JPH04500442A - コードレス電話機 - 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】 コードレス電話機 金型の背量 １、発明の分野 本発明は、コードレス電話機に関するものである。特に、本発明は、コードレス 電話機のベースとハンドセット（送受話器）間の通信プロトコルを制御するのに 使用するデジタル命令ワードの伝送におけるエラーを検出するための方法と装置 に関している。

２、背景親羽 コードレス電話機は、通常、ベース局とハンドセット局の２つの別々の局から構 成されている。ベース局は、電話回線出力口（ｔｅｌｅｐｈｏｎｅ　ｏｕｔｌｅ ｔ）にプラグで接続されており、そして市内電話回線と（ｌｏｃａｌ　ｔｅｌｅ ｐｈｏｎｅ　ｔｒｕｎｋ）とインターフェースするのに必要な全ての機器及び電 子装置から構成されている。ハンドセット局は、電話機の使用者とインターフェ ースするのに必要な全ての機器と電子装置から構成されている。そのような機器 は、スピーカーやマイクロフォン、並びに、電話をかけるためにダイアルしたり 、他の特徴機能を提供するためのタッチトーンキーバッドを包含している０両局 はまたハンドセット局とベース局間の無線通信用の無線送受信機とアンテナを備 えている。

ベース局は基本的には固定のものであり、そして電話回線出力口に通常配線して いなければならないので、このベース局は典型的には壁面交流アウトレフトから の電力供給を受けるようになっている。しかし、ハンドセットは携帯性を意図し ているので、交流ＮＲアウトレットと接続するようには設計できない、従って、 ハンドセットはオンボードのバッテリーバックからの電力を受けるようになって いる。典型的には、そのバッテリーは、再充電可能型のものであって、ハンドセ ントをベース馬上の収容台に■きそして再充電回路を通じてそのベース局の１を 源に電気的に結合した時に、再充電されるようになっている。

電話で交わされる実際の会話に加えて、２つの別々の局間のプロトコルを統制す るためのデジタル信号も伝送されるようになっている。典型的には、プロトコル コントロールは、それら２局間でデジタル命令ワードとデジタル肯定応答ワード （集合的には、デジタルデータワード）を伝送することにより行なっている。

これは、音声通信以外の別の周波数あるいはチャンネル上で実施したり、又は音 声周波数チャンネルで直接実施したりするようにできる。デジタルワードを無線 信号で空中を伝送する場合、伝送したデータが受信側の局で正しく受信されない 可能性がある。残念ながら、特にベース局とハンドセット局との間の距離が増す と、伝送データの保全性に影響するような無線周波数妨害やノイズがかなりの量 となる。

ある局から他局へプロトコルデータワードを伝送するためには、それらプロトコ ルデータワードを単一チャンネルに多重化し、そしてそれらのビットを受信局の アンテナへ空中を通じて順次送るようにする。コードレス電話機システムにおけ るデータ伝送の保全性に影響する大抵のノイズや妨害は、変動持続時間の妨害バ ーストから成っている。妨害バーストは、その妨害が特に短持続時間のものであ るならばたった１つ又は２つの受信ビットの妥当性に、また長持続時間のもので あるならば全ワードに影響を与えることがある。

先行技術のコードレス電話機では、エラー検出方法を提供するために、時には、 それらプロトコルデータワードに機密保護コードを追加していた。これらのコー ドレス電話機においては、その機密保護コードワードは、ベース局とハンドセッ ト局の両局のメモリ内に記憶している。プロトコル伝送が局間で必要となる時、 その機密保護コードは、送信する妥当性コードを形成するために、プロトコルワ ードに追加していた０例えば、もしプロトコル通知を、単に８ビツト・プロトコ ル命令ワードを送る代わりに、８ビツト・プロトコルワードを使用することによ り実施する場合には、送信局は、ハイのバイトとしてのプロトコル命令とローの バイトとしての機密保護コードとから構成される１６ビツト・ワードを送るよう にする。受信局は、その送信されたワードを読み取り、そしてそれの機密保護バ イト部分をその受信局のメモリ内に記憶した機密保護コードと比較する。もし一 致していれば、多分送信されたワード全体を正しく受信していることになり、従 って受信局は、正しいものとしてそのプロトコルワードを受け入れる。しかし、 このタイプのエラー検出は完全であるとは言い難い、エラーを引き起こす短持続 時間妨害バーストは、全く検出されずに通ってしまうことがあるからである。例 えば、８ビツト機密保護コード及び８ビツト・プロトコルワードの上記例におい ては、８ビツト長までのエラーが完全に検出されずに通過することができる。も し８ビツト・バーストエラーがその機密保護フード部分ではなく送信されたワー ドのプロトコル命令部分中に発生する場合には、そのｌ！密保護コードは正しく 受信されることになり、そして受信局はそのプロトコルワードを正しいものとし て受け入れることになる。

ノイズやランダム妨害に加えて、コードレス電話機は、特に意図的な“偽”伝送 からの影響を受けやすい、特に、コードレス電話機のベース局の無許可の使用が 、他の送受信機からなされることがある。そのコードレス電話機の送信周波数と プロトコルシステムを知っている他人が、送受信機を使って、そのコードレス電 話機のハンドセットをまね、そしてそのコードレス電話機のベース局を使用して 無許可のコールをしたり、また個人の電話での会話を盗聴する可能性がある。

それゆえに、改良したコードレス電話機を提供することが、本発明の目的である 。

遠隔の送受信機を使用して無許可電話のコールを行なうことが非常に困難となる ようなコードレス電話機を提供することが、本発明の他の目的である。

コードレス電話機の伝送エラーを検出するための改良手段を提供することが、本 発明の他の目的である。

ある一定の伝送エラーを訂正できるコードレス電話機を提供することが、本発明 の他の目的である。

元画９概！ 本発明は、コードレス電話機のベース局とハンドセット局間での伝送エラーを検 出するための幾つかの方法と装置とを提供する。その一つの方法は、送信前にプ ロトコルデータワードのビットを機密保護コードワードのピントとインターリー ブする方式から成っている。より詳しくは、電話機のプロトコルシステムが８ビ ツト・プロトコルデータワードを利用すると、ハイ機密保護バイトとロー機密保 護バイトから成る１６ビツト機密保護コードワードをベース局のマイクロコンビ 二一夕により発生する。ベース局とハンドセット局の両局はメモリ内にその機密 保護コードワードを記憶している。さらに、この機密保護コードワードはコード レス電話機の無許可の使用の機会を低減するために、ランダムな時間間隔で更新 する。ベース局のマイクロコンピュータは、その機密保護コードをランダムな時 点にて変更し、そしてパンテリー充ｔｉＪ］間中にハンドセントがベース局の収 容台座に１かれている時に、その新１１密保護コードワードをハンドセット局に 伝える。

本発明の例示的実施例のためには、そのプロトコルデータワードは８ビツト長で あるものとする。そのような状況において、機密保護コードワードは、１６ビツ トから成る。妥当性コードは、プロトコルデータワードの８ビツトを機密保護コ ードの１６ビツトにインターリーブすることにより、現在送信側の局（ベース局 が又はハンドセット局の何れであっても良い）において発生するので、各プロト コルデータワードピントの何れかの側に近接するビットは、ハイ機密保護バイト とロー機密保護バイトのそれぞれの対応するビットとなる。この妥当性コードは 、送信局から受信局へ伝送する。受信局のマイクロコンピュータは、その受信妥 当性コードからＩｉａ密保護コードとプロトコルデータワードを再構成し、そし て機密保護コード部分をそのメモリ内に記憶した機密保護コードと比較する。も しそこに一致があれば、その受信ユニットは、正しいものとしてそのプロトコル データワード部分を受け入れる。プロトコルデータワードと機密保護コードとの ビットのこのインターリーブにより、１ビット以上長い時間のいかなるバースト エラーも機密保護コードの１ビットに影響しなければならないよう保証する。

