JPH04245828A

JPH04245828A - 通信文の自動再送方法

Info

Publication number: JPH04245828A
Application number: JP3211726A
Authority: JP
Inventors: Thomas Schaub; シャウプトーマス
Original assignee: Landis and Gyr Betriebs AG
Current assignee: Electrowatt Technology Innovation AG
Priority date: 1990-08-28
Filing date: 1991-08-23
Publication date: 1992-09-02
Also published as: EP0473869A1

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、通信文の自動再送方法
、更に詳細には、伝送されるエラー識別コードによりエ
ラー受信が識別されたとき通信文を自動再送する方法に
関する。

【０００２】このような方法は、家屋内あるいはその近
隣において、例えば加熱あるいは空調装置の遠隔測定あ
るいは遠隔制御に使用される高性能を必要としない低速
で安価な無線データ伝送に利用される。無線伝送を用い
ると、配線の固定配置が避けられるので、送受信システ
ムの送信機並びに受信機の配置に最大の柔軟性が得られ
る。無線伝送チャンネルの品質は、時間の経過とともに
、また場所毎に顕著に相違するので、伝送された通信文
がエラー受信されることが多くなる。

【０００３】本発明は特に顕著にノイズを受ける伝送チ
ャンネルがある場合に利用される。

【０００４】他の利用分野は、例えば、カウンタを遠隔
読み取りしたりあるいは負荷制御するために配電網を介
して行なわれるデータ伝送である。

【０００５】

【従来の技術】２進の通信文（メッセージ）を伝送する
のに従来ＡＲＱ法（Ａｕｔｏｍａｔｉｃ　Ｒｅｐｅａｔ
Ｒｅｑｕｅｓｔ）が知られている。この方法では受信機
はエラーのある通信文を受信したときは、直ちにこれを
無視し関連する送信機に伝送された通信文の再送を要求
する。これは伝送された通信文がエラーなく受信される
のを受信機が確認するまで繰り返される。各再送された
あるいは再送されることなく受信された通信文のエラー
の有無を検出するために、受信機は送信機から通信文と
ともに伝送され通常通信文に続いて送られるエラー識別
コードを分析する。

【０００６】エラー識別コードの利用、構成並びに分析
はＤ．　Ｂｅｒｔｓｅｋａｓ，　Ｒ．Ｇａｌｌａｇｅｒ
による「データネットワーク」、Ｐｒｅｎｔｉｃｅ　Ｈ
ａｌｌ　Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｉｎｃ．　　１
９８７年頁５０〜５９に説明されている。以下では、こ
こに説明されているエラー識別法の一つが本発明のエラ
ー識別に利用され、このエラー識別法はよく知られてい
るものとする。従って、本明細書ではその詳細は説明さ
れない。通常ＡＲＱ法は、変動条件に容易に適合されるので、伝
送チャンネルに顕著に変動するＳ／Ｎ比が存在する時に
エラー補正する前に利用される。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】Ｔ．Ｓｃｈａｕｂ，　
Ｊ．Ａｄａｍｅ　　の「屋内無線通信用のロバストパッ
ケット伝送系（Ａ　Ｒｏｂｕｓｔ　Ｐａｃｋｅｔ　Ｔｒ
ａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ　Ｓｃｈｅｍｅ　Ｆｏｒ　Ｉｎｄ
ｏｏｒ　Ｒａｄｉｏ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ）」
　ＥＵＲＯＣＯＮ　　８８、６月１３ー１７、１９８８
　　ストックホルム、にはメモリを備えた新しいＡＲＱ
法が記載されている。この方法は、従来のＡＲＱ法と同
様であるが以下の点が相違する。すなわち、エラー受信
された通信文はすぐ放棄されるのではなく、メモリに格
納され後で他のエラーのある再送された通信文が受信さ
れたときエラー補正に利用される。この補正された通信
文に対して改めてエラー識別が行なわれ、補正された通
信文にまだエラーがある場合に再送要求が行なわれる。エラー補正は、再送され格納されている全ての通信文並
びに今受信された通信文の各ビットに対して多数決評価
が行なわれ、最も頻繁に現れた論理値がビット値に採用
される。

【０００８】再送の数をほどほどにするために、従来の
ＡＲＱ法はその使用が６４ビットの通信文の場合たかだ
か３．５％の比較的低いビットエラー確率の伝送チャン
ネルに制限されるが、新しいＡＲＱ法は、ビットエラー
確率が１７％の伝送チャンネルにも用いることができる
。新しいＡＲＱ法は、ビットエラー確率が１％以上のと
きに、従来のＡＲＱ法よりも良好になる。新しいＡＲＱ
法では、受信機はエラー受信された通信文を格納するメ
モリを有しており、従ってその情報は無視されるのでは
なく、次に再送され受信された通信文の分析に用いられ
、それにより高速で、すなわち少ない再送数で通信文の
内容を補正することが可能になる。このように新しいＡ
ＲＱ法は、従来のＡＲＱ法より効率的なエラー回復手段
を受信機に提供することになるので、エラーのない通信
文を受信するまでの再送数は顕著に少なくなる。

【０００９】新しいＡＲＱ法は、１対１のデータ伝送に
特に適している。しかし、複数の送信機及び／あるいは
複数の受信機を備えた伝送網ではこの新しいＡＲＱ法は
もとのままでは利用できなくなる。というのは、再送通
信文は時間的に連続して受信機に到達するのはなく、他
の送信機あるいは受信機により分離されてしまうからで
ある。従ってエラー受信された通信文は一義的に所定の
送信機あるいは受信機に関連させることができなくなり
、同じあるいは異なる出所からの種々の通信文が互いに
結合されてしまう危険が発生する。

【００１０】従って、本発明は、このような問題点を解
決するためになされたもので、新しいＡＲＱ法を用い複
数の送信機並びに受信機を有する複雑な伝送網に適用可
能な通信文の自動再送方法を提供することを課題とする
。

【００１１】本発明は特に中央ステーションから通信文
が送信されるときに好適である。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明は、この課題を解
決するために、伝送されるエラー識別コードによりエラ
ー受信が識別されたとき通信文を自動再送する方法であ
って、各エラー受信された通信文と既に以前にエラー受
信された同じ通信文の受信文を結合することによりエラ
ー補正が行なわれる通信文の自動再送方法において、送
信された通信文並びにその全ての再送文に同じ再送識別
符号が付され、その再送識別符号受信時受信部は送信さ
れた当該通信文が既に以前に送信された同じ通信文の再
送文であるかどうかを識別し、受信部は、同じ再送識別
符号を受信したときのみエラー受信された通信文を既に
以前にエラー受信された同じ通信文の受信文と結合する
構成を採用した。

