JPH0666795B2 - 改良されたメッセージフォーマットをもつデータ伝送 - Google Patents
改良されたメッセージフォーマットをもつデータ伝送Info
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- JPH0666795B2 JPH0666795B2 JP63326381A JP32638188A JPH0666795B2 JP H0666795 B2 JPH0666795 B2 JP H0666795B2 JP 63326381 A JP63326381 A JP 63326381A JP 32638188 A JP32638188 A JP 32638188A JP H0666795 B2 JPH0666795 B2 JP H0666795B2
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Communication Control (AREA)
- Telephonic Communication Services (AREA)
- Digital Transmission Methods That Use Modulated Carrier Waves (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
- Cable Transmission Systems, Equalization Of Radio And Reduction Of Echo (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 発明の技術分野 本発明はデータ通信に関する。
技術の背景 データ通信構成、例えば、音声バンド、マルチポイント
ネットワーク内においてあるモデムから別のモデムに伝
送されるいわゆるユーザデータはその前に見出しを含
む。この見出しはモデム自体によって使用される信号あ
るいは情報を含み、ここでは“モデム間データ(modem-t
o-modem date)”と呼ばれる。この見出し内のモデム間
データは、例えば、a)マルチポイント用途においていわ
ゆる係数“ジャムセッティング(jam setting)”に対し
て使用され、あるいは端局モデムベースにてさまざまな
診断パラメータを保持するために使用される送信モデム
のアドレスあるいは他の同定、あるいはb)受信機内にお
いてアドレス、シーケンス番号あるいは他の見出しデー
タが正しく回復したか否かを決定するために使用される
チェックサムを含む。
ネットワーク内においてあるモデムから別のモデムに伝
送されるいわゆるユーザデータはその前に見出しを含
む。この見出しはモデム自体によって使用される信号あ
るいは情報を含み、ここでは“モデム間データ(modem-t
o-modem date)”と呼ばれる。この見出し内のモデム間
データは、例えば、a)マルチポイント用途においていわ
ゆる係数“ジャムセッティング(jam setting)”に対し
て使用され、あるいは端局モデムベースにてさまざまな
診断パラメータを保持するために使用される送信モデム
のアドレスあるいは他の同定、あるいはb)受信機内にお
いてアドレス、シーケンス番号あるいは他の見出しデー
タが正しく回復したか否かを決定するために使用される
チェックサムを含む。
発明の要約 本発明によると、ある用途においては、モデム間のデー
タをユーザデータに続く後縁(trailer)内に提供した方
がこれを先行技術の場合のようにユーザデータの前の見
出し内に提供するよりも有利であることが認識される。
このアプローチによる特に有利な点は、これがいわゆる
ＲＳ−ＣＳ遅延を最小にすることである。ここで、ＲＳ
−ＣＳ遅延とは、ある端局モデムと関連するデータ処理
／通信装置がそのＲＳ(request-to-send)リードをアッ
プすることによってそのモデムにそれがメッセージを送
信したいことを示した時点からそのモデムがこれに応答
してそのＣＳ(clear-to-send)リードをアップすること
によってモデムがそのデータを伝送できる準備が整った
ことを示すまでの間の時間として定義される。
タをユーザデータに続く後縁(trailer)内に提供した方
がこれを先行技術の場合のようにユーザデータの前の見
出し内に提供するよりも有利であることが認識される。
このアプローチによる特に有利な点は、これがいわゆる
ＲＳ−ＣＳ遅延を最小にすることである。ここで、ＲＳ
−ＣＳ遅延とは、ある端局モデムと関連するデータ処理
／通信装置がそのＲＳ(request-to-send)リードをアッ
プすることによってそのモデムにそれがメッセージを送
信したいことを示した時点からそのモデムがこれに応答
してそのＣＳ(clear-to-send)リードをアップすること
によってモデムがそのデータを伝送できる準備が整った
ことを示すまでの間の時間として定義される。
さらに、モデム間のデータを後縁内に提供することによ
ってモデムネットワークの診断能力が向上される。例え
ば、この後縁はその中のモデム間のデータのみでなくこ
の後縁の前にくるユーザデータを通じてのチェックサム
から結論を出すことができる。本出願人による前述の共
同未決合衆国特許出願において開示されるごとく、この
ようなチェックサムを持つことは、例えば、マルチポイ
ントネットワーク内のコントロールモデムが“損失メッ
セージ率(missed message rate)”と呼ばれる正確な診
断パラメータを保持することを可能にする。
ってモデムネットワークの診断能力が向上される。例え
ば、この後縁はその中のモデム間のデータのみでなくこ
の後縁の前にくるユーザデータを通じてのチェックサム
から結論を出すことができる。本出願人による前述の共
同未決合衆国特許出願において開示されるごとく、この
ようなチェックサムを持つことは、例えば、マルチポイ
ントネットワーク内のコントロールモデムが“損失メッ
セージ率(missed message rate)”と呼ばれる正確な診
断パラメータを保持することを可能にする。
発明の実施例 第１図は本発明がこの中に使用されるマルチポイント音
声バンドデータ通信システム(multipoint voiceband da
te communications sytem)すなわち通信ネットワークを
示す。よい詳細には、コンピュータ２は時分割ベースに
て複数のデータ端末３ａ、３ｂ、・・・、３ｎと通信す
る。コントロールモデム１０はコンピュータ２と関連す
る。端局モデム(tributary modem)４ａ、４ｂ、・・
・，４ｎはそれぞれ端末３ａ、３ｂ、・・・、３ｎと関
連する。このシステムはデータを全二重ベースにて通信
する。従って、コンピュータ２は情報をさまざまな端末
に同報通信ベース(broadcast basis)にてさまざまな端
末にモデム１０、４線マルチポイント私設音声バンド電
話回線の出経路１１、及びさまざまなモデム４ａ、４
ｂ、・・・、４ｎを介して伝送する。端末３ａ、３ｂ、
・・・、３ｎの個々は情報をコンピュータ２にその関連
するモデム、マルチポイント私設電話回線の入り回路１
２、及びモデム１０を介して伝送する。
声バンドデータ通信システム(multipoint voiceband da
te communications sytem)すなわち通信ネットワークを
示す。よい詳細には、コンピュータ２は時分割ベースに
て複数のデータ端末３ａ、３ｂ、・・・、３ｎと通信す
る。コントロールモデム１０はコンピュータ２と関連す
る。端局モデム(tributary modem)４ａ、４ｂ、・・
・，４ｎはそれぞれ端末３ａ、３ｂ、・・・、３ｎと関
連する。このシステムはデータを全二重ベースにて通信
する。従って、コンピュータ２は情報をさまざまな端末
に同報通信ベース(broadcast basis)にてさまざまな端
末にモデム１０、４線マルチポイント私設音声バンド電
話回線の出経路１１、及びさまざまなモデム４ａ、４
ｂ、・・・、４ｎを介して伝送する。端末３ａ、３ｂ、
・・・、３ｎの個々は情報をコンピュータ２にその関連
するモデム、マルチポイント私設電話回線の入り回路１
２、及びモデム１０を介して伝送する。
モデム４ａ、４ｂ、・・・、４ｎ及び１０は複数の機能
を提供する。第１の機能は経路１１及び１２のパスバン
ドにデータを変調あるいはこれからデータを復調するこ
とにある。もう１つの機能は歪及び他のチャネル不規則
(channel irregularities)、例えば、シンボル間干渉(i
ntersymbol interference)を修正することにある。
を提供する。第１の機能は経路１１及び１２のパスバン
ドにデータを変調あるいはこれからデータを復調するこ
とにある。もう１つの機能は歪及び他のチャネル不規則
(channel irregularities)、例えば、シンボル間干渉(i
ntersymbol interference)を修正することにある。
後者の機能を遂行するにあたって、第１図のモデムは、
コントロールモデム１０からの端局モデム４ａ、４ｂ、
・・・、４ｎへの経路１１を通じてのいわゆる“出方向
(outbound)”通信のためにいわゆる“受信(receive)”
等化を使用する。ここで、個々の端局モデムの受信機部
分は適応等化器(adaptive equalizer)を使用し受信され
たライン信号はこれを通過する。この等化器は横フィル
タの形式にて実現され、これのいわゆる“タップ(ta
p)”係数が対象のチャネルの特性に適応され、これによ
って、等化器は殆んどのチャネル誘因歪(chaannel-indu
ced distortion)を除去することができる。
コントロールモデム１０からの端局モデム４ａ、４ｂ、
・・・、４ｎへの経路１１を通じてのいわゆる“出方向
(outbound)”通信のためにいわゆる“受信(receive)”
等化を使用する。ここで、個々の端局モデムの受信機部
分は適応等化器(adaptive equalizer)を使用し受信され
たライン信号はこれを通過する。この等化器は横フィル
タの形式にて実現され、これのいわゆる“タップ(ta
p)”係数が対象のチャネルの特性に適応され、これによ
って、等化器は殆んどのチャネル誘因歪(chaannel-indu
ced distortion)を除去することができる。
受信等化(receive equalization)は、典型的には、マル
チポイントネットワーク内において、もう１つの“入り
方向(inbound)”通信に対しても使用される。（ただ
し、後に説明されるごとく、第１図のネットワーク内で
の端局からコントロールへの通信は、いわゆる“送信(t
