JPH0412658B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明はメツセージ・チヤネルを経由する送信
端末機（基地送信局）と受信端末機との間の通信
用システム装置であつて、通信は該メツセージ・
チヤネルの伝送容量のうち比較的僅かな部分を用
いるメツセージ（通報）によつて行い、該受信端
末機は、メツセージをメツセージ・チヤネルから
分離するために、該メツセージ・チヤネルに結合
する分離手段を有し、また更に、複号化するため
に該分離手段によつて該メツセージが供給され、
出力指示を与えるための複号器手段を有して成る
通信用システム装置に関する。

〔従来の技術〕

かような通信用システム装置については、本出
願人が出願し1978年８月29日に公開されたオラン
ダ国特許出願第7800581号により既知である。こ
の既知のシステム装置は、搬送波の周波数変調に
基づく無線放送（同報）システムで、２値符号信
号は副搬送波上に変調されている。この符号信号
は送信端末機（基地送信局）や使用される放送チ
ヤネル等の識別に関する情報を供給し、そのため
には当該放送チヤネルの周波数スペクトルのうち
極く僅かの部分しか使用しない。最終的に復号化
された情報は、例えば７セグメント文字で表示す
ることができる。該符号信号は連続的にプログラ
ム信号に付加されて、それに付随する情報はどの
時点でも表示できるようにする。そのようなチヤ
ネルに対する受信器は、任意の時点で関連端末機
に同調できるようにし、従つて復号動作はメツセ
ージの途中で開始できる。以上述べた事は、そこ
で周波数変換が行われることもある共同アンテナ
方式に、受信端末機が接続されている場合にも成
り立ち、その時もやはり復号動作は任意の時点で
開始できる。

〔解決しようとする課題〕

任意の時点に同調を開始することに伴う問題
は、所望のプログラム又は所望の送信器を選択す
るために、受信端末機に組み込まれた（マイク
ロ）コンピユータが復号化された符号を使用する
時に、更に明らかに表面化する。この手順は、例
えば、所望のプログラム又は所望の送信器の信号
が存在するかどうかについて、予め定められた一
連の送信器周波数の周波数範囲が探索されるサー
チ・ラン即ち一連の走査の過程で生ずる。茲に提
案される種類のシステム装置は、別個の送信器
（複数）により（それぞれ別個の周波数で同時に）
送信される所与のプログラムに同調する移動体の
受信端末機にも用いることができる。受信端末機
が移動中には、それが最も強く受信した送信器に
同調しているかどうかが毎回チエツクされる。も
うそうなつていなければ切替えが必要で、その切
替えは全自動的に行われる。その結果、これらの
いずれかの場合、ある符号メツセージの誤つた復
号動作は、完全に不適切な制御ステツプに導いて
しまう。更にまたメツセージは、ビツト誤りが生
じるような妨害を、例えば外部の影響を受けるこ
ともある。従つて目的は次のような符号体系を提
供するに在り、すなわち該符号体系とは、ｎビツ
トの符号語の既知の長さに至るまでの一連の多数
の符号エレメントの各々から、ある特定の限定さ
れた範疇の誤りのみが起こるかも知れないという
条件の下に、かつ別個の同期語を必要としない
で、送信された符号語が復号化され得るように、
出来るだけ多数の明確なメツセージが符号化され
ることの可能な符号体系とするのである。そのよ
うな同期語を用いること自体は復号動作にとつて
有利だが、それを付加することは質問過程の遅延
をもたらすばかりでなく、場合によつては同期語
もやはり妨害を受けて認識できなくなるかも知れ
ない。質問過程の遅延によつて、ある周波数範囲
に亘る上記サーチ・ランは余りに長くなり過ぎ
る。例えば受信端末機が同時にオーデイオ信号も
出力しなければならない時には、聴取者は苛立た
しい中断を経験するであろう。

