JPH0856165A - 誤り検査符号及び訂正符号の計算方法および装置 - Google Patents

誤り検査符号及び訂正符号の計算方法および装置

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JPH0856165A
JPH0856165A JP7080611A JP8061195A JPH0856165A JP H0856165 A JPH0856165 A JP H0856165A JP 7080611 A JP7080611 A JP 7080611A JP 8061195 A JP8061195 A JP 8061195A JP H0856165 A JPH0856165 A JP H0856165A
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JP7080611A
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Claude Galand
クロード・ギャラン
Eric Saint-Georges
エリック・サンジョルジュ
Victor Spagnol
ビクトール・スパニョル
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  • Detection And Correction Of Errors (AREA)

Abstract

(57)【要約】 【目的】 通信網の中間ノードで訂正されたメッセージ
のデータビットに付加されたフレーム・チェック・シー
ケンス（ＦＣＳ）を中間ノードで計算する手法を、サイ
クルおよびメモリ・サイズの観点から改善する。 【構成】 メッセージの訂正されたフィールドの間の
差、および、訂正されたフィールドの終端とメッセージ
の終端との間のビット数の差を用いてＦＣＳの間の差を
計算する。計算は短いメッセージの処理を最適化し、こ
の最適化された処理を用いて長いメッセージの処理を行
う。上記計算は、係数がガロア体に属し、その次数が対
応する巡回符合検査の符号の生成多項式により制約され
る多項式演算により行われ、また、サイズにより制約さ
れるテーブルのルックアップ演算も含む。実施方法の選
択（ソフトウェアによるか、ハードウェアとソフトウェ
アとの混合方法によるか）は、通信網の種類（フレーム
・リレー等）と中間ノード容量に依存する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、高速通信網上で伝送さ
れる、巡回符号検査（Cyclic Redundancy Check）（以
下ＣＲＣと略す)により符号化されたディジタル・メッ
セージを訂正する方法と装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】通信網が進化し、異質のアーキテクチャ
を持つサブネットワークがより複雑に混在するにつれ、
ＬＡＮトラフィック、音声、ビデオ、および、ホスト・
チャネルに接続されたワークステーション上のトラフィ
ックを運ぶ高速通信網上の分散されたコンピュータ・ア
プリケーションをサポートすることが要求されるように
なった。高速ネットワーキングに対する１つの難題は、
通信網内で伝送されるデータの機密性を保証する一方、
メッセージを経路指定するネットワーク・ノード内のコ
ンピュータ資源を最小にすることである。
【０００３】とくに、多くの２地点間リンクに沿って、
メッセージが始点から終点に送られる際の中間ネットワ
ーク・ノードの負担を減らす（オフロード）ことが、通
信網の伝送時間を最小にしスループットを最大にするた
めの基礎となる。
【０００４】デジタル・メッセージが通信網上で伝送さ
れるときエラーが起こることが予想されるが、データの
整合性を保証するために、直列化されたデータは誤り検
出符号によって保護される。
【０００５】高速通信網では回線のエラー率は低く、前
述したように、データの機密性は始点から終点の処理を
要するだけである。機密性を検査する符号は送信ノード
で計算され、受信ノードで検査される。誤り検出は、送
信ノードおよび受信ノードで行われ、送信ノードがデー
タを符号化し、受信ノードがデータの整合性を検査す
る。
【０００６】エラー範囲と実施上の容易さの理由によ
り、同期データ通信のほとんどにおいて、線形的なシス
テマティックな符号、とくに、ＣＲＣ符号が使用され
る。適切に使用されれば、ＣＲＣ符号は伝送エラーの９
９％以上を検出することができる。
【０００７】ＣＲＣの利点は、以下の数学的記述にまと
めることができる。伝送されるデータは、係数がモジュ
ロ２ガロア体に属する多項式で定義される純粋２進数で
表される。１２ビット・データ「100010010010」は、１
１次の多項式として表される。
【０００８】
【数１】 データを符号化することは、データに１組の冗長チェッ
クビットを連結することからなる。これらのチェックビ
ットは、データを表わす多項式に適用された単純な多項
式計算から演繹できる。
【０００９】これらのチェックビットは、検査されるデ
ータに基づく１つの多項式を、符号（すなわち生成多項
式）を特徴づけている定義済み多項式による多項式除算
の剰余を求めることにより演繹できる。
【００１０】また、データを複号することは、チェック
ビットを含む伝送されたデータを表わす多項式に生成多
項式による単純な多項式除算を実行し、その剰余が期待
した値であることを検査することにより行う。
【００１１】Ｐ（Ｘ）が伝送され検査されるデータを、
Ｇ（Ｘ）が生成多項式を、ｇおよびｐがそれぞれＧ
（Ｘ）およびＰ（Ｘ）の次数を表すと仮定する。
【００１２】Ｑ（Ｘ）とＲ（Ｘ）を、それぞれ、Ｇ
（Ｘ）によるＸgＰ（Ｘ）の除算の商と剰余であるとす
ると、
【００１３】
【数２】 ＸgＰ（Ｘ）の次数がｇ＋ｐであり、ｇより低いＸべき
に対するその多項式係数がすべてゼロであることがわか
る。
【００１４】Ｒ（Ｘ）の次数は、（Ｇ（Ｘ）による除算
の剰余としての）ｇより小さい。
【００１５】ところで、多項式係数がモジュロ２ガロア
体に属するので、
【００１６】
【数３】 この最後の式の左側は符号化されたデータの多項式であ
り、Ｐ（Ｘ）は符号化する初期データの多項式である。
【００１７】符号化されたデータは下式により表され
る。
【００１８】
【数４】 データのビット数がｐビットであり、符号生成多項式が
ｇ次であると仮定すると、符号化されたデータのビット
数はｐ＋ｇビットになり、ｐビットは初期データ、ｇは
計算された冗長チェックビットである。
【００１９】（式１）はＧ（Ｘ）によるＸgＰ（Ｘ）＋
Ｒ（Ｘ）の除算の剰余がゼロであることを意味する。受
信されたデータを表す多項式が生成多項式の乗数である
ならば、受信ノードで受けたデータは正しい。
【００２０】巡回符号の複雑さを増すことは誤り検出を
強力なものにするが、伝送されるデータブロックが増え
るにしたがい冗長度も増す。最適の符号は、良いバース
ト誤り検出と低い冗長度との間の妥協である。
【００２１】実際的には、ＣＲＣ符号は、受信ノードで
正しい伝送が行われたかどうかを検査できるように元の
メッセージの終わりに追加されるフレーム検査シーケン
ス（Frame Check Sequence）(以下ＦＣＳと略す)を生
成するために使われる。送信ノードがＦＣＳを元のメッ
セージに加え、受信されたメッセージの全体（元のメッ
セージにＦＣＳを加えたもの）が受信ノードで検査され
る。
【００２２】ＩＥＥＥ８０２シリーズ通信網は、ＡＮＳ
Ｉ標準３２ビットＣＲＣアルゴリズムを使用し、生成多