【００１３】

【作用】このような構成では、複数の送信機並びに受信
機を有する複雑な伝送網に用いても、少ない再送数で通
信文を送信することが可能になる。

【００１４】

【実施例】以下図面に示す実施例に従い本発明を詳細に
説明する。

【００１５】図１に示した伝送システムは伝送網６を介
して少なくとも一つの中央ステーションと接続される複
数、例えば５つのサブステーションから構成される。伝
送網６は両伝送方向に利用され、かなり障害を受けるこ
との多い配電網の無線チャンネルあるいはデータチャン
ネルから構成されている。中央ステーション７並びにサ
ブステーション１〜５はそれぞれ送信部及び受信部を有
する。中央ステーション７は、複数の送信部が同時に送
信しないように通信文Ｔの交換を制御する。通信文Ｔは
中央ステーション７並びにサブステーション１〜５でつ
くられる。送信される通信文Ｔは伝送網６を介して受信
部に伝送され、続いて少なくとも一つの受信部で処理さ
れる。通信文Ｔを処理したステーションは確認信号を発
生し、この確認信号は伝送網６を介して通信文Ｔを送信
したステーションに送られる。

【００１６】以下では説明を簡単にするために、通信文
を送信するステーションが中央ステーション７であり、
通信文を処理するステーションがサブステーション１で
あると仮定する。伝送網６を介した伝送は、通常の変調
方法、例えばＦＳＫ法（Ｆｒｅｑｕｅｎｃｙ　Ｓｈｉｆ
ｔ　Ｋｅｙｉｎｇ）として知られた周波数偏位変調方法
を用いて行なわれる。

【００１７】各中央ステーション１並びに各サブステー
ション１〜５は、伝送信号を発生しまた処理するために
、図２に示したコンピュータ装置を有している。すなわ
ち、コンピュータ装置はモデム８とコンピュータ９、１
０、１１ａ、１１ｂを有する。一方、コンピュータ９、
１０、１１ａ、１１ｂはシリアル／パラレル変換器９、
中央プロセッサ１０、例えばＲＡＭのような読み書きメ
モリ１１ａ、並びにＲＯＭのような固定メモリ１１ｂか
ら構成され、これらは全てデータバス１２を介して互い
に接続されている。

【００１８】データバス１２を介したデータ交換は固定
メモリ１１ｂとのデータバスを除き両伝送方向で行なわ
れ、一方固定メモリ１１ｂのデータバスを介したデータ
交換は、固定メモリ１１ｂから離れる伝送方向において
のみ行なわれる。モデム８の第１のシリアル入／出力端
子はシリアル／パラレル変換器９のシリアル入／出力端
子と接続されており、その変換器のパラレル入／出力端
子はデータバス１２と接続されている。モデム８の第２
のシリアル入／出力端子はコンピュータの入／出力端子
を形成し、図示されていないが伝送網６と接続されてい
る。

【００１９】各送信される通信文Ｔは、図３に示したよ
うに、アドレス部ＡＴ、情報部ＮＴ並びにエラー識別部
ＦＴからなっており、これらは系統的なエラー識別コー
ドを用いた場合には、全て情報ブロックとして時間的に
図示した順に配置される。系統的でないエラー識別コー
ドを用いた場合には通信文Ｔはこのように３つの部分に
は分割されない。しかし、本発明は系統的でないエラー
識別コードを用いた場合にも適用されるものである。

【００２０】各送信される通信文Ｔには再送識別符号Ｅ
Ｚが設けられる。この再送識別符号ＥＺは例えば、図３
に示したように中央ステーション７の送信部から送信さ
れた通信文Ｔに先立ちビットブロックとして送信される
。この再送識別符号ＥＺ並びに送信される関連する通信
文Ｔが送信されるシーケンスＳとなる。アドレス部ＡＴ
、情報部ＮＴ、エラー識別部ＦＴ並びに再送識別符号Ｅ
Ｚはそれぞれ一連のビットから構成され、従ってそれぞ
れビットブロックを形成する。

【００２１】再送識別符号ＥＺ、アドレス部ＡＴ、情報
部ＮＴ並びにエラー識別部ＦＴの値ないしは内容を以下
Ｅ、Ａ、Ｎ、ＦＥＣとする。なお、ＦＥＣはエラー識別
コードを示している。送信される通信文Ｔは、全体でｍ
ビットを有し、再送識別符号ＥＺは全体でｎビットを有
し、送信シーケンスＳは全体でｍ＋ｎビットを有してい
る。例えばｍ＝６４である。送信される通信文Ｔのアド
レス部ＡＴは、通信文Ｔが送信される受信部１のアドレ
スＡを２進コードで有する。一方、送信される通信文Ｔ
の情報部ＮＴは、中央ステーション７の送信部から関連
するサブステーション１の受信部に送信される本来の情
報Ｎを同様に２進コードで有する。

【００２２】送信された通信文Ｔが伝送網６でノイズを
受けると、かなり誤ったものとなり、各ビットの論理値
はその値が反転するので、受信部は論理値「０」に対し
て論理値「１」を、あるいは逆に論理値「１」に対して
論理値「０」を受信する。以下このようなエラーが発生
し得る受信通信文ＴをＴＲという（Ｒは「Ｒｅｃｅｉｖ
ｅｄ」の意味）。送信される通信文Ｔの各ビットが互い
に無関係にノイズを受け、また１ビットがエラー受信さ
れる確率ＰＢｉｔが１０％であるとき、通信文長さがｍ
＝６４ビットの場合送信される通信文Ｔがエラー受信さ
れる確率はＰｔｅｌｅ＝１ー（１ーＰＢｉｔ）のｍ乗＝
１ー（１ー０．１）の６４乗＝０．９９８８２になり、
かなり大きな値になる。

【００２３】本発明の方法では、それぞれ新しいＡＲＱ
法が用いられる。送信された通信文Ｔのエラー受信は、
送信された通信文Ｔのエラー識別部ＦＴから得られるエ
ラー識別コードＦＥＣにより公知の方法で検出され識別
される。受信された通信文ＴＲにエラーのあることがサ
ブステーション１の受信部により識別された場合には、
受信部は中央ステーションの送信部にエラー受信された
通信文ＴＲに対応する通信文Ｔを再送させる。

