JPS63502393A - 記号化および復号化システムを同期化させる方法と装置 - 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】 本発明は送信あるいは記憶のために記号化した（暗号化した）データ、を記号化 および復号化するシステムの同期化を保証する方法と装置とに関する。

マイクロコンピュータの一般化により、分配された処理システムは常識的なもの となってきた。そのようなシステムにおいては、データ処理機能は多数の個別の データ処理機に配分される。前記機械の各々は全体の処理作業の一部を実行し、 データと結果とはデータリンクにより処理機間を通される。多くの環境において １分配された処理システムは、敏感なデータは、例えば電話線のように、機密保 持とはかけ離れた伝送施設により、個別のデータ処理機の間で伝送せねばならぬ ためデータの一貫性と機密保護に関して問題を呈する。その他の場合においては 。

集中化したデータ処理施設は、専用のデータ線あるいは公衆電話線にわたりデー タターミナルにより多くの外部の位置からアクセスできるようにしている。

前述のようなシステムは１例えばコンピュータ「バッカー」あるいは不満分子の 従業員が当該システムに不法にアクセスしたり、非良心的な競争者が記憶されて いる情報を間違って開示したり、あるいは修正するように各種の原因で間違って 使用される嫌いがある。

データ通信のプライバシーを保護し、かつ非機密性の通信ネットワークにより２ つの処理位置との間で交換されるデータが不適正に修正されるのを保護するため に、多数の従来技術による方法と装置とが開発されてきた。従来技術によるデー タの機密保持システムの一般的な一範躊はパスワードシステムである。

これらのシステムは機密データ処理装置へアクセスできる前にパスワードを入力 する必要がある。パスワードシステムは実行が簡単であるが、また失敗をさけや すい。価格については、どのようなパスワードの入手も可能、即ちパスワードを 推定できる。

従来技術による機密保持システムの第２の範躊は自動コールバックシステムと称 されている。作動時、コールバックシステムはユーザ確認コードを要求すること により伝入されてくる電話呼出しに応答する。応答時、ユーザは自分の秘密コー ドを入力する。コードを受取った後、コールバックシステムはその呼出しを終了 する。確認コードが名簿で探索され、関連のコールバラ／を話番号を見出し１次 いでリターンコールがコールバック番号に位置され為。

コールバックシステムは、はとんどの偶発的なノーツカ−による違法アクセスは 排除するものの、多数の問題を蒙る。呼出し者は当該システムに記憶されている 一定の電話番号からコンピュータに常に呼出しする必要があるので、セールスマ ンヤ移動しているその他の人は遠隔アクセスから除外される。別の問題は電話線 盗聴による不正な入力あるいは呼出しの電話線転送に対して鈍感であることであ る。

前述の問題のため、当該技術分野において各種のコールバックシステムが開発さ れてきた。その−変形においては、通常のコールバック作動に加えて、中央局の 制御装置により督促されると中央局に確認コードを送る特殊モーデムによる作動 も可能である。この後者のシステムの変形によりモーデムを携帯することの可能 な、移動している人による、遠隔アクセスを可能とする。しかしながら、当該シ ステムはモーデムにより電話線で送られた識別コードな電話線の盗聴により傍受 できるので単純なコールバックシステムよりも機密保持性が劣る。

パスワードおよびコールバックシステムを用いて前述の問題を排除するために、 暗号技術が商業組織において益々頻繁に用いられてきている。これらのシステム は、適正な復号装置を所有している人以外には理解できない別のメツセージをつ くるためあるメツセージを修正する。％に５はとんどの記号化システムは、「普 通のテキスト」と称される通常のメツセージと、「暗号テキスト」と称される記 号化されたメツセージとの間の変換を行うため数学アルゴリズムを用いる。普通 のテキストを暗号テキストへ変換でるために用いる記号化あるいは復号化アルゴ リズムは、暗号テキストが提供されると普通のテキストを検索できるよう選択さ れる。暗号テキストを普通のテキストに変換するには、記号化アルゴリズムと同 じか、あるいは相違する復号化アルゴリズムが用いられる。

一般的には２種類のタイプの記号化アルゴリズム、即ちブロック暗号とストリー ム暗号とが用いられている。ブロック暗号を用いれば、記号化すべき全ての普通 のテキストのメツセージの記号化は１等しい長さのテキストの「ブロック」に分 割される。前の、あるいは後続のブロックの記号化を何ら考慮することなく記号 化アルゴリズムを各ブロックに適用する。第２０記号化の方法はス）　ＩＪ−ム 暗号記号化であって、普通のテキストのメッナージにおける各々の単一キャラク タは個別に記号化されるが、記号化アルゴリズムの出力は記号化すべきキャラク タにより左右されるのみならず、前のキャラクタの記号化により発生する記号化 アルゴリズムの出力によっても左右される。

双方の記号化の方法とも有利であるが、ス）　ＩＪ−ム暗号記号化を用いる主な 理由はそれがブロック記号化より機密性があるからである。特に、ブロック記号 化を用いれば、同じ普通のテキストは常に、記号化システムを通る毎に同じ暗号 テキスｌ一つくる。このように、もし十分な暗号テキストが傍受できる場合コー ドを「クラック」することが容易である。ストリーム暗号を用いれば、同じ普通 のテキストを復号化しても、テキストが当該システムを通る毎に異った暗号テキ ストをつくり出す。

多くノユーザは１個のメツセージのみならス多くのメツセージを復号したいと思 い、かつメツセージの意図する受取人は度々異るので、すぐに極めて実用的でな くなるので、各メツセージあるいは各受取人に対して難しい記号化アルゴリズム を用いることができない。結果的に、実用的な記号化システムにおいて、１個の 記号化アルゴリズムが種々多くのアルゴリズムの代りに、「キー」と称される種 々の多くのパラメータと共に用いられる。このように、キーは普通のテキストの メツセージと共に記号化アルゴリズムに対し℃別の入力即ち引き数となる。その ようなシステムにおい又は、普通のテキストを再生できるようＫするため復号キ ーが、暗号テキストと共に復号アルゴリズムに対する追加の入力として要求され ることが多い。

さらに複雑な記号化システムにおいては、記号化アルゴリズムは公知であるが、 記号化されたメツセージは復号化キーな知らなければ暗号テキストから復元する ことはできない。このようにそのような暗号システムは全体のシステムの機密保 持をするのに対して記号化および復号化キーのみを機密にすればよいので魅力あ るシステムである。

米国における最も普及している記号化の方法は、いわゆる「データ記号化規格」 即ちり、Ｅ、Ｓである。この記号化方法の作動と理論とについては周知であって 、連邦情報処理規格（Ｆｅｄｅｒａｌ　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　Ｐｒｏｃｅｓ ｓｉｎｇ　５ｔａｎｄａｒｄ−ＦＩＰＳ）の刊行番号第４６号と米国特許第３． ９５８．０８１号とに記載されている。Ｄ、Ｅ、Ｓ刊行物に記載の基本的アルゴ リズムＣＤ、Ｅ。

Ｓアルゴリズム）は５６デジタルビツトから構成されるキーヲ用い、提供される データの８バイト（各バイトは１個の普通テキストキャラクタのデジタルコーデ ィングである）の非線形の記号化あるいは復号化を行う。基本り、Ｅ、Ｓアルゴ リズムを用いるシステムを構成するには数種の技術が利用されることが多く、そ の中のあるものは、例えば記号化個所と復号化個所との間の同期性の排除のよう な付加的な利点を有し、全体の機密性を高めている。

ＦＩＰＳ刊行物番号第８１号は基本的り、Ｅ、Ｓアルゴリズムを用いる数種の標 準化した記号化システムを記載している。記載されている最も単純な技術は「電 子コードブック」と称されろ。この技術は基本的にはブロック記号化スキームで あって、普通テキストの８バイト（キャラクタ）がり、Ｅ、Ｓ記号化アルゴリズ ムを実行する回路を通され暗号テキストの８バイト（キャラクタ）なり（ろ、受 取り端において暗号テキストの８バイトはり、Ｅ、Ｓ復号化回路により処理され て普通テキストの原本の８バイトを再生する。