茲に提起される種類のシステム装置の２番目の
ものは、選択的に起動させることにより形成さ
れ、すなわち謂わゆる（無線）呼出しシステムで
ある。上述の場合と同様に、このシステムにおい
ても、１つの送信端末機（基地送信局）と、１つ
又はそれ以上の予め定められた最大数に及ぶ、そ
してそのすべてが同一放送周波数帯で動作する受
信端末機とを有する。送信端末機は多数の異なる
メツセージを送信することができ、また各受信端
末機は自分が活動的（active）になるための１つ
又はそれ以上の「自分自身の」メツセージのみを
認識できるようにしてあつて、例えばオーデイオ
信号を生成することにより活動的になる。その場
合、放送周波数帯は極く短時間だけ用いられるば
かりでなく、該方向周波数帯の伝送容量も僅か１
メツセージが同時に運べるような小さいものでよ
い。従つてその場合、多数の受信器は斉しく警戒
体制（alertcondition）に在り、全受信器が送信
されたメツセージをチエツクする。信頼性を高め
るために、符号語は一定回数だけ、例えば３回と
か10回とか、直接引き続いて送信される。又もや
目的は、妨害の可能性のある一定の限定された長
さのメツセージの中で、最大数の選択可能な符号
語を得るに在る。従つて、この目的は上述の応用
分野と同一のものである。

〔課題解決の手段〕

本発明によればこ目的は、送信端末機では、そ
れぞれがｎビツト（ｎ＞１）から成り、符号語の
同期が存在しないときに語の境界の無い相互に同
一の一連のｐ個（ｐ＞１）の符号語としてメツセ
ージが形成され、該メツセージは上記メツセー
ジ・チヤネルに与えられ、各符号語は、他のすべ
ての許容される符号語及びその循環置換に対して
ｄ≧２なる所与の最小ハミング距離ｄを有し、以
て予め定められた少なくとも１つの誤りを検出す
ることができ、また、受信端末機の上記復号器手
段は、分離されたｎビツト語に対する符号語であ
つてその符号語は該ｎビツト語に関しては異なつ
ているところの符号語を指示するための判断手段
を有することによつて達成される。分離されたｎ
ビツト語中に訂正できない誤りが検出された時
は、次のシフトされたｎビツト語の分離により、
符号語を再構築するための新しい企てが可能であ
る。符号語の指示は間接的（implicit）なもので
あつてもよいし、或いは直接的（explicit）なも
のであつてもよい。送信器で符号化する場合に
は、同じ受信端末機が多くの異なる符号語を復号
化出来なければならないだろうから、翻訳段階が
必要となる。選択的にアドレス可能な受信器はし
ばしば１つ又は２つの符号語を認識すれば足り
る。符号語が認識されたらそれは単に「警報」
（alarm）信号として作用することができ、従つ
て（大抵の場合）符号語中におけるより僅かなビ
ツトしか関与しない。上記先行技術では、関係す
るメツセージ・チヤネルは放送チヤネルである。
このことは本発明に対する制約ではない。例えば
選択的にアドレス可能な端末機の場合、呼出し信
号音ラインあるいは他の目的用のラインさえも、
例えば電源供給用に使用できる。

符号語が、他のすべての許容される符号語及び
その循環置換に関して少なくとも３ビツトのビツ
ト・スペースにおける最小ハミング距離を持ち、
また、判断手段は、分離されたｎビツト語中の少
なくとも１ビツト誤りを訂正することが可能であ
ることが好適である。最小ハミング距離が少なく
とも３ビツトに等しい時、すべての１ビツト誤り
は訂正できる。最小ハミング距離が２に等しい
時、すべての１ビツト誤りは検出できる。後者の
場合には、所与の範疇の誤りは通常訂正も出来る
ことがやはり既に判つている。そのときには、あ
る種の妨害された符号語は、１つの妨害されてい
ない符号語（及びその循環置換）に対して、ある
ハミング距離を持ち、それは他のすべての符号語
に対するものより小さい。その時、当該妨害され
た符号語は妨害されない符号語に由来する可能性
が極めて高い。最小ハミング距離の性質は、循環
シフトを考慮に入れない符号の最小ハミング距離
の性質とは異なるということに注意すべきであ
る。 例えば、16個の符号語のある一組の符号の
場合には、ある特定の符号語にとつて15個の「他
の」符号語がある訳だから、15個の“０”でない
距離がある。従つて16個の符号語に対しては16×
15個の距離が存在する。しかし、例えば符号語
Wiから符号語Wjへの距離とWjからWiへの距離
とは同じものだから、全体としては最大で（1/2）
×16×15＝20個の０ではない互に異なる距離が存
在する。各組は、各種の循環置換を考慮に入れれ
ば、最も多いときには、符号語中のビツト数と同
数のエレメントを有する。そうすると、符号の最
小ハミング距離は存在する符号距離（この場合
120通り）のうちの最小のエレメントとなる。

