JPH0685806A

JPH0685806A - 同期制御システム

Info

Publication number: JPH0685806A
Application number: JP4231690A
Authority: JP
Inventors: Shoichiro Yamazaki; 彰一郎山嵜
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1992-08-31
Filing date: 1992-08-31
Publication date: 1994-03-25

Abstract

(57)【要約】【目的】冗長ビットの増加を抑えた同期制御システム
を提供すること。【構成】情報を符号化する符号化回路１０１と符号化
された情報からもとの情報を復号する復号回路１０２と
を有する同期制御システムである。そして、符号化回路
１０１は送信情報ビット列と前記復号装置に既知の制御
情報ビット列とをこれらビット列に固有で前記復号装置
に既知の多重分離符号により代数的に多重化して多重信
号を生成する代数的多重手段を有している。また、復号
回路１０２は多重信号から固有の多重分離符号により代
数的に前記送信情報ビット列と前記制御情報ビット列を
分離し再生する代数的分離手段と再生した制御情報ビッ
ト列と既知の制御情報ビット列の差分に基づいて前記送
信情報ビット列の信号の同期制御を行なう同期制御手段
とを有している。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は復号装置で情報ビット列
を再生する場合に同期をとるための同期制御システムに
関する。

【０００２】

【従来の技術】誤り訂正符号は情報通信のみならず、計
算機、録音・録画の高品質化には不可欠な技術となって
いる。

【０００３】誤り訂正符号の一例を、今井秀樹著“情報
理論”（株）昭晃堂（1984年）pp.138-139を引用して、
代表的な（７，４）ハミング符号を以下に示す。

【０００４】４個の情報ビットｘ₁、ｘ₂、ｘ₃、ｘ₄
に対して、ｃ₁＝ｘ₁＋ｘ₂＋ｘ₃ ｃ₂＝ｘ₂＋ｘ₃＋ｘ₄ ｃ₃＝ｘ₁＋ｘ₂ ＋ｘ₄ により３個の検査ビットを作り、Ｗ＝（ｘ₁、ｘ₂、ｘ₃、ｘ₄、ｃ₁、ｃ₂、ｃ₃）の７ビットの情報に符号化する。符号語は図６に示すよ
うに１６通りある。

【０００５】復号は、受信情報Ｙ＝（ｙ₁、ｙ₂、
ｙ₃、……、ｙ₇) に対して、シンドロームをｓ₁＝ｙ₁＋ｙ₂＋ｙ₃ ＋ｙ₅ ｓ₂＝ｙ₂＋ｙ₃＋ｙ₄ ｙ₆ ｓ3 ＝ｙ₁＋ｙ₂ ＋ｙ₄ ＋ｙ₇ と定める。受信までの過程で、誤りパターンＥ＝
（ｅ₁、ｅ₂、ｅ₃、…、ｅ₇）を生じると、誤りパタ
ーンとシンドロームの間に図７の関係が成立する。

【０００６】誤りパターンとシンドロームの関係を示す
図７から、誤りがない場合は、シンドロームはすべて０
となり、また、全ての単一誤りに対して、シンドローム
のパターンは異なることがわかる。従って、単一誤りの
検出と訂正が可能となる。以上の復号は、符号のブロッ
クの始まりと終りがわかっている。すなわち符号化と復
号の同期がとれていることが前提となっている。

【０００７】図８は（７，４）ハミング符号を用いた符
号パターンでブロックの同期ずれの影響を説明するため
の図である。

【０００８】同図に示すように、正しい同期タイミング
に対して、１ビットずれた位置を同期タイミングとして
も、（７，４）ハミング符号の符号語となってしまう。
この場合、正しい同期タイミングに対して、復号信号は
７ビットの符号語の内、４ビットの誤りとなり訂正不能
となる。２ビット以上のタイミングずれに対しても同様
である。

【０００９】今井秀樹著“符号理論”（株）コロナ社
（1990年）pp.40-41に記されているように、符号化の
際、予め定められた間隔で特別な同期パターンを挿入
し、復号の際、この同期パターンを検出し同期を確立す
ることが通常行なわれる。

【００１０】図９は従来の情報の符号化・復号化の一例
を示す図である。

【００１１】同図に示すように、従来の情報の符号化で
は、誤り訂正用の符号の他に同期パターンの挿入を必要
とした。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】従来の情報の符号化で
は、誤り訂正用の符号のための冗長ビットの挿入の他
に、同期パターン用の冗長ビットの挿入を必要とし、冗
長ビットが増加する問題点があった。