電子コードブック技術には数種の好ましくない特性がある。

特に、ブロック暗号コードに関して前述したように機密保持上の問題に加えて、 電子コールバックシステムは遠隔個所に暗号テキストが送られる場合同期性の問 題を蒙る。この場合、復号受信機は記号化送信機に対する時間的同期性を喪失す る可能性がある。即ち受信されたビットの数は送信個所と受信個所との間の通信 線に係る雑音あるいはその他の問題により伝信されたビットの数と合わない。追 加の同期化手段な何ら設けないとすれば、送信機と受信機とは同期性から永久的 にずれたままであって、終局的には手動で同期化し直す必要がある。送信機と受 信機とが同期性からずれていると、受信者から最終の受取人に送られるデータは 完全に間違っている。

電子コードブック技術に係る明白な問題な排除する必要のあるシステムに対して 、ＦＩＰＳ刊行物番号第８１号はまた、他のさらに複雑なスキームを開示してい る。これらのスキームは、過去に計算された出力とフィードバック装置における 現在の入力との組合せを用いることにより、記号化されたデータが普通のテキス トと共に記号化回路への入力としてフィート“バックされるか（暗号フィードバ ックスキーム）、あるいは記号化回路の出力が記号化回路への入力としてフィー ドバックされ、かつ普通のテキストが記号化回路の出力と論理的に組合わされる （出力フィードバックスキーム）。

ＦＩＰＳ刊行物第８１号に開示の暗号フィードバックおよび出力フィードバック の双方の技術共所定の普通のテキストに対して同じ暗号テキストが再生されると いう問題を排除するが、暗号フィードバックスキームのみが同期化の問題を解決 している。暗号フィードバックスキームは、暗号テキストデータが送信中喪失さ れるかあるいはエラーで受信されたとしても、受信機が最終的に、典型的には送 信された所定数の記号の中で、あるいは所定の時間内で送信されたデータの流れ に対して再度同期化される。

暗号フィードバック技術による付加的な同期性の利点に対して費消される価格は ５発生しうる処理速度の増加を対処するために記号化および復号化回路の複雑さ が追加されることである。

例えば、電子コードズック技術を実行する場合、Ｄ、Ｅ、Ｓアルゴリズムは処理 されたデータ８バイト（キャラクタ）に対し１回のみ実施すればよい。しかしな がら、データのバイトが記号アルゴリズムあるいは復号アルゴリズムにフィード バックされる典型的な暗号フィードバックシステムにおいては、アルゴリズムな 処理したバイト毎に１回、即ち電子コードパック技術より８倍多く実行する必要 がある。データの各ビットがフィードバックされろ暗号フィードバックシステム においては、Ｄ、Ｅ、Ｓ。

アルゴリズムは処理したビット毎に１回、即ち同じ８バイトのデータに対して電 子コードブック技術の６４倍多く実行する必要がある。

暗号フィードバック技術の付加的な好ましくない局面は［エラーの延長」である 。現在および将来のデータを解読するには受信機は先に受信したデータに依存す るために、エラーで受信したデータの１個の記号によって後続の所定数の記号を 間違って解読させる。例えば通常ダイヤル電線回線で経験されるエラー割合いの 高い状態においては、エラーの延長により（もしエラー検出とエラーで受信した データの再送とが利用されるとすれぽ）メツセージの送信速度を深刻な程度に低 下させ、あるいは（もしエラー検出スキームがないとすれば）信頼性を低下させ うる。

ＦＩＰＳ刊行物第８１号に記載の前述の流れとしての暗号記号化技術の汎用を制 限してきた別の問題はコストである。典型的には特殊目的の集積回路を、記号化 および復号化作業を行うよう通信システムに含める必要がある。合理的な送信速 度で相対的に安全に原本のテキストを送信するに要する作業が多数あるため、こ れらの特殊目的用回路は複雑、かつ高価である。

したがって、本発明の目的は、従来技術による記号化システムよりも効率的に必 要な記号化および復号化作業を実施する記号化技術を提供することである。

本発明の別の目的は同期性を自動的に検出し、かつ同期性の喪失を補正する記号 化技術を提供することである。

本発明のさらに別の目的は暗号フィードバックにおいて固有のエラー延長の問題 を排除する記号化技術を提供することである。

本発明のさらに別の目的は同じ普通のテキスト入力データが同じ暗号テキストを つくらない特性をもつ記号化技術を提供することである。

本発明のさらに別の、目的はブロック記号化技術が要するものと同様の計算上の 複雑さを有する記号化技術を提供することである。

本発明の別の目的は相対的に低コストの回路を用いて実施しうる記号化技術を提 供することである。

本発明のさらに別の目的は、送信中あるいは記憶中に損傷を受けたメツセージや 、有効とされたエラー検出コードにより受信装置あるいは検索装置によって間違 って受信されたメツセージが同期性を喪失させないことを保証する記号化技術を 提供することである。

記号化されたデータを伝送したり、あるいは記憶する装置がデータをブロックに 分解し、各データブロックに、記号化されたデータブロックに独特のシーケンス 番号を加えたものから計算されるエラー検出コードを付加させる、本発明の一実 施例により前述の問題が解決され、かつ前述の目的が達成される。前記のシーケ ンス番号はローカルカウンタにより発生し、先に再同期化されてからの、送信さ れたり受信されたビット、ボーあるいはキャラクタの数でよい。エラー補正コー ドは関連の記号化データブロックと共に送信あるいは記憶されるが、シーケンス 番号がエラーコード計算のためにデータに付加されるにもかかわらず、実際には 記号化されたデータやエラー補正コードと共に送信されたり、記憶されたりしな い。記号化されたデータが検索されたり、あるいは受信されると、受信装置はそ れぞれカウンタに対して同期化されたローカルカウンタから発生したシーケンス 番号を付し、新しいエラー検出コードが、記号化したデータと共に受信されたか 、あるいは検索されたエラー検出コードと比較するため計算される。エラー検出 コード間の不適合は送信あるいは同期化エラーを示す。いずれの場合もデータは 再送信可能である。

特に、本発明によれば、記号化の基本的方法は出力フィードバック技術であって 、データはブロックで記号化される。共通のエラー検出コードである周期的な冗 長性コード（ａｈａ）は、当該ブロックに対して記号化したデータと、記号化さ れたデータに付・されたシーケンス番号との双方を用いて各データブロックに対 して計算される。記号化されたデータとその関連のＣＲＣとが次いで受信ステー ションに送られるか、あるいは記憶される。検索装置あるいは受信装置が記号化 されたデータブロックに、送信装置あるいは記憶装置においてカウンタに対して 同期化されたローカルカウンタから発生したシーケンス番号を付与し、新しいエ ラー検出コードが、記号化されたデータブロックと共に受信されたか、あるいは 検索されたエラー検出コードと比較するために計算される。

詳しくは、もしデータブロックと共に受信されるか、検索されたＣＲＣが、該デ ータブロックに対して計算されたＣＲＣとローカルカウンタにより発生したシー ケンス番号と合わないとすれば、受信されたデータブロックは送信中に損傷した か、あるいは受信機のローカルカウンタのカウントが送信機のカウンタのカラン ）［合わないかのいずれかである。

