JPS63305645A - 高速ターンアラウンドプロトコルを使用する高速半二重モデム - 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】 ［産業上の利用分野］ 本発明は、データ通信およびデータ伝送に間し、より詳
細には高速ハンドシェイク手順と半二重高速回線ターン
アラウンドプロトコルを備えた半二重モデムに間する。

［従来の技術および本発明が解決しようとする課題］ 家庭や職場における広範なコンピュータの普及により、
コンピュータ間における高速かつ簡単なデータ通信手段
に対する需要が高まっている。モデム（変復調器）によ
って公衆電話回線網を利用して通信する方法は、この需
要をかなり満たすものである。モデムは、コンピュータ
に使用されるデジタルデータをアナログ信号に変換し、
公衆電話回線網を利用したデータ通信を可能にする。

現在、全二重通信（送信と受信を同時に行なうことがで
きる通信方式）が最も普及している。また、デバイスか
ら他のデバイスに転送すべきデータの量が増大するにつ
れて、接続時間と電話料金を節約するために、より高速
の通信速度（ビット／秒）が求められている。特に長距
離通信においてはこの要求が強い。しかし、通常の電話
回線は帯域幅がほぼ３ｋＨｚに制限されており・　しか
もその上バツクグラウンドノイズ、クロストーク、伝送
線路の位相および振幅歪が加わるので、電話回線を通し
てデータを正確に送信できる速度には限界があった。

米国では、代表的な全二重通信では２，４００ｂｐｓ　
（ビット／秒）までの通信速度が使用されており、また
代表的な半二重通信（モデムが、送信と受信を同時に行
なうことができない方式）では２，４００ｂｐｓよりも
高速の通信速度が使用されている。

モデムの中には１，２００ｂｐｓまでの通信速度で通信
できるものと、２，４００ｂｐｓまでの通信速度で通信
できるものがある。さらにモデムによっては９，６００
ｂｐｓまでの通信速度で通信することができる。モデム
間で通信を行うためには、２つのモデムが通信速度を合
わせなければならない、２つのモデムが通信速度を合わ
せる方法は、一般的に”ハンドシェイク”と呼ばれる。

国際電信電話諮問委員会（ｃＣＩＴＴ）の勧告Ｖ。

２２ｂｉｓは、２つのモデムが、１，２００ｂｐＳまた
は２．　４００　ｂ　ｐ　ｓのどちらでデータを送信す
るかを互いに協議して決定することを可能にするハンド
シェイク手順を推奨している。しかし、モデムが、　！
、２００ｂｐｓ、２，４００ｂｐｓ。

４、　８００　ｂ　ｐ　ｓ、　　または９．　６００　
ｂ　ｐ　ｓのどの通信速度でデータを送信するかを協議
して決定することを可能にする、上記に対応するハンド
シェイクの手順は存在しない。したがって、９，６００
ｂｐｓまでのデータ転送速度のための統一されたハンド
シェイク手順を確立するために、ＣＣＩＴＴ　　Ｖ、２
２ｂｉｓを補足するためのハントシェイク手順が必要と
されている。

データ転送速度が２．　４００　ｂ　ｐ　ｓまたはそれ
以下の場合には、一般に全二重通信が利用できる。

しかし、データ転送速度が２，４００ｂｐｓを越えると
全二重通信デバイスはしばしば高価になり、半二重通信
の方が望ましくなる。ざらに半二重通信では、第１モデ
ム（送信側モデム）が送信を終了し受信可能な状態であ
ることを第２モデム（受信側モデム）に対して知らせる
ことが望ましくなる。ＣＣ［ＴＴ勧告ｘ、２５は、デー
タおヨＴ、Ｆ制御情報の送受信のためのフレームフォー
マットを提示している。ｘ、２５フオーマツトには必要
最低限のビット以外にも他の情報ビットや制御ビットが
含まれている。これらのビットは各フレームと共に送信
しなければならない、そのため、データ送信のために使
える時間の一部が、不必要な使用されない制御ビットと
情報ビットを送信するために無駄に使用される。したが
）て、必要最小限の制御ビットと情報ビットのみを使用
する半二重フォーマットが必要となる。特に第１モデム
が自身に送信すべきデータが無いことを第２モデムに対
して知らせる制御フレームが必要となる。

はとんどのモデムでは、さまざまな機能を実行するため
に一つまたは複数のマイクロプロセッサを搭載している
ため、９．　６００　ｂ　ｐ　ｓの通信速度においては
命令の実行時間が制約要素の一つとなる。もちろんコス
トの増加、消費電力、局部的な発熱量の増大等の問題を
解決することができるなら、超高速のマイクロプロセッ
サを使用することができる。低速で廉価なマイクロプロ
セッサは、機能がコンカレントでオーバーラツプされな
いように分割され、しかも２つのマイクロプロセッサ間
でデータを交換する手段を持ち合わせていれば使用する
ことができる。したがって、２つのマイクロプロセッサ
間での実行タスクの分担機能とデータの交換機能が必要
となる。

通信速度は例えば９．　６００　ｂ　ｐ　ｓなとと表記
されるが、電話回線の帯域幅に制限があるため、９．６
００ｂｐｓのシリアル転送速度は現実的ではない、９，
６００ｂｐｓという効率のよい通信速度を実現するため
には、ビットデータをグループ化しなければならない、
このようなグループ化の例としてカッドビット（ｑｕａ
ｄｂｉ　ｔ＝４ビット）がある、カッドビットは、搬送
信号の位相および振幅の変調のために使用され、ボー（
ｂａｕｄ）レートという単位に変換できる。したがって
、効率的な通信速度が９．　６００　ｂ　ｐ　ｓの場合
はカッドビットが使用され、その場合のボーレートハ９
．６００／４＝２．４００ボーである。ただし、正確に
カッドビットを取り出すためには、ツレぞれのボーのほ
ぼ同一の場所で入力信号をサンプリングする必要がある
。このために、信号を処理してボークロックを復元する
。一般的には、発掘器をボークロック周波数の概略値に
設定し、入力信号を使用して発振器の周波数と位相が送
信ボークロックと一致するように調整する。この発掘器
の位相を一定の割合で増加させることによって頻繁に調
整し、入力信号のボークロックの位相と一致させる。し
かし、この増分値が大きすぎると発振器はボークロック
を正確に追跡することは不能となり、ボークロックのジ
ッダが発生する。

逆に増分値が小さすぎると発振器が送信ボークロックに
ロックオンするのに要する時間が大幅に長くなる。した
がって、復元ボークロックの発掘器が高速かつ正確に送
信ボークロックにロックオンさせるためのボークロック
復元回路が必要となる。

［課題を解決するための手段および作用］本発明は、よ
り優れた信号処理能力、ハンドシェイク手順とプロトコ
ル、および改良されたボークロック復元回路を有する変
復調器（以降モデムと呼ぶ）を提供することを目的とす
る。

一般的に述べると、本発明のモデムは、２つのデジタル
信号プロセッサ間の信号処理タスクを各プロセッサが独
立（直列ではなく並列）処理が行えるように分割し、高
速処理を実現することを特長とする。具体的には、本発
明のモデムは２つのマイクロプロセッサが共通ランダム
アクセスメモリ（ＲＡＭ）を使用して情報を交換するた
めの方法または装置であるということができる。

本発明のモデムは、既存の１，２００および２゜４００
ｂｐｓのモデムの多くと互換性のあるハンドシェイク手
順を採用した、９．　６００　ｂ　ｐ　ｓのモデムとい
うことができる。

本発明のモデムは、より浸れたトレーニングシーケンス
を使用しており、トレーニングモードがらデータ交換モ
ードへの動作切換え時の位相回転効果を低減するという
特長を持っている。

本発明のモデムは、高速回線ターンアラウンドプロトコ
ルを使用しており、半二重モードにおいて二次局の送信
データが無くなった場合に二次局から一次局への回線制
御切換えを極めて高速で行うという特長を持っている。

本発明のモデムはまた、自己同期式の１．５分周器回路
を採用している。この分周回路はフィードバックパルス
を使用しないため、分周器の構成部品は基準周波数より
高い周波数においては動作する必要がない。

本発明のモデムはまた、ジッタの無い受信ボークロック
復元回路を採用している。゛この回路は、実際のサンプ
リング点と所望のサンプリング点とのずれの度合に従っ
てステップ値を調整し、サンプリング点を補正するとい
う画期的な方法を採用している。

本発明の以上の特長および他の改良点は、次の詳細説明
の中でより詳細に述べる。

［実施例］ 図を参照しながら、本発明の好ましい実施例を　・説明
する。図では、同じ番号のものは同じ構成部品を表す。

第１Ａ図および第１Ｂ図は好ましいハンドシェイクシー
ケンスを示す図である。好ましい実施例においては、呼
出側のモデム１０は、標準的な電話回線を介して応答側
のモデム１２を呼び出し、通信を開始する。モデムｌＯ
と１２は、電話回線１１に信号を送出する送信部（Ｔ）
および電話回線１１からの信号を検出する受信部（Ｒ）
を持っている。モデムの送信部と受信部は、全二重モー
ドでは同時に動作し、半二重モードでは交互に動作する
。したがって、呼出モデムＩＯは、全二重モードではシ
ーケンス１３Ａから１３Ｅまでと１４Ａから１４Ｅで、
半二重モードではシーケンス３０Ａから３０１でそれぞ
れ動作する。同様に、応答モデム１２は、全二重モード
ではシーケンス１５Ａから１５Ｆと１６Ａから１６Ｄで
、半二重モードではシーケンス３１Ａから３１Ｈでそれ
ぞれ動作する。

図示したハンドシェイク手順での最初の処理は、通信速
度を４，８００ｂｐｓ　（ｂｉｔ　　ｐｅｒｓｅｃｏｎ
ｄ）にするか９．　６００　ｂ　ｐ　ｓにするかを決定
することであるが、３００．１，２００または２，４０
０ｂｐｓでしか動作しないモデムとも通信できることが
望ましい。したがって、ハンドシェイク手順の前半には
ＣＣｒＴＴＶ、２２ｂｉｓハントシ工イク手順の勧告項
目が含まれる。

呼出モデムの送信部（Ｔ）は呼出信号１３Ａを送出腰　
無音シーケンス１３Ｂに入る。呼出モデムＩＯの受信部
（Ｒ）は、呼出信号が出されている間は待ちシーケンス
！４Ａにあり、次に応答Ｗ（シーケンス１４Ｂ）を検出
する。

応答モデム１２の受信部（Ｒ）は、送信部（Ｔ）が無音
シーケンス１５Ａにいる間は、待ちシーケンス１６Ａに
あり、次に２，１００Ｈｚの応答音１５Ｂを送信し、短
時間の無音シーケンス１５Ｃに入る。この無音シーケン
ス１５Ｃの終わりに、応答モデムの送信部（Ｔ）はＢＣ
Ｉ（シーケンス１５Ｄ）を送信し、応答モデムの受信部
（Ｒ）は応答モデムからＳｌが送信されてくるのを待つ
。

Ｖ、２２ｂｉｓ（Ｄ勧告に従ッテ、ＢＣＩは１゜２００
ｂｐｓのスクランブルされていない２光行号ｌであり、
Ｓｌはｌ、２００ｂｐｓの二つのダイビット００と１１
である。

呼出モデム１０の受信部（Ｒ）が応答モデム１２からの
ＢＣＩ（シーケンス１４Ｃ）を検出すると、送信部（Ｔ
）はＳｌ（シーケンス１３Ｃ）を送信する。また、もし
呼出モデムｌＯが応答モデム１２からの無音応答を検出
すると、無音シーケンス１３Ｂの後で呼出モデムｌＯは
Ｓｌ（シーケンス１３Ｃ）を送信する０通常、呼出モデ
ム１０の送信部（Ｔ）の次の動作はＶ、２２ｂｉｓ勧告
に従って、ＢＣ２を送信することである。しかし、好ま
しい実ｆｆ、例においては送信部（Ｔ）は、ＢＣ２（シ
ーケンス１３Ｅ）を送信する前に５２（シーケンス１３
Ｄ）を送信する。Ｓ２は、１，２００ｂｐｓのスクラン
ブルされていない２元符号０である。Ｓ２は、極めて短
時間であるため、従来の１，２００または２．　４００
　ｂ　ｐ　ｓのモデムでは割込みとして検出されず、ハ
ンドシェイク手順においては問題とはならない。

他の実施例においては、Ｓ２はＳｌと同じで、１．２０
０ｂｐｓにおいてはスクランブルされていない二つのダ
イビット００および１１である。

ＣＣＸＴＴ勧告Ｖ、２２ｂｉｓは、Ｓｌが１００±３ミ
リ秒と規定している。この実施例においては、Ｓ２はＳ
ｌの続きすなわち延長シーケンスとなっている。速度が
２．　４００　ｂ　ｐ　ｓ以下の応答モデム１２は、よ
り長い二つのダイビットシーケンスに応答することがで
きない。しかし、２，４００ｂｐｓを超える速度をもつ
応答モデム１２は、延長した二つのダイビットシーケン
スを５１およびＳ２として認識し、それぞれに応答する
。

同様に、応答モデム１２はＳｌ（シーケンス１５Ｅ）を
送信する閏、呼出モデム１０からのＳ２（シーケンス１
６Ｃ）を待っている。応答モデム１２が９２（シーケン
ス１６Ｃ）を検出すると、Ｓ２（シーケンス１５Ｆ）を
送信することによって応答する。呼出モデム１０は、Ｓ
２（シーケンス１３Ｄ）の送信後、ＢＯ２（シーケンス
１３Ｅ）の送信を開始し、同時に応答モデム１２からの
Ｓ２（シーケンス１４Ｅ）を待つ、このポイント２２で
、呼出モデム１０と応答モデム１２はいっでも半二重モ
ードに入ることができ、４，８００ｂｐｓおよび９，６
００ｂｐｓのハンドシェイク手順を開始する。

ポイント２０において、応答モデム１２がＳｌを検出し
ない場合は、応答モデム１２はｖ、２２ｂ　ｉ　Ｓ　ニ
基づいｉ”Ｖ、２２ｂｉｓ（ＤＩ、２００ｂｐｓハンド
シ工イク手順を続行する。同様にポイント２１において
、呼出モデム１ｏがＳｌ（シーケンス１４Ｄ）を検出し
ない場合は、呼出モデム１０はＶ、２２ｂｉｓ（７）１
，２００ｂｐｓＡンドシ工イク手順を続行する。

応答モデム１２がＳｌ（シーケンス１６Ｂ）を検出しＳ
２（シーケンス１６Ｃ）を検出しない場合は、応答モデ
ム１２はポイン）２１において、Ｖ、２２ｂ　ｉ　５（
Ｄ２，４００ｂｐｓＡンドシ工イク手順を続行する。同
様にもし呼出モデム１０がＳｌ（シーケンス１４Ｄ）を
検出しＳ２（シーケンス１４Ｅ）を検出しない場合は、
呼出モデムｌＯはポイント２２において、Ｖ、２２ｂｉ
ｓの２゜４００ｂｐｓハンドシ工イク手順を続行する。

