JP6005721B2 - マルチレーン監視方式 - Google Patents

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Description

本発明は、広域光転送網における伝送品質の監視技術に関する。
現在、広域光転送網として非特許文献１に記載されたＯＴＮ（Ｏｐｔｉｃａｌ Ｔｒａｎｓｐｏｒｔ Ｎｅｔｗｏｒｋ）が広く用いられている。ＯＴＮフレームは図１に示す構造を有している。フレームは４行×４０８０列で表記され、フレームの１〜４０８０バイト目は１行目の１〜４０８０列目、４０８１〜８１６０バイト目は２行目の１〜４０８０列目、８１６１〜１２２４０バイト目は３行目の１〜４０８０列目、１２２４１〜１６３２０バイト目は４行目の１〜４０８０列目となる。
クライアント信号は、フレームの１７〜３８２４列目のＯＰＵ（Ｏｐｔｉｃａｌ ｃｈａｎｎｅｌ Ｐａｙｌｏａｄ Ｕｎｉｔ）ＰＬＤ（Ｐａｙｌｏａｄ）にマッピングされる。
１５〜１６列目にはＯＰＵ ＯＨ（Ｏｖｅｒ Ｈｅａｄ）が挿入され、クライアント信号のマッピング／デマッピングに必要な情報などが収容される。
２〜４行目の１〜１４列目にはＯＤＵ（Ｏｐｔｉｃａｌ ｃｈａｎｎｅｌ Ｄａｔａ Ｕｎｉｔ）ＯＨが挿入され、光チャネルのパス管理運用情報を収容する。
１行目の１〜７列目にはフレーム同期に必要なＦＡＳ（Ｆｒａｍｅ Ａｌｉｇｎｍｅｎｔ Ｓｉｇｎａｌ）およびマルチフレーム中における位置を示すＭＦＡＳ（Ｍｕｌｔｉｆｒａｍｅ Ａｌｉｇｎｍｅｎｔ Ｓｉｇｎａｌ）から成るＦＡ（Ｆｒａｍｅ Ａｌｉｇｎｍｅｎｔ）ＯＨが、８〜１４列目には光チャネルのセクション監視情報を収容するＯＴＵ（Ｏｐｔｉｃａｌ ｃｈａｎｎｅｌ Ｔｒａｎｓｐｏｒｔ Ｕｎｉｔ）ＯＨが挿入される。３８２５〜４０８０列目にはＦＥＣ（Ｆｏｒｗａｒｄ Ｅｒｒｏｒ Ｃｏｒｒｅｃｔｉｏｎ）用のパリティチェックバイトが付加される。
ＯＴＮでは伝送品質管理のために、ＯＴＵ ＯＨおよびＯＤＵ ＯＨの中にそれぞれＳＭ（Ｓｅｃｔｉｏｎ Ｍｏｎｉｔｏｒｉｎｇ）ＯＨおよびＰＭ（Ｐａｔｈ Ｍｏｎｉｔｏｒｉｎｇ）ＯＨが定義されている。
図２に示すように、ＳＭは１行目の８〜１０列目に配置される（非特許文献１：１５．７．２．１参照。）。
ＴＴＩ（Ｔｒａｉｌ Ｔｒａｃｅ Ｉｄｅｎｔｉｆｉｅｒ）は、ＳＭ ＯＨの１バイト目に配置されるサブフィールドである。セクション監視の始点を示すＳＡＰＩ（Ｓｏｕｒｃｅ Ａｃｃｅｓｓ Ｐｏｉｎｔ Ｉｄｅｎｔｉｆｉｅｒ）と終点を示すＤＡＰＩ（Ｄｅｓｔｉｎａｔｉｏｎ Ａｃｃｅｓｓ Ｐｏｉｎｔ Ｉｄｅｎｔｉｆｉｅｒ）を含む（非特許文献１：１５．２および１５．７．２．１．１参照。）。
ＢＩＰ−８（Ｂｉｔ Ｉｎｔｅｒｌｅａｖｅｄ Ｐａｒｉｔｙ−８）は、ＳＭ ＯＨの２バイト目に配置されるサブフィールドである。図３に示すように、送信側において２フレーム前のＯＰＵのデータをインタリーブして８ビットのパリティ（ＢＩＰ−８）を計算し、ＳＭ ＯＨのＢＩＰ−８サブフィールドに挿入する。受信側でＯＰＵのデータからＢＩＰ−８を計算した値と、ＳＭ ＯＨのＢＩＰ−８サブフィールドで送られたＢＩＰ−８の値を比較し、セクション監視区間において生じたエラーを検出する（非特許文献１：１５．７．２．１．２参照。）。
図４に示すように、ＰＭ ＯＨは３行目の１０〜１２列目に配置される（非特許文献１：１５．８．２．１参照。）。
ＴＴＩは、ＰＭ ＯＨの１バイト目に配置されるサブフィールドである。パス監視の始点を示すＳＡＰＩと終点を示すＤＡＰＩを含む（非特許文献１：１５．２および１５．８．２．１．１参照。）。
ＢＩＰ−８は、ＰＭ ＯＨの２バイト目に配置されるサブフィールドである。図５に示すように、送信側において２フレーム前のＯＰＵのデータをインタリーブして８ビットのパリティ（ＢＩＰ−８）を計算し、ＰＭ ＯＨのＢＩＰ−８サブフィールドに挿入する。受信側でＯＰＵのデータからＢＩＰ−８を計算した値と、ＰＭ ＯＨのＢＩＰ−８サブフィールドで送られたＢＩＰ−８の値を比較し、パス監視区間において生じたエラーを検出する（非特許文献１：１５．８．２．１．２参照。）。
以上のように、ＯＴＮではＳＭ ＯＨおよびＰＭ ＯＨ中のＢＩＰ−８を用いてセクション監視区間およびパス監視区間において生じたエラー数を計数することができる。
ＩＴＵ−Ｔ Ｇ．７０９／Ｙ．１３３１Ａｎｎｅｘ Ｃ
高速の光伝送を経済的に実現する方式として、４０ Ｇｂｐｓまたは１００ ＧｂｐｓのＯＴＵフレームのデータをマルチレーンに分配してパラレル伝送を行うＯＴＮ−ＭＬＤ（Ｍｕｌｔｉｌａｎｅ Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｉｏｎ）が標準化されている（例えば、非特許文献１：Ａｎｎｅｘ Ｃ参照。）。
