JPS63502949A - 同期信号発生装置及び方法 - 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】 デジタルデータブロック同期装置 本発明は、一般的に１デジタルデータストリームの同期化に関し、よシ詳細には 、伝送チャンネルから受信したデータストリームの情報の正確な回復に関する。

データ伝送方式において、データストリームの伝送された情報を継続して回復す るためにデータの同期のための必要性が存在する。一般的に１従来、多くの方式 はこの仕事を容易にするためにそれぞれの情報データブロックの始めに同期化シ ーケンスを伴なっていた。同期化シーケンスを確認しかつそのジ−タンスの終了 を識別することによって回復が達成される。シーケンスの終りを指示する同期デ ータが一旦識別されたら、情報データブロックは予め定められた間隔に渡ってこ のシーケンスを追従するデータとして識別される。

シーケンスそれ自体は伝送誤差に部分的に影響されるために伝送されたデータス トリームの同期化シーケンスを信頼性を持って検出することは困難である。勿論 同期化シーケンスを検出する問題はデータ速度が高くなればそれだけ困難となっ てしまう。シーケンスが長くなれば伝送されたシーケンスを検出することができ る可能性は増大するが、シーケンスの長さの増大はその構成部分の１つまたはそ れ以上がそれを伝送する態様から異なって受信されるという可能性を同時に増大 させる。

一般的に、これら同期化シーケンスのそれぞれは時間順序のシーケンスで生じる 予め規定された文字または記号の組から成る。このような技術を持ってすれば、 もし文字の組にない１つの特定の文字が受けられるならば、それはジ−タンスの 部分ではないものとして直ちに放棄されてしまう。しかしながら、受信した記号 が文字の組の１つの文字ではあるが正しい順序からはずれている時にはこの方法 の固有の不明瞭性即ちあいまいさが存在する。先行する記号に誤差がおるかおる いは現在受けている記号に誤差がある場合には、不明瞭性即ちあいまいさを呈す る。従って、この形式の同期化シーケンスを信頼性を持って検出するためには、 この不明瞭性即ちおいまいさを解消するだめの手段を与えることが必要である。

本明細書に記載された発明は任意のストリームデジタルデータ伝送方式とコンパ チブルであるが、それは磁気テープ記録／再生装置でデータを記録及び再生する 上での特定の利用性を有する。デジタル化したテレビジョン信号のための最近開 発されたヘリカル走査磁気テープ記録／再生装置においては、磁気テープの同一 のトラックはそれぞれのトラックに沿った隔たった位置に別々に記録されたビデ オ及びオーディオデータを含んでいる。ビデオデータは１つのトラックに記録さ れたデータの９０チ程を占め、オーディオデータはそれぞれのトラックでのデー タのわずかな部分を占めるにしかすぎない。オーディオデータに含まれた同期化 シーケンスはビデオデータに含まれた同期化シーケンスとは異なって、反復性の 長所を持たない。

従って、ビデオ回復において使用されるものとは異なった信頼性が高いシーケン ス検出方式がオーディオデータを好ましく回復するために必要である。オーディ オ回復方式はオーディオデータに対するシーケンスの反復性が全熱ないかあるい はわずかしかすぎないため同期化シーケンスを一発で回復することができなけれ ばならず、比較的短かいデータを検出しなければならないので大きな信頼性を持 たなければならない。

更に、このような方式は正しい順序の同期化シーケンス信号の部分的なス）　Ｉ Ｊング即ち信号列を含む誤り同期化シーケンスと正しい順序ではあるがそこにあ る記号誤差を含んだ実際の同期化シーケンスとの間の弁別をできなければならな い。磁気記録及び再生媒体が前に記録されたものであるかもしれないために、部 分的な誤りの同期化シーケンス（上書きされ完全には消去されていない前に記録 されたシーケンス）が検出される可能性があり、この可能性は誤差があるシーケ ンス記号のあるものの代シに現在回復される情報に対して正しいシーケンスを確 実に識別することによって排除されなければならない。

従って、本発明の目的はシーケンスがある誤差を含んでもデジタルデータストリ ームの同期化シーケンスを信頼性を持って検出することにある。

本発明の更に他の目的は検出された同期化シーケンスに関するタイミング信号を 発生することによシ同期化シーケンスを伴なったデータブロックのタイミングを 同期することにある。

従って、本発明はデジタルデータストリームの同期化シーケンスを信頼性を持っ て検出するための方法及び装置を与える。予め定められたシーケンスの複数の継 続した異なった同期記号はそれと共に伝送するためにデータストリームに導入さ れる。同期化シーケンスは同期化されるべきタイミングを有するデータブロック の上流で予め定められた時間期間を占める。受信器で、このシーケンスを形成す るものに対応する記号または文字が検出され伝送された同期化シーケンスを識別 するために受信したデータストリームで識別される。同期化シーケンスの識別さ れたものは下流のデータブロックの開始を記号づける識別されたシーケンスの終 了に関する同期化パルスの発生を可能とする。

本発明の方法は予め定められた同期化シーケンスのこのような記号のための時間 位置に対応する時間位置におるかどうかを決定するように「仲裁」技術によシ同 期化シーケンスを形成するものと対応する受信した記号を試験することを含む。

この試験は一連の記号候補が発生されるような比較方法によって達成され、受信 したシーケンスの記号は候補シーケンスの記号′と比較されそのシーケンスが伝 送されたシーケンスに最も対応しそうであるかどうかを決定する。一般的に、こ の比較技術は選択候補記号で開始する予め決定されたシーケンスの記号を発生す ることを含む。従って、発生された候補シーケンスと受信したジ−タンスとの比 較はもし候補記号が正しい時間位置に６ればそれぞれの時間位置のそれぞれの記 号に対する整合即ち一致を与える。最初に、有効記号として識別される初めに受 けた記号が第１の候補として使用され、他の候補はこの整合即ち一致手法で発生 されるあいまいさによって作られる。受信した有効記号が前の候補の試験シーケ ンスにおける対応する場所での記号と一致しないかあるいは無効記号即ち予め定 められたシーケンスに含まれないものが受信したシーケンスで検出されるような らいまいさが存在する。

候補シーケンスが受信した記号のシーケンスと比較される時に、受信した記号と 候補シーケンスの記号との間の整合即ち一致はそれぞれの整合即ち一致した候補 シーケンスに対して符合せしめられる。ついで、それぞれの候補シーケンスに対 して符合せしめられた一致の数は論理（あいまいさ）プログラムの他の候補シー ケンスのそれぞれに対する数と比較され、どの候補シーケンスが伝送されたデー タストリームに入った予め決定されたシーケンスに最も対応しそうであるかどう かを決定する。この決定された最もらりうる候補シーケンスから、予め定められ 九シーケンスの終了が検出され、タイミング信号が情報データの次のブロックの 開始を識別するように発生される。

１つの実施例において、この方法は、同期化シーケンスが６から０までの数のカ ウントダウンシーケンスヲ表わす予め定められた記号のシーケンスを含むような ７回試行の３回候補投票（票決）方式において構成される。

同期化シーケンスがシーケンス決定方式に入ると、予め定められたシーケンスを 形成するものの内の１つに対応する記号として認識される最初の記号により制御 手段は第１のカウンタを最初の記号によって表わされるものに対応する数でロー ドする。その後に、カウンタは候補ジ−タンスを発生するように記号の受信速度 に対応する速度で最初の記号によって表わされる故からカウントを行なう。最初 の確認された記号にあいまいさがあるために、伝送された予定のシーケンスの一 部であるかどうかを決定するために最初の記号が試験されねばならない。確認さ れた記号であれば、それは予め定められたシーケンスで１つの特定の位置あるい は時間順序を表わす候補記号を識別する。もし候補記号が伝送された予定のシー ケンスに対応するシーケンスを実際表わすならば、引き続いて受信される記号は 候補シーケンスの引き続く記号に対応しなければならない。そのような場合に、 第１のカウンタは、最後の数を表わす記号が受けられると同時にシーケンスの最 後の数（この場合にはゼロである）までカウントダウンする。