したがって、好ましいハンドシェイク手順においては、
１，２００ｂｐｓと２，４００ｂｐｓのモデムを使用し
た通信に対してもＶ、２２ｂｉｓの互換性を維持するこ
とができる。呼出モデム１０はＢＯ２（シーケンス１３
Ｅ）をすでに送信している。これは、応答モデムが５２
を返送しない場合でも呼出モデムｌＯがＢＯ２の送信を
開始できるようにするためである。このＢＯ２は、■、
２２ｂｉｓの２，４００ｂｐｓモデムを使用したハンド
シェイク手順における互換性を維持する上で必要である
。

応答モデム１２はまた、呼出モデムｌＯから送られてき
たＳｌまたはＳ２を検出した時のみ、その応答としてＳ
ｌまたはＳ２をそれぞれ送信する。

このようにして、Ｖ、２２ｂｉｓモデムとの互換性を維
持している。したがって、Ｓ２シーケンスを使えば既存
のＶ、２２ｂｉｓモデムとの互換性を保つことができ、
またより高速（２，４００ｂｐｓを超える速度）での動
作が可能な接続モデムに信号方式を提供することができ
る。

いま呼出モデムｌＯと応答モデム１２が、２゜４００ｂ
ｐｓよりも大きいデータ速度を望み、かつ時点２２で、
全二重モードから半二重モードへ切り替わる準備状態に
あることを互いに知らせ合ったものとする。最初は両モ
デムは無音状態にある。呼出モデムは無音状態（シーケ
ンス３０Ａ）からシーケンス３０Ｂへ移行し、最初のト
レーニング信号であるＴＲＮ　１の送信を開始する。−
力応答モデム１２はこのＴＲＮ１）レーニングシーケン
スを受信し、その等化器の粗トレーニングと粗調節を開
始する。トレーニングシーケンスＴＲＮ１は、４．　８
００　ｂ　ｐ　ｓの位相符号化されていないスクランブ
ルされた２光行号ｌである０位相符号化されていないス
クランブルされた２元符号１は、ＣＣＩＴＴ勧告■、３
２の５．　２．　３節第１図に似てはいるが同一ではな
い。トレーニングシーケンスＴＲＮ　１の終了後、呼出
モデム１０は次に好ましい÷蔭通信速度要求ＲＲＩ（シ
ーケンス３０Ｃ）を送信する。呼出モデム１０が４，８
００ｂｐｓの通信を要求する場合は、ＲＲＩは４゜８０
０ｂｐｓのスクランブルされた２元符号ｌになる。しか
し、呼出モデム１０が９，６００ｂｐＳの通信を要求す
る場合は、ＲＲＩは４，８００ｂｐｓのスクランブルさ
れた２元符号のダイビットＯ１になる。呼出モデム１０
は通信速度要求（シーケンス３０Ｃ）の送信を終了する
と、伝送を中止する。

応答モデム１２は通信速度要求ＲＲＩの伝送終了を検出
すると、最初のトレーニングシーケンスＴＲＮＩ（シー
ケンス３１Ｃ）の送信を開始する。

それに応じて、呼出モデムｌＯは最初のトレーニングシ
ーケンスＴＲＮＩ（シーケンス３０Ｄ）を受信し、その
等止器の粗トレーニングと粗調節を開始する。応答モデ
ム１２はＴＲＮ　１シーケンスを終了すると、通信速度
要求ＲＲ２（シーケンス３１Ｄ）を送信スル。ＲＲＩが
４，８００ｂｐｓを要求した場合は、ＲＲ２はその要求
に対して肯定応答するだけである。しかし、ＲＲＩが９
，６００ｂｐｓ要求した場合は、ＲＲ２はその確認応答
または否定応答となる。ＲＲ２が確認応答の場合は通信
は９，６００ｂｐｓで行われ、否定応答の場合は通信は
４．　８００　ｂ　ｐ　ｓて行われる。呼出モデムｌＯ
は通信速度要求（シーケンス３０Ｅ）を応答モデム１２
から受信する。ＲＲＩまたはＲＲ２のいずれかまたは両
方が４，８００ｂｐｓを指定した場合は、ポイント３３
でモデム１ｏとモデム１２はハンドシェイク手順を終了
し、４，８００ｂｐｓでの通信を開始することが可能と
なる。

しカシ、ＲＲ１とＲＲ２（７）両方が９，６００ｂｐｓ
を要求する場合は、ポイント３３でモデム１０とモデム
１２が９，６００ｂｐｓ（Ｄ）レー：−ングシーケンス
を開始する。

応答モデム１２が通信速度要求ＲＲ２（シーケンス３１
Ｄ）の送信を中止した後、呼出モデムｌＯは第２，４０
０ｂｐｓのトレーニングシーケンスＴＲＮ２　（シーケ
ンス３０Ｆ）の送信と開始する。ＴＲＮ２は、９．　６
００　ｂ　ｐ　ｓの位相変調されていない２元符号のｌ
である。ＴＲＮ２に対しては、スクランブラ−の出力は
カッドビットにグループ化され以降のカッドビットの最
後のダイビットはＡ、　　Ｂ、　　Ｃ，Ｄ信号状態（第
２図参照）に符号化される。呼出モデム１０がＴＲＮ２
　（シーケンス３０Ｆ）を送信している間に応答モデム
１２はＴＲＮ２　（シーケンス３１Ｅ）を受信し、その
等止器をトレーニングしている。

呼出モデム１０がシーケンスＴＲＮ２の送信と終了する
と、ＢＯ２（シーケンス３０Ｇ）を送信する。ＢＯ２は
、９．　６００　ｂ　ｐ　ｓで伝送されるスクランブル
された２元符号１である。応答モデム１２は、ＢＯ２（
シーケンス３１Ｆ）を受信し、その等止器の最後のトレ
ーニングと調整を行う。

呼出モデム１０がＢＯ２の送信を終了するとすぐに、応
答モデム１２はＴＲＮ２　（、シーケンス３１Ｇ）の送
信を開始する。これは呼出モデムｌＯがシーケンス３０
Ｈの受信とその等止器のトレーニングを開始するためで
ある。ＴＲＮ２の送信後、応答モデム１２は最後のＢＯ
２（シーケンス３１Ｈ）を送信する。呼出モデム１０は
ＢＯ２（シーケンス３０１）を受信し、その等止器の最
後の調整とトレーニングを行う。応答モデム１２がＢＯ
２の送信を終了すると、両モデムは９，６００ｂｐｓで
の半二重モードの通信を開始できる状態となる。好まし
い実施例では、シーケンスの３０Ｉと３１Ｆにおいて受
信側のモデムは少なくとも３２個の連続した２元符号の
１を検出しなくてはならない、この数が検出できない場
合は、受信側のモデムはシーケンスＴＲＮ２とＢＯ２の
再送を要求する。この要求信号は等化ずれを表すために
使用される信号と同じである。無音シーケンスの時間と
特定シーケンスの送信時間は公称値であり、ハンドシェ
イク手順の障害にならない程度の誤差は認められる。

本発明はまた、３００ｂｐｓの周波数偏移変調（ＦＳＸ
）方式のモデムにも互換性がある。応答モデム１２が３
００ｂｐｓモデムであるか３００ｂｐｓで応答できる状
態にある場合は、応答モデム１２は応答音すなわちＢＣ
Ｉ、Ｓｌ、Ｓ２シーケンスは送信せず、２．　２５０　
Ｈｚのあき信号を送信する。したがって、呼出モデム１
０はポイント２２においてデフォルトのＦＳＫモードに
切り替わり、応答モデム１２と接続する。しかし、応答
モデム１２が速度フォールアップ（ｆａｌｌ−ｕｐ）機
能も持っているまたはフォールアップできる状態にある
場合は、応答モデム１２は呼出モデムｌＯからのＳｌ、
Ｓ２、ＢＣ２シーケンスに応答してＢＣＩ、Ｓｌ、Ｓ２
シーケンスを送信する。したがって、上述のように３０
０ｂｐｓを超える速度でも接続が可能となる。

同様に、呼出モデム１０が３０Ｑｂｐｓモデムであるか
３００ｂｐｓで応答できる状態にある場合は、呼出モデ
ムｌＯはＳｌ、Ｓ２、ＢＣ２シーケンスは送信せず、１
，２７０Ｈｚのあき信号を送信する。したがって、応答
モデム１２がポイント２２までにＳｌまたはＢＣ２を検
出できない場合は、応答モデム１２はマーク信号を探す
、マーク信号が検出されると、応答モデム１２はＦＳＫ
モードに切り替わり、２，２５０Ｈｚのマーク信号を送
信し、３００ｂｐｓで呼出モデムｌＯと接続する。しか
し、呼出モデム１０が速度フォールアップ（ｆａｌｌ−
ｕｐ）機能を持っているすなわちフォールアップできる
状態にある場合は、呼出モデムｌＯは応答モデム１２か
らのＢＣＩシーケンスに応答してＳｌ、Ｓ２、ＢＣ２シ
ーケンスを送信する。したがって、上述のように３００
ｂｐｓを超える速度でも接続が可能となる。

第２図は、４．８００ｂｐｓおよび９，６００ｂｐｓで
の通信における好ましい信号状態を示す図である。好ま
しい実施例においては、３２の信号点が格子状に配置さ
れた信号構造（Ｖ、３２の第３図参照）が、９．　６０
０　ｂ　ｐ　ｓの通信に使用されている。この例ではま
た、信号状態Ａ、　　Ｂ。

Ｃ，Ｄは４．　８００　ｂ　ｐ　ｓのトレーニングおよ
び通信に使用されている。ダイビット００，０１゜１０
．１１は信号状態のＡ、　　Ｂ、　　Ｃ，Ｄにそれぞれ
対応する。前述のように、ＴＲＮ　１とＴＲＮ２は位相
符号化されていない数であり、差動カドラント（ｑｕａ
ｄｒａｎ２）符号化方式は使われていないことを意味す
る。また、Ａ、　　Ｂ、　　Ｃ，Ｄの各ポイントは３２
ポイント信号構造の４ポイントサブセツトとなっている
。４ポイントのトレーニング構造をマークすると、３２
ポイントの信号構造は、４ポイントの決定プロセス（ト
レーニング）から３２ポイントの決定プロセス（９，８
００ｂｐｓの通信）に変化するときに回転効果が軽減さ
れる。ＣＣＩＴＴ勧告ｖ、３２の各トレーニングポイン
トを第２図のＡ’、Ｂ’、Ｃ’、Ｄ’にそれぞれ示す、
Ｖ、３２のトレーニングポイントは、３２ポイントの信
号構造の正確なサブセットではない、したがって、４ポ
イントのトレーニングプロセスから３２ポイントの決定
プロセスに切り替わるときに起こる回転効果を等止器に
よって補正しなければならない。

第１表　位相符号化されていない信号の状態信号点が格
子状に配置される符号化方法は、エラー検出およびエラ
ー訂正能力が優れているので、好ましい符号化方法であ
る。他の実施例では、９゜６００ｂｐｓでは格子配置の
符号化方法は使用していない、したがって本実施例では
、１６信号点の信号構造とそのうちの４信号点からなる
サブセット（第１図（１）ＣＣＩＴＴ勧告Ｖ、３２）；
／１１）Ｌ。

−ニング、４，８００ｂｐｓの通信、および９゜６００
ｂｐｓの通信に使用される。

第３図は、等化ずれ／再トレーニング要求シーケンスを
示す図である。応答モデム１２が呼出モデム１０に対し
てデータ送信中で（シーケンス５ＩＡ）、呼出モデム１
０はデータ受信後（シーケンス５ＯＡ）に等化がずれた
くシーケンス５０Ｂ）と仮定する。応答モデム１２がデ
ータ送信を終了しくシーケンス５１Ａ）、受信モードに
切り替わるとくシーケンス５１Ｂ）、呼出モデム１０は
データの終了を検出し、ＴＩを送信する（シーケンス５
１Ｃ）。ＴＩは１５０ミリ秒の３２０Ｈｚのバースト信
号音である。Ｔ１は、等化ずれの発生と再トレーニング
要求を応答モデム１２に対して指示する。応答モデム１
２は、１５０ミリ秒の３２０Ｈｚのバースト音を送信す
ることによって要求を承諾する（シーケンス５０Ｄ）。

この時点で呼出モデム１０と応答モデム１２は、それぞ
れ待ちシーケンス５０Ｅと５１Ｄに入る。これらのシー
ケンスは、２５０ミリ秒であることが好ましい。

待ちシーケンス５０Ｅと５１Ｄが終ると、両モデムは第
１Ｂ図のポイント３３に入る。この時点て、呼出モデム
ｌＯはトレーニングシーケンスＴＲＮ２の送信を開始す
る（シーケンス３０Ｆ）。

応答モデム１２が等化を失うと、同様な処理が行われる
。呼出モデムがデータ送信を終了しくシーケンス５２Ａ
）受信モードに入った後（シーケンス５２Ｂ）、応答モ
デム１２がデータ（シーケンス５３Ａ）受信中に等化ず
れが生じた場合はくシーケンス５３Ｂ）、応答モデム１
２はＴＩを送信するくシーケンス５３Ｃ）、　　呼出モ
デムＩＯはＴＩを受信しくシーケンス５２Ｂ）、ＴＩを
送信して（シーケンス５２Ｃ）要求を承諾する。次に両
モデムは、待ち状態５２Ｄと５３Ｅにそれぞれ入り、第
１Ｂ図のポイント３３に移行してトレーニングシーケン
スを開始する。どちらのモデムも再トレーニングシーケ
ンスを要求することができるが、待ち状態５０Ｅ、５１
Ｄ、５２Ｄ、５３Ｅの後、第１Ｂ図のポイント３３にお
いて再トレーニングシーケンスが開始し、呼出モデムが
最初にトレーニングシーケンスの送信する。また、要求
の承諾が受信されない場合は、要求側モデムは承諾が得
られるまであるいはタイムアウト切断が発生するまでＴ
Ｉを再送する。

第４図は、モデム閏で行われる２種類の半二重モード通
信、すなわちデータパケットとヌルパケットを示す図で
ある。データ交換においては、送信側モデム（呼出モデ
ム１０または応答モデム１２のどちらか）が最初にスタ
ートアップ信号を回１８１１に送出して（シーケンス６
０）、スタートアップ状態（通常１５ミリ秒）に入る。

このスタートアップシーケンス６０において、送信側モ
デムは、約１５秒の間、４信号点のトレーニングシーケ
ンスＴＲＮＩ、ＴＲＮ２を４，８００ｂｐｓまたは９．
　６００　ｂ　ｐ　ｓで送信する。このトレーニングシ
ーケンスによって、受信側モデムのボークロックのロッ
クオンが可能となり、必要ならば受信側モデムの適応等
止器の係数を変更するために使用できる。次に５ミリ秒
のマーク・アイドル信号（３２個号点変調により変調さ
れ、さらにスクランブルされた１）のシーケンス（シー
ケンス６１ａ）に入る。受信側モデムは、スタートアッ
プシーケンス６０受信後の約１０ミリ秒間、マーク・ア
イドル信号６１Ａａを待つ。送信側モデムはフラグ６２
ａおよび最初のデータフレーム６３ａを送信する。フラ
グ６２：ｉ、０１１１１１１０というシーケンスである
。受信側モデムはフラグ６２ａを受信する前に、マーク
・アイドル信号６１ａの中に１６個の連続したマークを
検出しなければならない、データフレーム６３ａの後に
は、フラグ６２ｂおよびデータフレーム６３ｂが続く。

