JPH08186570A - Ａｔｍ網における誤り制御方法 - Google Patents

Ａｔｍ網における誤り制御方法

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JPH08186570A
JPH08186570A JP32691194A JP32691194A JPH08186570A JP H08186570 A JPH08186570 A JP H08186570A JP 32691194 A JP32691194 A JP 32691194A JP 32691194 A JP32691194 A JP 32691194A JP H08186570 A JPH08186570 A JP H08186570A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 ＡＡＬにおいて高スループットかつ低レイテ
ンシイの信頼性のある通信を可能とするＡＴＭ網におけ
る誤り制御方法を提供することを目的とする。 【構成】 順次、一連のデータを所定長に順次区切って
マトリクス状のメモリを持つインタリーバのデータ領域
の各列に書き込んでいき、データ領域の最大列までデー
タで満たされた場合には最大列をデータ領域の最終列と
し／満たされなかった場合にはデータが最後に書き込ま
れた列またはその次の列を最終列とし、データ領域の各
行について最終列までのデータに対する誤り制御符号を
夫々求め、このデータ領域の各行に対する誤り制御符号
をインタリーバの誤り制御符号領域内の対応する位置に
夫々書き込む手順と、インタリーバの内容を列ごとに順
次読出していき、読出された列に対して所定の列数ごと
にシーケンスナンバを含むヘッダ／トレイラを付与する
手順を有する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ＡＴＭ（Ａｓｙｎｃｈ
ｒｏｎｏｕｓ Ｔｒａｎｓｆｅｒ Ｍｏｄｅ）セルを用
いて主としてデータ通信を行う場合に関し、特にＡＡＬ
（ＡＴＭ Ａｄａｐｔａｔｉｏｎ Ｌａｙｅｒ）におい
て誤り制御を行う方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】多種多様な情報をＡＴＭセルを用いた通
信形態に適応させるには、ＡＴＭ網と上位レイヤとのイ
ンタワークが必要であり、その機能を備えたＡＡＬがＡ
ＴＭレイヤと上位レイヤの間に存在する。
【０００３】図３１に、ＡＴＭアダプテーションレイヤ
の一例としてＡＡＬタイプ５の位置づけを示す。タイプ
５の場合、ＡＡＬは大きく分けてＣＳレイヤ（Ｃｏｎｖ
ｅｒｇｅｎｃｅ Ｓｕｂｌａｙｅｒ）とＳＡＲレイヤ
（Ｓｅｇｍｅｎｔａｔｉｏｎａｎｄ Ｒｅａｓｓｅｍｂ
ｌｅ）の２つのサブレイヤからなっている。ＣＳレイヤ
はさらに２つのサブレイヤからなっており、ＣＰＣＳレ
イヤ（ＣｏｍｍｏｎＰａｒｔ ＣＳ）はサービスの種類
に係わらず必要となる処理を、また、ＳＳＣＳレイヤ
（Ｓｅｒｖｉｃｅ Ｓｐｅｃｉｆｉｃ ＣＳ）はサービ
スに依存して行われる処理を受け持っている。従って、
ＳＳＣＳレイヤがヌルの場合も有る。ＳＡＲレイヤは、
主にデータの分解／組立を行っており、送信時にはＡＴ
ＭレイヤでＡＴＭヘッダを付与することができるサイ
ズ、つまりペイロードサイズである４８オクテットにデ
ータを区切って下位レイヤに渡す処理を行う。それとは
反対に、受信時には下位レイヤからペイロードサイズの
データを受け取り、ＣＳ−ＰＤＵに組み立ててＣＳレイ
ヤに渡す。
【０００４】現在までに、ＡＡＬは扱う情報の種類に応
じて４つのタイプがＩＴＵ−Ｔなどにより標準化されて
いる。具体的には、ＡＡＬ１は固定ビットレートの音声
・画像などのリアルタイム通信、ＡＡＬ２は可変ビット
レートのリアルタイム通信、ＡＡＬ３／４と５は可変デ
ータ通信用（但し、ＡＡＬ３と５はコネクションオリエ
ンテッド（ＣＯ）通信用、ＡＡＬ４はコネクションレス
（ＣＬ））となっている。
【０００５】この中でも、特に、ＡＡＬ３／４と５はデ
ータ通信用であることから、わずか１ビットのビット誤
りでさえ許容されないようなデータの正確さ、換言する
と受信したデータが送信したデータと完全に同一のもの
であるということを保証できるような信頼性が要求され
るアプリケーションの存在が考えられる。また、ＡＡＬ
１、２といったリアルタイムアプリケーションで高いＱ
ＯＳが要求されるような場合にも、データ自体の信頼性
が必要となってくることは言うまでもない。
【０００６】しかし、現状ではＡＴＭ技術についてはプ
リミティブな部分の標準化に留まっており、ＡＡＬにて
誤り制御機能が十分には提供されていない。このため、
正確さが要求されるデータ通信をＡＡＬ３／４、あるい
はＡＡＬ５のユーザが求める場合、例えばＡＡＬ５であ
れば、標準の決まっていないＣＰＣＳレイヤよりも上位
のレイヤに、信頼性を保証させるプロトコルを実装する
必要がある。ＡＡＬ５のＣＰＣＳレイヤ以下では仕様が
固まっており、すでに標準化されているため、サービス
に依存した新しい機能を付加する場合にはＣＰＣＳレイ
ヤよりも上位のレイヤでなければならない。
【０００７】これまで知られている例としては、ＳＳＣ
Ｓレイヤ（Ｓｅｒｖｉｃｅ Ｓｐｅｃｉｆｉｃ Ｃｏｎ
ｖｅｒｇｅｎｃｅ Ｓｕｂｌａｙｅｒ；サービス依存Ｃ
Ｓレイヤ）に再送制御を基本としたプロトコルを実装す
る方法（例えば、ＩＴＵ−ＴのＱ．ＳＡＡＬプロトコ
ル）や、ＳＳＣＳレイヤをヌルとし、その上位にトラン
スポートレイヤプロトコル（例えば、ＴＣＰやＯＳＩ／
ＴＰ４など）を実装する方法などがある。
【０００８】上記のような方法は、全て再送によりその
信頼性を確保する方法である。
【０００９】しかしながら、（１）大容量トランザクシ
ョンなど、大容量で実時間性が求められ（すなわち再送
制御が基本的に許されない）、かつ信頼性も要求される
アプリケーションが今後ますます増えていくと考えられ
る。
【００１０】また、（２）ＬＡＮ、ＭＡＮ、ＷＡＮな
ど、通信網の広域化がなされている。通信網が広域であ
ればあるほど、上記のレイテンシイの確保と、再送によ
る誤り制御とは相いれないものとなってくる（情報の再
送には莫大な時間がかかる）。
【００１１】また、（３）一般に、再送による誤り制御
を行う方式においては、再送の単位は上位レイヤパケッ
ト群（具体的には、例えばＴＣＰパケットや、レイヤ４
パケットグループ）であり、セルの廃棄といった比較的
小さな単位のデータ消失に対し、大きなデータの再送を
求めるものとなっており、網資源の浪費につながる場合
がある。
【００１２】このような理由により、上述した再送を基
本とする誤り制御方法をＡＴＭ端末上に実装するのみで
は対処が難しいデータ通信領域が、今後ますます増大し
ていくことが考えられる。特に、リアルタイム性が重視
される場合には、リアルタイム性の確保が必須であり、
再送を基本とする誤り制御方法による対処では極めて難
しい。
【００１３】そこで、１９９４年電子情報通信学会春季
大会にて本発明者らは、“Ｂ−７８６ ＡＴＭ網におけ
る誤り制御方式、ＦＥＣ（Ｆｏｒｗａｒｄ Ｅｒｒｏｒ
Ｃｏｒｒｅｃｔｉｏｎ）ｏｎ ＡＡＬ Ｔｙｐｅ
５”と題してＦＥＣをＡＡＬ５に実装する方法を提案し
ている。この方式は、送信するデータに対して誤り訂正
符号を付与して通信を行い、網内にて多少の情報の廃棄
や誤りが生じた場合でも受信側において消失情報の再生
を行うという、信頼性のある通信を行うための別のアプ
ローチを適用したものである。より具体的には、ＡＡＬ
１のＣＳレイヤにおけるオプションとして用意されてい
る誤り訂正符号と同様の符号をＡＡＬ５のＳＳＣＳレイ
ヤ以上の部分に適用するものである。ＡＡＬ１では、送
信側から受信側へ音声・映像などのリアルタイム通信を
行うため、再送が現実的にできないことから、該データ
に誤り制御符号を付与して、伝送中のエラーに対する耐
性を強くするといった工夫が行なわれている。この方法
と同様のインタリーブ方式を用いて、ＦＥＣ冗長コード
をＡＡＬ５のデータに対して付加することによって（再
送を必要としない）リアルタイム通信や、信頼性のある
通信を保証することができる。
【００１４】ここでＡＡＬ３／４でなく、ＡＡＬ５を用
いた理由としては、例えば以下の点があげられる。
【００１５】（１）次世代通信方式としてＡＴＭ方式が
本命視される中、ＩＴＵ−ＴやＡＴＭフォーラムなどの
標準化機関により標準化が進められているデータ通信用
ＡＡＬ（具体的にはＡＡＬ５）が、今後の高速端末（マ
ルチメディア端末を含む）に実装されていく可能性が極
めて高いこと。
【００１６】（２）ＡＡＬ５は、高スループット、低レ
イテンシイを目的としていること。
【００１７】ただし、上記方式をタイプ５以外のＡＡＬ
にも実装可能であることはもちろんのことである。
【００１８】この実装にあたって、ＡＡＬ１で行われて
いるようなＦＥＣを行うためには、送信側において、上
位レイヤから渡されたデータを一度マトリクス状のイン
タリーバに書き込んで、冗長用の符号を付与した後に転
送する必要がある。また、受信側では到着すべきであっ
たが廃棄されてしまったり、到着が許容範囲以上に遅く
なってしまったデータ（セル）が送信時にインタリーバ
のどの位置にあったかを特定する必要がある。ＡＡＬ１
では、デフォルトの処理としてＳＡＲレイヤでセルにシ
ーケンスナンバ（ＳＮ）を付与することになっているの
で、オプションとしてＦＥＣを行う場合にもこれを用い
ることができ、必然的に誤り位置の特定を行うことがで
きた。一方、ＡＡＬ５には位置を特定するための処理は
行われていない。そこで、ＦＥＣ冗長符号およびＳＮの
付与を行う機能を、現状ではヌルであるＳＳＣＳレイヤ
に持たせることを提案した。
【００１９】ところで、上記学会発表にて想定している
インタリーバはＡＡＬ１で用いられているものと同じで
あり、データを書き込めるサイズは固定であった。ＡＡ
Ｌ１では、転送するデータが音声等のＣＢＲ（Ｃｏｎｓ
ｔａｎｔ Ｂｉｔ Ｒａｔｅ；固定ビットレート）であ
り、一定の割合で連続して上位レイヤから渡されること
が予めわかっているので、大きめの固定サイズのインタ
リーバでも問題はなかった。しかしながら、データ転送
においては、どのようなタイミングで、どのような大き
さのデータが上位レイヤから渡されるかわからない。よ
って、大きさの固定されたインタリーバでは、インタリ
ーバのサイズよりもかなり小さいデータを転送する場合
には、残りの領域にダミーデータをパディングしてダミ
ーセルを送出しなければならない。データのサイズをイ
ンタリーバのサイズで割ったときの剰りが小さい場合、
ダミーデータが増えてしまうので、特に問題になる。
【００２０】したがって、このような方法では、帯域を
有効に使うことができず、余分なトラヒックを増やして
しまうことになりかねない。加えて、従来のＡＡＬ１と
異なり、ダミーデータがインタリーバ毎に入るときに
は、どこからがダミーデータであるかを示すための表示
部分がインタリーバ毎に必要であるので、この部分を受
信側で的確に取り出せるための機構も必要となる。
【００２１】また、既存のインタリーバは、上位レイヤ
から渡されたデータを一度メモリに書き込んでから読み
出しを行っているので、書き込みと読み出しの方向が垂
直になる場合には、レイテンシイが少なくとも１つのイ
ンタリーバに書き込むのに必要な時間だけかかった。例
えば、ＩＴＵ−Ｔ勧告Ｉ．３６３においてＡＡＬ１のオ
プションとなっているインタリーバ１つあたりのサイズ
はデータ領域で４７×１２４＝５８２８オクテットあ
り、この領域に対して最初の列にデータを書き込み始め
てから最終列の書き込みに入る所までの間、下位レイヤ
に対しての送出は全くできないことになる。
【００２２】他のインタリーブ方式としては、最近、Ｉ
ＴＵ−Ｔ，ＳＧ ＸＩＩＩ，Ｗｏｒｋｉｎｇ Ｄｏｃｕ
ｍｅｎｔ ＴＤ／２７（Ｒｅｖ．） （１３−２）−
Ｅ，Ｍａｒｃｈ，１９９４ ａｔ Ｇｅｎｅｖａ，“Ｓ
ｔａｔｕｓ Ｒｅｐｏｒｔ ｏｎ ＡＡＬ１／２ ｆｏ
ｒ ｖｉｄｅｏ ｓｉｇｎａｌ ｔｒａｎｓｐｏｒｔ”
にあるように、斜めインタリーブ（読み出しと書き込み
の方向が斜めに交差する）という手法が提案されてい
る。しかしながら、この方法を用いても、垂直に交差す
る場合と比べてレイテンシイは半分にしかならないとい
う問題があった。
【００２３】この遅延への対策として、松崎らにより示
される文献（１９９４年春 電子情報通信学会 春季全
国大会 Ｂ−８５３；「ＡＴＭセルとＭＰＥＧ−２シス
テム規格との整合性を考慮した誤り訂正手法の検討」）
において、データの読み出しと書き込みが同じ方向であ
るかのごときインタリーバが図示されており、そのよう
に書き込みと読み出しを行えば上記のような遅延自体は
改善される。当該図に対しては何ら説明が与えられてい
ないが、一般的に該インタリーバへはデータを書き込
み、その後読み出すという操作が必要であり、またその
読み書きのためのメモリ領域もインタリーバの大きさが
必要である。すなわち、この方法においても、なお、イ
ンタリーバの大きなメモリ領域の確保が必要であるとと
もに、該メモリへの読み書きのための遅延が回避できな
いという問題があった。
【００２４】また、受信側で受信するデータにＦＥＣ冗
長符号が付与されている場合、既存の方法（ＡＡＬ１
等）では、従来送信時にＦＥＣ冗長符号を付与するのと
同程度のあるいはそれ以上の遅延がすべてのデインタリ
ーバ処理で生じてしまうという問題もあった。それは、
受信時には到着したデータを、データ領域かＦＥＣ冗長
領域かにかかわらず、全て順次デインタリーバ内に格納
していくという処理が必要であったからである。ＡＡＬ
１では、セル廃棄をＳＮで検出することは可能である
が、データ内のビット誤りを検出する機能がＦＥＣ冗長
符号にしかないため、データが正しいことを確認するに
は、受信側は全てのデータに対してＦＥＣによる復号処
理を行わなければならない。これらの処理に要する遅延
は、ビットエラーがセル廃棄と比較して極めてまれであ
ってほとんどのデータが正しいような場合には、特に無
駄が大きくなってしまっていた。
【００２５】
【発明が解決しようとする課題】以上述べたように、従
来のＦＥＣによる誤り訂正は、本来ＣＢＲ伝送等に適切
な方式であって、転送すべきデータが連続的に上位レイ
ヤから到着することを前提としている。よって、特にＡ
ＡＬ３／４、５のようなデータ転送を行うプロトコル
に、従来のようなＦＥＣによる誤り訂正を実装するのは
不向きであった。すなわち、ＡＡＬ１で採用されている
固定サイズのインタリーバでは、送りたいデータがその
サイズと比べて小さい場合には、データでインタリーバ
のデータ領域を満たすことができないので、残りの領域
にはダミーデータを入れてダミーセルを送出するしかな
かった。このような方法では、帯域を有効に使うことが
できず、余分なトラヒックを増やしてしまい、輻輳を招
くことになりかねない。加えて、どこからがダミーデー
タであるかをインタリーバ毎に明確にし、それを受信側
にわかるように伝送する機能が必要となるが、従来のＡ
ＡＬ１のインタリーバでは全く考えられていなかった。
【００２６】また、既存の方法ではインタリーバに対し
て書き込みと読み出しの方向が異なるために、メモリに
書き込んでいる間、メモリからの読み出しを待つことで
遅延が存在する。この遅延はインタリーバの大きさにお
よそ比例するものであり、比較的低遅延であると言われ
ている斜めインタリーブの方法を用いても遅延の大きさ
を半分にすることしかできない。
【００２７】さらに、これへの解決法と考えられるデー
タの読み書きが同じとなるような既存の方法において
も、インタリーバのメモリ領域の確保が必要で、また該
メモリへの読み書きのための遅延時間が必要であった。
【００２８】また、ＡＡＬ１等で行われている既存の方
法では、誤り検出や復号のために受信時にも従来送信時
と同程度あるいはそれ以上の遅延が生じてしまうという
問題もあった。というのは、受信時には、到着したデー
タをデータ領域のものだけでなくＦＥＣ冗長領域のもの
も含めて全て、順次デインタリーバ内に格納し、ＦＥＣ
により誤り検出、さらには訂正を行なっていたからであ
る。
【００２９】本発明は、上記問題点に鑑みてなされたも
のであり、ＡＡＬにおいて高スループットかつ低レイテ
ンシイの信頼性のある通信を可能とするＡＴＭ網におけ
る誤り制御方法を提供することを目的とする。
【００３０】
【課題を解決するための手段】第１の発明は、ＡＴＭア
ダプテーションレイヤにて行なうＡＴＭ網における誤り
制御方法であって、上位レイヤから渡された送信しよう
とする一続きのデータを所定長のデータ列に順次区切
り、マトリクス状に定義された記憶領域を有するインタ
リーバのデータ記憶領域の各列に順次書き込んでいく第
１の手順と、この第１の手順により前記インタリーバの
データ記憶領域の最大列まで前記データで満たされた場
合にはこの最大列を前記インタリーバにおけるデータ記
憶領域の最終列とし、前記インタリーバのデータ記憶領
域の最大列まで前記データで満たされなかった場合には
前記データが最後に書き込まれた列またはその次の列を
データ記憶領域の最終列とし、前記インタリーバのデー
タ記憶領域の各行について、該最終列までのデータに対
する誤り制御符号を夫々求め、このデータ記憶領域の各
行に対する誤り制御符号を、前記インタリーバの誤り制
御符号記憶領域内の対応する位置に夫々書き込む第２の
手順と、前記インタリーバのデータ記憶領域および誤り
制御符号記憶領域の内容を列ごとに順次読み出してい
き、読み出した列に対して所定の列数ごとにシーケンス
ナンバを含むヘッダ／トレイラを付与する第３の手順と
を有することを特徴とする。
【００３１】第２の発明は、第１の発明において、前記
インタリーバのデータ領域の最終列の所定位置に、該最
終列の先頭から書き込まれているデータの長さを表示す
るための長さ表示情報を書き込むとともに、該最終列内
に書き込まれたデータの最終ビットの記憶位置と該長さ
表示情報の記憶位置との間の未使用部分にはパッドを与
えることを特徴とする。
【００３２】第３の発明は、第１の発明でＡＡＬタイプ
５を用いる場合において、前記第１の手順では、上位レ
イヤから渡された前記データを、前記インタリーバに書
き込まずに、下位レイヤであるコモン・パート・コンバ
ージェンス・サブレイヤに渡し、前記第２の手順では、
前記第１の手順にて前記コモン・パート・コンバージェ
ンス・サブレイヤにデータを渡す際に誤り制御符号の計
算を行い、得られた誤り制御符号のみメモリに書き込
み、前記第３の手順では、前記メモリから前記誤り制御
符号を読み出し、読み出した前記誤り制御符号を前記コ
モン・パート・コンバージェンス・サブレイヤに渡すこ
とを特徴とする。
【００３３】第４の発明は、第１の発明でＡＡＬタイプ
５を用いる場合において、前記インタリーバのデータ領
域と誤り制御符号領域とは互いに異なるコモン・パート
・コンバージェンス・サブレイヤのプロトコル・データ
・ユニットに属するものであって、受信側にて、同一の
前記インタリーバに属し前記データ領域の内容を含む１
つ以上のコモン・パート・コンバージェンス・サブレイ
ヤのプロトコル・データ・ユニットに対してＡＴＭアダ
プテーションレイヤ・タイプ５による誤り検出処理を行
う手順と、この手順にて誤りが検出された場合にのみ、
受信したデータ内に含まれるダミーデータを除いたデー
タの正確な大きさを認識した後に該データに対して誤り
訂正処理を行う手順をさらに有することを特徴とする。
【００３４】
【作用】第１の発明に係るＡＴＭ網における誤り制御方
法によると、ＡＡＬにて、ＦＥＣを用いた誤り制御方式
を実現する枠組みを提供することができる。これによ
り、ＦＥＣの誤り訂正能力で回復可能な誤り発生のレベ
ルであれば、再送制御無しに信頼性の要求される通信を
行うことができる。
【００３５】ところで、従来の固定長のインタリーバを
用いたＦＥＣによる誤り制御は長さ合わせのための意味
の無いオーバーヘッドであるデータ以外の部分（ダミ
ー）を含むセルが生じるものであり、特にデータの生成
がバースト的に起こるＡＡＬ３／４、５におけるデータ
転送では適用が難しく、ダミーセルの増加が著しい。
【００３６】これに対して本発明では、データ転送の単
位になるインタリーバのサイズを可変とし最大値のみを
設けることによって柔軟性を持たせた。
【００３７】この結果、オーバーヘッドのトラヒックを
最小限に抑えることができ、高スループット、低レイテ
ンシイを実現することが可能となる。また、従来の固定
サイズのインタリーバにてデータの入らなかった領域に
ＰＡＤするような操作が不要となるので、計算量を削減
することができ、高速化を図ることができる。
【００３８】また、本発明では、インタリーバの書き込
みと読み出しの方向を同一にしたことで、データの書き
込みを開始した直後から読み出しを行うことができるよ