ransmit)”等化を用いて遂行される。概むね満足できる
が、端局モデムの所に大きなＲＳ−ＣＳ遅延を発生させ
る。ここで、この遅延は、特定の端局モデムと関連する
端末がそのＲＳ(request to send)リードをアップに
し、それがメッセージをコンピュータ２に通信したいこ
との意志を表明した時間からモデムがＣＳ(clear to se
nd)リードをアップして、端局モデムがそのデータを伝
送できる準備にあることを応答するまでの遅延と定義さ
れる。受信等化の比較的大きなＲＳ−ＣＳ遅延のソース
は、特定の端局モデムからのデータの伝送が開始される
前に、その端局モデムとの通信に対して適当なセットの
係数がコントロールモデル受信機等化器内に提供さなけ
ればならなず、これを行なうためにある程度の時間が必
要とされることによる。
チポイントネットワーク内において、もう１つの“入り
方向(inbound)”通信に対しても使用される。（ただ
し、後に説明されるごとく、第１図のネットワーク内で
の端局からコントロールへの通信は、いわゆる“送信(t
ransmit)”等化を用いて遂行される。概むね満足できる
が、端局モデムの所に大きなＲＳ−ＣＳ遅延を発生させ
る。ここで、この遅延は、特定の端局モデムと関連する
端末がそのＲＳ(request to send)リードをアップに
し、それがメッセージをコンピュータ２に通信したいこ
との意志を表明した時間からモデムがＣＳ(clear to se
nd)リードをアップして、端局モデムがそのデータを伝
送できる準備にあることを応答するまでの遅延と定義さ
れる。受信等化の比較的大きなＲＳ−ＣＳ遅延のソース
は、特定の端局モデムからのデータの伝送が開始される
前に、その端局モデムとの通信に対して適当なセットの
係数がコントロールモデル受信機等化器内に提供さなけ
ればならなず、これを行なうためにある程度の時間が必
要とされることによる。
例えば、ＲＳ−ＣＳ期間において、端局モデムはコント
ロールモデルにトレーニングデータシーケンス(trainin
g date sequence)を送くり、これによって、ユーザデー
タの伝送の前に、個々の伝送に対して、コントロールモ
デルはチャネル“再教育(relearn)”する。ＲＳ−ＣＳ
遅延は、従って、このトレーニングシーケンスを伝送す
るのに要求される時間と少なくとも同じ大きさとなる。
別の方法として、コントロールモデルは個々の端局から
のチャネルに対して、いったん学んだら、これら係数を
格納しておき、入り方向メッセージが到達したとき、そ
れに対して適当な係数セットを等化器等にロードするこ
ともできる。この係数格納アプローチは等化器チャネル
の再教育を待つ必要性を回避するが、これはそれでもか
なりのＲＳ−ＣＳ遅延を起こす。これは、端局モデム
が、コントロールモデルに対して、コントロールモデル
が適当なセットの係数をロードできるように自分自身を
固定する必要があるためである。この時点までにチャネ
ルがまだ等化されていないために、端局モデムはこれが
等化なしにコントロールモデルの所で回復できるように
その同定を比較的遅い速度で伝送しなければならない。
ロールモデルにトレーニングデータシーケンス(trainin
g date sequence)を送くり、これによって、ユーザデー
タの伝送の前に、個々の伝送に対して、コントロールモ
デルはチャネル“再教育(relearn)”する。ＲＳ−ＣＳ
遅延は、従って、このトレーニングシーケンスを伝送す
るのに要求される時間と少なくとも同じ大きさとなる。
別の方法として、コントロールモデルは個々の端局から
のチャネルに対して、いったん学んだら、これら係数を
格納しておき、入り方向メッセージが到達したとき、そ
れに対して適当な係数セットを等化器等にロードするこ
ともできる。この係数格納アプローチは等化器チャネル
の再教育を待つ必要性を回避するが、これはそれでもか
なりのＲＳ−ＣＳ遅延を起こす。これは、端局モデム
が、コントロールモデルに対して、コントロールモデル
が適当なセットの係数をロードできるように自分自身を
固定する必要があるためである。この時点までにチャネ
ルがまだ等化されていないために、端局モデムはこれが
等化なしにコントロールモデルの所で回復できるように
その同定を比較的遅い速度で伝送しなければならない。
（あまり大きなＲＳ−ＣＳ遅延を起さない１つの可能な
受信等化アプローチは、殆んど全てのマルチポイント用
途においては、端局モデムと関連するデータ端末あるい
は他のデータ処理装置が、コンピュータあるいはコント
ロールモデルと関連する他の装置に、入り方向メッセー
ジを後者がこれをポールしないかぎり伝送することを試
みないという事実に依存する。従って、コントロールモ
デムがコンピュータ／モデムインタフェースの所で出ポ
ールを監視し、個々のポール内に含まれるアドレスから
ポールされる端局の同定を決定することが可能である。
この知識によって、コントロールモデムは前に学んだ適
当なセットの係数を直に検索し、これらを、端局モデム
からの低速度のアドレスを受信する必要なしに、等化器
内にロードすることが可能である。ただし、このアプロ
ーチの欠点は、これがデータ処理装置によって使用され
ている特定のデータ伝送プロトコールを考慮するために
モデムの専用化を必要とすることである。） ＲＳ−ＣＳ遅延を最小にするために、従って、第１図の
システムは、いわゆる送信等化(transmit equalizatio
n)を使用する。受信等化と同様に、送信等化は最初にコ
ントロールモデムの受信機部分内に適当等化子(adaptiv
a equalizer)を提供することを要求する。ただし、特定
の端局モデム、例えば、モデム４ａからのコントロール
モデム１０へのチャネルを等化するセットの係数がいっ
たんモデム１０内において決定されると、これら係数の
値がモデム４ａに送くられる。モデム４ａは、一方、そ
の後、この係数を用いて、チャネルによって導入される
歪を予期して、あらかじめ、その伝送ライン信号に歪を
与える。モデム１０によってモデム４ａから受信される
この信号は、従って、相対的に歪がなくなる。
受信等化アプローチは、殆んど全てのマルチポイント用
途においては、端局モデムと関連するデータ端末あるい
は他のデータ処理装置が、コンピュータあるいはコント
ロールモデルと関連する他の装置に、入り方向メッセー
ジを後者がこれをポールしないかぎり伝送することを試
みないという事実に依存する。従って、コントロールモ
デムがコンピュータ／モデムインタフェースの所で出ポ
ールを監視し、個々のポール内に含まれるアドレスから
ポールされる端局の同定を決定することが可能である。
この知識によって、コントロールモデムは前に学んだ適
当なセットの係数を直に検索し、これらを、端局モデム
からの低速度のアドレスを受信する必要なしに、等化器
内にロードすることが可能である。ただし、このアプロ
ーチの欠点は、これがデータ処理装置によって使用され
ている特定のデータ伝送プロトコールを考慮するために
モデムの専用化を必要とすることである。） ＲＳ−ＣＳ遅延を最小にするために、従って、第１図の
システムは、いわゆる送信等化(transmit equalizatio
n)を使用する。受信等化と同様に、送信等化は最初にコ
ントロールモデムの受信機部分内に適当等化子(adaptiv
a equalizer)を提供することを要求する。ただし、特定
の端局モデム、例えば、モデム４ａからのコントロール
モデム１０へのチャネルを等化するセットの係数がいっ
たんモデム１０内において決定されると、これら係数の
値がモデム４ａに送くられる。モデム４ａは、一方、そ
の後、この係数を用いて、チャネルによって導入される
歪を予期して、あらかじめ、その伝送ライン信号に歪を
与える。モデム１０によってモデム４ａから受信される
この信号は、従って、相対的に歪がなくなる。
モデム４ａ、４ｂ、・・・、４ｎ及び１０は、第２図に
示される共通のアーキテクチャーを共有する。より具体
的には、個々のモデムはマイクロプロセッサ２１の制御
下において動作するが、これは、複数の周辺デバイスと
３０の所に示されるアドレスのシステム、データ及びコ
ントロールリードを介して通信する。周辺デバイスはフ
ロントパネル回路２３、ＲＯＭ２６、及びＲＡＭ２７及
び信号処理モジュール２８を含む。信号処理モジュール
２８は、リアルタイム機能を、例えばa)ユーザデータの
符号化及び変調を遂行する。ここで、ユーザデータはＲ
Ｓ−２３２インタフェース３２のＳＤ(send date)リー
ド上のモデムに供給され、このモデムによってマルチポ
イント私設ラインに配ばられる。信号変調モジュール２
８はさらに、b)マルチポイント私設回線からモデムに提
供されるライン信号の複号及び変調を遂行する。ここ
で、回復されたデータはＲＤ(received date)リード上
のユーザに提供される。この変調機能の遂行において、
モジュール２８はユーザデータ及びモデム間データを２
次元信号空間内の直角振幅変調（ＱＡＭ）信号ポイント
の所定のアルファベットを使用して表わす。信号処理モ
ジュール２８はさらに前述の送信及び受信等化機能を遂
行する。インタフェース３２に向うあるいはこれからの
他のリードには、前述のＲＳリード及びＣＳリード、並
びにＲＲ(receiver ready)リードが含まれる。ＲＲリー
ドは、能動である場合ＲＤリード上に有効な受信データ
が存在することを示す。モジュール２８は、一例とし
て、適当にプログラムされたデジタル信号処理チップの
適当なアンサンブルとして実現される。
示される共通のアーキテクチャーを共有する。より具体
的には、個々のモデムはマイクロプロセッサ２１の制御
下において動作するが、これは、複数の周辺デバイスと
３０の所に示されるアドレスのシステム、データ及びコ
ントロールリードを介して通信する。周辺デバイスはフ
ロントパネル回路２３、ＲＯＭ２６、及びＲＡＭ２７及
び信号処理モジュール２８を含む。信号処理モジュール
２８は、リアルタイム機能を、例えばa)ユーザデータの
符号化及び変調を遂行する。ここで、ユーザデータはＲ
Ｓ−２３２インタフェース３２のＳＤ(send date)リー
ド上のモデムに供給され、このモデムによってマルチポ
イント私設ラインに配ばられる。信号変調モジュール２
８はさらに、b)マルチポイント私設回線からモデムに提
供されるライン信号の複号及び変調を遂行する。ここ
で、回復されたデータはＲＤ(received date)リード上
のユーザに提供される。この変調機能の遂行において、
モジュール２８はユーザデータ及びモデム間データを２