高速の光伝送を経済的に実現する方式として、ＯＴＮ−ＭＬＤを拡張した、レーン数可変のマルチレーン光伝送方式も考えられる。ＯＴＮ−ＭＬＤを使った場合でも、ＳＭ ＯＨおよびＰＭ ＯＨにおけるＢＩＰ−８を用いてセクション監視区間およびパス監視区間における伝送品質を算出することができる。
しかし、ＯＴＮ−ＭＬＤを用いる場合は、特定の光送信部におけるレーザや変調器の性能の劣化によって光信号断に至らない程度であるが伝送品質が劣化するケースが想定される。このようなレーンを特定するためには、レーン毎にビットエラー率を求めることが不可欠であるが、現在のＯＴＮ−ＭＬＤにはそのような手段は存在しない。
そこで、本発明は、レーン毎にビットエラー率などを求めることを目的とする。
上記目的を達成するために、本発明は、
フレーム信号を複数のレーンに分配して伝送するマルチレーン通信装置の受信部が各レーンのエラーを監視するマルチレーン監視方法において、
該フレーム信号は、複数の行で構成され、該行の各々は複数Ｎのサブ行にインタリーブされ、該サブ行の各々はエラー訂正用の符号化処理がなされた複数のシンボルで構成され、Ｎの自然数倍のシンボルからなるデータブロックを単位として各レーンに分配され、
受信部における、フレーム信号のサブ行に対する復号処理手段が、該サブ行のシンボルのうち、先頭から何個目のシンボルにエラーが生じたかを示すエラーロケータを算出し、該エラーロケータの値をレーン番号に変換し、該変換したレーン番号の出現数を計数する。
具体的には、本願発明のマルチレーン監視システムは、
複数行のフレームのうちの各行をインタリーブして予め定められた所定数のサブ行に分割し、各サブ行のデータをエラー訂正用の符号で符号化し、符号化された各サブ行を逆インタリーブして符号化された前記複数行のフレームを構成し、符号化されたフレームの各行を前記所定数の自然数倍のシンボルからなるデータブロックに分割し、前記データブロックを複数のレーンに分配して送信する送信部と、
前記送信部から送信されたデータブロックのなかからフレームの先頭を検出して符号化された前記複数行のフレームを構成し、構成後のフレームの各行をインタリーブして前記所定数のサブ行に分割し、各サブ行のデータを用いてエラーの位置を示すエラーロケータの値を算出し、当該エラーロケータの値を用いてサブ行におけるエラーの存在する位置を特定し、前記フレームの先頭に含まれる情報から導き出される当該フレームの先頭と前記複数のレーンとの関係を用いて、エラーの存在する位置に対応するレーン番号を特定し、当該レーン番号の出現数を計数することで各レーンのエラーを監視する受信部と、
を備える。
具体的には、本願発明のマルチレーン監視方法は、
複数行のフレームのうちの各行をインタリーブして予め定められた所定数のサブ行に分割し、各サブ行のデータをエラー訂正用の符号で符号化し、符号化された各サブ行を逆インタリーブして符号化された前記複数行のフレームを構成し、符号化されたフレームの各行を前記所定数の自然数倍のシンボルからなるデータブロックに分割し、前記データブロックを複数のレーンに分配して送信する送信手順と、
送信されたデータブロックのなかからフレームの先頭を検出して符号化された前記複数行のフレームを構成し、構成後のフレームの各行をインタリーブして前記所定数のサブ行に分割し、各サブ行のデータを用いてエラーの位置を示すエラーロケータの値を算出し、当該エラーロケータの値を用いてサブ行におけるエラーの存在する位置を特定し、前記フレームの先頭に含まれる情報から導き出される当該フレームの先頭と前記複数のレーンとの関係を用いて、エラーの存在する位置に対応するレーン番号を特定し、当該レーン番号の出現数を計数することで各レーンのエラーを監視するエラー監視手順と、を有する。
本発明によれば、レーン毎の伝送品質を監視することができ、特定レーンのみ伝送品質が劣化した場合のリカバーが可能となる。