項式は下式で表される。
【００２３】
【数５】 １つのＣＣＩＴＴ標準(Ｖ４１)は、生成多項式として以
下の巡回多項式の使用を勧告している。
【００２４】
【数６】 この巡回多項式は、ほとんどの同期ビット指向の伝送プ
ロトコルによって使われている。ＣＣＩＴＴ Ｖ４１生
成巡回多項式で符号化されたデータには１６ビットの冗
長チェックビットがある。
【００２５】「テレインフォマティク Ｉ」（"Teleinf
ormatique Ｉ", H.Nussbaumer, Presses Polytechnique
s Romandes, 1987）で説明されているように、ＦＣＳ
は、ＣＣＩＴＴ Ｖ４１生成巡回多項式を使ったＣＲＣ
計算に基づいて計算される。それは、以下の行で定義さ
れる１６ビット長のフィールドである。
【００２６】Ｌ（Ｘ）が、すべての係数が１に等しい１
５次の多項式であると仮定すると、ｐ次の多項式Ｐ
（Ｘ）によって表されたメッセージのＦＣＳは以下のよ
うに定義される。
【００２７】
【数７】 Ｒ（Ｘ）は剰余（Ｒｅｍ）である。 FCS(P(X)) = RemG(X) (Xl6P(X) + XPL(X)) 符号化されたメッセージを表す多項式は以下の通りであ
る。
【００２８】
【数８】 受信ノードで、符号化されたメッセージに対してＦＣＳ
が計算される。計算結果が、以下の多項式によって表さ
れる一定のメッセージを生むならば、伝送中のエラーは
ない。
【００２９】
【数９】 データは、パケット、セル、または、元のデータより短
いブロックである可変長フレームの形で送られる。メッ
セージは、中間通信ノードの経路指定のためと、受信ノ
ードでのパケットの再配列（resequencing）のための、
元のデータの前につけられたヘッダを含む。ＦＣＳは、
元のデータにヘッダをプラスしたものに基づいて計算さ
れる。
【００３０】経路指定は、中間通信ノードの中のメッセ
ージ（パケット、セルまたはフレーム）が訂正される必
要がある（とくにヘッダ）多くの場合の１つである。訂
正されたメッセージが元のＦＣＳとともに送られる場
合、計算されたＦＣＳと受信されたＦＣＳが一致しない
ので、メッセージは受信ノードで拒絶される。ＦＣＳを
中間ノードで検査し再計算することは、コンピュータ資
源の問題と、それにもまして、ＦＣＳを検査し再計算す
る間に起こる誤りから保護することができないという理
由で、薦めることはできない。したがって、メッセージ
は始点から終点で保護することが確実な方法である。Ｃ
ＲＣの計算は線形演算であるので、新しいＦＣＳは前の
ものを訂正することによって計算することができる。こ
れについては、「ＩＢＭジャーナル・オブ・リサーチ・
アンド・デベロップメント ３３巻６号」（D.R.Irvin,
IBM J.RES.DEVELOPP.VOL 33 NO.6 November 1989)を参
照されたい。これは、メッセージ全体から再計算するか
わりに、メッセージの変更に対応する「訂正された」元
のＦＣＳを中間ネットワーク・ノードで計算する必要性
を提起する。
【００３１】メッセージの変更に対応する新しいＦＣＳ
を中間ネットワーク・ノードで計算するには、新しいＦ
ＣＳと前のＦＣＳとの間の差（ｄＦＣＳ）を計算すれば
十分である。新しいＦＣＳの多項式表現は、前のＦＣＳ
多項式と差（ｄＦＣＳ）の、ガロア体の単純モジュロ２
加算によって演繹できる。これは、ＸＯＲ論理関数で容
易に実行できる。
【００３２】Ｐ（Ｘ）が通信網で送られた元のメッセー
ジを、Ｐ’（Ｘ）が中間ノードで訂正されたメッセージ
を表すと仮定すると、
【００３３】
【数１０】 図１に示すように、ｍを、訂正されたフィールドの最後
のビットとメッセージの終端との間のビット数で表した
距離とし、Ｈ（Ｘ）とＨ’（Ｘ）がそれぞれＰ（Ｘ）と
Ｐ’（Ｘ）の中の前のフィールドおよび訂正されたフィ
ールドを表す多項式であると仮定すると、Ｂ（Ｘ）は以
下のように定義される。
【００３４】
【数１１】 したがって、上記の式２は以下のように書くことができ
る。
【００３５】
【数１２】 通信網上で伝送されるデータのタイプがバイト単位であ
る場合は、訂正されたフィールドが、ビット単位のメッ
セージのバイト境界で終了していることを考慮すれば、
ｍは８の倍数であると仮定できる。したがって、整数ｎ
（メッセージ・サイズ：ここではバイト単位）は以下の
ように定義でき、また、式３は次のように書くことがで
きる。
【００３６】
【数１３】 Ｂ（Ｘ）は、古い訂正されたフィールドＨ（Ｘ）と新し
いフィールドＨ’（Ｘ）に対して論理ＸＯＲを行うこと
によって容易に実行でき、ｄＦＣＳの計算は、式３また
は式４の計算に還元できる。
【００３７】このｄＦＣＳ計算を行う従来技術の方法
は、どちらも同じ主題の、前記のD.R.Irvinの論文と欧
州特許EP-313707号に記述されている。これらの方法
は、ＣＲＣ符号の属性（線形性と巡回性）のためにテー
ブルの使用を含む。テーブルに必要なメモリサイズ量
と、ｄＦＣＳ計算に必要なコンピュータ・サイクルの数
は小さくはない。
【００３８】現存する最善の解法に必要なコンピュータ
資源を検討するために、欧州特許EP-313707号を実施し
たものとして評価してみよう。
【００３９】欧州特許EP-313707号で提案されている解
法では、訂正されるメッセージのフィールドは２バイト
より短く、ｍは８の倍数であると仮定する。したがっ
て、この解法の数学的記述は、上述の式４から始まる。
基本的な考え方は、ｎを、６４ｋバイト長までのフレー
ムに対して１６次の２進数に分割することである。すな
わち、欧州特許EP-313707号の解法はビットに分解する
ことを提案している。
【００４０】
【数１４】 したがって、式４は、以下のように書き直すことができ
る。
【００４１】
【数１５】 上式において、ni=0である場合F（ni)= 1であり、ni=1
である場合F（ni）= RemG(X)(X8.2i)である。
【００４２】F（ni）は、以下の式で定義される入力−
テーブルＴをルックアップすることによって計算するこ
とができる。
【００４３】
【数１６】 このテーブルは、ゼロに等しくないいかなるｎに対して
も、読むことができる。
【００４４】対応するアルゴリズムは以下のように要約
できる。 ・ R < -- B(X) ・ do i = 0 to 15 ・ if nj = 1 ・ then R < --- RemG(x)(R.T(i)) ・ end もし、フレーム・リレーの場合のように、最大フレーム
長が８ｋバイトの場合、ｉが０から１２のすべての整数
値をとり、したがって、繰返し計算の最大値は１３にな
り、テーブルＴのサイズは２６バイトである。これは、
汎用目的のために見積もった計算をするために、最小で
も９００プロセッサ・サイクルをとることを意味する。
【００４５】したがって、式３または式４で表される計
算をこれらのノードで実行することができれば、中間ノ
ードにおけるｄＦＣＳ計算は、従来技術によるどの解法
によるよりも、テーブルのメモリサイズとコンピュータ
・サイクルを減らすことによって最適化することができ
る。
【００４６】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、通信
網の中間ノードにおいてＣＲＣ符号化された訂正された
メッセージを計算するときに、メモリサイズとプロセッ
サ・サイクルの面でコンピュータ資源を最適化する方法
と装置を提供することである。
【００４７】さらに、本発明の目的は、この方法を容易
に実施できるように、できる限り簡単な方法にすること
である。
【００４８】