【００２４】再送された通信文Ｔがまたエラー受信され
た場合には、サブステーション１の受信部は改めて中央
ステーション７の送信部に一回ないしは複数回の再送を
要求する。これは、サブステーション１の受信部がエラ
ーのない通信文ＴＲの受信を検出し確認するまで継続さ
れる。その場合、好ましくはサブステーション１の受信
部は関連する中央ステーションの送信部に通信文Ｔの受
信確認を送らないことによって再送をさせるので、中央
ステーションの送信部は、所定の期間内に適時に受信確
認が得られない場合には前回送信された通信文Ｔの再送
を行なう。

【００２５】それぞれエラー受信された通信文ＴＲのエ
ラー補正は、前回送られた通信文Ｔと既に以前にエラー
受信された同じ通信文Ｔの受信文を結合することにより
行なわれる。エラー補正を行なうために、好ましくはエ
ラー受信された通信文ＴＲが既に以前にエラー受信され
た同じ通信文Ｔの受信文とビット毎に以下のように結合
される。すなわち、受信部に格納された結合通信文Ｍに
おいて、受信された通信文Ｔの各ビットがそれぞれ多数
決評価の結果である値となるように結合される。それに
より当該ビットの最も確率の高い論理値がなにであるか
が明らかになる。その後それに対応してエラーのある論
理値の値を逆にすることにより、すなわち、論理値「１
」を論理値「０」に、また論理値「０」を論理値「１」
に変えることにより当該ビットの倫理値が補正される。

【００２６】続いて、エラー受信された通信文ＴＲのエ
ラー補正を行なった後、このようしてエラー補正された
通信文ＴＳがその通信文ＴＳと同様にエラー補正された
エラー識別コードＦＥＣＳによりエラーがないかどうか
について調べられる。エラー補正された通信文ＴＳにエ
ラーがある場合には、サブステーション１の受信部は中
央ステーション７の送信部にエラー受信された通信文Ｔ
Ｒに対応する通信文Ｔを再送させる。

【００２７】伝送時再送識別符号ＥＺも同様に誤ったも
のとなる。しかし、可能な限り短い再送識別符号ＥＺ、
すなわち小さな値ｎを有する再送識別符号ＥＺを用いる
ことによりエラーが少ないものにすることができる。

【００２８】ｎの値をｍの値よりもかなり小さいものに
選ぶと、再送識別符号ＥＺのエラーの確率は通信文Ｔの
エラーの確率よりも顕著に小さいものになる。例えば、
ｎ＝２あるいはｎ＝６にする。００、０１、１０、１１
の値を有する２ビットの再送識別符号ＥＺは、例えば周
期的な通信文カウンタによりつくることができる。条件
が通信文Ｔと同じ場合、ｎ＝２とすると、エラー受信さ
れる再送識別符号ＥＺの確率はＰＥＺ＝１ー（１ーＰＢ
ｉｔ）のｎ乗＝１ー（１ー０．１）の２乗＝０．１９と
なり、ＰＴｅｌｅ＝０．９９８８２よりかなり小さい値
になる。

【００２９】再送識別符号ＥＺのエラーの確率は、好ま
しくはコード化されていない情報を複数回、例えば３回
繰り返すことにより再送識別符号ＥＺにエラーを補正す
るコードを付することにより更に減少させることができ
る。その場合、コード化されていない２ビットの再送識
別符号ＥＺを用いた場合２＊３＝６ビットの情報となる
。この場合、多数決評価により３ビット当たり一つのエ
ラーを補正できる可能性がある。６ビットの再送識別符
号ＥＺのエラーの確率はＰＥＺ，Ｋｏｒｒ＝１ー［（０
．９）の３乗＋３＊０．１＊（０．９２）の２乗］の２
乗＝０．０５５２となり、ＰＥＺ＝０．１９より小さく
なる。

【００３０】いずれにしても再送識別符号ＥＺのビット
数ｎは可能な限り小さくし、受信部が送信された通信文
Ｔを互いに違って結合しないような値にする。

【００３１】従って、各送信された通信文Ｔは本来の送
信された通信文Ｔよりも伝送エラーが発生しにくい一種
のラベルが付された構成になる。

【００３２】各送信された通信文Ｔ並びにその全ての再
送文には中央ステーション７の送信部により同じ再送識
別符号ＥＺが付される。サブステーション１の受信部は
受信時受信情報Ｅにより送信されてきた通信文Ｔが既に
以前に送信された同じ通信文Ｔの再送であるかどうかを
判断する。このようにしてサブステーション１の受信部
は受信したＥの情報により、関連する通信文Ｔの一つあ
るいは複数のエラー受信された受信文が何等かの形で格
納されているか、あるいは始めての新しい通信文Ｔなの
かを識別する。

【００３３】再送の場合のみ、すなわち同じ再送識別符
号ＥＺを受信したときのみサブステーション１の受信部
はエラー受信された通信文ＴＲと既に以前にエラー受信
された同じ通信文Ｔの受信文を結合する。その場合、各
受信された通信文ＴＲは先ず最初エラーがないかどうか
が調べられる。その後再送通信文である場合に、既に以
前にエラー受信された同じ通信文Ｔの受信文と結合され
る。これにより、本発明の方法は再送識別符号ＥＺがエ
ラーと識別された場合にも、従来のＡＲＱ法よりも結果
が悪くなることはない。

【００３４】図４から図７においてそれぞれＹ（イエス
）は判断ステップの肯定出力を、またＮ（ノー）は否定
出力を示す。

【００３５】図４に図示した送信プログラムのフローチ
ャートには機能ステップ１３〜１８並びに判断ステップ
１９、機能ステップ２０が設けられ、これらは図示した
順にカスケードに連続する。更にこの送信プログラムの
フローチャートには判断ステップ２１と機能ステップ２
２が設けられる。判断ステップ１９の否定出力Ｎは判断
ステップ２１の入力と接続され、その判断ステップ２１
の肯定出力Ｙは機能ステップ２２の入力にまたその否定
出力Ｎは機能ステップ１６の入力に導かれる。この場合
、機能ステップ１６の入力は機能ステップ１５の出力と
接続され、両機能ステップ１５、１６のカスケード接続
が行なわれる。判断ステップ１９の肯定出力Ｙは機能ス
テップ２０の入力と接続され、ステップ１９、２０のカ
スケード接続が行なわれる。機能ステップ２０の出力は
機能ステップ１４の入力に接続され、また機能ステップ
１４の入力は機能ステップ１３の出力と接続され、両機
能ステップ１３、１４のカスケード接続が行なわれる。