第２のさらに好適な方法は、機密保護コードワードのハイのバイトと機密保護コ ードワードのロー・バイトの両方とプロトコルデータワードを排他的論理和し、 そしてこの排他的論理和ステップにより発生する２つのバイト（第１と第２バイ ト）と実プロトコル命令ワード（第３バイト）からなる２４ビツト・エラー検出 コード（８ビツトのプロトコルデータワードと仮定する）を生成することである 。

この２４ビツト・ワードは受信局に伝送し、そしてこの局は、その情報バケット を受けた時に、受信ワードの第１と第２バイトをその受信ワードの第３バイトと 排他的論理和する。伝送エラーが無かったならば、その結果の２つのバイトは、 メモリ内に記憶した機密保護コードと一致するはずである。その２つのバイトが 一致するならば、受信局は第３バイトを正しいプロトコルデータワードとして受 け入れる。この第２の方法は、たった１ビツト持続時間のバーストでさえ検出で きるよう保証する。さらに、もし必要ならば、非常に単純なエラー訂正ルーチン もまた、機密保護バイトの一つが一致する場合に、プロトコルバイトを受け入れ る、ということにより実施可能である。このような方法は基本的に３看板２選択 である。

ｚ面Ω固単ｌ説ヨ 本発明の多くの他の目的、特徴や長所は、添付の図面と関連した以下の詳細な説 明を読むことにより明白となろう。

第４図は、本発明のコードレス電話機の模式図。

第２図は、本発明のコードレス電話機のブロック図。

第３図から第６図までは、本発明のエラー検出方法の種々の代替実施例。

第７図と第８図は、本発明のエラー検出方法の種々の代替的実施例のフローチャ ート。

第９図と第１０図は、本発明のエラー検出方法においてエラーを訂正する２つの 代替の方法を示す。

本光皿□□□謀槻鼠親羽 第１図と！ｆＩ２図は、本発明のハンドセット局４０とベース局のそれぞれの主 要構成部品の模式図と概略ブロック図を示すものである。ベース局１０は、ハン ドセット局４０との無線周波通信が可能となるように、ミキサー１８を通じてア ンテナ１６にインターフェースした送信器１２と受信器１４を備えている。これ ら送信器１２と受信器１４は、さらにブロック２０に結合しており、このブロッ クは、電気コネクタ３８を介して市内電話回線とインターフェースするのに必要 な回路を概略的に表すものである。送信器１２と受信器１４はさらに、ベース局 の全機能（局間のプロトコル通知を含む）を監督するマイクロコンピュータ２２ に結合している。ｉｉ電話機使用者に種々の機能オプションを提供するためのキ ーバンド２４も備えている。このユニットは、ローカル交流ｔｉ！［２６からそ の電力を受けるようになっている。

１を源２８は、交流電源２６からの勧をマイクロコンピュータに使用出来る電源 へ変換する。さらに、その電源２８は、充電回路３０を通じてハンドセット局４ ０の再充電可能バッテリーバック４４を充電するために、ハンドセット局４０の 電力充電電気コネクタ４２に電気的に接続可能なアウトレフト電気コネクタ３２ に接続している。

ベース局はハンドセット局４０をその中に収容するための台座１１を備えている 。

しかし、通常は、ハンドセント局はベース局から離れた場所にあり、そのハンド セント局バッテリーが再充電を必要とする時には、ハンドセット局をベース局の 台座１１に置くようにできる。その台座は、ベース周上の電気コネクタ３２がハ ンドセット周上の電気コネクタと接触するように設計しであるので、ベース局の 電源２８はハンドセット局の再充電可能バッテリーバック４４を再充電すること が出来るようになっている。

ハンドセット局４０は、全システム機能を制御するためそれ自身のマイクロコン ピュータ４６を備えている。キーバンド４７は、使用者が番号をダイアル出来る ように、そして電話機の他の特徴機能を選択できるようにするために設けている 。もちろん、そのハンドセットもまた、ベース局１０との通信が可能となるよう にミキサー５４を介してアンテナ５２に結合した受信器４８と送信器５０を備え ている。この受信器はさらに電話機のスピーカー５６に結合しており、一方その 送信器はマイクロフォン５８に結合している。

ベース局とハンドセット局にはさらに、それら相互の間で機密保護コードワード を転送するために、それぞれ電気コネクタ３４と６０を設けている。ハンドセン ト４０を再充電のためのベース局１０の台座部分内に配置した時、それらコード 転送電気コネクタ３４と６０は再充電電気コネクタ３２及び４２と同じように電 気的に係合する。

これにより、ベース局はハンドセット局のバッテリーバック４４を再充電でき、 そしてさらにハンドセットがベース局の台座内に収容された時、ベース局１０の マイクロコンピュータ２２が新しい機密保護コードをハンドセット局に伝送でき るようになる。

背景説明で述べたように、ハンドセット局とベース局間で伝送する電話の会話に 加えて、通知用プロトコルデータもまた転送する。プロトコルデータワードがこ の伝送の他端で正しく受信されていることを保証するために、本発明は、その伝 送プロトコルデータの保全性を保証するための簡単ではあるが、非常に効果的な 手段を設けている。

本発明の一好適実施例においては、そのプロトコルデータは、８ビツト・デジタ ルワード内に含めている。第３図から第６図において、このプロトコルデータワ ードは、ＭＭＭＭＭＭＭＭにより表している。ベース局のマイクロコンピュータ は、エラー検出法で使用するプロトコルデータワードの２倍のビット数を有する 機密保護コード・ノードを発生する。ここで説明する実施例においては、その機 密保護コードは１６ビノトであり、そしてハイの１機密保護バイトとローの１機 密保護バイ１から成るものとなる。第３図から第６図において、そのハ・イ機密 保護バイトはＨＨＨＨＨＨＨＨにより表し、そしてローａ密保護バイトはＬＬＬ ＬＬＬＬＬにより表しである。

ベース局マイクロコンピュータは、そのメモリ内にその機密保護ワードを記憶し ており、モしてまたその機密保護コードワードを電気コネクタ３４と６０の接続 により形成されるデータバスを介してハンドセント局のマイクロコンビエータに 転送するようにする。ハンドセット局のマイクロコンピュータは、そのデータバ スからその機密保護ワードを読み取り、そしてそれをそれ自身のメモリ内に記憶 する。ランダムな時間間隔で、ベース局のマイクロコンピュータは、新機密保護 コードを発生して、ハンドセット局がベース局の台座に確実に置かれた時、それ をハンドセット局のマイクロコンピュータに伝える０機密保護コードのこのラン ダム変更により、機密保護コードワードが変化し続けるので、誰かがコードレス 電話機を無許可で使用することは非常に困難になる。

従来技術で行なわれていたように単に機密保護コードワードをプロトコルデータ ワードに追加する、ということの代わりに、本発明の電話機は、他の局への伝送 のための妥当性コードを生成するために、ｉ密保護コードのビットをプロトコル データワードのビットとインターリーブするようにする。

第３図において、１６ビソトｌ！密保護コードワードは、ＨＨＨＨＨＨＨＨＬ　 Ｌ　ＬＬ　Ｌ　Ｌ　Ｌ　Ｌから成る１６個の文字表現により表している。プロト コルデータワードは、ＭＭＭＭＭＭＭＭにより表している。妥当性コードは、第 ２図の３行目に示しζある。それは、機密保護コードワードのビットとプロトコ ルデータワードのビットをインターリーブして、図示のように、機密保護コード ワードの２つのビット間にプロトコルデータワードの各ビットを°°はさみ込む ”ことにより生成した２４ビツトワードである。この２４ビツト妥当性コードは 、送信され、そして受信局のマイクロコンピュータは、妥当性コードの受信した 時、その妥当性コードを分解し、そしてそれから機密保護コードとプロトコルデ ータワードを再構成する。