継秩して受信される記号のそれぞれは最初の候補シーケンスと比較され、一致が 生じなければ、他のカウンタが制御手段によシ最初の候補シーケンスと一致しな い受信記号によって表わされる数でロードされる。それぞれのこのようなカウン タは第１のカウンタに関連して記載されたと同じ態様で予め定められたシーケン スで同様カウントを行なう。同様の態様で、次に受信される記号が検出され、候 補シーケンスと整合（符合）され、一致が生じなければ第３のカウンタが制御手 段によってロードされ、第３の候補シーケンスを発生するようにカウントを行な う。

好適実施例において、制御手段はどの記号が候補カウンタのロードまたはリセッ トを生じさせるか及びその時を決定するように論理プログラムを実行する。更に 、制御手段は新たな候補がカウンタにロードされる時に関連したカウンタをリセ ット即ちクリアする。有効記号が受信されかつその記号を前の候補シーケンスの 記号との不一致が生じると制御手段は１つの候補を選択し、候補カウンタが利用 可能となる。この論理プログラムは、また、最終のカウント記号に到達し候補シ ーケンスを最も表わしそうなものとして候補が選択されるような候補シーケンス の場合の特別な状態に基づいて候補カウンタの内容を制御するための論理を含ん でいる。制御手段のこの論理は読出し専用メモリ（ＲＯＭ）に好ましく構成され 、入力（一致、有効データ、候補選択、最終記号の発生、カウンタの利用等）は メモリ位置の内容から候補及び票決カウンタに対する制御信号を出力するように メモリをアドレスする。この構成はＲＯＭを再びプログラムするととによシ候補 記号選択に対する規準を変更するだめの便利な方法を与える。

３つのカウンタが受信した記号によって表わされる数からカウントダウンするＫ つれてそれらの内容は受信した記号に比較され、それぞれの受信した記号とカウ ンタの内容によって表わされる候補シーケンスとの間で一致があるかどうかが決 定される。それぞれの一致は比較回路によって決定され、別々の票決カウンタ（ それぞれが１つの候補カウンタと関連する）において符合せしめられる＠投票カ ウンタの出力は決定論理回路に伝送され、これは候補中のジ−タンスの内でどれ が伝送されたデータに含まれる予め定められたシーケンスに最も対応しそうであ るかを符合された投票に基づいて決定する（即ちそれは勝者を選択する）。候補 が勝者を宣言即ち選択された時には、その最後のシーケンスの記号は、同期化シ ーケンスの時間期間の終了が受信したデータで生じかつ情報データブロックがそ れに続くという指示として使用される。同期化タイミングパルスが受信した情報 に対するデータブロックの開始を記号づけるように最終の記号の生起に関連して 発生される。

好適実施例において、決定論理回路はどの候補が選択中から最もありそうな票決 を有するか及びこれら規準に基づいて勝者を選択するかｔ−最初に決定する論理 プログラムを実行する。この論理プログラムは、また、符合せしめられた符合票 決での同点引分け、最小通Ａ（当選）票決及び地すベシ的勝利票決のような特殊 な状態に基づいて候補を選択する決定を行なうための論理を含んでいる。決定論 理回路のこの論理は読出し専用メモリ（ＲＯＭ）において便利に構成され、入力 （票決等）はメモリ位置の内容から候補の選択を出力するようにメモリをアドレ スする。この構成はＲＯＭを再プログラムすることによって候補の選択された基 準を変化するための簡便な方法を与える。

開示された好ましい方式は伝送された同期化７記号シーケンスを表わすように最 も似る候補である５つの候補の内の最大のものに対する票決数に基づいて仲裁を 行なう７回試行の３候補方式である。シーケンスの記号の数は１つの候補に対す る可能な票決の最大数（この例では６個）を決定する。システムを構成するため に選ばれる試行の数及び候補の数は伝送チャンネルの誤差速度の関数である。特 定の誤差率のために必要とされる試行の数及び候補間で実際の相関を行なうこと は困難であるが、システムの統計学的近似が正しい同期化ジ−タンスを回復する 許容確率分布に達するように伝送チャンネルに対する既知の誤差分布と共に使用 され得る。

一般的に、シーケンスで記号（試行）が多くなれば多くなる程また許される候補 が多くなれば多くなる程、正しい同期化シーケンスを回復する確率は増える。従 って、誤差率が許容レベル以下になシ「減少戻シ点」に達するまで候補及び試行 が加えられる。試験されるべき候補の数は誤シ記号を受信する確率に従って選択 される。より多くの候補を加えるかまたはよシ多くの試行を加えるかについての 「トレードオフ」がある。前者は同期検出方式のための回路を増大し、後者は伝 送されるデータの「オーバーヘッド」を増大させ少なくとも記号のあるものが誤 差となって伝送される可能性を増大するためである。

更に１部分的なシーケンス即ち全体的に消去されなかった前に記録されたシーケ ンスを回復する可能性があるような方式に対しては、最小票決カウントは正しい シーケンスを回復する可能性を増大する。全体的な誤差率においては、近似はも し２つ、３つまたはそれ以上の記号が正しい順序で検出されているならば正しい シーケンスを検出する可能性を指示する。票決の最小数をふやせば、選択される 前に受信しなければならない候補は検出されたシーケンスが正しい可能性を増大 し得る。しかしながら、トレードオフは最小票決を増大することが受信したデー タの予め定められたシーケンスを識別する上での成功の機会を減少することであ る。

本発明のこれら及び他の目的、特徴及び態様は添附した図面に関連してとられる 時に以下の詳細な記載を読むとよシ明白となる。

第１図は本発Ｆ！ＡＫ従って構成される伝送された直列デジタルデータのための 同期化シーケンス検出方式のシステムブロック図でおる。

第２図は情報データブロックに付属した初期同期化シーケンスを含むデジタル直 列データストリームフォーマットの図である。

第３図は第９図に示される５位相クロックシーケンスに従って同期検出回路が動 作するような第１図の実施例のためのタイミング図である。

第４図は第１図に示された同期検出回路の詳細なブロック図である。

第５図は第９図に示される同期検出回路の投票者決定論理によって実行される選 択基準アルゴリズムの論理図である。

第６図は本発明に従った同期検出回路の候補票決を示すタイミング図である。

第７図は本発明に従った同期検出回路の地すベシ的勝利選出のための候補票決を 示すタイミング図である。

第８図は第９図に示された制御手段によって表われる論理アルゴリズムの詳細な フローチャートである。

第９図は第４図に示された同期検出回路の詳細な電気的回路図である。

第１０図は第９図に示される投票者決定論理のためのＲＯＭの内容を示す。

第１１図は第９図に示された投票者決定論理のためのＲＯＭの出力によって制御 される機能を示す代表的な表である。

第１２図は第９図に示された制御手段のためのＲＯＭの内容の図である。

第１３図は第９図に示された制御手段のためのＲＯＭの出力によって制御される 機能を示す代表的な表でおる。

第１図は本発明に従って構成される直列デジタルデータのための同期検出方式６ の構成をブロック図で示す。

このような直列デジタルデータの一般化した７オーマントは第２図で示され、デ ータは交互の同期化シーケンス２０及び情報データブロック２４を含み、それぞ れの同期化シーケンス２０はデータブロック２４に付属する。

これらのデータパケットは同期検出方式６に伝送チャンネル８ｔ−介して非同期 的あるいは同期的に送出され、この方式６は受けた同期化シーケンス２０に応じ てデータブロック２４の開始を識別するようにブロック同期パルス２２を発生す る。同期検出方式６の下流の回路即ちユーザ装置（図示せず）はデータ通路１ａ を介してデータストリームを受け、データブロック２４の情報データの回復を同 期するようにブロック同期信号２２を用いる。