うになる。従来は、インタリーバのデータ領域分全てに
データを書き込むまで下位レイヤに対してデータを渡す
ことはできずかなりの遅延がかかっていたが、本発明に
よれば、この遅延はほぼ０と大幅に短縮できる。
【００３９】第２の発明に係るＡＴＭ網における誤り制
御方法によると、インタリーバに書き込まれたデータの
最終位置を示すフィールドを設けることによって、イン
タリーバ内に書き込まれているデータのサイズを確実に
認識することができる。
【００４０】この結果、予めデータサイズの表示方法に
ついて送受信双方でネゴシエーションをとっておくこと
によって、受信側でもデータのサイズを確実に認識で
き、正しいデータを再生して上位レイヤに渡すことが可
能となる。
【００４１】また、データの長さ表示を付与すること
で、最小限のパディングだけで済み、転送効率もＦＥＣ
を行なう場合としては最大限に引き上げることができ
る。
【００４２】第３の発明に係るＡＴＭ網における誤り制
御方法によると、インタリーバ専用のメモリに書き込む
ことを省略しＦＥＣ冗長コードの計算結果を書き込むメ
モリのみを用意することによって、メモリ量を最小限に
抑えることができ、書き込みや読み出しのための遅延も
不要となりコスト削減につながる。
【００４３】第４の発明に係るＡＴＭ網における誤り制
御方法によると、インタリーバのデータ部分と冗長コー
ド部分を独立したものとすることが可能となる。これに
よって、ネットワーク上での誤り率が比較的小さい場合
にはほとんどのインタリーバのデータ部分には誤りが無
いと判断されるのでＦＥＣ処理が不要となり、よってＳ
ＳＣＳレイヤでの処理時間を更に短縮することができ
る。
【００４４】また、意味のあるデータの正確な大きさを
認識することができ、このデータに対してＣＰＣＳトレ
イラの誤り検出機能（ＣＲＣ）を利用して誤りが検出さ
れた場合にのみ、該データに対してＦＥＣによる誤り訂
正処理を行うことによって、誤りを含んだデータからで
も正しいデータを再生することができる。
【００４５】また、ＣＲＣによってエラーがないと判断
されたデータに対し、ＦＥＣ部分は単に廃棄すればよい
ので、誤り率が小さければＦＥＣを行わないＡＡＬ５
（ＳＳＣＳがヌルの場合）と処理時間はほとんど変わら
なくなる。すなわち、ＡＡＬ５の本来の目的である軽い
プロトコルが実現される。よって、さらにリアルタイム
性を必要とするようなアプリケーションにも対応でき、
ＣＰＵ資源を有効に用いることができる。
【００４６】以上説明したように本発明によれば、ＡＴ
Ｍ通信網で高速通信を行う場合に、ＡＡＬのいずれかの
レイヤにインタリーバとＦＥＣを用いた誤り制御方法を
実装し、さらに、インタリーバのサイズを柔軟にアプリ
ケーションデータのサイズに合わせることによってデー
タ転送の高効率化、高速化、省資源化を図ることができ
る。
【００４７】特に、ＡＡＬタイプ５で高速データ転送を
行う場合には、ＣＰＣＳよりも上位のレイヤに本発明の
誤り制御方法を適用することによって、本来ＦＥＣが持
つオーバーヘッドを最小限に抑えつつ、ＡＡＬタイプ５
の高速性を最大限に発揮することが可能となる。また、
ＡＡＬ１、２、３／４に対しても、より高効率にＦＥＣ
を実装することが可能である。
【００４８】
【実施例】以下、図面を参照しながら本発明の実施例を
説明する。
【００４９】本実施例では、送信側端末と受信側端末と
の間にてＡＴＭ網を介してＡＡＬタイプ５を用いたデー
タ通信を行う場合を示すが、本発明は他のタイプの方式
にも同様に適用できることは言うまでもない。
【００５０】この送受信端末間では、例えば大容量トラ
ンザクション処理が行われており、両端末間におけるデ
ータのやりとりは、低レイテンシ（再送制御が基本的に
許されない）、高スループット、かつ信頼性のあるデー
タ通信が求められている場合を想定している。例えば、
端末が公衆網を介してＷＡＮ接続されており、物理的に
遠い距離にあるような場合も含まれる。
【００５１】ここでは、両端末間にてやりとりするデー
タにＦＥＣ（Ｆｏｒｗａｒｄ Ｅｒｒｏｒ Ｃｏｒｒｅ
ｃｔｉｏｎ）のための誤り訂正ビットを付与し、送信中
の伝送路やＡＴＭスイッチ内でセル廃棄が生じた場合
に、再送せずに正しいデータを再生できる手法を示す。
【００５２】本実施例では、ＡＴＭの特徴であるセル廃
棄のみを主に仮定して説明を進めているが、実際のデー
タ通信ではビット誤りも生じる可能性はある。このビッ
ト誤りに対する訂正方法としては、後述するようなＳＳ
ＣＳヘッダ／トレイラにＣＲＣフィールドを設け、セル
ごとにビット誤り検出を行うことによって誤りの検出さ
れたセルは廃棄し、セル廃棄されたものとみなす方法が
ある。また、誤り訂正を行う符号として、インタリーバ
内のどの位置にビット誤りが生じているのかわからなく
ても訂正可能であるリードソロモン符号（ＲＳ符号）を
用いる方法もある。ただし、この機能を適用するには、
受信側で必ず誤り位置の特定のための復号演算を行う必
要がある。
【００５３】本実施例では、送信側端末と受信側端末
は、それぞれＡＴＭ端末でありＡＡＬ５を用いている。
エラーフリーなデータを高いスループットで、かつ低い
レイテンシで送受信できるように、ＡＡＬ５のＣＰＣＳ
レイヤの上位レイヤであるＳＳＣＳレイヤにＦＥＣ機能
を実装している。
【００５４】（第１の実施例）まず、第１の実施例を説
明する。本実施例は、１対１の端末が通信を行なう場合
の例である。
【００５５】図１に、本実施例の送受信端末のプロトコ
ルスタックの構造を示す。これは、Ｕプレーン通信（ア
プリケーション間の通信）を行なう場合のプロトコルス
タックである。図中、１はＡＴＭ網、３はＡＴＭ交換機
を表している。
【００５６】送信側端末２ｔおよび受信側端末２ｒで
は、ともに大容量トランザクション処理のアプリケーシ
ョンが動作しており、送信側端末２ｔから受信側端末２
ｒに対して大容量・リアルタイムのデータが転送され
る。両端末２ｔ，２ｒは、直接接続されているものとす
る。このエンドーエンドのＡＴＭコネクションは、アプ
リケーション間に予め確立される。従って、レイヤ２、
３、４は通常ヌルとなっている。
【００５７】もし、何らかの理由で送信側端末２ｔと受
信側端末２ｒのコネクション間に１つでもルータが介さ
れている場合には、そのルータはＳＳＣＳレイヤの処理
として同様のＦＥＣ処理を行えることが必要である。
【００５８】ＡＡＬレイヤではすでに標準化が決まって
いるＡＡＬ５を実装しており、標準のＡＡＬ５の上のＳ
ＳＣＳレイヤに、本発明のインタリーバ処理とＦＥＣ処
理を実装している。これにより、エンド−エンド間で信
頼性のある通信を実現している。
【００５９】ただし、より信頼性を増すために、上記で
ヌルであったトランスポートプロトコルのレイヤ４にも
ライトウェイトな再送制御プロトコルを実装していても
よい。ＦＥＣには冗長の程度に応じて訂正能力限界があ
り、通常はエラーは訂正能力の範囲内におさまるように
設計されるべきであるが、万一その範囲を越える場合
（すなわち訂正不可能な場合）も考えられる。再送制御
プロトコルを実装すれば、ＦＥＣの能力を越えてしまう
ほど多量の廃棄が生じるようなことが仮にあった場合、
遅延の増大は生じるとしても、データの信頼性だけは保
つことができる。
【００６０】図２に、送信側端末２ｔおよび受信側端末
２ｒの内部構成を示す。
【００６１】送信側端末２ｔは、アプリケーション処理
（例えば広域トランザクション処理）を行い、受信側端
末２ｒに対してアプリケーションデータを送信する。
【００６２】アプリケーション処理モジュール４ｔは、
アプリケーションデータをＳＳＣＳ処理モジュール６ｔ
に渡す処理を行う。
【００６３】ＳＳＣＳ処理モジュール６ｔでは、渡され
たデータに対してインタリーブ操作を行い、ＦＥＣ冗長
コードを付与した後、そのインタリーバの列に対してＳ
ＳＣＳヘッダ／トレイラを付与し、これをＣＰＣＳ処理
モジュール１４ｔに渡す。
【００６４】ＣＰＣＳ処理モジュール１４ｔでは、ＳＳ
ＣＳ処理モジュール６ｔから受けとったデータに対し
て、ＡＡＬ５のＣＰＣＳ処理、すなわち長さ表示とＣＲ
Ｃの２つのフィールドを各々演算して付与する処理を含
むトレイラ付与作業を行ない、ＳＡＲ処理モジュール２
０ｔに渡す。
【００６５】ＳＡＲ処理モジュール２０ｔでは、通常の
ＡＡＬ５のＳＡＲレイヤ処理としてＣＰＣＳ処理モジュ
ール１４ｔから渡されたデータに対してセグメンテーシ
ョンを行なう。
【００６６】セグメンテーションされたデータはＡＴＭ
ヘッダ付与モジュール２２ｔに渡され、ＡＴＭセルヘッ
ダが付与され、さらに図示しない下位レイヤの処理が行
なわれてＡＴＭ網１にセルとなって投入される。
【００６７】一方、受信側端末２ｒは、ＡＴＭ網１から
入力されてきたセル流に対して、図示しない物理レイヤ
およびＡＴＭレイヤの処理を行い、自端末宛のセルを選
択して取り出す。そして、ＡＴＭヘッダ削除モジュール
２２ｒは、ＡＴＭヘッダを削除した後にＳＡＲ処理モジ
ュール２０ｒに渡す。その際、ＡＴＭセルヘッダのＰＴ
（ペイロードタイプ）のＵＵＩ（ユーザユーザ情報）領
域に、ＣＳ−ＰＤＵの最後部を示すビットが表示されて
いたら、これをＳＡＲ処理モジュール２０ｒに通知す
る。
【００６８】ＳＡＲ処理モジュール２０ｒは、受け取っ
たデータ（セルのペイロード）に対して、ＣＳ−ＰＤＵ
の最後部の情報を参照しながらＡＡＬ５のリアセンブリ
処理を行なう。
【００６９】ＣＰＣＳ処理モジュール１４ｒは、ＳＡＲ
処理モジュール２０ｒから受け取ったＣＳ−ＰＤＵに対
してＡＡＬ５のＣＰＣＳレイヤ処理、すなわちＣＲＣと
長さ表示のチェック等を行ない、ＣＳ−ＳＤＵを再生す
る。
【００７０】ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ確認モジュール
１２ｒは、ＣＳ−ＳＤＵに付与されたＳＳＣＳヘッダ／
トレイラを確認しながら削除し、デインタリーバモジュ
ール８ｒに渡していく。その際、ＣＰＣＳトレイラで誤
りが検出されている場合には、その事実をＦＥＣ訂正モ
ジュール１０ｒに通知する。
【００７１】デインタリーバ８ｒで正しく再生されたデ
ータは、ＳＳＣＳ処理モジュール６ｒからアプリケーシ
ョンデータとしてアプリケーション処理モジュール４ｒ
へ渡されていく。
【００７２】ところで、上記した個々のモジュールは、
ハードウェア処理あるいはソフトウェア処理のいずれで
行なっても構わない。例えば、アプリケーション処理モ
ジュール４ｔ，４ｒおよびＳＳＣＳ処理モジュール６
ｔ，６ｒは、各々の端末２ｔ，２ｒ内部に設けたＣＰＵ
によるソフトウェア処理で、また、それらより下層のＣ
ＰＣＳ処理モジュール１４ｔ，１４ｒ、ＳＡＲ処理モジ
ュール２０ｔ，２０ｒおよびＡＴＭヘッダ付与／削除モ
ジュール２２ｔ，２２ｒは、各々端末２ｔ，２ｒ内にハ
ードウェアとして実装する方法もある。
【００７３】次に、送信側端末２ｔにおける処理をレイ
ヤの順に従って説明する。
【００７４】（Ａ）アプリケーション処理モジュール４
ｔによる処理 まず、アプリケーション処理モジュール４で、例えば図
３のようなアプリケーションデータが生成される。アプ
リケーションデータの長さは、アプリケーションに依っ
て異なり、一般的には広いレンジを持つ可変長のデータ
である。アプリケーションデータの発生間隔もアプリケ
ーションに依存し、連続する場合や断続的、断片的な場
合など様々なケースが考えられる。
【００７５】アプリケーション処理モジュール４ｔは、
インタリーバモジュール８ｔに対してアプリケーション
データ（ＡＡＬ−ＩＤＵ）を渡していくが、１アプリケ
ーションデータが終了した時点で、その旨をデリミタと
してインタリーバモジュール８ｔに通知する。
【００７６】（Ｂ）インタリーバモジュール８ｔによる
処理 インタリーバモジュール８ｔは、アプリケーション処理
モジュール４ｔから渡されたアプリケーションデータで
あるＡＡＬ−ＩＤＵを、マトリクス状メモリであるイン
タリーバのデータ領域の部分に順次書き込んでいく。書
き込み方は、例えば図４の様に左上端から垂直方向に１
列ずつ行う。
【００７７】インタリーバへの書き込みの方法として、
ここでは図４に示した方向、順序に従う例を挙げるが、
図５に示すような方法など、様々な書き込み順序、方向
が可能である。
【００７８】ＦＥＣ冗長領域内にはデータは書き込ま
ず、書き込み終了後に各行のシンボルごとに対して予め
決まった演算を行った結果を、対応するＦＥＣ冗長領域
内の各行に書き込む。なお、演算を行った結果をメモリ
内のインタリーバ領域に具体的に書き込まずに、論理的
に別のメモリに格納し必要に応じて読み出し下位レイヤ
に渡すという方法も可能である。
【００７９】インタリーバのサイズは様々なものが考え
られるが、例えば、ＡＡＬ１では以下のようなサイズの
インタリーバがオプションとしてＩＴＵ−Ｔ勧告Ｉ．３
６３によって標準化されている。横（列）のサイズとし
ては、１シンボルが１オクテットであって、データ領域
１２４シンボル、ＦＥＣ冗長領域４シンボルである。こ
の場合の縦（行）のサイズは、セル長からＳＡＲヘッダ
長を差し引いた長さ、４７オクテットである。また、Ａ
ＡＬ１でのオプションの他の値として、同じシンボルサ
イズで縦のサイズが８シンボル、横のサイズがデータ８
８シンボル、ＦＥＣ冗長領域６シンボルであるものも標
準化されている。ただし、ここではこれらの値にこだわ
る必要はない。
【００８０】本実施例において、いくつかのインタリー
バサイズの値を提示しているが、これらはいずれも、イ
ンタリーバがデータ領域としてとることのできる最大値
を示している。すなわち、アプリケーションデータのサ
イズによって、それよりも小さく変化させることが可能
である。アプリケーションデータのサイズがインタリー
バの横のサイズを最大値まで用いた場合でも、その領域
に入らないときには、２枚目のインタリーバ、３枚目の
インタリーバと言うように、ＡＡＬ１でのＣＢＲ転送と
同じように複数枚のインタリーバを用いて転送すること
となる。また、縦のサイズはセルのペイロードのサイズ
との関係でいくつか実装に適当なサイズがある。
【００８１】例えば、インタリーバの１列に対して１つ
のＳＳＣＳヘッダ／トレイラとＡＡＬ５のＣＰＣＳトレ
イラを付与する方法をとったものとする。この場合に
は、縦の長さはセルのペイロード長からＳＳＣＳヘッダ
／トレイラ分（ヘッダ／トレイラ部分によるオーバーヘ
ッドをなるべく小さくするように、１オクテット等が考
えられる）とＣＰＣＳトレイラ分（８オクテット）を除
いた長さ（４８−１−８＝）３９オクテット等が考えら
れる。また、１列を複数セル、例えば２セル分とすれば
縦のサイズは（３９＋４８＝）８７オクテット等が適当
であると考えられる。
【００８２】縦のサイズが大きい場合と小さい場合を比
べてみる。上述したものと同じ、インタリーバ１列をペ
イロードに持つＳＳＣＳ−ＰＤＵについて比較すると、
ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ長が同じならば、縦のサイズ
の大きい方が上位レイヤデータの転送効率（ｐａｃｋｉ
ｎｇ ｅｆｆｉｃｅｎｃｙ）があがるという利点があ
る。一方、縦のサイズが長いと転送すべきデータが列の
途中で終了してしまう可能性も高く、その場合にはその
列の残りの部分をパディングで満たさなければならず、
逆に転送効率が下がってしまうという問題点もある。縦
のサイズとして適当な値を選ぶには、このようなトレー
ドオフを加味すべきである。さらに、あまりに大き過ぎ
ると、ランダムなビット誤りを含み易い問題あるいはＦ
ＥＣ符号のオーバーヘッドが上がる問題などが生じる。
【００８３】横のサイズに関しては、従来と同じ誤り訂
正符号として１シンボルがｎビットのリード・ソロモン
符号（以下ＲＳ符号と記す）を用いるとして、通常、最
大長が（２＾ｎ）−１シンボルに限定される。拡張ＲＳ
符号を利用すると、それよりも１あるいは２シンボル長
いものも可能であるが、拡張ＲＳ符号は通常のものと比
較して、受信後の復号処理、誤り訂正処理が複雑であ
る。従って本実施例では、あえて拡張ＲＳ符号を用いな
いこととする。ｎの値としては、ソフトウェアによる処
理の容易さも考慮して、８またはその倍数を用いること
が一般的である。
【００８４】図６に一例を示すように、上記の値を越え
ない範囲で、インタリーバのサイズとして、横のサイズ
を４オクテットの倍数にする方法がある。この方法で
は、例えばＲＳ符号で１シンボルをｎビットとしたとき
に、ｎと列シンボル数との積が３２の倍数になることを
意味している。ＦＥＣ機能をソフト処理で実現する場合
を想定すると、計算機で仮想的にインタリーバへのデー
タの書き込み、読み出しを行うことになるが、計算機の
ＣＰＵはメモリへのアクセスが４オクテット単位の方が
扱いやすいので、有効なデータが足りない場合には４オ
クテット単位になるようにパディングをしてでもアライ
メントをとった方が良い場合もある。
【００８５】後で詳しく述べるが、今度はＣＰＣＳトレ
イラをデータ領域とＦＥＣ冗長領域の各々に１つずつ付
ける例を考える。この場合、インタリーバの縦の長さは
ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ分のみを考慮すれば十分であ
る。よって、ＳＳＣＳレイヤのオーバヘッドを例えば１
オクテットとして、（４８−１＝）４７バイトが良いと
考えられる。しかしこの方法では、ＣＰＣＳトレイラに
よって増加する８オクテットの増加分もセルのペイロー
ドとして伝送しなければいけないことを考慮していない
ので、そのための８バイト分をインタリーバのデータ領
域内に確保する方法か、あるいはＣＰＣＳレイヤのアラ
イメントをとる機能に任せる方法のいずれかをとる必要
が生じる。ＣＰＣＳレイヤのアライメントをとる機能に
任せる場合には、ＣＰＣＳトレイラのみを１セルに格納
することになるので４０バイトのパディングが必要とな
り、オーバーヘッドが大きくなってしまう問題点があ
る。従って、インタリーバのデータ領域にあらかじめＣ
ＰＣＳレイヤ用に８オクテットのスペースを確保してお
く方がパッキング効率は良い。
【００８６】前述したように、データ転送の場合、ＡＡ
Ｌ−ＩＤＵのサイズは一定でなく、ＳＳＣＳモジュール
６ｔではこのサイズを認識し、さらに受信側ＳＳＣＳモ
ジュール６ｒにも知らせる必要がある。多くのプロトコ
ルでは、ＳＳＣＳモジュール６ｔでＡＡＬ−ＩＤＵの終
了（デリミタ）を検出することができ、ＳＳＣＳレイヤ
では予めサイズを認識することが可能となっている。従
って、送信側のＳＳＣＳレイヤにおいてインタリーバの
どの位置までデータを書き込んだかを、何らかの手段で
明記し受信側ＳＳＣＳレイヤにわかるようにしなければ
ならない。
【００８７】次に、これまで述べてきた種々の例に基づ
いて任意のサイズのＡＡＬ−ＩＤＵをインタリーバに格
納していった最終的な様子をいくつかの例について説明
する。これらの例では、あらかじめコネクション毎に用
いるインタリーバの最大サイズ、ＦＥＣ領域の大きさ、
ＳＳＣＳ−ＰＤＵの大きさやフォーマットなどが呼設定
時にネゴシエーションされているものとする。
【００８８】図７には、インタリーバの縦のサイズが３
９オクテットである例を示した。このサイズは、１列ご
とに対して１オクテットのＳＳＣＳヘッダ／トレイラ
（図７（ｂ）のようにヘッダを付与している）とＣＰＣ
Ｓトレイラが１つずつ付いている例である。インタリー
バの最大列数は１２８オクテットであり、各行に４オク
テット分のＦＥＣ領域がある。
【００８９】また、この例は比較的大きなサイズのアプ
リケーションデータが格納された様子を示しており、複
数枚（＃１から＃Ｎまで）のインタリーバに渡ってい
る。もちろん、小さなサイズのアプリケーションデータ
であっても、図７に示したインタリーバの状態と同じよ
うに格納できる。図７（ａ）の＃１は、データ領域がこ
の例で許容される最大値まで使用されているインタリー
バであり、最後の１オクテットを用いてその列に含まれ
ている有効なデータ量を長さ表示（ＬＩ）フィールドに
表示する。また、図７（ａ）の＃Ｎはデータ領域に未使
用部分が残っている（アプリケーションデータが途中で
終了した）インタリーバであり、最終列はパディングを
含む場合もある。このインタリーバでも同様に最終列の
最後の１バイトを用いて、その列の有効データ量をＬＩ
フィールドに表示する。よって、最終列の有効データ長
とＬＩフィールドの１オクテットの和が３９オクテット
に満たない場合、その足りない分だけパッドを付加す
る。
【００９０】次に、図８に、インタリーバの縦のサイズ
が４７バイトである例を示す。図９には、この場合のＳ
ＳＣＳレイヤの処理の流れを説明するための図を示す。
【００９１】ＡＡＬ−ＩＤＵが到着すると（ステップＳ
１１）、インタリーバへの書き込みを行う（ステップＳ
１３）。
【００９２】インタリーバが満たされると（ステップＳ
１４）、必要に応じてＰＡＤを挿入し、ＬＩを書き込む