ＯＴＮのフレーム構造を示す図である。 セクション監視区間の品質監視を行うＳＭ ＯＨとＢＩＰ−８の位置を示す図である。 ＳＭ ＯＨにおけるＢＩＰ−８の算出および挿入を示す図である。 パス監視区間の品質監視を行うＰＭ ＯＨとＢＩＰ−８の位置を示す図である。 ＰＭ ＯＨにおけるＢＩＰ−８の算出および挿入を示す図である。 ＦＥＣ符号前のバイトインタリーブを示す図である。 ＦＥＣ符号化における各バイトの位置関係を示す図である。 ＦＥＣ符号後の逆インタリーブを示す図である。 拡大体ＧＦ（２８）の要素と８ビットシンボルの対応の一部を示す表である。 ＦＥＣ復号前のバイトインタリーブを示す図である。 ＦＥＣ復号後の逆インタリーブを示す図である。 ＯＴＮ−ＭＬＤにおける１６バイトデータブロックの位置とレーンの関係を示す図である。 本発明のマルチレーン監視方式を用いたマルチレーン伝送装置の受信部の構成を示す図である。 本発明のマルチレーン監視方式を用いたマルチレーン伝送装置の受信部におけるＦＥＣ復号部の構成を示す図である。 本発明のマルチレーン監視方式を用いたマルチレーン伝送装置の受信部におけるサブ行データ復号部の構成を示す図である。 本発明のマルチレーン監視方式を用いたマルチレーン伝送装置の受信部におけるサブ行データ復号部の第２の構成を示す図である。 本発明のマルチレーン監視方式を用いたマルチレーン伝送装置の受信部におけるサブ行データ復号部の第３の構成を示す図である。
添付の図面を参照して本発明の実施形態を説明する。以下に説明する実施形態は本発明の実施の例であり、本発明は、以下の実施形態に制限されるものではない。なお、本明細書及び図面において符号が同じ構成要素は、相互に同一のものを示すものとする。
本実施形態に係るマルチレーン監視システムは、フレーム信号を複数のレーンに分配して送信する送信部と、複数のレーンに分配して伝送されたフレーム信号を受信する受信部と、を備える。
本実施形態に係るマルチレーン監視方法は、送信手順と、エラー監視手順と、有する。
送信手順では、送信部が、複数行のフレームのうちの各行をインタリーブして予め定められた行数のサブ行に分割し、各サブ行のデータをエラー訂正用の符号で符号化し、符号化された各サブ行を逆インタリーブして複数行のフレームに変換する。
エラー監視手順では、受信部が、送信部から送信されたフレームの各行をインタリーブして行数のサブ行に分割し、各サブ行のデータに含まれるエラーを検出してエラーの位置を示すエラーロケータの値を算出し、当該エラーロケータの値をレーン番号に変換し、当該エラーロケータの値を変換した当該レーン番号の出現数を計数することで各レーンのエラーを監視する。
１．エラー訂正
ＯＴＮでは、ＯＰＵ及びＯＤＵ ＯＨ・ＯＴＵ ＯＨ・ＦＡ ＯＨから構成される４行×３８２４列のフレームに対して、４行×２５６列のパリティチェックバイトを付加してエラー訂正を行えるようにしている（非特許文献１：Ａｎｎｅｘ Ａ参照。）。その手順を以下に述べる。
送信部において、
４行×３８２４列のフレームをバイトインタリーブして１６組のサブ行（各２３９バイト）に分割するインタリーブ手順（１．１．１）と、
サブ行データの２３９シンボルを訂正可能な符号で符号化する符号化手順（１．１．２）と、
符号化された１６組のサブ行（各２５５バイト）を逆インタリーブして符号化された１行分のデータ（４０８０バイト）に変換する逆インタリーブ手順（１．１．３）と、を行う。
受信部において、
１行分のデータ（４０８０バイト）をバイトインタリーブして再び１６組のサブ行（各２５５バイト）に分割するインタリーブ手順（１．２．１）と、
サブ行データ（２３９シンボル）に含まれるエラーを検出してエラーを訂正し、訂正されたサブ行データの１バイト目〜２３９バイト目を取り出すことにより、復号を行う復号化手順（１．２．２）と、
復号された１６組のサブ行データ（各２３９バイト）を逆インタリーブする逆インタリーブ手順（１．２．３）と、を行う。
逆インタリーブ手順（１．２．３）を行うことによって、復号された１行分のデータ（３８２４バイト）が得られる。復号アルゴリズムを実行する過程でエラーロケータを得ることで、エラーロケータの値をレーン番号ｍに変換することで、エラーが生じたレーン番号を求める。
１．１ 送信側
１．１．１ インタリーブ
送信側では、図６（ａ）に示すように１行分のデータ（３８２４バイト）をバイトインタリーブして１６組のサブ行（各２３９バイト）に分割する。
図６（ｂ）に示すように、各サブ行は２３９個のシンボル（Ｄ［２５４］、Ｄ［２５３］、Ｄ［２５２］、Ｄ［２５１］、…、Ｄ［１９］、Ｄ［１８］、Ｄ［１７］、Ｄ［１６］）から成る。ここで、Ｄ［２５４］はサブ行の１バイト目、Ｄ［１６］は２３９バイト目である。また、各シンボルは８ビット（ｄ［７，ｊ］、ｄ［６，ｊ］、…、ｄ［１，ｊ］、ｄ［０，ｊ］）から成る。ここで、ｄ［７，ｊ］はＤｊのＭＳＢ、ｄ［０，ｊ］はＬＳＢである。
１．１．２ サブ行データの符号化
このサブ行データの２３９シンボルに対して、最大８シンボルのエラーを訂正可能なリード・ソロモン符号（ＲＳ（２５５，２３９））を生成する。そのために、式（１）で表される８次の原始多項式Ｐ（ｚ）を与え、Ｐ（ｚ）＝０を満足する原始解をαとして、拡大体ＧＦ（２８）を定義する。