【００３６】送信プログラムでは以下の機能が実施され
、また以下の問いが行なわれる。

【００３７】ステップ１３では、最初ＥとＬの値が０に
セットされる。

【００３８】ステップ１４では、次に送信すべき通信文
Ｔに通し番号ｊが付される。

【００３９】ステップ１５では、今適用される再送識別
符号ＥＺと通し番号ｊの付された通信文Ｔからなる次に
送信すべきシーケンスＳが作成される。

【００４０】ステップ１６では、シーケンスＳが送信さ
れる。

【００４１】ステップ１７では、Ｌが１だけ増分される
。

【００４２】ステップ１８では、サブステーションの受
信確認があるまで所定時間待機する。

【００４３】ステップ１９では、受信確認が得られたか
が判断される。

【００４４】ステップ２０では、Ｌの値が０にリセット
されるとともに、モジュール２のｎ乗に従ってＥの値が
１だけ増分される。

【００４５】ステップ２１では、Ｌの値が所定の最大値
Ｌｍａｘに等しくなったかが判断される。

【００４６】ステップ２２では、通し番号ｊの通信文Ｔ
がエラーなく受信できなかったことが示される。

【００４７】本発明の送信プログラムは以下のように動
作する。

【００４８】初期化モード（機能ステップ１３）におい
て、中央ステーション７のコンピュータ９、１０、１１
ａ、１１ｂに設けられているシーケンスカウンタ（不図
示）の値Ｌ並びに送信すべき再送識別符号ＥＺの内容Ｅ
が０にセットされる。通し番号ｊを有する次に送信すべ
き通信文ＴＥが中央ステーションのコンピュータ装置の
バッファメモリから読み出され（機能ステップ１４を参
照）、続いて、今適用される再送識別符号ＥＺと通し番
号ｊの付された通信文Ｔを図３のように図示した順序で
時間的に連続させることにより送信すべきシーケンスＳ
が作成される（機能ステップ１５）。

【００４９】送信すべき再送識別符号ＥＺのｎビットを
Ｅ１〜Ｅｎ、送信すべき通信文ＴのｍビットをＴ１〜Ｔ
ｍとすると、

【００５０】

【数１】

【００５１】が成立する。但し、Ｓ１〜Ｓｎ＋ｍは送信
すべきシーケンスＳのｎ＋ｍビットである。

【００５２】このように形成されたシーケンスがサブス
テーション１〜５の受信部に送信され（機能ステップ１
６）、続いてシーケンスカウンタの内容Ｌが１だけ増分
される（機能ステップ１７）。中央ステーション７の送
信部は、通信文Ｔが送られるサブステーション１の受信
部が通信文Ｔのエラーのない受信を示す受信確認を中央
ステーションに送信したかどうかを知るために所定の時
間待機する（機能ステップ１８と判断ステップ１９）。

【００５３】この受信確認が適時に得られた場合には、
中央ステーション７の送信部は通し番号ｊの通信文Ｔが
エラーなく受信されたことを知る。この場合には、中央
ステーション７の送信部はプログラムを継続し、Ｌの値
を０にリセットし、２進数である再送識別符号ＥＺの内
容Ｅをモジュール２のｎ乗により１だけ増分する（機能
ステップ２０）。増分し２のｎ乗ー１まで達すると、次
の増分時Ｅの値は再び０にリセットされる。すなわち、
始めて送信される各通信文Ｔは、０から始まり２のｎ乗
ー１まで続く２進数で番号が付される。このようにして
得られた２進数は再送のない各通信文Ｔに対しては異な
り、再送識別符号ＥＺの内容Ｅを表している。時間の経
過に従いＥの値が全ての２のｎ乗の異なる値をとりその
全部が使用されると、最初用いたＥの値が利用される。これは２のｎ乗ー１の値に達した後次に増分時Ｅの値を
０にリセットすることにより行なわれる。その後カウン
ト並びに増分が０から改めて行なわれる。

【００５４】Ｅの値を増分後中央ステーション７の送信
部のプログラムは機能ステップ１４に戻り、次に送信す
べき通信文Ｔ、すなわち通し番号ｊ＋１の通信文を処理
する。この通信文は新しく適用される再送識別符号ＥＺ
として増分されたＥの値を有し、通し番号ｊの通信文が
処理されたのと同様に中央ステーション７の送信部によ
り処理される。このために中央ステーションの送信部の
プログラムはサイクルを繰り返す。この場合には図４の
フローチャートは機能ステップ１４から開始される。

【００５５】サブステーション１の受信部から受信確認
が得られず、Ｌの値が所定の最大値Ｌｍａｘにまだ達し
ていない場合は（判断ステップ１９、２１）、中央ステ
ーション７の送信部のプログラムは判断ステップ１９、
２１の否定出力Ｎを介して機能ステップ１６の入力に戻
り、前回送信したシーケンスを繰り返す。中央ステーシ
ョン７の送信部のプログラムは続いてステップ１６〜２
１を通過し関連するシーケンスＳを繰り返す。これはサ
ブステーション１から受信確認が入るかあるいは最大値
Ｌｍａｘに達するまで繰り返される。機能ステップ１７
を通過する毎にＬの値が１だけ増分されるので、Ｌの値
は関連する通信文Ｔの送信数を表している。シーケンス
Ｓ、従って通信文Ｔの送信数Ｌが最大値Ｌｍａｘに達す
ると、中央ステーション７の送信部のプログラムは判断
ステップ２１の肯定出力Ｙが機能ステップ２２に移行す
ることにより再送処理が遮断される。従って、通し番号
ｊの送信された通信文Ｔは伝送できなかったものとして
処理される。

【００５６】図５に図示した受信プログラムのフローチ
ャートには機能ステップ２３〜２５並びに判断ステップ
２６が設けられ、これらは図示した順にカスケードに連
続する。更にこのプログラムには機能ステップ２７、判
断ステップ２８、機能ステップ２９〜３１、判断ステッ
プ３２、機能ステップ３３、判断ステップ３４並びに機
能ステップ３５、３６が設けられ、これらのステップも
同様に図示した順にカスケードに連続する。更にこのプ
ログラムには機能ステップ３７、判断ステップ３８並び
に機能ステップ３９、４０が設けられ、これらのステッ
プも同様に図示した順にカスケードに連続する。