もしこの再構成した機密保護コードが、受信局のメモリ内に記憶された機密保護 コードと一致しているならば、マイクロコンピュータはその再構成プロトコルデ ータバイト′を正しいものであるとして受け入れる０文字Ｅでビットエラーを表 すようにした第３図に示すように、もし機密保護コードワードを、従来技術で行 なわれていたように単にプロトコルデータワードに追加したならば、８ビツト長 までのバーストエラーが全く検出されず通ることが可能である。しかし、第３図 に示すように、１ビツト長以上の如何なるバーストエラーも、機密保護コードワ ードの有効性に完全に影響を与える。勿論、これは、１ビツト長よりも長く続き そしてプロトコルデータワードの有効性に影響を与えるような如何なるノイズバ ーストも検出される、ということではない０機密保護コードの１ビツトあるいは 複数のビットに“°影響する”　（即ち、それと同時に受信する）多ビツトバー ストエラーは、実際には、そのビットの価を変更しない、ということが常に起こ り得るものである０例えば、もし２ビツト・バーストエラーが妥当性コードの１ つの機密保護コードビットＨそしてそれに近接したプロトコルピッ）Ｍに゛″影 響る”場合、それがＭビットの値を変更するがＨビットの値は変更しないという ことがある。このようなエラーは検出されないことになる。

第４図は、エラー検出レートを向上させる１つの代替のより好ましい方法を示す 、同じく、ハイ機密保護バイトはＨＨＨＨＨＨＨＨで表し、ロー機密保護バイト はＬＬＬＬＬＬＬＬで表し、そしてプロトコルデータワードはＭＭＭＭＭＭＭＭ で表しである。用語°゛エラー検出コード“は、第３図の実施例の妥当性コード と単に区別するために、第４図の実施例において発生し、伝送する２４ビツト・ ワードを記述するのに使用する。このエラー検出コードの第１のバイトは、第４ 図に示すようにプロトコルデータワードをハイ機密保護バイトと排他的論理和（ Ｘ−ＯＲ）することにより発生する。エラー検出コードの第２バイトは、プロト コルデータワードをロー機密保護バイトと排他的論理和することにより発生する 。

エラー検出コードの第３バイトは、不変更のプロトコルデータワードである。こ のエラー検出コードは受信局に送信し、この受信局で、エラー検出コードの第１ 第２、第３のバイトが分解され、そしてその第３のバイト（不変更プロトコルデ ータワード）がメモリ内に記憶される。第１と第２のバイトは両方とも、その第 ３バイトと排他的論理和（Ｘ−ＯＲ）される。もし送信エラーがなければ、第１ と第３ハイドの排他的論理和の結果は、ハイ機密保護バイトとなるべきである。

同様に、第２と第３バイトの排他的論理和の結果は、ロー機密保護バイトとなる べきである。受信局のマイクロコンピュータは、排他的論理和のそれら結果を、 そのメモリ内に記憶した機密保護コードワードと比較する。もしハイ機密保護バ イトとロー機密保護バイトの両方が一致しているならば、第３バイトは正しいプ ロトコルデータワードとして受け入れる。もしその結果の１６とソトワードがメ モリ内に記憶した機密保護コードと一致していないならば、受信局は、メツセー ジを送信局に送信してデータの再送信を要求する。第３図のこの方法は、たった １ビツトの長さのバーストでさえも再構成機密保護コードのあるビットに影響を 与えるように保証する。

この第２の方法は、開示した第１の方法よりも伝送エラー検出がより正確である 。事実、エラー検出コードの第３バイトにおけるエラーが検出されずにすむ唯一 の方法は、そのエラー検出コードの第１と第２バイトの両方の対応する位置にお けるビットの値が変更される場合だけである１例えば、もし１つのエラーがエラ ー検出コードの第３バイトの最上位ビットに現われる場合、そのエラーは、エラ ー検出コードの第１バイトと第２バイトの両方の最上位ビットが同じように変更 されない限り、検出されることになる。さもなければ、それら再構成機密保護コ ードバイトの何れか１つまたは両方がメモリ内に記憶した対応する機密保護コー ドバイトに一致しないだろう、この同じ関係がエラー検出コードの各バイトの残 りの７ビツトに対しても同じであると考えられる場合、伝送エラーが検出されな い確率はかなり低い、ということが明白である。

第５図には、第４図に示した方法に似たある代替の方法を示している。そのエラ ー検出コードは、？！４３図に関連して説明したのと全く同し方法で送信局に発 生する。しかし、受信したエラー検出フードの第１と第２バイトは、その受信エ ラー検出コードと第３バイトと排他的論理和する代わりに、それらは受信局のメ モリ内に記憶したハイ機密保護バイト及びロー機密保護バイトとそれぞれ排他的 論理和する。伝送エラーが無かったと仮定すると、両排他的論理和の結果は、送 信したプロトコルデータワードとなるべきである。それゆえに、それら２つの再 構成バイトが一致しているならば、それらは正しいプロトコルデータワードとし て受け入れる。この方法は、先に説明したものよりも正確さが少し低い。

第４図に示した方法においては、エラーが検出されずに進むためにはエラー検出 コードの３つの全てのバイトの対応するビットにおいて発生しなければならない のに対し、第５図の方法においては、そのような一致は、エラーが不検出で進む ためには第１バイトと第２バイトのみの間になければならない。エラーが不検出 で進むためのその所要のビット一致は、１つのステップを追加した場合には、エ ラー検出コードの３つの全てのバイトにまで増やすことができる。その１つのス テップでは、エラー検出コードの第１のバイトと第２バイトから再構成したプロ トコルデータワード′をさらに第３バイトと比較して、３通りの一敗があるかど うかについて判定する。但し、この方法は、第４図における方法と同レベルの精 度を実現するためには、マイクロコンピュータの時間及びパワーの追加が必要と なる。

第７図と第８図は、上述のエラー検出方法を利用したコードレス電話機の送信局 と受信局のそれぞれの動作のフローチャートを示す、第８図のステップ１００に おいては、送信局のマイクロコンピュータは、電話機の使用者のキーストローク に基づいてプロトコル命令バイトを発生する。ステップ１１０において、妥当性 コード（第３図の方法を利用する場合）、あるいはエラー検出コード（第４図又 は第５図の方法を利用する場合）を発生する。上述した２つの代替法は、フロー チャートの左側の破線の枠内に示しである。ステップ１２０において、妥当性コ ード（あるいはエラー検出コード）を送信する。

次に、第８図において、受信局は、そのデータをステップ２００で受信する。ス テップ２１０において、受信局のマイクロコンピュータは、その受信データから 、上記の３つの可能な方法の内の一つで機密保護コード又はプロトコルデータバ イトを再構成する。同じく、その３つの可能な方法を、第８図のフローチャート の左側の破線の枠内に示しである。ステップ２２０において、その再構成したバ イトを、記憶したｍ密保護バイト（第３図又は第４図の方法を利用している場合 ）あるいはその受信ワードの第３バイト（第５図の方法を利用している場合）と 比較する、もし一致をステップ２３０で検出した場合、受信局のマイクロコンピ ュータは、ステップ２４０で肯定応答信号を送る。もしエラーを検出した場合、 受信局のマイクロコンピュータは、ステップ２３５でその送信ユニットにエラー 検出したことを示すメツセージを送り戻す。

第７図に戻って、ステップ１３０において、送信ユニットは、第８図に示した受 信ユニットからの応答を受信する。この応答は、肯定応答か又はエラーメツセー ジの何れかである。ステップ１４０において、もしエラー信号を検出したならば 、プログラムはループして、メツセージを送信する。もし肯定応答をステップ１ ４０で受信したならば、良好な伝送を完了したことになる。