この場合新しく計算されたＣＲＣと受信あるいは検索されたＣＲＣとの双方は一 時的にバッファメモリに記憶され、かつ受信ユニ７）は普通のテキストの形態で 受信機ユニットに再送リクエストを戻す。データは前述のように計算されたＣＲ Ｃと共に記号化された形態で再送される。再送されたデータブロックが受言され ると、新しいＣＲＧコードが計算され、新しく計算されたＣＲＣコードは再送さ れたデータと共に受信されたＣＲＣコードに対して比較される。不一致があると すれば、新しく計算されたＣＲＣコードが、前の送信のために計算され、かつＣ ＲＣバッファメモリに記憶されていたＣＲＣコードに比較される。もし新しく計 算されたＣＲＣが記憶され、計算されたＣＲＣの中の１個と合致するとすれば、 再送されたデータと共に受信されたＣＲＣは、新しく計算されたＣＲＣと一致し ていた記憶され計算されたＣＲＣに対応する、記憶され、受信されたＣＲＣと比 較される。もしこれらの２個の受信されたＣＲＣも適合すれば、受信機は送信機 との同調から外れているものと見做され、復号化個所が普通のテキストの形で送 信機に再同期化のリクエストを戻す。

代替的に、もし再送されたメツセージの計算され、かつ受信されたＣＲＣが適合 するとすれば、メツセージが復号化され、かつユーザへ送うれ、かつＣＲＣバッ ファメモリがクリヤされて別の送信を受入れる。

第１図は、ＦＩＰＳ刊行物番号第８１号に記載の、従来技術による暗号フィード バック記号化技術の概略的なブロック線図である。

第２図は、ＦＩＰＳ刊行物番号第８１号に記載の、従来技術第３図は、本発明に よる記号化技術の概略的なブロック線図である。

ＦＩＰＳ刊行物番号第８１号に記載の暗号フィードバックの技術を示すブロック 線図を第１図に示す。以下の説明においては情報の送信と受信とについて述べる が、データの記憶と検索についても同じ原理が適用されろことを理解すべきであ る。暗号フィードバックシステムを用いて、ユーザの普通のテキストデータの流 れがライン１００上の一連のビットの流れとして第１図の左側に示す記号化装置 へ入る（一連の流れのビットは普通のテキストのメツセージのキャラクタをデジ タル記号化するために用いろデジタルコードな表わｆ）。データの流れ１００は ビット対ビットの専用ＯＲ論理回路１０２の一方の入力側に供給される。専用Ｏ Ｒ回路１０２の他方の入力側１０４はり、Ｅ、Ｓ記号化回路１０６により提供さ れる。

記号化回路１０６は、バス１０８に設けられた記号化キーを用いてり、Ｅ、Ｓア ルゴリズムな実行する周知の回路を含む。該バスは（図示例では標準的なり、Ｅ 、Ｓアルゴリズムと共に用いるキーは５６ビツトであるが、）各ワイヤに設けら れたキーコードの１ビツトを備えたマルチワイヤバスでよい。Ｄ、Ｅ、Ｓ回路の 詳細は周知であり、かつ前述のＦＩＰＳ刊行物番号第４６号および米国特許番蛤 第３．９５８，０８１号とに記載されているので、これ以上詳しくは説明しない 。

追加の入力１１０として、記号化回路１０６は８バイト（６４ビツト）のシフト レジスタ１１２の出力を受取る。記号化はそれぞれ６４ビツトのサイクルにおい て実施される。記号化サイクルの間、レジスタ１１２の出力とキー人力１０８に 応答して。

記号化回路１０６は、記号化されたビットの流れを発生させ、この流れはグー） １０２に供給される。

記号化サイクルに続いて、シフトレジスタ１１２の方は、ライン１１４を介して 専用のＯＲグー）　１０２Ｉ／Ｃより順次発生する記号化された暗号テキストビ ットを順次装てんされ、先の中味からの均等数のビットがシフトされ、かつ棄却 される（標準的なり、Ｅ、Ｓシステムにおいては、ゲート１ｏ２の出力側は、送 入されてくる普通のテキストデータの１から６４ビツトに対応する１から６４ま での順次のビットである）。記号化サイクルの終りにおいて、レジスタ１１２に おける新しく装てんされ、かつシフトされたビットは次の記号化サイクルの間に データを記号化するためにその出力側に供給する。このように、演算の間、出力 ライン１１６においてグー）　１０２により発生した入力データの流ｔ１．１０ ０を記号化した結果がシフトレジスタ１１２にフィードバックされ、次の記号化 サイクルのために再記号化される。各記号化サイクルに対してフィードバックさ れたビットの数はｒＮＪであって、Ｎは１から６４ビツトまで変わりうる。（機 密性のない可能性のある）ライン１１６での記号化された暗号テキストは次いで 受信装置まで送られる。

第１図の右側に示す受信端部において、記号化演算に対して類似の演算は、ライ ン１１６上で受信されたデータが８バイトのシフトレジスタ１２６Ｖｃシフトさ れて次の復号化サイクルの間で復号化できるよう圧して実行される。各復号化サ イクルの開始時、レジスタ１２６の中味がその出力側１２８とり、Ｅ、Ｓ回路１ ３２に提供され、該回路１３２はり、Ｅ、Ｓ回路１０６と同一の回路な含む。レ ジスタ１２６の出力側１２８と復号キー１３２に応答して、回路１２４はライン １２２で出力な供給し、それは専用ＯＲゲート１２０に付与される。ライン１１ ６上の記号化すれた暗号テキストビットはグー）１２０に供給され、その出力側 １３０で普通のテキストを再生する。

復号が正しく行われるようｒｆるために、暗号テキストのブロックの復号化の間 レジスタ１２８の出力は、暗号テキストが記号化されたときのレジスタ１１２の 出力と同じである必要がある。第１図に示すシステムを用いることにより、一般 的に記号化サイクルの間ライン１１６でデータな送信するときに発生する単一ビ ットのチャンネルエラーによりレジスタ１２６の中味が、データが記号化された ときのレジスタ１１２の中味と相違するようにさせる。このようＫ、次の復号化 サイクルの間、レジスタの中味が、Ｄ、Ｅ、８回路１３２ｖｃ提供され、送入さ れつつある暗号テキストが誤って復号化され、受信機の出力ライン１３０におい て復号化されたエラーデータを６４ビツトまで発生させる。

第２図は、ＦＩＰＳ刊行物番号第８１号に記載のように出力フィードバック技術 による、データを記号化する標準的方法を示す。この配備により、フィードバッ ク軌道が異ることを除い　゛て第１図に示す回路と全体的に同様に機能する。一 般的に、構成要素の全体配置は同じであって、そのため第１図と第２図とにおい て対応する番号を用いている。出力フィードバック技術を用いれば、送信側にお いて、ライン２０４上のり、Ｅ、Ｓ回路２０６の出力がライン２１４を介してシ フトレジスタ２１２へフィードバックされる。同様に、受信側において、Ｄ、Ｅ 、Ｓ回路２２４の出力はライン２１８を介してシフトレジスタ２２６へフィード バックされる。フィードバック軌道のこの変化の効果は、受信端と送信端との双 方におけるり、Ｅ、Ｓ回路は自由に動く偽似任意数の発生装置として作用し、該 発生装置の出力は（ゲート２０２により）送信端において入力データの流れ２０ ２により、かつ（ゲー）２２０により）受信端においてライン２１６上の記号化 されたデータの流れにより専用ＯＲ化される。

Ｄ、Ｅ、Ｓ回路２０６と２２４の双方が「同期化」されている限りは記号化され たデータは適正に受信できる。暗号フィードバックスキームと同様に、周期化と は、暗号テキストのブロックの復号化の間レジスタ２２６の出力が、暗号テキス トのブロックが記号化されたときのレジスタ２１２の出力と同じである必要があ る。暗号フィードバックスキームと対照的に、ライン２１６上のチャンネルノイ ズによる単一ビットのエラーにより、６４ビツト分がエラーになるのではなく、 むしろ受信されたデータの流れにおいて単に単一ビットのエラーを起因するのみ である。しかしながら、もし受信されたビットの数が、送信中のビットの損失あ るいはゲインにより送信されたビットの数と異るならば同期性は永久に喪失され うる。このように、出力フィードバック技術自体は、受信された記号化されたデ ータの流れにおけるデータビットの損失あるいはゲインとによる。送信機／受信 機の同期性の喪失に対する保護を何ら提供せず、受信されたデータにおける単一 のエラーが誤ったデータの連続した出力の流れを発生させうる。