同期化シーケンス２０及び情報データブロック２４は任意の数の中間ビット分割 部から成ることができるが、便利さ及び他のデータ方式との両立性（コンパチビ リティ）のため、それらは一般的に通常のバイトまたは小さなフォーマットに分 離される。本発明は第２図に示されるフォーマットの直列デジタルデータを伝送 する任意の方式に適応可能であるが、表わされるデジタルフォーマットはヘリカ ル走査出気テープ記録／再生装置によって再生されるようなオーディオデータ部 分とされ得る。

データストリームに含まれるそれぞれの同期化シーケンス２０は最初のユニット ２６から最後のユニット２８まで伸びる複数の同期ユニットから成る。１つの同 期ユニットは系統的ビットパターン（ＦＰ）　トユニット２６の例Ａに対して１ つの文字または１つの記号とから成る。

これら記号はシーケンス全体を通して異なってシシ、例えばカウントダウンシー ケンス６、５．４．５．２．１．０　のような、便利な発生及び回復のために選 択された予め決定された順序で配置される。系統的ビットパターンは記号間のワ ード境界を識別しかつ同期化シーケンスのそれぞれの記号を位置決めするように データストリームで識別され得る同期パターンを形成する好ましい数のビットを 有する。同期ユニットのそれぞれの記号Ａ、　Ｂ、　Ｃ，Ｄ、・・・Ｎは任意の ものであるが、全てが異なっており、それらの順序によって識別され得る特異な 予め決定されたシーケンスの組を形成する。更に、予め定められたシーケンスで 系統的ビットパターン及び記号を有することによる同期化シーケンスは既知の時 間期間の間伸びる。これは、一旦有効シーケンスが知られればそのシーケンスの 終了がタイミング回路によって発生されることができるために、正しい時間順序 のいくつかの有効な記号のみでシーケンスの回復を援助する。また、もし有効記 号がシーケンスの前で回復されるならば、このシーケンスの引き続く部分には誤 差があり、検出は依然として信頼性を持つて成される。

それぞれの記号Ａ、　Ｂ、　Ｃ，Ｄ・・・・・・Ｎは好ましい数のビットを用い る好ましいデジタルコードによって表わされる。

このコードはシーケンスの選択された組の記号のみが使用されるために記号の有 効性をチェックすることができる。伝送チャンネルの誤差は同期データの受信に 影響してしまうために、これは正しい同期シーケンスが回復されているかどうか を決定するために記号に関する１つのチェックを与える。記号のシーケンスの検 出の後に、データブロック２４は、同期化シーケンス２０が有効に検出されたこ と及び引き続く情報が情報データであることを指示するブロック同期信号２２を 発生することにより同期検出方式６において識別される。

第２図に示されるフォーマットの同期化シーケンスのフォーマットは多数の態様 でその有効な回復を援助する。

最初に、系統的ビットパターン（ＦＰ）は１つの記号が続くことを信頼性を持っ て指示するのに十分な長さのものである。それぞれの記号Ａ、　Ｂ、　Ｃ，Ｄ、 ・・・・・・Ｎは、もし既知の組ではない１つの記号が回復されるならばこの回 復された同期データは誤差があるものとして知られるというように予め定義され る。更に、記号は、有効な記号が識別されかつそれがシーケンスの正しい時間位 置であることが信頼性を持って有効化され得るならば、シーケンスの残シがその 既知の順序及び時間期間のために発生され得るような予め定義されたシーケンス にある。更に、既知の時間期間は、受信したシーケンスの引き続くかつ最後の記 号に誤差があるとしてもシーケンスの回復を可能とする。シーケンスの最初また は中間の記号がシーケンスの記号の組に属するものとしてかつ正しい時間順序で 識別されることができるならば、それに続く記号が発生され得る。シーケンスの 長さはシーケンスが信頼性を持って回復され得る可能性を増大し得る。シーケン スの記号が多くなれば多くなる程、少なくてもいくつかが伝送後に有効的に受信 される可能性を大きくする。

再び第１図に戻ると、同期検出方式６は発信器（図示せず）から伝送チャンネル ８を介して直列データストリームを受ける。このデータストリームは第２図に対 して図示されたフォーミツトで伝送され、直並列変換器１２に与えられる。この 直並列変換器１２は直列データストリームを並列ワード形に変換し、下流の使用 装置のためにデータ通路１８にワードの直列ストリームを出力する。

直並列変換器１２はビット直列データを任意の長さの多ビツトワードに変換でき るが、本発明の一実施例においては、８ビツトバイトワードフオーマツトが使用 される。

このような分割がほとんどの使用装置とよりコンパチブルであるためだからでお る。この実施例において、同期化シーケンスの同期ユニットは３６ビツトのＦＰ データと４ビツトの記号データとを含むが、他の組み合わせであってもよい。こ のフォーマットを持ってして、それぞれの同期ユニットは長さが５バイトとなり 、全体のシーケンスは７記号シーケンスに対して５５バイトの長さとタイミング 信号はワード同期検出器１０によって作られる。この検出器１０はデータストリ ームのそれぞれの系統的ビットパターン（ＦＰ）及びバイト境界の生起を検出し 、導線１１を介して直並列変換器１２に対してそれぞれのタイミング信号を発生 する。データ通路１８での出力は直列ワードフォーマットのＦＩ期ユニット２６ ・−−−−−２８ノミならず直列ワードフォーマットのデータブロック２４でも ある。また、データストリームの系統的ビットパターン（ＦＰ）の検出から、ワ ード同期検出器１０は有効チェッカ１４に対して２イン１３に記号タイミング信 号を発生する。これら信号は同期記号Ａ、　Ｂ、　Ｃ，Ｄ・・・Ｎの境界を指示 し、データブロック２４のデータからの記号の微分を与える。

ライン１３での記号ブロックタイミング信号は有効チェッカ回路１４がデータ通 路１８でのワード直列データストリームから同期化シーケンスの４ビット記号を 抽出することができるようにする。有効チェッカ回路１４は、また、系統的パタ ーンの超過ビットの記号を分離しかつこれら記号が伝送されたシーケンスで使用 された文字の組の一部でちるかどうかを確認する。この確認は多数の技術によっ て達成可能である。記載される実施例において、カウントダウンシーケンスは「 ６」から「０」までであり、５つのビットのみがこれら記号を発生するために使 用される。第４のビットは正しい即ち有効記号を確認するために奇数のパリティ として使用され、無効な記号は有効チェッカ１４によシネ使用の文字「７」Ｋ変 換される。受信したシーケンスの記号は、同期信号２０の終了を決定しかつ後段 の使用回路に対してライン１７でブロック同期信号２２を発生するように、ライ ン１５を介して同期検出回路１６によって有効チェッカ１４から受信される。ワ ード同期検出器１０から同期検出回路１６に対してライン１１で与えられるワー ド同期タイミング信号はワード同期検出器１０により伝送ライン８で受けられた ビット直列データのタイミングに基づいた一連の時間決めされたパルスである。

第３図はワード同期検出器１０からタイミング信号ＣＴ１４−ＣＴ１５及びリセ ットを発生することを示す。更に有効信号ＣＬｔ１が有効性チェッカ１４１Ｃよ って発生され、同期検出回路１６にライ／１５を介して与えられる。