次元信号空間内の直角振幅変調（ＱＡＭ）信号ポイント
の所定のアルファベットを使用して表わす。信号処理モ
ジュール２８はさらに前述の送信及び受信等化機能を遂
行する。インタフェース３２に向うあるいはこれからの
他のリードには、前述のＲＳリード及びＣＳリード、並
びにＲＲ(receiver ready)リードが含まれる。ＲＲリー
ドは、能動である場合ＲＤリード上に有効な受信データ
が存在することを示す。モジュール２８は、一例とし
て、適当にプログラムされたデジタル信号処理チップの
適当なアンサンブルとして実現される。
第３図は第１図の端局モデム４ａ、４ｂ、・・・、４ｎ
の１つからコントロールモデム１０への通信に対して使
用できるメッセージフォーマットを示す。このフォーマ
ットはコントロールデータセットの受信等化器を試験
し、結果としての係数値を前述のように端局モデムに通
信したときに使用される。より具体的には、このメッセ
ージは、Ａ、Ａ、−Ａ、−Ａ、・・・の形式の“ダブル
ドット(double-dotting)”信号の所定の期間から成る開
始シーケンスを含む。ここで、Ａは、一例として、ユー
ザ及びモデム間データを運ぶために使用される前述のア
ルファベットのメンバーでない２次元信号空間内の所定
の直角振幅変調（ＱＡＭ）信号ポイントである。このダ
ブルドット信号の機能はコントロールモデム内の受信機
が続くデータシンボルの適当な復号を確保するために必
要な幾つかの信号パラメータを得ることを可能にするこ
とにある。ここで、これら信号パラメータには、例え
ば、受信機利得セッティング、ボーサンプリング位相及
びキャリー位相角度が含まれる。この開始シーケンス
に、所定の同期信号、ＳＹＮＣＡが続くが、これは一例
として、開始シーケンスの−Ａ、−Ａの後に伝送される
シーケンスＡ、Ａ、Ａから構成される。ＳＹＮＣＡの機
能は開始シーケンスの終端とここでは単に見出しと呼ば
れる見出しシーケンスの開始とを区切ることにある。
の１つからコントロールモデム１０への通信に対して使
用できるメッセージフォーマットを示す。このフォーマ
ットはコントロールデータセットの受信等化器を試験
し、結果としての係数値を前述のように端局モデムに通
信したときに使用される。より具体的には、このメッセ
ージは、Ａ、Ａ、−Ａ、−Ａ、・・・の形式の“ダブル
ドット(double-dotting)”信号の所定の期間から成る開
始シーケンスを含む。ここで、Ａは、一例として、ユー
ザ及びモデム間データを運ぶために使用される前述のア
ルファベットのメンバーでない２次元信号空間内の所定
の直角振幅変調（ＱＡＭ）信号ポイントである。このダ
ブルドット信号の機能はコントロールモデム内の受信機
が続くデータシンボルの適当な復号を確保するために必
要な幾つかの信号パラメータを得ることを可能にするこ
とにある。ここで、これら信号パラメータには、例え
ば、受信機利得セッティング、ボーサンプリング位相及
びキャリー位相角度が含まれる。この開始シーケンス
に、所定の同期信号、ＳＹＮＣＡが続くが、これは一例
として、開始シーケンスの−Ａ、−Ａの後に伝送される
シーケンスＡ、Ａ、Ａから構成される。ＳＹＮＣＡの機
能は開始シーケンスの終端とここでは単に見出しと呼ば
れる見出しシーケンスの開始とを区切ることにある。
この見出しシーケンスは３つのピースのモデム間情報、
つまり、端局同定ＴＲＩＤ、シーケンス番号ＳＮ及びエ
ラー検査コード語、一例として、チェックサムＣＫＳＵ
Ｍから構成される。端局同定ＴＲＩＤは特定の送信端局
モデムを一意的に同定し、シーケンス番号ＳＮは、対象
の端局モデムによって個々の一連のメッセージが伝送さ
れるごとに１だけ増分される数である。チェックサムＣ
ＫＳＵＭはＴＲＩＤ及びＳＮを通じて計算されたチェッ
クサムであり、コントロールモデム内においてそれがＴ
ＲＩＤ及びＳＮを正しく回復したか否か決定するための
情報として使用される。このチェックサムに、前述のア
ルファベットから取られたＱＭＡシンボルの流れによっ
て表わされるユーザデータが続く。
つまり、端局同定ＴＲＩＤ、シーケンス番号ＳＮ及びエ
ラー検査コード語、一例として、チェックサムＣＫＳＵ
Ｍから構成される。端局同定ＴＲＩＤは特定の送信端局
モデムを一意的に同定し、シーケンス番号ＳＮは、対象
の端局モデムによって個々の一連のメッセージが伝送さ
れるごとに１だけ増分される数である。チェックサムＣ
ＫＳＵＭはＴＲＩＤ及びＳＮを通じて計算されたチェッ
クサムであり、コントロールモデム内においてそれがＴ
ＲＩＤ及びＳＮを正しく回復したか否か決定するための
情報として使用される。このチェックサムに、前述のア
ルファベットから取られたＱＭＡシンボルの流れによっ
て表わされるユーザデータが続く。
第３図は、モデム間データがユーザデータの前に置かれ
る点で先行技術に特徴的にフォーマットを示す。第４図
は本発明の原理を具現するこれにかわるメッセージフォ
ーマットを示す。より具体的には、第４図のフォーマッ
トは、ユーザデータに続く後縁(trailer)内にＴＲＩ
Ｄ、ＳＮ及び“グローバル”チェックサムＧＣＫＳＵＭ
を含む。このグローバルチェックサムは、ＴＲＩＤ及び
ＳＮのみでなく、ユーザデータも含めた関数である。
る点で先行技術に特徴的にフォーマットを示す。第４図
は本発明の原理を具現するこれにかわるメッセージフォ
ーマットを示す。より具体的には、第４図のフォーマッ
トは、ユーザデータに続く後縁(trailer)内にＴＲＩ
Ｄ、ＳＮ及び“グローバル”チェックサムＧＣＫＳＵＭ
を含む。このグローバルチェックサムは、ＴＲＩＤ及び
ＳＮのみでなく、ユーザデータも含めた関数である。
より具体的には、第４図のメッセージフォーマット“ダ
ブルドット”信号の所定の期間から成る開始シーケン
ス、これに続く、同期信号ＳＹＮＣＡ、前述のアルファ
ベットから取られたＱＡＭシンボルのストリームによっ
て表わされるユーザデータ、及び第２の同期信号ＳＹＮ
ＣＢを含む。後者はユーザデータの終端を区切り、ユー
ザデータとして解釈される確率が非常に小さな信号でな
ければならない。一例として、ＳＹＮＣＢはユーザデー
タを表わすのに使用される前述のアルファベットの一部
ではなく、前述の信号ポイント“Ａ”及び“−Ａ”とも
異なるＱＡＭ信号ポイントのシーケンスである。（ＳＹ
ＮＣＢはチェックサムから、除外されるが、これは、ユ
ーザデータを運ぶシンボルがＳＹＮＢＣを構成する信号
ポイントの１つとして誤って解釈され、チェックサムの
正しい保持が困難となる可能性を排除するために行なわ
れる。） 本発明のように、このモデム間データを、先行技術のよ
うに見出し内にではなく、後縁内に置くことによって少
なくとも２つの長所が得られる。
ブルドット”信号の所定の期間から成る開始シーケン
ス、これに続く、同期信号ＳＹＮＣＡ、前述のアルファ
ベットから取られたＱＡＭシンボルのストリームによっ
て表わされるユーザデータ、及び第２の同期信号ＳＹＮ
ＣＢを含む。後者はユーザデータの終端を区切り、ユー
ザデータとして解釈される確率が非常に小さな信号でな
ければならない。一例として、ＳＹＮＣＢはユーザデー
タを表わすのに使用される前述のアルファベットの一部
ではなく、前述の信号ポイント“Ａ”及び“−Ａ”とも
異なるＱＡＭ信号ポイントのシーケンスである。（ＳＹ
ＮＣＢはチェックサムから、除外されるが、これは、ユ
ーザデータを運ぶシンボルがＳＹＮＢＣを構成する信号
ポイントの１つとして誤って解釈され、チェックサムの
正しい保持が困難となる可能性を排除するために行なわ
れる。） 本発明のように、このモデム間データを、先行技術のよ
うに見出し内にではなく、後縁内に置くことによって少
なくとも２つの長所が得られる。
第１に、端局モデムＲＳ−ＣＳ遅延をこの情報が見出し
内で運ばれた場合よりかなり短縮することができる。見
出しがユーザデータの前に来る場合は、モデムは見出し
を伝送するまでユーザデータを伝送できないことを意味
する。しかし、後縁内に情報が提供される場合は、この
遅延のソースが排除できる。これは、モデム間データを
ユーザデータの後に置くことによって、マルチポイント
ネットワークの動作に固有な幾つかの時間遅延を活用で
きるためである。
内で運ばれた場合よりかなり短縮することができる。見
出しがユーザデータの前に来る場合は、モデムは見出し
を伝送するまでユーザデータを伝送できないことを意味
する。しかし、後縁内に情報が提供される場合は、この
遅延のソースが排除できる。これは、モデム間データを
ユーザデータの後に置くことによって、マルチポイント
ネットワークの動作に固有な幾つかの時間遅延を活用で
きるためである。
例えば、コンピュータ２が現在メッセージを端末３ａよ
りそれらの対応する関連するモデムを介して受信してい
るものと想定する。このメッセージのＳＹＮＣＢを受信
すると、コントロールモデム１０はリロドＲＲを非能動
にする。コンピュータ２は、このあるいは他の端末３ａ
からのユーザデータの終端の他の指標を検出すると、端
末３ａからのメッセージの後縁がまだ受信されていて
も、他の端末、例えば、端末３ｂのポーリングを開始す
る。こうして、まだ入ってくる後縁と、端末３ｂへの新
たな出ポールが時間的に重複する（ただし、コントロー
ルモデルとデータモデムは全二重チャネルを通じて通信
するために衝突はしない。） これに加えて、モデム４ａからの後縁はモデム４ｂから
の開始シーケンスと潜在的に衝突するように見える。こ
れは、後者と関連する端末がモデム４ａから後縁がまだ
伝送されている最中にポーリングされるためである。実
際、端末４ｂがＲＳリードを４ａからの後縁がまだ伝送
されているときアップにすると、衝突が本当に起こる。
ただし、個々のポーリングシーケンスの伝送と関連する
遅延のソース、例えば、コントロールモデル１０の送信
機と端局モデム４ｂの受信機の間の伝搬遅延が存在す
る。これら遅延はコンピュータ２によってコントロール
モデル１０によって供給されたポールシーケンスの最終
ビットと、この同一ビットがモデム４ｂのＲＤリードの
所に出現する時間との間に最小時間間隔(a minimun tim
e interval)を発生させる。この時間間隔は、端末３ｂ
がそのＲＳリードをこのポールに応答してアップし、モ
デム４ｂが開始シーケンスを開始することができる最早
時間である。現実には、この最小時間間隔は、ＳＹＮＢ
Ｃ及び後縁を伝送するのに必要な時間よりかなり長く、
従って、この仮想上の衝突は起こらない。
りそれらの対応する関連するモデムを介して受信してい
るものと想定する。このメッセージのＳＹＮＣＢを受信
すると、コントロールモデム１０はリロドＲＲを非能動
にする。コンピュータ２は、このあるいは他の端末３ａ