（ステップＳ１５）。そして、ＦＥＣ冗長コードの計算
を行う（ステップＳ１６）。
【００９３】インタリーバからは、順次、列ごとのデー
タが読みだされ、ＳＳＣＳヘッダが付与される（ステッ
プＳ１７）。
【００９４】そして、ＣＰＣＳ処理（ステップＳ１
８）、ＳＡＲ処理（ステップＳ１９）が行われ、ＡＴＭ
ヘッダが付与され（ステップＳ１８）、ＡＴＭセルとし
てＡＴＭ網を転送される。
【００９５】さて、図８は、インタリーバのデータ領域
とＦＥＣ領域それぞれに対して１つずつＣＰＣＳトレイ
ラが付与されている例である。図７の例と同じように、
各列に対しては、１バイトのＳＳＣＳヘッダ／トレイラ
が付与される（図８（ｂ））。また、この例も比較的大
きなサイズのアプリケーションデータが格納された様子
を示しており、複数枚のインタリーバ（＃１〜＃Ｎ）に
渡っている。もちろん、小さなサイズのアプリケーショ
ンデータであっても、図８に示したインタリーバの状態
と同じように格納できる。
【００９６】図８（ａ）の＃１は、データ領域が最大値
まで使用されているインタリーバであり、最後の９バイ
トを用いてその列に含まれているパディングの量をＬＩ
フィールド（１オクテット）に表示し、残り（８オクテ
ット）は未使用とする。この８オクテットＣＰＣＳトレ
イラが付与される際に余分なパディングを行わなくてす
むように、予めトレイラのサイズ分を確保しておくため
の領域である。また、図８（ａ）の＃Ｎは、データ領域
に未使用部分が残っている（アプリケーションデータが
途中で終了した）インタリーバであり、最終列はパディ
ングを含む場合もある。このインタリーバでも同様に最
終列の最後の１バイトを用いてその列のパディングの量
をＬＩフィールドに表示する。よってパッドは、最終列
の有効データ長とＬＩフィールドの１オクテットの和が
４７オクテットに満たない場合、その足りない分だけ付
加される。
【００９７】次に、図７と図８で用いられているＬＩ表
示の方法について詳しく説明する。図１０には、その例
を示した。（ａ）は図７に対応する場合で、データ領域
内の途中の列の最下行でアプリケーションデータが終了
した場合を表している。この場合最終列には有効なデー
タは含まれていないので、ＬＩフィールドは０となり、
３８オクテット分のパディングをする。また、（ｂ）は
図８に対応する場合で、アプリケーションデータを書き
込んでいって終了した行が３８〜４７オクテット目であ
った場合の表示方法を示している。この時は、ＬＩフィ
ールドにはパディングの量を示すようにする。この様な
方法をとることで、送信側から受信側に正確にアプリケ
ーションデータの量を伝えることが可能となる。
【００９８】同じアプリケーションのデータであれば、
複数のＡＡＬ−ＩＤＵを１つのインタリーバ内に格納す
ることも可能である。よって、１つのＡＡＬ−ＩＤＵの
デリミタ検出後に、タイマを起動させ、ある一定時間次
のＡＡＬ−ＩＤＵが到着するまでそのインタリーバの送
出を待つこともできる。
【００９９】タイマーの設定は、アプリケーションがど
れくらいのレイテンシを要求するかによっても様々な設
定が可能である。例えば、遅延に対する要求条件の厳し
くないファイル転送等では数秒待つことも可能であり、
またそれとは逆で、動画像などの場合にはタイマーのし
きい値を０に設定し帯域を最大限まで使用することもで
きる。
【０１００】アプリケーションデータをデータ領域に書
き込んだ後には、レイテンシイを小さく抑えるために
も、できるだけ速やかにＦＥＣ冗長領域を計算すること
が望ましい。
【０１０１】図１１に一例を示すように、インタリーバ
からの読み出しは書き込んだ方向、順序と同じに、１シ
ンボル書き込み終了後引き続いて１シンボル読み出しを
すぐに行う。書き込みと読み出しを交代に、または並列
に行うことによって、今まで書き込み終わるまで読み出
しができなかったというボトルネックが解消され、ＳＳ
ＣＳレイヤの上位レイヤから下位レイヤに渡すまでにか
かる時間が大きく減少する。データ読み出し後は、順次
ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ付与モジュール１２ｔへ渡し
ていく。
【０１０２】以上のように行うと、インターリーブによ
り生じていた遅延がほとんど無視でき、ＳＳＣＳレイヤ
がヌルの場合とかなり近い速度が得られる。以前のイン
タリーブでは、書き込みは水平方向に、読み出しは垂直
方向にと、１つのデータ領域内全てにデータが書き込ま
れてから（全てが埋まらない場合にはＰＡＤをしてか
ら）読み出しを行っていた。これに対して本実施例の方
法では、下位レイヤに渡すデータの読み出し方向を書き
込み方向と同一にし、特にデータ領域に関しては書き込
みと読み出しがほぼ同時に行われるので、データ領域全
てを書き込むまでデータの送出を待たなくてもよくな
り、遅延がかなり小さくなる。
【０１０３】（Ｃ）ＦＥＣ付与モジュール１０ｔによる
処理 ＦＥＣ付与モジュール１０ｔでは、図１２に例を示すよ
うに、データ領域の範囲内に書き込まれたデータの各行
に対して、それぞれのＦＥＣ冗長領域を計算し対応する
位置に書き込んでいく。ｎ行目に対するＦＥＣ冗長領域
は、ｎ行１列、ｎ行２列、・・・、ｎ行ｍ列のｍ個のシ
ンボルを用いて演算することによって得られた結果であ
る。
【０１０４】パディングがなされていないインタリーバ
の場合は図１２（ａ）のように、また、インタリーバの
途中でデータが終了している場合は図１２（ｂ）のよう
に未使用部分を除いて各行に対応するＦＥＣ冗長領域を
計算していく。（ｂ）の場合に、ｎ行目に対するＦＥＣ
冗長領域を計算するには、ｎ行１列からｎ行４列までの
シンボルを用いて、未使用部分が無い場合と同じ演算方
法でＦＥＣ冗長領域を計算することが可能である。
【０１０５】図１３に、１列が１つのＣＰＣＳ−ＳＤＵ
となる場合の例を示す。インタリーバは、ＡＡＬ−ＩＤ
Ｕであるデータが書き込み終わったら、図１３（ａ）の
ように、その列の残りの部分をＰＡＤ（例えばシンボル
中のビットがａｌｌ“０”またはａｌｌ“１”）で埋め
て、さらにその列の最後の１シンボルの部分に、その列
に含まれる有効なデータの長さを書き込む。もし、ある
列の最後までデータが埋まっていたら、図１３（ｂ）の
ように、次の列を使って長さ表示を行う。要するに、列
の最後に長さ表示が含まれている列の前の列はデータで
満たされることになる。
【０１０６】データが全く書かれていない残りの列に対
しては、ＰＡＤ等は行なわない。データ領域の最後は次
のステップで付与されるＳＳＣＳヘッダ／トレイラで受
信側が認識できるので、余分なＰＡＤをしてインタリー
バの最大サイズに合わせる必要はない。また、データを
書き込んでいない部分はセルとなって転送されることも
ない。この様な操作を行うと、ＣＢＲ転送に適していた
インタリーバをデータ転送にも容易に適用することが可
能となるのである。
【０１０７】ＦＥＣ冗長領域を計算する際、データが書
き込まれていずダミーの入っていないデータ領域の各列
はＦＥＣ冗長コード演算のために代入するパラメータが
存在しないので、演算数が少なくて済むことになる。し
かしながら、ダミーとして０または１がパディングされ
ていて、しかもそれをＦＥＣの計算のためのデータとし
て用いる従来の場合には、その値を用いてデータがある
列と同様の計算を各シンボルに対して行わなければなら
ないので、データ領域が有効なデータで満たされている
場合と同じだけの計算時間が必要になってしまう。した
がって、残ったデータ領域にＰＡＤを入れず、かつその
領域をＦＥＣのための演算領域からはずす場合は、演算
量が減少するため簡単に短時間でＦＥＣ冗長の計算が行
えることになり、より高速にプロトコル処理できること
になる。
【０１０８】図１３は、データを書き込むという観点か
ら、仮想的にインタリーブ行列をおいて、そこに左上か
ら書き込む様子を示しているが、ＦＥＣのための冗長を
演算するような立場からは、実際には図１４のように書
かれていることと等価になる。すなわち、マトリクスの
左側（すなわちＦＥＣのための情報部分の上位の方）は
ダミーのＰＡＤがつけられていて、データ領域の右端に
つめられて実データが置かれている構成である。実デー
タ領域の中では、番号の若い（すなわち早く上位レイヤ
から来た）データほど左側にある。すなわち、ＦＥＣ演
算をする符号語、という点からは、下位の実データ分の
情報部分とＦＥＣ冗長部分とがあるように見える。この
様子を、図１５（ａ）に示す。
【０１０９】他には、例えば図１６の様にデータが全く
入らない列にダミーデータを入れてＦＥＣ冗長領域を計
算するが、それらを含むダミーセルは送出しない方法も
ある。網に送出されるデータ量は図１３の場合と同様に
最低限に抑えることが可能である。
【０１１０】それ以外にも、前述した図５（ａ）のよう
にシンボル毎にインタリーブのデータ領域中にランダム
に配置したり、図５（ｂ）のように行の順序をデータ領
域の中で自由に設定することも可能である。これらの場
合、同様にデータの全く入らない列にいれたダミーデー
タ列は送出しないことにより、網の送出されるデータ量
はやはり図１３や図１６と同じく最低限に抑えることが
可能である。
【０１１１】これらの例では、あらかじめ通信前に送受
信双方でインタリーブ行列への挿入方法についてあらか
じめネゴシエーションしておくことは言うまでもない。
【０１１２】図１６および図５は、図１３とは異なり、
ＦＥＣ演算の立場から見たインタリーブマトリクス構造
はそれぞれの図と同一である。すなわち、各符号語は、
図１６の場合は、図１５（ｂ）にあるように、上位に実
データの情報、その下にダミーの（シンボル値０の）情
報があるような情報部分とＦＥＣ冗長部分とから構成さ
れる。また、図５（ｂ）のようにランダムに実データ列
を配する場合は、図１５（ｃ）のように実データとダミ
ーデータがまだらに入ったような情報部分と、その右側
の冗長部分から成る。
【０１１３】図１３、図１６および図５共に、実データ
部分はセルとして伝送されるが、ダミー部分は送出され
ない。受信側では、ダミー部分には０が送信されたもの
とみなして復号が行われる。
【０１１４】図１３および図１６に関するＦＥＣ冗長領
域の作成方法については、後でより詳細に説明する。以
下のプロトコル処理の流れでは、代表例として図１３の
インタリーブマトリクスへの書き込み方法であるものと
して説明を行う。
【０１１５】ＦＥＣ冗長領域を演算し始めた時には、デ
ータ領域に一度書き込まれたデータはＳＳＣＳヘッダ／
トレイラを付与するためにＳＳＣＳヘッダ／トレイラ付
与モジュール１２ｔにほとんど渡されている（図１
１）。図７および図８のように、ＦＥＣ冗長領域に書き
込まれた計算結果も、演算終了次第、データ領域と同様
に列方向に１列ずつ読み出され、ＳＳＣＳヘッダ／トレ
イラ付与モジュール１２ｔへと順次渡されていく。ＦＥ
Ｃ冗長領域の計算にかかる時間は、一般にデータを水平
方向に書き込むのを待つ時間よりもはるかに小さいこと
がわかっている。
【０１１６】（Ｄ）ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ付与モジ
ュール１２ｔによる処理 ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ付与モジュール１２ｔでは、
インタリーバモジュール８ｔから列単位で読み出された
データに対して、ＳＳＣＳヘッダ／トレイラを付与しＣ
ＰＣＳ処理モジュール１４ｔに渡していく。ＳＳＣＳヘ
ッダ／トレイラを付与する単位は、図１７（ａ）のよう
にインタリーバの１列ごとでもよいし、図１７（ｂ）の
ように、一定の列数ごと、例えば２列ごとをひとまとめ
にしたものなども考えられる。すなわち、インタリーバ
の複数列にＳＳＣＳヘッダ／トレイラを付与したものが
ＳＳＣＳ−ＰＤＵとなる。複数のインタリーバ列をＳＳ
ＣＳ−ＰＤＵとする場合には、ひとまとめとする列数が
最低限ＦＥＣの訂正能力を越えないようにする。ＦＥＣ
方式の誤り訂正では、付与している誤り訂正符号のオー
バーヘッド（冗長部分）の量によって、訂正できるシン
ボル数（インタリーバの列数）に限界がある。例えば、
前述の図８におけるインタリーバのＦＥＣ冗長領域の列
サイズが４の場合には、データとＦＥＣ領域全体に対し
て、４列までの消失誤りを訂正することができる。
【０１１７】ここで付与するＳＳＣＳヘッダ／トレイラ
には、それが付与されているデータ列がインタリーバの
どの位置（何列目）にあったかを確実に特定するための
情報が含まれていなければならない。
【０１１８】代表的なＦＥＣを行う誤り訂正符号として
は、Ｒｅｅｄ−Ｓｏｌｏｍｏｎ符号があるが、この誤り
訂正符号を用いて容易に訂正するための前提として、
「誤り位置が特定されていること」という条件がある。
もし、誤り位置が特定されていない場合、その位置特定
のための計算量を多く必要とし、また、訂正能力も位置
特定時のおよそ半分のシンボルエラーしか訂正できな
い。誤り位置（ここでは誤りが生じているデータを含む
セルのインタリーバ内の位置に相当する）を特定するに
は、何らかの形で送信時にセル毎の識別子を付けておく
必要がある。その識別子として最も有効であろう方法
は、例えばセル単位にＳＮを付与することである。ま
た、ＳＮにもある程度の信頼性を持たせる必要がある。
【０１１９】ＳＳＣＳヘッダ／トレイラとしては、例え
ば図１８のようなフィールドを持たせることができる。
ここでは、１バイトの長さのヘッダの例を示している。
【０１２０】インタリーバの横のサイズの一例として、
ＣＰＵを用いてのソフト処理のためには、データ長を該
ＣＰＵがアクセスする単位として４バイトにアライメン
トすることが望ましいことを前述したが、ここでも同様
のことが言え、ヘッダ／トレイラ長を４バイトとするこ
とも可能である。
【０１２１】ここで、図１８のＳＳＣＳヘッダの一例に
ついて説明する。
【０１２２】（ａ）は、同期ビットであり、インタリー
バの先頭のＳＳＣＳヘッダ／トレイラであることを示
す。例えば、先頭の時は“１”、それ以外は“０”と表
示する。
【０１２３】（ｂ）は、シーケンスナンバであり、イン
タリーバ中の順序を表示する。例えば、セル廃棄された
時の抜けが検出できる。
【０１２４】（ｃ）は、ＳＮＰ（Ｓｅｑｕｅｎｃｅ Ｎ
ｕｍｂｅｒ Ｐｒｏｔｅｃｔｉｏｎ）ビット、すなわち
シーケンスナンバに対するプロテクトのためのパリティ
ビットであり、シーケンスナンバの誤りを検出する。
【０１２５】（ｄ）は、Ｄ／Ｆ（Ｄａｔａ／Ｆｌａｇ）
ビットであり、ペイロードの中身がデータであるかそれ
ともＦＥＣ冗長コードであるかを示す。
【０１２６】（ｅ）は、Ｂ／Ｅ（Ｂｅｇｉｎ／Ｅｎｄ）
ビットであり、データとＦＥＣ冗長コード領域各々の最
後であることを示す。例えばインタリーバ内で、データ
領域およびＦＥＣ冗長領域の最後にあたるＳＳＣＳヘッ
ダ／トレイラのこのフラグを“１”、それ以外を“０”
に設定する。
【０１２７】インタリーバからは、データ領域に引き続
いてＦＥＣ冗長領域が読み出され、ＳＳＣＳヘッダ／ト
レイラ付与モジュール１２ｔに渡されてくる。ＳＳＣＳ
ヘッダ／トレイラの付与は、これらのデータ列に対し
て、上述したようなヘッダ／トレイラを一定間隔に挿入
していくことで実現される。ここでいう一定間隔は、イ
ンタリーバにおける１列分の長さであったり、もしくは
複数列分の長さである。
【０１２８】図１９には、インタリーバ１つ分に対する
ＳＳＣＳヘッダ／トレイラの例を示す。ここで示した値
は、誤りの無い正しいＳＳＣＳヘッダ／トレイラの一例
である。
【０１２９】同期ビットは、インタリーバの先頭にある
ＳＳＣＳ−ＰＤＵを示し、シーケンスナンバはこの場合
４ビットで循環している。図１９の例では、シーケンス
ナンバはデータ領域に付与されている最初のＳＳＣＳヘ
ッダ／トレイラを０としてスタートし、１６を法として
増加しており、データ領域の最後のＳＳＣＳヘッダ／ト
レイラとＦＥＣ冗長領域の最初のＳＳＣＳヘッダ／トレ
イラは連続している。また、別の方法としてＦＥＣ冗長
領域の最初のＳＳＣＳヘッダ／トレイラでシーケンスナ
ンバをクリアし再度０からスタートさせた場合でも実現
は可能である。ただし、シーケンスナンバを途中でクリ
アせずに図１９の例のように連続していた方が、データ
領域とＦＥＣ冗長領域の境界でセル廃棄が生じた場合も
セル廃棄の検出が容易に行えるという利点がある。ま
た、１つのＡＡＬ−ＩＤＵのサイズがかなり大きく、複
数のインタリーブに渡って格納される場合に対しては、
連続したインタリーブ間に連続したシーケンスナンバを
付与する方法と、データ領域の先頭のＳＳＣＳヘッダ／
トレイラには必ず０を付与する方法との２通りが考えら
れる。データ領域の列数は固定長でないが、ＳＳＣＳヘ
ッダ／トレイラの別のフィールド（Ｄ／ＦビットやＢ／
Ｅ）の表示や、ＦＥＣ冗長領域のサイズが予めエンドエ
ンド間でネゴシエーションされていることから、データ
領域とＦＥＣ冗長領域が交代して転送されてくる境界を
正しく識別することが可能である。
【０１３０】シーケンスナンバプロテクトは４ビットの
シーケンスナンバに対して偶パリティを計算するものと
する。もちろん、その代わりに奇数パリティを用いても
構わない。
【０１３１】本実施例では、Ｄ／Ｆビットは１であれば
インタリーバ内のデータ領域であることを示し、０であ
ればＦＥＣ冗長領域であることを示している。Ｂ／Ｅビ
ットは、ＥＮＤを１として、データ領域のＳＳＣＳ−Ｐ
ＤＵの最後のＰＤＵとＦＥＣ領域のＳＳＣＳ−ＰＤＵの
最後のＰＤＵにマークをしている。
【０１３２】図１９で示したＳＳＣＳヘッダ／トレイラ
で、Ｂ／Ｅフィールド＝１，Ｄ／Ｆフィールド＝デー
タ、の値を持つヘッダ／トレイラが、そのインタリーバ
のデータ領域の最終列に含まれる有効なデータ長を示す
ＬＩフィールドを含むＳＳＣＳ−ＳＤＵに付与される。
【０１３３】（Ｅ）ＣＰＣＳ処理モジュール１４ｔの処
理 順次ＣＰＣＳ処理モジュール１４ｔに渡されたデータに
は通常のＡＡＬ５処理が行われ、長さ表示とＣＰＣＳト
レイラが付けられる。ＣＰＣＳ−ＳＤＵとなる単位の例
として、図７と図８の２種類を挙げる。図７では、ＳＳ
ＣＳヘッダ／トレイラとそのペイロードが１組となった
ものが、ＣＰＣＳ−ＳＤＵとなる単位である。図８で
は、インタリーバのデータ領域とインタリーバのＦＥＣ
冗長領域のそれぞれ（合計２つ）が、ＣＰＣＳ−ＳＤＵ
となる単位である。
【０１３４】図７の場合は、インタリーバの１列ごとに
ＳＳＣＳヘッダ／トレイラを付与する方法をとり、それ
ぞれに対してＡＡＬ５のＣＰＣＳトレイラが付与され
る。この方法ではＡＡＬ５のＣＲＣがインタリーバの一
列に対して適用されるので、もし受信側でエラーが発見
された場合には、該インタリーバの特定の一列にエラー
のあることが認識される。また、もしセル廃棄が発生し
たとしても、ＳＳＣＳヘッダ／トレイラにおけるシーケ
ンス番号の抜けから、どのインタリーブ列が受信側に到
着しなかったかを把握できるようになっている。このよ
うにして、セル廃棄やビット誤りの位置を正確に特定す
ることが可能となる。
【０１３５】図７の応用として、インタリーバの１列で
はなく、複数列毎にＳＳＣＳヘッダ／トレイラを付与す
る方法もある。図７ではＳＳＣＳレイヤのオーバヘッド
とインタリーバデータの一列とＣＰＣＳトレイラの和が
例えば４８オクテットになるようにインタリーバを設計
して、レイヤ毎に余分なパディングを防ぐような工夫を
している。これを応用した場合においても、インタリー
バの縦の長さを工夫して、ＳＳＣＳ−ＰＤＵの長さとＣ
ＰＣＳトレイラの長さの和が４８オクテットの倍数か、
あるいはそれが通信を行う端末の操作上不可能な場合で
も、なるべくＣＰＣＳレイヤでのパディングを少なくす
るような設計が、データ転送効率をあげる上で望まし
い。
【０１３６】図８の場合は、ＡＡＬ５トレイラも１つの
インタリーバに対して２つだけ付与する方法をとる。２
つとは、データ領域全体に対して１つのＣＰＣＳトレイ
ラを付与し、ＦＥＣ冗長領域全体に対してもう１つのＣ
ＰＣＳトレイラを付与することを意味している。前者に
ついては、パディングを最小限にするために、予めイン
タリーバモジュール８ｔでインタリーバのデータ領域の
最後の８バイト分は未使用にしてあるので、ＳＳＣＳレ
イヤから渡されたデータにＣＰＣＳトレイラを付与する
と、ちょうど４８バイトの倍数になり、ＳＡＲ処理を行
うときにパディングの必要がなくなる。一方、ＦＥＣ冗
長領域に対してＣＰＣＳトレイラを付与する場合には、
予めインタリーバモジュール８ｔで未使用部分を確保し
ておくことができないので、図８のようにインタリーバ
の一列を４７オクテット長とした場合には、４０オクテ
ットのパディングが必要になってしまう。しかし、例え
ば図７と比較して、ＡＡＬ５のトレイラ数が少ない分の
オーバーヘッドを小さくすることができ、転送効率があ
がることになる。また、上記パディングを減らしたい場