本発明によれば、出力フィードバックに用いられる基本的な送信技術を修正して 、受信された。記号化されたデータの流れにおいてデータビットが喪失あるいは ゲインされた場合同期性の喪失を検出し、再同期化させることができる。第３図 は２個のデータ通信ユニット３６０と３７０との実施例を示し、それらは記号化 されたデータを交換しうる。前記ユニット３６ｏと３７０との各々は送信装置と 受信装置とから構成され、双方の装置共本発明により構成されている。第３図の 左側はユニット３６０を構成し、右側は他方のユニット３７０を構成している。

左側のユニツ）３６０を検討すれば、記号化送信装置は点線で囲まれて示されて おり、装置３００として指示されている。

送信装置３００は以下詳細に説明する要素３０１〜３０９゜３１１〜３１４，３ ３１．３７５，３８０，３８５からなる。

また、ユニット３６０は以下説明する受信装置３３９を有し、記号化されたデー タを受信し、かつ復号化できる。送信装置３００と受信装置３３９との作動は、 マイクロプロセッサでよりプロセス制御装置３３０により調整され、かつ制御さ れている。

右側のユニット３７０を検討すれば、受信あるいは復号装置３５０が点線で囲ま れて示されている。受信ユニ７）３５０は要素３１５〜３２９．３３３．３４２ ．３４３ｔｆ含み、かつユニッ）３７０１Ｃ対する記号化受信機である。ユニツ ）３６０の記号化受信機３６０はユニット３７０の記号化受信機３５０と同一で ある。同様に、ユニツ）３７０の記号化送信装置３３７はユニット３６０の記号 化送信装置３００と同一である。このように、前記装置の部分３３９と３３７と の詳細は判りやすくするため省略しである。ユニット３７０はまた、前記装置３ ５０と３３７との作動を制御するための（これもマイクロプロセッサでよい）プ ロセス制御回路３３２を有する。

送信装置により発生し、後で受信装置により回収されるデータフォーマットは、 少量の遅れおよび（例えばＣＲＣバイトのような）データオーバヘッドを挿入し ても構わない、いずれかのタイプのデジタルデータフォーマットとしうる。この 基準に対応する最も単純なフォーマットは非同期データフォーマットである。こ のフォーマットにおいては、送信機と受信機とは高レベルのプロトコル命令と共 に作用する必要はな（、限定された量の遅れはいずれかのデータキャラクタの後 に追加しうる。

例えば同期性のデータフォーマットのようなその他のフォーマットも使用しうる が、送信機と受信機とは度々複雑なプロトコルと共に作動できねばならず、メツ セージはキャラクタ間の内部的な干渉遅れなく受信装置に送られねばならない。

第３図に示す装置の実行は各種の方法で実施しうる。その実行の正確な方法は本 発明にとって重要ではない。例えば、前記装置の部分３００，３３７．３３９お よび３５０の要素は・例えば継続したレジスタおよびハート９ワイヤの論理のよ うな、ワイヤ配線の回路要素を用いて構成しうるあるいは代替的に前記装置は、 汎用プロセッサあるいはマイクロプロセッサにより作用するソフトウェアで実行 しうる。ハードウェアとソフトウェアとの組合せも適当であって、例えばＤＪ、 Ｓアルゴリズム回路は特殊目的の集積回路チップでよく、一方前記回路の残りは マイクロプロセッサとソフトウェアとを用いて実行できる。

第３図を参照すれば、普通テキストのユーザが供給する記号化すべきデータはラ イン３０１によりユニット３６０に送られ、かつデータバッファ３０２に記憶さ れ、該バッファにおいてデータは記号化すべきブロックあるいはメツセージに分 割され、ユニット３７０に伝送される。

前述）出力フィードバック技術によれば％Ｄ、Ｅ、Ｓアルゴリズム回路３１３は 、５６ビツトの記号化キー３７５．８バイトのレジスタ３１１、フィードバック 軌道３１２．３１４と共Ｋ。

偽似−任意数発生装置を形成し、該装置の出力は、ライン３０３を介して提供さ れるデータバッファ３０２からのユーザのデータを用いてゲート３０５によりビ ット対ビットの専用ＯＲ化される。ゲート３０５の出力は記号化された暗号テキ ストナ形成し、該テキストはライン３１０を伝送される。

本発明の一局面によれば、カウンタ３０６は記号化されているデータブロックあ るいはメツセージに関連するカウントをつくる。例として、このカウントは、ユ ニット３６０と３７０との間の最後の再同期化作用以来の、記号化ユニット３７ ０に伝送されたデータユニットの数でよい。データユニットは典型的には最大の ユニットであって、その一部は当該システムがその損失や、あるいはゲインを検 出することなく喪失あるいはグインされることはない。非同期性通信ラインに対 しては、データユニットは典型的には１キヤラクタである。同期性ラインに対し てはデータユニットは典を的に１ビツトである。通信ラインの各端において千− デムを用いる通信システムにおいては、データユニットは１ボーでよい。より大 きいデータブロックをエラー補正モーデムと共に用いることができる。

カウンタ３０６は単純な増分カウンタあるいは七ジュールカウンタ、即ち、初期 カウントから開始し、カウントが最大カウント（モジュール）ＶＣ達するまで増 分するカウンタでよく、次いでカウンタは初期カウントにリセットされ、カウン トを続行する。また、カウンタ３０６は、数字がカウンタのモジュールを越えて 繰返されない限り偽像−任意数でカウントする。

例として、通信ライン３１０が非同期性ラインであると想定すれば、ユニツ）３ ０２からゲート３０５へ伝送される各データブロックを形成するキャラクタの数 はライン３０４を介してカウンタ３０６へ通ずることができる。この場合、カウ ンタ３０６はユニット３７０に送信されている新しいメツセージのキャラクタの 数のみをカウントするようにされ、後述するように、メツセージ再送用のキャラ クタカウントはカウンタ３０６によりカウントされない。このように、メツセー ジの各キャラクタが記号化すべきゲート３０５に対してセットされるにつれて、 カウンタ３０６のカウントは増分する。

ライン３１０での記号化されたデータもバス３８５を介してデータバッファ記憶 装置３８０に提供される。ノ；ツ７ア記憶装置３８０は、後述するように復号化 ユニツ）３７０＆Ｃより再送がリクエストされた場合に記号化されたデータを記 憶する。再送のためにデータバッファ３０２で普通のテキストデータビットを記 憶することが可能であるが、その場合、再記号化はメツセージの記号化の前の値 にレジスタ３１１の値を戻すことにより実施する必要があり、カウンタ３０６の カウントは再記号化されたビットの数により増分してはならない、前記の演算の 双方は余分の時間な要すので、当該システムを遅くさせろ。

ゲー）３０５によりつくられた、記号化されたキャラクタをユニット３７０に伝 送するために、メツセージのヘッダの情報に加えて同期化開始フラッグがまず従 来の回路（図示せず）ＶＣより送信ライン３１０に送られる。次いで、専用ＯＲ ゲート３０５に続くメツセージビットが伝送装置３１０に通される。

各ビットがライン３１０をユニツ）３７０まで送られるにつれて、またライン３ ０９を介して周期的冗長性コード発生装置３０８に提供される。

発生装置３０８は、（この場合記号化された暗号テキストビットである）送入さ れるデータビットを受入れ、伝送中のエラーを検出するために使用しうる従来の 装置である。完全なＯＲＣはマルチビットコードであって、全てのデータビット が０３０回路へ通された後回路３０８により発生される。発生装置３０８は、例 えばフィードバックシフトレジスタを用いることにより。