第３図あるいは第４図の何れかのエラー検出方法を利用して、非常に簡単なエラ ー訂正法が実施可能である０例えば、第３図の実施例において、再構成した機密 保護バイトの２つではなく１つだけがメモリ内に記憶した対応の機密保護バイト と一致した場合に、受信プロトコルデータバイト部分は正しいものとして受け入 れる。尚、受信エラー検出コードのそれら２つの再構成バイトのそれぞれは、受 信プロトコルデータバイトと機密保護コードの１つのバイトを定める情報を包含 している。それゆえに、一致が示された場合、そのプロトコルバイトと機密保護 バイトとは両方正しく受信されたか、又は各バイトの対応するビット位Ｗ（例え ば、両バイトのビット位１１１ｆ５）で１つのエラーまたは複数のエラーが発生 したかの何れかとなる。

今説明したエラー訂正方法は、単に３音訳２採決のことであり、エラーを受信し たことを示すバイトを排除する。もちろん、もしそれら再構成バイトの何れもメ モリ内に記憶した対応の機密保護バイトと一致していないならば、そのデータパ ケットを正しいものとして受け入れることはない、これと非常に似たエラー訂正 法が、２つの再構成バイトを受信エラー検出コードの第３バイトと比較すること により、第４図の実施例で実施可能である。もし３看板２の一致があるなら、そ の一致ペアーは正しいものとして受け入れる。

第９図は、上記の開示したエラー訂正方法のフローチャートを示す、ステップ２ ００．２１０．２２０．２３０　、そして２３５は、全く第８図に示したものと 同じである。

ステップ２３２は、３音訳２採決を示すために追加しである。もしエラー検出コ ードの３つのハイドのうち２つが正しい伝送を示した場合には、肯定応答をステ ップ２４０で送る。さもなければ、エラーメソセージをステップ２３５で送る。

エラー検出コードの３つのハイドのうちの２つのハイドの対応ビット位置におけ る１ビツトエラーの発生は、誤りのあるプロトコルバイトを正しいものとして受 け入れさせるので、上記のエラー訂正方法はある種々の使用に対しては満足なも のではないかもしれない、エラー訂正が必要だと判断される場合には、今説明し たものよりも良い方法は、エラーが検出さネヘ再送信が行れ、そして再び拒絶さ れた後でのみエラー訂正を試みることであろう、これが第１０図のフローチャー トで示したものである。もし元のエラー訂正コードと再伝送のエラー訂正コード が数ビットだけ異なっている場合には、置換順列をランして２つの拒絶したバケ ットから訂正したパケットを構築するようにすることができる。巧くいくために は、エラーは、異なったビットで発生し、そして許容可能な時間内で全ての順列 をランできる程十分少なくなければならない。しかし、この方法はマイクロコン ピュータに負担をかけ、そしてかなり大容量のＲＡＭ又はＲＯＭが必要となるの で、必要と判断した時のみ使用するべきである。第１０図のフローチャートの大 部分は第８図のものと類偵している。第８図と第１０図のフローチャートの共通 のステップは、共通の参照番号を付しである。この第２のエラー訂正方法におい ては、エラー訂正は、エラーが検出さね一再送信が行れ、そして再び拒絶がなさ れた後でのみ、試みる。もしエラーを第１の伝送において検出した場合、エラー メツセージをその元のデータ（ステップ２００から２３５を参照）と同じように 送信局に送る。再送信されたデータは、元データ（ステップ２００°から２３０ ゛を参照）と同じようにチェックし、そしてもしそのデータを正しく受信した場 合には、エラー訂正が不要であり、そしてステップ２３０゛はプログラムコント ロールをステップ２４０に送り、そこで肯定応答を送信局に送る。しかし、もし エラーをその２回目の試みで検出した場合、置換順列をステップ２５５で行う、 その置換順列がステップ２６０で巧くプロトコルデータワードを再構成したなら ば、プログラムはステップ２４０に戻り、そして肯定応答信号を送信局に送る。

しかしながら、もし置換噸７６が正しいプロトコルバイトをもたらさないならば 、エラーへッセージを再びステップ２６５で送信局に送る。

エラー検出コードを発生する第３の可能な方法が第６図に示しである。この方法 は、基本的には、第３図に関連して開示したインターリーブ方式と、第４図及び 第５図に関連して開示した排他的論理和方式との組み合わせである。この方法に おいては、エラー検出コードを、まさに第４図又は第５図に関連して開示したよ うに発生する。しかし、このエラー検出コードを送信する代わりに、エラー検出 コードの３つのバイトを第３図の実施例に関連して行ったようにインターリーブ する。受信局のマイクロコンピュータは、その受信ワードからそのエラー検出コ ードの３つのバイトを再構成し、そして第４図又は第５図に関連して説明したよ うな排他的論理和ステップを実行する。この第３の実施例の長所は、電話機の無 許可使用からの機密保護性が改善されることである。この第３実施例においては 、機密保護コードとして容易に識別できるような“コンスタントフィールビは無 い。

本発明の幾つかの可能な実施例について説明したが、本発明に種々の明白な変形 や改造が可能であることは当業者には明らかである。そのような明白な変形や構 造は、添付した請求の範囲によってのみ限定する本発明の範囲内に包含されるも のである。

浄書（内容に変更なし） Ｆ／Ｇ、７ 浄書（内容に変更なし） 浄Ｍ（内容：二変更なし） 仕Ｔ會＾翻和皆坦中嵩 浄書（内容：ニニ更ない （特許法第１８４条の８） 縫上Ω範囲 １．コードレス電話機の第１局と第２局間で伝送するデジタル命令バイトにおけ る生起可能なエラーを検出する方法であって、前記の第１局と第２局においてデ ジタル機密保護コードを記憶するステップ、前記第１局において前記機密保護コ ードのビットを前記デジタル命令バイトのビットとインターリーブすることによ り妥当性コードを発生するステップ、前記第１局から前記第２局へ前記妥当性コ ードを伝送するステップ、前記第２局において受信した前記妥当性コードの前記 機密保護コードの部分と記憶した前記機密保護コードとを比較して、これらが同 一であるかどうか判定するステップ、 から成る方法。

２、もし−敗を検出した場合、前記第２局から前記第１局へ第１信号を送り、そ してもし一致を検出しなかった場合、前記第２局から前記第１局へ第２信号を送 るステップ、を更に含んでいることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法 。

３、前記機密保護コードはハイの機密保護バイトとローの機密保護バイトから構 成され、その各部分はＸ個のビットを有し、ここでＸは前記デジタル命令バイト を構成するビットの数であり、そして前記妥当性コードを発生するステップは、 前記のハイ機密保護バイト、命令バイト、そしてロー機密保護バイトのそれぞれ の対応するビットを、最上位ビットから最下位ビットまでインターリーブするこ とにより行うこと、を特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。

４、ランダムな時点で新機密保護コードを発生するステップ、前記受信局と前記 送信局の両局で前記新ＪＩ密保護コードを記憶するステップ、の連続するステッ プをさらに存することを特徴とする請求の範囲第３項に記載の方法。

５、前記の第１及び第２の受信局は送受信器であり、そのそれぞれは前記送信局 と前記受信局として機能することが出来ること、を特徴とする請求の範囲第４項 に記載の方法。

６、命令データをＸ個のビットを有するデジタル命令バイトの形で局間で伝送す るようになったコードレス電話機であって、ハンドセット局、 該ハンドセント局を係合するための台座を有し、がっ電話通信出力口に結線した ベース局、 該ベース局内にある、ハイの機密保護バイトとロー機密保護バイトから成る２Ｘ 個のビットを存する機密保護コードを、ランダムな時点で発生するための手段、 前記ハンドセット局が前記ベース局の台座内に係合している時に、現行の機密保 護コードを前記ハンドセット局に伝えるための手段、各局内にある、前記現行機 密保護コードを記憶するための手段、各局内にある、前記のハイ機密保護バイト 、命令バイト、及びロー機密保護バイトのそれぞれの対応するビット位置におけ るビットをインターリーブすることにより妥当性コードを発生するための手段、 各局内にある、前記妥当性コードを他の局に送信するための手段、各局内にある 、前記送信した妥当性コードを受信するための手段、各局内にある、前記妥当性 コードの前記機密保護コードの部分を前記記憶した機密保護コードと比較してこ れらが同一であるかどうか判定するための手段、から成るコードレス電話機。