合には、例えば図８において、インタリーバの長さを変
更し、ＦＥＣ冗長領域を含むＳＳＣＳ−ＰＤＵとＣＰＣ
Ｓトレイラの長さの和を４８オクテットで割った余りが
０であるかあるいは、４８オクテットに十分近い値であ
るようにすることも可能である。詳しくは、受信側のＳ
ＳＣＳヘッダ／トレイラ確認モジュール１２ｒの説明に
おいて述べる。
【０１３７】（Ｆ）ＳＡＲ処理モジュール２０ｔによる
処理 ＳＡＲ処理モジュール２０ｔでは、ＣＰＣＳ処理モジュ
ール１４ｔから受け取ったデータ（ＣＰＣＳ−ＰＤＵ）
のセグメンテーション処理が行なわれる。ただし、イン
タリーバの縦のサイズ、ＳＳＣＳヘッダ／トレイラのサ
イズ、ＣＰＣＳトレイラのサイズの合計が４８オクテッ
トになっていれば、セグメンテーションは行なわれな
い。一方、例えば、ＣＰＣＳ−ＰＤＵが図８のようにな
っていて、ＣＰＣＳトレイラがデータ領域、ＦＥＣ冗長
領域のそれぞれに対して１つずつ付与されているような
場合には、セグメンテーションが行われる。
【０１３８】４８オクテットに区切られたＳＡＲ−ＰＤ
Ｕは、ＡＴＭヘッダ付与モジュール２２ｔに渡される。
その際、ＡＴＭヘッダ付与モジュール２２ｔに渡される
ＳＡＲ−ＰＤＵがＣＳ−ＰＤＵの最後部にあたるデータ
である場合、その旨をＡＴＭヘッダ付与モジュール２２
ｔに通知する。
【０１３９】（Ｇ）ＡＴＭヘッダ付与モジュール２２ｔ
による処理 ＡＴＭヘッダ付与モジュール２２ｔでは、呼設定時に定
められたＡＴＭセルヘッダを付与した後、物理レイヤの
処理を介して、ＡＴＭセル化されたデータをＡＴＭ網１
に対して送出する。ＳＡＲ処理モジュール２０ｔからデ
ータ（ＳＡＲ−ＰＤＵ）を受け取る際、これはＣＰＣＳ
−ＰＤＵの最後部である旨の通知を受けている場合は、
ＡＴＭセルヘッダのペイロードのＵＵＩフィールドに、
これを告げる旨のビットを立てておく。
【０１４０】以上が、送信側端末２ｔにおける処理の流
れである。
【０１４１】次に、受信側端末２ｒにおける処理をレイ
ヤの昇順、すなわち各処理モジュールの動作する順に従
って説明する。
【０１４２】（Ｈ）ＡＴＭヘッダ削除モジュール２２ｒ
による処理 ＡＴＭヘッダ削除モジュール２２ｒでは、ＡＴＭ網１か
ら受け取ったセル流について、物理レイヤ処理を行った
後に呼設定時に定められたＡＴＭセルヘッダを有したセ
ルを受け取った場合、これをフィルタリングして受け取
り、その他のセルは無視し、ＡＴＭセルヘッダを削除し
てＳＡＲ処理モジュール２０ｒに渡す。ここで、ＡＴＭ
セルヘッダのペイロードタイプのＵＵＩフィールドに、
ＣＰＣＳ−ＰＤＵの最後部であることを示すビットが立
てられていたらその旨をＳＡＲ処理モジュール２０ｒに
対して通知する。
【０１４３】ＣＰＣＳ−ＰＤＵの最後部を構成するセル
であることを示すビットを含むセルが廃棄された場合、
図２０のように、次に到着するＣＰＣＳ−ＰＤＵと同一
のＣＰＣＳ−ＰＤＵとして上位レイヤに渡されてしま
う。しかしながら、ＣＰＣＳトレイラのチェックにより
この誤りは検出される。さらに、その誤りを含むＣＰＣ
Ｓ−ＰＤＵをＳＳＣＳ処理モジュール６ｔまで渡すこと
で、ＦＥＣを用いて訂正することが可能なのである。
【０１４４】（Ｉ）ＳＡＲ処理モジュール２０ｒによる
処理 ＳＡＲ処理モジュール２０ｒでは、ＡＴＭセルヘッダ削
除モジュール２２ｒから渡されたデータ（ＳＡＲ−ＰＤ
Ｕ）に対し、ＣＰＣＳ−ＰＤＵの最後部であるという表
示を参照してデータのアセンブリを行う。アセンブリ終
了後、ＣＰＣＳ処理モジュール１４ｒに該データが渡さ
れる。
【０１４５】（Ｊ）ＣＰＣＳ処理モジュール１４ｒによ
る処理 ＣＰＣＳ処理モジュール１４ｒでは、ＳＡＲ処理モジュ
ール２０ｒから受け取ったＣＰＣＳ−ＰＤＵに対し、Ａ
ＡＬ５の処理であるＣＲＣ演算処理、および長さ表示の
確認を順次行う。
【０１４６】ここで、ＣＲＣ演算処理、および長さ表示
の値のいずれかに誤りが検出されたかどうか、結果をＳ
ＳＣＳ処理モジュール６ｒに通知する。この場合、どち
らの演算で誤りが生じたかを知らせる必要は必ずしもな
い。
【０１４７】（Ｋ）ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ確認モジ
ュール１２ｒによる処理 ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ確認モジュール１２ｒでは、
主にＳＮに抜けがないか、さらに、ＣＰＣＳトレイラで
誤りが検出されている場合にはその通知を受け取る等の
確認しながら、ヘッダ／トレイラを取り除いていく。
【０１４８】ＣＰＣＳトレイラで誤りが検出されている
ことを通知されている場合には、そのＣＰＣＳ−ＰＤＵ
に含まれるＳＳＣＳ−ＰＤＵのいずれかが廃棄されてい
る可能性が高いので、ＳＮをチェックしセル廃棄の位置
を特定しなければならない。
【０１４９】ＳＳＣＳヘッダ／トレイラの誤り（ビット
誤りも含む）としては様々な状況が考えられる。ここで
は、図１８の例に示したフィールドを持ったヘッダ／ト
レイラの誤りの対処について説明する。
【０１５０】（ａ）の同期ビットはインタリーバの先頭
を示すビットである。そのＳＳＣＳ−ＰＤＵがインタリ
ーバの先頭のデータを含んでいる場合にはそのビットを
たてて１とし、その他の場合には０とするものである。
もし、この同期ビットが反転してしまうような誤りが起
きた場合には、そのＳＳＣＳ−ＰＤＵから新規のインタ
リーバであることがわからないかも知れない。しかし、
その前のＳＳＣＳ−ＰＤＵの（ｄ）のＦＥＣ冗長コード
である表示と（ｅ）Ｂ／Ｅビットが最後であることを示
していることによって、同期ビットが反転していても新
規のインタリーバの先頭を検出することが可能である。
【０１５１】（ｂ）のシーケンスナンバでビット誤りが
生じた場合には、その後の（ｃ）のシーケンスナンバプ
ロテクション（例えば、偶数パリティ）を用いて誤り検
出することができる。前後のシーケンスナンバが正しい
ことがわかれば、ヘッダ／トレイラを取り除いた後、Ｓ
ＳＣＳのペイロード部はインタリーバの相当する位置に
書き込むことができる。また、その代わりに、疑わしい
データを廃棄してしまってセル廃棄と見なしてＦＥＣ冗
長コードを用いて正しいデータを再生させることも可能
である。
【０１５２】（ｄ）のＤ／Ｆは、ペイロード部が含むビ
ット列がデータであれば１、ＦＥＣ冗長コードであれば
０というように、ペイロードのタイプを示す。また、
（ｅ）のＢ／Ｅは、データを含む複数の連続したＳＳＣ
Ｓ−ＰＤＵの中でそのＳＳＣＳ−ＰＤＵが最後であるこ
とを示す。ＦＥＣ冗長部についても、同様に、連続した
ＳＳＣＳ−ＰＤＵの中で最後であることを示す。従っ
て、Ｂ／Ｅビットが１の（要するにそのＳＳＣＳ−ＰＤ
Ｕが最後のデータである）場合に、この表示がビット誤
りを起こしたとする。しかし、次のＳＳＣＳヘッダ／ト
レイラのＤ／Ｆビットが１から０になり、そのペイロー
ドにはＦＥＣ冗長コードを含むことが知らされるので、
ＳＳＣＳ確認モジュール１２ｒでは正しく認識すること
が可能である。
【０１５３】上記では、伝送路においてビット誤り率が
例えば１０＾（−１０）以下といった微小なネットワー
クであるような場合を想定していることから、該ＳＳＣ
Ｓヘッダ／トレイラおよびその前後のＳＳＣＳヘッダ／
トレイラには同時に２ビット以上のビット誤りが存在し
ないことを前提として記述をしている（ただし、＾はべ
き乗を意味する）。しかしながら、実際には、極めて珍
しいことではあるが、その範囲に２ビット以上の誤りが
含まれることもあり、その場合には、例えば、インタリ
ーバのＦＥＣ冗長領域の大きさが固定であることや、シ
ーケンス番号が連続していること等、上記以外の条件を
加味して正確なＳＳＣＳヘッダ／トレイラを再現するこ
とが可能である。さらには、該ＳＳＣＳヘッダ／トレイ
ラ全体の長さを例えば２オクテット長にし、その一部ま
たは全体を誤り訂正符号化することによって、ほぼ完全
にビット誤り対策が施されることになる。
【０１５４】次に、以上のような対誤り性を考慮した上
で、具体例として図７と図８で示した送信データを受信
した場合の処理について説明する。また、各々の場合
で、ＣＰＣＳ処理モジュール１４ｒからＣＰＣＳトレイ
ラに誤りが検出された対処の方法について述べる。
【０１５５】まず、図７の場合について説明する。
【０１５６】この場合は、インタリーバ内の比較的小さ
な単位、例えば１列ごとに１つのＳＳＣＳデータについ
て、１つのＣＰＣＳトレイラが付与されている。それぞ
れの列に関してＣＲＣおよび長さ表示を用いたチェック
を行うことができるので、それらが正しい場合にはそれ
ぞれのペイロード部の信頼性が保証され、ペイロードに
含まれているＳＳＣＳヘッダ／トレイラの信頼性も保証
されることになる。もちろん、ＣＲＣチェックによって
漏れがあるような誤りパターンが存在しない訳ではな
い。しかしながら、そのようなパターンの発生確率は、
該データに４ビット以上の誤りが発生し、かつ、その誤
りパターンが偶然ＣＲＣチェックにより検出できないと
いう、極めて微小なケースであり、これはこのレイヤの
誤り検出レベルとしては、十分無視できる程度のもので
ある。
【０１５７】また、このＣＰＣＳトレイラの付与の方法
では、セル単位にＣＲＣが演算されることになり、セル
内のビット誤りを検出することも可能となる。そこで、
ビット誤りの検出されたセルを廃棄されたと見なすこと
によって、誤り位置不明のビット誤りを位置のわかった
消失誤りの形で誤り訂正することができる。ＦＥＣ符号
では、位置不明のランダム誤りを訂正するよりも、位置
のわかった消失誤りに対しての方がおよそ２倍の訂正能
力があるため、この手法はより少ないＦＥＣ冗長部で同
じ訂正能力を有することができるという点で極めて有効
である。
【０１５８】図７の応用として、インタリーバの数列に
対してＣＰＣＳトレイラを１つ付加する場合を上述し
た。そのような場合に、もし１つのＣＰＣＳ−ＰＤＵが
１つのセルに入らない場合は、複数セルに対して、ＣＰ
ＣＳトレイラによるチェックが行われる。そのケース
で、ＣＲＣ等のチェックによってビットエラーが発見さ
れたとすると、そのエラーがインタリーバの数列のどこ
にあるかがわからないため、該当するＣＰＣＳ−ＰＤＵ
に属するインタリーバの数列全部を廃棄されたものとみ
なす方法と、位置の特定できないランダム誤りが発生し
たとして訂正を行う方法がある。もちろん、これらいず
れの場合においても、訂正できるだけの十分なＦＥＣ冗
長領域を有していることが必要である。
【０１５９】図７において、１つのインタリーバに含ま
れるデータ領域を含む全てのＣＰＣＳ−ＰＤＵに対して
ＣＰＣＳトレイラの誤りが全く通知されていない場合に
は、上述したように、該インタリーバのデータ領域には
誤りがないと判断できる。この場合、ＳＳＣＳヘッダ／
トレイラ確認モジュール１２ｒはそれらのデータに対し
て以下の手順で処理を行う。
【０１６０】先頭ＳＳＣＳ−ＰＤＵから順にＳＳＣＳヘ
ッダ／トレイラのＤ／ＦビットがＤであることを確認し
ながら、デインタリーバモジュール８ｒに渡していく。
ＣＰＣＳトレイラで誤りが検出されていないので、デイ
ンタリーバモジュール８ｒのデータ領域に格納せずに、
直接上位レイヤであるアプリケーションレイヤまで渡す
ように通知する。
【０１６１】そして、データ領域に相当する部分を含む
複数のＣＰＣＳ−ＳＤＵより以降に到着する、ＦＥＣ冗
長符号を含むＣＰＣＳ−ＳＤＵは廃棄するように命令を
出す。というのは、もはや誤り訂正をする必要がないの
で、次以降に到着するＦＥＣ冗長領域のデータを含むＣ
ＰＣＳ−ＳＤＵは不要だからである。
【０１６２】もちろん、ＳＮのチェックを行い、セル廃
棄が無いことを確認しながら、ＳＳＣＳヘッダ／トレイ
ラを取り除くことはいうまでもない。これらの処理は、
ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ確認モジュール１２ｒの基本
動作である。よって、以下に説明するケースでも必ず行
われる。
【０１６３】次に、図７において、ＣＰＣＳ−ＰＤＵに
誤りが検出された場合を考える。
【０１６４】先頭のＳＳＣＳ−ＰＤＵから順にＳＳＣＳ
ヘッダ／トレイラのＤ／ＦビットがＤであることを確認
しながら、デインタリーバのデータ領域に格納するよう
にデインタリーバモジュール８ｒに渡していく。データ
領域の最後の列を含むＳＳＣＳ−ＰＤＵに付与されたヘ
ッダ／トレイラはエンドビットがマークされており、更
に次のＳＳＣＳ−ＰＤＵはＦ／ＤビットがＤからＦに変
わる。このＰＤＵからは、ＦＥＣを含むデータであるこ
とをデインタリーバモジュール８ｒに通知する。この通
知に従って、デインタリーバモジュール８ｒは、データ
とＦＥＣ冗長符号をデインタリーバの正しい位置に格納
していく。途中で生じているセル廃棄は、ＳＳＣＳヘッ
ダ／トレイラ中のＳＮにより廃棄されたセルの位置の特
定が可能である。
【０１６５】上記のようにデインタリーバ上に置かれた
データに関する誤り訂正の詳細については、デインタリ
ーバモジュール８ｒによる処理の説明のところで行う。
【０１６６】次に、図８の場合について説明する。これ
は、インタリーバ内のデータ領域とＦＥＣ冗長領域に対
してそれぞれ１つずつのＣＰＣＳトレイラが付与されて
いる例である。図２１には、この場合の処理の流れを説
明するための図を示す。
【０１６７】ＡＴＭ網から転送されてきたＡＴＭセルの
ＡＴＭヘッダを削除し（ステップＳ３１）、ＳＡＲ処理
（ステップＳ３２）、ＣＰＣＳＲ処理（ステップＳ３
３）を行う。ＣＰＣＳ−ＰＤＵに対して行われたＣＲＣ
および長さ表示チェックの結果がＣＰＣＳ処理モジュー
ル１４ｒからＳＳＣＳレイヤに対して通知される。
【０１６８】図７の場合と同様に、誤りが検出されてい
なければ、その旨の通知をＳＳＣＳヘッダ／トレイラ確
認モジュール１２ｒがＣＰＣＳ処理モジュール１４ｒか
ら受けている。この場合には、次にＦＥＣ冗長領域を含
むＣＰＣＳ−ＰＤＵがＣＰＣＳレイヤから渡されたとき
には、誤りを含む含まないに係わらずそのＣＰＣＳ−Ｓ
ＤＵを廃棄してよい。よって、図２１で「ＦＥＣ冗長コ
ードの廃棄命令を出す」というオペレーションが動作し
（ステップＳ３５）、次に到着するＣＰＣＳ−ＳＤＵを
廃棄する（ステップＳ３６）。このように処理を行え
ば、ＦＥＣを付与していない場合と比較してもＳＳＣＳ
ヘッダ／トレイラを削除するだけのオーバーヘッドで実
現が可能である。
【０１６９】すなわち、ＦＥＣ冗長領域とデータ領域が
別々のＣＰＣＳ−ＰＤＵに属していることにより、上述
したように、データ領域のＣＰＣＳ−ＰＤＵにエラーの
ない場合に、ＦＥＣ領域のＳＳＣＳ処理を行う無駄がな
くなり、結果として処理の軽減を図ることができるので
ある。これは、必ずしもデータ領域とＦＥＣ冗長領域に
１つずつのＣＰＣＳ−ＰＤＵを割り当てる場合にとどま
らず、図７の例などにもあるように、１つのＣＰＣＳ−
ＰＤＵ内に、インタリーバのデータ領域とＦＥＣ冗長領
域が混ざって存在しなければ、同様にあてはまることで
ある。
【０１７０】次に、データ領域を含むＣＰＣＳ−ＳＤＵ
にエラーが発見された場合について説明する。ＣＰＣＳ
トレイラで誤りが検出されたデータ列の先頭に位置する
ＳＳＣＳヘッダ／トレイラの中を見て（ステップＳ３
４）、ペイロード内のデータ列がデータ領域を示してい
る場合、すなわちＤ／ＦビットがＤである場合、誤り訂
正を行わなければならない（ステップＳ３８，Ｓ４
０）。ペイロードの中身がＦＥＣ冗長領域、すなわちＤ
／ＦビットがＦである場合には、それとペアであるデー
タ領域を含むＣＰＣＳ−ＳＤＵで誤りが検出されていな
ければ上述の例にあてはまるので、ＦＥＣ冗長符号を含
むＣＰＣＳ−ＳＤＵはもはや不要であり、訂正の必要は
ない（ステップＳ３９，Ｓ４０）。
【０１７１】先頭のＳＳＣＳ−ＰＤＵから順にＳＳＣＳ
ヘッダ／トレイラのＤ／ＦビットがＤであることを確認
しながら、デインタリーバのデータ領域に格納するよう
にデインタリーバモジュール８ｒに渡していく。データ
領域の最後の列を含むＳＳＣＳ−ＰＤＵに付与されたヘ
ッダ／トレイラはエンドビットがマークされており、更
に次のＳＳＣＳ−ＰＤＵはＦ／ＤビットがＤからＦに変
わる。このＰＤＵからは、ＦＥＣを含むデータであるこ
とをデインタリーバモジュール８ｒに通知する。この通
知に従って、デインタリーバモジュール８ｒは、データ
とＦＥＣ冗長符号をデインタリーバの正しい位置に格納
していく。途中で生じているセル廃棄は、ＳＳＣＳヘッ
ダ／トレイラ中のＳＮにより廃棄されたセルの位置の特
定が可能である。
【０１７２】しかしながら、図７の場合と異なり、通常
のランダム誤りが含まれている場合、その誤り位置をイ
ンタリーブのどの一列あるいは数列であるかを特定する
ことができない。従って、この場合は、位置のわからな
いランダム誤りが含まれることを前提とした誤り訂正処
理を行わなければならない。
【０１７３】このランダム誤り訂正は、一般に消失誤り
訂正よりも処理量が多くなるため、それを防ぐための工
夫を行うことができる。
【０１７４】セル内に含まれるランダム誤り（位置のわ
からないビット誤り）を検出するためには、セル毎にセ
ル全体に対するＣＲＣを設けることが必要である。この
ようなＣＲＣを設けるには、ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ
に含めることが適切であると考えられ、その場合には、
ＳＳＣＳヘッダ／トレイラは、図１８に示した例よりも
大きなサイズになる可能性もある。ＳＳＣＳヘッダ／ト
レイラのＣＲＣにより、あるセル内に誤りが生じている
ことが発見された場合には、そのセルは消失したものと
みなし、デインタリーバにはそのセルは廃棄されたと通
知する手段をとる。このように、ランダム誤りを消失誤
りにみたてて訂正を行うことにより、処理量が多くなる
のを避けることができる。
【０１７５】ところで、受信側のＣＰＣＳ処理とＳＳＣ
Ｓ処理を協調動作させたソフトウェアで実現する場合に
は、さらなる高速化を図ることができる。すなわち、デ
ータ領域に対するＣＰＣＳ処理時に行う通常の長さのカ
ウントとＣＲＣ演算を同時に行うのと並行に、ＳＳＣＳ
処理としてＳＳＣＳヘッダ／トレイラの削除を行うもの
である。
【０１７６】このように行うと、ＣＰＣＳ処理で誤りが
検出されなかった場合には、すでにメモリにはＳＳＣＳ
ヘッダ／トレイラの取り除かれた状態で書き込まれてい
るので、上位レイヤへの受け渡しがポインタ渡しで瞬時
に行えるのである。もちろんこの後に渡されるＦＥＣ冗
長領域を含むＣＰＣＳ−ＳＤＵは、すでに不必要である
ので廃棄して構わない。
【０１７７】データ領域を格納したＣＰＣＳ−ＰＤＵに
ついてのチェックで誤りが検出されたならば、その旨を
ＳＳＣＳ処理モジュール６ｒに通知し、続いてＣＰＣＳ
処理モジュール１４ｒで処理されるＦＥＣ冗長領域を含
むＣＰＣＳ−ＰＤＵをチェックし、両ＣＰＣＳ−ＰＤＵ
をＳＳＣＳ処理モジュール６ｒに渡さなければならな
い。ＳＳＣＳ処理モジュール６ｒでも誤りの検出された
通知を受け、それに従いシーケンスナンバ等ヘッダ／ト
レイラのを確認し、セルの抜けている位置をデインタリ
ーバに通知し誤り訂正をさせることとなる。
【０１７８】（Ｌ）デインタリーバモジュール８ｒによ
る処理 デインタリーバモジュール８ｒでは、ＳＳＣＳヘッダ／
トレイラ確認モジュール１２ｒからの情報により、デー
タ領域に誤りがなければデータ列をインタリーバに書き
込みしなおすことなく、スルーな状態でアプリケーショ
ン処理モジュール４ｒに渡していく。例えば図５のよう
に、インタリーブ上ではランダムな並びであるようなデ
ータもあるが、これらデータの送受信の順序は上位アプ
リケーションから見て順序透過性がある。すなわち、Ｃ
ＰＣＳレイヤからのデータについて、ＳＳＣＳレイヤで
のオーバヘッドを除けば、そのままスルーしてアプリケ
ーション処理モジュール４ｒに渡すことが可能である。
【０１７９】ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ確認モジュール
１２ｒからの情報により、データ領域に誤りが検出され
ていれば、誤りを含むデータをインタリーバの所定の位
置に戻していき、該データ領域に対応して付随されてい
るＦＥＣ冗長領域のビット列をＳＳＣＳヘッダ／トレイ
ラ確認モジュール１２ｒから受け取り、同じくインタリ
ーバのＦＥＣ冗長領域に戻し、ＦＥＣ演算を行って誤り
訂正を行う。
【０１８０】この際、データ領域の最後のＳＳＣＳ−Ｓ
ＤＵは全てがデータではなく、一部がダミーデータであ
る可能性が高い。１列のどこまでがデータであるかは、
ＳＳＣＳヘッダ／トレイラによりデータを含む最後のＳ
ＳＣＳ−ＳＤＵであることを認識した結果を、デインタ
リーバまで通知してもらうことにより検出する。
【０１８１】図８の場合、デインタリーバではデータ領
域の最後のＳＳＣＳ−ＳＤＵが到着したら、その列の最