データフレーム６３ｂの後には、フラグ６２ｃとデータ
フレーム６３ｃが続く。このフラグ／データプロセスは
、送信側モデムが最後のデータフレーム６３ｎと最後の
フラグ６２ｎ＋１を送信するまで縁り返される。送信側
モデムは次に、回線のターンアラウンド信号として働く
マーク拳アイドル信号６１ｂを送信する。受信側モデム
はこのマーク・アイドル信号６１ｂの中に連続した７個
のマークを検出すると、この信号をデータパケットの終
了として認識する。この半二重モード通信においてはこ
の時点で、送信側モデムが受信状態に切り替わり、受信
側モデムが送信状態に切り替わりエレメント６０から６
３を送信する。

データフレーム６３ａは、リンク層のヘッダ６３ａａ、
パケットヘッダ６３ａｂ、可変長データストリーム６３
ａｃ、チェックサム６３ａｄを含んでいる。データスト
リング６３ａｃは、圧縮データであることが好ましいが
そうでなくともよい。

チェックサム６３ａｄは、６３ａａ、６３ａｂ。

６３ａｃという部分から構成されるが、必要ならばこれ
らのうちの一つまたは二つを選択することもできる。技
術に詳しい人には周知のことであるが、チェックサム６
３ａｄは、構成部分６３ａａ、６３ａｂ、６３ａｃ中の
伝送エラーを検出するために使われる。好ましい実施例
においては、リンク層ヘッダ６３ａａはＬＡＰ−Ｂヘッ
ダに指定されたプロトコル条件に従っており、チェック
サム６３ａｄにはＨＤＬＣ／５ＤＬＣの巡回冗長検査（
ｃＲＣ検査）が採用されている。

パケットヘッダ６３ａｂは制御情報を伝えるものである
。このヘッダの機能の一つに、データストリング６３ａ
ｃがデータまたは命令（例ニブレーク命令など）のどち
らを示すかを区別することがある。したがって、データ
ストリング８３ａｃには任意の文字を使用してデータあ
るいは必要に応じて命令を入れることができる。ヘッダ
６３ａｂはまた、フロー制御情報を伝送するために使用
される。

データフレーム６３ａには、パケットヘッダ６３ａｂま
たはデータ６３ａｃはなくてもよい０例えば、リンク確
立やデータ受信の肯定応答のために単独で使用される監
視データフレーム６３ａは、リンク層へラダ６３ａａや
チェックサム６３ａｄだけで構成される。リンク層ヘッ
ダ６３ａａは、パケットヘッダ６３ａｂが冑るか否かを
指定する。

データ８３ａｃの有無は、逆の手順で判断される。デー
タフレーム６３ａは、フラグ６２ａや６２ｂなどのフラ
グ間情報として定義される。６３ａなどのデータフレー
ムは常にリンク層へラダ６３ａａとチェックサム６３ａ
ｄを含んでおり、ヘッダ６３ａａはパケットへラダ６３
ａｂが有るか否かを指定する。したがって、フレーム６
３ａの終りにフラグが検出されると、ヘッダ８３ａｂと
チェックサム６３ａｄの間の情報はデータ６３ａＣと判
断される。その結果、６３ａなどの各データフレームの
長さは、制御情報またはデータあるいは両者によって左
右されることになる。

モデムｌＯに接続された第１デバイス（送信側デバイス
−図示されていない）は高速でデータを出力することが
できる。モデム１２に接続された第２デバイス（受信側
デバイス−図示されていない）はより低速でデータを受
信することができる。

もしモデム１０が第１デバイスと同じくろい高速でデー
タをモデム１２へ伝送できるとしたら、第２デバイス内
のバッファはオーバーフローしデータは失われてしまう
、したがって、受信側モデム（この例ではモデム１２）
は送信側モデム（この例ではモデム１０）に対してクレ
ジットあるいは許可を送信して、送信側モデムが出すデ
ータフレームすなわちパケット６３ａの数を指示する。

前述のように、好ましい実施例においてはデータフレー
ム６３ａの最大数は７個である。モデム１０がデータフ
レーム６３ａを４個送信した後でモデム１２がモデム１
０に対して４個のクレジ・ントを送信した場合は、モデ
ム１０からのデータフレーム送信は禁止される。この禁
止状態は、次にモデム１２がモデム１０に対して他のク
レジットを示すまで続行する。したがって、第２デバイ
ス（受信側）がモデム１２に対してそのバッファがフル
または実質的に一杯であることを知らせれば、モデム１
２はモデム１０へそれ以上クレジットを送信することは
中止する０次にモデムｌＯが第１デバイス（送信側）に
対してデータの出力中止を指令する。第２デバイス内の
バッファにデータを受は入れる余地ができると、第２デ
バイスはモデム１２に対してデータ受信が可能であるこ
とを知らせる。モデム１２はモデムｌＯヘクレジットを
送信し、モデムｌＯは第１デバイスに対してデータをモ
デム１０へ送信することを指示する。このプロセスは第
１デバイスの送信データが無くなるまで繰り返される。

リンク層へラダ６３ａａにはまた、次に受信予定のフレ
ームの番号情報が含まれている。受信側モデムが期待ど
おりの番号を受信しなかった場合は、受信側モデムは送
信側モデムに対してエラー発生の旨と期待するフレーム
番号を通知する。送信側モデムはその番号からデータ送
信を再開する。

好ましい実施例においては、フラグ６２ａ〜２６ｎ＋１
およびデータフレーム６３ａ　〜６３ｎの一連の伝送デ
ータの最大長は約９００バイトである。また、それぞれ
のデータフレーム６３の長さは約１２８バイトであり、
データパケットにおいてはデータフレーム６３は最大７
個存在することになる。このことは、９．　６００　ｂ
　ｐ　ｓにおける伝送時間は最大でも１秒未満であるこ
とを意味する。したがって、一つのモデムは他のモデム
に制御を渡す前に回線制御のために使える時間は１秒未
満となる。このため、ユーザは不必要に長い待ち時間を
費やすことなく次の命令や新たなデータを送信すること
が可能となる。このように伝送データ長を制限すること
によって、送信側モデムも周期的にデータを受信するこ
とが可能となり、受信側のキャリアクロックとボークロ
ックタイミング復元回路は、他のモデムのクロックに周
期的に同期させることができる。

また、ヌルパケットは約７７ミリ秒で送信することがで
きる。この際、両モデムに送信データが無い状態からど
ちらかのモデムに送信データが発生した場合は、送信デ
ータを持つモデムが回線の制御権を即座に獲得する。

Ｘ、２５ＬＡＰＢ手順に従うと、各伝送パケットはヘッ
ダ６３＆ａによって承認される。しかし、両モデムに送
信すべきデータは無いが、電話回線１１の接続は引き続
き維持したいという事態はしばしば発生する。このよう
な場合は、ターンアラウンド時間とプロトコルを最小に
抑えることが望ましい、そうすれば、いずれか一方のモ
デムに送信データが発生し他のモデムに依然としてデー
タ回線ターンアラウンドプロトコルを送信していない場
合は、待ち時間を最小にできる。このような条件を満た
すためにヌルパケットが存在する。このヌルパケットは
、キャリアのスタートアップシーケンス（６〇−通常１
５ミリ秒）、５ミリ秒のマーク・アイドル信号（６１ａ
）、５つのフラグ（６２ａ〜６２ｅ）、および１５ミリ
秒のマーク・アイドル信号（６１ｂ）で構成されている
。フラグ６２は、Ｏｆ　１１１１１０というデータシー
ケンスである。また、受信側モデムはマーク・アイドル
信号６１ａの中に少なくとも１６個の連続した１とマー
ク・アイドル信号６１ｂの中に少なくとも７個の連続し
たｌを検出しなければならない。ヌルパケットはデータ
パケットに似てはいるが、データフレームの６３ａ〜６
３ｎとデータフレームを分割するためのフラグを持たな
いことに注意すべきである。

ヌルパケットはまた、エラー状態を通知するためにも使
用される。好ましい実施例において、モデムが肯定応答
以外のデータを送信した後その応答としてヌルパケット
を受は取った場合は、送信側モデムはデータが失われた
と判断する０次に送信側モデムは受信側モデムに対して
、次にどのフレームを受信したいのかを問い合わせる。

送信側モデムは、受信側モデムから指示されたフレーム
からデータフレームの再送を開始する。この問い合わせ
と再送手順は、ＬＡＰ−Ｂプロトコルの仕様に似ている
。

他の実施例においては、データ送信を終了してから他モ
デムからのデータの受信を開始するまでの時間を、各モ
デムが計るようにプログラムされている。この時間（Ｔ
ＰＴ）には、他もモデムの往復伝帳時間とターンアラウ
ンド時間が含まれる。

数回のデータ転送サイクルについてＴＰＴが計られた後
はヌルパケットは送信されない、しかし、送信側モデム
はデータ送信後にＴＰＴと安全要素時間（ＴＳＦ）の合
計時間だけ待つ。もしＴＰＴ＋ＴＳＦ経過後に何も受信
されなければ、受信側モデムがデータを正常に受は取り
、送信すべきデータも無い、と送信側モデムは判断する
。そして、送信側モデムはデータ送信を再開する。した
がって、ヌルパケットの送信に要する時間を節約すれば
、ターンアラウンド時間を減らしデータスループットを
増やすことができる。

モデム間の接続が引き続き有効であることを確認するた
めに、送信側モデムは周期的に受信側モデムをポーリン
グする。その応答として、受信側モデムはヌルパケット
などの応答を返す、逆に受信側モデムはヌルパケットな
どの指示（ａｄｖｉｓｏｒｙ）を周期的に送信側モデム
に送信し、両モデムが引き続き接続していることを知ら
せる。

これらの応答または指示が受信されないと、送信側モデ
ムは接続が断たれたと認識し、接続デバイス（コンピュ
ータなど）に対してその旨を指示する。

数種類の速度による動作が可能である０例えば、呼出モ
デムｌＯと応答モデム１２が最初に９，６００ｂｐｓで
通信することを決め、電話回線１１のノイズレベルはモ
デムｌＯからモデム１２への通信に対して増加し、モデ
ム１２からモデム１０への通信に対しては増加しないと
仮定する０両方向の通信速度を４，８００ｂｐｓに落と
すことは可能だが、そうすると片方向に対しては９，６
００ｂｐｓの通信が引き続き可能であることのメリット
を生かすことができない。

したがって、他の実施例においては各モデムは受信信号
の品質を表す１ビットを送信する。このビットはパケッ
トへラダ６３ａｂの一部であることが望ましい。

例えば、このビットが１の場合は９，６００ｂｐｓにお
ける受信が正常に行われたことを表し、Ｏの場合はそれ
が正常に行われなかったことを表す０次に一方、のモデ
ムはこのビットを調べ、送信速度を４，８００ｂｐｓ！
；ｌ：ｔべ＊か９，６００ｂｐｓにすべきかを決定し、
それに従って送信を開始する。

このような方法によって、両モデムは異なった速度での
通信ができる。上記の例では、呼出モデムｌＯは送信速
度は４．　８００　ｂ　ｐ　ｓで、受信速度は９．．８
００ｂｐｓである。逆に、応答モデム１２の送信速度は
９．　６００　ｂ　ｐ　ｓで、受信速度は４．　８００
　ｂ　ｐ　ｓである。これによって、電話回線１１の能
力は最大限に利用されることになる。

もちろん、受信信号の品質は受信側モデムが決めること
である。この−手法として、受信データのエラーレート
を計る方法があるが、これはこの分野の専門家にはよく
知られている。

上記の方法は、９．　６００　ｂ　ｐ　Ｓや４．８００
ｂｐｓの通信に限ったことではなく、２つまたはそれ以
上のビットを使えば、３００．１２００゜２４００．４
８００．９．　６００　ｂ　ｐ　ｓでのフォールアップ
およびフォールバックに応用することができる。

ノイズレベルが非常に大きく、どちらかのモデムが他の
モデムからのフォールパック命令を受信できないことも
有り得る。このような場合においては、あらかじめ決め
られたタイムアウト時間（例えば２６０ミリ秒）の経過
後に速度命令を受信し損ねると、モデムは自動的に一段
低い速度にフォールパックする。この動作は、通信が正
常に行われるまで、次のタイムアウトが発生するまで、
あるいは回線が切断されるまで繰り返される。つまり、
モデムのフォールバックは９，６００ｂｐＳから４．　
８００　ｂ　ｐ　ｓ、　　次に４，８００ｂｐｓから２
．　４００　ｂ　ｐ　ｓへと行われる。

好ましい実施例においては、回線のターンアラウンドを
高速にするために、半二重モード通信のデータ送信時に
受信データのボークロックが使用されない場合でもそれ
を更新する。同様に、半二重モード通信のデータ受信時
に送信データのボークロックが使用されない場合でもそ
れを更新する。

これによって、ボークロックは自走することができる０
回線の送受信方向が切り替わると、同期をとるためボー
クロックは任意の位置からは開始せず、クロック誤差の
範囲内で維持される。同様に、送信データキャリアと受
信側復調キャリアが使用されない場合でもそれらは更新
され、モデムの送受信モードが切り替わるたびに接続モ
デムとの同期を維持するための最低限の調整が必要とな
る。

クロックとキャリアをこのように管理することによって
両モデム間の同門に必要な時間を減らし、高速の回線タ
ーンアラウンドを実現している。また、送信モードにお
いては等止器の係数は凍結されている。受信モードに切
り替わると、等止器の係数は約２４ミリ秒閏は更新され
ない、この遅延時間によって、他モデムの送信時間が安
定し、等止器係数が誤って更新されることを防いでいる
。

この手法は、高速の回線ターンアラウンドを実現する。

通信速度の高速化（４，８００ｂｐｓまたは９，６００
ｂｐｓ）の結果、高速の回線ターンアラウンドと指定最
大送信データ長によって、全二重通信の性能に匹敵する
半二重通信を実現することができた。

後続のマーク・アイドル信号６１ｂは伝送終了を示す。

受信側モデムはこの信号を使って、適用回路の動作を切
り換え（例えば、等止器タップ係数を凍結し）、受信側
モデムのボークロック位相ロックループの自走を開始さ
せる。これによって、他のモデムの送信動作終了後に発
生する無信号状態にこれらの適用回路が適合することを
防いでいる。

好ましい実施例においては、マスターマイクロプロセッ
サとスレーブマイクロプロセッサがこれらのクロック、
キャリア、等化器係数を発生している。

特に９．　８００　ｂ　ｐ　ｓでは、モデムは送信処理
と受信処理を非常に高速で実行しなければならない。好
ましい実施例においては、指定速度でのデータ処理のた
めに、テキサスインストルメントのＴＭＳ３２０１０デ
ジタルシグナルプロセッサをマスター／スレーブ交換用
に２個使用している。