からのユーザデータの終端の他の指標を検出すると、端
末３ａからのメッセージの後縁がまだ受信されていて
も、他の端末、例えば、端末３ｂのポーリングを開始す
る。こうして、まだ入ってくる後縁と、端末３ｂへの新
たな出ポールが時間的に重複する（ただし、コントロー
ルモデルとデータモデムは全二重チャネルを通じて通信
するために衝突はしない。） これに加えて、モデム４ａからの後縁はモデム４ｂから
の開始シーケンスと潜在的に衝突するように見える。こ
れは、後者と関連する端末がモデム４ａから後縁がまだ
伝送されている最中にポーリングされるためである。実
際、端末４ｂがＲＳリードを４ａからの後縁がまだ伝送
されているときアップにすると、衝突が本当に起こる。
ただし、個々のポーリングシーケンスの伝送と関連する
遅延のソース、例えば、コントロールモデル１０の送信
機と端局モデム４ｂの受信機の間の伝搬遅延が存在す
る。これら遅延はコンピュータ２によってコントロール
モデル１０によって供給されたポールシーケンスの最終
ビットと、この同一ビットがモデム４ｂのＲＤリードの
所に出現する時間との間に最小時間間隔(a minimun tim
e interval)を発生させる。この時間間隔は、端末３ｂ
がそのＲＳリードをこのポールに応答してアップし、モ
デム４ｂが開始シーケンスを開始することができる最早
時間である。現実には、この最小時間間隔は、ＳＹＮＢ
Ｃ及び後縁を伝送するのに必要な時間よりかなり長く、
従って、この仮想上の衝突は起こらない。
従って、要約すると、モデム間情報を見出し内でなく後
縁内に置くことにより、これら固有の遅延が有効に活用
され、モデム間データを伝送するために使用される時間
が出方向ポーリングシーケンスと時間的に重複すること
が回避される。
縁内に置くことにより、これら固有の遅延が有効に活用
され、モデム間データを伝送するために使用される時間
が出方向ポーリングシーケンスと時間的に重複すること
が回避される。
モデム間データを後縁内に置くことのこの特定の用途の
第２の長所は、ＧＣＫＳＵＭがユーザデータの後に提供
され、従って、データ並びにＴＲＩＤ及びＳＮを通じて
取ることができるため、コントロールモデルはＴＲＩＤ
及びＳＮのみでなく、ユーザデータが正しく回復された
か否かを決定することが可能となることにある。前述の
共同未決合衆国特許出願において開示されているごと
く、これは、一方、コントロールモデルがここで“損失
メッセージ率(missed message rate)”と呼ばれる端局
モデム性能パラメータの正確な測定値を保持することを
可能にする。このパラメータは、エラーなしに受信され
た全メッセージの百分率を与える（これとは対比的に、
第３図のフォーマットの場合は、コントロールモデル
は、単に、いくつかの見出しがエラーなしに受信された
かを示すいわゆる損失始動率(missed srart-uprate)の
測定値を与えるのみである。） 第５図−第６図の流れ図は、個々の端局モデム３ａ、３
ｂ、・・・、３ｎ内において第４図に示されるタイプの
メッセージを生成するために遂行される動作を示す。実
現の方法次第で、この流れ図のさまざまなステップは、
必要に応じて、マイクロプロセッサ２１、信号処理モジ
ュール２８、あるいはこれらの組合せによって遂行する
ことができる。（モデムは他の機能も遂行するが、これ
らはこのメッセージの生成機能とは関係ないため、図面
には示されない。） 例えば、モデムが最初にオンされると、これは５５１の
所に示されるように、複数の初期化機能を遂行する。こ
れら機能には、そのライン信号、例えば、経路１２上の
信号をオフにすること、そのＣＳリードをオフにするあ
るいはダウンすること、ｋ−ビットシーケンスナンバー
変数ＳＮをゼロに初期化すること、及びフロントパネル
回路２３を尋問して端局同定ＴＲＩＤを決定することが
含まれる。（ブロック５１１内の記号ＳＮ−０及び図面
内のその他に見られるこの記号は“ＳＮに０の値を割り
当る”ことを示す。） この時点において、コントロールはブロック５１２にパ
スし、ここからコントロールはＥＩＡインタフェース３
２から延びるＲＳリードが関連するデータ端末によって
アップ、つまり、オンされたとき出る。いったんこれが
起ると、モデムはブロック５１３において、ｐ−ビット
チェックサム変数ＧＣＫＳＵＭを０に初期化し、次にそ
れぞれブロック５１５及び５１６によって示されるよう
にダブルドット及びＳＹＮＣＡを送出する。このモデム
は現在ユーザデータを送信することができ、従って、こ
れはブロック５１８に示されるようにＣＳリードをアッ
プにする。これは次にその期間にユーザデータが送信さ
れるルーブに入いる。
第２の長所は、ＧＣＫＳＵＭがユーザデータの後に提供
され、従って、データ並びにＴＲＩＤ及びＳＮを通じて
取ることができるため、コントロールモデルはＴＲＩＤ
及びＳＮのみでなく、ユーザデータが正しく回復された
か否かを決定することが可能となることにある。前述の
共同未決合衆国特許出願において開示されているごと
く、これは、一方、コントロールモデルがここで“損失
メッセージ率(missed message rate)”と呼ばれる端局
モデム性能パラメータの正確な測定値を保持することを
可能にする。このパラメータは、エラーなしに受信され
た全メッセージの百分率を与える（これとは対比的に、
第３図のフォーマットの場合は、コントロールモデル
は、単に、いくつかの見出しがエラーなしに受信された
かを示すいわゆる損失始動率(missed srart-uprate)の
測定値を与えるのみである。） 第５図−第６図の流れ図は、個々の端局モデム３ａ、３
ｂ、・・・、３ｎ内において第４図に示されるタイプの
メッセージを生成するために遂行される動作を示す。実
現の方法次第で、この流れ図のさまざまなステップは、
必要に応じて、マイクロプロセッサ２１、信号処理モジ
ュール２８、あるいはこれらの組合せによって遂行する
ことができる。（モデムは他の機能も遂行するが、これ
らはこのメッセージの生成機能とは関係ないため、図面
には示されない。） 例えば、モデムが最初にオンされると、これは５５１の
所に示されるように、複数の初期化機能を遂行する。こ
れら機能には、そのライン信号、例えば、経路１２上の
信号をオフにすること、そのＣＳリードをオフにするあ
るいはダウンすること、ｋ−ビットシーケンスナンバー
変数ＳＮをゼロに初期化すること、及びフロントパネル
回路２３を尋問して端局同定ＴＲＩＤを決定することが
含まれる。（ブロック５１１内の記号ＳＮ−０及び図面
内のその他に見られるこの記号は“ＳＮに０の値を割り
当る”ことを示す。） この時点において、コントロールはブロック５１２にパ
スし、ここからコントロールはＥＩＡインタフェース３
２から延びるＲＳリードが関連するデータ端末によって
アップ、つまり、オンされたとき出る。いったんこれが
起ると、モデムはブロック５１３において、ｐ−ビット
チェックサム変数ＧＣＫＳＵＭを０に初期化し、次にそ
れぞれブロック５１５及び５１６によって示されるよう
にダブルドット及びＳＹＮＣＡを送出する。このモデム
は現在ユーザデータを送信することができ、従って、こ
れはブロック５１８に示されるようにＣＳリードをアッ
プにする。これは次にその期間にユーザデータが送信さ
れるルーブに入いる。
より詳細には、ブロック５２１に示されるように、モデ
ムは所定のデータシンボル群内の次に伝送されるべき特
定のシンボルを同定する２進語ＴＳＹＭを生成する。Ｔ
ＳＹＭの値は、指定の数のユーザ供給データビットをリ
ードＳＤから取り、スクランブリングし、差分及び／あ
るいはコンボルーショナル符号化するタスクを遂行する
ことによって派生される。一例として、単純加法チェッ
クサムである（このかわりに他のエラーチェックコード
を使用することもできる）ＧＣＫＳＵＭの値が次にブロ
ック５２２においてこれに単にＴＳＹＭの値のモジュロ
２Ｐを加えることによって更新される。ＴＳＹＭの値が
次に指定のチャネルシンボル内にマッピングされ、これ
が次にブロック５２５において、伝送される。ブロック
５２８において、ＲＳリードがまだ能動であることが決
定されるかぎり、モデムはブロック５３１において、シ
ンボル期間ＴＳＹＭに等しい期間だけ待ち、その後、別
のユーザデータを処理するためにブロック５２１に戻ど
る。
ムは所定のデータシンボル群内の次に伝送されるべき特
定のシンボルを同定する２進語ＴＳＹＭを生成する。Ｔ
ＳＹＭの値は、指定の数のユーザ供給データビットをリ
ードＳＤから取り、スクランブリングし、差分及び／あ
るいはコンボルーショナル符号化するタスクを遂行する
ことによって派生される。一例として、単純加法チェッ
クサムである（このかわりに他のエラーチェックコード
を使用することもできる）ＧＣＫＳＵＭの値が次にブロ
ック５２２においてこれに単にＴＳＹＭの値のモジュロ
２Ｐを加えることによって更新される。ＴＳＹＭの値が
次に指定のチャネルシンボル内にマッピングされ、これ
が次にブロック５２５において、伝送される。ブロック
５２８において、ＲＳリードがまだ能動であることが決
定されるかぎり、モデムはブロック５３１において、シ
ンボル期間ＴＳＹＭに等しい期間だけ待ち、その後、別
のユーザデータを処理するためにブロック５２１に戻ど
る。
ＲＳリードがダウンされたことが検出されると、それぞ
れブロック５３２及び５３４によって示されるように、
モデムはＣＳリードをダウンし、ＳＹＮＣＢを送出す
る。前述のごとく、ＳＹＮＣＢはユーザデータを表わす
のに使用されないＱＡＭ信号ポイントのシーケンスから
成る。ＳＹＮＣＢ信号ポイントのＱＡＭ座標値は、アレ
イとしてＲＯＭ２６内に格納されるが、ここで、これら
は、ＳＹＮＢＣ〔１〕、ＳＹＮＣＢ〔２〕、・・・ＳＹ
ＮＢＣ〔ｍ〕として表わされる。ＳＮが次にブロック５
３７において増分される。
れブロック５３２及び５３４によって示されるように、
モデムはＣＳリードをダウンし、ＳＹＮＣＢを送出す
る。前述のごとく、ＳＹＮＣＢはユーザデータを表わす
のに使用されないＱＡＭ信号ポイントのシーケンスから
成る。ＳＹＮＣＢ信号ポイントのＱＡＭ座標値は、アレ
イとしてＲＯＭ２６内に格納されるが、ここで、これら
は、ＳＹＮＢＣ〔１〕、ＳＹＮＣＢ〔２〕、・・・ＳＹ
ＮＢＣ〔ｍ〕として表わされる。ＳＮが次にブロック５
３７において増分される。
ブロック５３９において、メッセージ後縁のアセンブリ
は、最初に、ＧＣＫＳＵＭの値をこれにＳＮ及びＴＲＩ
Ｄの値のモジュロ２Ｐを加えることによって更新するこ
とから開始される。ＴＲＩＤ、ＳＮ及びＧＣＫＳＵＭを
連結することによって形成されたビット流がここでブロ