後から９シンボル目（ＬＩフィールド）を見る。そこに
示された値は、ＬＩフィールドから逆方向に何オクテッ
トのパディングが挿入されているかを示している。ま
た、図７の場合には、データ領域の最終列の最後のシン
ボルがＬＩフィールドとなっており、そのＬＩフィール
ドから逆方向に何オクテットのパディングが挿入されて
いるか、またはその最終列内の最上行から何オクテット
の実データが含まれているかのいずれかの情報を表す。
【０１８２】その後、データ領域に書き込まれている訂
正されたデータをアプリケーション処理モジュール４ｒ
に渡していく。渡す順序は送信側端末２ｔでインタリー
バモジュール８ｔに書き込んだ順序と同様に列方向に読
み出しながら渡していく。デインタリーバ処理を行って
データ長を正確に把握しているので、上位レイヤに渡す
場合にもパッドのダミーデータを上位に渡してしまうこ
とはない。データ領域のＳＳＣＳ−ＰＤＵに誤りが検出
されていない場合にも、上位にパッド以外のデータのみ
を渡さなければならないので、データの正確な長さを把
握する必要がある。この場合は、ＦＥＣ冗長コードの廃
棄命令を出す際に、先に説明したデインタリーバを行っ
た場合と同じようにデータ領域を含む最後のＳＳＣＳ−
ＳＤＵをＳＳＣＳヘッダ／トレイラ確認時に通知しても
らい、それによって長さを正確に知る。パッドであった
部分は上位レイヤに渡す前に取り除く。
【０１８３】（Ｍ）アプリケーション処理モジュール４
ｒによる処理 最後に、アプリケーション処理モジュール４ｒが、アプ
リケーションデータをＳＳＣＳヘッダ／トレイラ確認モ
ジュール１２ｒから受け取り、アプリケーション処理を
行う。
【０１８４】以上が、受信側端末２ｒにおける処理の流
れである。
【０１８５】次に、より具体的な例として、ＦＥＣ付与
モジュール１０ｔおよびＦＥＣ訂正モジュール１０ｒに
おけるＦＥＣ手法の動作例をあげる。
【０１８６】送信側において、ＦＥＣ付与モジュール１
０ｔでは、インタリーバモジュール８ｔからのデータを
見ながらインタリーバのＦＥＣ冗長領域に付加すべきデ
ータを計算し、その結果をすぐにインタリーバモジュー
ル８ｔに返す役割を担う。インタリーバモジュール８ｔ
では、受け取ったＦＥＣ冗長領域用のデータを通常のデ
ータに続けてＳＳＣＳヘッダ／トレイラ付与モジュール
１２ｔに渡す。ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ付与モジュー
ル１２ｔでは、それぞれの領域に従って、ヘッダ／トレ
イラを付与する。
【０１８７】また、受信側において、ＦＥＣ訂正モジュ
ール１０ｒは、そのインタリーバについて訂正する必要
のある時のみ動作する。すなわち、下位のＣＰＣＳ処理
モジュール１４ｒにおいてセル抜けやビット誤りによる
エラーが検出された時、そのデータはＳＳＣＳ処理モジ
ュール６ｒに渡されてデインタリーバモジュール８ｒに
蓄えられる。そして、ＳＳＣＳヘッダ／トレイラ確認モ
ジュール１２ｒにおいて、多くの場合、デインタリーバ
内のどの位置にセル抜けあるいはビット誤りがあるのか
が検出される。プロトコル仕様によっては、位置の正確
に特定できないビット誤りが含まれることがあるが、そ
の場合でも、訂正能力は誤り位置の特定された場合より
も限定されるものの、ＦＥＣ訂正モジュール１０ｒにお
いては訂正可能な構成をとることができる。しかしなが
ら、この実施例では簡単のため、上記ＳＳＣＳヘッダ／
トレイラに付与された種々のビットが有する能力によっ
て、ビット誤りが発生した場合においても、その誤りシ
ンボル位置が特定できるものと仮定する。このようなエ
ラーに対して、ＦＥＣ訂正モジュール１０ｒでは、デイ
ンタリーバモジュール８ｒのデータを参照しながら、デ
ータ抜け部分の復元、あるいはビット誤りの訂正を行
う。そして、訂正情報をデインタリーバモジュール８ｔ
に戻す。
【０１８８】ＦＥＣ付与モジュール１０ｔおよびＦＥＣ
訂正モジュール１０ｒの構成は、これまでに述べてきた
インタリーバモジュール自身のサイズや、それぞれのイ
ンタリーバについて、１つのＳＳＣＳヘッダ／トレイラ
を付与する列数や、またインタリーバへの書き込み位置
等によって、少しずつ異なることになる。
【０１８９】従って、これらのモジュールの例を挙げる
際には、インタリーバモジュール８ｔおよびデインタリ
ーバモジュール８ｒと関連させながら説明することとな
る。はじめに、送信側におけるＦＥＣ冗長シンボル構成
法の例をあげ、その後にそれぞれの方法に対する、受信
側での誤り訂正方法の例を述べることとする。
【０１９０】まず、図７および図８に示されるようなイ
ンタリーバの一列がすべて１セルのペイロードに収容さ
れ、また該１列のみでＳＳＣＳレイヤのペイロードとな
る場合について説明する。このような場合は、インタリ
ーバの縦の長さは３９オクテットまたは４７オクテッ
ト、横の最大長はＲＳ符号の１シンボルをｋビットとし
て２＾ｋ−１シンボル長以下になる。このようにシンボ
ルの大きさを可変にすると、それに従ってインタリーバ
の大きさが変わるが、これらインタリーブ処理には、主
としてソフトウェア上での操作を考慮する必要があるの
で、ソフトウェア処理に適したインタリーバ長にするた
め、１シンボルのビット数は２のｎ乗（ｎは整数）、す
なわち４ビット、８ビット、１６ビット等が望ましい。
また、この中で、ＡＡＬ１では１シンボルを８ビットと
した仕様が決められている。従って以下では、１シンボ
ルは全て８ビットの場合のみについて記すこととする。
もちろん、他のビット数の場合も同様の操作で行われ
る。
【０１９１】そのようにすると、図７のような例では、
インタリーバの縦の長さが３９オクテット、横の長さが
２５５オクテット長以下の任意のオクテット長となる。
また図８では、横は同じで縦のみが４７オクテットとな
る。どちらの図でも、データ領域に最大１２４オクテッ
ト、ＦＥＣ冗長領域に４オクテット分を割り当ててい
る。実際にはこれらの合計が２５５オクテットを越えな
いように設計できることになるが、本実施例では、ＡＡ
Ｌ１におけるインタリーバの横の大きさに合わせた例と
して、図７および図８の場合について詳細に示すことと
する。従って、生成多項式等もＡＡＬ１と同様のものと
して論じることとする。
【０１９２】具体的には、αを８次の原始多項式の根と
し、生成多項式は、 Ｇ（Ｘ）＝（Ｘ−α*120）（Ｘ−α*121）（Ｘ−α*122）（Ｘ−α*123） ＝Ｘ*3−α*162・Ｘ*2＋α*35 ・Ｘ*2−α*150・Ｘ＋α*231 …（１） とする。ただし、（１）式およびそれ以降の式はすべて
ＧＦ（２＾８）上での演算によるものとする。ここで、
α＾ｂは、αのｂ乗を表すものとする。
【０１９３】図７および図８における実際のＦＥＣ演算
の方法としては、図１３および図１４による方法、図１
６による方法、図５による方法等がある。
【０１９４】以下、それぞれの方法を示す。
【０１９５】（１）送信側ＦＥＣ処理方法１ ここでは、図１３や図１４の送信側におけるインタリー
バへのデータ挿入方法に対するＦＥＣ冗長データの生成
方法を示す。
【０１９６】図１４にあるように、この方式の場合、イ
ンタリーバのなるべく右側につめてデータが挿入されて
いることが特徴である。従って、図７のインタリーバで
具体的に説明すると、データがインタリーバのデータ領
域に全部入っている場合には、３９×１２４シンボル分
のデータが入るが、もしデータがｍ列分しかない場合、
インタリーバの左から（１２４−ｍ）列は空（データが
はいっていない）となる。そして、残りｍ列の先頭から
データが入るが、データ領域の最後の列は実データが全
部入っている場合と、パディング用のデータの混じって
いる場合がある。
【０１９７】データの入っていない先頭の（１２４−
ｍ）列に関しては、この部分をセルに合成して送信する
ことはないため、ＦＥＣ用の符号化をするに際しても、
この部分は、符号化のための情報部に含めない。ただ
し、装置化するにあたって、送受信の少なくとも一方が
インタリーバの大きさを可変長にすることが困難である
ような場合があるかもしれない。そのときは、あらかじ
め送受信間でネゴシエーションし、実際にはデータを送
らないとしても、インタリーバの中で空きがでる部分に
どのようなダミーデータをいれてＦＥＣの符号化および
復号化を行うかについて決めておく方法もある。
【０１９８】インタリーバについては、各行毎に符号化
を行うこととする。この場合、ｍシンボル（オクテッ
ト）の情報部分と４シンボル（オクテット）の冗長部分
からなる符号語が３９行分できることになる。各行は並
列に符号化／復号化が行われ、それぞれの行で同じ動作
が行われるため、以下では一行のみについて示すことと
する。
【０１９９】インタリーバの一行には情報シンボルはｍ
個（１≦ｍ≦１２４）あるので、それをインタリーバの
左側から表して、 Ｍ＝（Ｍ[m-1] 、Ｍ[m-2] 、Ｍ[m-3] 、・・・、Ｍ[0] ） …（２） と表記することにする。たまに情報シンボルの存在しな
い行が存在するが、その場合はＭ［＊］はない。
【０２００】また、符号語のシンボルは（ｍ＋４）個あ
るので、それもインタリーバの左側から表すと、 Ｃ＝（Ｃ[m+3] 、Ｃ[m+2] 、Ｃ[m+1] 、・・・、 Ｃ[4] 、Ｃ[3] 、Ｃ[2] 、Ｃ[1] 、Ｃ[0] ） …（３） となる。情報Ｍと符号語Ｃとは一対一であるので、必ず
しも同じシンボル値を共有する必要はないが、今回のよ
うにインタリーブすることによって遅延が増えないよう
にするためには、なるべくシンボル値を共有することが
望ましい。
【０２０１】従って、上記（２）式と（３）式におい
て、情報シンボルはそのまま符号シンボルとして使用
し、 Ｃ[m+3] ＝Ｍ[m-1] Ｃ[m+2] ＝Ｍ[m-2] Ｃ[m+1] ＝Ｍ[m-3] ・ ・ ・ Ｃ[4] ＝Ｍ[0] …（４） とする。そして、Ｃ［３］、Ｃ［２］、Ｃ［１］、Ｃ
［０］を冗長部分とする。
【０２０２】このようにすると、送信時に、上位レイヤ
からのメッセージをそのまま下位に流すことができる。
すなわち、一旦インタリーバに書き込むことなく、上位
レイヤからのメッセージをスルーして流せるため、遅延
が小さくて済むというメリットが生まれる。ただし、上
位から下位へ流すデータは、冗長シンボル生成のための
計算処理のためには使用される。
【０２０３】一方、受信時にはデインタリーバのデータ
領域の全体、あるいはその領域をいくつかに分割したそ
れぞれの部分に対して、下位レイヤにおいてＣＲＣによ
る誤り検査が行われる。この検査の結果そのデインタリ
ーバのデータ領域に誤りがないと判定された場合には、
データ領域のデータは、ＳＳＣＳレイヤにおいて、デイ
ンタリーバに改めて書き込むことなく、ＳＳＣＳヘッダ
／トレイラ処理のみを行ってスルーして上位レイヤに送
ることができる。また、冗長部分は不必要なので、これ
も特に処理を行わず即座に廃棄できる。このようにし
て、受信側処理全体のスループットを向上させるという
メリットがある。ところが、もし同じ値を元の情報と符
号語とで共有している式（４）のような構成になってい
なければ、符号語全体を受信しないと元のメッセージが
復元できないため、上述のメリットが生まれないことに
なる。
【０２０４】以上は、主として図１４に関するインタリ
ーバモジュール８ｔ中のデータについて述べた。式
（４）のようにして、Ｃ［ｍ＋３］からＣ［４］までは
簡単に生成することができる。
【０２０５】次に、残りの冗長部分の生成方法を述べ
る。この冗長部分は、上述した構成のインタリーバモジ
ュール８ｔからのデータ受けて、ＦＥＣ付与モジュール
１０ｔにおいて生成される。
【０２０６】ここでは、ＡＡＬ１と同じようなＲＳ符号
を用いることとしているので、演算としては、まず情報
Ｍを多項式表現したＭ（Ｘ）を、 Ｍ（Ｘ）＝Ｍ[m-1] ・Ｘ*(m-1) ＋Ｍ[m-2] ・Ｘ*(m-2) ＋・・・ ＋Ｍ[1] ・Ｘ＋Ｍ[0] …（５） と表して Ｍ（Ｘ）・Ｘ*4 ＝Ｑ（Ｘ）・Ｇ（Ｘ） ＋ａ[m] ・Ｘ*3＋ｂ[m] ・Ｘ*2＋ｃ[m] ・Ｘ＋ｄ[m] …（６） となるような、ａ［ｍ］、ｂ［ｍ］、ｃ［ｍ］、ｄ
［ｍ］の係数を求めることを行えばよい。
【０２０７】ここで、Ｑ（Ｘ）は、Ｍ（Ｘ）・Ｘ＾４を
Ｇ（Ｘ）で割った商にあたり、式（６）のＱ（Ｘ）・Ｇ
（Ｘ）以外の右辺部分は、その余りに相当する。よっ
て、Ｍ（Ｘ）が決まると、式（６）の左辺をＧ（Ｘ）で
わり算すればよい。ａ［ｍ］、ｂ［ｍ］、ｃ［ｍ］、ｄ
［ｍ］はそれぞれ、 Ｃ[3] ＝ａ[m] Ｃ[2] ＝ｂ[m] Ｃ[1] ＝ｃ[m] Ｃ[0] ＝ｄ[m] …（７） に相当する。
【０２０８】繰り返し述べているように、このインタリ
ーバはある最大サイズまでは可変であり、しかもそれが
どれ位の大きさになるかは、上位からのデータ量次第で
ある。従ってデータが多い場合も少ない場合も同じよう
な計算手法を使わないと、計算に無駄が生じることにな
る。式（６）をそのまま用いることは、Ｍ（Ｘ）が確定
してからならばよいが、通常は上位レイヤからいきなり
メッセージＭを全部一度に与えられることはない。上位
レイヤからは、例えば数バイト長ずつのデータが流れて
きている。それを全部受け取った後に、はじめて上位レ
イヤからのメッセージ長がどれだけの量であった、とい
うことが判明するのである。従って、もしＭ（Ｘ）が確
定するまでＦＥＣ演算処理の開始を待つとすると、それ
は従来のＡＡＬ１のような垂直方向のデータの読み書き
をする場合と同じ程度の遅延を要することになってしま
う。そのような訳で、上位レイヤからデータが流れ始め
ると、すぐにＦＥＣ冗長領域の計算が開始でき、しかも
いつ上位レイヤからのデータが終わったとしても、常に
式（６）の形になっているような計算方法を用いる必要
がある。
【０２０９】そこで、本実施例においては、ハードウェ
アにおいて符号化に用いられているシフトレジスタを用
いた方式を（ソフトウェアで実現する場合においても）
採用するのがよい。すなわち、まずＭ［ｍ−１］が上位
レイヤより来るため、これに対してあたかもこれが最終
列のシンボルであるかのように以下の計算を行う。
【０２１０】 Ｍ[m-1] ・Ｘ*4＝（ａ[1] ・Ｘ*3＋ｂ[1] ・Ｘ*2 ＋ｃ[1] ・Ｘ＋ｄ[1] ）mod Ｇ（Ｘ） …（８） ここで、式（１）のそれぞれの係数を利用すると、式
（８）の値は、 ａ[1] ＝Ｍ[m-1] ・α*162 ｂ[1] ＝Ｍ[m-1] ・α*35 ｃ[1] ＝Ｍ[m-1] ・α*150 ｄ[1] ＝Ｍ[m-1] ・α*231 …（９） により簡単に求められる。これは、実際に計算してもよ
いし、かけ算のテーブルをひく方法をとってもよい。
【０２１１】もし、ｍ＝１であって、Ｍ［ｍ−１］が最
後であったとすると、右辺の４つの係数の値がそれぞれ
式（６）のａ，ｂ，ｃ，ｄに相当する。すなわち、Ｍ
［０］はＣ［４］にそのまま変わり、 Ｃ[3] ＝ａ[1] Ｃ[2] ＝ｂ[1] Ｃ[1] ＝ｃ[1] Ｃ[0] ＝ｄ[1] …（１０） となる。このように１シンボル目では式（８）と式
（６）とでは整合がとれている。
【０２１２】次に、２シンボル目が到着した場合を考え
る。式（６）に合わせるように記述すると、 Ｍ[m-1] ・Ｘ*5＋Ｍ[m-2] ・Ｘ*4 ＝（ａ[2] ・Ｘ*3＋ｂ[2] ・Ｘ*2＋ｃ[2] ・Ｘ＋ｄ[2] ）mod Ｇ（Ｘ） …（１１） となる。この場合は、Ｘ＾５の項とＸ＾４の項に分け
て、別々にＧ（Ｘ）で割った剰余を計算し、それを後で
加える方法がある。しかし、そのような方法では、シン
ボル数が段々増えていくにつれて、その計算回数がシン
ボル数に比例して増えていく、という問題が生じる。当
然テーブルを引く場合にも、テーブル参照回数が増えて
いってしまう。
【０２１３】そこで、式（８）をうまく利用することを
考える。式（１１）は、式（８）を用いて、 （ａ[1] ・Ｘ*3＋ｂ[1] ・Ｘ*2＋ｃ[1] ・Ｘ＋ｄ[1] ）・Ｘ＋Ｍ[m-2] ・Ｘ*4 ＝（ａ[2] ・Ｘ*3＋ｂ[2] ・Ｘ*2＋ｃ[2] ・Ｘ＋ｄ[2] ） mod Ｇ（Ｘ） …（１２） と変形できる。
【０２１４】式（１２）の左辺を展開して、 （ａ[1] ＋Ｍ[m-2] ）・Ｘ*4＋ｂ[1] ・Ｘ*3＋ｃ[1] ・Ｘ*2＋ｄ[1] ・Ｘ ＝［｛（ａ[1] ＋Ｍ[m-2] ）・α*162＋ｂ[1] ｝・Ｘ*3 ＋｛（ａ[1] ＋Ｍ[m-2] ）・α*35 ＋ｃ[1] ｝・Ｘ*2 ＋｛（ａ[1] ＋Ｍ[m-2] ）・α*150＋ｄ[1] ｝・Ｘ ＋（ａ[1] ＋Ｍ[m-2] ）・α*231］ mod Ｇ（Ｘ） …（１３） となる。
【０２１５】従って、 ａ[2] ＝（ａ[1] ＋Ｍ[m-2] ）・α*162＋ｂ[1] ｂ[2] ＝（ａ[1] ＋Ｍ[m-2] ）・α*35 ＋ｃ[1] ｃ[2] ＝（ａ[1] ＋Ｍ[m-2] ）・α*150＋ｄ[1] ｄ[2] ＝（ａ[1] ＋Ｍ[m-2] ）・α*231 …（１４） により、メッセージが２シンボルの場合のＦＥＣ冗長領
域のシンボル値が求められる。
【０２１６】式（１４）は、帰納的に用いることができ
る。すなわち、２シンボル目以降は毎回その以前のシン
ボル値から容易に計算できる。よってｋシンボル目が到
着した時には、 ａ[k] ＝（ａ[k-1] ＋Ｍ[m-k] ）・α*162＋ｂ[k-1] ｂ[k] ＝（ａ[k-1] ＋Ｍ[m-k] ）・α*35 ＋ｃ[k-1] ｃ[k] ＝（ａ[k-1] ＋Ｍ[m-k] ）・α*150＋ｄ[k-1] ｄ[k] ＝（ａ[k-1] ＋Ｍ[m-k] ）・α*231 (k=2,3,・・,m) …（１５） という計算を行えばよい。
【０２１７】このようにして最後のシンボルが到着する
まで、あるいはインタリーバに収容されるデータ領域の
最大列数（本実施例では１２４）までのシンボルが計算
されると、終了し、その次のタイミングで、他の行にお
いて計算されたものと一緒に、ＦＥＣ付与モジュール１
０ｔからインタリーバモジュールにＦＥＣ冗長領域デー
タとして送られる。送る順序は、ａ［ｍ］、ｂ［ｍ］、
ｃ［ｍ］、ｄ［ｍ］の順である。
【０２１８】図１０においては、最後の列にはパディン
グされた部分があるが、この部分については符号化のた
めの情報に加える方法も加えない方法も実現可能であ
る。しかし、少なくともＬＩ表示のシンボルはＦＥＣ符
号化のためのデータに加えたいので、パディング部分も
（たとえａｌｌ“０”のデータでも）一応、加えた方が
装置化が楽になるであろう。もし、パディング部分を含
まないようなＦＥＣ符号化を行うとすると、全くデータ
のない（つまり情報Ｍがヌルである）行が存在し得る。
このような場合は、ＦＥＣ付与モジュールは、ａ［０］
＝ｂ［０］＝ｃ［０］＝ｄ［０］＝０のデータをインタ
リーバモジュールに返す。
【０２１９】（２）送信側ＦＥＣ処理方法２ ここでは、図１６にあるように、送信側にてデータをイ
ンタリーバの左上から正確に挿入するような場合のＦＥ
Ｃ冗長データの生成方法を示す。
【０２２０】図１６にあるように、本方式の場合、今度
はインタリーバのなるべく左側につめてデータが挿入さ
れているという特徴を有している。従って、図７のイン
タリーバで具体的に説明すると、データがインタリーバ
のデータ領域に全部入っている場合には、前述した例と
同様に、３９×１２４シンボル分のデータが入るが、も
しデータがｍ列分しかない場合、インタリーバの右から
（１２４−ｍ）列は空（データがはいっていない）とな
る。そして、ｍ列目は実データが全部入っている場合
と、パディング用のデータの混ざっている場合がある。
【０２２１】データ領域の残りの（１２４−ｍ）列に関
しては、この部分をセルに合成して送信することはな
い。それはすなわちトラヒックの無駄を意味するからで
ある。ＦＥＣ用の符号化をするに際しては、この部分
は、あたかも全て“０”のデータが入っているかのよう
に扱われる。
【０２２２】別の手法として、あらかじめ送受信間でネ
ゴシエーションし、実際にはデータを送らないとして
も、インタリーバの中で空きがでる部分にどのようなダ
ミーデータをいれてＦＥＣの符号化および復号化を行う
かについて決めておく手法もある。この場合は必ずしも
空き領域を全て“０”にするような必要はなく、お互い
の決めたビットパターンを用いて符号化すればよい。し
かし、一般にそのようなビットパターンを決めておく
と、ＦＥＣのための符号化にはかえって演算時間を増加
させることになってしまので、ここではａｌｌ“０”を
仮定することとする。
【０２２３】インタリーバにおいては、前述した例と同
様に各行毎に符号化を行うこととする。すると、この場
合はｍシンボル（オクテット）の情報部分と、（１２４
−ｍ）シンボルの“０”のデータと、４シンボル（オク
テット）の冗長部分からなる符号語が３９行分できるこ
とになる。各行は並列に符号化／復号化が行われ、それ
ぞれの行で同じ動作が行われるため、そのうち一列につ
いて見ることとする。
【０２２４】インタリーバの一行には情報シンボルはｍ