第２表に、マスターおよびスレーブプロセッサが実行す
るさまざまな機能を示す。

：Ｊ’１２表 １スクープロセツサとスレーブブ［］セセラのｉ１１機
能の一つに、スレーブプロセッサと他のモデム回路の閏
でデータを交換することである。したがって、スレーブ
プロセッサがマスタープロ；セッサとデータを交換した
り、マスタープロセッサがスレーブプロセッサや他のモ
デムとデータ交換できることが必要となる。

第５Ａ図と５Ｂ図は、好ましい実施例における回路図で
、マスターマイクロプロセッサ、スレーブマイクロプロ
セッサ、および他のモデム回路の間の接続を示す図であ
る。他モデム回路８０は、電話回線１１に接続される。

他モデムの回路にはＲ５−２３２Ｃインターフエイスが
ある。この回路には図で示すように、送信データ（ＴＸ
Ｄ）８１１　　受信データ（ＲＸＤ）８２、キャリア検
出（ＤＣＤ）８３がある。ＴＸＤとＲＸＤ信号の意味は
そのままである。しかし、好ましい実施例におけるＤＣ
Ｄ信号は、半二重モードでのデータキャリアの有無をそ
のまま反映するものではない。

半二重モードでは、モデムが送信中にはデータキャリア
の受信は行われない。したがって、もしＤＣＤ信号がデ
ータキャリアの有無をそのまま表すものだとしたら、モ
デムが送信モードにあるときは常にＤＣＤ信号はキャリ
アが無いことを示すはずである。この問題を解決するに
は、データキャリアの無いときには回線切断または通信
信号の終了として扱うある種の外部デバイス（図示され
ていない）が必要となる。したがって、好ましい実施例
では、半二重モードではデータキャリアが検出されると
、他モデム回路８０が電話回線１１から切断されるまで
ＤＣＤ信号はアクティブになったままとなる。ＤＣＤ信
号はまた、瞬間的な信号ドロップアウトの最中にもアク
ティブのままである。したがって、外部デバイス（図示
されていない）は、他モデムとの通信が終了するまでは
キャリアが無いことを知らされない。

第２図に示した機能以外にも、他モデム回路８０は他の
モデム機能を実行する。これらの機能には、スクランブ
ル、デスクランブル、回線インターフェイス、トーン発
生の応答とガードなどである。他モデム回路８０の構造
は、専門家のよく知るところである。また、他モデム回
路８０の構造と動作原理およびそのマスターマイクロプ
ロセッサ８７に対するインターフェイス方法は、Ｊｅｆ
ｆｒｅｙ　　Ｉｎ５ｋｅｅｐとＧｅｏｒｇｅ　　Ｒ。

Ｔ　ｈ　ｏｍａ　ｓにより１９８５年ｌＯ月２９日に出
願された米国特許出願７９２．５２Ｏｒ改良型モデムコ
ントローラ」およびＳｗｅｉｔｚｅｒ、Ｎａ　ｓ　ｈ、
　　Ｃｏ　ｒ　ｒ　ｅ　ａ、　　Ｅ　ａ　ｓ　ｌ　ｅ　
ｙ、　　Ｔ　ｊ　ａ　ｈｊａｄｉ、Ｐａｎｅｌｌａ、Ｔ
ｈｏｍａｌ、Ｍａｒｔｉｎらにより１９８６年７月１５
日に出願された米国特許出願８８５，９２７ｒ改良型デ
ジタル信号プロセッサを組み込んだモデム」で記載され
ている。これら両出願については、本明細書で言及して
いる。

他モデム回路８０の否定ポーリング割り込み要求（ＮＰ
　Ｉ　Ｐ）の出力は、信号線８４によってＡＮＤゲート
８６の２つの人力に接続される。ゲート８６は、信号線
８６によってマイクロプロセッサ８７の否定ポーリング
割り込み要求（ＮＢ［Ｏ）に接続される。好ましい実施
例においては、マイクロプロセッサ８７はテキサス州ヒ
ユーストンのテキサスインストルメントの７ＭＳ３２０
１０型である。この７ＭＳ３２０１０の動作とプログラ
ムの詳ｍ責料は、当メーカーによって販売されており、
請求すれば人手することができる。

好ましい実施例では、ポーリング割り込みにはメモリ１
６０コントロールターンアラウンド（下記参照）とリン
グ信号の２種類がある。リング信号が電話回線１１に出
力されると、他モデム回路８０は信号線８４に論理０（
以降”０”と記す）または論理ｌ（以降”ｌ”と記す）
を出力する。

リング信号が出力されていない場合は、他モデム回路８
０は信号線８４に”ｌ”を出力する。また、次に説明す
るように、スレーブマイクロプロセッサ１２２がＲＡＭ
１６０を制御しているときはＮ５ＩＮＴ信号線９５はｎ
　Ｏ”になっており、マイクロプロセッサ１２２がＲＡ
Ｍ１６０の制御をマスターマイクロプロセッサ８７に返
すとＮＡＳＩＮＴ信号線９６は”ｌ”になる。

マイクロプロセッサ８７は、動作モードによってポーリ
ング割り込みが他モデム回路８０からのものかマイクロ
プロセッサ１２２からのものかを認識する６通信が行わ
れていない場合は、スレーブマイクロプロセッサ１２２
はあき動作になり、割り込みは他モデム回路８０からの
ものと分かる。

同様に、通信が行われている場合は、電話回線ｌｌ上に
はリング信号は存在せず、割り込みハスレープマイクロ
プロセッサ１２２からのものと分かる。

他モデム回路８０の反転割り込み要求（ＮＩＮＴＲ）の
出力は、信号線９０によってフリッププロップ９１のＤ
入力に接続される。マイクロプロセッサ８７のクロック
出力（ｃＬＫＯＵＴ）は、信号線９３によってフリップ
フロップ９１のクロック入力に接続される。フリップフ
ロップ９１のＱ出力は、信号線９２によってマイクロプ
ロセッサ８７０反転割り込み（ＮＩＮＴ）に接続される
。

したがって、マイクロプロセッサ８７は他モデム回路８
０から、ポーリング割り込み（ＮＢ　［０）および（フ
リップフロップ９１を介した）同門割り込み（ＮＩＮＴ
）の２種類の割り込みを受ける。

好ましい実施例では、他モデム回路８０はマイクロプロ
セッサ８７に対して、毎秒９６００回の受信割り込みと
送信割り込みをそれぞれ発生する９マイクロプロセツサ
８７は、信号線９６上の反転書き込みイネーブル（ＮＷ
ＥＮ）信号、信号線９４上の反転メモリイネーブル（Ｎ
ＭＥＮ）信号、１２ビット（ＭＡＯ〜ＭＡＩ１）アドレ
スバス（ＭＡＤＤＲ）の４，８００ｂｐｓビットサブセ
ツト　（ＭＡＯ〜ＭＡ３）　、　　１　６　　ビ　−７
）　　（ＭＤＯ−ＭＤ１５）双方向データバス（ＭＤＡ
ＴＡ）の下位バイト（ＭＤＯ−ＭＤ２）、および信号線
１０７上の外部発生のランダムアクセスメモリイネーブ
ル（ＲＡＭＥＮ）信号によって他モデム回路８゜と通信
を行っている。信号線１０７上のＲＡＭＥＮ信号は、　
４．　８００　ｂ　ｐ　ｓ人力ＮＡＮＤゲート１０６が
ＭＡＤＤＲのアドレス線ＭＡ８〜１１を使って出力して
いる。ＮＭＥＮ、ＲＡＭＥＮ、ＮＭＷＥＮの各信舟は、
マイクロプロセッサ８７から他モデム回路８０にデータ
を書き込むために使用される。同様に、ＮＭＥＮとＲＡ
ＭＥＮ信号は、他モデム回路８０からマイクロプロセッ
サ８７にデータを読み込むために使用される。アドレス
線はＭＡＯ〜３しか使用されないため、他モデム回路８
０は１６ワード（各ワードは８ビット長−ＭＤＯ〜７）
のラッチまたはランダムアクセスメモリを持っているだ
けである。

マイクロプロセッサ８７の命令や他のパラメータは４Ｋ
Ｘ　１６ビットの読出し専用メモリ（ＲＯＭ）１１０か
ら取り出している。マイクロプロセッサ８７からのＮＭ
ＥＮ信号は、信号線９４によってインバーター１１１の
入力に接続されている。

インバーター１１１の出力は、２人力ＮＡＮＤゲ−）１
１２の一方の入力に接続されている。マイクロプロセッ
サ８７のＣＬＫＯＵＴ出力は、信号線９３によってゲー
）１１２のもう一方の人力に接続されている。ゲート１
１２の出力は、メモリ１１００反転チップセレクト１（
ｃ５１）人力に接続される。信号線１０７のＲＡＭＥＮ
信号は、メモリ１１０のチップセレクト２　（ｃＤ２）
人力に接続される。メモリ１１０のチップセレクト３（
ｃＳ３）入力は、′ｌ”に接続される・　メモリ１１０
の１６ビット出力データは、ＭＤＡＴＡバス１０２に接
続されている。データは、ＲＡＭＥＮ信号線１０７とＣ
ＬＫＯＵＴ信号線９３が”１”でＮＭＥＮ信号線９４が
ＩＩ　Ｏ”のときにメモリ１１０からマイクロプロセッ
サ８７へ転送される。

他モデム回路８０とメモリ１１０は、共にプロセッサ８
７のメモリ空間に配置されている。ＭＡＤＤＲは完全に
復号されない。そのため、メモリアドレス０００〜ＥＦ
Ｆ（１８進数）はメモリ１１０を指し示し、メモリアド
レスＦ００〜ＦＦＦ　（１６進数）は他モデム回路８０
を指し示す、したがって、メモリ１１０は４０９６ワー
ドのうちの３８４０ワードだけがアクセス可能となって
いる。

もちろん、必要ならばＭＡＤＤＲを完全に復号してメモ
リ１１０の残りの部分も使用することができる。

マイクロプロセッサ８７はまた、１６×８ピツ）ＲＡＭ
１６０によってマイクロプロセッサ１２２とデータを交
換することができる。ＲＡＭ１６０のデータ人力／出力
（ＤＯ〜Ｄ７）は、バス１６１によって双方向スリース
テートバッファ１６７と１６２のＢＯ〜Ｂ７の人力／出
力に接続される。好ましい実施例では、バッファ１５７
と１６２は、５Ｎ７４ＡＬＳ２４５Ａオクタルバストラ
ンシーバである。バッファ１６２のＡＯ−Ａ７人力／出
力は、マスターデータバス１０２の下位バイト（ＭＤＯ
−ＭＤ２）に接続される。バッファ１５７のＡＯ〜Ａ７
人力／出力は、バス１７１によってスレーブマイクロプ
ロセッサ１２２のスレーブデータバス（ＳＤＡＴＡ）の
人力／出力の下位バイト（ＳＤＯ〜５Ｄ７）に接続され
る。スレーブマイクロプロセッサ１２２はまた、ＴＭＳ
　３２０１０タイプである。バッファ１Ｂ２によって、
マイクロプロセッサ８７はＲＡＭ１６０との間でデータ
を読み書きすることが可能となり、スイッチ１５７によ
ってマイクロプロセッサ１２２はＲＡＭ１６０との間で
データを読み書きすることが可能となる。マイクロプロ
セッサ８７は、ＲＡＭ１６０からデータを読み込んだ後
ＲＡＭ１６０にデータを書き込むことによってマイクロ
プロセッサ１２２へデータを送信する。同様に、マイク
ロプロセッサ１２２は、ＲＡＭ１６０からデータを読み
込んだ後ＲＡＭ１６０にデータを書き込むことによって
マイクロプロセッサ８７ヘデータを送信する。

バッファ１６２を経由するデータの流れの方向は、信号
線９７にあるＮＭＤＥＮ信号に制御されている方向（Ｄ
　Ｉ　Ｒ）入力によって制御される。

ＮＭＤＥＮが”０”の時はデータはＲＡＭ１６０からマ
イクロプロセッサ８７へ転送され、”ｌ”の時はデータ
はマイクロプロセッサ８７からＲＡＭ１６０へ転送され
る。同様に、マイクロプロセッサ１２２の反転データイ
ネーブル（ＮＤＥＮ）出力は、信号線１２５によってバ
ッファ１５７のＤＩＲ人力に接続される。信号線１２５
が”ｌ”の時はデータはマイクロプロセッサ１２２から
ＲＡＭ１６０へ転送され、”０”の時はデータはＲＡＭ
１６０からマイクロプロセッサ１２２へ転送される。Ｄ
ＩＲ信号は、バッファ１５７と１６２の反転出力イネー
ブル（ＯＥ）人力と関連して使用されなければならない
０次に、反転出力イネーブル信号の発生について説明す
る。

ＲＡＭ１６０には４本のアドレス線（ＡＯ〜Ａ３）、反
転書き込みイネーブル（ＷＥ）入力、および反転チップ
セレクト（ｃ９）入力がある０反転チップセレクト入力
は、′０”に接続される。

ＡＯ−Ａ２の３本の信号線と反転書き込みイネーブル人
力は、４セクシヨンの２対ｌのマルチプレクサ（ＭＵＸ
）１４６の出力に接続される。　　ＭＵＸ１４６は、マ
スターマイクロプロセッサ８７からのアドレス信号線Ｍ
ＡＯ〜ＭＡ２またはスレーブマイクロプロセッサ１２２
からのアドレス信号線ＳＡＯ〜ＳＡ２のどちらが、信号
線１４７．１４８．１５０をそれぞれ経由してＲＡＭ１
６０のＡＯ〜Ａ２ＯＥレス信号線にそれぞれ接続される
かを決定する。ＭＵＸ１４Ｂはまた、信号線９６の反転
マスター書き込みイネーブル信号（ＮＭＷＥＮ）または
信号線１２６０反転スレーブ書き込みイネーブル信号（
ＮＷＥＮ）のどちらが、信号線１５１を経由してＲＡＭ
１６００反転書き込み反転−ブル人力に接続されるかを
決定する。

ＲＡＭ１６０は、プロセッサ８７と１２２の人力／出力
（Ｉｌｏ）部に取り付けられている。しかし、７ＭＳ３
２０１０を使って入出力動作を行うときには下位３ビッ
トのＭＡＯ〜ＭＡ２とＳＡＯ〜ＳＡ２　Ｌ／か使用され
ない、したがって、ＲＡＭ１６０の８ワードをアクセス
することができる。