【００１３】本発明はこの様な問題に鑑みて創案された
ものであり、冗長ビットの増加を抑えた同期制御システ
ムを提供することを目的とする。

【００１４】

【課題を解決するための手段】上述した目的を達成する
ため本発明の同期制御システムは、情報を符号化する符
号化装置と符号化された情報からもとの情報を復号する
復号装置とを有する同期制御システムであって、前記符
号化装置は、送信情報ビット列と前記復号装置に既知の
制御情報ビット列とをこれらビット列に固有で前記復号
装置に既知の多重分離符号により代数的に多重化して多
重信号を生成する代数的多重手段を有し、前記復号装置
は、前記多重信号から前記固有の多重分離符号により代
数的に前記送信情報ビット列と前記制御情報ビット列を
分離し再生する代数的分離手段と、前記再生した制御情
報ビット列と前記既知の制御情報ビット列の差分に基づ
いて前記送信情報ビット列の信号の同期制御を行なう同
期制御手段とを具備したことを特徴としている。

【００１５】

【作用】本発明では、送信情報ビット列と制御情報ビッ
ト列に、各々別の既約多項式からなる多重分離符号を割
り当て、各々の多重分離符号と制御情報ビット列を符号
化側と復号側で既知としている。符号化では中国人剰余
定理に基づいた演算により送信情報ビット列と制御情報
ビット列の多重情報ビット列を生成し、復号では、受信
した多重情報ビット列を、多重分離符号を法とした剰余
演算により分離し、送信情報ビット列と制御情報ビット
列を再生する。その際、同期タイミングは、制御情報ビ
ット列のビットパターンが復号側で既知であるため、正
しい制御情報ビット列に最も近い制御情報ビット列を再
生するタイミングを正しい同期タイミングとして選択す
る。更に、既知の正しい制御情報ビット列と、再生した
制御情報ビット列の差分から、受信した多重情報ビット
列の誤りを検出し訂正することにより、再生する送信情
報ビット列の誤り訂正を行なう。従って、同一の制御情
報ビット列で同期制御と誤り制御が可能となり、冗長ビ
ットの削減が可能となる。さらに、情報ビット列の再生
には送信情報ビット列と制御情報ビット列の多重分離符
号と、送信する制御情報ビット列の内容を知っている必
要があり、第３者の傍受を防ぐことができ、高いセキュ
リティ機能を有する。

【００１６】

【実施例】以下、本発明の実施例を図面を用いて説明す
る。

【００１７】図１は本発明の実施例である同期制御シス
テムの構成を示すブロック図である。まず、中国人剰
余定理に基づく代数的多重分離法を以下に示す。

【００１８】符号化回路１０１の情報多重処理動作を説
明する。

【００１９】多重するＬ個の情報をｂ_j（ｘ）（j=1,2,
…,L) の多項式で表わす。Ｌ個のｂ_j（ｘ）に多重分離
符号ｆ_j（ｘ）を各々割り当てる。この説明では、ｆ_j
（ｘ）は、ｂ_j（ｘ）よりも次数の大きいＧＦ（２）に
おける既約多項式で、全てのｆ_j（ｘ）（j=1,2 …,L）
は互いに異なるものを選ぶ。

【００２０】なお、ＧＦ（２）は、元の数が２の有限体
であり、既約多項式は、割り切れる多項式が存在しない
多項式である。以下の説明では、ＧＦ（２）における多
項式および演算を考えている。

【００２１】ここで、次の多項式を定義する。

【００２２】Ｆ（ｘ）＝ｆ₀（ｘ）・ｆ₁（ｘ）…ｆ_L（ｘ）（１）Ｆ_j（ｘ）＝Ｆ（ｘ）／ｆ_j（ｘ）、（j=0,1,…,L）（２）さらに、以下の操作で、情報ｂ_j（ｘ）を変換する。

【００２３】Ｔ_j（ｘ）＝ｂ_j（ｘ）Ｈ_j（ｘ）ｍｏｄｆ_j（ｘ）（３）（j=0,1,…,L）但し、Ｈ_j（ｘ）は次式を満足する多項
式であり、ユークリッド整除法により導出される。