【００５７】判断ステップ２６の否定出力Ｎは機能ステ
ップ２７の入力に、またその肯定出力Ｙは機能ステップ
３７の入力に導かれる。判断ステップ２８の否定出力Ｎ
は直接、またその肯定出力Ｙは機能ステップ２９を介し
て機能ステップ３０の同入力に接続される。判断ステッ
プ３２、３４、３８の否定出力Ｎ並びに機能ステップ２
３、３６、４０の出力は機能ステップ２４の共通の入力
に接続されている。判断ステップ３２、３４、３８の肯
定出力Ｙによりそれぞれカスケード接続が行なわれる。

【００５８】各受信部にはアドレスａが割り当てられて
いる。このアドレス値は関連するサブステーション１〜
５のコンピュータ装置のメモリ、例えば固定メモリ１１
ｂ（図２参照）に固定的に格納されている。

【００５９】受信された、再送識別符号ＥＺ、アドレス
部Ａ、情報部ＮＴ並びにエラー識別部ＦＴの値ないしそ
の内容を以下ＥＲ、ＡＲ、ＮＲ、ＦＥＣＲとする。従っ
て、ＦＥＣＲは受信したエラー識別コードとなる。受信
部により受信された値ＥＲは再送識別符号ＥＺの値ＥＲ
としてサブステーション１の受信部に格納される。

【００６０】前もってコード化あるいは重み付けされた
受信通信文ＴＲは、サブステーション１の受信部におい
て以前に受信した同じ通信文Ｔの受信文がある場合には
、その通信文と結合される。このようにして結合された
通信文Ｍはサブステーション１の受信部に格納される。結合通信文Ｍは復号されて誤差補正された通信文Ｔｓが
得られる。この誤差補正された通信文も同様にサブステ
ーション１の受信部に格納される。誤差補正された通信
文Ｔｓのアドレス部ＡＴと情報部ＮＴにおいて得られる
アドレスないし情報をＡＳ、Ｎｓといい、Ｔｓのエラー
識別部ＦＴにおいて得られる誤差補正されたエラー識別
コードをＦＥＣＳという。

【００６１】受信プログラムでは、図５に示したフロー
チャートに従い以下の機能が実施され、また問いが行な
われる。

【００６２】ステップ２３では、結合通信文Ｍの値並び
に格納された再送識別符号ＥＺの値Ｅｓが０にセットさ
れる。

【００６３】ステップ２４では、次の送信シーケンスの
受信を待つ。

【００６４】ステップ２５では、受信したエラー識別コ
ードＦＥＣＲにより受信された通信文ＴＲにエラーがあ
るかどうかがチェックされる。

【００６５】ステップ２６では、受信された通信文ＴＲ
にエラーがないかが判断される。

【００６６】ステップ２７では、受信した再送識別符号
ＥＺの値ＥＲと格納されている再送識別符号ＥＺの値Ｅ
ｓが比較される。

【００６７】ステップ２８では、ＥＲとＥＳの値が相違
するかどうかが判断される。

【００６８】ステップ２９では、格納されていた結合通
信文Ｍが消去され、格納された再送識別符号ＥＺの値Ｅ
Ｓが受信値ＥＲに書き換えられる。

【００６９】ステップ３０では、受信された通信文ＴＲ
がコード化され前に受信した通信文Ｔの受信文と結合さ
れ、この結合通信文Ｍが受信部に格納され、続いてエラ
ー補正された通信文ＴＳを得るために結合通信文Ｍが復
号され、これが受信部に格納される。

【００７０】ステップ３１では、エラー補正された通信
文Ｔｓのエラー識別部から得られるエラー識別コードＦ
ＥＣＳを用いてエラー補正された通信文Ｔｓにエラーが
あるかどうかがチェックされる。

【００７１】ステップ３２では、ＴＳにエラーがないか
が判断される。

【００７２】ステップ３３では、エラー補正された通信
文Ｔｓのアドレス部ＡＴに含まれるアドレスＡＳが受信
部に割り当てられたアドレスａと一致するかがチェック
される。

【００７３】ステップ３４では、ＡＳ＝ａかどうかが判
断される。

【００７４】ステップ３５では、ＴＳ，ｋをエラー補正
された通信文Ｔｓの各ビットの論理値として結合通信文
Ｍの全てのビットｋ＝１、２、…、ｍに対して１０（１
ー２ＴＳ，ｋ）でコード化され、格納された再送識別符
号ＥＺの値ＥＳが受信値ＥＲに書き換えられる。

【００７５】ステップ３６では、エラー補正された通信
文Ｔｓの情報部ＮＴから得られる情報ＮＳをアクセプト
し、送信部に受信確認を送信する。

【００７６】ステップ３７では、受信された通信文ＴＲ
のアドレス部ＡＴから得られるアドレスＡＲが受信部に
割り当てられたアドレスａと一致するかがチェックされ
る。

【００７７】ステップ３８では、ＡＲ＝ａが判断される
。

【００７８】ステップ３９では、ＴＲ，ｋを受信された
通信文ＴＲの関連するビットの論理値として通信文Ｔの
全てのビットｋ＝１、２、…、ｍに対して１０（１ー２
ＴＲ，ｋ）が選ばれ、格納された再送識別符号ＥＺの値
ＥＳが受信値ＥＲに変えられる。

【００７９】ステップ４０では、受信された通信文ＴＲ
の情報部ＮＴから得られる情報ＮＲをアクセプトし、送
信部に受信確認を送信する。

【００８０】サブステーション１の受信部の受信プログ
ラムは以下のように動作する。

【００８１】まず初期化モードで格納された結合通信文
Ｍの内容及び格納された再送識別符号ＥＺの値ＥＳが０
にセットされ（機能ステップ２３）、

【００８２】

【数２】

【００８３】となる。続いてサブステーション１の受信
部はシーケンスＳの受信を待つ（機能ステップ２４）。シーケンスＳが受信されると、サブステーション１の受
信部では伝送され受信されたエラー識別コードＦＥＣＲ
及び公知のエラー識別方法を用いてエラーの有無がチェ
ックされる（機能ステップ２５及び判断ステップ２６）
。

【００８４】受信された通信文ＴＲにエラーがない場合
には、受信プログラムは判断ステップ２６の肯定出力Ｙ
を介して機能ステップ３７に移行する。機能ステップ３
７と判断ステップ３８において、受信された通信文ＴＲ
のアドレス部ＡＴから得られるアドレスＡＲとサブステ
ーション１の受信部に割り当てられたアドレスａが一致
するかどうかがチェックされる。アドレスＡＲとａが一
致しない場合には、受信プログラムは判断ステップ３８
の否定出力Ｎを介して機能ステップ２４に戻り次の送信
シーケンスＳを待つ。アドレスＡＲとａが一致する場合
には、機能ステップ３９において格納されている再送識
別符号ＥＺのＥＳが受信した再送識別符号ＥＺの値ＥＲ
と置き換えられるので、