好ましい実施例では、プロセッサ８７と１２２との間で
９ワ一ド以上をやりとりする必要がある。

したがって、ＲＡＭ１６０へのＡ３人力は違った方法で
発生されていた。バス１０１のアドレス信号線ＭＡＯ〜
ＭＡ２は、７４ＨＣ１３８などの３−８復号器１００の
ＡＯ−Ａ２人力にそれぞれ接続される。３−８復号器１
００の（、Ｓ１人力は、”ｌ”に接続される。第２、第
３の反転チップセレクト入力（ｃ５２，Ｃ３３）は、信
号線９７によってマイクロプロセッサ８７のＮＤＥＮ出
力に接続される。好ましい実施例では、復号器１００の
Ｙ６〜Ｙ７出力だけが使用されている。信号線９７のＮ
ＤＥＮ信号は、アドレス信号線ＭＡＯ〜ＭＡ２と関連し
て使用されている。したがフて、復号器１００の任意の
出力は”０”になる、復号器１００の反転Ｙ５出力は、
ＮＭ５の信号線１０３によってフリップフロップ１３４
０反転リセット入力に接続される。復号器１００の反転
Ｙ６出力は、ＮＭ８の信号線１０４によってフリップフ
ロップ１３４の反転セットに接続される。したがって、
マイクロプロセッサ８７が信号線１０１０３ＯＮ信号を
”Ｏ”にしたときはフリップフロップ１３４のＱ出力は
”０”となる、マイクロプロセッサ８７が信号線１０４
のＮＭ６信号を”０”にしたときはフリップフロップ１
３４のＱ出力は”１”となる。

スレーブマイクロプロセッサ１２２．３−８復号器１２
３、およびフリップフロップ１２８は、その動作がよく
似ている。５ＡＤＤＲバス１７０のＳＡＯ〜ＳＡ２信号
は、復号器１２３のＡＯ〜Ａ２人力に接続される。スレ
ーブマイクロプロセッサ１２２の反転データイネーブル
（ＮＤＥＮ）は・　信号線１２５によって復号器１２３
のＣ９２とＣ５３人力に接続される。復号器１２３のＣ
８１人力は”１″に接続され、反転Ｙ５出力は信号線１
３１によってフリップフロップ１２Ｂの反転リセット人
力に接続される。復号器１２３の反転Ｙ６出力は、信号
線１３０によってフリップフロップ１２８の反転セット
人力に接続される。したがって、スレーブマイクロプロ
セッサ１２２が復号器１２３の反転Ｙ５出力を”０”に
した場合は、フリップフロップ１２日のＱ出力は”０”
になる。

また、スレーブマイクロプロセッサ１２２が復号器１２
３の反転Ｙ６出力を０′にした場合は、フリップフロッ
プ１２日のＱ出力は”１”になる。

フリップフロップ１３４のＱ出力は、信号線１３５によ
７て２人力ＯＲゲート１３３の一方の人力に接続される
。フリップフロップ１２ＢのＱ出力は、信号線１３２に
よってゲート１３３のもう一方の入力接続される。ゲー
ト１３３の出力は、信号線１３６によってＲＡＭ１６０
のＡ３人力に接続される。したがって、フリップフロッ
プ１３４または１２ＢのＱ出力が”ｌ”ならば、ＲＡＭ
１６０のＡ３人力は”ｌ”となり、ＲＡＭ１６０の上位
８ワードをアドレス指定することになる。

フリップフロップ１３４と１２８の両方のＱ出力が”０
”の場合は、ＲＡＭのＡ３人力は”０″となり、ＲＡＭ
１６０の下位８ワードをアドレス指定することになる。

ＯＲゲート１３３への接続から次のことがいえる。すな
わち１、スレーブマイクロプロセッサ１２２がＲＡＭ１
６０の下位８バイトをアドレス指定するためには、リッ
プフロップ１３４のＱ出力は”０”にならなければなら
ない、同様に、マスタープロセッサ８７がＲＡＭ１６０
の下位８バイトをアドレス指定するためには、リップフ
ロップ１２ＢのＱ出力は０”にならなければならない。

したがって、マスターマイクロプロセッサ８７がＲＡＭ
１６０を使用を終了してＲＡＭ１６０のコントロールを
スレーブマイクロプロセッサ１２２に渡すと、マイ、ク
ロプロセッサ８７はＮＭ５の信号線１０３を０”にして
、フリップフロップ１３４をリセットする。スレーブマ
イクロプロセッサ１２２がＲＡＭ１６０を使用を終了し
てＲＡＭ１６０のコントロールをマスターマイクロプロ
セッサ８７に渡すと、マイクロプロセッサ１２２はＮＭ
５の信号線１２３を”０”にして、フリップフロップ１
２Ｂをリセットする。

復号器１００の反転Ｙ７出力（ＮＭ７信号線１０５）と
復号器１２３の反転Ｙ７出力（したがって、２７）は、
マスターマイクロプロセッサ８７とスレーブマイクロプ
ロセッサ１２２の間でＲＡＭ１６０のコントロールを転
送するために使用される。ＮＭ７信号線１０５は、フリ
ップフロップ１２０のクロック人力とフリップフロップ
１４０の反転セット人力に接続される。フリップフロッ
プ１２０のデータ（Ｄ）人力は、パ０”に接続される。

フリップフロップ１２０のＱ出力は、フリップフロップ
１２１のデータ（Ｄ）人力に接続される。フリップフロ
ップ１２１のＱ出力は、反転スレーブ割り込み（ＮＳ　
Ｉ　ＮＴ）の信号線９５を経由してスレーブマイクロプ
ロセッサ１２２の反転割り込み人力（Ｎ　Ｉ　ＮＴ）お
よびＡＮＤゲート８５の他の人力に接続される。復号器
１２３の反転Ｙ７出力は、信号線１２７によってフリッ
プフロップ１２０のはセット入力およびフリップフロッ
プ１４０のクロック人力に接続される。フリップフロッ
プ１４０のデータ（Ｄ）人力は、′０”に接続される。

フリップフロップ１４０のＱ出力は、信号線１４１によ
ってＭＵＸ１４６の反転Ａ／Ｂ人力（ＮＡ／Ｂ）に接続
される。

マスターマイクロプロセッサ８７とスレーブマイクロプ
ロセッサ１２２の間のＲＡＭ１６０のコントロールの転
送は、次のように行われる。マスターマイクロプロセッ
サ８７がコントロールをスレーブマイクロプロセッサ１
２２に渡す準備ができると、マスターマイクロプロセッ
サ８７は復号器１００を使ってＮＭ７信号線１０５に”
０”のパルスを出す、この”０”のパルスの立上りエツ
ジで、フリップフロップ１２０のＱ出力が９°０″にな
るφ　スレーブマイクロプロセッサ１２２からのＣＬＫ
ＯＵＴ信号線（信号線１２４）の立上りエツジで、フリ
ップフロップ１２１のＱ出力（ＮＳＩＮＴ信号線９５）
はＩＴ　Ｏ”になる、信号線９５のＮＳ　Ｉ　ＮＴが”
０”になると、スレーブマイクロプロセッサ１２２に割
り込みがかかる。この割り込みによって、スレーブマイ
クロプロセッサ１２２がＲＡＭ１６０のコ゛ントロール
を行うことを通知する。ＮＭ７信号線１０５の”０”パ
ルスは、フリップフロップ１４０のＱ出力によって信号
線１４１を”ｌ”にする。信号線１４１は、ＭＵＸ　１
４Ｂ＋７）ＮＡ／Ｂ入力と２端子ＮＡＮＤゲート１５４
の一方の入力に接続される。ＮＡ／Ｂ入力が”ｌ”にな
ると、ＭＵＸ１４６はアドレス信号線ＳＡＯ〜ＳＡ２を
ＲＡＭ１８０のＡＯ−Ａ２どちらの人力ＡＯ〜Ａ２に接
続し、スレーブマイクロプロセッサ１２２からの信号線
１２ＢのＮＷＥＮ信号をＲＡＭ１６０の反転書き込みイ
ネーブル入力に接続する。フリップフロップ１４０の反
転Ｑ出力は、信号線１４２によって３端子ＮＡＮＤゲー
トの１人力に接続される。ゲート１４３の出力は、信号
線１４４によってバッファ１６２の反転出力イネーブル
（ＯＥ）入力に接続される。

ＮＭ７信号線１０５が”０”になると、フリップフロッ
プ１４０が信号線１４２に”０”を出し、ゲート１４３
が信号線１４４に”ｌ”を出す、これによって、バッフ
ァ１６２の出力はディスエーブルにされ、マイクロプロ
セッサ８７がＲＡＭｌ６０とデータを交換するのを防ぐ
。

スレーブマイクロプロセッサ１２２の反転データイネー
ブル（ＮＤＥＮ）出力はまた、信号線１２５によって２
端子ＡＮＤゲート１５５の一方の入力およびバッファ１
５７の方向コントロール（ＤＩＲ）人力に接続される。

スレーブマイクロプロセッサ１２２がＮＤＥＮ信号線を
”Ｏ”にすると、ゲート１５５の出力は”Ｏ”になる、
ゲート１４５５は、信号線１５８によってバッファ１５
７の反転出力イネーブル（ＯＥ）入力に接続される。

したがって、したがって１５６が”０”だとバッファ１
５７がイネーブルになる。また、ＮＤＥＮ信号線１２５
が”０”になると、バッファ１５７のＤＩＲコントロー
ル入力も”０”となる・　信号線１２５と信号線１５Ｂ
が”０”となると、バッファ１５７はＲＡＭ１６０から
スレーブマイクロプロセッサ１２２ヘデータを転送する
。

データがスレーブマイクロプロセッサ１２２からＲＡＭ
１６０へ転送されると、マイクロプロセッサ１２２はＮ
ＤＥＮ信号線１２５を”１”ζこし、ＮＷＥＮ信号線１
２６を”０”にする、ＮＷＥＮ信号線１２６が”０”に
なると、ＭＵＸ’１４６を経由シて信号線１５１が・０
”となる、この信号線１５１は、ＲＡＭ１６００反転書
き込み反転−ブル出力に接続される。また、信号線１５
１はインバータ１５２に接続される。インバータ１５２
の出力は、ゲート１５４のもう一方の人力に接続される
。信号線１５１は０”であるため、信号線１５３のイン
バータ１５２の出力は、”１”となる、信号線１４１の
フリップフロップ１４０のＱ出力もまた”ｌ”というこ
とができる、したがって、ゲート１５４の出力は０”と
なり、信号線１５６のゲー）　１５５’の出力も”０”
となる。

したがって、バッファ１５７に接続するＤＩＲ人力は”
ｌ”となり、反転出力イネーブル人力は”０”となる、
その結果、バッファ１５７はマイクロプロセッサ１２２
からＲＡＭ１６０ヘデータを転送する。

スレーブマイクロプロセッサ１２２は、外部ＲＯＭ１６
７から動作命令と特定パラメータを受は取る。好ましい
実施例では、メモリ１６７は２にワード×１６ビットの
メモリである。メモリ１６７のＣ５２とＣ９３のチップ
セレクト人力は、′１”に接続される。５ＡＤＤＲアド
レスバス１７０の信号線ＳＡＯ〜５ＡＩＯは、メモリ１
８７のアドレス人力ＳＡＯ〜５ｉＡ１０に接続される。

５ＤＡＴＡバス１７１の信号線ＳＤＯ〜５Ｄ１５は、メ
モリ１６７のＳ’ＤＯ〜５Ｄ１５の入力／出力に接続さ
れる。スレーブマイクロプロセラ９１２２０反転データ
イネーブルＮＭＥＮ出力は、信号線１６３によってイン
バータ１６４の人力に接続される。インバータ１６４の
出力は、２端子ＮＡＮＤゲー）１６５の一方の入力に接
続される。スレーブマイクロプロセッサ１２２はまた、
信号線１２４にＣＬＫＯＵＴ信号線を出し、ゲート１６
５のもう一方に接続される。ゲー）１６５は、信号線１
６６によってＲＯＭ１６７の反転チップセレク）（ｃ９
１）出力に接続される。したがって、ＲＯＭ１６７から
マイクロプロセッサ１２２へのデータ転送は、ＣＬＫＯ
ＵＴ信号線と同期がとられる。

いまスレーブマイクロプロセッサ１２２がＲＡＭ１６０
に間するデータの転送を終了し、マスターマイクロプロ
セッサ８７にＲＡＭ１６０のコントロールを渡す準備が
できているものと仮定する。

スレーブマイクロプロセッサ１２２は、復号器１２３を
使って信号線１２７に″Ｏ″パルスを出す。

信号線１２７の”０”パルスによって、フリップフロッ
プ１２０のＱ出力が”ｌ”になる、信号線１２４のＣＬ
ＫＯＵＴ信号線の次に正になるとき、フリップフロップ
１２１を経由してＮＳ　Ｉ　ＮＳＴ信号線９５が”ｌ”
となる、この信号はスレーブマークあき信号１２２への
割り込みをリセットし、ゲート８５を経由してマスター
マイクロプロセッサ８７のポーリング割り込み要求人力
（ＮＢＩＯ）をリセット（”１”）する。Ｎ５ＩＮＴ信
号線９５は、ＮＭ７信号線１０５の”０”パルスの立上
りエツジで”０”となる。したがって、人力ＮＢ１０は
マスターマイクロプロセッサ８７がスレーブマイクロプ
ロセッサ１２２へいったんコントロールを渡すと”０”
となり、スレーブマイクロプロセッサ１２２が信号線１
２７に”０”パルスを出すことによってマスターマイク
ロプロセッサ８７にコントロールを返すまでは”Ｏ”の
ままとなる、ＮＢｒ０人力が再び”ｌ”となると、マス
ターマイクロプロセッサ８７はスレーブマイクロプロセ
ッサ１２２がＲＡＭ１６０とのデータ交換を終了したも
のと認識し、次にマスターマイクロプロセッサ８７がＲ
ＡＭ１６０とデータを交換可能となる。

信号線１２７の”Ｏ”のパルスの立上りエツジでフリッ
プフロップ１４０のＱ出力は”０″となり、反転Ｑ出力
は”ｌ”となる、信号線１４１（Ｑ出力）の出力が”０
”となるとゲート１５４は”ｌ”となる、ゲート１５４
の出力が”１”になるとゲート１５５は非反転バッファ
として機能する０次に、信号線１２５のスレーブマイク
ロプロセッサ１２２からのＮＤＥＮ信号が”１”の時は
、バッファ１５７の出力はディスエーブルされる。

ただし、ＮＤＥＮ信号線１２５がマイクロプロセッサ１
２２によって”、０”にされると、バッファ１５７はデ
ータをパス１６１からマイクロプロセッサ１２２へ転送
する。好ましい実施例においてはこの機能は使用されて
いない。

信号線１４１が”０”ニすると、ＭＵＸ１４６はマスタ
ーマイクロプロセッサ８７からのアドレス信号線ＭＡＯ
〜ＭＡ２をＲＡＭ１６０のアドレス入力ＡＯ〜Ａ２へ接
続し、マイクロプロセッサ８７からのＮＭＷＥＮ出力を
ＲＡＭ１６０の反転書き込みイネーブル入力へ接続する
。これによって、ＲＡＭ１６０はマスターマイクロプロ
セッサ８７の制御下に入ったことになる。