種々の方法の中の一方法でＣＲＧを発生させることができる。

ＯＲＣ，の理論と応用とは周知であって、１９８１年ノースホランド出版社（Ｎ ｏｔｈ　Ｈｏ１ｌａｎｄ　Ｐｕｂｌｉｓｈｉｎｇ　００．　）　ＶＣより発行さ れたエフｏジェイマックウィリアムス（Ｆ、Ｊ、Ｍａｃ、Ｗｉｌｌｉ−ａｍｓ　 ）とニス、ジｚ　イ、　：ｒ−イ、　Ｘ　ロー　７　（Ｎ、Ｊ、Ａ、５ｌｏａｎ ｅ　）とによる「エラー修正コードの理論」（Ｔｈｅ　Ｔｈｅｏｒｙ　ｏｆＥｒ ｒｏｒ　Ｃｏｒｒｅｃｔｉｎｇ　Ｃｏｄｅｓ”）および１９７０年Ｍ、１．Ｔプ レス（Ｐｒｅｓｓ　）　により発行された、ダプリュ、ピータソン（Ｗ、Ｐｅｔ ｅｒｓｏｎ　）による「エラー修正コー）−Ｊ　（”　ＥｒｒｏｒＣｏｒｒｅｃ ｔｉｎｇ　Ｃｏｄｅｓ″）に記載サレテイル。メツセージビットダの情報と記号 化されたキャラクタに応答してＣＲＣ発生器３０８はＣＲＣコードの計算を開始 する。

メツセージの最終キャラクタが記号化され、かつＣＲＣ発生器３０８を通される と、メツセージのキャラクタカウントと（送信機と受信機との最終の再同期化以 来の全ての前のメツセー：）Ｋ対するキャラクタカウンタがあればそれを加えた ものＫ）等しいカウンタ３０６のカウントはライン３０７を介してマルチビット のデジタルコードとしてＣＲＣ発生器３０８へ通される。発生器３０８はカウン タ３０６からのカウントビットを、それらがメツセージデータビットであるかの 如く扱い、ＣＲＣを計算し続ける。このように、結果的に得られたＣＲＣメツセ ージヘッダビットを、あたかもデータに付加しているが記号化されなかったもの としてカウントビットを処理した、記号化されたデータビットとを含む１組のビ ットに対して計算される。

ＯＲＣ回路３０８により最後のカウントビットが処理された後。

次いで計算されたＣＲＣはライン３０９を介してデータ送信装置３１０まで通さ れ、そこでＧＲＣ，コードビットは送信されて明瞭には伝送されない。

ユニット３７０における送信装置はアナログで作動する。ユニット３６０と３７ ０とを接続するデータリンク３１０と３３８とは公衆電話網あるいは自家用電話 網、あるいはその他のデータ送信手段に取付けられたモーデムあるいは一対のモ ーデムを介して通すことができる。データリンク３１０と３３８とは反対方向に 送信し、記号化ユニツ）３６０と３７０との間で完全二重あるいは半二重通信軌 道のいずれかを代表する。

ユニット３７０において、ユニッ）３６０から送信さｔた送入メツセージの開始 は、す、ンク３３３を介して送入データを受信するユニツ）３７０のプロセス制 御装置３３２により確認される。より詳しくは、制御装置３３２はメツセージビ ットの前のライン３１０上を送信されるメツセージに対する開始同期化フラッグ を識別する。

開＃５Ｉｆ１期化フラッグに応答して、かつ受信カウンタ３１６に何らかの新し いキャラクタカウントを追加する前に、カウンタ３１６における現在値がりンク ３４２を介してプロセス制御装置３３２により読取られ、かつ受信されたメツセ ージがエラーであることが検出された場合回収目的で記憶される。

開始同期化フラッグおよびメツセージのヘッダが受信された後、記号化されたデ ータビットが到来し始める。各キャラクタが到来するにつれて、その介在がリン ク３１５を介してカウンタ３１６に信号化され、該カウンタは受信されたキャラ クタの数の全体カウントを保持する。この全体カウントは、ユニット３６０から の最後の再同期化シーケンスの後有効として受信されたメツセージにおける記号 化されたキャラクタの数と、現在のメツセージにおける受信され、記号化された キャラクタの数とを含む。

送信ライン３１０からの送入データビットもライン３１７を介して周期的な冗長 性コード発生器３１８と、復号化のためにビットが記憶されているデータバッフ ァ３２４とへ通される。

発生器３０８と同様、発生器３１８は、送入されるメツセージのヘッダと記号化 されたデータビットとに基いてｃＲｃを計算し始める。初期のフラッグビットと 最後のＣＦｉＣビットとを除く全体メツセージが発生器３１８へ通される。メツ セージを構成するビットの数が受取られた後、データビットと共に送信されたＣ ＲＣを構成する残りのビットはライフ３３３上を制御装置３３２へ、かつライン ３１９を介してＯＲＣバッファ３２２へ送られ、そこで受信されたＣＲＣが一時 的に記憶される。

メツセージにおける全てのビットが受信された後、カウンタ３１６のカウントは ライン３４２上をＣＲＣ発生器３１８ヘゲートオーバされる。該発生器３１８は 送入されるデータビットに付属されるにつれてカウントビットを処理するｃＲｃ の計算を続行する。全てのカランタビットが発生器３１８を通された後、計算さ れたＯＲＣ，はバス３４２により制御装置３３２へ通される。

プロセス制御装置３３２は計算されたＣＲＣを現在のメツセージの一部として受 信されたＣＲＣに対して比較する。前記双方のＣＲＣが等しいとすれば、受信さ れたメツセージが有効と想定され、復号化され、ライン３２９を介して普通のテ キストとしてエンドユーザに通される。

送入されるデータの復号化は、復号化装置がその出力がバス３２６を介してり、 Ｅ、Ｓ回路３２７に提供される８バイトのレジスタ３２５より構成されている点 で記号化と類似である。回路３２７は５６ビツトの復号化キー３４３、フィード バックライン３２６．３２８および専用のＯＲゲート３２１と共に前述のように 出力フィードバックの構成に用いられ、ユニット３６゜の送信装置３００Ｖｃお ける類似の回路と同じ要領で偽似−任意発生器として作動する。偽似−任意発生 器の出刃は、ライン３２３上でゲー）３２１１Ｃ提供される、バッファ３２４か らの記号化されたユーザテキストにビット対ビットで専用的にＯＲ化され、ライ ン３２９上でユーザに送信される未記号化の普通のテキストを発生させる。

代替的に、計算されたＣＲＣと受信されたＣＲＣとが適合しない場合、制御装置 ３３２の制御により計算されたＣＲＣはライン３２０上でＯＲＣバッファ３２２ に伝送され、そこで一時的に記憶される。次いで、制御装置３３２はカウンタ３ １６のカウントを、エラーで受信したメツセージ（その値は前述のように記憶し ていた）の前の値にセットする。

最後に、制御装置３３２は送信装置３３７が普通のテキストのメツセージをユニ ツ）３６０へ送り、最後のメツセージが不ｍに受信されたことを示す。詳しくは 、エラーメツセージはライン３３４を介七でプロセス制御装置３３２により送信 装置３３７まで通され、該送信装置はデータ通信ライン３３８を介してエラーメ ツセージを二二ツ）３６０の受信装置３３９まで送信する。前記装置３３９は受 信されたメツセージをライン３３５な介してプロセス制御装置３３０へ通す。プ ロセス制御装置３３０は欠いでユニツ）３７０によりエラーで受信されたメツセ ージを送信装置３００により再送させる。前述のよって、丁でに記号化されたデ ータはこの目的に対してバッファ３８０に記憶される。送信装置３００における カウンタ３１６のカウントは、最後の再送前あるいは（必要に応じて）同じメツ セージをその復刊らかの再送する前は何ら更新されない。

再送されたメツセージはユニツ）３７０１Ｃより受信され、かつ受信装置３５０ により処理され、該装置３５０は新しいＣＲＣを再計算する。再計算されたＣＲ Ｃと再受信されたＣＲＣとが、制御装置３３２により検出される際適合するとす れば、メツセージは正しく受信されたものと見做され、復号化され、かつユーザ へ通され、ｃＲｅバッファ３２２の中味は制御装置３３２によりクリヤされる。