【００８５】

【数３】

【００８６】となる。続いてエラーのない各受信された
通信文Ｔは、コード化されたビット値を得るためにｋ＝
１、２、…、ｍとして好ましくは式（１ー２ＴＲ，ｋ）
によりビット毎にコード化される。このようにしてコー
ド化されたビット値は続いて例えば１０倍の大きな重み
付けを行なって結合通信文Ｍとしてサブステーション１
のコンピュータ装置の内部記憶装置、例えば読み書きメ
モリ１１ａ（図２）に格納される。従って結合通信文Ｍ
は、

【００８７】

【数４】

【００８８】となる。各ビットに対して用いられるｋ＝
１、２、…、ｍとする式（１ー２ＴＲ，ｋ）は、単に論
理値「０」は＋１０でコード化し重み付けされ、また論
理値「１」はー１０でコード化し重み付けされることを
意味するだけである。例えば受信された通信文ＴＲ＝［
０１１００］は、結合通信文Ｍ＝［１０、ー１０、ー１
０、１０、１０］として格納される。受信された通信文
ＴＲの各ビットのコード化並びに重み付けの意味は後述
する。

【００８９】続いて、エラーなく受信された通信文ＴＲ
の情報部ＮＲから得られる情報ＮＲがサブステーション
１の受信部により正しいものとしてアクセプトされ、受
信確認がサブステーション１から中央ステーション７の
送信部に送信される（機能ステップ４０）。

【００９０】受信された通信文ＴＲにエラーがある場合
には、機能ステップ２７及び判断ステップ２８において
、今受信した再送識別符号ＥＺの値ＥＲが格納されてい
る再送識別符号ＥＺの値ＥＳと相違するか否かがチェッ
クされる。すなわち、ここで始めて受信された通信文Ｔ
Ｒが再送通信文であるかどうかが明らかにされる。相違
する場合は、受信された通信文ＴＲは再送通信文ではな
く結合通信文は必要でないので、結合通信文は消去され
、一方格納されている再送識別符号ＥＺの値ＥＳが新し
い受信値ＥＲに変えられる（機能ステップ２９）。

【００９１】ＥＲとＥＳが一致する場合には、エラー受
信された通信文ＴＲは再送通信文であり、格納されてい
る結合通信文Ｍの内容はクリアしてはならず、またＥＳ
の値は変えてはならない。従って機能ステップ２９はス
キップされる。

【００９２】ＥＲとＥＳが相違するかあるいは一致する
かに無関係に、すなわち、格納されている結合通信文Ｍ
が０にリセットされるかあるいはされないかに無関係に
、結合通信文Ｍが以下のようにしてコード化される。す
なわち、エラー受信された通信文ＴＲが、コード化され
たビット値を得るためにｋ＝１、２、…、ｍとして好ま
しくは式（１ー２ＴＲ，ｋ）によりビット毎にコード化
される。このようにしてコード化されたビット値は既に
コード化されている格納された結合通信文のビット値に
加算される。この格納されている結合通信文は、既に以
前にエラー受信された同じ通信文Ｔの受信文を全てビッ
ト毎に加算して得られたものであり、その各ビットはビ
ット毎の加算前に今のエラー受信された通信文ＴＲと同
様にコード化されているものである。このようにして加
算されたビット値は格納され、結合通信文Ｍとなる。そ
の場合、

【００９３】

【数５】

【００９４】の式が成立する。

【００９５】続いて、結合され格納された通信文Ｍは、
エラー補正された通信文ＴＳを得るために、加算された
コード化ビットの内全ての正のビット値に論理値０をま
た全ての負のビット値並びに０のビット値に論理値１を
割り当てることによりビット毎に復号され、このように
して復号されたビットによりエラー補正された通信文Ｔ
Ｓが形成される（機能ステップ３０）。

【００９６】続いて、結合され格納された通信文ＴＳは
、そのエラー識別部ＦＴから得られる同様にエラー補正
されたエラー識別コードＦＥＣＳと上述したエラー識別
法を用いてエラーの有無がチェックされる（機能ステッ
プ３１、判断ステップ３２）。

【００９７】エラー補正された通信文ＴＳにエラーがな
い場合には、そのアドレス部ＡＴから得られるアドレス
ＡＳがサブステーション１の受信部に割り当てられたア
ドレスａと一致するかがチェックされる（機能ステップ
３３、判断ステップ３４）。

【００９８】アドレスＡＳとａが一致する場合、すなわ
ちエラー補正された通信文ＴＳがサブステーション１の
受信部に対するものである場合には、機能ステップ３５
において格納されている再送識別符号ＥＺの値ＥＳが今
受信した再送識別符号ＥＺの値ＥＲにより置き換えられ
るとともに、格納されエラー補正されエラーがないと判
断された通信文ＴＳは好ましくは（１ー２ＴＳ，ｋ）の
式により、また好ましくは大きな重み付け、例えば１０
倍の重み付けを行なってコード化され、結合された通信
文Ｍとしてサブステーション１のコンピュータ装置の内
部メモリ、例えば読み書きメモリ１１ａ（図２）に格納
される。

【００９９】エラーなく受信された各通信文ＴＲとエラ
ー補正されエラーがないと判断された通信文ＴＳは、コ
ード化されたビット値を得るために、エラー受信された
通信文ＴＲと同様にコード化される。続いてこのように
してコード化されたビット値は好ましくは大きな重み付
けを行なって、通信文ＴＲのエラー受信時そのコード化
ビットの加算ビット値が格納されたサブステーション１
の受信部に格納される。

【０１００】続いてエラー補正された通信文ＴＳの情報
部ＮＴから得られる情報ＮＳが、サブステーション１の
受信部により正しいものとしてアクセプトされ、サブス
テーションの受信部より中央ステーション７の送信部に
受信確認が送信される（機能ステップ３６）。

【０１０１】しかし、エラー補正された通信文ＴＳにエ
ラーがある場合、あるいはアドレスＡＳがサブステーシ
ョン１の受信部に割り当てられたアドレスａと一致しな
い場合は、受信プログラムは判断ステップ３２、３４が
否定出力Ｎとなり、機能ステップ２４の入力に戻り新た
に送信されるシーケンスを待機する。