個（１≦ｍ≦１２４）あるので、それをインタリーバの
左側から表して、 Ｍ＝（Ｍ[m-1] 、Ｍ[m-2] 、Ｍ[m-3] 、・・・、Ｍ[0] ） …（１６） と表記することにする。たまに情報シンボルの存在しな
い行が存在するが、その場合はＭ［＊］はない。
【０２２５】また、符号語のシンボルは１２８個あるの
で、それもインタリーバの左側から表すと、 Ｃ＝（Ｃ[127] 、Ｃ[126] 、Ｃ[125] 、・・、Ｃ[3] 、Ｃ[2] 、Ｃ[1] 、 Ｃ[0] ） …（１７） となる。情報Ｍと符号語Ｃとは一対一であるので、必ず
しも同じシンボル値を共有する必要はないが、インタリ
ーブすることによって遅延が増えないようにするために
は、情報シンボル値を共有することが望ましい。
【０２２６】従って、上記（１６）式と（１７）式にお
いて、情報シンボルはそのまま符号シンボルとして使用
し、 Ｃ[127] ＝Ｍ[m-1] Ｃ[126] ＝Ｍ[m-2] Ｃ[125] ＝Ｍ[m-3] ・ ・ Ｃ[127-m+2] ＝Ｍ[1] Ｃ[127-m+1] ＝Ｍ[0] Ｃ[127-m] ＝0 Ｃ[127-m-1] ＝0 ・ ・ Ｃ[4] ＝0 …（１８） とする。そして、Ｃ［３］、Ｃ［２］、Ｃ［１］、Ｃ
［０］を冗長部分とする。ただし、式（１８）におい
て、Ｃ［１２７−ｍ］からＣ［４］までは実際にはネッ
トワークには送出しない。
【０２２７】このようにすると、送信時には、上位レイ
ヤからのメッセージをそのまま下位に流すことができ
る。すなわち、一旦インタリーバに書き込むことなく、
上位レイヤからのメッセージをスルーして流せるため、
遅延が小さくて済むというメリットが生まれる。ただ
し、上位から下位へ流すデータは、冗長部分生成のため
の計算処理のためには使用される。
【０２２８】受信時には、下位レイヤのＣＲＣによる誤
り検査の結果、そのデインタリーバのデータ領域に誤り
がない場合、データはＳＳＣＳヘッダ／トレイラ処理の
みでスルーして上位レイヤに渡せる。冗長部分は即座に
廃棄でき、デインタリーバへ改めて誤り訂正のための書
き込みを行う必要はない。このようにして、全体の処理
遅延を減らすことができるという利点が得られる。も
し、式（１８）のように同じ値を元情報と符号語とで共
有しているような構成になっていなければ、符号語全体
を受信しないと元のメッセージが復元できないため、上
述の利点は得られない。
【０２２９】以上は、主として図１６に関するインタリ
ーバモジュール８ｔ中のデータについて述べた。式（１
８）のようにして、Ｃ［１２７］からＣ［４］までは簡
単に生成することができる。
【０２３０】次に、残りの冗長部分の生成方法を述べ
る。この冗長部分は、上述した構成のインタリーバモジ
ュール８ｔからのデータ受けて、ＦＥＣ付与モジュール
１０ｔにおいて生成される。
【０２３１】ここでは、ＡＡＬ１と同じようなＲＳ符号
を用いることとしているので、演算としては、まず情報
Ｍを多項式表現したＭ（Ｘ）を、 Ｍ（Ｘ）＝Ｍ[m-1] ・Ｘ*123 ＋Ｍ[m-2] ・Ｘ*122 ＋・・・ ＋Ｍ[1] ・Ｘ*(123-m+2)＋Ｍ[0] ・Ｘ*(123-m+1) …（１９） と表して、 Ｍ（Ｘ）・Ｘ*4 ＝Ｑ（Ｘ）・Ｇ（Ｘ） ＋ｅ[m] ・Ｘ*3＋ｆ[m] ・Ｘ*2＋ｇ[m] ・Ｘ＋ｈ[m] …（２０） となるような、ｅ［ｍ］、ｆ［ｍ］、ｇ［ｍ］、ｈ
［ｍ］の係数を求めることを行えばよい。
【０２３２】ここで、Ｑ（Ｘ）は、Ｍ（Ｘ）・Ｘ＾４を
Ｇ（Ｘ）で割った商にあたり、式（２０）のＱ（Ｘ）・
Ｇ（Ｘ）以外の右辺部分は、その余りに相当する。イン
タリーバのデータ領域中のダミー部分は、値が“０”で
あり、符号化の計算には関わらないため、式（２０）で
は既に省略されている。よって、Ｍ（Ｘ）が決まると、
式（２０）の左辺ををＧ（Ｘ）でわり算すればよい。ｅ
［ｍ］、ｆ［ｍ］、ｇ［ｍ］、ｈ［ｍ］はそれぞれ、 Ｃ[3] ＝ｅ[m] Ｃ[2] ＝ｆ[m] Ｃ[1] ＝ｇ[m] Ｃ[0] ＝ｈ[m] …（２１） に相当する。
【０２３３】前述した例とは異なり、Ｍ（Ｘ）を構成す
る個々の項において、Ｍ（Ｘ）におけるｍの値によらず
項の係数と次数は変化しない。すなわち、インタリーバ
の１列目のデータＭ［ｍ−１］に対しては、必ずＸ＾１
２３であり、これは２列目、３列目とデータが増えてい
っても変化しない。もちろん２列目以降についても同様
である。すると、式（２０）において、 左辺＝Ｍ（Ｘ）・Ｘ*4 ＝Ｍ[m-1] ・Ｘ*127 ＋Ｍ[m-2] ・Ｘ*126 ＋・・・ ＋Ｍ[1] ・Ｘ*(127-m+2)＋Ｍ[0] ・Ｘ*(127-m+1) …（２２） となるので、ｍの値にかかわらず、インタリーバの最初
のデータから順にＸのべき乗をかけたもの、すなわち式
（２２）における各項をを個別にＧ（Ｘ）で割ることが
可能である。従って、このような形での冗長領域の計算
方法としては、インタリーバのデータが１シンボル到着
する度に、そのデータに対してＧ（Ｘ）によるわり算を
実行し、その余りをそれまでに計算された余りに加える
方法が考えられる。
【０２３４】以下、この方法を具体的に示す。
【０２３５】まず、インタリーバの最初のデータが到着
すると、 Ｍ[m-1] ・Ｘ*127＝（ｅ[1] ・Ｘ*3＋ｆ[1] ・Ｘ*2＋ｇ[1] ・Ｘ＋ｈ[1] ） mod Ｇ（Ｘ） …（２３） となるｅ［１］、ｆ［１］、ｇ［１］、ｈ［１］を計算
する。次に２番目のデータが到着すると、式（２３）と
同様に Ｍ[m-2] ・Ｘ*126＝（ｅ'[2]・Ｘ*3＋ｆ'[2]・Ｘ*2＋ｇ'[2]・Ｘ＋ｈ'[2]） mod Ｇ（Ｘ） …（２４） を計算し、その後、 ｅ[2] ＝ｅ[1] ＋ｅ'[2] ｆ[2] ＝ｆ[1] ＋ｆ'[2] ｇ[2] ＝ｇ[1] ＋ｇ'[2] ｈ[2] ＝ｈ[1] ＋ｈ'[2] …（２５） のように排他的論理和を行って２シンボルのデータに対
する冗長を計算する。以下も同様に行い、最終的にｅ
［ｍ］、ｆ［ｍ］、ｇ［ｍ］、ｈ［ｍ］が得られる。こ
のように１つずつ計算することによって、最終のシンボ
ルが到着した時点でそのときの計算値が求められること
になる。
【０２３６】式（２３）および式（２４）のようなＧ
（Ｘ）でのモジュロ計算は、毎回行うとかなり計算時間
をとられることになる。従って、通常は、各Ｘのべき乗
に対するＧ（Ｘ）のモジュロ値のテーブルを持つのがよ
い。
【０２３７】テーブルには、 Ｘ*[128-k]＝（Ｅ[k] ・Ｘ*3＋Ｆ[k] ・Ｘ*2＋Ｇ[k] ・Ｘ＋Ｈ[k] ） mod Ｇ（Ｘ） (k=1,2, ……,124) …（２６） の計算結果である、Ｅ［ｋ］、Ｆ［ｋ］、Ｇ［ｋ］、Ｈ
［ｋ］の値とそれに対応するＸのべき乗の数が書かれて
いる。すなわち、例えば図２２に示す表ａのようにな
る。
【０２３８】この表ａを用いると、任意の入力データＭ
［ｍ−ｋ＋１］に対して、 Ｍ[m-k] ・Ｘ*[128-k] ＝Ｍ[m-k] ・（Ｅ[k] ・Ｘ*3＋Ｆ[k] ・Ｘ*2＋Ｇ[k] ・Ｘ＋Ｈ[k] ） mod Ｇ（Ｘ） ＝（ｅ'[k]・Ｘ*3＋ｆ'[k]・Ｘ*2＋ｇ'[k]・Ｘ＋ｈ'[k]） mod Ｇ（Ｘ） (k=1,2, ……,m) …（２７） となることから、 ｅ'[k]＝ Ｍ[m-k] ・Ｅ[k] ｆ'[k]＝ Ｍ[m-k] ・Ｆ[k] ｇ'[k]＝ Ｍ[m-k] ・Ｇ[k] ｈ'[k]＝ Ｍ[m-k] ・Ｈ[k] (k=1,2,……,m) …（２８） という計算によって、各シンボルに対する剰余の値が簡
単に算出できる。ただし、ｅ［１］＝ｅ’［１］、ｆ
［１］＝ｆ’［１］、ｇ［１］＝ｇ’［１］、ｈ［１］
＝ｈ’［１］である。
【０２３９】このようにして、最後のシンボルが到着す
るまで、あるいはインタリーバに収容されるデータ領域
の最大列数（本実施例では１２４）までのシンボルが計
算されると終了し、その次のタイミングで、計算結果を
他の行において計算されたものと一緒に、ＦＥＣ付与モ
ジュール１０ｔからインタリーバモジュールにＦＥＣ冗
長領域データとして送る。送る順序は、ｅ［ｍ］、ｆ
［ｍ］、ｇ［ｍ］、ｈ［ｍ］の順である。
【０２４０】図１６においても、前述した例と同様に、
最後の列にはパディングされた部分があるが、この部分
については符号化のための情報に加える方法も加えない
方法も実現可能である。しかし、少なくともＬＩ表示の
シンボルはＦＥＣ符号化のためのデータに加えたいの
で、パディング部分も（たとえａｌｌ“０”のデータで
も）データとして加えた方が、装置化が容易になる。も
し、パディング部分を含まないようなＦＥＣ符号化を行
うとすると、全くデータのない（つまり情報Ｍがヌルで
ある）行が存在し得る。このような場合は、ＦＥＣ付与
モジュールは、ｅ［０］＝ｆ［０］＝ｇ［０］＝ｈ
［０］＝０のデータをインタリーバモジュールに返す。
【０２４１】（３）送信側ＦＥＣ処理方法３ ここでは、図５の送信側におけるインタリーバへのデー
タ挿入方法に対するＦＥＣ冗長データの生成方法を示
す。
【０２４２】図５のようにランダムにインタリーバへの
書き込みが行われる場合には、送信側ＦＥＣ処理方法１
のような規則的な手法を用いることはできない。そこ
で、送信側ＦＥＣ処理方法２のようなテーブルを用い
て、各シンボルに対する剰余を計算し、それを加えるこ
とによって、ＦＥＣ冗長領域の値を計算する手法が用い
られる。
【０２４３】以下に、図５のそれぞれについて簡単にＦ
ＥＣ冗長領域の生成方法を述べる。
【０２４４】送信側ＦＥＣ処理方法においては、インタ
リーバの左端から規則正しくデータが挿入されていたの
で、テーブルの内容についても、図２２の表ａのように
規則正しく並んでいた。しかし、図５のそれぞれの実施
例については、その規則性がないため、それぞれ送信側
と受信側とであらかじめネゴシエーションした後に、は
じめて上記のような表が書けることになる。
【０２４５】図５（ｂ）の場合には、ランダムであるの
は書き込む列の順序だけであり、縦方向の書き込み方は
決められているので、前述した例と同様に、図２２の表
ａだけを用いればよいが、図５（ａ）の方は、書き込む
列の順序だけでなく、その一列の中でのシンボルの書き
込み順序が異なるため、その順序情報についての表を追
加して書かなければならない。
【０２４６】まず、図５（ｂ）について説明する。ここ
では、図に従いデータ領域が右端７行、ＦＥＣ冗長領域
が４行あることとする。左端の行から、５番目、２番
目、７番目（実際はヌルでデータなし）、４番目、１番
目、３番目、６番目（実際はヌル）、といったデータと
なる。
【０２４７】すると、送信側ＦＥＣ処理方法２と同様に
して、情報の多項式表現Ｍ（Ｘ）は、 Ｍ（Ｘ）＝Ｍ[4] ・Ｘ*6＋Ｍ[3] ・Ｘ*9＋Ｍ[2] ・Ｘ*5＋Ｍ[1] ・Ｘ*7 ＋Ｍ[0] ・Ｘ*10 …（２９） となる。
【０２４８】以下の処理は、送信側ＦＥＣ処理方法２に
おける式（２０）〜式（２８）の経過と比較して、Ｍ
［＊］、ｅ［＊］、ｆ［＊］、ｇ［＊］、ｈ［＊］の係
数を除くとほとんど同じである。従って、図２２の表ａ
を用いて、まずＭ［４］に対するｅの係数を式（２８）
の方法で、 ｅ[122] ＝Ｍ[4] ・Ｅ[122] …（３０） で求め、それ以下のものは、順に、 ｅ[119] ＝ｅ[122] ＋Ｍ[3] ・Ｅ[119] ｅ[123] ＝ｅ[119] ＋Ｍ[2] ・Ｅ[123] ｅ[121] ＝ｅ[123] ＋Ｍ[1] ・Ｅ[121] ｅ[118] ＝ｅ[121] ＋Ｍ[0] ・Ｅ[118] …（３１） の排他的論理和演算を行うことによって最終のｅ［１１
８］を得ることができる。係数ｆ，ｇ，ｈについても全
く同様の計算により得られる。こうして、ｅ［１１
８］、ｆ［１１８］、ｇ［１１８］、ｈ［１１８］がそ
れぞれ求める冗長シンボルとなる。
【０２４９】次に、図５（ａ）の場合を示す。この場合
も図に従ってシンボル単位に書き込みが行われるとする
と、図２２の表ａ１の他に、図２３の表ｂを用いること
によって計算することができる。ここでも、図に示され
ているようなデータ領域が右端６行、ＦＥＣ冗長領域が
４行ある具体例を用いて説明する。なお、行番号は左端
および上端から昇べきの順につけるものとする。
【０２５０】この図２３の表ｂに従うと、図で例えば上
から４行目の情報の多項式表現Ｍ（Ｘ）は、各シンボル
をＭ［＊］で表すと、 Ｍ（Ｘ）＝Ｍ[1] ・Ｘ*7＋Ｍ[11]・Ｘ*5＋Ｍ[18]・Ｘ*8＋Ｍ[19]・Ｘ*9 …（３２） と表せる。ここからは、図５（ｂ）の例と同様にして図
２２の表ａを用い、Ｘ＾３の係数ｅは、 ｅ[121] ＝Ｍ[1] ・Ｅ[121] ｅ[124] ＝ｅ[121] ＋Ｍ[11]・Ｅ[124] ｅ[120] ＝ｅ[124] ＋Ｍ[18]・Ｅ[120] ｅ[119] ＝ｅ[120] ＋Ｍ[19]・Ｅ[119] …（３３） の排他的論理和演算を順に行うことによって、得られ
る。他の係数ｆ，ｇ，ｈも同様である。
【０２５１】こうして、ｅ［１１９］、ｆ［１１９］、
ｇ［１１９］、ｈ［１１９］がそれぞれ上から４行目の
冗長シンボルとなる。他の行については、式（３３）に
おいて情報Ｍのシンボル番号が異なるだけで、それ以外
は同様の演算により得られる。
【０２５２】以上のように、図５（ａ），（ｂ）の例で
のＦＥＣ冗長領域の計算は、送信側ＦＥＣ処理方法２を
多少変形した方法を用いることによって実行することが
できる。
【０２５３】図７および図８のような構成以外の例とし
て、インタリーバの一列が１セルよりも大きい場合、ま
た、インタリーバの複数列に対してＳＳＣＳヘッダを付
加する場合等が考えられるが、これらの場合において
も、図１３、図１６、図５のそれぞれの例に合わせて、
全く同様の演算でＦＥＣ冗長シンボルの計算が行える。
【０２５４】これまでは３種類の例をあげて、送信側に
おけるＦＥＣ冗長領域の計算方法について説明してきた
が、今度はそれぞれに関する受信側での復号方法および
誤り訂正方法について説明する。
【０２５５】送信側のインタリーバモジュール８ｔから
出力されたデータはセルとして伝送され、受信側に到達
し、セル分解の後、受信側のデインタリーバモジュール
８ｒに入る。ある送信側インタリーバからの受信データ
は、データ領域の何列かをペイロードに含む１つ以上の
ＣＰＣＳ−ＰＤＵと、ＦＥＣ冗長領域の何列かをペイロ
ードに含むやはり１つ以上のＣＰＣＳ−ＰＤＵから成っ
ている。このうち、データ領域をペイロードに含む全Ｃ
ＰＣＳ−ＰＤＵが、ＣＰＣＳレイヤにおけるＣＲＣチェ
ック等によって、全てエラーなしと判定された場合、Ｓ
ＳＣＳレイヤにおいては、ＳＳＣＳヘッダ／トレイラを
除去するのみで残りのデータをそのまま上位のアプリケ
ーションモジュール４ｒに渡す。そして、そのデインタ
リーバに関して、ＦＥＣ冗長領域をペイロードに含むＣ
ＰＣＳ−ＰＤＵは全て、デインタリーバ用のメモリに書
き込むことなく廃棄して構わない。
【０２５６】ただし、データ領域側データをペイロード
に含む複数のＣＰＣＳ−ＰＤＵにおいて、１つでもＣＲ
Ｃチェック等によるエラーがあるときには、そのデイン
タリーバに関連する全てのデータは、ＦＥＣ冗長領域の
ものを含めて、誤り訂正のために必要なものとなる。
【０２５７】図７の場合は、デインタリーバの一列から
１つのＣＰＣＳ−ＰＤＵを構成しており、しかもそれが
１つのセルとなる。このため、受信したＣＰＣＳ−ＰＤ
ＵにおいてＣＰＣＳトレイラのＣＲＣチェック等が異常
であるという場合には、該ＣＰＣＳ−ＰＤＵ内にビット
誤りが発生していることを意味している。この時、エラ
ーの発見された列はデインタリーバモジュール８ｒ上
で、伝送中にセル廃棄された場合と同じ扱いにしてしま
う。すなわち、そこの一列にはセルが到着しなかったと
同等にみなす。そしてその結果として生じたセル抜けの
位置をＳＳＣＳヘッダのＳＮチェックにより確認する。
【０２５８】一方、図８のような場合は、デインタイリ
ーバの一列は１セルであるが、ＣＰＣＳ−ＰＤＵは複数
列にまたがって構成される。従って、ＣＰＣＳトレイラ
によるチェックのみでは、ランダム誤りおよびセル抜け
の状態が不明確である。仮にあるＣＰＣＳ−ＰＤＵにお
いてセル抜けがあったとすると、ＣＰＣＳトレイラの機
能だけでは、そのＣＰＣＳ−ＰＤＵに属する他のデイン
タリーバ列がエラーフリーである保証がなされない。
【０２５９】そこで、まずセル抜けに対しては、ＳＳＣ
Ｓヘッダ／トレイラのＳＮを用いて確認する。ＳＮ自体
に誤り検査ビットを加えておくと、抜けた位置を特定す
る際の確実性が増す。また、ランダムなビット誤りへの
対策としては、ＳＳＣＳヘッダ／トレイラがデインタリ
ーバの１列毎についているので、この部分にＳＳＣＳ−
ＰＤＵ全体の誤り検出機能を付加する。そして、伝送中
のセル廃棄によって、ＣＰＣＳトレイラの誤り検出機能
が有効に働かなかった場合、あるいはビット誤りによっ
てＣＰＣＳトレイラのＣＲＣチェックにエラーが発見さ
れた場合に限って、ＳＳＣＳレイヤにおけるデインタリ
ーバ一列単位の該誤り検査を行い、各列のエラーの有無
を検査するという方法が考えられる。これによって、Ｃ
ＰＣＳ−ＰＤＵのサイズによらず、実際にビット誤りお
よびセル廃棄の発見されたインタリーバ列に属するシン
ボルのみを訂正すればよいことになる。
【０２６０】また、別の場合として、デインタリーバの
一列が複数セルで構成され、その一列をペイロードに含
んでＳＳＣＳ−ＰＤＵおよびＣＰＣＳ−ＰＤＵを構成す
ることも考えられる。ここでも、１つのセルが伝送路中
に廃棄された場合には、その他の部分のシンボルエラー
はＣＰＣＳトレイラを用いても検出不可能になる。この
場合には、計算を簡単にするために、該当する一列全て
が廃棄されたとみなして誤り訂正を試みる方法をとるこ
とができる。このような方法を用いることによって、例
えば図７の例に比べて誤り訂正能力は若干落ちるが、処
理遅延は増加させることなく小さく保持できる。廃棄さ
れたとみなされるデインタリーバ一列の位置は、ＳＳＣ
Ｓヘッダ／トレイラによって特定される。
【０２６１】ＳＳＣＳヘッダを除いたデータは、インタ
リーバと全く同様の順番でデインタリーバ領域に書き込
む。この書き込み順は、あらかじめ送受信間でネゴシエ
ーションされているものとする。その際、抜けのある部
分については、そのことを別領域に明示するか、あるい
はダミーのペイロードデータを書き込む。そして、その
データをＦＥＣ訂正モジュール１０ｒに渡し、シンボル
抜けの部分を再生する。その後に、情報データをデイン
タリーバモジュール８ｔから書き込んだ順に読み出し
て、受信側のアプリケーション処理モジュール４ｒに送
る。
【０２６２】以下では、上記ＦＥＣ演算の送信側ＦＥＣ
処理方法１，２，３に従って、受信側のＦＥＣ訂正モジ
ュール１０ｒにて行われる夫々の場合に対応する誤り訂
正操作を、受信側ＦＥＣ処理方法１，２，３として説明
する。このモジュールが動作するのは、デインタリーバ
の任意の一行において、訂正可能な範囲のシンボルエラ
ーがあり、かつその位置が判明している場合であり、以
下では、そのような場合を例にとって説明する。なお、
図７にあるように、インタリーバの一列がすべて１セル
のペイロードに収容され、また該１列のみでＳＳＣＳレ
イヤのペイロードを構成する場合について説明するが、
それ以外のデインタリーバの構成にも適用可能である。
【０２６３】（４）受信側ＦＥＣ処理方法１ ここでは、送信側ＦＥＣ処理方法１として述べたインタ
リーバに対するデインタリーバを用いた誤り訂正方法を
記す。
【０２６４】送信側ＦＥＣ処理方法１ではＦＥＣ冗長領
域が４シンボル分である場合について記してあるので、
この受信側ＦＥＣ処理方法１でもそれに従って記述す
る。ＦＥＣ冗長領域が４シンボルの場合、誤りシンボル
位置が明確であれば、４シンボルまでの誤りを訂正する
ことが可能である。
【０２６５】いま、ｓ番目、ｔ番目、ｕ番目、ｖ番目の
シンボルに誤りまたは抜けがあるとする。ただし、０＜
ｓ＜ｔ＜ｕ＜ｖ＜（ｍ＋１）であるとする。
【０２６６】図１４は、送信側ＦＥＣ処理方法１におい
て説明したように、デインタリーバのできるだけ右側に
つめてシンボルを挿入する構成をしている。デインタリ
ーバ上に埋まるデータ量は毎回可変なので、受信が開始
された時点では、どの位のデータが到着するかの予測が
できない。従って、送信側と同様に、可変シンボル長に
柔軟に対応できるような復号処理を行う必要がある。
【０２６７】受信シンボル列は、情報シンボルと冗長シ
ンボルとの合計がｍシンボルあるとすると、（１７）式
から、 Ｒ＝（Ｃ[m-1] 、Ｃ[m-2] 、・・、Ｃ[m-s+1] 、Ｅ[m-s] 、Ｃ[m-s-1] 、・ ・、Ｃ[m-t+1] 、Ｅ[m-t] 、Ｃ[m-t-1] 、・・、Ｃ[m-u+1] 、Ｅ[m-u] 、Ｃ[m-u -1] 、・・、Ｃ[m-v+1] 、Ｅ[m-v] 、Ｃ[m-v-1] 、・・、Ｃ[0] ） …（３４） のように表され、Ｅ［＊］の部分はエラーがある部分を
意味する。それ以外のＣ［＊］で書かれる部分は、送信
側のデータがそのまま正しく受信されていることを意味