７、コードレス電話機の第１局と第２局間で伝送するＸ個のビットを有したデジ タル命令バイト内の生起可能な伝送エラーを検出するための方法であって、各局 において、Ｘ個のビットを有するハイの機密保護バイトとＸ個のビットを有する ローの機密保護バイトから成る機密保護コードを記憶するステップ、前記命令バ イトを前記ハイ機密保護バイトと排他的論理和することによりハイのエラー検出 バイトを発生するステップ、前記命令バイトを前記ロー機密保護バイトと排他的 論理和することによりローのエラー検出バイトを発生するステップ、前記命令バ イトを前記ハイ・エラー検出バイトと前記ロー・エラー検出バイトとにつなぐこ とにより３Ｘビツトのエラー検出コードを発生するステップ、前記第１局から前 記第２局に前記エラー検出コードを送信するステップ、前記第２局において前記 送信したエラー検出コードを受信するステップ、前記第２局において、前記ハイ ・エラー検出バイトをメモリ内に記憶した前記ハイｉ密保護バイトと排他的論理 和してハイ受信命令バイトを生成するステップ、前記第２局において、前記ロー ・エラー検出バイトをメモリ内に記憶した前記ロー機密保護バイトと排他的論理 和してロー受信命令バイトを生成するステップ、第２局において、前記ハイ受信 命令バイトと前記ロー受信命令バイトとを比較してこれらが同一であるかどうか 判定するステップ、から成る方法。

８、前記ハイ受信命令バイトと前記ロー受信命令バイトとが同一でない場合に、 エラー検出信号を前記第２送受信器局から、前記第１送受信器局に送信して前記 データの再伝送を要求するステップ、をさらに有することを特徴とする請求の範 囲第７項に記載の方法。

９、ランダムな時点で新機密保護コードを発生するステップ、前記第１局と前記 第２局において前記新機密保護コードを記憶するステップ、との連続するステッ プをさらに有することを特徴とする請求の範囲第８項に記載の方法。

１０、前記第１局はコードレス電話機のハンドセット局から成り、そして前記第 ２局はコードレス電話機のベース局から成ること、を特徴とする請求の範囲第９ 項に記載の方法。

１１、前記ハイ及びローの受信命令バイトが同一でない場合には、前記ハイ受信 命令バづトと前記ロー受信命令バイトを前記受信エラー検出コードの前記命令バ イトと比較するステップ、 前記のハイあるいはローの受信命令バイトの何れかが前記エラー検出コードの前 記命令バイトと同一である場合、前記命令バイトの正しい伝送についての肯定応 答を行うステップ、 をさらに有することを特徴とする請求の範囲第７項に記載の方法。

１２、前記第２局においてメモリ内に前記エラー検出コードを記憶するステップ 、前記第２局からのエラー検出信号に応答して、前記第１局から前記第２局へ前 記エラー検出コードを再送信するステップ、前記第２局において前記再送信した エラー検出コードを受信するステップ、前記第２局において前記ハイ・エラー検 出バイトをメモリ内に記憶した前記ハイ機密保護バイトと排他的論理和して第２ ハイ受信命令バイトを生成するステップ、 前記第２送受信器局において、前記再送信したロー・エラー検出バイトをメモリ 内に記憶した前記ロー機密保護バイトと排他的論理和して第２０−受信命令バイ トを生成するステップ、 前記第２ハイ受信命令バイトを前記第２０−受信命令バイトと比較してこれらが 同一であるかどうか判定するステップ、前記の第２ハイ受信命令バイトとロー受 信命令バイトとが同一でない場合、前記受信エラー検出コードと前記再送信エラ ー検出コードに置換順列を行ってこれから前記デジタル命令バイトを生成するス テップ、をさらに有することを特徴とする請求の範囲第８項に記載の方法。

１３、コードレス電話機の第１局と第２局間で伝送するＸ個のビットを存したデ ジタル命令バイト内の伝送エラーを検出するための方法において、各局において Ｘ個のビットを有するハイ機密保護バイトとＸ個のビットを有するロー機密保護 バイトから成る機密保護コードを記憶するステップ、前記命令バイトを前記ハイ 機密保護バイトと排他的論理和することによりノλイ・エラー検出バイトを発生 するステップ、前記命令バイトを前記ロー機密保護バイトと排他的論理和するこ とによりロー・エラー検出バイトを発生するステップ、前記命令バイトを前記ハ イ・エラー検出バイトと前記ロー・エラー検出バイトにつなげることにより３Ｘ ビツトのエラー検出コードを発生するステップ、前記第１局から前記第２局に前 記エラー検出コードを送信するステップ、第２局において前記送信したエラー検 出コードを受信するステップ、前記第２局において前記ハイ・エラー検出バイト を前記受信した命令バイトと排他的論理和してハイ受信機密保護バイトを生成す るステップ、前記第２局において前記ロー・エラー検出バイトを前記受信命令バ イトと排他的論理和してロー受信機密保護バイトを生成するステップ、前記第２ 局において、前記ハイ受信機密保護ハイド及び前記ロー受信機密保護バイトをメ モリ内に記憶した前記機密保護コードの前記のハイ及びローの機密保護ハイドと それぞれ比較してそれが同一であるかどうか判定するス５−７ブ、から成る方法 。

！４．前記ハイ受信機密保１ハ１川−と前記ロー受信機密保護ハイドとが前記第 ２局に記憶した前記のハイ及びローの機密保護へイトとそれぞれ一敗していない 場合、エラー検出信号を前記第２局から前記第１局に送信して前記データの再送 信を要求するステ、ブ、をさらに有することを特徴とする請求の範囲第１３項に 記載の方法。

１５、ラレ汐゛ムな時点で新ａ！密保護コーＦ′を発生するステ、ブ、前記第１ 局と前記第２局で前記新機密保護コードを記憶するステップ、の連続したステッ プをさらに有することを特徴とする請求の範囲第１３項に記載の方法。

１６、　＃Ｊ記第１局はコードレス電話機のベース局から成り、そして前記第２ 局はコードレス電話機のハンド七ノド局から成っていること、を特徴とする請求 の範囲第１３項に記載の方法。

１７、前記第１局はコードレス電話機のハンドセフ・Ｆ局から成り、そして前記 第２局はコードレス電話機のベース局から成っていること、を特徴とする請求の 範囲第１３項に記載の方法。

１８、前記のハイ及びローの受信＠密保護ハイドがメモリ内に記憶した前記機密 保護コードの前記ハイ及びローの機密保護ハイドとそれぞれ同一である場合、前 記第２局から前記第１局へ肯定応答信号を送り、そしてそれらが同一でない場合 、前記第２局から前記第１局へ生起可能エラー検出信号を送信するステップ、を さらに有することを特徴とする請求の範囲第１３項に記載の方法。

１９、前記ハイ受信機密保護ハイドがメモリ内に記憶した前記ハイ機密保護ハイ ドと同一であるか、又は前記ロー受信機密保護バイトがメモリ内に記憶した前記 ロー８！密保護ワードと同一であるかの何れかである場合、肯定応答信号を前記 第２局から前記第１局へ送るステップ、をさらに有することを特徴とする請求の 範囲第１３項に記載の方法。