同期シーケンスユニット２６は８ビツトバイトに分割され、系統的ビットパター ン（ＦＰ）は４．５バイトで記号Ａは４ビツト半のバイトとなる。制御信号ＣＴ ｔｔ−ＣＴ１ｓはワード同期検出器１０によりそれぞれの同期ジ−タンスユニッ トの５バイト境界で発生される。これら制御タイミング信号は１同期ユニット時 間期間でデータを同期検出回路１６に通して移動するための５位相クロックを形 成する。有効信号ＣＬ１ｔはＣＴ１１信号に引き続いて有効性チェツーカ１４に よって発生されるが、ＣＴ１５タイミング信号の前である。ＣＬ１１信号は、有 効性チェッカ１４が放棄されねばならない有効記号を発見したということを指示 する。初期化信号即ちリセット信号は最初の受けた記号に対する最初のタイミン グ信号ＣＴ１１よりも先行する。その後、回路は、ブロック同期信号２２が再度 リセットされる前に検出されたシーケンスの終了で同期シーケンスユニット時間 の１つＣＴ１５で発生されるまで検出機能を行なう。

第４図は同期検出回路１６の好適構成の一般化された詳細なブロック図を示す。

この回路は同期化シーケンスを検出しかつブロック同期信号２２を発生するため の方法を与えるように次に十分に記載される。

同期検出回路１６は制御器３６を含み、これはタイミング信号と複数の状態指示 信号を受け、複数の候補シーケンス発生器３２のｐ−ド並びに関連した票決符合 器のリセット即ちクリアを制御する。制御器３６はプログラム化されたシーケン スで動作し、これは最初の有効記号を受けると始まり、その後に同期化シーケン スの終了が検出されるまでそこに含まれるプログラムを通ってステップし、ちる いは制御器はリセット回路４３からのライン４９の信号によりリセットされる。

一般的に、制御器３６は複数の比較器５０及び−数回路４５の出力から現在の記 号を候補ジ−タンス発生器５２の１つにロードすべきかどうかを決定する。それ ぞれの比較器３０は対応する候補シーケンス発生器３２の出力をライン１５での 受信した記号シーケンスと比較し、もしこれら２つが等価でおるならば一致信号 を出力する。−数回路４５は一致を見出せずかつ有効信号ＣＬ１１が有効信号の 存在を指示するならば制御器５６への２インを介して新たな候補信号を発生する 。

比較器３０のいずれ本が現在の記号に対する一致を指示しておらずかつその記号 が有効でちるならば、解決しなければならない受信したシーケンスにはあいまい さが存在する。−数回路４５が不一致信号を生じさせる時には、制御器３６は、 必要に応じて、現在の記号を利用可能な候補シーケンス発生器３２にロードする 。このロードは、どのジ−タンス発生器３２が現在の受信した記号でロードされ なければならないかを決定する信号ライン４１ｉＣよって制御される。２イン４ １はまたこのロードされた候補シーケンス発生器と関連する票決符合回路５４を クリアするために使用される。制御器３６はまたライン４７を介して投票者決定 論理５８から及びライン３９を介して候補シーケンス発生器３２から信号を受け 、これら信号は候補シーケンスの状態を識別する。ライン３９での状態信号はシ ーケンスの最後の記号がいつ候補シーケンス発生器３２の１つに到達したかを指 示しかつ２イン４７での状態信号は候補シーケンスの１つが伝送されるシーケン スと最も類似するものとしていつ選択されたかを指示する。

候補シーケンス発生器３２はそれぞれの候補記号に引き続く予め定められた伝送 シーケンスの部分を発生するように使用される。従って、候補シーケンス発生器 ５２は制御器３６によってロードされる特定の候補記号で始まりかつ予め定めら れたシーケンスの最後の記号で終了する全部の伝送されたシーケンスの部分を再 生する。このため、もし１つの候補記号が候補シーケンス発生器３２の１９にロ ードされかつ正確に回復されたならば、候補シーケンス発生器３２の出力は予め 定められた同期パターンの伝送されたシーケンスと正確に対応する。例えば、カ ウントダウンシーケンス６、５．４．５．２．１．　Ｏにおいて、もし記号「５ 」が識別されるな、らば、この記号はそれぞれの候補シーケンス発生器５２にロ ードされ、これはその時にシーケンス４．５．２．１．０の残りを出力し、そし て適切な時間で、もし「５」が伝送されるシーケンスの一部となったら、この伝 送されるシーケンスの残シは候補シーケンス発生器の出力と一致することになる 。しかしながら、これは伝送誤差のため必ずしも同期検出回路１６によって受け られるシーケンスとはならない。

候補記号から予め定められたシーケンスの引き続く記号を発生することができる 意義は仲裁方式を行なわせ、それにより、回復された記号の後のシーケンスの受 けた部分の誤差が必要に応じて無視され得るようＫする。従って、実際のシーケ ンスの終了を決定する性能を保持するためにより少ない有効記号が回復されるだ けでよい。

制御器５６は受信したシーケンスにあいまいさが存在するだけ及び利用可能な候 補シーケンス発生器３２が存在するだけ多くの候補記号をロードする。第４図に 示された好適実施例において、候補シーケンス発生器の数は３個即ち３候補方式 である。候補シーケンス発生器３２の数の増大は候補記号の１つが１つの伝送さ れる記号と正しく一致する可能性を増大する。

１つの候補記号が１つの得補シーケンス発生器３２にいつロードされなければな らないか及びその１つが装置からいつクリアされなければならないかを決定する ために使用することができる多くの論理シーケンス及び規準が存在する。制御器 ３６によって行なわれる好ましい論理シーケンスが第８図に示されており、以下 により詳細に説明される。一般的に、もしあいまいさが存在すれば、現在受信さ れる有効記号は新たな候補となる。有効候補記号は最終記号まで逐次的にカウン トダウンされ、この最終記号は発生される前に候補シーケンスが選択されないな らば、即ちそれが候補して落第したならばカウンタ３２からクリアされる。更に 、もし現在の記号が伝送されたシーケンスの最後の記号でちれば、それは票決を 何ら受け得ない。従って、それは一致処理のためカウンタ３２にロードされない 。全ての投票者決定論理選択出力の状態のような他の規準が使用され得る。

候補シーケンス発生器３２の出力はそれぞれの関連した比較器５０に入力される 。比較器３０は２イン１５からそれらの他の入力の回復された記号シーケンスを 受ケる。入来記号シーケンスと候補シーケンスとの間の一致は一致信号即ちこの 一致を発生した候補記号のための票決を生じさせる。これら票決はそれぞれの票 決符合回路３４において符合され、これら符合は投票者決定論理回路３８に伝送 される。

投票者決定論理回路５８は、元の伝送された同期化シーケンスを最も近く表わす かくついてどの候補記号がもし存在すれば選択するかを論理アルゴリズム及び投 票者符合回路３４の符合出力に基づいて決定するあいまいさ回路である。最も近 い候補が票決符合に基づ込て選択され得るかの多くのアルゴリズムが存在する。

しかしながら、この実施例においては、最小の票決合計が仮の勝者を選択するた めに使用され、もし仮の勝者のシーケンスがその最終記号に達する時間まで他の 候補記号がよル多くの票決を受けなかったならば、その候補はブロック同期信号 ２２を発生するように選択される。最終記号の決定は最終文字検出器４０によっ て達成され、それに選択されたシーケンス発生器３２の出力がゲートされる。選 択された候補シーケンス発生器３２の最終記号の検出時に、最終文字検出回路４ ０はブロック同期信号２２を出力する。

第５図は投票者決定論理３８によって行なわれる好ましい論理アルゴリズムを示 す。ｖｌは第１の候補に対して符合せしめられる票決数で＄＃）Ｖ２は第２の候 補に対して符合せしめられる票決数であり、■３は第３の候補に対して符合せし められる票決数である。これらは票決符合回路３４の出力からとられる。この論 理は、どの候補がそれぞれの候補に対する票決の符合に基づいて選択されるべき かを示す。