ックに分割され、これらは次に、スクランブリング、差
分符号化、あるいは他のこのような処理に行なうことな
く、Ｍ個の個別のチャネルシンボルにマッピングされ
る。（このような処理が適当であるような特定の実現で
は、これを遂行してもよい。）ブロック５４１及び５４
２に示されるごとく、これらチャネルシンボルがここで
伝送され、従来の方法でパッティングシンボルのストリ
ームが続く（第３図及び第４図には示さない）。これら
の存在は、前に伝送されたいわゆるポストカーソル(pos
t-cursor)が早まって終端しないことを保証する。（一
般的な意味において、後縁の一種と特性化できるこのパ
ッティングシンボルのストリームは、本質的に、本発明
の後縁と、これらパッティングシンボルは情報を運ばな
い点で異なる。これとは対比的に、本発明の後縁内のデ
ータは、実際、情報を運ぶ。より詳細には、必ずしもそ
うではないが、通常、この後縁情報は伝送されているメ
ッセージの１つあるいは複数の特性、例えば、メッセー
ジのソース（例えば、ＴＲＩＤ）；そのモデムから伝送
されるメッセージの総ストリング内のそのメッセージの
位置（ＳＮ）；あるいはそのメッセージを構成するビッ
トの値から派生された数値（ＧＣＫＳＵＭ）を含む。） 最後に、ブロック５４４に示されるごとく、モデムがそ
のライン信号を再びオフにし、コントロールはブロック
５１２に戻どる。
は、最初に、ＧＣＫＳＵＭの値をこれにＳＮ及びＴＲＩ
Ｄの値のモジュロ２Ｐを加えることによって更新するこ
とから開始される。ＴＲＩＤ、ＳＮ及びＧＣＫＳＵＭを
連結することによって形成されたビット流がここでブロ
ックに分割され、これらは次に、スクランブリング、差
分符号化、あるいは他のこのような処理に行なうことな
く、Ｍ個の個別のチャネルシンボルにマッピングされ
る。（このような処理が適当であるような特定の実現で
は、これを遂行してもよい。）ブロック５４１及び５４
２に示されるごとく、これらチャネルシンボルがここで
伝送され、従来の方法でパッティングシンボルのストリ
ームが続く（第３図及び第４図には示さない）。これら
の存在は、前に伝送されたいわゆるポストカーソル(pos
t-cursor)が早まって終端しないことを保証する。（一
般的な意味において、後縁の一種と特性化できるこのパ
ッティングシンボルのストリームは、本質的に、本発明
の後縁と、これらパッティングシンボルは情報を運ばな
い点で異なる。これとは対比的に、本発明の後縁内のデ
ータは、実際、情報を運ぶ。より詳細には、必ずしもそ
うではないが、通常、この後縁情報は伝送されているメ
ッセージの１つあるいは複数の特性、例えば、メッセー
ジのソース（例えば、ＴＲＩＤ）；そのモデムから伝送
されるメッセージの総ストリング内のそのメッセージの
位置（ＳＮ）；あるいはそのメッセージを構成するビッ
トの値から派生された数値（ＧＣＫＳＵＭ）を含む。） 最後に、ブロック５４４に示されるごとく、モデムがそ
のライン信号を再びオフにし、コントロールはブロック
５１２に戻どる。
第７−８図の流れ図は、コントロールモデル１０内にお
いて特定の端局モデムから受信された第４図に示される
タイプのメッセージを処理するために遂行される動作を
示す。ここでも、どのように実現するかによって、この
流れ図のさまざまなステップは、必要に応じて、マイク
ロプロセッサ２１、信号処理モジュール２８、あるいは
この組合せにて遂行することができる（同様に、モデム
は他の多くの機能も遂行するが、これらはメッセージ処
理機能とは関係ないため、図面には示されない。） ブロック９１２に示されるごとく、モデムは３つのアレ
イ、ＰＲＥＶＦＡＧ〔 〕、ＭＣＯＵＮＴ〔 〕及びＭ
ＭＣＯＵＮＴ〔 〕をゼロに初期化することによって開
始する。これらアレイの用途に関しては後に説明され
る。モデムは、次に、自体をブロック９１４に示される
さまざまな動作を遂行することによって開始に対して
“装備”する。これらには、ＲＲリードをダウンするこ
と、及びＲＤリードを“マーク(mark)”あるいはアイド
ル状態にセットすることが含まれる。コントロールは次
にブロック９１７にパスし、これはここからライン信号
エネルギーが検出されたときに出る。ライン信号のこの
最初の部分がダブルドット信号であるものと想定する
と、モデムはブロック９２４に示されるさまざまな開始
機能の遂行に進む。これら機能は、基本的には、前述の
信号パラメータ、例えば、利得の設定、ボーサンプリン
グ位相及びキャリー位相角度を得ることから成る。ライ
ン信号エネルギーが検出された所定の時間の後に、これ
らパラメータが残りのダブルドット信号ポイント及びＳ
ＹＮＣＡから始まる信号の正確な復号に対して十分に正
確であると決定されたもとの想定する。
いて特定の端局モデムから受信された第４図に示される
タイプのメッセージを処理するために遂行される動作を
示す。ここでも、どのように実現するかによって、この
流れ図のさまざまなステップは、必要に応じて、マイク
ロプロセッサ２１、信号処理モジュール２８、あるいは
この組合せにて遂行することができる（同様に、モデム
は他の多くの機能も遂行するが、これらはメッセージ処
理機能とは関係ないため、図面には示されない。） ブロック９１２に示されるごとく、モデムは３つのアレ
イ、ＰＲＥＶＦＡＧ〔 〕、ＭＣＯＵＮＴ〔 〕及びＭ
ＭＣＯＵＮＴ〔 〕をゼロに初期化することによって開
始する。これらアレイの用途に関しては後に説明され
る。モデムは、次に、自体をブロック９１４に示される
さまざまな動作を遂行することによって開始に対して
“装備”する。これらには、ＲＲリードをダウンするこ
と、及びＲＤリードを“マーク(mark)”あるいはアイド
ル状態にセットすることが含まれる。コントロールは次
にブロック９１７にパスし、これはここからライン信号
エネルギーが検出されたときに出る。ライン信号のこの
最初の部分がダブルドット信号であるものと想定する
と、モデムはブロック９２４に示されるさまざまな開始
機能の遂行に進む。これら機能は、基本的には、前述の
信号パラメータ、例えば、利得の設定、ボーサンプリン
グ位相及びキャリー位相角度を得ることから成る。ライ
ン信号エネルギーが検出された所定の時間の後に、これ
らパラメータが残りのダブルドット信号ポイント及びＳ
ＹＮＣＡから始まる信号の正確な復号に対して十分に正
確であると決定されたもとの想定する。
ＳＹＮＣＡの存在を検出するために、モデムは、ブロッ
ク９２６によって示されるごとく、変数ＣＯＵＮＴＡを
ゼロに初期化する。次に、ブロック９２７においてＳＹ
ＮＣＡが実際に到着したか否か決定される。これは、最
も最近に復調された信号ポイントを調べ、４つの前に復
調された信号ポイントとの組合せで、これがシーケンス
−Ａ、−Ａ、Ａ、Ａ、Ａ、Ａを構成するか否かを決定す
ることよって行なわれる。構成する場合は、ＳＹＮＣＡ
が到着しており、コントロールはブロック９３６にパス
され、ここで、リードＲＲがアップにされ、コンピュー
タ２にユーザデータの開始を示す。一方、ＳＹＮＣＡが
まだ到達していない場合は、変数ＣＯＵＮＴＡがブロッ
ク９２９において増分され、この値が次にブロック９３
１においてテストされる。ＣＯＵＴＡが所定の制限値Ｌ
ＩＭＩＴＡ（この値はダブルドット信号の所定の長さを
考慮に入れて選択される）を超えることが発見される
と、ノイズあるいは他のチャネル妨害の結果としてＳＹ
ＮＣＡが失われ、ユーザデータが開始されたものと想定
する。この場合、ユーザデータの次のブロックの最初の
部分が既にパスした可能性が強い。しかしながらコント
ロールはブロック９３６にパスする。コンピュータ２及
び端末３ａ、３ｂ、・・・３ｎによって使用されている
（高レベル）データ通信プロトコールは失墜ブロック(c
orrupted block)を検出し、この状況に、例えば、再送
信を要求することによって対処する。最後に、ＣＯＵＮ
ＴＡがＬＩＭＩＴより小い場合は、モデムはブロック９
３４において、ＴＳＹＭに等しい期間だけ待ち、その
後、ブロック９２７に戻どる。
ク９２６によって示されるごとく、変数ＣＯＵＮＴＡを
ゼロに初期化する。次に、ブロック９２７においてＳＹ
ＮＣＡが実際に到着したか否か決定される。これは、最
も最近に復調された信号ポイントを調べ、４つの前に復
調された信号ポイントとの組合せで、これがシーケンス
−Ａ、−Ａ、Ａ、Ａ、Ａ、Ａを構成するか否かを決定す
ることよって行なわれる。構成する場合は、ＳＹＮＣＡ
が到着しており、コントロールはブロック９３６にパス
され、ここで、リードＲＲがアップにされ、コンピュー
タ２にユーザデータの開始を示す。一方、ＳＹＮＣＡが
まだ到達していない場合は、変数ＣＯＵＮＴＡがブロッ
ク９２９において増分され、この値が次にブロック９３
１においてテストされる。ＣＯＵＴＡが所定の制限値Ｌ
ＩＭＩＴＡ（この値はダブルドット信号の所定の長さを
考慮に入れて選択される）を超えることが発見される
と、ノイズあるいは他のチャネル妨害の結果としてＳＹ
ＮＣＡが失われ、ユーザデータが開始されたものと想定
する。この場合、ユーザデータの次のブロックの最初の
部分が既にパスした可能性が強い。しかしながらコント
ロールはブロック９３６にパスする。コンピュータ２及
び端末３ａ、３ｂ、・・・３ｎによって使用されている
（高レベル）データ通信プロトコールは失墜ブロック(c
orrupted block)を検出し、この状況に、例えば、再送
信を要求することによって対処する。最後に、ＣＯＵＮ
ＴＡがＬＩＭＩＴより小い場合は、モデムはブロック９
３４において、ＴＳＹＭに等しい期間だけ待ち、その
後、ブロック９２７に戻どる。
ブロック９３６に続いて、変数ＲＣＫＳＵＭがブロック
９３８において、０に初期化される。この変数は時間上
の任意のポイントまで累積された受信シンボルのチェッ
クサムの値を保持する。最初に受信された信号ポイント
が次にブロック９４１において、許容されるユーザデー
タを運ぶデータシンボルのみでなく、ＳＹＮＣＢを構成
する前述のシンボルのアルファベットも含む“拡張(exp
anded)”信号群を用いてスライスされる。このスライス
された信号ポイントＲＳＹＭが次にブロック９４４にお
いて、これがＳＹＮＣＢシンボルの１つであるか決定す
るために調べられる。そうでない場合は、コントロール
はブロック９４６にパスし、ここで、ＲＣＫＳＵＭの値
がＲＳＹＭによって更新される。ＲＳＹＭによって表わ
されるデータビットが次にブロック９４７において回復
される。このブロックにおける処理は、等化、復調、差
分及び／あるいはトレリス信号、及びデスクランブリン
グなどのステップを含み、こうして回復されたビットは