する。式（３４）では一般的な書き方をしたが、Ｅ
［＊］は、先頭あるいは最後尾のシンボルにあっても構
わないし、また連続していても構わない。
【０２６８】さて、ＦＥＣ訂正モジュール１０ｒでの処
理を行うまでに、既にシンボル単位にエラーの有無が明
確になっている。もし１シンボルもエラーがない場合に
は、式（３４）は、 Ｃ＝（Ｃ[m-1] 、Ｃ[m-2] 、・・・、Ｃ[0] ） …（３５） と表され、これを用いた多項式Ｃ（Ｘ）は、生成多項式
Ｇ（Ｘ）で割り切れる。これは、すなわち、 Ｃ（α*120）＝Ｃ（α*121）＝Ｃ（α*122）＝Ｃ（α*123）＝０ …（３６） となることを意味する。しかし、エラーシンボルの含ま
れる受信シンボル列Ｒを用いた多項式Ｒ（Ｘ）では、Ｇ
（Ｘ）による余りは０とはならない。そこで、これらを
シンドロームＳ［ｉ］（ｉ＝１，２，３，４）として次
のように表すこととする。
【０２６９】 Ｓ[1] ＝Ｒ（α*120） Ｓ[2] ＝Ｒ（α*121） Ｓ[3] ＝Ｒ（α*122） Ｓ[4] ＝Ｒ（α*123） …（３７） ここで、Ｅ［＊］の部分の係数を訂正を簡単にするため
に、Ｒ（Ｘ）においては、 Ｅ[m-s] ＝Ｅ[m-t] ＝Ｅ[m-u] ＝Ｅ[m-v] ＝０ …（３８） とおいておくこととする。
【０２７０】すると、シンドロームＳ[i](i=1,2,3,4)
は、以下のようにして計算される。
【０２７１】手順１：Ｓ[1] ＝Ｓ[2] ＝Ｓ[3] ＝Ｓ[4]
＝０とおく。
【０２７２】手順２：シンボルが1 つ来る度に（すなわ
ちデインタリーバの1 列が到着する度に）、 Ｓ[i] ←Ｓ[i] ・α*(119+i) ＋Ｃ[m-k] （到着シンボルが正しい場合） または Ｓ[i] ←Ｓ[i] ・α*(119+i) ＋Ｅ[m-k] （到着シンボルが誤っている 場合） (i=1,2,3,4) (k=1〜m) …（３９） のように代入していく。ここで＋は排他的論理和を表
す。ただし、式（３８）によって、Ｅ[m-k] ＝０であ
る。
【０２７３】手順３：手順２を最後のシンボルまで計算
した時のＳ[i](i=1,2,3,4)の値が、求めるシンドローム
値である。
【０２７４】手順２を詳細に説明する。最終的には式
（３７）の値を求めたいのであるが、受信を終了するま
で、シンボル数がどれだけあるのかがわからない。よっ
て、シンボルを受信する度に計算を行い、突然シンボル
受信が終了したとしても、シンドロームＳ［ｉ］（ｉ＝
１，２，３，４）の計算結果が最終的に求める値になっ
ている必要がある。
【０２７５】実際に、手順２では、以下の計算と同じこ
とを行っている。まず、最初のシンボルＣ［ｍ−１］が
到着すると、シンドローム値は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[m-1] (i=1,2,3,4) …（４０） となる。
【０２７６】次に、シンボルＣ［ｍ−２］が到着する
と、 Ｓ[i] ＝Ｃ[m-1] ・α*(119+i)＋Ｃ[m-2] (i=1,2,3,4) …（４１） となる。
【０２７７】同様にしていくと、最終的に Ｓ[i] ＝Ｃ[m-1] ・（α*(119+i)）*(m-1)＋Ｃ[m-2] ・（α*(119+i)）*(m- 2)＋・・・＋Ｃ[1] ・（α*(119+i)）＋Ｃ[0] (i=1,2,3,4) …（４２） となり、この式は（３７）式と同じである。
【０２７８】このような方法をとることによって、ｋ個
のシンボルが到着した時には、必ずシンドロームＳ
［ｉ］（ｉ＝１，２，３，４）は、（ｋ−１）次の多項
式にα＾（１１９＋ｉ） （ｉ＝１，２，３，４）を
代入した形をとっているので、デインタリーバモジュー
ル８ｒのシンボル到着がいつ終了しても、常にその時点
の本実施例に基づくデインタリーバ構成での正しいシン
ドローム演算値を示していることになる。なお、式（４
０）〜（４２）において、エラーのあるシンボルを受信
した部分については、Ｃ［＊］からＥ［＊］に表記を書
き換えるとよい。
【０２７９】次に、このようにして得られるシンドロー
ム値の意味を考える。誤りのあるシンボルがもし正しく
受信されていたとすると、これらはそれぞれ、Ｃ［ｍ−
ｋ］（ｋ＝ｓ，ｔ，ｕ，ｖ）と表される。すると、これ
らの記号を用いて式（３７）のシンドロームＳ［１］の
値は、 Ｓ[1] ＝Ｒ（α*120） ＝Ｃ（α*120）+(Ｅ[m-s]-Ｃ[m-s])・α*120(m-s) +(Ｅ[m-t]-Ｃ[m-t])・α*120(m-t) +(Ｅ[m-u]-Ｃ[m-u])・α*120(m-u) +(Ｅ[m-v]-Ｃ[m-v])・α*120(m-v) ＝−Ｃ[m-s] ・α*120(m-s) −Ｃ[m-t] ・α*120(m-t) −Ｃ[m-u] ・α*120(m-u) −Ｃ[m-v] ・α*120(m-v) …（４３） となる。
【０２８０】なお、本実施例では、α＾ｂｃは、αの
（ｂ×ｃ）乗を表すものとする。例えば、上記のα＾１
２０（ｍ−ｓ）は、αの（１２０×（ｍ−ｓ））乗を表
す。
【０２８１】他のシンドロームも同様に、 Ｓ[2] ＝−Ｃ[m-s] ・α*121(m-s) −Ｃ[m-t] ・α*121(m-t) −Ｃ[m-u] ・ α*121(m-u) −Ｃ[m-v] ・α*121(m-v) Ｓ[3] ＝−Ｃ[m-s] ・α*122(m-s) −Ｃ[m-t] ・α*122(m-t) −Ｃ[m-u] ・ α*122(m-u) −Ｃ[m-v] ・α*122(m-v) Ｓ[4] ＝−Ｃ[m-s] ・α*123(m-s) −Ｃ[m-t] ・α*123(m-t) −Ｃ[m-u] ・ α*123(m-u) −Ｃ[m-v] ・α*123(m-v) …（４４） となる。ただし、ここでは２進信号（０，１）のみを仮
定しているので、＋の演算と−の演算はどちらも同じ排
他的論理和となる。すなわち式（４３）と（４４）は合
わせて、 Ｓ[i] ＝Ｃ[m-s] ・（α*(119+i)(m-s) ） ＋Ｃ[m-t] ・（α*(119+i)(m-t) ） ＋Ｃ[m-u] ・（α*(119+i)(m-u) ） ＋Ｃ[m-v] ・（α*(119+i)(m-v) ） (i=1,2,3,4) …（４５） と表記できる。
【０２８２】このことから、式（３９）の手順によって
Ｓ［ｉ］（ｉ＝１，２，３，４）の値が求められると、
式（４５）は、Ｃ［ｍ−ｓ］、Ｃ［ｍ−ｔ］、Ｃ［ｍ−
ｕ］、Ｃ［ｍ−ｖ］に関する連立方程式となる。そして
これを解くことによって、それぞれの正しいシンボル値
が求められる。本実施例では、エラーシンボルの見落と
しがない（すなわち、ＳＳＣＳレイヤ以下によってエラ
ーのあるシンボルが確実に検出され、それ以外には存在
しない）ことを想定しているので、これらの連立方程式
には、必ず一意な解が存在する。
【０２８３】解は、それぞれ、 Ｃ[m-s] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*(m-t)＋α*(m-u)＋α*(m-v)）・Ｓ[3] ＋（α*(2m-t-u) ＋α*(2m-t-v) ＋α*(2m-u-v) ）・Ｓ[2] ＋α*(3m-t-u-v) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(m-s) ・（α*(m-t)＋α*(m-v)）・（α*(m-t)＋α*(m- u)）・（α*(m-u)＋α*(m-v)）｝ Ｃ[m-t] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*(m-s)＋α*(m-u)＋α*(m-v)）・Ｓ[3] ＋（α*(2m-s-u) ＋α*(2m-s-v) ＋α*(2m-u-v) ）・Ｓ[2] ＋α*(3m-s-u-v) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(m-t) ・（α*(m-s)＋α*(m-v)）・（α*(m-s)＋α*(m- u)）・（α*(m-u)＋α*(m-v)）｝ Ｃ[m-u] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*(m-t)＋α*(m-s)＋α*(m-v)）・Ｓ[3] ＋（α*(2m-t-s) ＋α*(2m-t-v) ＋α*(2m-s-v) ）・Ｓ[2] ＋α*(3m-t-s-v) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(m-t) ・（α*(m-t)＋α*(m-v)）・（α*(m-t)＋α*(m- s)）・（α*(m-s)＋α*(m-v)）｝ Ｃ[m-v] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*(m-t)＋α*(m-u)＋α*(m-s)）・Ｓ[3] ＋（α*(2m-t-u) ＋α*(2m-t-s) ＋α*(2m-u-s) ）・Ｓ[2] ＋α*(3m-t-u-s) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(m-v) ・（α*(m-t)＋α*(m-s)）・（α*(m-t)＋α*(m- u)）・（α*(m-u)＋α*(m-s)）｝ …（４６） となる。
【０２８４】式（４５）において、エラーシンボルがも
し１つ（Ｅ［ｍ−ｓ］）のみであれば、上式は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[m-s] ・α*(119+i)(m-s) (i=1,2,3,4) …（４７） であり、これから、 Ｃ[m-s] ＝（α*(119+i)(m-s) ）／Ｓ[i] (i=1,2,3,4) …（４８） となる。これはｉの値によらず同じなので、どれか１つ
を計算すればよい。とすると、式（３７）において、例
えばＳ［１］のみ計算すればよく、他のシンドローム計
算を行う必要がないので、その分の演算量を減らすこと
ができる。
【０２８５】また、もしエラーシンボルが２つ（Ｅ［ｍ
−ｓ］とＥ［ｍ−ｔ］）であれば、式（４５）は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[m-s] ・（α*(119+i)(m-s) ） ＋Ｃ[m-t] ・（α*(119+i)(m-t) ） (i=1,2,3,4) …（４９） となる。これも２つのシンドローム、例えばＳ［１］と
Ｓ［２］のみを計算すればよく、他のシンボルに対して
かかる演算の分を減らすことができる。
【０２８６】そして、解は、 Ｃ[m-s] ＝（Ｓ[2] ＋α*(m-t)・Ｓ[1] ） ／｛α*120(m-s) ・（α*(m-s)＋α*(m-t)）｝ Ｃ[m-t] ＝（Ｓ[2] ＋α*(m-s)・Ｓ[1] ） ／｛α*120(m-t) ・（α*(m-s)＋α*(m-t)）｝ …（５０） となる。
【０２８７】また、エラーシンボルが３つ（Ｅ［ｍ−
ｓ］とＥ［ｍ−ｔ］とＥ［ｍ−ｕ］）であるとき、式
（４５）は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[m-s] ・（α*(119+i)(m-s) ） ＋Ｃ[m-t] ・（α*(119+i)(m-t) ） ＋Ｃ[m-u] ・（α*(119+i)(m-u) ） (i=1,2,3,4) …（５１） となり、この場合は３つのシンドローム、例えばＳ
［１］、Ｓ［２］、Ｓ［３］のみを計算すればよい。す
なわち、Ｓ［４］に対してかかる演算の分を減らすこと
ができる。
【０２８８】解は、 Ｃ[m-s] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*(m-t)＋α*(m-u)）・Ｓ[2] ＋α*(2m-t-u) ・Ｓ [1] ｝ ／｛α*120(m-s) ・（α*(m-s)＋α(m-t) ）・（α*(m-s)＋α*(m- u)）｝ Ｃ[m-t] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*(m-s)＋α*(m-u)）・Ｓ[2] ＋α*(2m-s-u) ・Ｓ [1] ｝ ／｛α*120(m-t) ・（α*(m-s)＋α(m-t) ）・（α*(m-t)＋α*(m- u)）｝ Ｃ[m-u] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*(m-t)＋α*(m-s)）・Ｓ[2] ＋α*(2m-t-s) ・Ｓ [1] ｝ ／｛α*120(m-u) ・（α*(m-u)＋α(m-t) ）・（α*(m-s)＋α*(m- u)）｝ …（５２） となる。
【０２８９】これらの演算には、αのべき乗の計算が多
数必要となる。常に出てくる演算（例えばα＾１２０
等）に関しては、表を作っておくと高速化を図ることが
できる。
【０２９０】（５）受信側ＦＥＣ処理方法２ ここでは、送信側ＦＥＣ処理方法２で述べたインタリー
バに対するデインタリーバを用いた誤り訂正方法を説明
する。
【０２９１】受信側ＦＥＣ処理方法１と同様に、ＦＥＣ
冗長領域の大きさと同じ４シンボルまで訂正可能であ
る。そこで、０＜ｓ＜ｔ＜ｕ＜ｖ＜（ｍ＋５）であるよ
うな、ｓ番目、ｔ番目、ｕ番目、ｖ番目にそれぞれシン
ボル誤り、またはシンボル抜けがあるとする。
【０２９２】図１６の場合は、送信側ＦＥＣ処理方法２
で説明したように、データ領域内のシンボルはデインタ
リーバのできるだけ左側に詰められており、一方ＦＥＣ
冗長領域のシンボルは、デインタリーバの右端４列に入
れられているような構成である。受信側ＦＥＣ処理方法
１と同様に、データが終了するまで、デインタリーバの
データ領域のどこまでデータが入るかは毎回に異なり、
全くわからない。従って、シンボル受信開始と同時に復
号演算を開始し、シンボル受信がいつが終了したとして
も、即座に誤り訂正処理に入れるような復号処理を行う
必要がある。
【０２９３】受信シンボルは、受信側ＦＥＣ処理方法１
の場合とは異なり、データがｍシンボル（０＜ｍ＜１２
５）、冗長部分が４シンボルあるとする。このとき、受
信シンボル列Ｒは（１７）式から、 Ｒ＝（Ｃ[127] 、Ｃ[126] 、・・、Ｃ[128-s+1] 、Ｅ[128-s] 、Ｃ[128-s-1 ] 、・・、Ｃ[128-t+1] 、Ｅ[128-t] 、Ｃ[128-t-1] 、・・、Ｃ[128-u+1] 、Ｅ [128-u] 、Ｃ[128-u-1] 、・・、Ｃ[128-v+1] 、Ｅ[128-v] 、Ｃ[128-v-1] 、・ ・、Ｃ[128-m] 、0 、0 、・・、0 、Ｃ[3] 、Ｃ[2] 、Ｃ[1] 、Ｃ[0] ） …（５３） のように表され、Ｅ［＊］の部分はエラーがあるシンボ
ルを意味する。それ以外のＣ［＊］で書かれる部分は、
送信側のデータがそのまま正しく受信されていることを
意味する。式（５３）は一般的な書き方であり、Ｅ
［＊］はデータ領域の先頭や最後尾、あるいはＦＥＣ冗
長領域にあっても構わないし、また連続していても構わ
ない。Ｃ［１２８−ｍ］とＣ［３］の間は、デインタリ
ーバのマトリクス上では、空のデータ領域（０データの
部分）があるが、送受信はされないことを意味してい
る。もちろん、ｍ＝１２４の場合は、この空データ領域
は存在しない。
【０２９４】ＦＥＣ訂正モジュール１０ｒでの処理を行
うまでに、既にシンボル単位にエラーの有無が明確にな
っている。シンボルの訂正を簡単にするために、式（５
３）において、Ｅ［１２８−ｓ］、Ｅ［１２８−ｔ］、
Ｅ［１２８−ｕ］、Ｅ［１２８−ｖ］は全て値が０であ
るとおき、訂正後のシンボルをそれぞれＣ［１２８−
ｓ］、Ｃ［１２８−ｔ］、Ｃ［１２８−ｕ］、Ｃ［１２
８−Ｖ］とする。
【０２９５】受信側ＦＥＣ処理方法１に従って、式（３
７）のようにシンドロームＳ［ｉ］（ｉ＝１，２，３，
４）を定義すると、これらは以下のように計算される。
【０２９６】手順１：Ｓ［ｉ］＝０（ｉ＝１，２，３，
４）とおく。
【０２９７】手順２：シンボルが１つ到着する度に、 Ｓ[i] ←Ｓ[i] ＋Ｃ[128-k] ・α*(119+i)(128-k) （到着シンボルが正し い場合） Ｓ[i] ←Ｓ[i] （到着シンボルが誤り の場合） (k=1,2, ・・,mまたはk=125,126,127,128) (i=1,2,3,4) …（５４） のように代入していく。
【０２９８】手順３：手順２で最後のシンボルまで計算
した時のＳ［ｉ］（ｉ＝１，２，３，４）の値が求める
シンドローム値である。
【０２９９】上記手順においてＣ［１２７］が到着した
時点で、仮に正しいデータ領域シンボルの到着が終わっ
たとすると、 Ｓ[i] ＝Ｃ[127] ・α*127(119+i) ＋Ｃ[3] ・α*3(119+i) ＋Ｃ[2] ・α*2 (119+i) ＋Ｃ[1] ・α*(119+i)＋Ｃ[0] (i=1,2,3,4) …（５５） となる。これはまさしく、図１６にあるＣ［１２７］の
シンボルがデインタリーバの左端にある場合のシンドロ
ーム計算の結果を示している。もし正しいデータがこの
１シンボルのみであったとしても、その後にＦＥＣ冗長
領域部分の値を加えると、本実施例に基づくデインタリ
ーバ構成のシンドローム値となる。すなわち、シンボル
到着がいつ終了しても常に正しいシンドローム値が求め
られるような計算方法となっている。
【０３００】このようにして得られるシンドローム値
は、もし受信シンボルに全く誤りがなければ全て０とな
る。実際は、受信側ＦＥＣ処理方法１の式（４５）にな
らって、 Ｓ[i] ＝Ｃ[128-s] ・（α*(119+i)(128-s) ）＋Ｃ[128-t] ・（α*(119+i) (128-t) ）＋Ｃ[128-u] ・（α*(119+i)(128-u) ）＋Ｃ[128-v] ・（α*(119+i) (128-v) ） (i=1,2,3,4) …（５６） という値を持つことになる。式（５４）の手順で求めら
れたシンボル値Ｓ［ｉ］（ｉ＝１，２，３，４）を使っ
て、式（５６）の各シンボルＣ［１２８−ｋ］（ｋ＝
ｓ，ｔ，ｕ，ｖ）を求めることが、ＦＥＣ訂正モジュー
ル１０ｒでの誤り訂正処理となる。
【０３０１】これらは４次の連立方程式となり、解は、 Ｃ[128-s] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*(128-t)＋α*(128-u)＋α*(128-v)）・Ｓ[3] ＋（α*(256-t-u)＋α*(256-t-v)＋α*(256-u-v)）・Ｓ[2] ＋α*(384-t-u-v)・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(128-s) ・（α*(128-t)＋α*(128-v)） ・（α*(128-t)＋α*(128-u)）・（α*(128-u)＋α*(128-v)）｝ Ｃ[128-t] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*(128-s)＋α*(128-u)＋α*(128-v)）・Ｓ[3] ＋（α*(256-s-u)＋α*(256-s-v)＋α*(256-u-v)）・Ｓ[2] ＋α*(384-s-u-v)・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(128-t) ・（α*(128-s)＋α*(128-v)） ・（α*(128-s)＋α*(128-u)）・（α*(128-u)＋α*(128-v)）｝ Ｃ[128-u] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*(128-t)＋α*(128-s)＋α*(128-v)）・Ｓ[3] ＋（α*(256-t-s)＋α*(256-t-v)＋α*(256-s-v)）・Ｓ[2] ＋α*(384-t-s-v)・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(128-t) ・（α*(128-t)＋α*(128-v)） ・（α*(128-t)＋α*(128-s)）・（α*(128-s)＋α*(128-v)）｝ Ｃ[128-v] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*(128-t)＋α*(128-u)＋α*(128-s)）・Ｓ[3] ＋（α*(256-t-u)＋α*(256-t-s)＋α*(256-u-s)）・Ｓ[2] ＋α*(384-t-u-s)・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(128-v) ・（α*(128-t)＋α*(128-s)） ・（α*(128-t)＋α*(128-u)）・（α*(128-u)＋α*(128-s)）｝ …（５７） となる。
【０３０２】式（５６）において、エラーシンボルがも