候補の選択はより大きな数の票決あるいは少なくとも等しい数の票決のいずれか を他の候補に関連して獲得しかつ少なくとも合格票決数の全体の票決カウントを 有する候補シーケンスに基づく。合格票決カウントは１つの候補が選択される前 に蓄積しなければならない最小票決数である。更に、もし１つの候補が地すベシ 的勝利のカウントよりも大であるかあるいはそれに等しい数と符合するならばそ の候補が選択されるような他の規準が存在しても−よい。この地すべり的勝利の カウントはその候補シーケンスが伝送されたシーケンスである既知の可能性まで 保障する票決数である。例えば、任意の２つの方法が同順位で個々に得ることが できたよシも大きい数はこのよう危地すべり的勝利カウントとなる。７回試行方 式゛の場合において、地すべり的勝利の票決カウントは４となる。例えばそれ以 上の数の地すベシ的膀利数に対する他の規準が使用され得る。

ｖｌがｖ２よシも小でｂるかあるいはそれと等しいかまたはそれよシも大でちる かに基づいてかつ同様にｖ３に対しても、この論理はある候補を選択させる。ｖ ｌがｖ２よシも大でおる場合に対して、ｖｌは更ＫＶ３と比較され、それが■３ よシも大であるかおるｈは等しいかまたはｖ３よシも小であるかどうかが決定さ れる。論理のこの部分を削除した第２の候補は第１及び第５の候補がよシ大きな 票決数を得ることに基づいて選択されるかどうかを決定する。同位の時には、第 １の候補が第３の候補に対して選択される。第１の候補は、それ以後の候補が更 に以後の候補に対する選択のための候補として留まシかつ選択された候補として 前のものと取って代わるために選択される。Ｖ１＝Ｖ２の第２の条件では、ｖｌ は再度ｖ３と比較され、それがｖ３よシも大であるかあるいは等しいかまたはｖ ３よシも小さいかどうかが決定される。第１の候補をそれ以後の候補に対して選 択することによシ同順位が設定される。この条件のために対してｖ３がｖｌよシ も大であれば、第３の候補が選択される。

同様にｖｌがｖ２よシも小でちる条件では、Ｖ２はｖ３と比較され、それがＶ３ よりも大であるかあるいは等しいかまたはｖ３よシも小であるかどうかが決定さ れる。

上述したような場合だったら、どちらが大きいかにより第２の候補または第３の 候補のいずれかを選択する決定がなされ、同順位の場合には、第２の候補が第３ の候補に対して選択される。同順位の場合はいく分あいまいな態様で決定される が、前のカウンタを選択することが正しいシーケンスを決定する可能性を増大す るということが考えられる。

第６図は７回試行の３候補の２票決方式を示すタイミング図でおる。同期化シー ケンスの記号のシーケンスは数字記号０−６となシ、このシーケンスは逆の数字 の順序６−５−４−３−２−１−０となる。これら記号及びシーケンスの選択は 上述した方法の特に便利な実現を可能とすることにある。第４図のライン人は伝 送される記号の元のシーケンスを示す。４．６．４．　Ｂ、　２．　ｔ、　３の 同期化シーケンスが伝送チャンネル８の直列データストリームから回復されかつ 複数の記号及びタイミング信号として同期決定回路１６に与えられるものとする 。この再生されたシーケンスは第６図のラインＢに示される。記号Ｅは記号の組 内に存在しない回復された文字を指示し、即ち誤差があるものと知られる。

第６図のラインＣは第１の候補シーケンス発生器３２の内容を示す。この第１の 候補シーケンスカウンタと関連した票決符合回路の内容がカウンタのすぐ下の２ インＤに示される。同様に、ラインＥ及びＧで、第２及び第３の候補シーケンス 発生器３２の内容が示され、それらの関連した票決符合回路の内容がラインＦ及 びＨで示される。第１、第２及び第３の候補シーケンス発生器を参照し、それが 意味するものは、１つのシーケンス発生器が１つの候補記号でロードされるよう な順序である。候補シーケンス発生器をロードするように多数の異なったアルゴ リズムが存在するために、任意の候補シーケンス発生器３２は第１、第２、また は第３の候補シーケンス発生器とされ得る。

最初の受信した記号「４」が第１の候補シーケンスカウンタに入力されると、そ れは予め定められたシーケンスに続く候補シーケンス発生動作を初期化する。従 って、第１の候補シーケンス発生器は記号「４」で開始し、そのシーケンスに対 応して順序「３−２−１−ＯＪＯ元の予め定められたシーケンスの引き続く部分 を終了する。この候補記号に対するそれぞれの比較器は再生されたシーケンスの それぞれの新たな入来記号とこれら発生されたシーケンス記号とを比較する。第 ６図のラインＣで明らかなように、どの回復された記号も発生された第１の候補 シーケンスによって発生される対応する記号と一致しないために、関連した符合 回路はこの候補に対して投票を登録しない。第１のシーケンス発生回路が最終記 号「０」を発生しかつ候補が選択されなかった時には、この候補はついで発生器 をクリアすることによって引き下げられ他の引き続く候補に関連して使用できる ようになる。

第２の記号「６」は第１の候補シーケンスで発生される第２の記号「！１」一致 しないために、この記号はあいまいである。従って、記号「６」は第２の候補シ ーケンス発生器に入力される第２の候補となる。これは第２の候補シーケンス発 生器からの候補シーケンス６−５−４−５−２−１−０の発生を行なわせる。同 様に第２の候補シーケンス発生器からの記号は時間決めされた順序の入力シーケ ンスから逐次的に回復される対応する記号並びに任意の一致から一致に対して符 合される票決と比較される。

例示されたシーケンスの回復された第３の記号「４」は２つの可能な候補のいず れとも一致せず、従って、票決は第１の候補あるいは第２の候補のいずれに対し ても符合せしめられない。いずれの候補入力とも一致しないためにあいまいさを 生じさせた記号「４」は、従って、第３の候補ジ−タンス発生器に入力される第 ３の候補となる。ここで３つのシーケンス発生器の３つの候補は入力記号と一致 せしめられる。しかしながら、回復される第４の記号ｒＥＪは無効であり、５つ の候補のいずれに対しても票決を生じさせない。更に、第４の記号はそれが無効 であるため登録されない。

第５の記号「２」が回復されるまで一致はなく、票決は第３の候補に対して符合 せしめられる。回復された第６の記号「１」が第５の候補に対する他の票決を生 じさせる。記号「１」は一致を作りかつ票決を生じさせたために、新たな候補は 第１の候補シーケンス発生器には挿入されない。これはあいまいが見出されなか ったためである。回復された最後の記号「３」は一致または票決を与えないが、 第３の候補は２の票決を集めており、これは任意の候補の票決よりも大でありか つ最小当選票決カウント（この例では２である）に等し偽かまたはそれよりも犬 である。従って、このシーケンスは伝送されるシーケンスに最もそれらしいもの として選択され、第１の文字検出器によって指示されかつラインエに示されるよ うなブロック同期信号を発生するために使用される。一致を与えない記号「３」 はラインＣに示されるように空の第１の候補シーケンス発生器に挿入される。

第７図は４０票決の地すベシ的勝利の規準を添えた同様の７回試行の３候補の２ 票決方式の例である。ライン人、Ｂはそれぞれ伝送されかつ受信されたシーケン スを示す。ラインＣ，Ｄはそれぞれ第１の候補カウンタ及びその関連符合回路の 内容を示す。２インＥ、Ｐはそれぞれ第２の候補カウンタ及びその関連する符合 回路の内容を示す。第１の受信された記号「４」は第１の候補カウンタにロード され、受信したシーケンスと比較される。

一致がないために、票決符合回路には候補記号に対する票決が加わらない。第１ の候補シーケンスに対する不一致即ちあいまいさを表わす第２の記号「５」は第 　の候補となり、これは第２の候補カウンタにロードされる。