再受信され、かつ再計算されたＣＲＣが適合しないとすれば、制御装置３３２は 前記ＣＲＣを、先に間違って受信されたメツセージの処理の間バッファ３２２に 記憶された、前の組のＣＲＣに比較する。特に、制御装置はまず再計算されたＣ ＲＣを記憶された計算ずみのＣＲＣと比較する。もし、再送されたメツセージに 対して再計算したＯＲＣが、いずれかの先のメツセージに対する。記憶された計 算ずみのＣＲＣと適合するとすれば。

再受信されたＣＲＣは前記の前のメツセージに対する、記憶された受信ずみＣＲ ＣＩＣ比較される。もしこの後者の比較においても適合とされるとすれば、次い でプロセス制御装置３３２は、ユニット３６０と３７０とがユニット３６ｏから ユニツ）３７０へ送信するだめの同期化から外れていることを検出する。

何ら適合しないとすれば、制御装置３３２は全ての記憶された対の検査が行われ るまで再送メツセージのＣＲＣ対を記憶された対と比較し続ける。再送されたメ ツセージのＣＲＣ対のメンバと、記憶された対の対応するメンバとの間に適合が 何ら検出されないと丁れば、再送されたメツセージからの再計算され、かつ再受 信されたＣＲＣ対とが先に記憶されたＣＲＣ対と共にＯＲＣバッファ３２２に記 憶され、かつ別の再送リクエストが前述のようにユニツ）３６０に対してなされ る。この再送の過程は、プロセス制御装置３３２が、メツセージが有効に受信さ れたこと、あるいは送信装置３００と受信装置３５０とが同期性でないことＣＲ Ｃバッフ７が一杯になるか、あるいは所定最大数の再送を土建ることを検出する まで継続する。

前節で検出された再送プロセスの終りにおいて、全ての場合であるが、メツセー ジが有効に受信された場合、プロセス制御装置３３２はユニツ）３６０にチャン ネル３１０の再同期化を要求する普通テキストのメツセージを送る。このリクエ ストを受信すると、ユニツ）３６０のプロセス制御装置３３０はカウンタ３０６ をクリヤにし、かつ６４ビツトの任意の数、あるいは８バイトのレジスタ３１１ に装てんされる６４ビツトの偽似−任意数のいずれかを発生させる。次いで送信 過程が開始され。

かつレジスタ３１１に装てんされた値を含むメツセージが（適当なヘッダ情報と 付属のＣＲＣと共１ｃ）、普通テキストの「開始ベクトル」としてユニツ）３７ ０へ送信される。

（もしベクトルが受信されたＣＲＣにより指示されるように有効に受信されろと すれば）このベクトルを構成するビットを受信すると、プロセス制御装置３３２ はキャラクタカウンタ３１６をリセットさせ、６４ビツトの開始ベクトルを８バ イトのレジスタ３２５まで伝送する。再同期化メツセージが適正に受信されない とすれば、再同期化リクエストが、メツセージが正しく受信されるまでユニッ） ３７０により繰返される。

もし再同期化リクエストが適正に受信されたとすれば、ユニット３７０がユニッ ト３６０に適正な受信を通知する。適正な受信は、受信したコピイなユニット３ ６０へ送るユニツ）３７０により、あるいは開始ベクトルを用いて常数を記号化 し、次いで記号化した常数をユニット３６０へ送るユニット３７０により確認で きる。

ユニット３６０と３７０との間の反転チャンネル３３８はチャンネル３１０と同 様に機能する。

本発明により作動する前述の図示実施例は暗号フィードバック技術のエラー延長 の問題を発生させることなく同期性の外れた状態を検出できるよ５ＶＣする。し かしながら、ＣＲＣを介ンするシーケンス情報をさらに転送させるとしても、同 期性の外れた状態が検出されないまま見過すことも依然として可能であるが、そ のような状態の発生の確率は不当に低い。

詳しくは、同期性の喪失は、もし有効のメツセージが有効のＣＲＣと共に受信さ れ、このように受信者が間違り℃受信したとしても検出されることなく発生し５ る。説明の便宜上、１６ビツ）ＣＲＣが用いられているシステムを想定する。次 いで、送信中に損傷されたデータブロックが有効のＣＲＣと共に受信される確率 は２　分の１以下である。

受信されたメツセージの長さが、送信中のメツセージの損傷により送信されたメ ツセージの長さと適合しない有効メツセージの受信を検討する。出力フィードバ ック技術に関して前述したように、前述のメツセージの損傷は送信機と受信機と の間の同期性を喪失させる。一般的に、この有効のメツセージは、受信機により 計算されたＣＲＧが通信軌道上で受信されたＣＲＣと適合しないので受信機によ り直ちに検出される。しかしながら、ＣＲＣが相互に適合し、このためメツセー ジ自体が無効であるとしても受信機がメツセージを有効として受信する確率は小 さい。受信機が受信する無効メツセージの確率は、メツセージがエラーであると しても、適正なｃＲｃ６Ｈ受信される確率に、メツセージがエラーで受信される 確率（この確率を１／Ｐｅとする）を掛けたものであり（全体の確率はＰｅ　２ 　の１以下である）。しか、シナがら、この場合、送信機と受信機とに関連した カウンタのカウントは適合しないものと想定する。

送信機と受信機とが同期性から外れると、送信機のカウンタの現在のカウントを 用いる送信機により構成されるメツセージのＣＲＣは、受信機がＣＲＣを計算す るためそのカウンタのカウントを用いるため受信機が計算するＣＲＣと適合しな い。このように、受信機はエラーに対して変更され、エラーの原因が送信時のエ ラーか、あるいは同期性の喪失か否か検出するよう進行する。

しかしながら、ここでも第２のメツセージがエラーで受信されるかそのＣＲＣが 依然として、第２の送信上のエラーにより受信機が計算するＣＲＣに適合する確 率は小さい。第２の無効のメツセージが受信機により受信される確率もエラーで 受信されたメツセージの、確率Ｋ、（ｐｅ＊　２１６）分の１以下の有効メツセ ージに対して適正なＣＲＣが受信される確率を掛けたものである。

受信されたメツセージの半分までが無効であり、したがってエラーでメツセージ が受信される確率が２分の１（Ｐ６＝２）である極端に雑音の多い環境において さえ、有効なＣＲＣｓと共に受信されている列での２個の有効メツセージを組合 せた場合の確率は２＊２”＊２＊　２”）の１即ち２３４分の１で確率は５．８ Ｘ１０”である。このように本発明を用いて同期性の喪失が検出されない確率は 極めて雑音の多い環境においてさえ極めて低い。

さらに、たとえ第２のデータブロックが間遠りで受信されたとしても、第３のデ ータブロックが間違って受信される確率は２＊　２１６＊　２１２”＊２＊２” 分の１以下即ち２５１分の１即ち４、４　Ｘ　１　（１”６の確率である。した がって、本発明を用いて同期性の喪失を検出しない確率はデータブロックの一連 の各送信と共に漸減する。

代替的に、データブロックのビク）が損傷されたが、何らビットが喪失乃至挿入 されない場合な検討する。このブロックで受信されたデータは間違って復号化さ れるが、送信機と受信機とは同期性のままであり１次のデータブロックは適正に 受信することができる。

浄書（内容に変更なし） 手続補正書□ 昭和６３年２り／６日 特許庁長官　小川　邦夫　殿　職迫 ２、発明の名称 記号化および復号化システムを同期化させる方法と装置３８補正をする者 事件との関係　出　願　人 住所 氏　名　ウニイス、ジエフリー・エイ　／新大手町ビル　２０６区 ５、補正命令の日付　昭和６３年　５月１７日　（発送日）国際調査報告 ＡＮＮＥＸ　Ｔｏ　ＴＨＥ　ＩＮτＥλＮＡτＸ０Ｎｋｒ−５ＥＡＲＣＨＲＥＰ ＯＲＴ　ＯＮ