２０６　コードレス電話機の第１局と第２局間で伝送するχ個のビットを有した デジタル命令ハイド内の伝送エラーを検出するための方法であって、各局におい てＸ個のビットを存するハイ機密保護ハイドとＸ個のビットを有するロー機密保 護バイトから成る機密保護コードを記憶するステ、ブ、前記命令バイトを前記ハ イ機密保護パイ１〜と排他的論理和することによりハイ・エラー検出ワードを発 生するステップ、前記命令バイトを前記ロー機密保護バイトと排他的論理和する ことによりロー・エラー検出バイトを発生するステップ、前記命令ハイド、前記 ハイ・エラー検出バイト、前記ロー・エラー検出ハイドのそれぞれの対応するビ ア）位１におけるビットをインターリーブすることにより、３Ｘビツトのエラー 検出コードを発生するステップ、前記第１局から前記第２局に前記エラー検出コ ードを送信するステップ、前記第２局において前記送信したエラー検出コードを 受信するステップ、前記第２局において、前記受信エラー検出コードのビットを 逆インターリーブすることにより前記の命令バイト、ハイ・エラー検出バイト、 ロー・エラー検出バイトを再生成するステップ、 前記第２局において前記ハイ・エラー検出バイトをメモリ内に記憶した前記ハイ 機密保護バイトと排他的論理和してハイ受信命令バイトを生成するステップ、前 記第２局において前記ロー・エラー検出バイトをメモリに記憶した前記ロー機密 保護バイトと排他的論理和してロー受信命令バイトを生成するステップ、前記第 ２局において前記ハイ受信命令バイトと前記ロー受信命令バイトとを比較してこ れらが同一であるかどうか判定するステップ、から成る方法。

２１、コードレス電話機のベースユニットとハンドセットユニット間の命令デー タの伝送を制御する方法であって、 前記ベースユニットとハンドセットユニットにおいてデジタルＭ保護コードを記 憶するステップ、 前記ユニットの一方において前記機密保護コードのビットを前記命令データのビ ットとインターリーブすることにより妥当性コードを発生するステップ、前記一 方のユニットから他方のユニットへ前記妥当性コードを送信するステップ、 受信した前記妥当性コードの前記機密保護コードの部分を前記他方のユニットに おける前記機密保護コードと比較するステップ、から成る方法。

２２、前記受信妥当性コードの前記ｍ密保護コード部分と前記他方のユニットの 前記機密保護コードとの間に一致を検出した場合、前記他方のユニットから前記 一方のユニットに肯定応答信号を送り、そしてその一致を検出しなかった場合前 記他方のユニットから前記一方のユニットへ生起可能エラー検出信号を送るステ ップ、をさらに有することを特徴とする請求の範囲第２１項に記載の方法。

２３、前記機密保護コードはハイ機密保護バイトとロー機密保護バイトから構成 され、その各部分はＸ個のビットを存し、ここでＸは前記デジタル命令バイトを 構成するビットの数であり、そして前記妥当性コードを発生するステップは、前 記ハイ機密保護ハイド、命令バイト、ロー機密保護バイトのそれぞれの対応する ビットを、最上位ピントから最下位ビットまでインターリーブすることにより行 うこと、を＃ＩＦ徴とする請求の範囲第２１項に記載の方法。

２４、ランダムな時点で新機密保護コードを発生するステップ、両局で前記新機 密保護コート′を記憶するステップ、の連続するステップをさらに有すること、 を特徴とする請求の範囲第２１項に記載の方法。

２５、コードレス電話機のベースユニットとハンドセットユニット間の命令デー タの伝送を制御する方法であって、 前記ユニットの一方においてデジタル機密保護コードを記憶するステップ、前記 一方のユニットにおいて前記機密保護コードのビットを前記命令データのビット と排他的論理和することによりエラー検出コードを発生するステップ、前記エラ ー検出コードを前記命令データにつなぐことにより妥当性コードを発生するステ ップ、 一方のユニットから他方のユニットへ前記妥当性コードを送信するステップ、前 記他方のユニットで前記妥当性コードを受信するステップ、及び前記他方の局に おいて受信した前記妥当性コードの前記機密保護コードの部分を前記記憶したｉ Δ保護コードと比較するステップ、から成る方法。

２６、前記の機密保護コードを記憶するステップは、ハイの機密保護フィールド とローの機密保護フィールドから成るコードを記憶するステップを含んでいるこ と、を特徴とする請求の範囲第２５項に記載の方法。

２７、前記デジタル機密保護コードはハイ機密保護ワードとロー機密保護ワード とから成り、前記のエラー検出コードを発生するステップは、前記命令データを 前記ハイ機密保護ワードと排他的論理和することによりハイ・エラー検出ワード を発生し、そして前記命令データを前記ロー機密保護ワードと排他的論理和する ことによりロー・エラー検出ワードを発生するステップ、を含んでいること、を 特徴とする請求の範囲第２６項に記載の方法。

２８、前記命令データを前記ハイ・エラー検出ワードとロー・エラー検出ワード につなぐことにより前記エラー検出コードを発生すること、を特徴とする請求の 範囲第２７項に記載の方法。

２９、前記排他的論理和するステップが、前記他方のユニットにおいて前記ハイ ・エラー検出ワードを前記受信命令データと排他的論理和してハイ受信機密保護 ワードを生成するステップ、前記他方のユニットにおいて前記ロー・エラー検出 ワードを前記受信命令データと排他的論理和してロー受信ｌ！密保護ワードを生 成するステップ、を含み、 前記比較するステップが、 前記ハイ受信機密保護ワード及びロー受信ワードを、前記他方のユニットのメモ リ内に記憶した前記機密保護コードの前記のハイ及びロー８！密保護ワードとそ れぞれ比較してそれらが同一であるかどうか判定するステップ、を含んでいるこ と、を特徴とする請求の範囲第２８項に記載の方法。

３０、コードレス電話機のベースユニットとハンドセットユニット間での命令デ ータの伝送を制御する方法であって、 前記両ユニットにおいてデジタル機密保護コードを記憶するステップ、前記ユニ ットの一方において、前記４Ｉ密保護コードを前記命令データと排他的論理和す ることによりエラー検出コードを生成するステップ、前記命令データを前記エラ ー検出コードに付けることにより妥当性コードを生成するステップ、 前記妥当性コードを前記一方のユニットから前記他方のユニ、トヘ送信するステ ップ、 前記他方のユニットにおいて前記妥当性コードを受信するステ、ブ、前記受信し た妥当性コードの前記エラー検出コード部分を前記他方の二二、、トに記憶した 前記機密保護コードと排他的論理和することにより、受信再構成命令データを生 成するステップ、及び 前記受信再構成命令データを前記受信妥当性コードの前記命令データ部分と比較 するステップ、 から成る方法。

３１、コードレス電話機のペースユニットとハンドセントユニット間での命令デ ータの伝送を制御する方法であって、 前記のペースユニットとハンドセットユニットにおいてデジタル機密保護コード を記憶するステップ、 前記ユニットの一方において、前記機密保護コードのビットの内の少なくとも幾 つかを、前記命令データのビットの内の少なくとも幾つかと排他的論理和するこ とにより妥当性コードを生成するステップ、前記妥当性コードを前記一方のユニ ットから前記他方のユニットへ送信するステップ、及び 前記受信した妥当性コードの前記機密保護コード部分を前記他方のユニットの・ 前記機密保護コードと比較するステップ、から成・る方法。

３２、コードレス電話機のペースユニットとハンドセットユニット間での命令デ ータの伝送を制御する方法であって、 １前記のペースユニットとハンドセットユニットにおいてデジタル機密保護コー ドを記憶するステップ、 前記ユニットの一方において、前記機密保護コードのビットの内の幾つかを、前 記命令データのビットの内の幾つかと排他的論理和することにより妥当性コード を生成するステップ、 前記妥当性コードを前記一方のユニットから前記他方のユニットへ送信するステ ップ、及び 前記受信した妥当性コードの前記機密保護コード部分を前記両ユニットの前記他 方の前記機密保護コードと比較するステップ、から成る方法。