リードＲＤ上のユーザに配達される。モデムは次にブロ
ック９４８においてＴＳＹＭに等しい期間だけ待つ。ブ
ロック９４９によってライン信号がまだ存在することが
検出されるかぎり、処理はブロック９４１に戻どる。
９３８において、０に初期化される。この変数は時間上
の任意のポイントまで累積された受信シンボルのチェッ
クサムの値を保持する。最初に受信された信号ポイント
が次にブロック９４１において、許容されるユーザデー
タを運ぶデータシンボルのみでなく、ＳＹＮＣＢを構成
する前述のシンボルのアルファベットも含む“拡張(exp
anded)”信号群を用いてスライスされる。このスライス
された信号ポイントＲＳＹＭが次にブロック９４４にお
いて、これがＳＹＮＣＢシンボルの１つであるか決定す
るために調べられる。そうでない場合は、コントロール
はブロック９４６にパスし、ここで、ＲＣＫＳＵＭの値
がＲＳＹＭによって更新される。ＲＳＹＭによって表わ
されるデータビットが次にブロック９４７において回復
される。このブロックにおける処理は、等化、復調、差
分及び／あるいはトレリス信号、及びデスクランブリン
グなどのステップを含み、こうして回復されたビットは
リードＲＤ上のユーザに配達される。モデムは次にブロ
ック９４８においてＴＳＹＭに等しい期間だけ待つ。ブ
ロック９４９によってライン信号がまだ存在することが
検出されるかぎり、処理はブロック９４１に戻どる。
ブロック９４４に戻どり、前述の想定とは逆に、ＲＳＹ
ＭがＳＹＮＣＢシンボルであると決定された場合は、処
理はブロック９５１に進む。ここで、我々は、我々が実
際にＳＹＮＣＢの受信プロセスにあるのではなく、例え
ば、チャネル内で失墜し、現在ＳＹＮＣＢシンボルのよ
うに見えるユーザデータを運ぶシンボルを受信したのだ
という事実を考慮にいれる。ユーザに配ばられる回復デ
ータ内はこのような失墜の影響を最小限にするために、
モデムは伝送されたシンボル群内のＲＳＹＭに最も近い
シンボルを同定し、次に、ユーザに“再マップ(remappe
d)された”シンボルが表わすデータを配る。伝送された
シンボルが、事実、ユーザ起源のものであった場合は、
それはそれで問題ない。一方、そうでなかった場合は、
ＳＹＮＣＢが実際に伝送された場合でも、再マッピング
による実害は存在しない。なぜなら、典型的なデータ通
信構成においては、コンピュータ２は既にユーザデータ
ブロックの終端を認識しており、再マップされたシンボ
ルによって表わされるデータを無視するためである。
ＭがＳＹＮＣＢシンボルであると決定された場合は、処
理はブロック９５１に進む。ここで、我々は、我々が実
際にＳＹＮＣＢの受信プロセスにあるのではなく、例え
ば、チャネル内で失墜し、現在ＳＹＮＣＢシンボルのよ
うに見えるユーザデータを運ぶシンボルを受信したのだ
という事実を考慮にいれる。ユーザに配ばられる回復デ
ータ内はこのような失墜の影響を最小限にするために、
モデムは伝送されたシンボル群内のＲＳＹＭに最も近い
シンボルを同定し、次に、ユーザに“再マップ(remappe
d)された”シンボルが表わすデータを配る。伝送された
シンボルが、事実、ユーザ起源のものであった場合は、
それはそれで問題ない。一方、そうでなかった場合は、
ＳＹＮＣＢが実際に伝送された場合でも、再マッピング
による実害は存在しない。なぜなら、典型的なデータ通
信構成においては、コンピュータ２は既にユーザデータ
ブロックの終端を認識しており、再マップされたシンボ
ルによって表わされるデータを無視するためである。
ブロック９５３において、再マップされたシンボルがブ
ロック９４７におけると同様に処理されてユーザデータ
ビットが回復される。処理は次にブロック９５５に進
み、ここでマッピングされない受信シンボルがこれの直
前に受信されたシンボルとの組合せでＳＹＮＢＣを構成
するか否か決定される。構成しない場合は、処理は前述
のごとくブロック９４８に進む。構成する場合は、ＳＹ
ＮＣＢが到達したものと想定され、ブロック９８１にお
いて、ＲＤが“マーク”にセットされ、リードＲＲがダ
ウンされ、後縁処理が開始される。
ロック９４７におけると同様に処理されてユーザデータ
ビットが回復される。処理は次にブロック９５５に進
み、ここでマッピングされない受信シンボルがこれの直
前に受信されたシンボルとの組合せでＳＹＮＢＣを構成
するか否か決定される。構成しない場合は、処理は前述
のごとくブロック９４８に進む。構成する場合は、ＳＹ
ＮＣＢが到達したものと想定され、ブロック９８１にお
いて、ＲＤが“マーク”にセットされ、リードＲＲがダ
ウンされ、後縁処理が開始される。
より詳細には、後縁は前述のごとく、一例として、Ｍ個
のデータシンボルによって運ばれる。これがブロック９
６１によって処理された後縁内のビットが回復される。
これらビットは次にＴＲＩＤ、ＳＮ及びＧＣＫＳＵＭに
対応する語にグループ化される。回復されるこれら語の
値は、例えば、チャネル妨害を通じてそれらが伝送され
たときと異なる可能性があるため、これらはここではそ
れぞれＲＴＲＩＤ、ＲＳＮ及びＲＧＣＫＳＵＭと呼ばれ
る。
のデータシンボルによって運ばれる。これがブロック９
６１によって処理された後縁内のビットが回復される。
これらビットは次にＴＲＩＤ、ＳＮ及びＧＣＫＳＵＭに
対応する語にグループ化される。回復されるこれら語の
値は、例えば、チャネル妨害を通じてそれらが伝送され
たときと異なる可能性があるため、これらはここではそ
れぞれＲＴＲＩＤ、ＲＳＮ及びＲＧＣＫＳＵＭと呼ばれ
る。
ユーザデータの受信の最中にブロック９４６において更
新されたラニングチェックサムＲＣＫＳＵＭがここでさ
らにブロック９６４においてＲＴＲＩＤ及びＲＳＮの値
を含むように更新される。メッセージがエラーなしに受
信された場合は、ＲＣＫＳＵＭとＲＧＣＫＳＵＭが等し
くなるべきである。そこで、これら２つの変数の値がブ
ロック９６６において比較される。
新されたラニングチェックサムＲＣＫＳＵＭがここでさ
らにブロック９６４においてＲＴＲＩＤ及びＲＳＮの値
を含むように更新される。メッセージがエラーなしに受
信された場合は、ＲＣＫＳＵＭとＲＧＣＫＳＵＭが等し
くなるべきである。そこで、これら２つの変数の値がブ
ロック９６６において比較される。
ＲＣＫＳＵＭとＲＧＣＫＳＵＭが等しくない場合は、ユ
ーザデータ、ＳＹＮＣＢ、ＴＲＩＤ、ＳＮあるいはＧＣ
ＫＳＵＭの伝送の最中に１つあるいは複数のエラーが発
生したことを示す。モデムは次にブロック９８３に進
み、これはここからライン信号がもはや存在しなくなっ
た時点でブロック９１４に戻どる。
ーザデータ、ＳＹＮＣＢ、ＴＲＩＤ、ＳＮあるいはＧＣ
ＫＳＵＭの伝送の最中に１つあるいは複数のエラーが発
生したことを示す。モデムは次にブロック９８３に進
み、これはここからライン信号がもはや存在しなくなっ
た時点でブロック９１４に戻どる。
一方、ＲＣＫＳＵＭとＲＧＣＫＳＵＭが等しい場合は、
メッセージはエラーなしに回復されたものとみなされ
る。従って、ＲＴＲＩＤ及びＲＳＮの値は有効であると
みなされ、損失メッセージ率の処理に進む。
メッセージはエラーなしに回復されたものとみなされ
る。従って、ＲＴＲＩＤ及びＲＳＮの値は有効であると
みなされ、損失メッセージ率の処理に進む。
この処理の遂行において、コントロールモデル１０は前
述の３つのアレイＰＲＥＶＦＬＡＧ〔 〕、ＭＣＯＵＮ
Ｔ〔 〕及びＭＭＣＯＵＮＴ〔 〕並びに第４のアレイ
ＰＲＥＶＳＮ〔 〕を保持する。ここで、個々のアレイ
のｉ番目の要素は端局モデム４ａ、４ｂ、・・・、４ｎ
のｉ番目の１つと関連する。より詳細には、ＰＲＥＶＦ
ＡＧ〔ｉ〕はｉ番目の端局モデムからエラーを持たない
メッセージがまだ１つも受信されてない場合は“０”の
値を待ち、そうでない場合は“１”の値を持ち；ＭＣＯ
ＵＮＴ〔ｉ〕はｉ番目の端局から受信されたメッセージ
の総数を含み、この数は後に説明の損失メッセージ処理
から類推され；ＭＭＣＯＵＮＴ〔ｉ〕はｉ番目の端局モ
デムからの損失メッセージの数を含み、この数も損失メ
ッセージ処理から類推され；そしてＰＲＥＶＳＮ〔ｉ〕
はｉ番目の端局モデムから受信された最後のエラーをも
たないメッセージ内に含まれるシーケンス番号ＲＳＮの
値である。
述の３つのアレイＰＲＥＶＦＬＡＧ〔 〕、ＭＣＯＵＮ
Ｔ〔 〕及びＭＭＣＯＵＮＴ〔 〕並びに第４のアレイ
ＰＲＥＶＳＮ〔 〕を保持する。ここで、個々のアレイ
のｉ番目の要素は端局モデム４ａ、４ｂ、・・・、４ｎ
のｉ番目の１つと関連する。より詳細には、ＰＲＥＶＦ
ＡＧ〔ｉ〕はｉ番目の端局モデムからエラーを持たない
メッセージがまだ１つも受信されてない場合は“０”の
値を待ち、そうでない場合は“１”の値を持ち；ＭＣＯ
ＵＮＴ〔ｉ〕はｉ番目の端局から受信されたメッセージ
の総数を含み、この数は後に説明の損失メッセージ処理
から類推され；ＭＭＣＯＵＮＴ〔ｉ〕はｉ番目の端局モ
デムからの損失メッセージの数を含み、この数も損失メ
ッセージ処理から類推され；そしてＰＲＥＶＳＮ〔ｉ〕
はｉ番目の端局モデムから受信された最後のエラーをも
たないメッセージ内に含まれるシーケンス番号ＲＳＮの
値である。
ブロック９６８から開始し、ＰＲＥＶＦＬＡＧ〔ＲＴＲ
ＩＤ〕の値がチェックされる。これが“０”であり、こ
れがＲＴＲＩＤによって同定される端局モデムからの最
初のエラーの存在しないメッセージであることが示され
ると、一般的に、その端局モデムからの前のメッセージ
が損失したか否かを知るベースは存在しない。従って、
この時点で、モデムはそれぞれブロック９６９及び９７
８において単にＰＲＥＶＦＦＬＡＧ〔ＲＴＲＩＤ〕を
“１”にセットし、ＲＳＮの現在の値をＰＲＥＶＳＮ
〔ＲＴＲＩＤ〕内に記録し、次にブロック９８３に進
み、現在のメッセージの終端の所でのライン信号が損失
するのを待つ。
ＩＤ〕の値がチェックされる。これが“０”であり、こ
れがＲＴＲＩＤによって同定される端局モデムからの最
初のエラーの存在しないメッセージであることが示され
ると、一般的に、その端局モデムからの前のメッセージ
が損失したか否かを知るベースは存在しない。従って、
この時点で、モデムはそれぞれブロック９６９及び９７
８において単にＰＲＥＶＦＦＬＡＧ〔ＲＴＲＩＤ〕を
“１”にセットし、ＲＳＮの現在の値をＰＲＥＶＳＮ
〔ＲＴＲＩＤ〕内に記録し、次にブロック９８３に進
み、現在のメッセージの終端の所でのライン信号が損失
するのを待つ。
一方、ＰＲＥＶＦＬＡＧ〔ＲＴＲＩＤ〕の値が“１”で
あり、ＲＴＲＩＤによって同定される端局モデムから前
にエラーのないメッセージが受信されたことが示される
場合は、処理はブロック９７１に進む。ここで、Ｄと呼
ばれるＲＳＮ〔ＲＴＲＩＤ〕とＰＲＥＶＳＮ〔ＲＴＲＩ