（数００１）
P(z) = z8 + z4 + z3 + z2 + 1 式〔１〕
図７に示すように拡大体ＧＦ（２８）の要素（０およびα０〜α２５４）は８ビットシンボルに対応させることができ、符号化・復号に要する計算はＧＦ（２８）上で行われる。
サブ行データは以下の情報多項式で表現できる。
（数００２）
I(z) = D[254]z254 + D[253]z253 +…+ D[17]z17 + D[16]z16 式〔２〕
D[j] = d[7,j]a7 + d[6,j]a6 + d[5,j]a5 + d[4,j]a4 + d[3,j]a3 + d[2,j]a2 + d[1,j]a1 + d[0,j]a0 式〔３〕
符号化を行うための生成多項式Ｇ（ｚ）を
Figure 0006005721
 で与えると、符号化後のサブ行データは以下の情報多項式で表現できる。
（数００５）
C(z) = I(z) + R(z) 式〔５〕
Ｒ（ｚ）はパリティチェックバイトの情報多項式で、サブ行データの情報多項式Ｉ（ｚ）を生成多項式Ｇ（ｚ）で除した剰余として求められる。
（数００６）
R(z) = I(z) mod G(z) 式〔６〕
（数００７）
R(z) = R[15]z15 + R[14]z14 +…+ R[1]z1 + R[0]z0 式〔７〕
（数００８）
R[j] = r[7,j]a7 + r[6,j]a6 + r[5,j]a5 + r[4,j]a4 + r[3,j]a3 + r[2,j]a2 + r[1,j]a1 + r[0,j]a0 式〔８〕
符号化されたサブ行は２５５個のシンボル（Ｄ［２５４］、Ｄ［２５３］、…、Ｄ［１７］、Ｄ［１６］、Ｒ［１５］、Ｒ［１４］、…、Ｒ［１］、Ｒ［０］）から成る。ここで、Ｒ［１５］はサブ行の２４０バイト目、Ｒ［０］は２５５バイト目である。
１．１．３ 逆インタリーブ
図６（ｃ）に示すように、符号化された１６組のサブ行（各２５５バイト）を逆インタリーブして符号化された１行分のデータ（４０８０バイト）に変換する。この符号化された１行分のデータを４行分接続することで、符号化された４行×４０８０列のフレームが得られる。
１．２． 受信側
１．２．１ インタリーブ
受信側では、図８（ａ）に示すように、１行分のデータ（４０８０バイト）をバイトインタリーブして再び１６組のサブ行（各２５５バイト）に分割する。
１．２．２ サブ行データの復号
復号前のサブ行データは以下の情報多項式で表現できる。
（数００９）
Y(z) = C(z) + E(z) 式〔９〕
（数０１０）
E(z) = E[254]z254 + E[253]z253 +…+ E[1]z1 + E[0]z0 式〔１０〕
Ｅ［ｊ］は伝送中に（２５５−ｊ）バイト目のシンボルに生じたエラーを表す。
復号の手順は、以下の通りである。
（１）シンドロームを計算してエラーの有無を判定する。
（２）エラーロケータ（エラーが生じたシンボルを示す数値）の計算に必要なエラーロケータ多項式を求める。
（３）エラーロケータを求める。
（４）エラーが生じたシンボルを訂正する。
（５）パリティチェックバイトを削除する。
１．２．２．１ シンドローム
エラーの有無を検出するため、復号前のサブ行データに対して以下のシンドロームＳｉ（ｉ＝１〜１６）を計算する。
（数０１１）
S1 = Y(a0) 式〔１１−（１）〕
S2 = Y(a1) 式〔１１−（２）〕
…
S16 = Y(a15) 式〔１１−（１６）〕
復号前のサブ行データにエラーが存在しないなら、すべてのｉについてＳｉ＝０が成立する。従って、すべてのｉについてＳｉ＝０が成立する場合には、高い確率でエラーが存在しないと推定できる。一方、いずれかのｉでＳｉ≠０となるならば、復号前のサブ行データにはエラーが存在する。
１．２．２．２ エラーロケータ多項式
エラーシンボル数をｋ（≦８）と仮定して、以下のエラーロケータ多項式を求める。
（数０１２）
L(z) = 1 + L1z1 + L2z2 + … + Lkzk 式〔１２〕
エラーロケータをｐ［１］、ｐ［２］、…、ｐ［ｋ］と仮定した時、
（数０１３）
Figure 0006005721
と因数分解できるようエラーロケータ多項式の係数（Ｌ１、Ｌ２、…、Ｌｋ）を決定できるならば、以下の関係が成立する。
（数０１４）
L(ap[1]) = 1 + L1ap[1] + L2a2p[1] + … + Lkakp[1] = 0 式〔１４−（１）〕