【０１０２】受信された通信文ＴＲのコード化は（１ー
２ＴＲ，ｋ）の式を用いて行なわれる。というのは論理
値「０」の受信時には各ビットに対してメモリの内容を
１の値増分しまた論理値「１」の受信時には１の値減分
することにより正しいビット論理値を得る多数決評価が
簡単に実現できるからである。正の数はそれぞれ当該ビ
ットに対して論理値「０」が多かったことを示しており
、一方負の数は論理値「１」が多かったことを示してい
る。当該ビットは、最も多く受信した論理値、すなわち
メモリの値が正のときは論理値「０」を、また負のとき
は論理値「１」を有する確率が高いと推定できる。同じ
とき、すなわちメモリの値が０のときには、受信部は両
論理値「０」と「１」の内任意の論理値、好ましくは論
理値「１」を選択する。上述した説明では、後者が用い
られている。

【０１０３】機能ステップ３５、３９ではエラーのない
通信文ＴＲないしエラー補正されたエラーのない通信文
ＴＳが検出される毎にこの通信文Ｔが１０倍の重み付け
でコード化された後格納される。この理由は以下による
。

【０１０４】送信された通信文Ｔが一旦正しく受信され
て格納され、何等かの理由により、例えば受信確認が伝
送時エラーとなり同じ通信文Ｔが誤って中央ステーショ
ン７の送信部からもう一度再送され、今度はエラー受信
されたときには、再送された通信文Ｔの受領後結合され
た通信文Ｍのすくなとも１ビットは１の値だけ誤ったも
のになる。エラーのない結合通信文Ｍを作る場合１０倍
の重み付けを行なわないと、機能ステップ３０では「１
」から「０」になり、あるいは逆に「０」から「１」に
なる。すなわち、エラーのない結合通信文Ｍは再び誤っ
たものになる。それに対してエラーのない通信文Ｍを作
成する場合１０倍重み付けを行なうと、結合通信文Ｍで
１の値だけビット値が誤ったものになると（機能ステッ
プ３０）、「１０」の値は「９」あるいは「１１」にな
るだけで、結合通信文Ｍが誤ったものになることはない
。

【０１０５】機能ステップ３５、３９で行なわれる機能
が、１０倍重み付けられた正しい通信文を格納するプロ
グラムを図示した図６のフローチャートに詳細に図示さ
れている。このフローチャートには機能ステップ４１、
４２、４５並びに判断ステップ４６が設けられ、これら
のステップは図示した順にカスケードに連続している。機能ステップ４１の出力並びに判断ステップ４６の否定
出力Ｎは機能ステップ４２の同じ入力に接続される。機
能ステップ４１の入力により機能ステップ３５ないし３
９の入力が形成され、一方判断ステップ４６の肯定出力
Ｙによりステップ３５ないし３９の出力が形成される。

【０１０６】受信コード化プログラムにおいてそれぞれ
以下の機能が実施され、また問いが行なわれる。

【０１０７】ステップ４１では、変数ｋの値が０にセッ
トされる。

【０１０８】ステップ４２では、変数ｋの値が１だけ増
分される。

【０１０９】ステップ４５では、結合通信文Ｍの関連す
るビットの値が１０（１ー２ＴＲ，ｋ）ないし１０（１
ー２ＴＳ，ｋ）の値に設定される。

【０１１０】ステップ４６では、変数ｋがｍに等しいか
が判断される。

【０１１１】機能ステップ３０で行なわれる機能が、受
信部の変調復号プログラムを示す図７のフローチャート
に詳細に図示されている。このフローチャートには機能
ステップ４８〜５０、判断ステップ５１、機能ステップ
５２並びに判断ステップ５３が設けられ、これらのステ
ップは図示した順にカスケードに連続している。更にフ
ローチャートには機能ステップ５４が設けられる。判断
ステップ５１の否定出力Ｎは機能ステップ５４の入力と
接続される。機能ステップ５４の出力と機能ステップ５
２の出力は判断ステップ５３の同じ入力に導かれる。機
能ステップ４８の出力と判断ステップ５３の否定出力Ｎ
は機能ステップ４９の同じ入力に接続される。機能ステ
ップ４８の入力により機能ステップ３０の入力が形成さ
れ、一方判断ステップ５３の肯定出力Ｙにより機能ステ
ップ３０の出力が形成される。

【０１１２】受信部の変調復号プログラムにおいてそれ
ぞれ以下の機能が実施され、また問いが行なわれる。

【０１１３】ステップ４８では、変数ｋの値が０にセッ
トされる。

【０１１４】ステップ４９では、変数ｋの値が１だけ増
分される。

【０１１５】ステップ５０では、結合通信文Ｍの今処理
したビット値が（１ー２ＴＲ，ｋ）だけ加算される。

【０１１６】ステップ５１では、この加算されたビット
値が０より大きいかどうかが判断される。

【０１１７】ステップ５２では、エラー補正された通信
文ＴＳの対するビットＴＳ，ｋの値が０にセットされる
。

【０１１８】ステップ５３では、変数ｋの値がｍに等し
いかどうかが判断される。

【０１１９】ステップ５４では、エラー補正された通信
文ＴＳの対するビットＴＳ，ｋの値が１にセットされる
。

【０１２０】変数ｋは受信された通信文ＴＲの通し番号
を表し、ＴＲ，ｋとＴＳ，ｋは受信した通信文ＴＲない
しエラー補正され格納された通信文ＴＳのｋビットの論
理値を表している。

【０１２１】最初、機能ステップ３０、３５、３９にお
いて変数ｋの値がそれぞれ０にリセットされる（機能ス
テップ４１、４８）。続いて、ｋ＝ｍに達するまで（判
断ステップ４６、５３）ｋの値をそれぞれ１だけ増分す
ることにより（機能ステップ４２、４９）、受信した通
信文ＴＲの全ての連続するｍビットが時間的に順次処理
される。続いてそれぞれプログラムは機能ステップ３０
、３５、３９を離れる。

【０１２２】機能ステップ３９において結合通信文Ｍの
ｋビットの値が１０（１ー２ＴＲ，ｋ）の値に、また機
能ステップ３５において１０（１ー２ＴＳ，ｋ）の値に
設定される（図６の機能ステップ４５）。受信された通
信文Ｔの全てのｍビットが処理された後、受信された全
体の通信文Ｔ（機能ステップ３９）ないしエラー補正さ
れエラーがないと判断された全体の通信文ＴＳ（機能ス
テップ３５）が受信部においてコード化され重み付けさ
れて結合通信文Ｍとして格納される。

