 上記デスクランブルされたデータストリーム内のビット
   エラーの原位置を決定する方法であって、 （ａ）検査セルに検査データを挿入し、 （ｂ）上記セルヘッドのビットエラーを検査し、 （ｃ）上記デスクランブルされたデータストリーム内に
   含まれるビットエラーを評価し、 （ｄ）上記ステップｃのビットエラーの評価に基づい
   て、受信した上記検査データからビットエラー関数を求
   め、 （ｅ）上記既知の周期長さに基づいて、上記ビットエラ
   ー関数の部分片毎に上記ビットエラー関数を評価し、 （ｆ）上記ステップｅの上記ビットエラー関数の部分片
   毎の評価に基づき、上記ビットエラー関数の周期長さを
   決定し、 （ｇ）上記ステップｆで決定した上記ビットエラー関数
   の周期長さを上記既知の周期長さと比較し、 （ｈ）上記ビットエラー関数の周期長さが上記既知の周
   期長さに等しく、且つ上記セルヘッド内にエラーが検出
   された場合に、上記ビットエラーの原位置が上記第１伝
   送区間内にあると決定し、上記ビットエラー関数の周期
   長さが上記既知の周期長さに等しく、且つ上記セルヘッ
   ド内にエラーが検出されない場合に、上記ビットエラー
   の原位置が上記第２伝送区間内にあると決定し、上記ビ
   ットエラー関数の周期長さが上記既知の周期長さと等し
   くない場合に、上記ビットエラーの原位置が上記中間区
   間内にあると決定する ことを特徴とするビットエラーの原位置を決定するため
   の方法。