手続補正書（方式） 平成　３年１０月）ま日　ト司

Claims (29)

【特許請求の範囲】
1. １．コードレス電話機の第１局と第２局間で伝送するデジタル命令バイトにおけ るエラーを検出する方法であって、 前記の第１局と第２局においてデジタル機密保護コードを記憶するステップ、前 記第１局において前記機密保護コードのビットを前記デジタル命令バイトのビッ トとインターリーブすることにより妥当性コードを発生するステップ、前記第１ 局から前記第２局へ前記妥当性コードを伝送するステップ、前記第２局において 受信した前記妥当性コードの前記機密保護コードの部分と記憶した前記機密保護 コードとを比較して、これらが同一であるかどうか判定するステップ、 から成る方法。
2. ２．もし一致を検出した場合、前記第２局から前記第１局へ肯定応答信号を送り 、そしてもし一致を検出しなかった場合、前記第２局から前記第１局へエラー検 出信号を送るステップ、を更に含んでいることを特徴とする請求の範囲第１項に 記載の方法。
3. ３．前記機密保護コードはハイの機密保護バイトとローの機密保護バイトから構 成され、その端部分はＸ個のビットを有し、ここでＸは前記デジタル命令バイト を構成するビットの数であり、そして前記妥当性コードを発生するステップは、 前記のハイ機密保護バイト、命令バイト、そしてロー機密保護バイトのそれぞれ の対応するビットを、最上位ビットから最下位ビットまでインターリーブするこ とにより行うこと、を特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。
4. ４．ランダムな時点で新機密保護コードを発生するステップ、前記受信局と前記 送信局の両局で前記新機密保護コードを記憶するステップ、の連続するステップ をさらに有することを特徴とする請求の範囲第３項に記載の方法。
5. ５．前記の第１及び第２の受信局は送受信器であり、そのそれぞれは前記送信局 と前記受信局として機能することが出来ること、を特徴とする請求の範囲第４項 に記載の方法。
6. ６．命令データをＸ個のビットを有するデジタル命令バイトの形で局間で伝送す るようになったコードレス電話機であって、ハンドセット局、 該ハンドセット局を係合するための台座を有し、かつ電話通信出力口に結線した ベース局、 該ベース局内にある、ハイの機密保護バイトとロー機密保護バイトから成る２Ｘ 個のビットを有する機密保護コードを、ランダムな時点で発生するための手段、 前記ハンドセット局が前記ベース局の台座内に係合している時に、現行の機密保 護コードを前記ハンドセット局に伝えるための手段、各局内にある、前記現行機 密保護コードを記憶するための手段、各局内にある、前記のハイ機密保護バイト 、命令バイト、及びロー機密保護バイトのそれぞれの対応するビット位置におけ るビットをインターリーブすることにより妥当性コードを発生するための手段、 各局内にある、前記妥当性コードを他の局に送信するための手段、各局内にある 、前記送信した妥当性コードを受信するための手段、各局内にある、前記妥当性 コードの前記機密保護コードの部分を前記記憶した機密保護コードと比較してこ れらが同一であるかどうか判定するための手段、から成るコードレス電話機。
7. ７．コードレス電話機の第１局と第２局間で伝送するＸ個のビットを有したデジ タル命令バイト内の伝送エラーを検出するための方法であって、各局において、 Ｘ個のビットを有するハイの機密保護バイトとＸ個のビットを有するローの機密 保護バイトから成る機密保護コードを記憶するステップ、前記命令バイトを前記 ハイ機密保護バイトと排他的論理和することによりハイのエラー検出バイトを発 生するステップ、前記命令バイトを前記ロー機密保護バイトと排他的論理和する ことによりローのエラー検出バイトを発生するステップ、前記命令バイトを前記 ハイ・エラー検出バイトと前記ロー・エラー検出バイトとにつなぐことにより３ Ｘビットのエラー検出コードを発生するステップ、前記第１局から前記第２局に 前記エラー検出コードを送信するステップ、前記第２局において前記送信したエ ラー検出コードを受信するステップ、前記第２送受信器局において、前記ハイ・ エラー検出バイトをメモリ内に記憶した前記ハイ機密保護バイトと排他的論理和 してハイ受信命令バイトを生成するステップ、 前記第２送受信器局において、前記ロー・エラー検出バイトをメモリ内に記憶し た前記ロー機密保護バイトと排他的論理和してロー受信命令バイトを生成するス テップ、 第２局において、前記ハイ受信命令バイトと前記ロー受信命令バイトとを比較し てこれらが同一であるかどうか判定するステップ、から成る方法。
8. ８．前記ハイ受信命令バイトと前記ロー受信命令バイトとが同一でない場合に、 エラー検出信号を前記第２送受信器局から、前記第１送受信器局に送信して前記 データの再伝送を要求するステップ、をさらに有することを特徴とする請求の範 囲第７項に記載の方法。
9. ９．ランダムな時点で新機密保護コードを発生するステップ、前記第１局と前記 第２局において前記新機密保護コードを記憶するステップ、との連続するステッ プをさらに有することを特徴とする請求の範囲第８項に記載の方法。
10. １０．前記第１局はコードレス電話機のハンドセット局から成り、そして前記第 ２送受信器局はコードレス電話機のベース局から成ること、を特徴とする請求の 範囲第９項に記載の方法。
11. １１．前記ハイ及びローの受信命令バイトが同一でない場合には、前記ハイ受信 命令バイトと前記ロー受信命令バイトを前記受信エラー検出コードの前記命令バ イトと比較するステップ、 前記のハイあるいはローの受信命令バイトの何れかが前記エラー検出コードの前 記命令バイトと同一である場合、前記命令バイトの正しい伝送についての肯定応 答を行うステップ、 をさらに有することを特徴とする訴求の範囲第７項に記載の方法。
12. １２．前記第２局においてメモリ内に前記エラー検出コードを記憶するステップ 、前記第２局からのエラー検出信号に応答して、前記第１局から前記第２局へ前 記エラー検出コードを再送信するステップ、前記第２局において前記再送信した エラー検出コードを受信するステップ、前記第２局において前記ハイ・エラー検 出バイトをメモリ内に記憶した前記ハイ機密保護バイトと排他的論理和して第２ ハイ受信命令バイトを生成するステップ、 前記第２送受信器局において、前記再送信したロー・エラー検出バイトをメモリ 内に記憶した前記ロー機密保護バイトと排他的論理和して第２ロー受信命令バイ トを生放するステップ、 前記第２ハイ受信命令バイトを前記第２ロー受信命令バイトと比較してこれらが 同一であるかどうか判定するステップ、前記の第２ハイ受信命令バイトとロー受 信命令バイトとが同一でない場合、前記受信エラー検出コードと前記再送信エラ ー検出コードに置換順列を行ってこれから前記デジタル命令バイトを生成するス テップ、をさらに有することを特徴とする請求の範囲第８項に記載の方法。
13. １３．コードレス電話機の第１局と第２局間で伝送するＸ個のビットを有したデ ジタル命令バイト内の伝送エラーを検出するための方法において、各局において Ｘ個のビットを有するハイ機密保護バイトとＸ個のビットを有するロー機密保護 バイトから成る機密保護コードを記憶するステップ、前記命令バイトを前記ハイ 機密保護バイトと排他的論理和することによりハイエラー検出バイトを発生する ステップ、前記命令バイトを前記ロー機密保護バイトと排他的論理和することに よりローエラー検出バイトを発生するステップ、前記命令バイトを前記ハイ・エ ラー検出バイトと前記ロー・エラー検出バイトにつなげることによう３Ｘビット のエラー検出コードを発生するステップ、前記第１局から前記第２局に前記エラ ー検出コードを送信するステップ、第２局において前記送信したエラー検出コー ドを受信するステップ、前記第２局において前記ハイ・エラー検出バイトを前記 受信した命令バイトと排他的論理和してハイ受信機密保護バイトを生成するステ ップ、前記第２局において前記ロー・エラー検出バイトを前記受信命令バイトと 排他的論理和してロー受信機密保護バイトを生放するステップ、前記第２局にお いて、前記ハイ受信機密保護バイト及び前記ロー受信機密保護バイトをメモリ内 に記憶した前記機密保護コードの前記のハイ及びローの機密保護バイトとそれぞ れ比較してそれが同一であるかどうか判定するステップ、から成る方法。