本発明は、このシステム装置中に用いる送信端
末機及び受信端末機にも係わる、特に選択的に起
動可能な受信端末機の場合には、符号は線形であ
るに及ばない（すなわち、２つの符号語の和が必
ずしも再び符号語、それは恐らく循環置換された
ものであろうが、にはならない）ものである。

送信器識別やプログラム識別をする場合には、
線形符号を用いるのが有利であつて、その時、判
断手段は、分離されたｎビツト語とシンドローム
値とから符号語を再構築するために、パリテイ検
査行列を用いてシンドローム値を形成する乗算手
段を有するパリテイ検査行列を用いて、分離され
たｎビツト語とシンドローム値から符号語を再構
築するための、シンドローム値を形成する乗算手
段を有するものとする。こうして、比較的簡単な
手段を用いて複雑な符号を復号化することができ
るのである。

〔実施例〕

簡単なシステムの説明 第１図は、選択的に起動可能な端末機を含むシ
ステム（無線呼出システム）装置における信号の
時間チヤートである。このグラフの横軸には、１
つ又はそれ以上の受信端末機を選択的に起動させ
るために、選択可能な時点に送信端末機（基地送
信局）がメツセージを送信するであろう時間をプ
ロツトしてある。送信端末機はまず最初に、受信
端末機Ａを起動させようと企てる。（受信端末機
については茲では詳述しない。）このために、当
該端末機に割り当てられた符号語を３回続けて送
信する。これがＡ１，Ａ２，Ａ３である。受信端
末機Ａは、自分に割り当てられた符号語の他に
も、例えば「全端末機」という符号語に応答する
ようにも出来る。送信端末機はその後で、受信端
末機Ｂを起動させようと企て、当該端末機に割り
当てられた符号語を３回続けて送信する。これが
Ｂ１，Ｂ２，Ｂ３である。もし受信端末機Ａが暫
くたつても（例えば、５秒間経過しても）また応
答しなかつたら、該端末機Ａに係る符号語を更に
３回続けて送信する。Ａ４，Ａ５，Ａ６である。