【００２４】Ｈ_j（ｘ）Ｆ_j（ｘ）＝１ｍｏｄｆ_j（ｘ）（j=0,1,…,L）（４）そして、以下の操作で、代数的に多重された情報Ｂ
（ｘ）を得る。

【００２５】ｍ_j（ｘ）＝Ｔ_j（ｘ）・Ｆ_j（ｘ）（j=0,1,…,L）（５）Ｂ（ｘ）＝ｍ₀（ｘ）＋ｍ₁（ｘ）＋……＋ｍ_L（ｘ）（６）つぎに、復号回路１０２の情報分離処理を示す。

【００２６】以下の剰余演算によりｂ_j（ｘ）（j=1,2,
…,L）を分離できる。

【００２７】ｂ_j（ｘ）＝Ｂ（ｘ）ｍｏｄｆ_j（ｘ）（j=1,2,…,L）（７）以上で述べた、中国人剰余定理、ユークリッド整除法
は、例えば、“高速フーリエ変換のアルゴリズム”科学
技術出版社（1989）の第２章に詳細に記されている。

【００２８】本発明の一例として、ＧＦ（２）上で、ｂ
₁（ｘ）の多項式で表される１個の送信情報ビット列
と、ｂ₀（ｘ）の多項式で表わされる１個の制御情報ビ
ット列の多重を示す。ｂ₁（ｘ）に多重分離符号ｆ
₁（ｘ）を、ｂ₀（ｘ）に多重分離符号ｆ₀（ｘ）を各
々割り当てる。ｆ₁（ｘ）とｆ₀（ｘ）は互いに異なる
既約多項式を選ぶ。図１の送信側の符号化回路１０１で
は、式（１）から式（６）までの演算で、多重情報Ｂ
（ｘ）を生成する。受信側の復号回路１０２では、式
（７）の演算で送信情報と制御情報を分離し再生し、再
生制御情報と既知の制御情報ｂ₀（ｘ）の差分を差分回
路１０３により検出し、同期制御と誤り制御を行なう。

【００２９】以下に具体例を挙げて同期制御の処理を説
明する。

【００３０】送信情報を４ビット情報とし、３次の多項
式ｂ₁（ｘ）で表わし、制御情報を３ビット情報とし、
２次の多項式ｂ₀（ｘ）で表わす。３ビットの制御情報
は８通りの符号パターンが存在するが、この内、一例と
して式（８）の２次の多項式で表わされるパターンを選
択する。

【００３１】ｂ₀（ｘ）＝１＋ｘ＋ｘ² （８）このとき、ｂ₁（ｘ）の多重分離符号は４次以上必要と
なり、一例として式（９）の４次の既約多項式ｆ
₁（ｘ）を選択し、ｂ₀（ｘ）の多重分離符号は３次以
上必要となり、一例として式（１０）の３次の既約多項
式ｆ₀（ｘ）を選択する。ｆ₁（ｘ）＝１＋ｘ＋ｘ⁴
（９）ｆ
₀（ｘ）＝１＋ｘ＋ｘ³
（１０）以上のｂ₀（ｘ）、ｆ₁（ｘ）、
ｆ₀（ｘ）を、符号化側と復号側で共通の既知の情報と
する。

【００３２】符号化回路（多重回路）１０１では、以下
の処理を行う。送信の４ビット情報は１６通りのパター
ンがあるが、その内、一例として“０１０１”のパター
ンについて多重演算を実行する。このパターンは多項式
で、ｂ₁（ｘ）＝ｘ＋ｘ³
（１１）と表わされる。

【００３３】式（１）と（２）により、Ｆ₁（ｘ）＝１＋ｘ＋ｘ³
（１２）Ｆ₀（ｘ）＝１＋ｘ＋ｘ⁴
（１３）を得
る。次に式（４）より、Ｈ₁（ｘ）＝１＋ｘ²
（１４）Ｈ₀（ｘ）＝ｘ
（１５）が導
かれ、式（３）より、Ｔ₁（ｘ）＝ｘ²
（１６）Ｔ₀（ｘ）＝１＋ｘ²
（１７）を得
る。更に、式（５）より、ｍ₁（ｘ）＝ｘ²＋ｘ³＋ｘ⁵
（１８）ｍ₀（ｘ）＝１＋ｘ＋ｘ²＋
ｘ³＋ｘ⁴＋ｘ⁶ （１９）を得
る。最後に、多重情報は式（６）より、Ｂ（ｘ）＝１＋ｘ＋ｘ⁴＋ｘ⁵＋ｘ⁶
（２０）と求められる。