Ｄ〕の間の差が２ｈ個の異なる値のみを取るＲＳＮ〔Ｒ
ＴＲＩＤ〕のラップアラウンドを考慮に入れて計算され
る。特定の端局モデムから伝送されるシーケンス番号
は、一例として、個々の一連の伝送されたメッセージに
対して１だけ進むため、Ｄの値は、最後のエラーのない
メッセージがその端局モデムから受信されて以来の現在
のメッセージを含む伝送されたメッセージの数を表わ
す。これに加えて、量（Ｄ−１）は最後のエラーのない
メッセージが受信されて以来の発生した介在したエラー
を含むメッセージの数を表わす。例えば、ＲＴＲＩＤ番
目のモデムからのＲＳＮが１２であり、ＰＲＥＶＳＮ
〔ＲＴＲＩＤ〕が８であると想定する。すると、Ｄ＝４
であり、これから我々は、a)現在受信されているメッセ
ージはＲＴＲＩＤ番目の端局モデムからのコントロール
モデル１０がこの特定の端局モデムからエラーのないメ
ッセージを最後に受信して以来の４番目のメッセージで
あること、及びb)この３つの介在メッセージが１つある
いは複数のエラーを含むことを学ぶ。
あり、ＲＴＲＩＤによって同定される端局モデムから前
にエラーのないメッセージが受信されたことが示される
場合は、処理はブロック９７１に進む。ここで、Ｄと呼
ばれるＲＳＮ〔ＲＴＲＩＤ〕とＰＲＥＶＳＮ〔ＲＴＲＩ
Ｄ〕の間の差が２ｈ個の異なる値のみを取るＲＳＮ〔Ｒ
ＴＲＩＤ〕のラップアラウンドを考慮に入れて計算され
る。特定の端局モデムから伝送されるシーケンス番号
は、一例として、個々の一連の伝送されたメッセージに
対して１だけ進むため、Ｄの値は、最後のエラーのない
メッセージがその端局モデムから受信されて以来の現在
のメッセージを含む伝送されたメッセージの数を表わ
す。これに加えて、量（Ｄ−１）は最後のエラーのない
メッセージが受信されて以来の発生した介在したエラー
を含むメッセージの数を表わす。例えば、ＲＴＲＩＤ番
目のモデムからのＲＳＮが１２であり、ＰＲＥＶＳＮ
〔ＲＴＲＩＤ〕が８であると想定する。すると、Ｄ＝４
であり、これから我々は、a)現在受信されているメッセ
ージはＲＴＲＩＤ番目の端局モデムからのコントロール
モデル１０がこの特定の端局モデムからエラーのないメ
ッセージを最後に受信して以来の４番目のメッセージで
あること、及びb)この３つの介在メッセージが１つある
いは複数のエラーを含むことを学ぶ。
前述のことから、従ってモデムはＭＣＯＵＮＴ〔ＲＴＲ
ＩＤ〕及びＭＭＣＯＵＮＴ〔ＲＴＲＩＤ〕の値をブロッ
ク９７３において、前者にＤを加えることによって更新
し、ブロック９７５において後者に量（Ｄ−１）を加え
ることよって更新する。処理は次に前と同様にブロック
９７８及び９８３に進む。
ＩＤ〕及びＭＭＣＯＵＮＴ〔ＲＴＲＩＤ〕の値をブロッ
ク９７３において、前者にＤを加えることによって更新
し、ブロック９７５において後者に量（Ｄ−１）を加え
ることよって更新する。処理は次に前と同様にブロック
９７８及び９８３に進む。
ＭＭＣＯＵＮＴ〔ＲＴＲＩＤ〕及びＭＣＯＵＮＴ〔ＲＴ
ＲＩＤ〕の値を与えられると、コントロールモデル１０
は（例えば、モデムフロントパネルを介して入力される
ユーザの）要求に応答してユーザにＲＴＲＩＤ番目の端
局の損失メッセージ率の値を報告することができる。こ
こで、この率は、勿論、ＭＭＣＯＵＮＴ〔ＲＴＲＩＤ〕
のＭＣＯＵＮＴ〔ＲＴＲＩＤ〕に対する比である。
ＲＩＤ〕の値を与えられると、コントロールモデル１０
は（例えば、モデムフロントパネルを介して入力される
ユーザの）要求に応答してユーザにＲＴＲＩＤ番目の端
局の損失メッセージ率の値を報告することができる。こ
こで、この率は、勿論、ＭＭＣＯＵＮＴ〔ＲＴＲＩＤ〕
のＭＣＯＵＮＴ〔ＲＴＲＩＤ〕に対する比である。
上の説明は単に本発明の原理を説明するためのものであ
る。例えば、上に示唆したように、本発明は後縁内への
特定のモデム間データ、例えば、ＴＲＤＩ、ＳＮあるい
はＧＣＫＳＵＭの挿入に限定されるものではない。特定
の用途によって要求される場合は、他のモデム間データ
をこれに加えて、あるいはこれにかわって使用すること
もできる。
る。例えば、上に示唆したように、本発明は後縁内への
特定のモデム間データ、例えば、ＴＲＤＩ、ＳＮあるい
はＧＣＫＳＵＭの挿入に限定されるものではない。特定
の用途によって要求される場合は、他のモデム間データ
をこれに加えて、あるいはこれにかわって使用すること
もできる。
従って、本発明の精神と範囲から逸脱することなく、こ
こには明示されなかったがこれ以外のさまざまな構成が
考えられることは勿論である。
こには明示されなかったがこれ以外のさまざまな構成が
考えられることは勿論である。
第１図は本発明が一例としてその中に実現されるマルチ
ポイント音声バンドデータ通信システムを示す図； 第２図は第１図のシステム内で使用されるモデムのアー
キテクチャーのブロックを示す図； 第３図はモデム間データが先行技術のように見出し内に
含まれるメッセージフォーマットを示す図； 第４図は本発明に従がうタイプの第２のメッセージフォ
ーマットを示す図； 第５図及び第６図は、第５図を第６図の上に配列したと
き、第１図のシステム内において端局モデム内で遂行さ
れる動作の流れ図を示し；そして 第７図及び第８図は、第７図を第８図の上に配列したと
き、第１図のシステム内のコントロールモデム内で遂行
される動作の流れ図を示す。
ポイント音声バンドデータ通信システムを示す図； 第２図は第１図のシステム内で使用されるモデムのアー
キテクチャーのブロックを示す図； 第３図はモデム間データが先行技術のように見出し内に
含まれるメッセージフォーマットを示す図； 第４図は本発明に従がうタイプの第２のメッセージフォ
ーマットを示す図； 第５図及び第６図は、第５図を第６図の上に配列したと
き、第１図のシステム内において端局モデム内で遂行さ
れる動作の流れ図を示し；そして 第７図及び第８図は、第７図を第８図の上に配列したと
き、第１図のシステム内のコントロールモデム内で遂行
される動作の流れ図を示す。
フロントページの続き (51)Int.Cl.5 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｈ０４Ｌ 29/06 9297−5Ｋ Ｈ０４Ｌ 27/00
Claims (6)
- 【請求項１】ユーザデータの流れを表す回線信号を発生
するための手段を含む第１のモデムと、 該回線信号を受信するための第２のモデムであって、受
信データリードと、該受信データリード上で有効な受信
ユーザデータの存在の指示を提供する手段とを含む第２
のモデムとを備えた伝送システムにおいて、 該回線信号は、さらに、該ユーザデータの流れの後に所
定の境界区切り信号を含み、そしてさらに該境界区切り
信号の後に該第１のモデム内から発生される情報を担う
データを含む後縁を含み、そして 該第２のモデムは、さらに、該境界区切り信号の受信に
応動して該指示を終了させるための手段を含み、これに
より該後縁を含む該回線信号の部分が該第２のモデムに
よって依然受信されつつある時点において、該第２のモ
デムと関連する端末装置がデータの送信を開始できるよ
うにすることを特徴とするデータ伝送システム。 - 【請求項２】特許請求の範囲第１項に記載のシステムに
おいて、 該情報を担うデータが、該第１のモデムを識別するデー
タを含むことを特徴とするデータ伝送システム。 - 【請求項３】特許請求の範囲第２項に記載のシステムに
おいて、 該情報を担うデータが、Ｎを所定の数としたとき該補助
モデムによって送信されるＮ個のメッセージ毎に進行す
る数列をさらに含むことを特徴とするデータ伝送システ
ム。 - 【請求項４】特許請求の範囲第１項に記載のシステムに
おいて、 該情報を担うデータが、誤りチェックコード語を含むこ
とを特徴とするデータ伝送システム。 - 【請求項５】特許請求の範囲第４項に記載のシステムに
おいて、 該誤りチェックコード語が、チェックサムであることを
特徴とするデータ伝送システム。 - 【請求項６】特許請求の範囲第４項に記載のシステムに
おいて、 該誤りチェックコード語が、該ユーザデータおよび該後
縁におけるデータの少なくとも所定の部分双方の関数で
あることを特徴とするデータ伝送システム。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/137,996 US4885749A (en) | 1987-12-28 | 1987-12-28 | Data transmission with improved message format |
| US137,996 | 1987-12-28 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH024045A JPH024045A (ja) | 1990-01-09 |
| JPH0666795B2 true JPH0666795B2 (ja) | 1994-08-24 |
Family
ID=22479974
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63326381A Expired - Lifetime JPH0666795B2 (ja) | 1987-12-28 | 1988-12-26 | 改良されたメッセージフォーマットをもつデータ伝送 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4885749A (ja) |
| EP (1) | EP0323072B1 (ja) |
| JP (1) | JPH0666795B2 (ja) |
| KR (1) | KR930003728B1 (ja) |
| CA (1) | CA1332455C (ja) |
Families Citing this family (19)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5206863A (en) * | 1987-08-14 | 1993-04-27 | General Electric Company | Processor-to-processor communications protocol for a public service trunking system |
| FR2653954A1 (fr) * | 1989-10-27 | 1991-05-03 | Trt Telecom Radio Electr | Procede pour transmettre une suite de m mots binaires de "p" elements binaires et dispositif de transmission mettant en óoeuvre ce procede. |