L(ap[2]) = 1 + L1ap[2] + L2a2p[2] + … + Lkakp[2] = 0 式〔１４−（２）〕
……
L(ap[k]) = 1 + L1ap[k] + L2a2p[k] + … + Lkakp[k] = 0 式〔１４−（ｋ）〕
一方、シンドロームＳｉ（ｉ＝１〜１６）はエラー多項式Ｅ（ｚ）の０でない係数を用いて以下のように表現できる。
（数０１５）
S1 = E[255 - p[1]] + E[255 - p[2]] + … + E[255 - p[k]] 〔１５−（１）〕
S2 = E[255 - p[1]]a-p[1] + E[255 - p[2]]a-p[2] + … + E[255 - p[k]]a-p[k] 式〔１５−（２）〕
……
Sk = E[255 - p[1]]a-(k-1)p[1] + E[255 - p[2]]a-(k-1)p[2] + … + E[255 - p[k]]a-(k-1)p[k] 式〔１５−（ｋ）〕
……
S16 = E[255 - p[1]]a-15p[1] + E[255 - p[2]]a-15p[2] + … + E[255 - p[k]]a-15p[k] 式〔１５−（１６）〕
以上の関係を用いてｐ［ｋ］およびＥ［２５５−ｐ［ｋ］］を消去すると、以下の式が得られる。
（数０１６）
Sk+1 + Sk L1 + Sk-1 L2 + … + S1 Lk = 0 式〔１（１）〕
Sk+2 + Sk+1 L1 + Sk L2 + … + S2 Lk = 0 式〔１（２）〕
……
S2k + S2k-1 L1 + S2k-2 L2 + … + Sk Lk = 0 式〔１（ｋ）〕
式〔１（１）〕〜〔１（ｋ）〕を未知数（Ｌ１、Ｌ２、…、Ｌｋ）に対するｋ元連立１次方程式として解く事により、エラーロケータ多項式Ｌ（ｚ）が具体的に得られる。ただし、係数行列式が０になってｋ元連立１次方程式が解けない場合は、エラーシンボル数ｋの仮定が間違っているので、ｋの値を変えて再度計算を行う。
１．２．２．３ エラーロケータ
エラーロケータ多項式Ｌ（ｚ）（式〔１２〕）にαｊを逐次代入して０になるかどうかを調べることにより、エラーロケータｐ［１］、ｐ［２］、…、ｐ［ｋ］の値を具体的に得られる。
１．２．２．４ エラーが生じたシンボルの訂正
エラーロケータｐ［１］、ｐ［２］、…、ｐ［ｋ］が得られた後、式〔１５−（１）〕〜〔１５−（ｋ）〕を未知数（Ｅ［２５５−ｐ［１］］、Ｅ［２５５−ｐ［２］］、…、Ｅ［２５５−ｐ［ｋ］］）に対するｋ元連立１次方程式として解けば、Ｅ（ｚ）の０でない係数（Ｅ［２５５−ｐ［１］］、Ｅ［２５５−ｐ［２］］、…、Ｅ［２５５−ｐ［ｋ］］）が具体的に得られる。
以上の結果を用いて、以下のようにエラー訂正を行うことができる。
（数０１７）
C(z) = Y(z) + E[255 - p[1]]zp[1] + E[255 - p[2]]zp[2] + … + E[255 - p[k]]zp[k] 式〔１７〕
１．２．２．５ パリティチェックバイトの削除
エラー訂正されたサブ行データの２４０バイト目〜２５５バイト目を削除することにより、復号後のサブ行データ（２３９バイト）が得られる。
１．２．３ 逆インタリーブ
図８（ｂ）に示すように、復号された１６組のサブ行データ（各２３９バイト）を逆インタリーブすることにより、復号された１行分のデータ（３８２４バイト）が得られる。この復号された１行分のデータを４行分接続することで、復号された４行×３８２４列のフレームが得られる。
２． ＯＴＮ−ＭＬＤ
ＯＴＮ−ＭＬＤで伝送を行う場合、図９に示すように、送信側では、符号化された４行×４０８０列のフレームのＦＡＳ以外の部分をスクランブルし、１６バイトデータブロック単位でＭ本（図９の例ではＭ＝４）のレーンに分配して送信する。この際、１フレームを送信する毎にレーンをローテートさせることで、フレームの先頭に位置するデータブロック（図９で”１”と書かれているデータブロック）を全レーンに均等に分配する。このデータブロックにはＦＡＳ・ＭＦＡＳとＬＬＭ（Ｌｏｇｉｃａｌ Ｌａｎｅ Ｍａｒｋｅｒ）が含まれており、フレーム先頭の位置およびレーン番号を識別することができる。
ここで、ＬＬＭはＶＬＭであってもよく、本願では区別していない。
受信側では、各レーンに分配された信号を受信し、ＦＡＳの位置およびＭＦＡＳの値に基づいてレーン間の遅延時間差を補償し、１６バイトデータブロックを順番に統合して、４行×４０８０列のＯＴＵフレーム形式に再構成し、ＦＡＳ以外の部分をデスクランブルする。
３． レーン番号とエラーロケータの関係
ＯＴＮ−ＭＬＤを用いた場合、フレーム１のｂブロック目（ｂ＝１〜１０２０）のデータを伝送したレーン番号ｍ（ｍ＝１〜４）は