【課題を解決するための手段】本発明は、メッセージの
中の訂正されたフィールドと、訂正されたフィールドの
終端とメッセージの終端との間のビット数で表した距離
との間の差を使用して、ＦＣＳ間の差を計算することか
ら成るものである。
【００４９】本発明の第１の原理は、メッセージのサイ
ズに対する計算を識別し、プロセッシング・サイクル数
にとって最も高価につく短いメッセージの処理を最適化
することにある。したがって、２つのアルゴリズム、す
なわち、「短いメッセージ」に対するものと、「長いメ
ッセージ」に対するものとを定義し、両方のアルゴリズ
ムを相互に関連させる。本発明の解法の数学的記述は上
述の式３または式４から始まる。
【００５０】本発明の解法の第２の原理は、ハードウェ
アで実施するための新しい関数（Remult関数）を定義す
ることであり、また、短いメッセージおよび長いメッセ
ージに対するアルゴリズムに使われるソフトウェア実施
のためのテーブルのサイズを制限することである。
【００５１】ハードウェアでの実施を単純化するため
に、ＣＲＣ訂正のためのアルゴリズムに含められたすべ
ての多項式乗算は、生成多項式の次数より大きくない次
数の多項式乗算に還元（縮小）される。
【００５２】本発明は以下のステップを含む。 ・ 短いメッセージと長いメッセージとの間のメッセー
ジ・サイズの差を定義する。 ・ 短いメッセージおよび長いメッセージ両方に対する
ｄＦＣＳ計算の１部としてのRemult関数を定義する。 ・ 短いメッセージのｄＦＣＳ計算のテーブルを定義す
る。 ・ 長いメッセージのｄＦＣＳ計算のテーブルを定義す
る。 ・ 短いメッセージのｄＦＣＳ計算のアルゴリズムを定
義する。 ・ 長いメッセージのｄＦＣＳ計算のアルゴリズムを定
義する。
【００５３】本発明の実施例の相違は、２つの基準、す
なわち、ネットワーク・タイプ（メッセージサイズ、メ
ッセージ構造、ＣＲＣ符号を意味する）、および、ハー
ドウェアによる実施かソフトウェアによる実施かの選択
の相違による。
【００５４】第１の解法はすべてソフトウェアで実施す
ることで、これは、本発明の性能目標を達成している。
以下に述べる望ましい実施例は、ハードウェアによる実
施とソフトウェアによる実施との両者を合わせ持つもの
である。Remult関数だけが、中間ネットワーク・ノード
のアダプタ内のプロセッサの特別命令としてハードウェ
アで実施されるものである。コンピュータ・サイクル数
とテーブル・サイズの観点からの性能は、下記の実施例
で、従来技術の最良のものとの比較として記述する。Re
mult関数だけが、中間ネットワーク・ノードのアダプタ
内のプロセッサの特別命令としてハードウェアで実施さ
れるものである。本発明を全面的にハードウェアで実施
する場合は、コプロセッサ上で実施する機能の１部とし
て同じRemult関数を含む。
【００５５】
【実施例】以下に述べる本発明の実施例はフレーム・リ
レー通信網に適用されるもので、通信網によって送られ
るメッセージは、２バイトのフレーム・ヘッダを含む最
大８ｋバイトの可変長フレームからなるものである。こ
の場合フレームの中で訂正されるフィールドは、２バイ
トのヘッダである。
【００５６】図１に示すメッセージ構造１１０は一般の
メッセージのフォーマットで、メッセージ構造１２０は
フレーム・リレーの特別の場合にあてはまる。ｍは訂正
されたメッセージ・フィールドの終端とメッセージの終
端との間の距離をビット数で表したものである。メッセ
ージがバイト単位であるので、ｍは８の倍数になり、8n
= m + 16として定義される整数ｎは、フレーム・リレ
ーの場合、フレームの長さをバイト数で表したものであ
る。これはこの値が簡単に得られることを意味する。上
述の式４から始める。
【００５７】
【数１７】 基本的な考えかたは、ｎを、Ｎが２のべきである基数Ｎ
に分割することである。
【００５８】
【数１８】 上記の式において、０≦ｎ0≦Ｎ−１である。８ｎが８
ｋバイト以下であるので、ｎは８ｋ（＝8192）以下とな
り、次式が成立する。
【００５９】
【数１９】 ＣＲＣ符号の線形性により、式４は以下のように書き直
すことができる。
【００６０】
【数２０】 式RemG(X)(X8N.n1)は、8192/N入力のテーブルＴ1の中で
ｎ1の関数として前もって計算することができる。
【００６１】
【数２１】 式RemG(X)（X8n0）は、N入力のテーブルＴ0の中でｎ0の
関数として前もって計算することができる。
【００６２】
【数２２】
【００６３】
【数２３】 Ｂ（Ｘ）は１６より小さい次数である（フレーム・リレ
ー・メッセージの２バイトの訂正されたフィールド）。
【００６４】
【数２４】 ２つの多項式Ａ（Ｘ）およびＢ（Ｘ）に適用される新し
いRemult関数を定義する。
【００６５】
【数２５】 Remult関数を使用すると式６は以下のようになる。
【００６６】
【数２６】 実行されるアルゴリズムを以下に示す（アルゴリズム
１）。 ・ アドレスｎ0でテーブルＴ0を読む。 ・ Ｂ（Ｘ）RemultＴ0（ｎ0）を実行する（その結果を
Ｒ（Ｘ）と呼ぶ）。 ・ アドレスｎ1でテーブルＴ1を読む。 ・ Ｒ（Ｘ）RemultＴ1（ｎ1）を実行する。
【００６７】ｎ＜ Ｎであれば、ｎ1＝０、および、ｎ＝
ｎ0である。従って、テーブルＴ0だけを読めばよく、ア
ルゴリズム１は以下の２つの演算に限られる。 ・ アドレスｎ0でテーブルＴ0を読む。 ・ Ｒ（Ｘ）RemultＴ（ｎ1）を実行する。
【００６８】この最後のより単純なアルゴリズムは、Ｎ
より短い長さの「短いパケット」のためにある。
【００６９】テーブル・サイズを評価するために、先
ず、１つの記述項（以下エントリ）の多項式表現が１６
次のＧ（Ｘ）による除算の剰余であることがわかってい
る。したがって、テーブル・エントリは２バイトであ
る。
【００７０】
【数２７】 エントリの数は、テーブルＴ0（ｎ0）に対してはＮで、
テーブルＴ1（ｎ1）には8192／Ｎである。ｄＦＣＳ計算
をするための全体のテーブル・サイズは、以下の通りで
ある。
【００７１】
【数２８】 図２に、異なるメッセージ・サイズ、および、選択され
た「短いメッセージ」のサイズに対応してｄＦＣＳを計
算するのに必要な、異なるテーブル・サイズＴ0および
Ｔ1を示す。たとえば、２５６バイトの短いパケットの
ためにはテーブル・サイズは５７６バイトである。
【００７２】図３のブロック・ダイアグラムは、訂正さ
れたメッセージの新しいＦＣＳを計算するために中間ノ
ード（具体的には通信ノードの回線アダプタ部分）で実
行される解法を示したものである。
【００７３】符号３００で表す１６ビット・バスは、中
間ノードの中で訂正されるメッセージ・フィールドの元
の値を運ぶ。数学的には、この元のメッセージ・フィー
ルドは、多項式Ｈ（Ｘ）（上記記述を参照）によって表
される。符号３０１で表す１６ビット・バスは、多項式
Ｈ’（Ｘ）によって数学的に表される訂正されたメッセ
ージ・フィールドを運ぶ。ブロック３０２はＸＯＲ論理
演算を表し、この論理演算の結果が符号３０３の１６ビ
ット・バスにより運ばれ、多項式Ｂ（Ｘ）によって表さ
れる。ｍ＝ ８ｎ−１６の値は、符号３０４の１６ビッ
ト・バスにより運ばれる。Ｂ（Ｘ）とｍは、ｄＦＣＳを
計算するブロック３０６への入力である。符号３０５の
１６ビット・バスにより元のＦＣＳが運ばれる。ｄＦＣ
Ｓと元のＦＣＳは、ブロック３０８で表されるＸＯＲ論
理演算への入力である。符号３０９の１６ビット・バス
上の出力はＦＣＳの新しい値、すなわち、ＦＣＳ’であ
る。
【００７４】図３のブロック３０６はｄＦＣＳ計算のた