第２図は本発明によるシステム装置、例えば選
択的に起動可能な端末機を含むシステム（無線呼
出システム）装置の概略回路図である。送信端末
機（基地送信局）３０の入力点２０が受信端末機
の識別信号を受信する。入力エレメント２２（例
えばレジスタ）はこの識別信号を受けてそれをエ
ンコーダ（符号器）２４に与える。この単純な実
施例では、これは４−８ビツト符号化操作で示さ
れている。かような４−８ビツト符号、一般的に
云えば（ｎ、ｋ）符号のｎ＝８、ｋ＝４の場合、
の１例についてこれから説明する。各符号語は、
他の総ての符号語に対して予め定められた最小ハ
ミング距離を少なくとも１つ、他の符号語の循環
置換を含めて、持つている。最小ハミング距離が
２ビツトである時は、１符号語中の１つの１ビツ
ト誤りは常に検出できる。かように形成された８
ビツト符号が、シフト・レジスタ２６に記憶され
ている。クロツク系（図示されていない）の制御
の下に、該８ビツト符号はフイードバツク線２８
を経由して３回循環する。（この数は各システム
に対して固定した常数でよいが、別のシステムで
は異なつてもよい。）フイードバツク線２８に現
れたビツトは送信することができる。こうして24
ビツトのメツセージ（通報）が、記号的に記した
放送（同報）チヤネル３２を経由して送信され
る。この放送（同報）チヤネルの具体的特性に適
合する変調（NRZ＜non−return−to−zero＞符
号、符号長無制限、等）については簡単のため記
述しない。同様に送信用及び受信用電子機器につ
いても省略する。これだけを取り出せばこの回路
はごく普通のものである。従つて該メツセージ
は、妨害を受けない限り同一な３つの符号語を含
むが、余分な同期語は含まない。符号ビツトは受
信端において直列に受信され、シンドローム生成
器兼誤りパターン生成器３４で、後述の符号のパ
リテイ検査行列を用いて引き続く８つの符号ビツ
トの列から、シンドローム値が決定される。この
目的のためには、関連の誤り訂正符号は線形でな
ければならない。たが非線形符号も本来は許され
ている。後者の場合は、分離された語から許容さ
れる符号語への翻訳は「直接に」、例えば固定プ
ログラムの翻訳又は認識エレメントを用いて、行
われる。シンドローム値は行列乗算によつて決定
される、これは既知の技術である。実際には「排
他的OR」ゲート又は読み出し専用メモリ
（ROM）を用いて実現できる。こうして種々の
結論がこのシンドローム値から引き出される：
〔ａ〕１番目のシンドローム値に対して、受信し
た語は正しいものではあるが多分循環的に置換さ
れた符号語として受け取られ、従つて原符号語が
再構築できる。検出できない誤りのみによつてこ
の状態が生じる場合は無視されよう。誤りが検出
されない時には、シンドローム値は例えば「０」
ビツトだけから成る。〔ｂ〕２番目のカテゴリー
のシンドローム値によつて、符号語中の訂正可能
でない誤りが示される。それに係わる信号が線３
５上に現れて翻訳エレメント３８の動作を阻止す
る。線３７を経由して、翻訳エレメントが遅延エ
レメント４１で遅延させられた符号語を受け取
る。翻訳エレメントが阻止されていない時には、
符号語はデータ語に翻訳される、該データ語は始
めに線２０上に受け取つたもので、例えば16進法
の文字で表示エレメント４０上に表示されてい
る。シンドローム値が訂正可能でない誤り示す時
には、別のやり方で指示が与えられよう。さらに
又、データ語はここに記さないやり方で後の処理
を行うことができる、そのやり方とは選択的に起
動可能な端末機を持つシステム又は送信器識別を
伴うシステムで通常使われているものである。線
３５上の信号「OK」（上記〔ａ〕の）が符号語
の翻訳を一旦起動させ、続いてその後の符号語
（それは既に翻訳された語のシフトされたバージ
ヨンであろう）の翻訳は阻止される。その次の語
の翻訳は、入力点43に「次へ進め」という信号
を、例えばここには記してない管理システムから
受けた後にのみ、開始できる。遅延エレメント４
１での遅延は、符号語情報及びそれに伴うシンド
ローム値の同期をとるために必要な時間に等し
い、例えばそこには１符号語の長さを持つバツフ
アがあろう。場合によつては、例えば読み出し専
用メモリのアドレス動作によつてシンドローム値
が形成される時には、この余分の遅延は必要ない
であろう、すなわちその時はメモリのアドレス・
レジスタを直列に充たして行くメカニズムがその
通りに動作するだろう。これから述べる８ビツト
符号は、符号語中の１ビツト誤りの検出のみを可
能とし、その場合にはエレメント３６は除外でき
る。しかし、該符号が符号語中のビツト誤りも訂
正する（又はビツト誤りを専ら訂正する）のに用
いられるならば、３番目のカテゴリーのシンドロ
ーム値が生ずる：〔Ｃ〕３番目のカテゴリーのシ
ンドローム値によつて、符号語中の訂正可能な誤
りが識別される、すなわちシンドローム値から、
符号語と同じ長さの誤り語が再構築される。線４
４を経由してこの語が「排他的OR」エレメント
３６に与えられる。そうすれば、誤り語と符号語
との２を法とする加算（modulo−２ addition）
によつて再構築された符号語が生成される。

一般的に、各符号語により構成される組の間に
かような特別の定義の最小ハミング距離ｄを持つ
符号は、以下のような誤り訂正特性ないし誤り検
出特性をもつことで特徴づけられる： ｄ＝２ならば、各符号語中の１ビツト誤りを１
つ検出できる、 ｄ＝３ならば、各符号語中の１ビツト誤りを１
つ訂正できるか、又は１ビツト誤りを２つ検出で
きる、 ｄ＝４ならば、各符号語中の１ビツト誤りを１
つ訂正でき、かつ１ビツト誤りを１つ検出できる
か、又は１ビツト誤りを３つ検出できる、 等々、最小ハミング距離ｄが大きくなるほど完全
な符号になる。

ある特定の符号語とその他のすべての符号語及
びその循環置換との間の最小ハミング距離に依存
して、この特定の符号語に対する誤り訂正や誤り
検出の可能性は、最小のものより大きくなる。例
えば前述の選択的にアドレス可能な端末機の場合
の「全端末機」信号のように所与の重要な機能に
対しては、このような「特別安全な」符号語を選
定することができる。今まで述べた処から、適当
なな符号に対して〔ｂ〕、〔ｃ〕のどちらかが場合
によつて生じない、または用いられない、という
ことも明らかである。最小ハミング距離の値およ
び、それが妥当する時に訂正と検出との選択は、
ユーザの必要性から決められる。