14. １４．前記ハイ受信命令バイトと前記ロー受信命令バイトとが同一でない場合、 エラー検出信号を前記第２送受信器局から前記第１送受信器局に送信して前記デ ータの再送信を要求するステップ、をさらに有することを特徴とする請求の範囲 第１３項に記載の方法。
15. １５．ランダムな時点で新機密保護コードを発生するステップ、前記第１局と前 記第２局で前記新機密保護コードを記憶するステップ、の連続したステップをさ らに有することを特徴とする請求の範囲第１３項に記載の方法。
16. １６．前記第１局はコードレス電話機のベース局から成り、そして前記第２局は コードレス電話機のハンドセット局から成っていること、を特徴とする請求の範 囲第１３項に記載の方法。
17. １７．前記第１局はコードレス電話機のハンドセット局から成り、そして前記第 ２局はコードレス電話機のベース局から成っていること、を特徴とする請求の範 囲第１３項に記載の方法。
18. １８．前記のハイ及びローの受信機密保護バイトがメモリ内に記憶した前記機密 保護コードの前記ハイ及びローの機密保護バイトとそれぞれ同一である場合、前 記第２局から前記第１局へ肯定応答信号を送り、そしてそれらが同一でない場合 、前記第２局から前記第１局へエラー検出信号を送信するステップ、をさらに有 することを特徴とする請求の範囲第１３項に記載の方法。
19. １９．前記ハイ受信機密保護バイトがメモリ内に記憶した前記ハイ機密保護バイ トと同一であるか、又は前記ロー受信機密保護バイトがメモリ内に記憶した前記 ロー機密保護バイトと同一であるかの何れかである場合、肯定応答信号を前記第 ２局から前記第１局へ送るステップ、をさらに有することを特徴とする請求の範 囲第１３項に記載の方法。
20. ２０．コードレス電話機の第１局と第２局間で伝送するＸ個のビットを有したデ ジタル命令バイト内の伝送エラーを検出するための方法であって、各局において Ｘ個のビットを有するハイ機密保護バイトとＸ個のビットを有するロー機密保護 バイトから成る機密保護コードを記憶するステップ、前記命令バイトを前記ハイ 機密保護バイトと排他的論理和することによりハイエラー検出ワードを発生する ステップ、前記命令バイトを前記ロー機密保護バイトと排他的論理和することに よりローエラー検出バイトを発生するステップ、前記命令バイト、前記ハイ・エ ラー検出バイト、前記ロー・エラー検出バイトのそれぞれの対応するビット位置 におけるビットをインターリーブすることにより、３Ｘビットのエラー検出コー ドを発生するステップ、前記第１局から前記第２局に前記エラー検出コードを送 信するステップ、前記第２局において前記送信したエラー検出コードを受信する ステップ、前記第２局において、前記受信エラー検出コードのビットを逆インタ ーリーブすることにより前記の命令バイト、ハイ・エラー検出バイト、ロー・エ ラー検出バイトを再生成するステップ、 前記第２局において前記ハイ・エラー検出バイトをメモリ内に記憶した前記ハイ 機密保護バイトと排他的論理和してハイ受信命令バイトを生成するステップ、前 記第２局において前記ロー・エラー検出バイトをメモリに記憶した前記ロー機密 保護バイトと排他的論理和してロー受信命令バイトを生成するステップ、前記第 ２局において前記ハイ受信命令バイトと前記ロー受信命令バイトとを比較してこ れらが同一であるかどうか判定するステップ、から成る方法。
21. ２１．コードレス電話機のベースユニットとハンドセットユニット間の命令デー タの伝送を制御する方法であって、 前記ベースユニットとハンドセットユニットにおいてデジタル機密保護コードを 記憶するステップ、 前記ユニットの一方において前記機密保護コードのビットを前記命令データのビ ットとインターリーブすることにより妥当性コードを発生するステップ、前記一 方のユニットから他方のユニットへ前記妥当性コードを送信するステッ受信した 前記妥当性コードの前記機密保護コードの部分を前記他方のユニットにおける前 記機密保護コードと比較するステップ、から成る方法。
22. ２２．一致を検出した場合前記他方のユニットから前記一方のユニットに肯定応 答信号を送り、そして一致を検出しなかった場合前記他方のユニットから前記一 方のユニットへエラー検出信号を送るステップ、をさらに有することを特徴とす る請求の範囲第２１項に記載の方法。
23. ２３．そのような機密保護コードはハイ機密保護バイトとロー機密保護バイトか ら構成され、その各部分はＸ個のビットを有し、ここでＸは前記デジタル命令バ イトを構成するビットの数であり、そして前記妥当性コードを発生するステップ は、前記ハイ機密保護バイト、命令バイト、ロー機密保護バイトのそれぞれの対 応するビットを、最上位ビットから最下位ビットまでインターリーブすることに より行うこと、を特徴とする請求の範囲第２１項に記載の方法。
24. ２４．ランダムな時点で新機密保護コードを発生するステップ、両局で前記新機 密保護コードを記憶するステップ、の連続するステップをさらに有すること、を 特徴とする請求の範囲第２１項に記載の方法。
25. ２５．コードレス電話機のベースユニットとハンドセットユニット間の命令デー タの伝送を制御する方法であって、 前記ユニットの一方においてデシタル機密保護コードを記憶するステップ、前記 一方のユニットにおいて前記機密保護コードのビットを前記命令データのビット と排他的論理和することにより妥当性コードを発生するステップ、一方のユニッ トから他方のユニットへ前記妥当性コードを送信するステップ、及び 前記他方の局において受信した前記妥当性コードの前記機密保護コードの部分を 前記記憶した機密保護コードと比較するステップ、から成る方法。
26. ２６．前記の機密保護コードを記憶するステップは、ハイの機密保護フィールド とローの機密保護フィールドから成るコードを記憶するステップを含んでいるこ と、を特徴とする請求の範囲第２５項に記載の方法。
27. ２７．前記の発生するステップは、前記命令データを前記ハイ機密保護フィール ドと排他的論理和することによりハイ・エラー検出ワードを発生し、そして前記 命令データを前記ロー機密保護フィールドと排他的論理和することによりロー・ エラー検出ワードを発生するステップ、を含んでいること、を特徴とする請求の 範囲第２６項に記載の方法。
28. ２８．前記命令データを前記ハイ・エラー検出フィールドとロー・エラー検出フ ィールドにつなぐことによわエラー検出コードを発生するステップ、をさらに含 んでいること、を特徴とする請求の範囲第２７項に記載の方法。
29. ２９．前記他方のユニットにおいて前記送信エラー検出コードを受信するステッ プ、 前記他方のユニットにおいて前記ハイ・エラー検出フィールドを前記受信命令デ ータと排他的論理和してハイ受信機密保護フィールドを生成するステップ、前記 他方のユニットにおいて前記ロー・エラー検出フィールドを前記受信命令データ と排他的論理和してロー受信機密保護フィールドを生成するステップ、及び 前記ハイ受信機密保護フィールド及びロー受信フィールドを、前記他方のユニッ トのメモリ内に記憶した前記機密保護コードの前記のハイ及びロー機密保護フィ ールドとそれぞれ比較してそれらが同一であるかどうか判定するステップ、をさ らに含んでいることを特徴とする請求の範囲第２８項に記載の方法。