Claims (35)

【特許請求の範囲】
1. １．記号化ユニットと復号化ユニットとを有する記号化データ処理システムであ って、前記記号化ユニットが、複数の普通のテキストのデータユニットを受信し 、かつ記号化したデータユニットを発生させる記号化回路と、記号化されたデー タユニットから第１のエラー検出コードを計算する手段と、および前記の記号化 したデータユニットをそれに付与した第１のエラー検出コードで以って前記復号 化ユニットに対して処理する処理装置とを含み、前記復号化ユニットが追加の処 理装置と、処理されたデータユニットから第２のエラー検出コードを計算する手 段と、前記第２のエラー検出コードを前記の第１のエラー検出コードと比較して 送信時のエラーを検出する手段と、および前記の処理されたデータユニットから 普通テキストのデータユニットを発生させる復号化回路とを有する処理システム において、前記記号化回路と前記復号化回路とを初期的に同期化させる手段と、 入力された普通テキストのデータに応答して、前記の初期同期化以来の、前記記 号化装置により記号化されたデータの数と数学的関係を備えた第１のシーケンス 番号を発生させる第１のシーケンスカウンタと、 前記の第１のエラー検出コードを修正して、前記の第１のシーケンス番号と前記 の記号化されたデータユニットと独特に関連した第１の合成の、エラー検出コー ドを形成する手段と、前記の復号化ユニットにより受信されたデータユニットに 応答して前記の初期同期化以来前記復号化装置が受信したデータユニットの数に 対して前記のような数学的関係を備えたシーケンス番号を発生させる第２のシー ケンスカウンタと、前記第２のエラー検出コードを修正して、前記の第２のシー ケンス番号と前記の記号化したデータユニットとに独特に関連する第２の合成の 、エラー検出コードを形成する手段と、および 前記第１と第２の合成のエラー検出コードに応答して前記コード間の不適合を検 出して、前記の記号化回路と復号化回路との間の同期性の喪失を指示する手段と を含むことを改良点とする記号化データ処理システム。
2. ２．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記第１のシーケンスカウン タが前記の記号化装置により記号化されたデータユニットの数に等しいカウント を発生させる記号化データ処理システム。
3. ３．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記第２のシーケンスカウン タが、前記復号化システムが有効に受信したデータユニットの数に直接関係する カウントを発生させる記号化データ処理システム。
4. ４．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記の第２のシーケンスカウ ンタが、前記復号化装置が受信するデータユニットの数に等しいカウントを発生 させる記号化データの処理システム。
5. ５．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記第１のエラー検出コード を修正して第１の合成の、エラー検出コードを形成する手段が、前記第１のシー ケンス番号を前記データユニットに付加させることによって、前記の第１の合成 の、エラ−検出コードが前記の記号化されたデータユニットと前記の第１のシー ケンス番号とに対して計算されるようにする手段とを含む記号化データの処理シ ステム。
6. ６．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記の第２のエラー検出コー ドを修正して第２の合成の、エラー検出コードを形成する手段が前記第２のシー ケンス番号を前記の受信されたデータユニットに付加させることにより前記の第 ２の合成の、エラー検出コードが前記の記号化されたデータユニットと、前記の 第２のシーケンス番号とに対して計算されるようにする手段を含む記号化チータ 処理システム。
7. ７．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記の第１と第２のエラー検 出コード間の不適合に応答して前記の記号化ユニットが前記の記号化したデータ ユニットを再処理するようにさせる再処理リクエストを発生する手段をさらに含 む記号化データ処理システム。
8. ８．請求の範囲第７項に記載のシステムにおいて、前記の再処理リクエストに応 答して前記第１のシーケンスカウンタが前記の再処理したデータユニットを計数 する手段をさらに含む記号化データ処理システム。
9. ９．請求の範囲第７項に記載のシステムにおいて、所定数の再処理リクエストに 応答して前記の記号化回路を前記の復号化回路に対して再同期化させる手段をさ らに含む記号化データ処理システム。
10. １０．請求の範囲第７項に記載のシステムにおいて、前記の第１と第２のエラー 検出コード間の不適合に応答して前記第２のカウンタを、前記の再処理された、 記号化されたデータユニットを受信する前のカウンタにリセットする手段をさら に含む記号化データ処理システム。
11. １１．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記の第１のシーケンスカ ウンタが所定の一定のモジュールを備えたモジュールカウンタである記号化デー タ処理システム。
12. １２．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記の第１のシーケンスカ ウンタが不変モジュールを有するモジュールカウンタである記号化データ処理シ ステム。
13. １３．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記第１のシーケンスカウ ンタが偽似−任意カウンタ発生器である記号化データ処理システム。
14. １４．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記データ処理ユニットに 送られたデータが、記号化されたデータユニットと、同期化フラッグとエラー検 出コードとからなり、前記第１のシーケンスカウントが前記の記号化したデータ ユニットのみを含む記号化データ処理システム。
15. １５．請求の範囲第１項に記載のシステムにおいて、前記の復号化ユニットに送 られたデータが記号化されたデータユニットと、同期化フラッグとエラー検出コ ードとからなり、前記第１のシーケンスカウントが前記の記号化されたチータユ ニットと、前記の同期化フラッグとエラー検出コードの一部とを含む記号化デー タ処理システム。
16. １６．記号化ユニットと復号化ユニットとを有する記号化データ処理システムで あって、前記記号化ユニットが、複数の普通テキストのデータユニットを受信し 、かつ記号化されたデータユニットを発生する記号化回路と、前記の記号化され たデータュニットから第１のエラー検出コードを検出する手段と、および前記の 記号化されたデータユニットを、付加された前記の第１のエラー検出コードを用 いて処理するデータ処理装置とを含み、前記の復号化ユニットが記号化されたデ ータユニットを受信する受信装置と、受信したータユニットから第２のエラー検 出コードを計算する手段と、前記の第２のエラー検出コードを前記第１のエラー 検出コードに対して比較して処理中のエラーを検出する手段と、および前記の受 信したデータユニットから普通テキストのデータユニットを発生させる復号化回 路とを含む記号化データ処理システムにおいて、前記の記号化回路と復号化回路 とを初期に同期化させる手段と、 入力された普通テキストのデータに応答して前記の初期同期化以来の前記の記号 化装置により記号化されたデータユニットの数を示す第１のシーケンス番号を発 生させる第１のシーケンスカウンタと、 前記第１のシーケンス番号を前記第１のエラー検出コードの前記計算の前の前記 の記号化されたデータユニットに付加することによって、前記の第１のエラー検 出コードが前記の記号化されたデータユニットと前記の第１のシーケンス番号と に対して比較させる手段と、 前記の復号化ユニットにより受信されたデータユニットに応答して前記の初期同 期化以来の前記復号化ユニットにより有効に受信されたデータユニットの数を示 すシーケンス番号を発生させる第２のシーケンスカウンタと、 前記の第２のシーケンス番号を前記の受信したデータに関連させることによって 、前記の第２のエラー検出コードが前記の受信されたデータユニットと前記の第 ２のシーケンス番号とに対して計算するようにさせる手段と、および前記第１と 第２のエラー検出コードに応答して、前記コード間の不適合を検出し、前記の記 号化回路と復号化回路との間の同期性の喪失を指示する手段とを含むことを改良 点とする記号化データ処理システム。