今まで述べたのと反対に、非線形符号が用いら
れる時（この場合には２つの符号語の和が常に、
許容できる新しい符号語を生成するには及ばな
い）には、デコーダ（復号器）は、妨害を受けた
符号語から訂正された符号語又は認識出来ない符
号語への直接翻訳を行う。その場合は、認識され
たかされなかつたか、又は訂正されたかされなか
つたか、を示すためにフラグ・ビツトを更に１つ
用いることができる。

いくつかの符号の説明 説明の便宜のために先ず８ビツト符号について
述べる。第３図には、これら８ビツトの循環等価
なクラス36個のすべてが、ビツト形式（２進法）
と10進法と両方の値で掲げられている。符号語は
循環置換によりそれと循環等価なクラスの語に毎
回変換される。例えば（00001111）＝15からは30
（＝00011110）、60、120、240、225、195、135（＝
10000111）が循環等価なクラスの語として得られ
る。第３図には、各クラスの最小値の語が掲げら
れている。最小値がｍの語に対して、このクラス
のその他の語は256法として2m、2²m、2³m等々
の値を、再びｍに戻るまでとる。大部分の等価ク
ラスには８語が含まるが、＊印の付いたクラスは
それより少ない数の語（１語、２語又は４語）し
か含まれない。妨害が無い状態では、これら循環
等価なクラスはすべて認識可能であり、従つてた
とえ直接の区切りのない語列として与えられて符
号語の始めが不明であつても、符号語の再構築は
可能となつている。こうして、５データ・ビツト
のある数が、〔茲で ５＝log₂（32）＜log₂（36） であるから〕全体のハミング距離が１に等しい８
符号ビツト上に写像されることができ、但し検出
及び訂正の機能は備えていない。

次に、文字ａを付して示すのは、ある符号語と
その他の符号語及びその循環置換との間に少なく
ともｄ＝２というハミング距離がいずれも存在す
るような、該循環等価なクラスの部分集合であつ
て、その部分集合は20個の元を含み、４データ・
ビツトのある数が、〔茲で ４＝log₂（16）＜log₂（20） であるから〕その上に写像されることができる。
この部分集合は、「１」を偶数個持つ循環等価な
クラスをすべて含んでいる。次に、文字ｇを付し
て示すのは、該循環等価なクラスの部分集合の更
に部分集合であつて、16個の元を含み、４ビツト
のデータ語がその上に写像されることができる。
さらに、この部分集合は線形符号を形成するとい
う魅力的な特性を持つている。この符号の生成行
列〔Ｇ〕が第４図に示される。線形符号は、２つ
の符号語のどんな組合せの和（ビツト的に２を法
として）も新しい符号語になるという事実によつ
て、特徴づけられる。データ語から形成された符
号語は、第３図で文字ｇに付した循環等価なクラ
スの１つに属するが、必ずしもこの図に示された
循環等価なクラスの代表値とは限らない。

今考察している符号については、符号語の長さ
が増すと符号効率も増すというのが一般ルールで
ある。第５図は15ビツト符号に対する生成行列
で、これは11×11の元を持つ単位行列を含んでい
る。それより下の部分は、各符号語に対して４つ
の冗長度ビツトを生成する。この部分は、１符号
語当り１ビツトの誤り訂正符号に適用できる次の
制限条件を考慮に入れて作成してある： −冗長度ビツトの数（ｎ−ｋ）は行の数（ｎ）と
列の数（ｋ）とにより決まる。１つの誤りの訂
正に対しては 2^n-k≧ｎ＋１ とする。ハミング符号は、ある所与のｎの値に
対して2^n-k＝ｎ＋１のときに最適となる。循環
等価クラスを考慮に入れない標準符号に対する
この理論自体は既知である。

−上記生成行列の下の部分の各列は、少なくとも
２つの「１」元を持つ、何故ならば各符号語が
（例外として「０」だけで構成される符号語を
除けば）少なくとも３つの「１」元を持つてい
る筈だからである。この３という数が該符号の
最小ハミング距離に等しい。