【００３４】復号回路１０２では、式（７）の演算によ
り、式（１１）のｂ₁（ｘ）と式（８）のｂ₀（ｘ）を
分離し再生できる。

【００３５】図２は１６通りの情報パターンに対する多
重情報を示す図である。

【００３６】図３は、受信パターンに対して、異なった
タイミングで、式（７）の情報分離演算を実行した場合
の再生した制御ビットパターン（ｂ₀）と、送信した正
しい制御ビットパターン“１１１”とのハミング距離
（ｄ_H）を示す図である。

【００３７】図３から明らかなように、タイミング０の
場合は、式（８）の多項式で示される正しい制御ビット
パターン“１１１”を再生でき、ハミング距離は０とな
る。従って、本実施例では、７ビットが１ブロックとな
っているため、１ビットずつシフトした７通りのタイミ
ングで制御情報を再生し、この内、正しい制御情報を再
生したタイミング、言い換えれば、正しい制御情報との
差分が最小となるタイミングを同期タイミングと判定す
ることで同期制御が実現される。

【００３８】図４は本発明の他の実施例の受信側の同期
制御の構成を示すブロック図である。一般に、伝送路
で符号誤りが生じ、再生した制御情報の精度が劣化する
場合も考えられるが、同図に示す同期制御では、精度を
増すことが可能である。

【００３９】この実施例では１ビットずつずれたタイミ
ングでの上述の制御情報の再生を、複数のブロックに対
して繰り返し、正しい制御情報との差分をハミング距離
検出回路３１０〜３１６から求め、それらを積分回路３
２０〜３２６で積分し、最小値検出回路３０１で積分値
の最も少ないタイミングを選択し、同期タイミングを取
るようにしている。

【００４０】図４に示す構成では、それぞれのタイミン
グごとにハミング距離検出回路と積分回路を設けて、積
分した値が最小となるタイミングを選択するようにした
が、ハミング距離検出回路と積分回路とを１つだけにし
て積分回路の出力が所定の値以下になったタイミングで
同期を取るようにしても良い。このようにすると全体の
回路規模を小さくすることができる。

【００４１】次に、制御情報を用いた誤り制御の動作を
説明する。

【００４２】復号するまでの過程で誤りが発生しなけれ
ば、受信した多重情報Ｂ（ｘ）から誤りの無い送信情報
ｂ₁（ｘ）と制御情報ｂ₀（ｘ）を再生できる。

【００４３】一方、誤りが発生した場合、誤り情報を多
項式Ｅ（ｘ）で表すと、受信した多重情報Ｂ（ｘ）’はＢ（ｘ）’＝Ｂ（ｘ）＋Ｅ（ｘ）（２１）となる。Ｂ（ｘ）’に対して、ｆ₀（ｘ）で式（６）の
剰余演算を行なうと、Ｂ（ｘ）’ｍｏｄｆ₀（ｘ）＝（Ｂ（ｘ）＋Ｅ（ｘ））ｍｏｄｆ₀（ｘ）＝ｂ₀（ｘ）＋Ｅ（ｘ）ｍｏｄｆ₀（ｘ）＝ｂ₀（ｘ）＋ｅ（ｘ）（２２）但し、ｅ（ｘ）＝Ｅ（ｘ）ｍｏｄｆ₀（ｘ）（２３）を生成できる。

【００４４】制御情報ｂ₀（ｘ）の内容（符号パター
ン）は、符号化側（送信側）と復号側（受信側）で共通
の既知情報であるから、再生したｅ（ｘ）を検出できる
ため、誤りの発生が検出できる。

【００４５】誤りの検出に対して、情報の再送要求と情
報の訂正の２つの対処法がある。前者は、誤りを発生し
た情報ブロックの再送要求を、送信側に行えばよい。

【００４６】後者の、誤りの受信側での訂正について説
明する。

【００４７】ｅ（ｘ）からＥ（ｘ）が求まれば、Ｂ（ｘ）＝Ｂ（ｘ）’−Ｅ（ｘ）（２４）から、誤りを訂正でき、正しい多重情報Ｂ（ｘ）を再生
でき、さらに、正しい送信情報ｂ₁（ｘ）を再生でき
る。

【００４８】Ｅ（ｘ）がｆ₀（ｘ）よりも低次であれ
ば、ｅ（ｘ）とＥ（ｘ）は１対１の対応が成立し、ｅ
（ｘ）からＥ（ｘ）が求まる。一般的に、Ｅ（ｘ）はｆ
₀（ｘ）よりも高次であるため、ｅ（ｘ）とＥ（ｘ）は
１対１の対応が成立しない。そこで、誤りのパターンを
限定する。