めにある。本発明の望ましい実施例は、一般アルゴリズ
ム解法のソフトウェアによる実施である。さらに、Remu
lt関数が、中間ノードのアダプタの中のプロセッサの特
別命令として、ハードウェアで実施されると仮定する。
アルゴリズムは、５個の命令を含む: ・ R1 <--- B(X) ・ R2 <--- T0(n0) T0 テーブルを読む ・ R1 <--- R1 Remult R2 ・ R2 <--- T1(n1) T1 テーブルを読む ・ R1 <--- R1 Remult R2 メッセージが「短いパケット」（すなわちｎはＮより小
さく、ｎ1＝０を意味する）ならば、アルゴリズムは３
つの命令に縮小される。 ・ R1 <--- B(X) ・ R2 <--- T0(n) T0 テーブルを読む ・ R1 <--- R1 Remult R2 最大のバイト数が８ｋであると仮定したので、メッセー
ジの中のビット数は１３である。Ｎ= ２５６である場
合、ｎ0はフレーム・バイト・カウントの８個の低位ビ
ットから作られ、ｎ1は５個の高位ビットである。この
場合、テーブル・サイズは５７６バイトを必要とする
（図２のテーブルを参照）。
【００７５】コンピュータ・サイクルに関しては、長い
パケットの計算には５サイクルかかり、短いパケットの
計算には３サイクルかかることがわかる。
【００７６】図４に、Remult関数のハードウェアによる
実施例を記述する。
【００７７】多項式Ａ（Ｘ）およびＢ（Ｘ）に適用され
るRemult関数の多項式表現は以下のように表される。
【００７８】
【数２９】 ハードウェアによるこの実施例では、メッセージの訂正
はメッセージ・ヘッダの２バイトにだけ適用されると仮
定したので、このRemult実施の中で考慮される多項式は
１５次である。
【００７９】それは、以下の３つの実体を含む。
【００８０】１. ブロック４０３の１６ビット×１６
ビットのモジュロ２乗算器は繰り上がり桁なしの古典的
な乗算器として働き、多項式係数はモジュロ２のガロア
体に属す。３１ビットの結果は、３２ビット・バス４０
４により運ばれる。２×１６ビットの入力は２つの１６
ビットの入力バス４０１および４０２から入力される。
モジュロ２乗算器は、２５６×２ウェイＮＡＮＤおよび
２３５×２ウェイＸＯＲで実施することができる。それ
は５層の深さである。
【００８１】２. ブロック４０７は、上記のモジュロ
２乗算によって得られた結果の上位１５ビット（１６ビ
ット・バス４０５により運ばれる）のＧ（Ｘ）（Ｘ16に
よる）による除算の剰余を計算する。これは４８×２ウ
ェイＸＯＲで実施でき、８層の深さである。
【００８２】３. 前記の結果（１６ビット・バス４０
８上）をモジュロ２乗算の下位１６ビット（１６ビット
・バス４０６上）に加算する。これは１６×２ウェイＸ
ＯＲ（符号４０９）を必要とし、１層の深さである。演
算４０９の結果はバス４１０により運ばれる。
【００８３】Remult関数は５５５×２ウェイ・ゲートを
持つハードウェアの中に組み込むことができる。これ
は、今日のテクノロジーで可能な 100Kゲート・チップ
の１%のオーダの中に入る。全体の深さは１４層で、.８
ＣＭＯＳテクノロジーで２０ナノ秒未満の遅延を表す。
【００８４】短いパケットと長いパケットとの間の限界
サイズの選択は、コンピュータ資源とメモリサイズの観
点からみた中間ノードの容量に依存する。
【００８５】基数［Ｎ」をどう選ぶかは短いメッセージ
の最大サイズに対応するが、通信ノードの全ての性能特
性を考慮した結果の最善の妥協物である。コンピュータ
・サイクルに関しては、上述したように、短いメッセー
ジの処理は長いメッセージの処理にくらべて相対的に高
価である。いかなるサイズのメッセージであっても、ｄ
ＦＣＳ計算に必要なコンピュータ・サイクルは、媒体速
度の制約に依存するプロセッサ容量を超えてはならな
い。短いメッセージの最大長は、コンピュータ容量を考
慮に入れて選ばなければならない。図６は、媒体速度と
メッセージの大きさを考慮した、１つの中間ネットワー
ク・ノードのコンピュータ容量を図示したものである。
ｄＦＣＳ計算に必要なサイクルを表す線（２つのステッ
プで表す）は、媒体速度制約線で定義されている第２の
半領域を超える必要はない。本発明は短いパケットのた
めの処理を最適化しており、長いパケットに対するアル
ゴリズムは、短いパケットのために最適化されたアルゴ
リズムを使う。
【００８６】本発明の実施例のちがいは、２つの基準、
すなわち、ネットワークのタイプと、ハードウェアで実
施するかソフトウェアで実施するかの選択、に依存する
ので、本発明の実施例の解法が、従来の技術にくらべ
て、性能と簡単さの点で目標に達しているかを見てみ
る。
【００８７】ネットワークがフレーム・リレー・ネット
ワークでない場合で、従来技術による代案と、他の通信
メッセージ構造に対する本発明の効果とを見る。 ・ 訂正されたフィールドはヘッダでない。これは、ｎ
がメッセージの大きさをバイト数で表したものではな
く、ｎをメッセージの大きさから演繹しなければならな
いことを意味する。これは１つ余計なステップがかかる
が、ｄＦＣＳ計算が全体の性能に与える影響は大きくは
ない。 ・ メッセージがバイト単位でなくビット単位である場
合、本発明のＣＲＣ機密性検査を必要とするネットワー
ク・メッセージにあてはまらないが、本発明はこのよう
なメッセージ構造にも使用できる。唯一の影響はテーブ
ル・サイズで、これは８倍しなければならない。
【００８８】
【数３０】 ｍがもはや８の倍数でない場合、基数Ｎの分割を以下の
ように定義した他のｎに適用する。
【００８９】
【数３１】 エントリの数はテーブルＴ0（ｎ0）に対してＮ（最大8.
8192）、テーブルＴ1（ｎ1）に対して8.8192／Ｎであ
る。テーブル・サイズは８を乗じただけである。
【００９０】・メッセージの最大長は８ｋバイト以上で
もよく（フレーム・リレーの場合）、これにより本発明
の性能改善が減じることはない。
【００９１】最大メッセージ長が８ｋでＮが２５６バイ
トであるとすると、テーブル・サイズは以下のようにな
る。
【００９２】
【数３２】 最大メッセージ長が６４ｋでＮが２５６バイトであると
すると、テーブル・サイズは以下のようになる。
【００９３】
【数３３】 ・フレーム・リレーの場合、ｄＦＣＳの計算は、生成多
項式の次数である１６あるいはそれより低い次数の多項
式乗算に基づく。これにより、中間ネットワーク・ノー
ドのＣＲＣ計算の物理的な実施が単純化できる。訂正さ
れたフィールド・サイズを表す多項式の次数が、生成多
項式の次数（ＣＲＣ生成多項式の次数は１６、３２、等
であり得る）に等しいかより大きければ、フィールド
は、生成多項式の次数に等しいかより低い次数のいくつ
かのフィールドに分割され、同じ一般的アルゴリズムが
必要な回数だけ適用され、同様の性能利益を得ることが
できる。
【００９４】・最大メッセージ長が８ｋバイト以上でも
よく（フレーム・リレーの場合）、本発明による性能改
善に影響を与えない。
【００９５】本発明の他の実施例に関し、全てをハード
ウェアで実施する場合、および、全てをソフトウェアで
実施する場合を考慮する。
【００９６】・全てをハードウェアで実施する場合。
【００９７】図５は、フレーム・リレーのための解法を
示す図３のブロック３０６を、コプロセッサで実施する
場合を示す。マスタープロセッサによって使われるこの
コプロセッサの機能は以下の機能である。 ―Ｂ（Ｘ）とｍを書き込む。Ｂ（Ｘ）は訂正された古い
フィールドおよび前のフィールドをＸＯＲして得られる
（図３参照）。ｎはフレーム・バイト・カウント（フレ