−上記生成元行列の下の部分の名列はそれぞれ相
異なるものとする。

符号語の集合は次のようにして得られる、すな
わち、関連の符号語は毎回2¹¹＝2048通りのデー
タ語から形成されることができ、これらの符号語
は、最小ハミング距離が３で、かつその中のある
符号語の各循環置換もまた１つの符号語となるよ
うな循環符号を形成する。各循環等価クラスに対
してただ１つの代表だけが該符号に含まれる、従
つて、このような代表の数は144であり、７ビツ
トのデータ語がその上に写像できる。第６図はこ
の符号のパリテイ検査行列〔Ｈ〕である。それは
（ｎ−ｋ）行、ｎ列の行列として得られ、最初の
ｋ列は第５図の生成行列の下の部分と同一で、後
ろの（ｎ−ｋ）列は単位行列である。一例とし
て、受信機が Ｃ＝111 001 001 000 010 という符号語を読み取つたとすると、４ビツトの
シンドローム ｓ＝（S₁…S₃）＝［Ｈ］．Ｃ＝（1111）^T が得られる。このように算出されたシンドローム
は、送信端で生成されたパリテイ・ビツトの２を
法とする和と等値であつて、符号語中で受信す
る。このシンドローム値はパリテイ検査行列
〔Ｈ〕の第３列に等しく、従つて第３ビツトに対
する誤り位置を示すものとなる。そしてそれは誤
りベクトルと同一で、訂正は誤りベクトルと符号
語との、２を法とする加算 111 001 001 000 010 001 000 000 000 000＋ 110 001 001 000 010 によつて得られる。左側の11個のビツトがこの
（恐らくはシフトされている）符号語の疑似値
（pseudo−value）を与え、そのとき最左端のビ
ツトは最小有効ビツトである。この疑似値は １＋２＋32＋256＝291 である。しかしながら各循環等価クラスの最小疑
似値を持つ符号語しかリストには掲げてないの
で、２ビツトだけ左へ置換すると、この最小疑似
値は 000 100 100 001 011 すなわち８＋64＝72となる。（冗長度ビツトは、
この目的のためには考慮に入れていない。）循環
等価クラスのリストに掲げられている数を介して
関連のデータ語が再構築できる。第５図、第６図
の符号を用いれば、こうして任意の位置にある１
ビツト誤りが訂正できる。

第７図に示すのは、最小ハミング距離５を持
ち、従つて２つの１ビツト誤りを訂正できる（又
は既述のこの最小ハミング距離で同じく可能な機
能をもつ）循環（17、９）符号の生成行列〔Gz〕
とパリテイ検査行列〔Hz〕とである。行列
〔Gz〕の下の８行については、第10行の元を後ろ
から逆に拾うと第17行と同じものになり、同様に
第11行と第16行、第12行と第15行、第13行と第14
行もそれぞれ同じ元が、ただその並び方が互いに
逆向きになつているだけのものである。勿論この
鏡像効果はパリテイ検査行列〔Hz〕の始めの９
列についても同様に云える（第５列は上から読ん
でも下から読んでも同じ）。これは符号自体とし
てはよく知られたもので、これから説明するやり
方において有効に利用される。訂正特性は普通の
ものだから、循環置換は考慮するに及ばない。

第７図の続きとして、第８図に示すのは、第７
図にある符号に付随する線形副符号の生成行列
〔Gz_s〕とパリテイ検査行列〔Hz_s〕とである。茲
で「付随する」というのは、この副符号の各符号
語は原符号の循環等価クラスの一義的な代表とい
う意味である。この生成行列の最初の５行が単位
行列を形成し、最後の５行が単位行列を裏返した
ものを形成している、また、すべての列が上から
読んでも下から読んでも同じである。パリテイ検
査行列と生成行列との間の関係は、既知のやり方
で表現される。この符号においては、種々の循環
等価クラス間の最小ハミング距離が５に等しいの
で、符号語中の２つの１ビツト誤りを訂正でき
る、また、この符号は非循環的、即ちある符号語
の１循環置換からもう１つの符号語が生じないも
のである。