【００４９】１ブロック情報当たり、１ビットの誤りを
仮定した場合を簡単な例を用いて説明する。本実施例で
は、送信情報は４ビット情報、制御情報は３ビット情報
で、制御情報の多重分離符号は式（１０）の３次の多項
式であり、多重情報は６次の多項式で表わされる７ビッ
ト情報となる。

【００５０】１ビット誤りは、多項式で、Ｅ（ｘ）＝
１、Ｅ（ｘ）＝ｘ、Ｅ（ｘ）＝ｘ²、Ｅ（ｘ）＝ｘ³、
Ｅ（ｘ）＝ｘ⁴、Ｅ（ｘ）＝ｘ⁵、Ｅ（ｘ）＝ｘ⁶で表
わされる。

【００５１】（１０）式、（２３）式から、Ｅ（ｘ）と
ｅ（ｘ）の関係を求めると以下のようになる。

【００５２】Ｅ（ｘ）＝１、ｅ（ｘ）＝１Ｅ（ｘ）＝ｘ、ｅ（ｘ）＝ｘＥ（ｘ）＝ｘ²、ｅ（ｘ）＝ｘ² Ｅ（ｘ）＝ｘ³、ｅ（ｘ）＝１＋ｘＥ（ｘ）＝ｘ⁴、ｅ（ｘ）＝ｘ＋ｘ² Ｅ（ｘ）＝ｘ⁵、ｅ（ｘ）＝１＋ｘ＋ｘ² Ｅ（ｘ）＝ｘ⁶ ｅ（ｘ）＝１＋ｘ² このように、０次から６次までの１ビット誤りに対して
は、Ｅ（ｘ）とｅ（ｘ）は１対１の対応がつき、誤り訂
正が可能となる。

【００５３】本実施例では、簡単な例として、３ビット
の制御情報の例を示したが、情報の多重分離符号の次数
を高くし、制御情報のビット数を増加すると、より次数
の高い誤りの訂正が可能となる。

【００５４】上述したように本実施例では同一の制御情
報で、同期制御と誤り制御が可能となり、同期のための
冗長ビットの追加が不要となる。

【００５５】なお、本実施例は、復調側（受信側）が、
送信側で符号化した際の制御情報ｂ₀（ｘ）（本実施例
のビットパターンでは“１１１”）とその多重分離符号
ｆ_o（ｘ）がわかっていないと、同期をとることができ
ない。さらに情報を再生するには情報の多重分離符号ｆ
₁（ｘ）がわかっていないと不可能である。従って、ｂ
₀（ｘ）、ｆ₀（ｘ）、ｆ₁（ｘ）の３個がわかってい
ないと、情報再生ができないわけで、このことは、情報
が第３者に傍受されるのを防ぐセキュリティ効果があ
る。

【００５６】また、上述した実施例では、多重分離符号
として、３次と４次の既約多項式を用いた簡単な例を示
したが、既約多項式の次数は３次や４次に限定されるも
のではない。既約多項式の次数を増やすほど、既約多項
式の種類が増すため、セキュリティ効果が増す。

【００５７】さらに、上述した実施例では、４ビットの
送信情報に、３ビットの制御情報を冗長ビットとして加
えて、７ビットの多重情報を生成し、１ビットの誤り訂
正を可能としている。一方、従来の（７，４）ハミング
符号も、４ビットの送信情報に、３ビットの制御情報を
冗長ビットとして加えて、７ビットの情報を生成し、１
ビットの誤り訂正を可能としており、誤り訂正能力の点
だけを比較すると上述した実施例と同じである。

【００５８】図５は本発明の他の実施例を説明する図で
ある。

【００５９】複数ブロックを１単位とした同期をとる場
合、例えば４ブロックを１単位とした同期をとる場合
は、図５のように、２種類の制御情報パターン（例えば
“１１１”と“１０１”）を用意し、４ブロックに１回
だけ、他と異なった“１０１”の制御情報パターンを用
いる方式がある。あるいは、２種類の制御情報の多重分
離符号を用意し、４ブロックに１回だけ他と異なった制
御情報の多重分離符号を用いるようにしても良い。

【００６０】また１度に多重する送信情報ビット列と制
御情報ビット列は１系列ずつには限定されない。任意の
系列数の送信情報ビット列と制御情報ビット列に応じた
互いに異なった多重分離符号を用意することにより、任
意の系列数の情報ビット列の多重と、情報ビット列の制
御が可能となる。