引き続いて受信したシーケンスは第２の発生された候補シーケンスと一致するの で、票決はこの候補に対して加わり続ける。入力シーケンスにこれ以上のあいま いさはないために他の候補は選択されない。票決の地すベシ的勝利数（４）が第 ２の候補に対して加えられた時に、それは最もそれらしい候補として選択され、 その最後の記号はブロック同期信号２２を発生するように使用される。定義によ って、第２の候補は最小当選票決カウントを通シかり可能な候補の中から最も大 きなカウントを有するということを理解すべきでらる。地すべり的勝利状態が宣 言され候補シーケンス選択は選択された候補シーケンスが最後の記号に達すると 終結せしめられる。

第９図は本発明の好適実施例に含まれた同期決定回路１６の構成のよシ詳細な回 路図でおる。それぞれの候補シーケンス発生器５２はそれぞれ４ビット２進候補 カウンタ１０２．１０８．１１２によって構成される。これは、入力記号シーケ ンスと同期する信号でカウンタをクロッキングすることによシ容易に記号シーケ ンスが発生せしめられるようにする。カウンタ１０２，１０８及び１１２はライ ン１５からの入力記号シーケンスと同期して発生されるクロック信号ＣＴ１２と 同期してカウントを行なう。ライン１５での入力記号シーケンスはワード同期タ イミング速度で３つの並列ビットとして記号シーケンスを受けるクロッキングさ れるラッチ１００に入力される。記号はタイミング信号ＣＴ１１によってランチ １００にクロッキングされる。ラッチ１００の出力はインバータ１０１において 反転され、その後に、候補カウンタ１０２，１０８及び１１２のプリセット入力 Ａ−Ｃに記号を入力する。記号の反転のために、カウンタ１０２，１０８及び１ １２は、実際には、６−５−４−３−２−１−０のカウントダウンシーケンスに 対して？−１０−１１−１２−１−１４−１５のカウントアツプを行なう。候補 シーケンスの最後の記号を指示するキャリー信号は１５０カウント後にオーバー フローするとそれぞれのカウンタのキャリー出力ＣＲによって発生される。この キャリー信号は、また、高レベル信号をそのパルス活性化人力ＥＮＰに与えるこ とによってカウンタを無能化する。

ライン１５の受信した記号はまた比較器１２０，１２２及び１２４の人入力にも 入力される。比較器１２０，１２２及び１２４は非同期でらシ、それらのＢ出力 はそれぞれ候補カウンタ１０２，１０８及び１１２の出力ＱＡ−ＱＣに接続され る。

比較器１２０，１２２及び１２４の入；Ｂ出力は受信したジ−タンスの入来する 記号と候補カウンタ１Ｇ２，１０８及び１１２のそれぞれの出力の内の１つとに 対する一致部ち票決信号を発生する。一致が生じると、比較器１２０，１２２及 び１２４のＡ＝Ｂ出力はそれぞれ票決カウンタ１２６．１２８及び１３０の入力 ＥＮＰを可能化即ち活性化する。クロッキング信号ＣＴ１３はカウンタ１２６， １２Ｂ及び１３０のＣＩ、に入力に発生され、入力がそれぞれ比較器１２０，１ ２２及び１２４から活性化される時にそれらのカウントの増進を行なわせる。

票決カウンタ１２６，１２８及び１３０の出力９人−ＱＣは投票者決定論理３８ への入力である。投票者決定論理３８はＲＯＭ　１３２及びラッチ１３４から成 る。ＲＯＭ　１５２はアドレスとしてそれぞれの票決カラ／りから投票合計を受 け、第５図に関連して上述したプログラム化した論理を構成するようにアドレス される位置の態様の出力化によって票決を処理する。几０Ｍ１３２は５１２Ｘ４ ビツト装置であり、その内容は第１０図に示されている。

３つの票決カウンタ１２６，１２８及び１３０からＱビットアドレス５１２が附 与されると、ＲＯＭ１３２はそのアドレスに従って４ビツト制御ワードを出力す る。この制御ワードはタイミング信号ＣＴ１４と同期してラッチ１３４にクロッ キングされる。これらの４つのビットは最終文字検出器４０のマルチプレクサへ の３つの候補信号並びにリセット回路４３への地すべり的勝利指示信号となる。

それぞれの候補選択信号はマルチプレクサを形成するそれぞれの反転バッファ１ ｊ４，１１６及び１１８を活性化して選択された候補シーケンスの記号をラッチ １４０に通す。ラッチ１４０にラッチングされる選択されたシーケンス記号はラ ッチ１４０のＣＬＫ入力によって与えられるタイミング信号ＣＴ１５と同期して このラッチ装置１４０に入る＠ラッチ１３４の制御選択出力並びにそれらの機能 は第１１図に示される表で一層十分に示されている。

選択された候補シーケンスの終シで、最終文字が発生され、「０」を復号化する ＮＯＲゲート１４２によって検出される。この記号即ち数を復号化することＫよ りゲート１４２の出力はゲート１４４を活性化し、ブロック同期信号２２となる クロックパルス信号ｃ’ｒ１ｓを通過させる。

候補記号での候補カウンタ１０２，１０８及び１１２のロード及び票決カラ／り １２６，１２８及び１３０のクリアは制御器３６によって処理される。この制御 器３６は几ＯＭ　１３６及びクロッキングされるラッチ１５８から成る。このＲ ＯＭはアドレス入力人０−４９　（ＩＱ２８）と４ビツト出力とを有する。ＲＯ Ｍ１３６内に含まれるプログラムは第１２図に一層詳細に示され、これは１０２ ８　Ｘ　４ビットメモリ空間の内容を表わす。ＲＯＭ１３６のアドレス入力への 入力パラメータの１つはラッチ１３４からの３つの候補選択ライン４７である。

これらのラインは、候補のどれがもしあれば選択されたかを指示する。ＲＯＭ１ ３６のＡ〇−人９人力への３つの他の入力はカウンタ１０２，１０８及び１１２ のキャリー出力ＣＲからのものである。これらキャリー出力信号は、カウンタが 予め定められたシーケンスの最後の記号「０」に達してオーバーフローしかつキ ャリー信号を発生したという状態指示信号である。更１ｃＲＯＭ１３６への入力 はラッチ１５８の出力である３つの候補ロードラインからのものである。これら ラインは１／）の記号が時間的に速いというＲＯＭ１３６の出力の状態を指示す る。

ＲＯＭ１５６への最後の入力は一致回路４５からのものであシ、これはＮＯＲゲ ート１５０により一致の不存在を検出し、この信号をＲＯＭ１５６の入３人力Ｖ ｃ４える。この不一致信号は有効信号ＣＬ１１が高レベルでちる限り、ＡＮＤゲ −）　１５２を介してゲーティングされる。有効信号ＣＬ１１は有効チェッカ１ ４（第１図）から発生され、不一致信号が有効記号に応じて生じたということを 指示する。もし有効チェッカ１４が無効記号を見出すと、有効信号ＣＬ１１はゲ ート１５２を無能化するように低レベルにされ、不一致信号がＮＯＲゲート１５ ０から通過することを阻止する。これ社無効信号がカウンタに入力されて無効候 補シーケンスを発生しないようにする。無効記号は、候補シーケンスが無効受信 記号に対してさえもカウントダウンされなければならないために単に無視され得 ない。

ＲＯＭ　１５６はこれら１０個の入力を受け、アドレスされた位置から３ビツト の出力（第４番目のビットは使用されない）を生じさせる。ＲＯＭ１３６からの この３ビツトの出力はタイミング信号ＣＴ１５と同期してランチ１３８にクロッ キングされ、入力記号シーケンスからの記号をカウンタ１０２，１０８及び１１ ２にロードする信号となる。また、それらは記号のロードと同時に関連した票決 カウンタ１２６．１２８及び１３０をクリアする。