フリップフロップ１４０の反転Ｑ出力は、信号線１４２
によって３端子ＮＡＮＤゲートの一つの人力に接続され
る。ゲート１４３は信号線１４２が”０”になるとディ
スエーブルされ、”ｌ”になるとイネーブルされる。Ｎ
ＭＤＥＮ信号線９７はインバータ９８の人力に接続され
る。インバータ９日の出力は、２人力ＯＲゲート１４５
の一方の人力に接続される。信号線１１５１のＭＵＸ１
４６のＺ出力は、インバータ１５２の人力に接続される
。インバータ１５２の出力はゲート１４５のもう一方の
入力に接続される。ゲー）１４５の出力はゲー）１４３
のもう一方の入力に接続される。

ＲＡＭＥＮ信号線１０７はまた、ゲート１４３の一つの
入力に接続される。ゲート１４３の出力は信号線１４４
によってバッファ１６２の反転出力出力イネーブル入力
に接続される。データはＲＡＭ１６０からマスターマイ
クロプロセッサ８７へ転送される。この際マスターマイ
クロプロセッサ８７はＲＡ　Ｍ　Ｅ　Ｎ信号線１０７と
ＮＭＷＥＮ信号線９６を”ｌ”にし、ＮＭＤＥＮ信号線
９７に”０”パルスを出す、これによってゲート１４５
に”ｌ”パルスが、ゲー）１４３の出力に”０”パルス
がそれぞれ現れ、バッファ１６２の出力がイネーブルさ
れる。また、ＮＭＤＥＮ信号線９７が”Ｏ１１になると
、出力がイネーブルされたときバッファ１Ｂ２はＲＡＭ
１６０からマイクロプロセッサ８７ヘデータを転送する
。

データがマイクロプロセッサ８７からＲＡＭｌ６０に転
送される際にマイクロプロセッサ８７はＲＡＭＥＮ信号
線１０７とＮＭＤＥＮ信号線９７を”ｌ”にする、一方
、ＮＭＷＥＮ信号線９６には”０”パルスを出す、ＮＭ
ＷＥＮ信号線９６に”０”パルスが出されると、ＲＡＭ
１６０の反転書き込みイネーブル入力が”０″となり、
インバータ１５２の出力が”１″となり、ゲート１４５
の出力が”ｌ”となり、ゲート１４３の出力は”０”と
なる、ゲート１４３からの”０”パルスはバッファ１６
２の出力をイネーブルする。ＮＭＤＥＮ信号線９７が”
１”になるとバッファ１８２は起動され、その出力がイ
ネーブルされているときの”０”パルスによって、マイ
クロプロセッサ８７からＲＡＭ１６０ヘデータが転送さ
れる。

第６図のＲＡＭアドレス回路の他の実施例を説明する。

他の実施例では他に二つのゲート１８０と１８２を必要
つするが、マイクロプロセッサ８７と１２２は他のマイ
クロプロセッサへコントロールを渡す前に、それぞれフ
リップフロップ１３４と１２８をリセットする必賛が無
いという点で有利である。他の実施例では、フリップフ
ロップ１３４のＱ出力は信号線１３５によって２端子Ａ
ＮＤゲート１８０の一方の入力に接続される。フリップ
フロップ１４００反転Ｑ出力は信号線１４反転上ってゲ
ート１８０の他の入力に接続される。

ゲー）１８０の出力は信号線１８１によって２端子ＯＲ
ゲートの一方の入力に接続される。ゲート１３３の出力
は信号線１３６によってＲＡＭ１６０のＡ３人力に接続
される。フリップフロップ１２ＢのＱ出力は信号線１３
２によって２端子ＡＮＤゲート１８２の一方の人力に接
続される。フリップフロップ１４０のＱ出力は信号線１
４１によってゲート１８２の他の人力に接続される。ゲ
ート１８２の出力は信号線１８３によってゲート１３３
の他の人力に接続される。マスターマイクロプロセッサ
８７がコントロールを持っているときは、ブリップフロ
ップ１４０のＱ出力は”−０”で反転Ｑ出力は”ｌ”で
あることに留意したい、この場合、ゲート１８２はディ
スエーブルされゲート１８０はイネーブルされる。した
がって、ＲＡＭ１６０のＡ３人力はフリップフロップ１
２Ｂの出力の状態に閏ねらず、フリップフロップ１３４
のＱ出力に対応する。同様に、スレーブマイクロプロセ
ッサ１２２がコントロールを持っているときは、フリッ
プフロップ１４０のＱ出力は”ｌ”で反転Ｑ出力は”０
”である、この場合、ゲート１８０はディスエーブルさ
れゲート１８２はイネーブルされることを意味する。し
たがって、ＲＡＭ１６０のＡ３人力はフリップフロップ
１３４の状態に関わらず、フリップフロップ１２８のＱ
出力に対応する。したがって、ゲート１８０と１８２を
追加すれば、コントロールを渡す前にフリップフロップ
１２８と１３４をリセットする必要がなくなる。

他モデム回路８０には、コーデックおよびそれを駆動す
るためのクロック発生器が人っている。

好ましい実施例においては、コーデック用のクロックは
１．　５分子ｔＩＳを使って他の使用再能なりロックを
駆動することによって発生される。従来の１、　５分周
器回路のほとんどは、ひとつまたはそれ以上のフィード
バックパルスを使用して、分周器の第１段への人力の周
波数が基準クロック周波数よりも高くなっている。した
がって、分周器チェインの一つまたはそれ以上の段は基
準クロック閤波数より高い任意の同波数で動作可能でな
ければならない、このような高周波入力とその条件に合
う回路は一般的に高価で消費電力が大きくデカップリン
グ条件が大きい。

第７図の他の実施例の他モデム回路８０で使用される１
、５分周器の回路図を説明する。第７図の分周器はフィ
ードバッククロックパルスは使用していないため、分周
器チェインのデバイスを基準クロック周波数で動作させ
るためには適している。リセット信号線２００はフリッ
プフロップ２０１．２０２．２０３．２０４．２０５．
２０６のリセッ）　（Ｒ）人力に接続される。信号線２
０７の基準クロック（ｃＬＫ）はフリップフロップ２０
１．２０２．２０３のクロック人力およびインバータｌ
Ｏの人力へ供給される。インバータ２１０の出力は反転
クロックであり、信号線２１１によってフリップフロッ
プ２０４．２０５．２０６のクロック人力に接続される
。フリップフロップ２０１のＱ出力は信号線２１２によ
ってフリップフロップ２０２の０人力および２端子ＮＯ
Ｒゲ−）２１３の一方の入力に接続される。フリップフ
ロップ２０２のＱ出力は信号線２１４によってゲート２
１３の他の人力、フリップフロップ２０３のＤ入力、３
端子ＮＡＮＤゲート２１７の一つの人力、排他的ＯＲ（
ＸＯＲ）ゲー）２１６＋７）一方の人力に接続される。

ゲート２１３の出力は信号線２１５によってフリップフ
ロップ２０１の０人力に接続される。フリップフロップ
２０３のＱ出力は信号線２２４によってＸＯＲゲート２
２６の一方の人力に接続される。

フリップフロップ２０４のＱ出力は信号線２２０によっ
てフリップフロップ２０５のＤ入力とゲ−）２１７の第
２人力に接続される。フリップフロップ２０５のＱ出力
は信号線２２１によってフリップフロップ２０６のＤ入
力、ゲート２１６の他の実施例の入力、ゲー）２１７の
第３の入力に接続される。ゲート２１７の出力は信号線
２２２によってフリップフロップ２０４の０人力に接続
される。フリップフロップ２０６のＱ出力は信号線２２
５によってゲート２２６の他の人力に接続される。信号
線２２３のゲート２１６の出力は信号線２０７０基準ク
ロック周波数を１．　５で割ったものである。信号線２
２７のゲート２２６の出力もまた信号線２０７の基準ク
ロック周波数を１゜５で割ったものである。しかし、フ
リップフロップ２０３と２０６のために信号線２２３の
信号より遅れている。

第８図は第７図の回路に現れる波形を示す図である。第
８図の、フリッププロップ２０１と２０２およびゲー）
２１３から構成される回路は３分周器である。また、フ
リップフロップ２０２からゲート２１７への人力を無視
すると、フリップフロップ２０４．２０５およびゲート
２１７から構成される回路は３分周器となる。さらに、
信号線２２１の波形から、フリップフロップ２０５の出
力は３分周器に対応していることがわかる。したがって
、フリップフロップ２０２からゲート２１７への人力は
同期信号として働き、コンポーネント２０４．２０５．
２１７から構成される回路の動作はコンポーネント２０
１．２０２．２１３から構成される回路の動作に同期す
る。１．　５分周器の動作はフリップフロップ２０２と
２０５の出力の排他的ＯＲをとることによって決まる。

フリップフロップ２０２と２０５の出力の位相のずれは
１．　５分周器出力として信号線２２３に提供される。

二つのフリップフロップ２０３と２０６および排他的Ｏ
Ｒゲート２２６を使用することにより、信号線２２３上
の１．５分周器信号の位相を遅らせた信号が信号線２２
７上に得られる。フリップフロップ２０３と２０６は、
それぞれフリップフロップ２０２と２０６の出力を基準
クロック周波数の１クロック分だけ遅延させている（信
号＆１２０７）。

第８図から、フィードバックパルスがないことがわかる
。このパルスが基準クロック（信号線２０７）より高速
での動作するためにはフリップフロップなどのデバイス
が必要となる。

フリップフロップ２０２とゲート２１７を接続しない場
合、上半分の回路とした半分の回路の同期がとられてい
る限りゲート２１６と２２６の出力は１．　５分周とな
る。しかし、ノイズパルスが発生し、゛そのために二つ
の回路が互いに同期がとれなくなると、出力は１．６分
周ではなくなる。

さらに二つの回路はリセットしない限り同期がとれなく
なる。フリップフロップ２０２の出力をゲ−１２１７の
入力に接続すれば上下の回路の同期をとることができる
が、もし二つの回路の同期がノイズパルスによって妨げ
られるとこれらの回路は自動的に再同期をとり、ゲート
２１６と２２６の出力は再び１．５分周となる。

次に、改良型のボークロック復元回路のブロック線図で
ある第９図を説明する。好ましい実施例においては、コ
ンポーネント２５０〜２６０は独立して動作しているの
ではなく、マイクロプロセッサ８７と１２２によって制
御されている。サンプリング回路２５０は信号線２４９
の着信信号を毎秒９６００回サンプルする。サンプリン
グ回路２＋５０は受信側のボークロック位相ロックルー
プ（図示されていない）によって信号線２４８を介して
制御される。サンプリング回Ｎ２５０の出力は、二つの
ヒルベルト（Ｈｉｌｂｅｒ２）フィルタ２５１と２５２
に供給され、サンプル信号のそれぞれ■とＱ成分に分け
られる。フィルタ２５１の出力は復調器２５３と絶対値
回路２５４に供給される。フィルタ２５２の出力もまた
復調器２５３と絶対値回路２６６に供給される０回路２
６４と２５６の出力は加算＠２５６の人力に接続される
。加算器２５６の出力は２４００１（Ｚの帯域フィルタ
２５７の人力に供給される。帯域フィルタ２５７の人力
は先行／遅延演算器２６０に供給される。先行／遅延演
算器２６０の出力は受信側のボークロック位相ロックル
ープ（図示されていない）に供給され、サンプリング点
のタイミングを調整する。

帯域フィルタ２５７の出力は復元されたボークロックに
なる。あるアプリケーションではボークロックが２４０
０Ｈｚで復元後のボークロックの波形２６１は挿入図に
図示されている。データエラー発生率を最小にするため
に、信号線２４９の着信信号のサンプル動作を、復元ボ
ークロックのゼロ交差点Ｐと同期させることが望ましい
、これは、第１サンプリング点がどの四分区間にあるか
を決定し、第１サンプリング点が正確にＰ点にくるよう
に受信側のボークロック位相ロックループを調整するこ
とによって達成される。四分図−は第１サンプリング点
の信号２６１の符号を先行するサンプリング点での信号
の符号を比較することによって決定される０例えば、第
１サンプリング点がｘＳで直前のサンプリング点がＸＳ
−１の場合は、第１サンプリング点ｘＳはＣで定義され
る四分区間中にある。しかし、第１サンプリング点がＸ
Ｓ＋　１で直前のサンプリング点がＸＳＩの場合は、両
者の符号は正で同じため、第１サンプリング点ＸＳ＋１
はＤで定義される四分区間中にある。第１サンプリング
点がある四分区間が判ったので、先行／Ｍ延演算器２６
０は受信側のボークロック位相ロックループを任意の方
向に調整可能となり、第１サンプリング点はＰ点と一致
する。

例えば、第１サンプリング点がｘＳだった場合は第１サ
ンプリング点はＰ点より遅れており、サンプリング点を
進める必要がある。同様に、第１サンプリング点がＭＳ
−１だった場合は第１サンプリング点はＰ点より先行し
ており、サンプルのタイミングを遅らす必要がある。

サンプリング点の位置は、ボークロックの位相を早めた
り遅らせたりすることによって調整する。

この調整は一定値（例えば１度）ごと増加させることに
よって行う。

しかし、このような一定値が使用される場合は第１サン
プリング点は正−にＰ点に落ち着く゛ことができず、ス
テップサイズによって第１サンプリング点がＰ点に先行
したりＰ点より遅れたりする。

このような問題を避けるためには、小さいステップサイ
ズとロックオンウィンドウを使用する。ただし、第１サ
ンプリング点が四分区間ＡまたはＤにある場合は、この
小さなステップサイズがサンプリング点を四分区間Ａま
たはＤからＰ点まで移動するのに非常に多くの時間を要
する。

好ましい実施例においては、第１サンプリング点をＰ点
まで移動するのに必要なステップサイズは可変である。

ただしこのステップサイズは、第１サンプリング点があ
る四分区間および第１サンプリング点とその直前のサン
プリング点の大きさに基づいて計算される。したがって
、ＸＳ＋　１にある第１サンプリング点を移動させるた
めに使用するステップサイズは、ｘＳにある第１サンプ
リング点を移動するために使用するステップサイズより
大きくなる。

帯域フィルタ２５７の出力は毎秒９６００回の割合でサ
ンプルされた２４００Ｈｚの信号２６１であるため、信
号２６１の１サイクルにおいては４つのサンプリング点
がある。スタート時点では、先行／Ｎ延演算器２６０は
これら４つのサンプリング点のうちどれが一番Ｐ点に近
いかを決定し、このサンプリング点が第１サンプリング
点として指定される。しかる後に、先行／１１延演算器
２６０は第１サンプリング点がＰ点に重なるように復元
ボークロックを調整する。

好ましい実施例では、このスタート時点での手順は前述
の米国特許出願８８５，９２７で記載されている。

他の実施例では、とのサンプリング点がＰ点に一番近い
かを決定することはしない。その代わり、サンプリング
点の一つが第１サンプリング点として指定される。

第１０図を説明する。第１０図は先行／Ｎ延演算器２６
０が第１サンプリング点決定後にステップサイズを算出
する手順のフローチャートである。

信号の１サイクルから４回サンプルをとり、そのうちの
一つが第１サンプリング点になるため、第１サンプリン
グ点を追跡する必要がある。これはボークロックカウン
タ（Ｂ　Ｃ）をサンプルをとる度に増加（インクリメン
ト）させることによって達成できる。第１０図では、便
宜上第１サンプリング点はボークロックカウンタ（ＢＣ
）が１になるサンプリング点であることを前提にしてい
る。