17. １７．請求の範囲第１６項に記載のシステムにおいて、前記第１と第２のエラー 検出コード間の不適合に応答して前記の記号化ユニットが前記記号化データユニ ットを再処理させる再処理リクエストを発生させる手段をさらに含む記号化デー タ処理システム。
18. １８．請求の範囲第１７項に記載のシステムにおいて、前記の再処理リクエスト に応答して前記第１のシーケンスカウンタが前記の再処理したデータユニットを カウントしないようにする手段をさらに含む記号化データ処理システム。
19. １９．請求の範囲第１７項に記載のシステムにおいて、所定数の再処理リクエス トに応答し前記の記号化回路を前記の復号化回路と再同期化させる手段をさらに 含む記号化データ処理システム。
20. ２０．請求の範囲第１７項に記載のシステムにおいて、前記第１と第２のエラー 検出コードの間の不適合に応答して前記第２のカウンタを、前記の再処理され、 記号化すみデータユニットを受信する前のカウントにリセットする手段をさらに 含む記号化データ処理システム。
21. ２１．請求の範囲第１６項に記載のシステムにおいて、前記第１のシーケンスカ ウンタが所定の一定モジュールを備えたモジュールカウンタである記号化データ 処理システム。
22. ２２．請求の範囲第１６項に記載のシステムにおいて、前記第１のシーケンスカ ウンタが可変モジュールを有するモジュールカウンタである記号化チータ処理シ ステム。
23. ２３．請求の範囲第１６項に記載のシステムにおいて、前記第１のシーケンスカ ウンタが偽似−任意カウンタ発生器である、記号化データ処理システム。
24. ２４．請求の範囲第１６項に記載のシステムにおいて、前記データ処理ユニット に送られたデータが記号化されたデータユニットと、同期化フラッグと、エラー 検出コードとからなり、前記第１のシーケンスカウントが前記の記号化されたデ ータユニットのみを含む、記号化チータ処理システム。
25. ２５．請求の範囲第１６項に記載のシステムにおいて、前記の復号化ユニットに 送られたデータが、記号化されたデータユニットと、同期化フラッグと、および エラー検出コードとからなり、前記第１のシーケンスカウントが前記の記号化さ れたデータユニットと、前記同期化フラッグとエラー検出コードの一部を含む記 号化データ処理システム。
26. ２６．記号化ユニットと復号化ユニットとの同期性を保持する装置であって、前 記の記号化ユニットが複数の普通のテキストのデータユニットを受信し、記号化 されたチータユニットを発生させる記号化回路を含み、前記復号化ユニットが前 記の記号化されたデータユニットから普通テキストのデータユニットを発生させ る復号化手段を有する同期化装置において、前記記号化回路と前記復号化回路と を初期的に同期化する手段と、 前記の普通のテキストデータに応答して前記の普通のテキストデータを複数のブ ロックに分割し、各ブロックを前記記号化回路を通す手段と、 各ブロックに対する記号化されたデータユニットから第１のエラー検出コードを 計算する手段と、 入力された普通テキストのデータに応答して前記の初期同期化以来前記記号化装 置により記号化されたデータユニットの数を計数する第１のシーケンスカウンタ と、前記の第１のエラー検出コードの前記計算の前の各ブロックに対する前記の 記号化されたデータユニットに前記第１のシーケンス番号を付与することによっ て、前記第１のエラー検出コードがデータブロックの前記の記号化されたデータ ユニットと前記第１のシーケンス番号とに対して計算されるようにする手段と、 前記の記号化されたデータユニットと、前記のエラー修正コードとに応答して前 記エラー修正コードを付与して前記の記号化されたデータユニットを前記の復号 化ユニットへ送る手段と、前記復号ユニットに位置し前記の記号化されたデータ ユニットと前記エラー検出コードを受信する受信手段と、受信されたデータユニ ットと前記の受信されたエラー修正コードとに応答し前記の受信されたデータユ ニットと前記の受信されたエラー修正コードとを記憶する手段と、前記復号化ユ ニットが受信したデータユニットに応答して前記の初期同期化以来前記復号化ユ ニットの受信したデータユニットの数に等しいシーケンス番号を発生させる第２ のシーケンスカウンタと、 前記第２のシーケンス番号を前記の受信したチータユニットに付与する手段と、 前記の受信したデータユニットと前記第２のシーケンス番号に対して前記の第２ のエラー検出コードを計算する手段と、および 前記の記憶された第１のエラー検出コードと前記の第２のエラ−検出コードとに 応答して前記コード間の不適合を検出し、前記記号化回路と復号化回路との間の 同期性の喪失を示す手段とを含む同期化装置。
27. ２７．請求の範囲第２６項に記載の装置において、前記の記憶された第１と第２ のエラー検出コードとの間の不適合に応答して再送リクエストを発生させて前記 の記号化ユニットが前記の記号化したデータユニットを再送させる手段をさらに 含む同期化装置。
28. ２８．請求の範囲第２７項に記載の装置において、前記再送リクエストに応答し て前記第１のシーケンスカウンタが前記の再送されたデータユニットを計数しな いようにさせる手段をさらに含む同期化装置。
29. ２９．請求の範囲第２７項に記載の装置において、所定数の再送リクエストに応 答して前記の記号化回路と前記復号化回路を再同期化させる手段をさらに含む同 期化装置。
30. ３０．請求の範囲第２７項に記載の装置において、前記第１と第２のエラー検出 コード間の不適合に応答して前記第２のカウンタを、前記の再送された記号化さ れたデータユニットを受信する前のカウントにリセットする手段をさらに含む同 期化装置。
31. ３１．記号化ユニットと復号化ユニットとを同期化する方法であって、前記記号 化ユニットが複数の普通テキストのデータユニットを受信し、記号化されたデー タュニットを発生させる記号化回路と、記号化されたデータユニットから第１の エラー検出コードを計算する手段と、前記第１のエラー検出コードを付与して前 記の記号化されたデータユニットを前記復号化ユニットへ送る送信装置とを含み 、前記復号化ユニットが受信装置と、受信されたデータユニットから第２のエラ ー検出コードを計算する手段と、前記第２のエラー検出コードを前記第１のエラ ー検出コードと比較して送信中のエラーを検出する手段と、および前記の受信し たデータユニットから普通テキストのデータユニットを発生させる復号化回路と を含む同期化の方法において、Ａ．前記記号化回路と前記復号化回路を初期同期 化し、Ｂ．前記の初期同期化以来の前記記号化装置により記号化されるデータユ ニットの数に等しい第１のシーケンス番号を発生させ、 Ｃ．前記第１のシーケンス番号を前記第１のエラー検出コードの計算の前の前記 の記号化されたデータユニットに付与することによって前記第１のエラー検出コ ードが前記の記号化されたデータュニットと前記第１のシーケンス番号とに対し て計算され、 Ｄ．前記の記号化したデータユニットと前記の第１のエラー検出コードとを前記 復号化ユニットまで送り、Ｅ．前記の初期同期化以来の前記復号化ユニットによ り受信されたデータユニットの数に等しい第２のシーケンス番号を発生させ、 Ｆ．前記第２のシーケンス番号を前記第２のエラー検出コードの計算の前の前記 の受信されたデータユニットに付与することにより前記第２のエラー検出コード が前記の受信されたデータユニットと前記第２のシーケンス番号とに対して計算 され、および Ｇ．前記コード間の不適合を検出し、前記記号化回路と復号化回路との間の同期 性の喪失を指示する 過程を含む記号化ユニットと復号化ユニットとを同期化する方法。
32. ３２．請求の範囲第３１項に記載の方法において、Ｈ．再送リクエストを発生さ せ前記第１と第２のエラー検出コードの間に不適合がある場合前記記号化ユニッ トが前記の記号化されたデータユニットを再送させる過程をさらに含む同期化す る方法。
33. ３３．請求の範囲第３１項に記載の方法において、Ｉ．前記データユニットの再 送の間前記第１のシーケンスカウンタが前記の再送されたデータを計数しないよ うにさせる過程をさらに含む 同期化する方法。
34. ３４．請求の範囲第３３項に記載の方法において、Ｊ．所定数の再送リクエスト の後前記記号化回路を前記復号化回路と再同期化させる過程を さらに含む同期化する方法。
35. ３５．請求の範囲第３４項に記載の方法において、Ｋ．前記第１と第２のエラー 検出コードの間に不適合があるとすれば前記第２のカウンタを前記の再送された 記号化データユニットを受信する前のカウントにリセットする過程をさらに含む 同期化する方法。