Figure 0006005721
 となる。同様に、フレーム２・３・４のｂブロック目のデータを伝送したレーン番号ｍは、それぞれ
（数０１８ｂ）
m = {b mod 4} + 1 式〔１８−（２）〕
m = {(b + 1) mod 4} + 1 式〔１８−（３）〕
m = {(b + 2) mod 4} + 1 式〔１８−（４）〕
となる。
復号アルゴリズムを実行する過程でエラーロケータｐ［０］〜ｐ［ｋ］が得られるので、上記の関係を利用してエラーロケータの値をレーン番号ｍに変換することで、エラーが生じたレーン番号を求めることができる。
以上説明したように、本発明は、レーン毎の品質監視が出来るので、特定のレーンの伝送品質だけが劣化した場合、予備レーンや優先度の低いサービスに使用しているレーンがあるならば、そのレーンを使用することが可能となる。また、伝送品質の劣化したレーンを除外して残りの正常レーンで縮退動作させることも可能となる。
（実施形態１）
本発明のマルチレーン監視方式を用いたマルチレーン伝送装置の受信部の構成を図１０に示す。
マルチレーンで受信された信号は、レーン識別＆遅延差補償部１においてＦＡＳ・ＭＦＡＳ・ＬＬＭを検出し、（ＬＬＭ ｍｏｄ Ｍ）を計算してレーン番号を識別し、ＦＡＳの位置およびＭＦＡＳあるいはＬＬＭの値に基づいて遅延差補償を行う。また、レーン毎にＦＡＳの出現周期を監視し、周期性に異常があった場合はフレーム同期外れとしてレジスタに記録する。
ＯＴＵフレーム再構成部２はレーン識別＆遅延差補償された信号の１６バイトデータブロックを順番に統合して、４行×４０８０列のＯＴＵフレームの形に再構成する。
デスクランブル部３は再構成されたＯＴＵフレームのＦＡＳ以外の全領域をデスクランブルする。
ＦＥＣ復号部４はデスクランブルされたＯＴＵフレームに対しエラー訂正を行う。また、レーン番号毎にエラーを計数してレジスタに記録する。
ＯＴＵ／ＯＤＵ ＯＨ処理部５はエラー訂正された４行×３８２４列のフレームからＯＴＵ ＦＥＣ・ＦＡ ＯＨ・ＯＴＵ ＯＨ・ＯＤＵ ＯＨを除いたＯＰＵフレームを出力する。また、ＳＭ ＯＨ／ＰＭ ＯＨのＢＩＰ−８サブフィールド値とＯＰＵから算出したＢＩＰ−８値を比較し、セクション／パス監視区間で生じたエラーを計数してレジスタに記録する。
デマッピング部６はＯＰＵ ＯＨの情報に基づいてＯＰＵ ＰＬＤからクライアント信号をデマッピングして出力する。
品質監視部７は、各機能ブロック（レーン識別＆遅延差補償部１、ＦＥＣ復号部４、ＯＴＵ／ＯＤＵ ＯＨ処理部５など）のレジスタを読み出し、品質監視を行う。
ＦＥＣ復号部４の構成を図１１に示す。
インタリーブ部１０は、図８（ａ）に示すように、１行分のデータ（４０８０バイト）をバイトインタリーブして１６組のサブ行（各２５５バイト）に分割する。
サブ行データ復号部１１−１〜１１−１６は、サブ行データ（２５５バイト）を復号して、元のサブ行データ（２３９バイト）として出力する。
逆インタリーブ部１２は、図８（ｂ）に示すように、復号された１６組のサブ行データ（各２３９バイト）を逆インタリーブして復号された１行分のデータ（３８２４バイト）を出力する。この復号された１行分のデータを４行分接続することで、エラー訂正された４行×３８２４列のフレームが得られる。
レーンエラーレジスタ記録部１３はサブ行データ復号部１１−１〜１１−１６からエラーが検出されたレーン番号ｌを集計して、レーン毎のエラー数をレジスタに記録する。
サブ行データ復号部１１の構成を図１２に示す。
シンドローム計算部２１は、式〔１１−（１）〕〜〔１１−（１６）〕によってシンドロームＳｉ（ｉ＝１〜１６）を計算する。すべてのｉについて、Ｓｉ＝０が成立するならば、エラー無しと判断する。いずれかのｉで、Ｓｉ≠０となるならば、入力されたサブ行データにはエラーが存在する。エラーロケータ多項式係数計算部２２は、連立１次方程式〔１６−（１）〕〜〔１６−（ｋ）〕を解いて、エラーロケータ多項式の係数（Ｌ１、Ｌ２、…、Ｌｋ）を決定する。
エラーロケータ計算部２３は、エラーロケータ多項式（式〔１２〕）にαｊを逐次代入して０になるかどうかを調べることにより、エラーロケータｐ［１］、ｐ［２］、…、ｐ［ｋ］を決定する。
エラー係数計算部２４は、連立１次方程式〔１５−（１）〕〜〔１５−（ｋ）〕を解いて、Ｅ（ｚ）の０でない係数（Ｅ［２５５−ｐ［１］］、Ｅ［２５５−ｐ［２］］、…、Ｅ［２５５−ｐ［ｋ］］）を決定する。
エラー訂正部２５は式〔１７〕によってエラー訂正を行う。
