JPS62207049A

JPS62207049A - 符号化方式

Info

Publication number: JPS62207049A
Application number: JP61048501A
Authority: JP
Inventors: Hitoshi Obara; 仁小原
Original assignee: Nippon Telegraph and Telephone Corp
Current assignee: Nippon Telegraph and Telephone Corp
Priority date: 1986-03-07
Filing date: 1986-03-07
Publication date: 1987-09-11

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】（発明の技術分野）本発明は１ビットの送信情報を２ビットに符号化する１
Ｂ２Ｂブロック符号化方式に関するものである。

（従来技術とその問題点）１Ｂ２Ｂ符号は直流平衡度がよく、同符号連続を少なく
できる特長があり、従来よりＣＭＩ符号とＤＭＩ符号が
よく知られている。第１図にＣＭＩ符号則、第２図にＤ
ＭＥ符号則を示す。両者とも、丸印は符号ブロックデー
タ（２ビット）を示し、矢印およびそれに付随するデー
タはそれぞれ符号の遷移方向と送信情報の符号を示して
いる。

第１図のＣＭＩ符号では、符号化されたデータ列１４の
中で“１０１のパターン、すなわち、データの立下がり
部分が符号ブロックの区切に相当しており、また送信情
報１３の１１については符号化出力の１“１”と００”
が交互に発注するように構成されている。このため、送
信情報の“１”の符号化出力シーケンスにおいて、＠１
１１と“１１”または“００”と“００”を連続させて
故意に符号則しよう乱を発生させ、フレーム同期などに
応用することができる。第２図のＤＭＩ符号についても
、送信情報の“１”に対応して符号化出力“１１”と“
００”を交互に発生させており、ＣＭＩ符号と同様に符
号則のじよう乱を印加。

検出することができる。

しかし、従来のＣＭＩ符号およびＤＭＩ符号においては
、符号則しよう乱を印加することができるのは送信情報
が“１”に限定されており、フレーム同期情報のように
周期的に符号則しよう乱を発生させるためには最低１ビ
ットの同期ビットを確保する必要があった。このためＮ
個の送信情報列を単純にビット多重化して伝送する場合
は、同期用ビットを付加して速度変換を行うか、送信情
報の１チヤネルを同期信号に割り当てる必要があり、回
路規模の増大あるいは多重化効率の低下という問題があ
った。

一方、このような問題を解決する一手段として、ＣＭｒ
符号について送信情報が“０”の場合に通常は“０１”
に符号化し、符号則しよう乱を与える場合は“１０”に
符号化する方法が提案されている（文献、永田洋−：“
ＣＭＩ符号のＣＲＶを用いたディジタル信号の非同期多
重化技術”、昭和５７年電子通信学会総合全国大会Ｎｃ
２１８６参照）。

この方法による符号化例を第３図に示す。上記文献中に
も述べられているように、送信情報“０”の符号則しよ
う乱を“１０”符号とすると、符号ブロック同期を確立
するための符号の切れ目の“１０”パターンとの区別が
つかなくなるという新たな問題が発生する。このため、
符号則しよう乱を与えることができるのは数１０ビット
に１回程度に限られ、しかも符号ブロック同期特性が劣
化するという欠点を有していた。

（発明の目的）本発明の目的は、１Ｂ２Ｂ符号の特長である直流平衡度
及び同符号連続数などの特性を劣化させることなく、従
来の符号化方式における符号化則しよう乱が送信情報の
“１”のみまたは数１０ビットに１回という条件でしか
可能でなかった点を解決し、任意の送信情報位置で符号
則しよう乱を与えることが可能な符号化方式を提供する
ことにある。

（発明の構成）以下本発明の詳細な説明する。

第４図に本発明の符号化方式に従って構成した符号パタ
ーンの一例を示す。符号１ブロック前半４０が符号モー
ドビットＭであり、後半４１が送信情報を表すデータビ
ットＤであり、符号化出力はＭ■Ｄ（■は排他的論理和
）が“０″か““１”かに従ってモード０の符号とモー
ド１の符号に分類される。送信情報が、その１ビット前
の送信情報と同符号であればモード１の符号に符号化さ
れ、異符号の場合はモードＯの符号に符号化される。