| US5150368A (en) * | 1990-04-10 | 1992-09-22 | Rolm Systems | Minimization of modem retransmissions |
| US5710798A (en) * | 1992-03-12 | 1998-01-20 | Ntp Incorporated | System for wireless transmission and receiving of information and method of operation thereof |
| US5745532A (en) * | 1992-03-12 | 1998-04-28 | Ntp Incorporated | System for wireless transmission and receiving of information and method of operation thereof |
| US5751773A (en) * | 1992-03-12 | 1998-05-12 | Ntp Incorporated | System for wireless serial transmission of encoded information |
| US5694428A (en) * | 1992-03-12 | 1997-12-02 | Ntp Incorporated | Transmitting circuitry for serial transmission of encoded information |
| US6272190B1 (en) | 1992-03-12 | 2001-08-07 | Ntp Incorporated | System for wireless transmission and receiving of information and method of operation thereof |
| US5742644A (en) * | 1992-03-12 | 1998-04-21 | Ntp Incorporated | Receiving circuitry for receiving serially transmitted encoded information |
| US5717725A (en) * | 1992-03-12 | 1998-02-10 | Ntp Incorporated | System for wireless transmission and receiving of information through a computer bus interface and method of operation |
| US5526353A (en) * | 1994-12-20 | 1996-06-11 | Henley; Arthur | System and method for communication of audio data over a packet-based network |
| US5650769A (en) * | 1995-02-24 | 1997-07-22 | Ntp, Incorporated | Radio receiver for use in a radio tracking system and a method of operation thereof |
| US5640146A (en) * | 1995-02-24 | 1997-06-17 | Ntp Incorporated | Radio tracking system and method of operation thereof |
| US5752251A (en) * | 1995-08-07 | 1998-05-12 | Ncr Corporation | Method and apparatus for recovering aborted file (or data) transmission |
| US6064673A (en) * | 1996-08-02 | 2000-05-16 | 3Com Corporation | Communications system having distributed control and real-time bandwidth management |
| US5937159A (en) * | 1997-03-28 | 1999-08-10 | Data General Corporation | Secure computer system |
| US6212195B1 (en) | 1998-12-01 | 2001-04-03 | 3Com Corporation | Telecommunication apparatus and method for forwarding packets using separate collision domains |
| US6967963B1 (en) | 1998-12-01 | 2005-11-22 | 3Com Corporation | Telecommunication method for ensuring on-time delivery of packets containing time-sensitive data |
| US6262979B1 (en) | 1998-12-01 | 2001-07-17 | 3Com Corporation | Telecommunication conferencing system and method |
Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5824935A (ja) * | 1981-08-06 | 1983-02-15 | Fujitsu Ltd | タ−ミナルコントロ−ラのバツフア制御方式 |
Family Cites Families (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CH632365A5 (de) * | 1978-01-30 | 1982-09-30 | Patelhold Patentverwertung | Datenaustauschverfahren zwischen mehreren partnern. |
| US4377862A (en) * | 1978-12-06 | 1983-03-22 | The Boeing Company | Method of error control in asynchronous communications |
| DE3069762D1 (en) * | 1980-08-26 | 1985-01-17 | Ibm | System for the retransmission of incorrectly received numbered frames in a data transmission system |
| DE3066889D1 (en) * | 1980-12-23 | 1984-04-12 | Ibm | Method of transmitting binary data sequences and arrangement for enabling the rapid determination of the end of a transmitted binary data sequence |
| US4422171A (en) * | 1980-12-29 | 1983-12-20 | Allied Corporation, Law Department | Method and system for data communication |
| JPS5866448A (ja) * | 1981-10-16 | 1983-04-20 | Hitachi Ltd | パケット交換における誤り検出方式 |
| US4691314A (en) * | 1985-10-30 | 1987-09-01 | Microcom, Inc. | Method and apparatus for transmitting data in adjustable-sized packets |
-
1987
- 1987-12-28 US US07/137,996 patent/US4885749A/en not_active Expired - Fee Related
-
1988
- 1988-11-24 CA CA000584022A patent/CA1332455C/en not_active Expired - Fee Related
- 1988-12-13 EP EP88311777A patent/EP0323072B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1988-12-26 JP JP63326381A patent/JPH0666795B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1988-12-26 KR KR1019880017448A patent/KR930003728B1/ko not_active IP Right Cessation
Patent Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5824935A (ja) * | 1981-08-06 | 1983-02-15 | Fujitsu Ltd | タ−ミナルコントロ−ラのバツフア制御方式 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| KR930003728B1 (ko) | 1993-05-08 |
| CA1332455C (en) | 1994-10-11 |
| EP0323072A3 (en) | 1991-11-13 |
| JPH024045A (ja) | 1990-01-09 |
| US4885749A (en) | 1989-12-05 |
| EP0323072B1 (en) | 1995-02-22 |
| KR890011252A (ko) | 1989-08-14 |
| EP0323072A2 (en) | 1989-07-05 |
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