選択出力部２６は、シンドローム計算部２１でエラー無しと判定した場合は、入力されたサブ行データの１〜２３９バイト目をそのまま選択して出力する。また、エラー有りと判定した場合はエラー訂正部２５の出力データの１〜２３９バイト目を選択して出力する。
レーン番号計算部２７は、以下の式によってエラーロケータｐからレーン番号ｍを計算する。
Figure 0006005721
Figure 0006005721
ここで、ｓはフレーム内における行番号である（ｓ＝１〜４）。ＭはＯＴＮ−ＭＬＤにおけるレーン数で、動的に変更可能である（固定値で使用しても良い）。ｒｔは何レーン分ローテートしたかを示す値で、採用されたレーンローテート則に依存する。例えば、図８に示すように１フレーム毎に＋１レーンずつローテートする場合は、
（数０２１）
rt = LLM mod M 式〔２１〕
となる。
なお、リード・ソロモン符号の復号アルゴリズムとしては様々な手法が提案されているが、本発明は復号アルゴリズム自体には依存しない（どのような復号アルゴリズムでも、エラーロケータが得られれば良い）。また、誤り訂正能力の異なる（ＲＳ（２５５，２３９）以外の）リード・ソロモン符号や、リード・ソロモン符号以外の符号化方式でも、エラーロケータが得られるならば本発明は適用可能である。
図１３に、サブ行データ復号部１１の第２の構成例を示す。
シンドローム計算部２１は、式〔１１−（１）〕〜〔１１−（１６）〕によってシンドロームＳｉ（ｉ＝１〜１６）を計算する。すべてのｉについて、Ｓｉ＝０が成立するならば、エラー無しと判断する。いずれかのｉで、Ｓｉ≠０となるならば、入力されたサブ行データにはエラーが存在する。エラーロケータ多項式係数計算部２２は、連立１次方程式〔１６−（１）〕〜〔１６−（ｋ）〕を解いて、エラーロケータ多項式の係数（Ｌ１、Ｌ２、…、Ｌｋ）を決定する。
エラーロケータ計算部２３は、エラーロケータ多項式（式〔１２〕）にαｊを逐次代入して０になるかどうかを調べることにより、エラーロケータｐ［１］、ｐ［２］、…、ｐ［ｋ］を決定する。
エラー係数計算部２４は、連立１次方程式〔１５−（１）〕〜〔１５−（ｋ）〕を解いて、Ｅ（ｚ）の０でない係数（Ｅ［２５５−ｐ［１］］、Ｅ［２５５−ｐ［２］］、…、Ｅ［２５５−ｐ［ｋ］］）を決定する。
エラー訂正部２５は式〔１７〕によってエラー訂正を行う。
選択出力部２６は、シンドローム計算部２１でエラー無しと判定した場合は、入力されたサブ行データの１〜２３９バイト目をそのまま選択して出力する。また、エラー有りと判定した場合はエラー訂正部２５の出力データの１〜２３９バイト目を選択して出力する。
データ比較部２８は選択出力部２６から出力されたエラー訂正後のデータ（Ｄ［２５４］、Ｄ［２５３］、…、Ｄ［１７］、Ｄ［１６］）と、エラー訂正前のデータ（Ｙ［２５４］、Ｙ［２５３］、…、Ｙ［１７］、Ｙ［１６］）とを逐次比較し、Ｄ［２５５−ｐ］≠Ｙ［２５５−ｐ］ならば、そのｐを出力する。
レーン番号計算部２７は、前述の式〔１９〕及び式〔２０〕によってｐからレーン番号ｍを計算する。
ここで、ｓはフレーム内における行番号である（ｓ＝１〜４）。ＭはＯＴＮ−ＭＬＤにおけるレーン数で、動的に変更可能である（固定値で使用しても良い）。ｒｔは何レーン分ローテートしたかを示す値で、採用されたレーンローテート則に依存する。例えば、図８に示すように１フレーム毎に＋１レーンずつローテートする場合は、式〔２１〕となる。
図１４に、サブ行データ復号部１１の第３の構成例を示す。
シンドローム計算部２１は、式〔１１−（１）〕〜〔１１−（１６）〕によってシンドロームＳｉ（ｉ＝１〜１６）を計算する。すべてのｉについて、Ｓｉ＝０が成立するならば、エラー無しと判断する。いずれかのｉで、Ｓｉ≠０となるならば、入力されたサブ行データにはエラーが存在する。エラーロケータ多項式係数計算部２２は、連立１次方程式〔１６−（１）〕〜〔１６−（ｋ）〕を解いて、エラーロケータ多項式の係数（Ｌ１、Ｌ２、…、Ｌｋ）を決定する。
エラーロケータ計算部２３は、エラーロケータ多項式（式〔１２〕）にαｊを逐次代入して０になるかどうかを調べることにより、エラーロケータｐ［１］、ｐ［２］、…、ｐ［ｋ］を決定する。
エラー係数計算部２４は、連立１次方程式〔１５−（１）〕〜〔１５−（ｋ）〕を解いて、Ｅ（ｚ）の０でない係数（Ｅ［２５５−ｐ［１］］、Ｅ［２５５−ｐ［２］］、…、Ｅ［２５５−ｐ［ｋ］］）を決定する。
エラー訂正部２５は式〔１７〕によってエラー訂正を行う。
選択出力部２６は、シンドローム計算部２１でエラー無しと判定した場合は、入力されたサブ行データの１〜２３９バイト目をそのまま選択して出力する。また、エラー有りと判定した場合はエラー訂正部２５の出力データの１〜２３９バイト目を選択して出力する。