（モード番号の０．１は逆でもよい。）ただし、符号則
しよう乱を与える場合には、４４と４５に示すように前
述の通常の符号モードと反対の符号モードの符号に符号
化される。よって、受信側では連続する２ブロックの符
号を受信した場合、そのデータビット０列より同符号が
連続しているか、異符号であるかが判別でき、２ブロッ
ク目の符号モードデータが予測できることを最も主要な
特徴とする。

従来の符号化方式では送信情報の“ｌ”についてのみ、
この予測が可能であったのに対し、本発明の符号化方式
では送信情報の“０”と“１”の両方について、その予
測が可能となっている点が異なる。

〔実施例１〕第５図（ａ）　（ｂ）は符号化回路の構成例と主要端子
のタイムチャートを示しており、５１は送信情報列、５
０は符号則しよう乱（バイオレーション）入力、５２は
クロック入力、５ｇは送信情報列の連続する２ビットが
同符号か異符号かを示すステータスであり、バイオレー
ション人力５０が０”であればステータス情報５ｆと５
ｇは同符号となり、バイオレーション人力５０が“１”
であれば異符号となる。バイオレーション入力５０がａ
“１”とするとステータス情報５ｇが“１”の場合、す
なわち、送信情報５１の連続する２ビットが異符号であ
れば、ゲー）５ａがオンとなり、モード０の符号が出力
される。

一方、ステータス情報５ｇが“０”の場合、すなわち、
送信情報５１の連続する２ビットが同符号であれば、送
信情報５１の入力データの“０”、“１”に対応して、
ゲート５ｂまたは５ｃがオンとなり、５８または５９の
モードｌの符号が符号化出力端子５ｅに出力される。

次にバイオレーション入力５０が“０”となり符号則し
よう乱が指示されるとステータス情ｔｌａ５ｆの符号モ
ードビットが本来の符号モード５ｇと逆極性となり、符
号化出力端子５ｅには符号モードビットが反転された出
力が得られる。

第６図（ａ）　（ｂｌに本発明により符号化された符号
化信号列を復号するための受信回路の構成例と主要端子
のタイムチャートを示しており、６１は受信符号列、６
２はクロック抽出部、６３〜６９はブロック同期回路、
６八〜６Ｊは復号回路、６には符号則しよう乱（バイオ
ミージョン）出力、６Ｌは復号化された出力情報、６Ｍ
は出力クロックである。最初に受信符号列６１に対して
２ビット毎の符号ブロックを識別するために符号ブロッ
ク同期を確立する必要があり、これは送信情報が０１”
または“１０”のときの符号化出力が“００１１”また
は“１１００”となり、このパターンは符号化出力の中
で、それ以外では発生することのない独特のユニークパ
ターンとなる性質を利用して実現される。６３〜６９の
ブロック同期回路は“００１１”のパターンを検出する
場合を示している。符号ブロック同期は符号則しよう乱
を周期的に印加し、それを検出することでも実現できる
が、その構成は通常のフレーム同期回路と同じである。

６３〜６８の同期パターン検出回路でユニークパターン
“００１１”が検出されると、Ｔフリップフロン１回路
６９のクロック位相がリセットされ符号ブロックとの同
期が確立される。以上のように符号ブロック同期が確立
すると、データ出力情報６Ｌは符号ブロックの後半をラ
ッチすることにより得られる。さらに符号則しよう乱の
検出は、復号されたデータ出力の連続する２ビットから
、送信側の符号化方法に従って予測される符号モード出
力６Ｅと実際に受信した号モード出力６Ｄを比較するこ
とにより、それらが一致している番号は符号則しよう乱
なしと判定され、不一致の場合は符号則しよう乱ありと
判定され、へ°イオレーション出力６Ｋが出力される。

以上のように、本発明によれば、受信側のデータ出力系
列より符号モードビットを予測可能であり、これと実際
に受信した符号モードビットとの比較を行うことにより
、送信側での符号則しよう乱を検出することができる。

この結果、フレーム同期信号などの伝送を符号則しよう
乱で実現する場合、同期信号の付加、あるいは送信情報
の一部を同期信号に割り当てるという必要がなく、従来
の技術を用いた場合の速度変換回路の増大あるいは伝送
効率の劣化という問題点が解消され、装置の小形化、経
済化が図られる。