したがって、ＢＣはステップ２７０の１にセットされる
。ステップ２７１においては、次のサンプリング点Ｘｎ
が求められＢＣがインクリメントされる。デシジョンポ
イント２７２では、ＢＣを解析することによってサンプ
リング点Ｘｎが第１サンプリング点（ＢＣ＝１）になる
かどうかが決定される。サンプリング点Ｘｎが第１サン
プリング点でない場合は、デシジョンポイント２７３に
よってカウンタＢＣが上限に達しているか否かが判断さ
れる。サンプリング点Ｘｎが第１サンプリング点である
場合は、ＢＣはステップ２７４のＯにセットされる。Ｂ
Ｃが４未満でしかもステップ２７４実行後は、Ｘｎはス
テップ２７５のＸｎ−１として記憶される。演算器はそ
の後２７１に戻り、Ｘｎの次の値を求めＢＣをインクリ
メントする。

ＢＣが１の場合は、Ｘｎが第１サンプリング点となり、
先行／遅延ステップサイズが計算される。第３表は四分
区間によるステップサイズの計算式を表す、にはスケー
ルファクタで、好ましい実施例での単位量を持フている
。また４つの四分区間は共通の分母を持っている。した
がって、ステップ２８０より共通の分母りが求められる
。ただし、乗算の方が除算より速いため、ステップサイ
ズＳは計算式の分子を分母で割って求めているのではな
く、分母の逆数と分子をかけることによって求めている
。好ましい実施例ではＤは参照テーブルを使用して求め
、便宜上８ビットワードを上限としている。したがって
、ステップ２８０では、分母りを求めた後に分母Ｍの逆
数が求められている。デシジョンポイント２８１．２８
２．２８６によって第１サンプリング点Ｘｎがどの四分
区間にあるかが決定される。Ｘｎが０より大きく、かつ
直前のサンプリング点Ｘｎ−１が０より大きい場合は、
第１サンプリング点は四分区間りの中にあり、ステップ
サイズはステップ２８７の計算式に従って算出される。

第３表 ステップサイズの計算式 Ｘｎが０未満でＸｎ−１が０より大きい場合は、第１サ
ンプリング点は四分区間への中にあり・　ステップサイ
ズＳはステップ２８３の計算式にしたがって計算される
。Ｘｎ−１が負なら第１サンプリング点Ｘｎは四分区間
ＢまたはＣの中にある。

したがって、ステップサイズＳはブロック２８５の計算
式にしたがって計算される。ステップサイズＳがステッ
プ２８３．２８５．２８７に従って計算された後、ステ
ップサイズはステップ２８４の復元ボークロック位相ロ
ックループに出力される。ステップ２８４の先行／遅延
演算器２６０はステップ２７５に戻り、プロセスが再開
する。好ましい実施例では、ステップサイズＳの値ｌは
第１サンプリング点のにおける約２４０ナノ秒の変化に
対応している。したがって、ステップサイズは第１サン
プリング点とＰ点の閏の距離に従って動的に調整される
。その結果サンプリング点は、非常に大きなステップサ
イズに一致する割合でＰ点上で収束・安定し、最小ステ
ップサイズによるジッダから解放される。

上の説明は負から正へのゼロ交差点Ｐに間違していたが
、この説明は第３表と第９図より計算されたステップサ
イズの符号を変えるだけでそのまま正から負へのゼロ交
差点に対しても使うことができる。

また、信号２８１の特性周波数が１，２００Ｈｚの場合
、サンプリング周波数は少なくともその４倍つまり４，
８００Ｈｚであることが好ましい。

さらに、１．　２００　Ｈｚの信号２６１が例えば９゜
８００Ｈｚでサンプリングされているとしても、上の説
明は他のサンプルを無視するだけで使うことができる。

上記のように、本発明は、通信速度の高速化、処理の効
率化、メモリ容量の向上のための諸技術、半二重モード
通信の回線ターンアラウンド時間を短縮する技術、およ
び既存の３００．１２００．２．４００ｂｐｓのモデム
との互換性を維持しながら４，８００および９．　６０
０　ｂ　ｐ　ｓの通信能力を実現するための諸技術を提
供する。ものである。

また、スクランブル、デスクランブル、周波数同期、電
源、電話回線のインターフニスなどの標準的でよく知ら
れた技術に間しては、多くの印刷物や特許明細書に記載
されているため、本明細書では詳述していない。