ーム・リレーの場合、１３ビットで表した最大８ｋ）で
ある。 ―ｄＦＣＳの結果を読み取る。メッセージのサイズによ
り、結果は１または２コプロセッサ・サイクルの後に得
られる。
【００９８】図５のすべてのバスは１６ビット・バスで
ある。ブロック５１０が入力データすなわちＢ（Ｘ）お
よびｎ（バイト数）を受ける。Ｂ（Ｘ）は送り出され
て、ブロック５１５にストアされ、その後、ブロック５
３５のRemult演算子に入力される。ｎはブロック５２０
に送られて分割される。ｎは１３ビットで表される最大
値８ｋ（８ｋは最大フレームサイズである）である。ｎ
0アドレス（１バイト）がテーブルＴ0（ブロック５２
５）をテーブル・ルックアップするために送られ、テー
ブル・ルックアップの結果はブロック５３５のRemult演
算子への入力として送られる。ｎ1アドレス（１バイ
ト）がテーブルＴ1（ブロック５３０）をテーブル・ル
ックアップするために送られ、テーブル・ルックアップ
の結果はブロック５４０のRemult演算子への入力として
送られる。Remult演算子（ブロック５３５）の出力、す
なわち、Ｂ（Ｘ）およびＴ0（ｎ0）入力のRemult演算の
結果は、第２のRemult演算子（ブロック５４０）への１
つの入力として送られる。Remult演算子（ブロック５４
０）からの出力としてのｄＦＣＳ値は、ブロック５４５
に送られ、双方向バス５００を通して転送される。
【００９９】・フレーム・リレーのために全てをソフト
ウェアで実施する場合。
【０１００】全てをソフトウェアで実施する解法は、短
いメッセージおよび長いメッセージのための２つのアル
ゴリズムを相互に関連させたものからなる。Remultハー
ドウェア演算子は使用されず、２つの新しいテーブルは
前述の望ましい実施例のものより大きく、必要なコンピ
ューター・サイクルの数も増加する。しかし、短いパケ
ットと長いパケットとの間の分別に基づく新しいＦＣＳ
計算を全面的にソフトウェアで実施する解法も、性能と
単純化の目標を達成する。
【０１０１】ｎをバイト数で表したメッセージ・サイズ
とした場合、短いパケットのサイズｎ0はまだＮより小
さい。
【０１０２】
【数３４】 式RemG(X)(X8N.n1)は、8192/Nを入力としたテーブルＴ1
（ハードウェアでの実施のものと同じテーブル）の中
で、ｎ1の関数として前もって計算できる。
【０１０３】
【数３５】 式５の以下の部分を計算する。これは、短いパケット(n
1 = 0)のためのｄＦＣＳの式でもある。
【０１０４】
【数３６】 フレーム・リレーの場合、Ｂ（Ｘ）は１６ビット・フィ
ールド（２バイト）を表す１６次の多項式である。上記
の２バイトを上位ビットＢ1（Ｘ）と下位ビットＢ
2（Ｘ）に分割するならば、多項式Ｂ（Ｘ）は以下のよ
うに書くことができる。
【０１０５】
【数３７】 以下の２式
【０１０６】
【数３８】 は（ｎ0＋１）×２8入力のテーブルＴ’の中で前もって
計算できる。ここにおける値は、ｎ0（整数）の関数、
および、係数がモジュロ２ガロア体に属する第８次数多
項式Ｂi（Ｘ）（８ビットで表せる全ての可能な値）の
関数として表される。
【０１０７】
【数３９】 バイト数で表したテーブルＴ’のサイズ（１エントリは
ダブル・バイトである）は以下のように表せる。
【０１０８】
【数４０】 式７はＴ’で計算される。
【０１０９】
【数４１】 上記の式は、短いパケット対するｄＦＣＳ計算も表して
いる。２つのテーブル・ルックアップ、すなわち、１つ
はＢ1、もう１つはＢ2、を含む式７の計算アルゴリズム
は１２コンピュータ・サイクルをとることは容易に計算
できる。
【０１１０】長いパケットに対する計算は、式５の計算
アルゴリズムに戻り、
【０１１１】
【数４２】 式５はＴ’およびＴ1を使って計算する。
【０１１２】
【数４３】 図７のブロック・ダイヤグラムをたどることによって、
この計算が１５０コンピュータ・サイクルをとることが
評価できる。
【０１１３】―ブロック７１０は、多項式Ｈ（Ｘ）およ
びＨ’（Ｘ）によりそれぞれ表される元のフィールドお
よび訂正されたフィールドからＢ（Ｘ）を計算する。
【０１１４】―ブロック７２０は、短いパケットに使用
すると決めた最大サイズを考慮して、ｎからｎ0および
ｎ1を計算する。
【０１１５】―ブロック７３０は、以下の式を得るため
に、２つのＴ’テーブル・ルックアップとその結果の加
算を表す。
【０１１６】
【数４４】 ―ステップ７４０は、ｎ１が入力変数である、Ｔ1のテ
ーブル・ルックアップである。
【０１１７】
【数４５】 ―ステップ７５０は、桁の繰り上がりがないモジュロ２
の多項式乗算である。
【０１１８】
【数４６】 ―ステップ７６０は、前のステップの結果の多項式の、
生成多項式Ｇ（Ｘ）によるモジュロ２多項式除算の剰余
を計算する。
【０１１９】
【数４７】 表１のテーブルは、ｄＦＣＳを計算するのに必要なコン
ピュータ資源を表にしたものである。第１行と第２行に
は従来技術での最良の解法のソフトウェアおよびハード
ウェアによる資源必要量を示す。第３行に本発明による
全てをソフトウェアで行う実施例、第４行には本発明の
最も望ましい実施例の資源必要量を示す。ネットワーク
・メッセージの特性はフレーム・リレーのそれを想定し
ている。
【０１２０】
【表１】 表１からわかるように、従来技術の解法にくらべて、コ
ンピュータ資源必要量はメモリ容量の観点では同等であ
るが、コンピュータ・サイクルでは、本発明の最良の解
法で、ｄＦＣＳ計算のために顕著に改善されている。ｄ
ＦＣＳ計算が訂正されたＣＲＣ符号化メッセージの計算
の中核をなすポイントであるので、本発明による解法に
より、中間ネットワーク・ノードでのこの計算のための
本質的な改善を提供することができる。
【０１２１】（＊）１６ｋバイトがＴ’フレーム・リレ
ーのサイズである。フレーム・リレーによる理由によ
り、式８の２8は２6で置き換え、訂正されたフィールド
の２倍の８ビット上の６ビットだけが訂正されている。
さらに、短いパケットの限界は１２８バイトと仮定して
いる。Ｔ1はＴ’に対して無視できる程度である。
【０１２２】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。 （１）通信網の中間ノードにおいて、訂正されたメッセ
ージのデータビットの新しい巡回符号検査（ＣＲＣ）の
誤り検出符号と誤り訂正符号を計算する方法であって、
上記符号値は、訂正されたメッセージ・フィールド、メ
ッセージの最初の誤り符号、および、訂正されたメッセ
ージ・フィールドの終端とメッセージの終端との間の距
離ｍに依存し、（ａ）係数がモジュロ２ガロア体に属す
る多項式Ｂ（Ｘ）で表される、入力メッセージと中間ノ
ードで訂正されたメッセージとのビット単位の差を計算
するステップと、（ｂ）ｍ＋１６を２Ｎの１つの整数べ
きを基数に使って２つの整数ｎ0とｎ1に分割するステッ
プと、（ｃ）３つの値ｎ0、ｎ1、および、ｍを入力に使
って入力メッセージの符号値と訂正されたメッセージの
符号値との間の差を計算するステップと、（ｄ）上記差
を最初のメッセージ符号値でモジュロ２加算し、新しい
メッセージ符号値を得るステップと、を有する上記方
法。 （２）上記ステップ（ｃ）が、さらに、（ｃ―１）ｎ0
でアドレスされる第１のテーブルＴ0にテーブル・ルッ
クアップを行い、上記ＣＲＣ符号の生成多項式Ｇ（Ｘ）
によるＸ8n0の多項式除算の剰余を求めるステップであ
って、該多項式の係数がモジュロ２ガロア体に属するス
テップと、（ｃ―２）先行ステップの結果によるＢ
（Ｘ）のモジュロ２多項式乗算を行うステップと、（ｃ
―３）先行ステップのモジュロ２多項式乗算で得た上記