次に第８図の論理図がより詳細に説明される。プログラムは几０ＭＡ３６の出力 の０１，０２及び０３を設定することによりブロックＡ１０で開始し、ついで、 一連の試験を行なｈｌもしシーケンス発生器即ち候補カウンタ１０２゜１０８及 び１１２が候補シーケンスを発生することに従事せしめられるならば候補シーケ ンスがそれらの最終カウントに達したかどうか並びにもしちればどの候補カウン タが新たな候補シーケンスの発生を開始するように利用可能でちるかが決定され る。最初に、ＲＯＭ１３６への入力Ｉ　１０．　Ｉ９及び工８がブロックＡｌ　 ２．　Ａ１４及びＡ１６で逐次的に試験され候補カウンタ１１２，１０８及び１ ０２が候補シーケンスの発生を前に開始したかどうかが決定される。

ＲＯＭ１３６への入力での１つの論理状態は１つの候補カウンタが前にこのよう な発生を開始したということを表わす。１つの候補カウンタが前に１つの候補シ ーケンスの発生を開始したということを試験が指示する場合には、プログラムは 前に発生された候補シーケンスがその最終カウントに達したかどうかを決定する だめに第２の試験に分枝する。この目的のだめ、ブロックＡｆ　２．Ａ１４及び Ａｆ６での３つの試験のそれぞれはそれぞれブロックＡ１８゜Ａ２０及びＡ２２ の５つの試験の内の１つに分校せしめられる。それぞれの分校は一連の同様のプ ログラムステップの実行を含み、これらのそれぞれは゛候補カウンタの１りに関 連して行なわれる。例えば、対応する候補カウンタが候補シーケンスの発生を前 に開始していたということをブロックＡ１２での試験が指示するならば、ブロッ クＡ１８は候補シーケンスがその最終カウントに達したかどうかを決定するため にＲＯＭ　１３６への入カニ７を試験する。

試験が入カニ７での１つの論理状態によって試験が否定を表わすならば、候補カ ウンタは受信されたデータの引き続いて受ける有効記号に応じて候補シーケンス の発生を開始するように準備される。ついで、プログラムはブロックＡ１４に戻 り、他の候補カウンタが候補シーケンスの発生を前に開始したかどうかを決定す るように試験が行なわれる。しかしながら、ブロックＡ１８で行なわれる試験が 否定的即ち’ＢＯＭ　１５６への入カニ７が１ではないならば、プログラムはブ ロックのＡ２４に分枝し、ＲＯＭ１５６の出力０１ｔ−「１」に設定する。これ は対応する候補カウンタがその候補シーケンスの発生を続けるように準備させる 。

プログラムはブロックＡ１４で３つの候補カウンタの内の第２のものが候補シー ケンスの発生を従事するかどうかを試験し続ける。もしこのような候補カウンタ がそのように従事するならば、プログラムはこのカウンタによって発生されてい るシーケンスがその最終カウントに達したかどうかをブロックＡ２０で試験する ように分枝する。

このような最終カウントはＲＯＭ　１５６への入カニ６での論理１によシ特徴づ けられる。プログラム１８に関連して上述した態様で、この試験は対応するカウ ンタが引き続いて受信される有効記号に応じて動作するよう準備されるような態 様を決定する。もし候補カウンタがその候補シーケンスの発生を続けなければな らないならば、プログラムはブロックＡ２６に分枝し、論理１がＲＯＭ１１６の 入力０２に与えられる◎ いずれにしろ、プログラムは第３の候補カウンタが１つの候補シーケンスの発生 を従事するかどうかを決定するようにかつ屯しそうであればその候補シーケンス がその最終カウントに達したかどうかを決定してカウンタが引き続いて受信され る有効記号への応答のために準備されるようにプログラム１６．λ２２及びＡ２ ８の機能を実行し続ける。

カウンタの候補シーケンス発生状態の決定及び受信した有効記号への応答のため のそれらカウンタの準備に続いて、プログラムは新たなカウントシーケンスがこ のような記号に関連して開始されるべきであるかどうかを決定し続ける。これは ブロックＡ３０で行なわれる試験によりて決定される。ＲＯＭ　１５６への入力 １１が論理０であるならば、試験は新たな候補シーケンスが開始されるべきでは ないということを表わし、プログラムはプログラム５２に続き終了する。しかし ながら、もし論理１がＲＯＭ１３６への入カニ１に存在するならば、試験は新た な候補シーケンスが開始されるべきであるということを表わす。

このようなシーケンスが開始され得るかどうかは候補カウンタの有用性に依存す る。これを決定するために、プログラムはプログラム３４．　Ａ３６及びＡ５８ での試験シーケンスを実行するように分枝する。これら試験のそれぞれは対応す る候補カウンタが候補シーケンスの発生に従事かどうかを決定する。ＲＯＭ　１ ５６への入カニ７及び１１ｏが共に０であれば、これは対応するカウンタが候補 シーケンスの発生に従事していないという事を表わす。同様に、ＲＯＭ　１５６ の入力Ｉ６．Ｉ？及び入力Ｉｓ、Ｉａが論理Ｏであるならば、それぞれの対応す るカウンタは共に候補シーケンスの発生に従事していない。プログラムはこのよ うな従事に関連していない第１の候補カウンタを選択されるために進行する。ブ ロックＡ３４．Ａ３６及び人３８での試験のそれぞれはブロックＡ４０．　Ａ４ ２または人４４の１つへのそれぞれの分枝を定める。これらブロックのそれぞれ は対応する候補カウンタが受信した有効記号に応じて新たな候補シーケンスを開 始することができるようにＲＯＭ１５６の出力０１，０２または０５の１つを条 件づける。プログラムステップの実行を表わす。この条件決めは几ＯＭ１３６の 適切な出力を論理１に設定することにょシ行なわれる。

リセット回路４３はラッチ１３８をクリアすることにょシ制御器３６をリセット するように働く。この作用は全ての候補カウンタ１０２，１０８及び１１２並び に票決カウンタ１２６，１２８及び１５０をクリアする。この信号は、また、几 ０Ｍ１５６をその最初のプログラム開始アドレスにリセットする。ランチ１３８ へのリセット信号がＮＡＮＤゲート１４６の出力あるいはＡＮＤゲー）　１４Ｂ 　（これは負の真ＯＲゲートとして働く）を通る初期化信号リセットからの低レ ベル論理パルスとして発生される。このリセット信号はワード同期検出器１０（ 第１図）からのものであり、同期化シーケンスを検出するサイクルを開始するよ うに発生される。ブロック同期信号２２を発生するゲート１４４の出力は通常低 論理レベルであり、クロック信号ｃ’ｒｔｓの時間で最後の記号ｒＯＪの復号化 の時に高レベルパルスを生じさせる。もし地すべり的勝利信号が高レベルである ならば、ブロック同期信号はそれが高レベルへの転移を作る時にラッチ１３８を クリアするためにリセット信号と同様なパルスをＮＡＮＤゲート１４６から作る 。

例えば、第１０図に示される票決決定論理は１つの票決の当選規準と２つの票決 の地すべり的勝利規準とを有する。従って、第９図の実施例方式において、ブロ ック同期信号２２はあらゆる候補信号に対して発生され、これは少なくとも１つ の票決及び任意の他の候補よシも多い票決（おるいはその支持を分ける同順位） でその最後の記号に達する。引き続いて最終記号に達する他の候補は１つの候補 が２つの票決（地すベシ的勝利）を加えなかった（その時にランチ１３８はリセ ットされる）限り更にブロック同期信号２２を発生することができる。使用装置 は、どのブロック同期信号がデータ回復のため最後に発生されたブロック同期信 号２２へのリセットにより使用するかを決定する回路と共に用いられる。