第９図はデコーダ（復号器）回路の一部の詳し
い説明図である。情報（それは多分妨害を受けて
いるであろう）が入力点100に入り、引き続き３
つのセクシヨン102、104、106から成るシフト・
レジスタに順次蓄積される。各セクシヨンは完全
な１符号語を入れるのに十分な蓄積容量を持つて
いる。同期クロツク制御は簡単のため省略する。
１つの符号語の４つの対応するビツト位置が毎回
ビツト抽出器１０８に与えられる。この設定は、
いうまでもなく、該符号語が直接引き続き少なく
とも４回送信される場合にのみ意味を持つ、つま
り第１図の状態より１回多いのである。ビツト抽
出器１０８は毎回４符号ビツトを受け取り、この
符号の「真」値の最初の推定を出力点１１０に与
え、また信頼性の指定を出力点１１２に与える。
この場合「真」値は、受信した４つの符号ビツト
間の多数決判定で決められる。信頼性は、少なく
とも３つの直接引き続く符号ビツトが同じ値なら
ば、すなわち次の６つの符号ビツトの組合せ
0000、0001、1000、0111、1110、1111のどれかで
あれば「良」とし、その他のすべての場合（10通
りある）は「不良」とする。この「仮想」符号ビ
ツトは順次レジスタ１１４に蓄積され、信頼性の
指定は順次レジスタ１１６に蓄積される。デコー
ダ１１８は、第７図のパリテイ検査行列〔Hz〕
を用いて循環符号の復号アルゴリズムを実行す
る。こうして、１ビツト訂正符号について第５
図、第６図を引用して説明したのと同じやり方
で、最大で２ビツト誤りまでが訂正できる。また
若しそうしたければ、レジスタ１１６内の信頼性
の指定を使用することもできる。その時この信頼
性の指定は信頼性デコーダ１２０で処理され、１
つの簡単なやり方は、「不良」という信頼性指定
の数があまり多過ぎる場合には、このデコーダが
復号化を阻止するための阻止信号を線１２２上に
生成するのである。例えば３つ以上の「不良」が
起きていたらそうする。あるいは又、信頼性の乏
しい符号ビツトを指摘し、これらの符号ビツトの
代わりに他の１つないし２つの符号ビツトが訂正
されている時には、阻止信号を生成することもで
きる。最後に、該信頼性の指定は訂正を実行する
べき位置決め指標として使用することもできる。
例えば、ある符号語の２番目の推定がデコーダ１
１８の出力点に現れる、簡単のためこの場合この
符号語は４ビツトから成ると指定されるとする。
これらのビツトはレジスタ１２１に蓄積され、蓄
積が終つたらレジスタ１２１の内容はフイードバ
ツク線１２を通つて１回循環する。この循環中は
デコーダ１１８による新出力情報の生成は阻止さ
れる。語認識器１２４がレジスタ１２１に接続さ
れている。この簡易化されている図面では、この
語認識器は僅か３ビツトで動作するように描かれ
ている（第７図の場合は９ビツトが係わつてい
た）。ｋビツトの長さを持つ再構築されたメツセ
ージが順次引き続いて出力レジスタ１２６に現れ
る。

第１０図は、第７図及び第８図の符号を用いる
デコーダ回路の後段の部分である。引用番号１４
０で示すのは、第９図のレジスタ１２１にその機
能が対応するレジスタであつて、それ故それは、
この場合には直列入力とされている入力点１４２
を介して、暫定的に訂正された符号を受信する。
エレメント１４４は第７図で定義された符号のデ
コーダである、該符号については第５図及び第６
図の符号と共に説明してある。この処理は極めて
良く直列的に実行することが出来る。デコーダ１
４４の出力点に２方向スイツチ１４６が接続さ
れ、該スイツチの一方の位置では、17ビツトの容
量を持つレジスタ１４８中に、17ビツトの符号後
が蓄積される。有効なデータ語の検出は、エレメ
ント１５０のような８つの「排他的OR」ゲート
によつて実行され、そこでは、１／17、２／16、
３／15、４／14、５／13、６／12、７／11、８／
10の各ビツトはそれぞれ１対のものとして加算さ
れる。その結果は、８ビツトの幅を持つNOR−
ゲート152に与えられ、このゲートの出力は、も
し上記のビツトが１対のものとして同じ値を持つ
ならば、論理「１」である。もしそう成つたなら
ば、「データは有効」という信号が出力点１５４
に現れる。17ビツトの符号語をレジスタ１４８に
受信した後、スイツチ１４６は上側の位置に切り
換えられ、第９図のレジスタ１２１で述べたのと
同じやり方で、該符号語は循環する。出力点１５
４上の信号が、有効データ語であることを示して
いる時には、該データ語自体がレジスタ１４８内
の最初の５符号ビツトとして、出力点１５６に見
出される。