結果の上位１５ビットをＧ（Ｘ）で除算した剰余を計算
するステップと、（ｃ―４）ｍ＋１６がＮより小さい場
合、先行ステップの結果を上記ステップ（ｃ―２）の下
位１６ビットに加算し、次のステップ（ｃ―５）を実行
せず、本ステップの結果を入力符号値と訂正されたメッ
セージの符号値との間の差とするステップと、（ｃ―
５）ｍ＋１６がＮより大きく、したがってｎ1がゼロで
ない場合、（ｃ―５―１）ｎ1でアドレスされた第２の
テーブルＴ1にテーブル・ルックアップを行い、Ｘ8N.n1
のＧ（Ｘ）によるモジュロ２多項式除算の剰余を求める
ステップと、（ｃ―５―２）Ｂ（Ｘ）と先行ステップの
結果のモジュロ２多項式乗算を行うステップと、（ｃ―
５―３）先行ステップのモジュロ２多項式乗算で得た上
記結果の上位１５ビットをＧ（Ｘ）で除算した剰余を計
算するステップと、（ｃ―５―４）先行ステップの結果
を上記ステップ（ｃ―５―１）の下位１６ビットに加算
し、本ステップによる結果を入力符号値と訂正されたメ
ッセージの符号値との間の差とするステップと、を有す
る、上記（１）に記載の方法。 （３）上記ステップ（ｃ）が、（ｃ―１）Ｂi（Ｘ）と
ｎ0でアドレスされた第３のテーブルＴ’にテーブル・
ルックアップを行い、ステップ（ｃ―５）の結果の、Ｘ
8n0.Ｂi（Ｘ）のＧ（Ｘ）による多項式除算（Ｂｉ
（Ｘ）は全ての可能な８ビットの値を表す）の剰余を求
めるステップと、（ｃ―２）ｎ0とＢ（Ｘ）の上位８ビ
ットの値でアドレスされる第１のテーブルＴ0の値と、
ｎ0＋１とＢ（Ｘ）の下位８ビットの値でアドレスされ
る第２のテーブルＴ1の値を加算するステップと、（ｃ
―３）ｍ＋１６がＮより小さい場合、ｎ1がゼロに等し
く、前のステップの結果を入力符号値と訂正されたメッ
セージの符号値との間の差とし、次のステップ（ｃ―
４）は実行せず、かつ、ステップ（ｃ―５）で上記の差
を変更せずにおくステップと、（ｃ―４）ｍ＋１６がＮ
より大きいためにｎ1がゼロでない場合、ｎ1でアドレス
される第２のテーブルＴ1にテーブル・ルックアップを
行うステップと、（ｃ―５）上記ステップ（ｃ―２）の
結果と上記ステップ（ｃ―４）の結果とをモジュロ２多
項式乗算を行うステップと、（ｃ―６）上記ステップ
（ｃ―５）の結果をＧ（Ｘ）による多項式除算をして剰
余を計算し、その結果を入力符号値と訂正されたメッセ
ージの符号値との間の差とするステップと、を有する、
上記（１）に記載の方法。 （４）上記通信網がフレーム・リレー網であり、メッセ
ージ長が可変長パケットであり、誤り検出符号及び誤り
訂正符号がＶ４１ＣＣＩＴＴ勧告による生成多項式Ｇ
（Ｘ）に基づく１６ビットのフレーム・チェック・シー
ケンス（ＦＣＳ）であり、ｍ＋１６の値がバイト数によ
るメッセージの大きさであり、Ｎが短いメッセージのバ
イト数による最大の大きさであり、中間ノードの中でパ
ケットにほどこされる訂正がパケットの最初の２バイト
に適用される、上記（１）、（２）、または、（３）に
記載の方法。 （５）通信網の中間ノードにおいて、訂正されたメッセ
ージのデータビットの新しい巡回符号検査（ＣＲＣ）の
誤り検出符号と誤り訂正符号を計算する装置であって、
上記符号値は、訂正されたメッセージ・フィールド、メ
ッセージの最初の誤り符号、および、訂正されたメッセ
ージ・フィールドの終端とメッセージの終端との間の距
離ｍに依存し、（ａ）係数がモジュロ２ガロア体に属す
る多項式Ｂ（Ｘ）で表される、入力メッセージと中間ノ
ードで訂正されたメッセージとのビット単位の差を計算
する手段と、（ｂ）ｍ＋１６を、１つの整数Ｎを基数と
して使って２つの整数ｎ0とｎ1に分割する手段と、
（ｃ）３つの値ｎ0、ｎ1、および、ｍを入力に使って入
力メッセージの符号値と訂正されたメッセージの符号値
との間の差を計算する手段と、（ｄ）上記差を最初のメ
ッセージ符号値でモジュロ２加算し、新しいメッセージ
符号値を得る手段と、を有する装置。 （６）上記手段（ｃ）が、さらに、（ｃ―１）ｎ0とＢi
（Ｘ）によりアドレスされる第１のテーブルＴ0にテー
ブル・ルックアップを行い、上記ＣＲＣ符号の生成多項
式Ｇ（Ｘ）によるＸ8n0の多項式除算の剰余を求める手
段（該多項式の係数はモジュロ２ガロア体に属する）
と、（ｃ―２）上記手段（ｃ―１）の結果によるＢ
（Ｘ）のモジュロ２多項式乗算を行う手段と、（ｃ―
３）先行手段によりモジュロ２多項式乗算で得た上記結
果の上位１５ビットをＧ（Ｘ）で除算した剰余を計算す
る手段と、（ｃ―４）ｍ＋１６がＮより小さい場合、上
記手段（ｃ―３）で得られた結果を上記手段（ｃ―２）
で得られた結果の下位１６ビットに含め、本手段の結果
を入力符号値と訂正されたメッセージの符号値との間の
差とする手段と、（ｃ―５）ｍ＋１６がＮより大きく、
したがってｎ1がゼロでない場合に動作する手段であっ
て、（ｃ―５―１）ｎ1でアドレスされた第２のテーブ
ルＴ1にテーブル・ルックアップを行い、Ｘ8N.n1のＧ
（Ｘ）によるモジュロ２多項式除算の剰余を求める手段
と、（ｃ―５―２）Ｂ（Ｘ）と上記手段（ｃ―５―１）
によって得られた結果のモジュロ２多項式乗算を行う手
段と、（ｃ―５―３）上記手段（ｃ―５―２）によりモ
ジュロ２多項式乗算で得た上記結果の上位１５ビットを
Ｇ（Ｘ）で除算した剰余を計算する手段と、（ｃ―５―
４）上記手段（ｃ―５―３）による結果を上記手段（ｃ
―５―１）の下位１６ビットに加算し、本手段による結
果を入力符号値と訂正されたメッセージの符号値との間
の差とする手段と、を具備する手段、を有する、上記
（５）に記載の装置。 （７）上記手段（ｃ）が、（ｃ―１）ｎ0とＢi（Ｘ）で
アドレスされた第３のテーブルＴ’にテーブル・ルック
アップを行い、Ｘ8n0.Ｂi（Ｘ）のＧ（Ｘ）による多項
式除算（Ｂｉ（Ｘ）は全ての可能な８ビットの値を表
す）の剰余を求める手段と、（ｃ―２）ｎ0とＢ（Ｘ）
の上位８ビットの値でアドレスされる第１のテーブルＴ
0の値と、ｎ0＋１とＢ（Ｘ）の下位８ビットの値でアド
レスされる第２のテーブルＴ1の値を加算する手段と、
（ｃ―３）ｍ＋１６がＮより小さい場合、ｎ1がゼロに
等しく、前の手段の結果を入力符号値と訂正されたメッ
セージの符号値との間の差とし、下記の手段（ｃ―５）
で上記の差を変更せずにおく手段と、（ｃ―４）ｍ＋１
６がＮより大きいためにｎ1がゼロでない場合、ｎ1でア
ドレスされる第２のテーブルＴ1にテーブル・ルックア
ップを行う手段と、（ｃ―５）上記手段（ｃ―２）の結
果と上記手段（ｃ―４）の結果をモジュロ２多項式乗算
する手段と、（ｃ―６）Ｇ（Ｘ）による多項式除算の剰
余を計算し、その結果を入力符号値と訂正されたメッセ
ージの符号値との間の差とする手段と、を有する、上記
（５）に記載の装置。 （８）上記通信網がフレーム・リレー網であり、メッセ
ージ長が可変長パケットであり、誤り検出符号及び誤り
訂正符号がＶ４１ＣＣＩＴＴ勧告による生成多項式Ｇ
（Ｘ）に基づく１６ビットのフレーム・チェック・シー
ケンス（ＦＣＳ）であり、ｍ＋１６の値がバイト数によ
るメッセージの大きさであり、Ｎが短いメッセージのバ
イト数による最大の大きさであり、中間ノードの中でパ
ケットにほどこされた訂正がパケットの最初の２バイト
に適用される、上記（５）、（６）、または、（７）に
記載の装置。 （９）上記通信網がフレーム・リレー網であり、メッセ
ージ長が可変長パケットであり、誤り検出符号及び誤り
訂正符号がフレーム・チェック・シーケンス（ＦＣＳ）
であり、ｍ＋１６の値がバイト数によるメッセージの大
きさであり、Ｎが短いメッセージのバイト数による最大
の大きさであり、中間ノードの中でパケットにほどこさ