本発明の好適実施例が図示されたが、当業者にとって明らかなように糧々の変更 及び変化が本発明の精神及び範囲からはずれることなくそれに対して成されても よい。

Ｆ！ｌ−７ Ｆｔ）、Ｚ Ｆｉｃ３．３ 記号シーケンス Ｏ工２３４Ｂ４７　日９ａｂｅｄｅｆ ｉｔ、ｙ、、　／１ ０１ス３４コロ７９９ａｂｃｄ＊ｆ 国際調査報告

Claims (15)

【特許請求の範囲】
1. １．データブロツクに先行する２よりも大きな整数であるＮ個の異なつた予め定 められた記号の予め定められたシーケンスを有する伝送されたデータストリーム のデータブロックの開始を時間部分が表わす同期パルスを発生するための装置に おいて、 受信したデータストリームの上記予め定められた記号を識別するための手段と、 上記予め定められた記号の選択された１つで始まる上記予め定められたシーケン スの記号に対応する候補記号のそれぞれの候補シーケンスを受信したデータスト リームの記号と同期して発生するための複数の候補手段と、 それぞれの識別された予め定められた記号を上記候補手段によって現在発生され た上記候補信号と比較し、それぞれの識別された記号と一致する出力を有する任 意の候補手段に関して一致信号を発生するための手段と、 それぞれの候補手段に対する一致信号の数を別々に符合するための符合手段と、 それぞれの上記候補手段に対して符合せしめられる一致信号の数に応じて、それ ぞれの選択された候補シーケンスを識別する選択信号を発生するための手段と、 上記選択信号に応じて上記選択された候補シーケンスの最終記号の発生に時間決 めされた関係で上記同期パルスを発生するための手段と、 上記一致信号及び上記候補手段のそれぞれの状態に応じて、現在識別される１つ の上記予め定められた記号に対応する開始候補信号を利用可能なそれぞれの上記 候補手段にロードしかつ対応する上記符号手段をクリアするための制御手段とを 具備したことを特徴とする上記装置。
2. ２．特許請求の範囲第１項記載の装置において、上記候補手段のそれぞれは上記 予め定められたシーケンスでカウントしかつ上記候補記号の任意のものに対応す るようにブリセットされ得るブリヒット可能な候補カウンタを含んでおり、上記 候補カウンタは上記候補シーケンスに従つた上記候補記号に対応するカウント出 力と、候補シーケンスの最終候補記号になつた時しにキャリー信号を発生するキ ャリー出力とを有することを特徴とする上記装置。
3. ３．特許請求の範囲第２項記載の装置において、上記符合手段はそれぞれがそれ ぞれの候補カウンタと関連した複数の票決カウンタを含み、それぞれの上記票決 カウンタは上記一致信号がそれぞれの候補カウンタに対して発生される毎に進め られることを特徴とする上記装置。
4. ４．　特許請求の範囲第３項記載の装置において、上記同期パルスを発生するた めの上記手段は、上記候補カウンタの出力に接続される複数のチヤンネルを有し 上記選択信号に応じて上記チャンネルの内の１つを活性化するマルチプレクサ手 段と、上記選択された候補カウンタからの上記シーケンスの最終記号が検出され る時に活性化信号を発生するための復号化手段と、上記活性化信号に応じてそれ に対して予め決定された時間関係で同期パルスを出力するための手段とを含んだ ことを特徴とする上記装置。
5. ５．特許請求の範囲第４項記載の装置において、上記選択信号を発生するための 上記手段は制御ワードを含む複数のアドレス可能左位置を有する読出し専用メモ リを含んでおり、上記読出し専用メモリは上記票決カウンタのカウント出力でア ドレスされて上記マルチプレクサ手段にその位置に含まれる制御ワードを与え、 上記マルチプレクサ手段は上記与えられる制御ワードに従ってそれぞれの候補カ ウンタと関連する上記チャンネルを選択することを特徴とする上記装置。
6. ６．特許請求の範囲第５項記載の装置において、上記制御手段は制御ワードを含 む複数のアドレス可能な位置を有する読出し専用メモリを含み、上記読出し専用 メモリは上記選択信号附与手段からの制御ワード、上記候補カウンタの上記キャ リー出力及びその前の制御ワード出力でアドレスされて上記候補カウンタ及び上 記票決カウンタにその位置に含まれる制御ワードを発生し、上記制御ワードは現 在識別される上記予め定められた記号に対応する候補記号で上記ブリセット可能 な候補カウンタの１つのロードを行なわせかつそれぞれの候補シーケンスの終了 に達するとそれぞれの票決カウンタのリセットを行なわせることを特徴とする上 記装置。
7. ７．同期されるべきデータブロックの上流の予め定められたシーケンスの２より も大きな整数であるＮ個の異なつた予め定められた記号を用いてデータストリー ムのタイミングを同期するための方法において、受信したデータストリームの上 記予め定められた記号を識別すること、 それぞれの選択された候補記号で開始する上記予め定められたシーケンスの記号 に対応する候補記号の候補シーケンスを発生すること、 それぞれの識別された記号をそれぞれの上記候補シーケンスのそれぞれの一時的 に対応する記号と比較してそれぞれの記号が一致する時にそれぞれの一致信号を 発生すること、 現在の上記予め定められた記号がそれぞれの一時的に対応する記号と一致しない 時に現在の上記予め定められた記号に対応する候補記号で候補シーケンスの上記 発生を開始すること、 それぞれの候補シーケンスに対して一致信号の数を符合すること、 それぞれの上記候補シーケンスに対して符合せしめられた一致の数を比較するこ とにより伝送されたシーケンスに最もそれらしく対応するような上記候補シーケ ンスの１つを選択すること、 上記選択された候補シーケンスの終了によつて識別される時間に関して上記デー タブロックを同期すること、 から成ることを特徴とする上記方法。
8. ８．特許請求の範囲第７項記載の方法において、上記選択するステップは、それ ぞれの上記候補シーケンスに対して符合せしめられる一致の数を比較すること、 符合せしめられた一致の最も大きな数を有する候補シーケンスを選択することを 含んだことを特徴とする上記方法。
9. ９．特許請求の範囲第８項記載の方法において、上記選択するステツプは、一の 数が最小数を超える時に符合せしめられた一致の最も大きな数を有する候補シー ケンスを選択することを含んだことを特徴とする上記方法。
10. １０．特許請求の範囲第９項記載の方法において、選択する上記ステツプは、上 記最小数よりも大きな予め決定された地すべり的勝利数と等しい時に符合せしめ られた一致の最も大きな数を有する候補シーケンスを選択することを含んだこと を特徴とする上記方法。
11. １１．特許請求の範囲第８項記載の方法において、選択する上記ステツプは、複 数の候補シーケンスが等しい数の票決を有しかつその数は任意の他の候補に対す る票決の数よりも大である場合に、上記候補シーケンスの発生の選択された順序 に定って上記候補シーケンスの１つを選択することを含むことを特徴とする上記 方法。
12. １２．特許請求の範囲第１１項記載の方法において、上記等しい数は最小数を越 えることを特徴とする上記方法。
13. １３．特許請求の範囲第７項記載の方法において、発生する上記ステツプは、候 補記号で開始し、上記現在識別される記号が前の候補シーケンスの候補記号と一 致し左い時に現在識別される予め定められた記号に対応する候補シーケンスを発 生することを含んだことを特徴とする上記方法。
14. １４．特許請求の範囲第１３項記載の方法において、発生する上記ステツプはそ れぞれの上記候補シーケンスを発生するように予め決定された数の候補シーケン ス発生器に選択された候補記号をロードすること、状態指示から上記ロードに対 する上記候補シーケンス発生器の利用性を決定することを含んだことを特徴とす る上記方法。
15. １５．特許請求の範囲第１４項記載の方法において、決定する上記ステツプは、 どれが利用できるかを決定するように上記候補シーケンス発生器を逐次的に走査 すること上記走査シーケンスの利用できる第１の候補シーケンス発生器を上記選 択された候補記号でロードすることを含んだことを特徴とする上記方法。