サブ行データ符号化部２９は、データ比較部２８は選択出力部２６から出力されたエラー訂正後のデータ（Ｄ［２５４］、Ｄ［２５３］、…、Ｄ［１７］、Ｄ［１６］）を再符号化したデータ（Ｃ［２５４］、Ｃ［２５３］、…、Ｃ［２］、Ｃ［１］）を出力する。データ比較部２８はサブ行データ符号化部２９から出力された再符号化後のデータ（Ｃ［２５４］、Ｃ［２５３］、…、Ｃ［２］、Ｃ［１］）と、エラー訂正前のデータ（Ｙ［２５４］、Ｙ［２５３］、…、Ｙ［２］、Ｙ［１］）とを逐次比較し、Ｃ［２５５−ｐ］≠Ｙ［２５５−ｐ］ならば、そのｐを出力する。
レーン番号計算部２７は、前述の式〔１９〕及び式〔２０〕によってｐからレーン番号ｍを計算する。
ここで、ｓはフレーム内における行番号である（ｓ＝１〜４）。ＭはＯＴＮ−ＭＬＤにおけるレーン数で、動的に変更可能である（固定値で使用しても良い）。ｒｔは何レーン分ローテートしたかを示す値で、採用されたレーンローテート則に依存する。例えば、図８に示すように１フレーム毎に＋１レーンずつローテートする場合は、前述の式〔２１〕となる。本実施形態は、エラーロケータを外部に取り出せない既存のＦＥＣ復号回路を流用する場合にも適用可能である。
（実施形態２）
４行×４０８０列の固定長フレームではなく、４Ｍ行×４０８０列の可変長フレームと使用して、可変長フレーム毎にレーンローテートを行う場合、実施形態１と同様に式〔１９〕式〔２０〕でエラーロケータｐからレーン番号ｍを計算する。ここで、ｓ＝１〜４Ｍとなる。
本発明は情報通信産業に適用することができる。
１：レーン識別＆遅延差補償部
２：ＯＴＵフレーム再構成部
３：デスクランブル部
４：ＦＥＣ復号部
５：ＯＴＵ／ＯＤＵ ＯＨ処理部
６：デマッピング部
７：品質監視部
１０：インタリーブ部
１１−１〜１１−１６：サブ行データ復号部
１２：逆インタリーブ部
１３：レーンエラーレジスタ記録部
２１：シンドローム計算部
２２：エラーロケータ多項式係数計算部
２３：エラーロケータ計算部
２４：エラー係数計算部
２５：エラー訂正部
２６：選択出力部
２７：レーン番号計算部

Claims (2)

  1. 複数行のフレームのうちの各行をインタリーブして予め定められた所定数のサブ行に分割し、各サブ行のデータをエラー訂正用の符号で符号化し、符号化された各サブ行を逆インタリーブして符号化された前記複数行のフレームを構成し、符号化されたフレームの各行を前記所定数の自然数倍のシンボルからなるデータブロックに分割し、前記データブロックを複数のレーンに分配して送信する送信部と、
    前記送信部から送信されたデータブロックのなかからフレームの先頭を検出して符号化された前記複数行のフレームを構成し、構成後のフレームの各行をインタリーブして前記所定数のサブ行に分割し、各サブ行のデータを用いてエラーの位置を示すエラーロケータの値を算出し、当該エラーロケータの値を用いてサブ行におけるエラーの存在する位置を特定し、前記フレームの先頭に含まれる情報から導き出される当該フレームの先頭と前記複数のレーンとの関係を用いて、エラーの存在する位置に対応するレーン番号を特定し、当該レーン番号の出現数を計数することで各レーンのエラーを監視する受信部と、
    を備えるマルチレーン監視システム。
  2. 複数行のフレームのうちの各行をインタリーブして予め定められた所定数のサブ行に分割し、各サブ行のデータをエラー訂正用の符号で符号化し、符号化された各サブ行を逆インタリーブして符号化された前記複数行のフレームを構成し、符号化されたフレームの各行を前記所定数の自然数倍のシンボルからなるデータブロックに分割し、前記データブロックを複数のレーンに分配して送信する送信手順と、
    送信されたデータブロックのなかからフレームの先頭を検出して符号化された前記複数行のフレームを構成し、構成後のフレームの各行をインタリーブして前記所定数のサブ行に分割し、各サブ行のデータを用いてエラーの位置を示すエラーロケータの値を算出し、当該エラーロケータの値を用いてサブ行におけるエラーの存在する位置を特定し、前記フレームの先頭に含まれる情報から導き出される当該フレームの先頭と前記複数のレーンとの関係を用いて、エラーの存在する位置に対応するレーン番号を特定し、当該レーン番号の出現数を計数することで各レーンのエラーを監視するエラー監視手順と、
    を有するマルチレーン監視方法。
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