れた訂正がパケットの最初の２バイトに適用される、上
記（５）、（６）、または、（７）に記載の装置。 （１０）上記手段のすべてが中間ノードのコンピュータ
のソフトウェア命令として実施される、上記（７）に記
載の装置。 （１１）上記手段のすべてがハードウェアで実施され
る、上記（６）に記載の装置。 （１２）上記手段（ｃ―２）、（ｃ―３）、および（ｃ
―４）、あるいは、（ｃ―５―１）、（ｃ―５―２）、
および（ｃ―５―３）が同じハードウェア演算要素とし
て実施され、それ以外の他のすべての手段がソフトウェ
アのコンピュータ命令として実施される、上記（６）に
記載の装置。
【０１２３】
【発明の効果】本発明は、通信網の中間ノードで訂正さ
れたメッセージのデータビットに付けられたフレーム・
チェック・シーケンス（ＦＣＳ）を中間ノードで計算す
る方法と装置を提供するものであり、具体的には、メッ
セージの中の訂正されたフィールドと、訂正されたフィ
ールドの終端とメッセージの終端との間のビット数で表
した距離との間の差を使用して、ＦＣＳの間の差を計算
することからなるものである。通過遅延を最適化する必
要のある高速通信網において、本発明の解法をとること
により、上記の計算に必要な中間ノードにおけるコンピ
ュータ資源、すなわち、メモリサイズとコンピュータ・
サイクルの必要使用量を有意に改善することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】中間ネットワーク・ノードで訂正される前およ
び訂正された後のメッセージのフィールドの構造を示す
図。
【図２】さまざまなパケット長に対応するテーブルの大
きさを表す表。
【図３】一般的な解法における論理的インターフェース
を表すブロック図。
【図４】Remult関数をハードウェアで行う１つの例を表
すブロック図。
【図５】本発明による解法のハードウェアによる実施を
表すブロック図。
【図６】メッセージ長の関数としてのコンピュータ・サ
イクル数を示す２つのグラフで、１つは中間ノードの最
大のコンピュータ容量を示し、他方は訂正されたＦＣＳ
を計算するためのコンピュータ資源を表す図。
【図７】全てをソフトウェアで実施した場合のブロック
図。
【符号の説明】
１１０ 一般メッセージの構造 １２０ フレーム・リレーの場合のメッセ
ージ構造 ３００、３０１、３０３、３０４、３０５、３０９
１６ビットバス ３０２、３０８、４０９ ＸＯＲ論理演算 ３０６ ｄＦＣＳを計算するブロック ４０１、４０２、４０５、４０６、４０８
１６ビットバス ４０３ １６ビット×１６ビットのモジュ
ロ２乗算器 ４０４ ３２ビットバス ４０７ 除算の剰余を計算する機能 ４１０ バス ５００ 双方向バス ５１０ Ｂ（Ｘ）とｎ入力データを受ける
ブロック ５１５ Ｂ（Ｘ）をストアするブロック ５２０ ｎを分割するブロック ５２５ テーブルＴ0 ５３０ テーブルＴ1 ５３５、５４０ Remult演算子 ５４５ バス５００を通してdFCSを転送す
るためのブロック ７１０ Ｂ（Ｘ）を計算するブロック ７２０ ｎからｎ0およびｎ1を計算するブ
ロック ７３０ ２つのＴ’テーブル・ルックアッ
プとその結果の加算を表すブロック ７４０ ｎ１を入力変数とするＴ1テーブ
ル・ルックアップを表すブロック ７５０ 繰り上がり桁なしのモジュロ２多
項式乗算を行うブロック ７６０ 生成多項式Ｇ（Ｘ）によるモジュ
ロ２多項式除算の剰余を計算するブロック
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 エリック・サンジョルジュ フランス06610ラ・ゴード、アレ・アルフ ァ・ヂュ・サントール 291ー６ (72)発明者 ビクトール・スパニョル フランス06800カーニュ・シュル・メール、 シュマン・デ・コレット 12ビス

Claims (12)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 通信網の中間ノードにおいて、訂正され
    たメッセージのデータビットの新しい巡回符号検査（Ｃ
    ＲＣ）の誤り検出符号と誤り訂正符号を計算する方法で
    あって、上記符号値は、訂正されたメッセージ・フィー
    ルド、メッセージの最初の誤り符号、および、訂正され
    たメッセージ・フィールドの終端とメッセージの終端と
    の間の距離ｍに依存し、 （ａ）係数がモジュロ２ガロア体に属する多項式Ｂ
    （Ｘ）で表される、入力メッセージと中間ノードで訂正
    されたメッセージとのビット単位の差を計算するステッ
    プと、 （ｂ）ｍ＋１６を２Ｎの１つの整数べきを基数に使って
    ２つの整数ｎ0とｎ1に分割するステップと、 （ｃ）３つの値ｎ0、ｎ1、および、ｍを入力に使って入
    力メッセージの符号値と訂正されたメッセージの符号値
    との間の差を計算するステップと、 （ｄ）上記差を最初のメッセージ符号値でモジュロ２加
    算し、新しいメッセージ符号値を得るステップと、 を有する上記方法。
  2. 【請求項２】 上記ステップ（ｃ）が、さらに、 （ｃ―１）ｎ0でアドレスされる第１のテーブルＴ0にテ
    ーブル・ルックアップを行い、上記ＣＲＣ符号の生成多
    項式Ｇ（Ｘ）によるＸ8n0の多項式除算の剰余を求める
    ステップであって、該多項式の係数がモジュロ２ガロア
    体に属するステップと、 （ｃ―２）先行ステップの結果によるＢ（Ｘ）のモジュ
    ロ２多項式乗算を行うステップと、 （ｃ―３）先行ステップのモジュロ２多項式乗算で得た
    上記結果の上位１５ビットをＧ（Ｘ）で除算した剰余を
    計算するステップと、 （ｃ―４）ｍ＋１６がＮより小さい場合、先行ステップ
    の結果を上記ステップ（ｃ―２）の下位１６ビットに加
    算し、次のステップ（ｃ―５）を実行せず、本ステップ
    の結果を入力符号値と訂正されたメッセージの符号値と
    の間の差とするステップと、 （ｃ―５）ｍ＋１６がＮより大きく、したがってｎ1が
    ゼロでない場合、 （ｃ―５―１）ｎ1でアドレスされた第２のテーブルＴ1
    にテーブル・ルックアップを行い、Ｘ8N.n1のＧ（Ｘ）
    によるモジュロ２多項式除算の剰余を求めるステップ
    と、 （ｃ―５―２）Ｂ（Ｘ）と先行ステップの結果のモジュ
    ロ２多項式乗算を行うステップと、 （ｃ―５―３）先行ステップのモジュロ２多項式乗算で
    得た上記結果の上位１５ビットをＧ（Ｘ）で除算した剰
    余を計算するステップと、 （ｃ―５―４）先行ステップの結果を上記ステップ（ｃ
    ―５―１）の下位１６ビットに加算し、本ステップによ
    る結果を入力符号値と訂正されたメッセージの符号値と
    の間の差とするステップと、 を有する、請求項１に記載の方法。
  3. 【請求項３】 上記ステップ（ｃ）が、 （ｃ―１）Ｂi（Ｘ）とｎ0でアドレスされた第３のテー
    ブルＴ’にテーブル・ルックアップを行い、ステップ
    （ｃ―５）の結果の、Ｘ8n0.Ｂi（Ｘ）のＧ（Ｘ）によ
    る多項式除算（Ｂｉ（Ｘ）は全ての可能な８ビットの値
    を表す）の剰余を求めるステップと、 （ｃ―２）ｎ0とＢ（Ｘ）の上位８ビットの値でアドレ
    スされる第１のテーブルＴ0の値と、ｎ0＋１とＢ（Ｘ）
    の下位８ビットの値でアドレスされる第２のテーブルＴ
    1の値を加算するステップと、 （ｃ―３）ｍ＋１６がＮより小さい場合、ｎ1がゼロに
    等しく、前のステップの結果を入力符号値と訂正された
