JPH06508730A - ビツトエラーの原位置を決定するための方法 - Google Patents

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】 ピントエラーの原位置を決定するための方法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ピン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、ピン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（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ｔ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ｌ５ＤＮ（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 標準的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をの構造の利用のも 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。

ピン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、周期長さはピン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、 周期長さはピン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２変換の像範囲内のｊω 軸に関する特異の極位１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ド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つのピントエラー関数また 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２・　−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通している。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２・　−ｍ系列は困難なしに簡単な回路によ り発生可能である１ｍ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」スウォポダ著、オルデンブール出版、１９７３年、 第１３Ｌ１３２頁に記載されている。このような目的に対する検査データとして ２’　−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２’　−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要図である。

第１図には、データｆ１１、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 有するディジク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によりデスクランプ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ｓｌＯ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１ＩＶ Ａがデータ源ｌ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ｌ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ｌが以下でビットエラーの原理Ｉ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の個りの個所に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ｌおよび理想的なデータ受信器９から出発し、従って、実際 の状況に電 はぼ相応して、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へラド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がら成っている。データストリームＤは 、データＩｌｌ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 ているデータセルに１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に２、Ｋ３およびに４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１１１１から送り出されたデータ セルに１および別のデータセルに２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ｆｉＶＡ　（１１１図）はデータｔｉｌｌからのデータセル に１をデータ受信器９ヘチヤネルｌを介して仲介し、従ってデータセルに１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ｓｌの一定の刺激する データの形態の検査セルＴＺにより１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６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ｓ １から到来するデータセルＫｌ（ハツ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ＳＰＩの容量を減する 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図中にハツ チングして示されている）はメモリＳＰＩのなかに爾後の処理まで書込まれる。

メモリＳＰＩ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ＳＰＩ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）コレクシ四 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はに個のレジスタを有するシフトレジスタＳＲ １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 ＰＩ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タストリーム 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ＳＲＩ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ＰＩ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は同じくに個のレジスタを有するシフトレジスタＳＲ２がら成 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ＰＬ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Ｅ ＸＯＲ４の出力側から、エラーなしの伝送の際には第４図の人力データ列Ａ　（ ｎ）に−敗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敗する規則による 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の選択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Ｍ（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、周期はに＋１ビツトの長さである。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ｌ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Ｅ ＸＯＲ２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端に与えられている個々のピント 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。

同しことが第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、入力端で第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ピン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’＋ｘ’−’　・・・十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ｌ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をする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。その際に本方法は基 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ビツトの長さを有するので、セル利用領域全体は３８４ビ７ 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０Ｍ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三路−帰還結合の解析ｊ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１ｌｌｌ（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２’　−ｍ系列との相互相関をめられ 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 。

極大の位置り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ｆｉ認および評価は ドイツ特許出願箱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セル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間数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ＫＬｔ−存す 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ＫＬＯ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ＫＬの開始まで維持される０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２’−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間数ＫＫＦ　（ｍ）の高さＭはこの領域のな かに含まれているピン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ピント線（そのつどの個別領域幅）のクラス幅を存する分 類されたピントエラー関数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ｅ ｒｒ　（ｎ）　−（０，１，２，０，０，１，Ｏ，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。スクランブ 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０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められる。

第９図は分類されたビットエラー間数ｅｒｒ（ｎ）の自己相関間数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（ピント）間隔を示す、自己相関関数ＡＫ Ｆ　（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の大きさはピントエラー関数ｅ　（ｎ ）のｌ１ＴｔＪ］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！が式 ％式％ 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Ｎｖ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Ｎｖ＝９により探索範囲はω、　＝−０，７およびω！＝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「応用ステム理論」オルデンプール出版、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。

ビットエラー間数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（オツト ー　フエリンガー著「ラプラスおよびフーリエ変換」第５版、１９９０年、第１ ８３頁以降を参照）１１！敗的フーリエ変換Ｅｒｒ（ω）の結果が示されている ０分類されたピントエラー関数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＝２ｚ／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ピ ン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間数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、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。すなわち関係式Ｎ≠Ｎｖ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、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し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のセルヘッドが同しくエラーを有 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 したセルヘン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を通過した証拠になるからである。