【０１２３】機能ステップ３０（図７）では、処理した
各ビットｋに対してそのビットｋのコード値（１ー２Ｔ
Ｒ，ｋ）がすでに格納されている結合通信文Ｍの内容に
加算され（機能ステップ５０）、続いて結合され格納さ
れた通信文Ｍから得られる処理したビットの新しい値が
０より大きいか否かが判断される（判断ステップ５１）
。Ｙのときは、当該ビットに対して論理値「１」よりも論
理値「０」が多く受信されたので、ＴＳ，ｋの値は０に
設定される。それに対してＮのときは、当該ビットに対
して論理値「０」よりも論理値「１」が多くあるいは同
量受信されたので、ＴＳ，ｋの値は１に設定される（機
能ステップ５４）。通信文Ｔの全てのビットが処理され
たあと、結合され格納された全体の通信文Ｔが復号され
、エラー補正された通信文ＴＳとしてサブステーション
１の受信部に格納される。

【０１２４】

【発明の効果】以上説明したように、本発明では、送信
された通信文並びにその全ての再送文に同じ再送識別符
号が付され、その再送識別符号受信時受信部は送信され
た関連する通信文が既に以前に送信された同じ通信文の
再送文であるかどうかを識別し、受信部は、同じ再送識
別符号を受信したときのみエラー受信された通信文を既
に前にエラー受信された同じ通信文の受信文と結合する
ようにしているので、複数の送信機並びに受信機を有す
る複雑な伝送網に用いても、少ない再送数で通信文を送
信することが可能になる。

【図面の簡単な説明】

【図１】一つの中央ステーションと複数のサブステーシ
ョンからなる伝送系を示すブロック図である。

【図２】コンピュータ装置の構成を示すブロック図であ
る。

【図３】再送識別符号を有する通信文の構成を示す説明
図である。

【図４】送信プログラムの内容を示すフローチャート図
である。

【図５】受信プログラムの内容を示すフローチャート図
である。

【図６】受信部のコード化プログラムの内容を示すフロ
ーチャート図である。

【図７】受信部の変調復号プログラムの内容を示すフロ
ーチャート図である。

【符号の説明】

１〜５　　サブステーション６　　伝送網７　　中央ステーションＥＺ　　再送識別符号ＡＴ　　アドレス部ＮＴ　　情報部ＦＴ　　エラー識別部ＦＥＣ　　エラー識別コードＴ　　通信文

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】　　伝送されるエラー識別コード（ＦＥＣ
Ｒ）によりエラー受信が識別されたとき通信文（Ｔ）を
自動再送する方法であって、各エラー受信された通信文
（ＴＲ）と既に以前にエラー受信された同じ通信文（Ｔ
）の受信文を結合することによりエラー補正が行なわれ
る通信文の自動再送方法において、送信された通信文（
Ｔ）並びにその全ての再送文に同じ再送識別符号（ＥＺ
）が付され、その再送識別符号受信時受信部は送信され
た当該通信文（Ｔ）が既に以前に送信された同じ通信文
の再送文であるかどうかを識別し、受信部は、同じ再送
識別符号（ＥＺ）を受信したときのみエラー受信された
通信文（ＴＲ）を既に以前にエラー受信された同じ通信
文（Ｔ）の受信文と結合することを特徴とする通信文の
自動再送方法。
【請求項２】　　エラー受信された通信文（ＴＲ）がエ
ラー補正された後、同様にエラー補正されたエラー識別
コード（ＦＥＣＳ）によりエラー補正された通信文（Ｔ
Ｓ）にエラーがあるかどうかがチェックされ、エラー補
正された通信文（ＴＳ）にエラーがある場合にエラー受
信された通信文（ＴＲ）に対応する通信文（Ｔ）が再送
されることを特徴とする請求項１に記載の方法。
【請求項３】　　受信部が送信された通信文（Ｔ）の受
信確認を関連する送信部に送信しないことにより再送が
行なわれ、送信部は所定の時間内に適時に受信確認を受
信しないときに前回送信部から送信された通信文を再送
することを特徴とする請求項２に記載の方法。
【請求項４】　　エラー補正をするために、エラー受信
された通信文（ＴＲ）が既に以前にエラー受信された同
じ通信文（Ｔ）の全ての受信文とビット毎に結合され、
このようにして結合され受信部に格納される結合通信文
（Ｍ）において受信された通信文（ＴＲ）の各ビットが
多数決評価の結果である値となることを特徴とする請求
項２または３に記載の方法。
【請求項５】　　ＴＲ，ｋをエラー受信された通信文（
ＴＲ）の当該ビット（ｋ）の論理値としてエラー受信さ
れた通信文（ＴＲ）がコード化されたビット値を得るた
めに（１ー２ＴＲ，ｋ）の式によりビット毎にコード化
され、このようにしてコード化されたビット値が格納さ
れているコード化されたビット値にそれぞれ加算され、
この格納されているビット値は既に以前にエラー受信さ
れた同じ通信文（Ｔ）の全ての受信文のビット毎の加算
値であり、また各ビットはビット毎の加算前にエラー受
信された通信文（ＴＲ）のビットと同様にコード化され
ており、このようにして加算されたコード化ビットが格
納されて結合され格納される通信文が形成され、続いて
この格納された通信文は、復号されたビットを得るため
に、加算されたコード化ビットの内全ての正のビット値
に論理値０をまた全ての負のビット値並びに０のビット
値に論理値１を割り当てることによりビット毎に復号さ
れ、このようにして復号されたビットによりエラー補正
された通信文（ＴＳ）が形成されることを特徴とする請
求項４に記載の方法。
【請求項６】　　エラーなく受信された各通信文（ＴＲ
）とエラー補正されエラーがないと判断された通信文（
ＴＳ）がコード化されたビット値を得るためにエラー受
信された通信文（ＴＲ）と同様にビット毎にコード化さ
れ、続いてこのようにコード化されたビット値に重み付
けが行なわれて受信部に格納され、エラー受信された通
信文（ＴＲ）の場合にはそのコード化されたビット値の
加算値が格納されることを特徴とする請求項５に記載の
方法。
【請求項７】　　再送識別符号（ＥＺ）のコード化され
ない情報が複数回再送されることにより再送識別符号に
エラー補正されたコードが付されることを特徴とする請
求項１から６までのいずれか１項に記載の方法。