    メッセージの符号値との間の差とし、次のステップ（ｃ
    ―４）は実行せず、かつ、ステップ（ｃ―５）で上記の
    差を変更せずにおくステップと、 （ｃ―４）ｍ＋１６がＮより大きいためにｎ1がゼロで
    ない場合、ｎ1でアドレスされる第２のテーブルＴ1にテ
    ーブル・ルックアップを行うステップと、 （ｃ―５）上記ステップ（ｃ―２）の結果と上記ステッ
    プ（ｃ―４）の結果とをモジュロ２多項式乗算を行うス
    テップと、 （ｃ―６）上記ステップ（ｃ―５）の結果をＧ（Ｘ）に
    よる多項式除算をして剰余を計算し、その結果を入力符
    号値と訂正されたメッセージの符号値との間の差とする
    ステップと、 を有する、請求項１に記載の方法。
  4. 【請求項４】 上記通信網がフレーム・リレー網であ
    り、メッセージ長が可変長パケットであり、誤り検出符
    号及び誤り訂正符号がＶ４１ＣＣＩＴＴ勧告による生成
    多項式Ｇ（Ｘ）に基づく１６ビットのフレーム・チェッ
    ク・シーケンス（ＦＣＳ）であり、ｍ＋１６の値がバイ
    ト数によるメッセージの大きさであり、Ｎが短いメッセ
    ージのバイト数による最大の大きさであり、中間ノード
    の中でパケットにほどこされる訂正がパケットの最初の
    ２バイトに適用される、請求項１、２、または、３に記
    載の方法。
  5. 【請求項５】 通信網の中間ノードにおいて、訂正され
    たメッセージのデータビットの新しい巡回符号検査（Ｃ
    ＲＣ）の誤り検出符号と誤り訂正符号を計算する装置で
    あって、上記符号値は、訂正されたメッセージ・フィー
    ルド、メッセージの最初の誤り符号、および、訂正され
    たメッセージ・フィールドの終端とメッセージの終端と
    の間の距離ｍに依存し、 （ａ）係数がモジュロ２ガロア体に属する多項式Ｂ
    （Ｘ）で表される、入力メッセージと中間ノードで訂正
    されたメッセージとのビット単位の差を計算する手段
    と、 （ｂ）ｍ＋１６を、１つの整数Ｎを基数として使って２
    つの整数ｎ0とｎ1に分割する手段と、 （ｃ）３つの値ｎ0、ｎ1、および、ｍを入力に使って入
    力メッセージの符号値と訂正されたメッセージの符号値
    との間の差を計算する手段と、 （ｄ）上記差を最初のメッセージ符号値でモジュロ２加
    算し、新しいメッセージ符号値を得る手段と、 を有する装置。
  6. 【請求項６】 上記手段（ｃ）が、さらに、 （ｃ―１）ｎ0とＢi（Ｘ）によりアドレスされる第１の
    テーブルＴ0にテーブル・ルックアップを行い、上記Ｃ
    ＲＣ符号の生成多項式Ｇ（Ｘ）によるＸ8n0の多項式除
    算の剰余を求める手段（該多項式の係数はモジュロ２ガ
    ロア体に属する）と、 （ｃ―２）上記手段（ｃ―１）の結果によるＢ（Ｘ）の
    モジュロ２多項式乗算を行う手段と、 （ｃ―３）先行手段によりモジュロ２多項式乗算で得た
    上記結果の上位１５ビットをＧ（Ｘ）で除算した剰余を
    計算する手段と、 （ｃ―４）ｍ＋１６がＮより小さい場合、上記手段（ｃ
    ―３）で得られた結果を上記手段（ｃ―２）で得られた
    結果の下位１６ビットに含め、本手段の結果を入力符号
    値と訂正されたメッセージの符号値との間の差とする手
    段と、 （ｃ―５）ｍ＋１６がＮより大きく、したがってｎ1が
    ゼロでない場合に動作する手段であって、 （ｃ―５―１）ｎ1でアドレスされた第２のテーブルＴ1
    にテーブル・ルックアップを行い、Ｘ8N.n1のＧ（Ｘ）
    によるモジュロ２多項式除算の剰余を求める手段と、 （ｃ―５―２）Ｂ（Ｘ）と上記手段（ｃ―５―１）によ
    って得られた結果のモジュロ２多項式乗算を行う手段
    と、 （ｃ―５―３）上記手段（ｃ―５―２）によりモジュロ
    ２多項式乗算で得た上記結果の上位１５ビットをＧ
    （Ｘ）で除算した剰余を計算する手段と、 （ｃ―５―４）上記手段（ｃ―５―３）による結果を上
    記手段（ｃ―５―１）の下位１６ビットに加算し、本手
    段による結果を入力符号値と訂正されたメッセージの符
    号値との間の差とする手段と、を具備する手段、 を有する、請求項５に記載の装置。
  7. 【請求項７】 上記手段（ｃ）が、 （ｃ―１）ｎ0とＢi（Ｘ）でアドレスされた第３のテー
    ブルＴ’にテーブル・ルックアップを行い、Ｘ8n0.Ｂi
    （Ｘ）のＧ（Ｘ）による多項式除算（Ｂｉ（Ｘ）は全て
    の可能な８ビットの値を表す）の剰余を求める手段と、 （ｃ―２）ｎ0とＢ（Ｘ）の上位８ビットの値でアドレ
    スされる第１のテーブルＴ0の値と、ｎ0＋１とＢ（Ｘ）
    の下位８ビットの値でアドレスされる第２のテーブルＴ
    1の値を加算する手段と、 （ｃ―３）ｍ＋１６がＮより小さい場合、ｎ1がゼロに
    等しく、前の手段の結果を入力符号値と訂正されたメッ
    セージの符号値との間の差とし、下記の手段（ｃ―５）
    で上記の差を変更せずにおく手段と、 （ｃ―４）ｍ＋１６がＮより大きいためにｎ1がゼロで
    ない場合、ｎ1でアドレスされる第２のテーブルＴ1にテ
    ーブル・ルックアップを行う手段と、 （ｃ―５）上記手段（ｃ―２）の結果と上記手段（ｃ―
    ４）の結果をモジュロ２多項式乗算する手段と、 （ｃ―６）Ｇ（Ｘ）による多項式除算の剰余を計算し、
    その結果を入力符号値と訂正されたメッセージの符号値
    との間の差とする手段と、 を有する、請求項５に記載の装置。
  8. 【請求項８】 上記通信網がフレーム・リレー網であ
    り、メッセージ長が可変長パケットであり、誤り検出符
    号及び誤り訂正符号がＶ４１ＣＣＩＴＴ勧告による生成
    多項式Ｇ（Ｘ）に基づく１６ビットのフレーム・チェッ
    ク・シーケンス（ＦＣＳ）であり、ｍ＋１６の値がバイ
    ト数によるメッセージの大きさであり、Ｎが短いメッセ
    ージのバイト数による最大の大きさであり、中間ノード
    の中でパケットにほどこされた訂正がパケットの最初の
    ２バイトに適用される、請求項５、６、または、７に記
    載の装置。
  9. 【請求項９】 上記通信網がフレーム・リレー網であ
    り、メッセージ長が可変長パケットであり、誤り検出符
    号及び誤り訂正符号がフレーム・チェック・シーケンス
    （ＦＣＳ）であり、ｍ＋１６の値がバイト数によるメッ
    セージの大きさであり、Ｎが短いメッセージのバイト数
    による最大の大きさであり、中間ノードの中でパケット
    にほどこされた訂正がパケットの最初の２バイトに適用
    される、請求項５、６、または、７に記載の装置。
  10. 【請求項１０】上記手段のすべてが中間ノードのコンピ
    ュータのソフトウェア命令として実施される、請求項７
    に記載の装置。
  11. 【請求項１１】上記手段のすべてがハードウェアで実施
    される、請求項６に記載の装置。
  12. 【請求項１２】上記手段（ｃ―２）、（ｃ―３）、およ
    び（ｃ―４）、あるいは、（ｃ―５―１）、（ｃ―５―
    ２）、および（ｃ―５―３）が同じハードウェア演算要
    素として実施され、それ以外の他のすべての手段がソフ
    トウェアのコンピュータ命令として実施される、請求項
    ６に記載の装置。
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