第１図 第２図 第３図 第４図 第６図 二　領域１−−ニーー領Ｉ！１２　−一一一　領域３−第７図 第８図 ＋１１１１１１１１１１１１１１１１１１１１第９図 第１０図 ｅ　帰位置 第１１図 第１２図 国際調査報告

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. １．データ源（１）から到来して少なくとも１つの中間区間を（５）および少な くとも１つの伝送区間（７）を介してデータ受信器（９）に到達するデータスト リーム（ＤＳ）のなかのビットエラ−（ＢＦ）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−（ＢＦ）は既知の周期長さ（Ｎ ｖ）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−（ＢＦ ）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（ＤＳ′）のなか に含まれているように、データストリーム（ＤＳ）が伝送区間（７）に入る前に 既知の同期長さ（Ｎｖ）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（７）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（ＤＳ）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（ＤＳ′）のなかに含ま れているビットエラ−（ＢＦ）の評価のもとにビットエラー関数（ｃ（ｎ））が 得られ、ピットエラー関数（ｅ（ｎ））の部分片ごとの評価によりその周期長さ （Ｎ）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（Ｎｖ）に一致し、また既知の周期長さ（Ｎｖ）とそれぞれ坪価 された部分片の周期長さ（Ｎ）との比較により、原位置が伝送区間（７）のなか に位置するか中間区間（５）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。
2. ２．データストリーム（ＤＳ）がそれぞれセルヘッド（ＺＫ−１…ＺＫ−ｎ）お よびセル利用領域（ＺＮ−１…ＺＮ−ｎ）を有するデータセル（Ｋ１）から成っ ており、中間区間（ＡＶ）がセルヘッド（ＺＫ−１…ＺＫ−ｎ）内のビットエラ −（ＢＦ）を補正するための装置を含んでおり、中間区間（ＡＶ）の前に別の伝 送区間（３）が対応付けられており、またデータストリーム（ＤＳ）が各伝送区 間（３、７）のなかでスクランブルされているデータ伝送システムのなかでビッ トエラ−（ＢＦ）の原位置を決定するための方法において、検査データがデータ 源側で送信される検査セル（ＴＺ）のなかに書込まれ、セルヘッド（ＺＫ−１… ＺＫ−ｎ）が少なくとも、既知の周期長さ（Ｎｖ）とそれぞれ評価された部分片 の周期長さ（Ｎ）との比較から、原位置が伝送区間（３、７）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（Ｚ Ｋ−１…ＺＫ−ｎ）内の少なくとも１つのビットエラ−（ＢＦ）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（７）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（３）のなかに 位置するものとして確認されることを特徴とする請求の範囲１記載の方法。
3. ３．ビットエラー関数（ｅ（ｎ））が予め定められたクラス長さ（ＫＬ）を存す るクラスに分類するため分割され、また周期長さ（Ｎ）が分類されたビットエラ ー関数（ｅｒｒ（ｎ））から決定されることを特徴とする請求の範囲１または２ 記載の方法。
4. ４．周期長さ（Ｎ）がビットエラー関数（ｅ（ｎ））または分類されたビットエ ラー関数（ｅｒｒ（ｎ））の自己相関により決定されることを特徴とする請求の 範囲１ないし３の１つに記載の方法。
5. ５．周期長さ（Ｎ）がピットエラー関数（ｅ（ｎ））または分類されたビットエ ラー間数（ｅｒｒ（ｎ））のラプラスまたはＺ変換により決定されることを特徴 とする請求の範囲１ないし３の１つに記載の方法。
6. ６．周期長さ（Ｎ）がビットエラー関数（ｅ（ｎ））または分類されたビットエ ラー関数（ｅｒｒ（ｎ））のフーリエ変換により決定されることを特徴とする請 求の範囲１ないし３の１つに記載の方法。
7. ７．２つのピットエラー関数（ｃ（ｎ））または分類されたビットエラー関数（ ｅｒｒ（ｎ））が相互相関を求められることを特徴とする請求の範囲１ないし６ の１つに記載の方法。
8. ８．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ことを特徴とす る請求の範囲１ないし７の１つに記載の方法。
9. ９．検査データとして２５−ｍ系列が使用されることを特徴とする請求の範囲８ 記載の方法。
10. １０．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（ＤＳ）の なかに挿入されることを特徴とする請求の範囲１ないし９の１つに記載の方法。