【図面の簡単な説明】

第１図は、選択的に起動可能な無線呼出システ
ム装置の時間チヤートであり、第２図は、本発明
によるシステム（例えば無線呼出システム）装置
の概略回路図であり、第３図は、８ビツト符号に
対する循環等価なクラスを示す図であり、第４図
は、８ビツト符号に対する生成行列を示す図であ
り、第５図は、15ビツト符号に対する生成行列を
示す図であり、第６図は、第５図に対するパリテ
イ検査行列を示す図であり、第７図は、１番目の
17ビツト符号に対する生成行列及びパリテイ検査
行列を示す図であり、第８図は、２番目の17ビツ
ト符号に対する生成行列及びパリテイ検査行列を
示す図であり、第９図は、デコーダ回路（の一
部）の詳しい説明図であり、第１０図は、第９図
のデコーダ回路の２番目の部分を示す図である。 ２２……入力エレメント（レジスタ）、２４…
…エンコーダ（符号器）、２６，１０２，１０４，
１０６…シフト・レジスタ、３０……送信端末機
（基地送信局）、３３……受信端末機、３４……シ
ンドローム生成器兼誤りパターン生成器、３６，
１５０……「排他的OR」エレメント、３８……
翻訳エレメント、４０……表示エレメント、４１
……遅延エレメント、１０８……ビツト抽出器、
１１４，１１６，１２１，１４０，１４８……レ
ジスタ、１１８，１４４……デコーダ（復号器）、
１２０……信頼性デコーダ、１２４……語認識
器、１２６……出力レジスタ、１４６……２方向
スイツチ、１５２……NOR−ゲート。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ メツセージ・チヤネルを経由する送信端末機
   ３０と受信端末機３３との間の通信用システム装
   置であつて、 通信は該メツセージ・チヤネルの伝送容量のう
   ち比較的僅かな部分を用いるメツセージによつて
   行い、 該受信端末機は、メツセージをメツセージ・チ
   ヤネルから分離するために、該メツセージ・チヤ
   ネルに結合する分離手段を有し、また更に、複合
   化するために該分離手段によつて該メツセージが
   供給され、出力指示を与えるための復号器手段
   （34，38）を有して成る通信用システム装置にお
   いて、 送信端末機では、それぞれがｎビツト（ｎ＞
   １）から成り、各符号語に語の同期信号がないの
   で語の境界が判然としない相互に同一の一連のｐ
   個（ｐ＞１）の符号語として、メツセージが形成
   され、 該メツセージは上記メツセージ・チヤネルに与
   えられ、 各符号語は、他のすべての許容される符号語及
   びその循環置換に対してｄ≧２なる所与の最小ハ
   ミング距離ｄを有し、以て予め定められた少なく
   とも１つの誤りを検出することができ、また 受信端末機の上記複号器手段は、分離されたｎ
   ビツト語に対する符号語であつてその符号語は該
   ｎビツト語の循環置換に関しては不変であるとこ
   ろの符号語を指示するための判断手段（34，36，
   38）を有することを特徴とする通信用システム装
   置。 ２ 符号語が、他のすべての許容される符号語及
   びその循環置換に関して少なくとも３ビツトのビ
   ツト・スペースにおける最小ハミング距離を持
   ち、また 判断手段は、分離されたｎビツト語中の少なく
   とも１ビツト誤りを訂正することが可能であるこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第１項に記載の通
   信用システム装置。 ３ 符号語は送信末端機を識別することを特徴と
   する特許請求の範囲第１項又は第２項に記載の通
   信用システム装置。 ４ 送信端末機は、多数の異なる符号語の集合の
   中から内部的に選択するためのレパートリー手段
   を持ち、そのような異なる符号語の各々は関連す
   る固有の受信端末機に対する起動信号を表すこと
   を特徴とする特許請求の範囲第１項ないし第３項
   のうちいずれか１項に記載の通信用システム装
   置。 ５ 許容される符号語の集合は、非線形符号を形
   成することを特徴とする特許請求の範囲第４項に
   記載の通信用システム装置。 ６ 受信端末機は送信末端機と共に且つ線形符号
   語に基づいて用いられ、その判断手段は、分離さ
   れたｎビツト語とシンドローム値とから符号語を
   再構築するために、パリテイ検査行列を用いてシ
   ンドローム値を形成する乗算手段34を有すること
   を特徴とする特許請求の範囲第３項に記載の通信
   用システム装置。 ７ 受信端末機は活動状態と待機状態とを持ち、
   可能性のある符号語のうちのある特定のものを認
   識したときに待機状態から活動状態に起動するこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第４項又は第５項
   に記載の通信用システム装置。