【００６１】また、同期制御と誤り制御を時分割に行う
ようにしても良い。

【００６２】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
送信情報ビット列と制御情報ビット列に各々別の固有の
既約多項式からなる多重分離符号を割り当て、多重分離
符号と制御情報ビット列を符号化側と復号側で既知とし
ている。符号化側では中国人剰余定理に基づいた演算に
より送信情報ビット列と制御情報ビット列の多重情報ビ
ット列を生成し、復号側では、受信した多重情報ビット
列を、多重分離符号を法とした剰余演算により分離し、
送信情報ビット列と制御情報ビット列を再生する。その
際、同期タイミングは、制御情報ビット列のパターンが
復号側で既知であるため、正しい制御情報ビット列に最
も近い制御情報ビット列を再生するタイミングを正しい
同期タイミングとして選択する。更に、既知の正しい制
御情報ビット列と再生した制御情報ビット列の差分か
ら、受信した多重情報ビット列の誤りを検出し訂正する
ことにより、再生する送信情報の誤り訂正を行なう。従
って、同一の制御情報ビット列で同期制御と誤り制御が
可能となり、冗長ビットの削減が可能となる。また、多
重分離符号と制御情報ビット列を知っているものしか送
信情報ビット列を再生できないため、第３者の送信情報
ビット列の傍受を防ぐセキュリティ効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施例である同期制御システムの構成
を示すブロック図である。

【図２】１６通りの情報パターンに対する多重情報を示
す図である。

【図３】受信パターンに対して、異なったタイミング
で、式（７）の情報分離演算を実行した場合の再生した
制御ビットパターン（ｂ₀）と、送信した正しい制御ビ
ットパターン“１１１”とのハミング距離（ｄ_H）を示
す図である。

【図４】本発明の他の実施例の受信側の同期制御の構成
を示すブロック図である。

【図５】本発明の他の実施例を説明する図である。

【図６】（７、４）ハミング符号語を示す図である。

【図７】誤りパターンとシンドロームの間の関係を示す
図である。

【図８】（７，４）ハミング符号を用いた符号パターン
でブロックの同期ずれの影響を説明するための図であ
る。

【図９】従来の情報の符号化・復号の一例を示す図であ
る。

【符号の説明】

１０１…符号化回路１０２…復号回路１０３…差分回路３００…分離回路３０１…最小値検出回路３１０、３１１、３１２、３１３、３１４、３１５、３１６…ハミング距離検出回路３２０、３２１、３２２、３２３、３２４、３２５、３２６…積分回路

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 1/16 4101−5Ｋ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】情報を符号化する符号化装置と符号化さ
れた情報からもとの情報を復号する復号装置とを有する
同期制御システムであって、前記符号化装置は、送信情報ビット列と前記復号装置に既知の制御情報ビッ
ト列とをこれらビット列に固有で前記復号装置に既知の
多重分離符号により代数的に多重化して多重信号を生成
する代数的多重手段を有し、前記復号装置は、前記多重信号から前記固有の多重分離符号により代数的
に前記送信情報ビット列と前記制御情報ビット列を分離
し再生する代数的分離手段と、前記再生した制御情報ビット列と前記既知の制御情報ビ
ット列の差分に基づいて前記送信情報ビット列の信号の
同期制御を行なう同期制御手段とを具備したことを特徴
とする同期制御システム。
【請求項２】前記復号装置は複数のタイミングで前記
多重分離符号により前記制御情報ビット列を再生し、再
生された前記制御情報ビット列と、前記既知の制御情報
ビット列との差分の瞬時値あるいは積分値が最も小さい
タイミングを、同期タイミングとすることを特徴とする
請求項１記載の同期制御システム。
【請求項３】前記代数的多重手段は中国人剰余定理に
基づく演算により実行され、前記代数的分離手段は前記
多重分離符号を法とする剰余演算により実行されること
を特徴とする請求項１乃至２記載の同期制御システム。
【請求項４】前記多重分離符号が互いに異なる既約多
項式で構成されることを特徴とする請求項１乃至３記載
の同期制御システム。
【請求項５】前記復号装置は前記再生した制御情報ビ
ット列と前記既知の制御情報ビット列の差分に基づき誤
りの発生を検出し、前記符号化装置に情報の再送を要求
するか、あるいは、前記受信した前記代数的に多重され
た情報に生じた誤りを訂正することを特徴とする請求項
１乃至４記載の同期制御システム。