（発明の効果）以上説明したように本発明では複数の送信情報を時分割
多重化し、符号則しよう乱によりフレーム同期信号など
を伝送する場合、同期信号の付加に起因する速度変換回
路の増大あるいは送信情報の一部を同期信号に割り当て
ることによる伝送効率の低下という問題がないため、送
受信回路の小形化、経済化が図れる利点がある。

【図面の簡単な説明】

第１図（ａ）　（ｂｌは従来提案されているＣＭＩ符号
の符号則を説明するための符号遷移図及び信号列を示す
タイムチャート、第２図（ａｌ　（ｂｌは従来提案され
ているＤＭＩ符号則を説明するための符号遷移図及び信
号列を示すタイムチャート、第３図は第１図のＣＭＩ符
号の“０”においても符号則しよう乱を与えることので
きる符号則による信号列を示すタイムチャート、第４図
（ａ）　（ｂｌは本発明の符号パターンを示す図と符号
別による信号列を示すタイムチャート、第５図Ｊａｌ　
（ｂ）は本発明の符号化を行う符号化回路の実施例を示
すブロック図及び動作説明用タイムチャート、第６図（
ａ）　（ｂｌは本発明により符号化された信号列の復号
化を行う受信回路の具体例である。１０・・・ＣＭＩ符号化出力、　１１・・・ＣＭＩ符号
化出力の状態遷移方向、　１２・・・送信データ、　１
３・・・送信データ例、　１４・・・ＣＭＩ符号化出力
側、２０・・・ＤＭｒ符号化出力、　２１・・・ＤＭＩ
符号化出力の状態遷移方向、　２２・・・送信データ、
　２３・・・送信データ例、　２４・・・ＤＭＩ符号化
出力例、３１・・・送信データ例、　３２・・・変形さ
れたＣＭＩ符号化出力例、　４０・・・符号モードビッ
ト、　４１・・・送信情報ビット、　４２・・・送信情
報列、　４３・・・符号化出力、　４４・・・送信情報
“１”の符号則しよう乱、　４５・・・送信情報“Ｏ”
の符号則しよう乱、５０・・・符号則しよう乱（バイオ
レーション）入力、５１・・・送信情報入力、　５２・
・・クロック入力、５３、５４・・・Ｄフリップフロッ
プ、　５５．５６・・・ＥＸ−ＯＲゲート、　　５７・
・・ＮＯＴゲート、　　５８．　５９・・・符号モード
““１”の符号波形、　５ａ、　５ｂ、　５ｃ・・・Ａ
ＮＤゲート、　５ｄ・ＯＲゲート、　５ｅ−・・符号化
出力、　５ｆ、　５ｇ・・・ステータス情報、　６０・
・・送信情報、　６１・・・受信符号、　６２・・・ク
ロック抽出回路、　６３．６４．６５．６６・・・９７
９７１７０７１回路、　６７・・・符号ブロック同期出
力、６８・・・ＮＡＮＤゲート、　６９・・・リセット
付Ｔフリップフロップ回路、　　６Ａ、　６Ｂ、　６Ｉ
、　６Ｊ・・・９７９７１７０７１回路、　６Ｅ、　６
Ｆ、　６Ｇ・・・ＥＸ−ＯＲ（Ｎ　ＯＲ）ゲート、　　
６Ｈ−Ｎ　ＯＴゲート、６Ｃ，６Ｄ・・・ステータス、
　６Ｋ・・・符号則しよう乱検出出力、　６Ｌ・・・復
号データ出力、　６Ｍ・・・出力クロック。

Claims

【特許請求の範囲】

（１）１ビットの送信情報を２ビットの情報にブロック
符号化する１Ｂ２Ｂ符号化方式において、符号の１ブロ
ックは送信情報を表すデータビットと該データビットと
の排他的論理和が“０”または“１”となるように定め
られた２種類のモードを識別するための符号モードビッ
トとから構成され、該符号モードビットは送信情報がそ
の１ビット前の送信情報と同符号であれば２種類のモー
ドの一方のモードが割り当てられ、異符号であれば他の
モードが割り当てられるように符号化することを特徴と
する符号化方式。