上記した本発明の好ましい実施例の多様な変形が可能で
あることは、当業者には明かであろう。

したがって、本発明は特許請求範囲の記載にのみ限定さ
れるのもと解釈されたい。

【図面の簡単な説明】

第１Ａ図および第１Ｂ図は、改良されたハンドシェイク
手順の好ましい実施例を示す図である。 第２図は、好ましい実施例における位相と振幅の間係を
示す図である。 第３図は、好ましい実施例における再トレーニング要求
シーケンスを示す図である。 第４図は、好ましい実施例における通信プロトコルを示
す図である。 第６Ａ図および第６Ｂ図は、好ましい実施例の回路図で
ある。 第６図は、メモリ制御の他の実施例の回路図である。 第７図は、１．　５分周器の好ましい実施例の回路図で
ある。 第８図は、１．　５分周器の好ましい実施例における波
形を示す図である。 第９１１！Ｉは、受信側のボークロック位相ロックルー
プの制御回路の好ましい実施例のブロック線図である。 第１Ｏ図は、好ましい実施例におけるリード／ラグのス
テップ値算出処理の流れ図である。 Ｈ〔６ ＦＩＣ；　　８ ＦＩＣ；　ＡＩＯ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、応答モデムと１，２００ｂｐｓ（ビット／秒）、２
   ，４００ｂｐｓ、またはそれ以上の通信速度のうちから
   選択された通信速度により通信するための接続を確立す
   るための、Ｖ２２ｂｉｓに準拠した呼出モデムのための
   ハンドシェイク方法にして、次のステップ （ａ）第１の予め決められた時間の間第１のシーケンス
   （Ｓ１）を送信する。 （ｂ）応答モデムから前記第１のシーケンス（Ｓ１）が
   送信されてくるを待っている間 に、第２の予め決められた時間の間第２ のシーケンス（Ｓ２）を送信する。 （ｃ）（１）応答モデムから前記第１のシーケンス（Ｓ
   １）が送信されてこなかった時 は、１，２００ｂｐｓで応答モデムとの 通信を開始する。 （２）応答モデムから前記第１のシーケ ンス（Ｓ１）が送信されてきた時は、応 答モデムから前記第２のシーケンス（Ｓ ２）が送信されてくるのを待っている開 に、予め決められた時間の間第３シーケ ンス（ＢＣ２）を送信する。 （ｄ）（１）応答モデムから前記第２のシーケス（Ｓ２
   ）が送信されてこなかった時は、 さらにある時間の間第３シーケンス（Ｂ Ｃ２）の送信を続け、それから２，４０ ０ｂｐｓで応答モデムとのトレーニング および通信を開始する。 （２）応答モデムから前記第２のシーケ ンス（Ｓ２）が送信されてきた時は、２， ４００ｂｐｓで応答モデムとのトレーニ ングおよび通信を開始する。 を特徴とするハンドシェイク方法。 ２、前記第１のシーケンス（Ｓ１）が、スクランブルさ
   れない２つのダイビット００と１１で、その送信速度が
   １，２００ｂｐｓである請求項１記載のハンドシェイク
   方法。 ３、前記第２のシーケンス（Ｓ２）がスクランブルされ
   ない２元符号の０で、送信速度が１，２００ｂｐｓであ
   る請求項２記載のハンドシェイク方法。 ４、前記第３シーケンス（ＢＣ２）がスクランブルされ
   た２元符号の１で、送信速度が１，２００ｂｐｓである
   ハンドシェイク方法。 ５、応答モデムと１，２００ｂｐｓ（ビッ ト／秒）、２，４００ｂｐｓ、４，８００ｂｐｓ、また
   は９，６００ｂｐｓの通信速度のうちから選択された通
   信速度により通信するための接続を確立するための、呼
   出モデムのためのＶ．２２ｂｉｓに準拠したハンドシェ
   イク方法にして、次のステップ （ａ）第１の予め決められた時間の間第１のシーケンス
   （Ｓ１）を送信する。 （ｂ）応答モデムから前記第１のシーケンス（Ｓ１）が
   送信されてくるを待っている間 に、第２の予め決められた時間の間第２ のシーケンス（Ｓ２）を送信する。 （ｃ）（１）応答モデムから前記第１のシーケンス（Ｓ
   １）が送信されてこなかった時 は、１，２００ｂｐｓで応答モデムとの 通信を開始する。 （２）応答モデムから前記第１のシーケ ンス（Ｓ１）が送信されてきた時は、応 答モデムから前記第２のシーケンス（Ｓ ２）が送信されてくるのを待っている間 に、予め決められた時間の間第３のシー ケンス（ＢＣ２）を送信する。 （ｄ）（１）応答モデムから前記第２のシーケス（Ｓ２
   ）が送信されてこなかった時は、 さらにある時間の間第３シーケンス（Ｂ Ｃ２）の送信を続け、それから２，４０ ０ｂｐｓで応答モデムとのトレーニング および通信を開始する。 （２）応答モデムから前記第２のシーケ ンス（Ｓ２）が送信されてきた時は、第 ４のシーケンス（ＴＲＮ１）と通信速度 要求シーケンス（ＲＲ１）を送信する。 （ｅ）応答モデムから前記第４のシーケンス（ＴＲＮ１
   ）が送信されてくるのを待ち ながら、前記第４のシーケス（ＴＲＮ１） にしたがって呼出モデム内の適応等価回 路のトレーニングを行なう。 （ｆ）応答モデムから通信速度要求シーケンス（ＲＲ２
   ）が信号が送信されてくるの を待つ。 （ｇ）（１）応答モデムから受信した通信速度要求シー
   ケンス（ＲＲ２）が呼出モデム から送信した前記通信速度要求シーケン ス（ＲＲ１）と異なる時は，４，８００ ｂｐｓで通信を開始する。 （２）前記呼出モデムから送信した通信 速度要求シーケンス（ＲＲ１）と応答モ デムから受信した通信速度要求シーケン ス（ＲＲ２）がどちらも４，８００ｂｐ ｓを指定している場合には、４，８００ ｂｐｓで通信を開始する。 （３）前記呼出モデムから送信した通信 速度要求シーケンス（ＲＲ１）と応答モ デムから受信した通信速度要求シーケン ス（ＲＲ２）がどちらも９，６００ｂｐ ｓを指定している場合には、９，６００ ｂｐｓで通信を開始する。 ６、前記第１のシーケンス（Ｓ１）が、スクランブルさ
   れない２つのダイビット００と１１で、その送信速度が
   １，２００である請求項５記載のハンドシェイク方法。 ７、前記第２のシーケンス（Ｓ２）が、スクランブルさ
   れない２元符号の０で、送信速度が１，２００ｂｐｓで
   ある請求項６記載のハンドシェイク方法。 ８、前記第３のシーケンス（ＢＣ２）が、スクランブル
   された２元符号の１で、送信速度が１，２００ｂｐｓで
   ある請求項７記載のハンドシェイク方法。 ９、前記第４のシーケンス（ＴＲＮ１）が位相変調され
   ないスクランブルされた２元符号の１からなり、その送
   信速度が４，８００ｂｐｓである請求項８記載のハンド
   シェイク方法。 １０、４，８００ｂｐｓを指定する前記通信速度要求シ
   ーケンス（ＲＲ１）がスクランブルされた２元符号の１
   からなり、その送信速度が４，８００である請求項９記
   載のハンドシェイク方法。 １１、９，６００ｂｐｓを指定する前記通信速度要求シ
   ーケンス（ＲＲ１）が、スクランブルされたダイビット
   ０１からなり、その送信速度が４，８００ｂｐｓである
   請求項９記載のハンドシェイク方法。 １２、前記第４のシーケンス（ＴＲＮ１）が、３２値振
   幅位相変調の信号点配置のうちの４つの信号点からなり
   、前記４つの信号点の各信号点が他の３つの信号点から
   ９０度の整数倍の角度離れている請求項９記載のハンド
   シェイク方法。 １３、呼出モデムと１，２００ｂｐｓ（ビット／秒）、
   ２，４００ｂｐｓ、またはそれ以上の通信速度のうちか
   ら選択された通信速度により通信するための接続を確立
   するための、応答モデムのためのＶ．２２ｂｉｓに準拠
   したハンドシェイク方法にして、次のステップ（ａ）第
   １のシーケンス（Ｓ１）が送信されてくるのを待つ。 （ｂ）（１）呼出モデムから前記第１のシーケンス（Ｓ
   １）が送信されてこなかったと きは、呼出モデムと１，２００ｂｐｓで 通信を始める。 （２）呼出モデムからの前記第１のシーケ ンス（Ｓ１）が検出されたときは、呼出 モデムに対して前記第１のシーケンス（ Ｓ１）を送信し、呼出モデムから第２の シーケンス（Ｓ２）が送信されてくるの を待つ。 （ｃ）（１）呼出モデムから前記第２のシーケンス（Ｓ
   ２）が送信されてこなかったと きは、２，４００ｂｐｓでトレーニング と通信を始める。 （２）呼出モデムから前記第２のシーケン ス（Ｓ２）が送信されてきたときは、呼 出モデムに対して前記第２のシーケンス （Ｓ２）を送信し、かつ２，４００ｂｐ ｓでトレーニングと通信を始める。 １４、前記第１のシーケンス（Ｓ１）が、スクランブル
   されない２つのダイビット００と１１で、その送信速度
   が１，２００ｂｐｓである請求項１３記載のハンドシェ
   イク方法。 １５、前記第２のシーケンス（Ｓ２）が、スクランブル
   されない２元符号の０で、送信速度が１，２００ｂｐｓ
   である請求項１４記載のハンドシェイク方法。 １６、呼出モデムと１，２００ｂｐｓ（ビット／秒）、
   ２，４００ｂｐｓ、４，８００ｂｐｓ、または９，６０
   ０ｂｐｓの通信速度のうちから選択された通信速度によ
   り通信するための接続を確立するための、応答モデムの
   ためのＶ．２２ｂｉｓに準拠したハンドシェイク方法に
   して、次のステップ （ａ）第１のシーケンス（Ｓ１）が送信されてくるのを
   待つ。 （ｂ）（１）呼出モデムから前記第１のシーケンス（Ｓ
   １）が送信されてこなかったと きは、呼出モデムと１，２００ｂｐｓで 通信を始める。 （２）呼出モデムからの前記第１のシーケ ンス（Ｓ１）が検出されたときは、呼出 モデムに対して前記第１のシーケンス（ Ｓ１）を送信し、呼出モデムから第２の シーケンス（Ｓ２）が送信されてくるの を待つ。 （ｃ）（１）呼出モデムから前記第２のシーケンス（Ｓ
   ２）が送信されてこなかったと きは、２，４００ｂｐｓでトレーニング と通信を始める。 （２）呼出モデムから前記第２のシーケン ス（Ｓ２）が送信されてきたときは、呼 出モデムに対して前記第２のシーケンス （Ｓ２）を送信し、呼出モデムから第３ のシーケンス（ＴＲＮ１）が送信されて くるのを待つ。 （ｄ）呼出モデムからの前記第３のシーケンス（ＴＲＮ
   １）を用いて応答モデム内の 適応等価器をトレーニングする。 （ｅ）呼出モデムからの通信速度要求シーケンス（ＲＲ
   １）を待つ。 （ｆ）（１）呼出モデムからの前記通信速度要求シーケ
   ンス（ＲＲ１）が４，８００ｂ ｐｓを指定するときは、呼出モデムに対 して前記第３のシーケンス（ＴＲＮ１） と４，８００ｂｐｓを指定する通信速度 要求シーケンス（ＲＲ２）を送信し、４， ８００ｂｐｓで通信を始める。 （２）呼出モデムからの通信速度要求シ ーケンス（ＲＲ１）が９，６００ｂｐｓ を指定し、応答モデムが９，６００ｂｐ ｓで通信できないときは、前記第３のシ ーケンス（ＴＲＮ１）と４，８００ｂｐ ｓを指定する通信速度要求シーケンス（ ＲＲ２）を送信し、４，８００ｂｐｓで 通信を始める。 （３）呼出モデムからの通信速度要求シ ーケンス（ＲＲ１）が９，６００ｂｐｓ を指定し、応答モデムが９，６００ｂｐ ｓで通信できるときは、前記第３シーケ ンス（ＴＲＮ１）と９，６００ｂｐｓを 指定する通信速度要求シーケンス（ＲＲ ２）を送信し、９，６００ｂｐｓでトレ ーニングと通信を始める。 １７、前記第１のシーケンス（Ｓ１）が、スクランブル
   されない２つのダイビット００と１１で、その送信速度
   が１，２００ｂｐｓである請求項１６記載のハンドシェ
   イク方法。 １８、前記第２のシーケンス（Ｓ２）が、スクランブル
   されない２元符号の０で、送信速度が１，２００ｂｐｓ
   である請求項１７記載のハンドシェイク方法。 １９、前記第３シーケンス（ＴＲＮ１）が、位相変調さ
   れない、スクランブルされた２元符号の１で、送信速度
   が４，８００ｂｐｓである請求項１８記載のハンドシェ
   イク方法。 ２０、前記第３シーケンス（ＴＲＮ１）が、３２値振幅
   位相変調の信号点配置のうちの４つの信号点からなり、
   前記４つの信号点の各信号点が他の３つの信号点から９
   ０度の整数倍の角度離れている請求項１９記載のハンド
   シェイク方法。 ２１、前記４，８００ｂｐｓを指定する通信速度要求シ
   ーケンスが、４，８００ｂｐｓで送信されるスクランブ
   ルされた２元符号の１である請求項１６記載のハンドシ
   ェイク方法。 ２２、前記９，６００ｂｐｓを指定する通信速度要求シ
   ーケンスが、４，８００ｂｐｓで送信されるスクランブ
   ルされた２元符号の０１である請求項１６記載のハンド
   シェイク方法。 ２３、半二重モードでデータを送信するための回線ター
   ンアラウンド方法にして、 （ａ）次のステップからなるデータ送信手順（１）第１
   の予め決められた時間の間キャ リアを送信する。 （２）第２の予め決められた時間の間第１ のアイドル信号を送信する。 （３）予め決められたフラッグを少なくと も一つ送信する。 （４）予め決められたビット数を越えない データ・フレームを送信する。 （５）用意されたデータの送信が終了する までステップ（ａ）（３）と（ａ）（４） を繰り返す。 （６）予め決められた第３の時間の間第２ のアイドル信号を送信する。 （ｂ）次のステップからなる送信終了時の回線ターンア
   ラウンド手順 （１）第４の予め決められた時間の間キャ リアを送信する。 （２）第５の予め決められた時間の間前記 第１のアイドル信号を送信する。 （３）前記予め決められたフラッグを少な くとも一つ送信する。 （４）第６の予め決められた時間の間前記 第１のアイドル信号を送信する。 を特徴とする高速回線ターンアラウンド方法。 ２４、前記第１の予め決められた時間が約２０マイクロ
   秒である請求項２３記載の高速回線ターンアラウンド方
   法。 ２５、前記第１のアイドル信号がマーク・アイドル信号
   である請求項２３記載の高速回線ターンアラウンド方法
   。 ２６、前記第２の予め決められた時間が約１５ミリ秒で
   ある請求項２５記載の高速回線ターンアラウンド方法。 ２７、前記予め決められたフラッグが２元符号のシーケ
   ンス０１１１１１１０である請求項２３記載の高速回線
   ターンアラウンド方法。 ２８、前記予め決められたビット数が１２８ビット数で
   ある請求項２３記載の高速回線ターンアラウンド方法。 ２９、前記第２のアイドル信号がマーク・アイドル信号
   である請求項２３記載の高速回線ターンアラウンド方法
   。 ３０、前記第３の予め時間が約１５ミ リ秒である請求項２９記載の高速回線ターンアラウンド
   方法。 ３１、前記第４の予め決められた時間が約２０ミリ秒で
   ある請求項２３記載の高速回線ターンアラウンド方法。 ３２、前記第５の予め決められた時間が約１５ミリ秒で
   ある請求項２３記載の高速回線ターンアラウンド方法。 ３３、前記第６の予め決められた時間が約１５ミリ秒で
   ある請求項２３記載の高速回線ターンアラウンド方法。 ３４、半二重通信において呼出モデム内の等価器による
   等価がずれた時にこれを補正するための方法にして、 呼出モデムは、 呼出モデム内の等価器における等価ずれを 検出し、 応答モデムの送信が終了するのを待ち、 第１の予め決められた時間の間キャリア を送信し、 第２の予め決められた時間の間信号を出 さず、 第３の予め決められた時間の間応答側モ デムに対してトレーニングシーケンスを送信し、さらに 応答モデムからの前記トレーニング・ シーケンスを受信し、前記トレーニングシーケンスを利
   用して呼出モデム内の等価器を調節し、 応答モデムは、 呼出モデムから送信された前記キャリ アを検出し、 前記第２の予め決められた時間の間信号 を出さず、 前記第３の予め決められた時間の間信号 を出さず、さらに 前記第３の予め決められた時間の間呼出 側モデムに対して前記トレーニングシーケンスを送信す
   る ステップを特徴とする呼出モデム内の等価器の等価ずれ
   の補正方法。 ３５、前記トレーニングシーケンスが前記等価器を粗調
   節するための第１のシーケンスと、前記等価器を微調節
   するための第２のシーケンスからなる請求項３４記載の
   呼出モデム内の等価器の等価ずれの補正方法。 ３６、前記第１のシーケンスが、位相変調されていない
   スクランブルされた２元符号の１であり、その送信速度
   が９，６００ｂｐｓである 請求項３５記載の呼出モデム内の等価器の等価ずれの補
   正方法。 ３７、前記第２のシーケンスが、スクランブルされた２
   元符号の１であり、その送信速度が９，６００ｂｐｓで
   ある請求項３５記載の呼出モデム内の等価器の等価ずれ
   の補正方法。 ３８、応答モデムが前記第３の予め決められた時間の間
   呼出モデムからの前記トレーニングシーケンスを受信し
   、前記トレーニングシーケンスを利用して応答モデム内
   の等価器をトレーニングする請求項３４記載の呼出モデ
   ム内の等価器の等価ずれの補正方法。 ３９、前記第３の予め決められた時間が約１．７５秒で
   ある請求項３８記載の呼出モデム内の等価器の等価ずれ
   の補正方法。 ４０、前記第１の予め決められた時間が約２０ミリ秒で
   ある請求項３４記載の呼出モデム内の等価器の等価ずれ
   の補正方法。 ４１、前記第２の予め決められた時間が約２５０ミリ秒
   である請求項３４記載の呼出モデム内の等価器の等価ず
   れの補正方法。 ４２、前記第３の予め決められた時間が約１．７５秒で
   ある請求項３４記載の呼出モデム内の等価器の等価ずれ
   の補正方法。 ４３、前記トレーニングシーケンスのトーンの周波数が
   ３２０Ｈｚである請求項３４記載の呼出モデム内の等価
   器の等価ずれの補正方法。 ４４、半二重通信において応答モデム内の等価器による
   等価がずれた時にこれを補正するための方法にして、 応答モデムは、 応答モデム内の等価器における等価の外 検出し、 送信側モデムの送信が終了するのを待ち、 第１の予め決められた時間の間搬送波 を送信し、 第２の予め決められた時間の間信号を出 さず、 呼出モデムからのトレーニング・シー ケンスを受信し、このトレーニングシーケンスを利用し
   て応答モデム内の等価器を調節し、呼出モデムは、 応答モデムから送信される前記キャリ アを検出し、 前記第２の予め決められた時間の間信号 を出さず、 第３の予め決められた時間の間前記応答 側モデムに対して前記トレーニングシーケンスを送信す
   る ことを特徴とする応答モデム内の等価器の等価ずれの補
   正方法。 ４５、前記応答モデムの手順が、さらに、前記第３の予
   め決められた時間の間呼出モデムに対して前記トレーニ
   ングシーケンスを送信するステップを含み、かつ前記呼
   出モデムの手順が、さらに、応答モデムからの前記トレ
   ーニング・シーケンを受信し前記トレーニングシーケン
   スを利用して呼出モデム内の等価器を補正するステップ
   を含む請求項４４記載の応答モデム内の等価器の等価ず
   れの補正方法。 ４６、前記第３の予め決められた時間が約１．７５秒で
   ある請求項４５記載の応答モデム内の等価器の等価ずれ
   の補正方法。 ４７、前記トレーニングシーケンスが、前記等価器を粗
   調節するための第１のシーケンスと前記等価器を微調節
   する第２のシーケンスとから成る請求項４５記載の等価
   器の等価ずれの補正方法。 ４８、前記トレーニングシーケンスが、前記等価器を粗
   調節するための第１のシーケンスと前記等価器を微調節
   する第２のシーケンスとから成る請求項４４記載の等価
   器の等価ずれの補正方法。 ４９、前記第１のシーケンスが、位相変調されない２元
   符号の１であり、その送信速度が９，６００ｂｐｓであ
   る請求項４８記載の等価器の等価ずれの補正方法。 ５０、前記第２のシーケンスが、スクランブルされた２
   元符号の１であり、その送信速度が９，６００ｂｐｓで
   ある請求項４８記載の等価器の等価ずれの補正方法。 ５１、前記第１の予め決められた時間が約２０ミ秒であ
   る請求項４４記載の応答モデム内の等価器の等価ずれの
   補正方法。 ５２、前記第２の予め決められた時間が約２５０ミリ秒
   である請求項４４記載の応答モデム内の等価器の等価ず
   れの補正方法。 ５３、前記第３の予め決められた時間が約１．７５秒で
   ある請求項４４記載の応答モデム内の等値器の等価ずれ
   の補正方法。 ５４、前記トレーニングシーケンスのトーンの周波数が
   ３２０Ｈｚである請求項４４記載の応答モデム内の等価
   器の等価ずれの補正方法。 ５５、特性周波数の基準信号の予め決められたゼロ通過
   点にロックオンするための方法にして、（ａ）前記基準
   信号を、前記特性周波数の整数倍Ｍの周波数でサンプリ
   ングし複数のサ ンプリング点を得る。ただしＭは３より 大きい整数である。 （ｂ）前記サンプリング点の１つを主サンプリング点に
   指定する。 （ｃ）前記主サンプリング点と前記サンプリング点より
   も先のサンプリング点を利用し て、前記主サンプリング点が前記基準信 号のどの４分区間にあるかを決定する。 （ｄ）前記主サンプリング点と前記サンプリング点より
   も先のサンプリング点を利用し て、前記主サンプリング点と前記予め決 められたゼロ交差点の位相差を計算する。 （ｅ）前記位相差に応じて、前記サンプリング周波数の
   位相を調節する。 ことを特徴とする方法。 ５６、前記予め決められたゼロ交差点が負から正へのゼ
   ロ交差点である請求項５５記載の基準信号の予め決めら
   れたゼロ交差点にロックオンするための方法。 ５７、Ｍが４である請求項５６記載の基準信号の予め決
   められたゼロ交差点にロックオンするための方法。 ５８、前記予め決められたゼロ交差点が正から負へのゼ
   ロ交差点である請求項５５記載の基準信号の予め決めら
   れたゼロ交差点にロックオンするための方法。 ５９、Ｍが４である請求項５８記載の基準信号の予め決
   められたゼロ交差点にロックオンするための方法。 ６０、Ｍが４で請求項５５記載の基準信号の予め決めら
   れたゼロ交差点にロックオンするための方法。 ６１、前記主サンプリング点より先のサンプリング点が
   、前記サンプリング点の直前のサンプリング点である請
   求項５５記載の基準信号の予め決められたゼロ交差点に
   ロックオンするための方法。 ６２、特性周波数の基準信号の予め決められたゼロ通過
   点にロックオンするための方法にして、（ａ）前記基準
   信号を、第１の点と第２の点でサンプリングして、第２
   のサンプルが第 １のサンプルに対して前記基準信号の位 相で約９０度遅れている、第１のサンプ ルと第２のサンプルを得る。 （ｂ）前記第１のサンプルと第２のサンプルを利用して
   、前記第２のサンプルが前記基 準信号のどの４分区間にあるかを決定し、 かつ前記第２のサンプリング点と前記予 め決められたゼロ交差点の位相差を計算 する。 （ｃ）前記位相差に応じて前記第１の点と第２の点を調
   節する。さらに、 （ｄ）前記位相差の絶対値が予め決められた許容誤差よ
   りも小さくなるまで、ステップ （ａ）から（ｃ）を繰り返す。 ことを特徴とする基準信号の予め決められたゼロ交差点
   にロックオンするための方法。 ６３、前記予め決められたゼロ交差点が負から正へのゼ
   ロ交差点である請求項６２記載の基準信号の予め決めら
   れたゼロ交差点にロックオンするための方法。 ６４、Ｍが４である請求項６３記載の基準信号の予め決
   められたゼロ交差点にロックオンするための方法。 ６５、前記予め決められたゼロ交差点が正から負へのゼ
   ロ交差点である請求項６２記載の基準信号の予め決めら
   れたゼロ交差点にロックオンするための方法。 ６６、Ｍが４である請求項６５記載の基準信号の予め決
   められたゼロ交差点にロックオンするための方法。 ６７、Ｍが４で請求項６２記載の基準信号の予め決めら
   れたゼロ交差点にロックオンするための方法。