し１つ（Ｅ［１２８−ｓ］）のみであれば、上式は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[128-s] ・α*(119+i)(128-s) (i=1,2,3,4) …（５８） であり、これから、 Ｃ[128-s] ＝（α*(119+i)(128-s) ）／Ｓ[i] (i=1,2,3,4) …（５９） となる。これは、ｉの値によらず同じなので、どれか１
つを計算すればよい。すると、式（５４）において、例
えばＳ［１］のみ計算すればよく、他のシンドローム計
算を行う必要がないので、その分の演算量を減らすこと
ができる。
【０３０３】また、もしエラーシンボルが２つ（Ｅ［１
２８−ｓ］とＥ［１２８−ｔ］）であれば、式（４５）
は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[128-s] ・（α*(119+i)(128-s) ）＋Ｃ[128-t] ・（α*(119+i) (128-t) ） (i=1,2,3,4) …（６０） となる。
【０３０４】これも２つのシンドローム、例えばＳ
［１］とＳ［２］のみを計算すればよく、他のシンドロ
ームに対してかかる分の演算を減らすことができる。
【０３０５】そして解は、 Ｃ[128-s] ＝（Ｓ[2] ＋α*(128-t)・Ｓ[1] ） ／｛α*120(128-s) ・（α*(128-s)＋α*(128-t)）｝ Ｃ[128-t] ＝（Ｓ[2] ＋α*(128-s)・Ｓ[1] ） ／｛α*120(128-t) ・（α*(128-s)＋α*(128-t)）｝ …（６１） となる。
【０３０６】また、エラーシンボルが３つ（Ｅ［１２８
−ｓ］とＥ［１２８−ｔ］とＥ［１２８−ｕ］）である
とき、式（５６）は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[128-s] ・（α*(119+i)(128-s) ）＋Ｃ[128-t] ・（α*(119+i) (128-t) ）＋Ｃ[128-u] ・（α*(119+i)(128-u) ） (i=1,2,3,4) …（６２） となり、この場合は３つのシンドローム、例えばＳ
［１］、Ｓ［２］、Ｓ［３］のみを計算すればよいの
で、Ｓ［４］に対してかかる演算の分を減らすことがで
きる。
【０３０７】解は、 Ｃ[128-s] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*(128-t)＋α*(128-u)）・Ｓ[2] ＋α*(256-t-u)・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(128-s) ・（α*(128-s)＋α(128-t) ） ・（α*(128-s)＋α*(128-u)）｝ Ｃ[128-t] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*(128-s)＋α*(128-u)）・Ｓ[2] ＋α*(256-s-u)・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(128-t) ・（α*(128-s)＋α(128-t) ） ・（α*(128-t)＋α*(128-u)）｝ Ｃ[128-u] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*(128-t)＋α*(128-s)）・Ｓ[2] ＋α*(256-t-s)・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120(128-u) ・（α*(128-u)＋α(128-t) ） ・（α*(128-s)＋α*(128-u)）｝ …（６３） となる。
【０３０８】これらの演算を行う場合には、α＾（１１
９＋ｉ）（１２８−ｋ） （ｋ＝１〜１２８），（ｉ
＝１，２，３，４）の演算に多少の時間がかかってしま
うので、ｉおよびｋをパラメータとした表をあらかじめ
作成しておくと、毎回αのべき乗を計算するよりもより
高速に演算ができる。
【０３０９】（６）受信側ＦＥＣ処理方法３ ここでは、送信側ＦＥＣ処理方法３で述べたインタリー
バに対するデインタリーバを用いた誤り訂正方法を示
す。
【０３１０】受信側ＦＥＣ処理方法１、２と同様にエラ
ーシンボルは最大４つまで訂正可能である。そこで、そ
れらのエラーシンボル位置をそれぞれｓ番目、ｔ番目、
ｕ番目、ｓ番目（０＜ｓ＜ｔ＜ｕ＜ｖ＜（ｍ＋５））と
する。
【０３１１】図５の場合は、到着したシンボル毎にデー
タ領域のシンボルはランダムに、またＦＥＣ冗長領域の
シンボルは、受信側ＦＥＣ処理方法１、２と同様にデイ
ンタリーバの右端４列に位置する。この場合も、デイン
タリーバによっていつシンボル受信が終了するかわから
ない。よって、そのような可変シンボル長に柔軟に対応
できるような復号処理を行う必要がある。
【０３１２】一般的には、エラーがのった受信シンボル
は式（３４）で、エラーフリーの場合の受信シンボルは
式（３５）で夫々表されるが、以下では、図５にある具
体例を用いて説明する。
【０３１３】まず、図５（ｂ）についてみると、全ての
シンボルが正しく受信できたときの受信系列Ｃは、 Ｃ＝（Ｃ[8] 、Ｃ[7] 、・・、Ｃ[0] ） …（６４） であり、そのうちＣ［３］、Ｃ［２］、Ｃ［１］、Ｃ
［０］は冗長シンボルである。これを多項式表現する
と、 Ｃ（Ｘ）＝Ｃ[8] ・Ｘ*6＋Ｃ[7] ・Ｘ*9＋Ｃ[6] ・Ｘ*5＋Ｃ[5] ・Ｘ*7＋Ｃ [4] ・Ｘ*10 ＋Ｃ[3] ・Ｘ*3＋Ｃ[2] ・Ｘ*2＋Ｃ[1] ・Ｘ＋Ｃ[0] …（６５） となる。この例では９つのシンボルを受信するが、実際
には最大１２８シンボルまで受信することがあり得る。
これらのシンボルのそれぞれについて、何番目のシンボ
ルがどこの列に属するか（すなわち式（６５）を作成す
るにあたって、各シンボルに対応するＸのべき乗の値は
何であるか）といった一覧表を、送信側と同様に保持し
ている必要がある。
【０３１４】さて、式（６５）のシンボルのうち、最大
４つのシンボルがエラーを起こしているとする。ただ
し、冗長シンボルのみのエラーである場合は、誤り訂正
処理を行わないので、ここでは、少なくとも１つのエラ
ーシンボルは、データ領域に属するシンボルであるとす
る。
【０３１５】受信側ＦＥＣ処理方法１、２と同様にエラ
ー数に応じて、シンドロームＳ［ｉ］の計算を行う。エ
ラーシンボル数と同じだけのシンドロームの計算を行え
ば、誤り訂正が可能である。シンドロームの計算は、 手順１：Ｓ［ｉ］＝０ （ｉ＝１，２，３，４）とお
く。
【０３１６】手順２：受信シンボルに応じて、以下の計
算を行う。
【０３１７】 Ｓ[i] ←Ｓ[i] ＋Ｃ[k] ・（α*(119+i)f(k)） （受信シンボルが正しい 場合） Ｓ[i] ←Ｓ[i] （受信シンボルが誤りの 場合） (i=1,2,3,4) …（６６） 手順３：最後のシンボルが終了すると、その時のＳ
［ｉ］（ｉ＝１，２，３，４）が求めるシンドロームの
値である。
【０３１８】手順２において、ｆ（ｋ）はＣ［ｋ］と対
になる、多項式上のべき乗数を示す。例えば図５（ｂ）
において、Ｃ［８］に相当するべき乗数はｆ（８）＝６
である。
【０３１９】上記演算により得られるＳ［ｉ］（ｉ＝
１，２，３，４）の別の表現は、式（４５）の変形で与
えられる。誤りのあるシンボルの訂正後の値をＣ［ｍ−
ｋ］（ｋ＝ｓ，ｔ，ｖ，ｕ）とすると、本実施例の具体
例では、ｍ＝８なので、 Ｓ[i] ＝Ｃ[8-s] ・（α*(119+i)f(8-s)）＋Ｃ[8-t] ・（α*(119+i)f(8- t)）＋Ｃ[8-u] ・（α*(119+i)f(8-u)）＋Ｃ[8-v] ・（α*(119+i)f(8-v)） (i=1,2,3,4) …（６７） となる。
【０３２０】式（６６）と式（６７）から、４次の連立
方程式ができ、これからＣ［８−ｋ］（ｋ＝ｓ，ｔ，
ｕ，ｖ）の値を求めることができる。エラーシンボルが
４つあるときの解は、それぞれ Ｃ[8-s] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*f(8-t) ＋α*f(8-u) ＋α*f(8-v) ）・Ｓ[3] ＋（α*(f(8-t)+f(8-u))＋α*(f(8-t)+f(8-v))＋α*(f(8-u)+f(8-v ))） ・Ｓ[2] ＋α*(f(8-t)+f(8-u)+f(8-v)) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(8-s)・（α*f(8-t) ＋α*f(8-v) ）・（α*f(8-t) ＋ α*f(8-u) ） ・（α*f(8-u) ＋α*f(8-v) ）｝ Ｃ[8-t] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*f(8-s) ＋α*f(8-u) ＋α*f(8-v) ）・Ｓ[3] ＋（α*(f(8-s)+f(8-u))＋α*(f(8-s)+f(8-v))＋α*(f(8-u)+f(8-v ))） ・Ｓ[2] ＋α*(f(8-s)+f(8-u)+f(8-v)) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(8-t)・（α*f(8-s) ＋α*f(8-v) ）・（α*f(8-s) ＋ α*f(8-u) ） ・（α*f(8-u) ＋α*f(8-v) ）｝ Ｃ[8-u] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*f(8-t) ＋α*f(8-s) ＋α*f(8-v) ）・Ｓ[3] ＋（α*(f(8-t)+f(8-s))＋α*(f(8-t)+f(8-v))＋α*(f(8-s)+f(8-v ))） ・Ｓ[2] ＋α*(f(8-t)+f(8-s)+f(8-v)) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(8-t)・（α*f(8-t) ＋α*f(8-v) ）・（α*f(8-t) ＋ α*f(8-s) ） ・（α*f(8-s) ＋α*f(8-v) ）｝ Ｃ[8-v] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*f(8-t) ＋α*f(8-u) ＋α*f(8-s) ）・Ｓ[3] ＋（α*(f(8-t)+f(8-u))＋α*(f(8-t)+f(8-s))＋α*(f(8-u)+f(8-s ))） ・Ｓ[2] ＋α*(f(8-t)+f(8-u)+f(8-s)) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(8-v)・（α*f(8-t) ＋α*f(8-s) ）・（α*f(8-t) ＋ α*f(8-u) ） ・（α*f(8-u) ＋α*f(8-s) ）｝ …（６８） となる。
【０３２１】式（６７）において、エラーシンボルがも
し１つ（ｓ番目）のみであれば、上式は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[8-s] ・α*(119+i)f(8-s) (i=1,2,3,4) …（６９） であり、これから、 Ｃ[8-s] ＝（α*(119+i)f(8-s)）／Ｓ[i] (i=1,2,3,4)…（７０） となる。これは、ｉの値によらず同じなので、どれか１
つを計算すればよい。とすると、例えばＳ[1] のみ計算
すればよく、他のシンドロームに対する計算を行わずに
済むことになる。
【０３２２】また、もしエラーシンボルが２つ（ｓ番目
とｔ番目）であれば、式（６７）は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[8-s] ・（α*(119+i)f(8-s)） ＋Ｃ[8-t] ・（α*(119+i)f(8-t)） (i=1,2,3,4) …（７１） となる。これも２つのシンドローム、例えばＳ［１］と
Ｓ［２］のみを計算すればよく、他のシンドロームに対
する演算を行わずに済むことになる。
【０３２３】そして、解は、 Ｃ[8-s] ＝（Ｓ[2] ＋α*f(8-t) ・Ｓ[1] ） ／｛α*120f(8-s)・（α*f(8-s) ＋α*f(8-t) ）｝ Ｃ[8-t] ＝（Ｓ[2] ＋α*f(8-s) ・Ｓ[1] ） ／｛α*120f(8-t)・（α*f(8-s) ＋α*f(8-t) ）｝ …（７２） となる。
【０３２４】また、エラーシンボルが３つ（ｓ番目とｔ
番目とｕ番目）であるとき、式（６７）は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[8-s] ・（α*(119+i)f(8-s)） ＋Ｃ[8-t] ・（α*(119+i)f(8-t)） ＋Ｃ[8-u] ・（α*(119+i)f(8-u)） (i=1,2,3,4) …（７３） となり、この場合は３つのシンドローム、例えばＳ
［１］、Ｓ［２］、Ｓ［３］のみを計算すればよい。す
なわちＳ［４］の演算を必要とせずに済む。
【０３２５】このときの解は、 Ｃ[8-s] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*f(8-t) ＋α*f(8-u) ）・Ｓ[2] ＋α*(f(8-t)+f(8-u))・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(8-s)・（α*f(8-s) ＋α*f(8-t) ） ・（α*f(8-s) ＋α*f(8-u) ）｝ Ｃ[8-t] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*f(8-s) ＋α*f(8-u) ）・Ｓ[2] ＋α*(f(8-s)+f(8-u))・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(8-t)・（α*f(8-s) ＋α*f(8-t) ） ・（α*f(8-t) ＋α*f(8-u) ）｝ Ｃ[8-u] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*f(8-t) ＋α*f(8-s) ）・Ｓ[2] ＋α*(f(8-t)+f(8-s))・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(8-u)・（α*f(8-u) ＋α*f(8-t) ） ・（α*f(8-s) ＋α*f(8-u) ）｝ …（７４） となる。
【０３２６】これらの演算には、αのべき乗の計算が多
数必要となる。常に出てくる演算（例えばα＾１２０
等）に関しては、表を作っておくと高速化を図ることが
できる。
【０３２７】次に、図５（ａ）の場合を説明する。これ
は基本的に図５（ｂ）と同じであるので、図に示した具
体例のみを説明することとする。
【０３２８】図５（ａ）の場合は、受信側でも送信側と
同じ表２を持っていて、シンボル到着の度に、そのシン
ボルがデインタリーバのどの位置にくるのかを把握して
おく必要がある。ここでも、送信側と同じく上から４行
目を例にとり、この行がもし全くエラーがないとする
と、受信シンボルを使った多項式は、式（３２）から Ｃ（Ｘ）＝Ｃ[1] ・Ｘ*7＋Ｃ[11]・Ｘ*5＋Ｃ[18]・Ｘ*8＋Ｃ[19]・Ｘ*9 ＋Ｃ[125] ・Ｘ*3＋Ｃ[126] ・Ｘ*2＋Ｃ[127] ・Ｘ＋Ｃ[128] …（７５） と表される。本来は、何番目のシンボルまで受信するか
は、あらかじめ送信側から知らされることはなく、ＣＰ
ＣＳ−ＰＤＵの終わりを検出することによって、初めて
知ることになる。
【０３２９】この場合も、最大４シンボルのエラーを想
定する。シンドロームの計算方法は、式（６６）にある
手順と全く同じである。ただし、ｋの値は式（７５）に
あるＣ［ｋ］から取り出されているので、ランダムな値
をとる。そして、ｆ（ｋ）は式（７５）において、その
ｋの値に対するＣ［ｋ］を係数とするＸの次数を表す。
例えば、ｋ＝１に対して、ｆ（１）＝７である。
【０３３０】エラーがある場合のシンドロームの値は０
にはならず、式（６７）にならって記述すると、 S[i]＝Ｃ[s] ・（α*(119+i)f(s)）＋Ｃ[t] ・（α*(119+i)f(t)） ＋Ｃ[u] ・（α*(119+i)f(u)）＋Ｃ[v] ・（α*(119+i)f(v)） (i=1,2,3,4) …（７６） となる。ただし、０＜ｓ＜ｔ＜ｕ＜ｖであり、｛ｓ，
ｔ，ｕ，ｖ∈ｋ｜ｋは４行目に属するシンボル番号｝で
あるとする。そして、ｓ，ｔ，ｕ，ｖ番目のシンボルに
エラーが発生しているとする。また、Ｃ［ｋ］（ｋ＝
ｓ，ｔ，ｕ，ｖ）は、それぞれのシンボルの訂正後の値
を意味する。
【０３３１】式（６６）と式（７６）を解くことによっ
て、訂正後のシンボル値が計算できる。まず、４つのエ
ラーがある場合は、 Ｃ[s] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*f(t) ＋α*f(u) ＋α*f(v) ）・Ｓ[3] ＋（α*(f(t)+f(u))＋α*(f(t)+f(v))＋α*(f(u)+f(v))）・Ｓ[2] ＋α*(f(t)+f(u)+f(v)) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(s)・（α*f(t) ＋α*f(v) ）・（α*f(t) ＋α*f(u) ） ・（α*f(u) ＋α*f(v) ）｝ Ｃ[t] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*f(s) ＋α*f(u) ＋α*f(v) ）・Ｓ[3] ＋（α*(f(s)+f(u))＋α*(f(s)+f(v))＋α*(f(u)+f(v))）・Ｓ[2] ＋α*(f(s)+f(u)+f(v)) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(t)・（α*f(s) ＋α*f(v) ）・（α*f(s) ＋α*f(u) ） ・（α*f(u) ＋α*f(v) ）｝ Ｃ[u] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*f(t) ＋α*f(s) ＋α*f(v) ）・Ｓ[3] ＋（α*(f(t)+f(s))＋α*(f(t)+f(v))＋α*(f(s)+f(v))）・Ｓ[2] ＋α*(f(t)+f(s)+f(v)) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(t)・（α*f(t) ＋α*f(v) ）・（α*f(t) ＋α*f(s) ） ・（α*f(s) ＋α*f(v) ）｝ Ｃ[v] ＝｛Ｓ[4] ＋（α*f(t) ＋α*f(u) ＋α*f(s) ）・Ｓ[3] ＋（α*(f(t)+f(u))＋α*(f(t)+f(s))＋α*(f(u)+f(s))）・Ｓ[2] ＋α*(f(t)+f(u)+f(s)) ・Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(v)・（α*f(t) ＋α*f(s) ）・（α*f(t) ＋α*f(u) ） ・（α*f(u) ＋α*f(s) ）｝ …（７７） となる。
【０３３２】式（６７）において、エラーシンボルがも
し１つ（ｓ番目）のみであれば、上式は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[s] ・α*(119+i)f(s) (i=1,2,3,4) …（７８） であり、これから、 Ｃ[s] ＝（α*(119+i)f(s)）／Ｓ[i] (i=1,2,3,4) …（７９） となる。これはｉの値によらず同じなので、どれか１つ
を計算すればよい。とすると、例えばＳ［１］のみ計算
すればよく、他のシンドローム計算を行う必要がないの
で、その分の演算量を減らすことができる。
【０３３３】また、もしエラーシンボルが２つ（ｓ番目
とｔ番目）であれば、式（６７）は Ｓ[i] ＝Ｃ[s] ・（α*(119+i)f(s)）＋Ｃ[t] ・（α*(119+i)f(t)） (i=1,2,3,4) …（８０） となる。これも２つのシンドローム、例えばＳ［１］と
Ｓ［２］のみを計算すればよく、他のシンドロームに対
する演算を行わなくて済む。
【０３３４】そして、解は、 Ｃ[s] ＝（Ｓ[2] ＋α*f(t) ・Ｓ[1] ）／｛α*120f(s)・（α*f(s) ＋α*f (t) ）｝ Ｃ[t] ＝（Ｓ[2] ＋α*f(s) ・Ｓ[1] ）／｛α*120f(t)・（α*f(s) ＋α*f (t) ）｝ …（８１） となる。
【０３３５】また、エラーシンボルが３つ（ｓ番目とｔ
番目とｕ番目）であるとき、式（６７）は、 Ｓ[i] ＝Ｃ[s] ・（α*(119+i)f(s)）＋Ｃ[t] ・（α*(119+i)f(t)） ＋Ｃ[u] ・（α*(119+i)f(u)） (i=1,2,3,4) …（８２） となり、この場合は３つのシンドローム、例えばＳ
［１］、Ｓ［２］、Ｓ［３］のみを計算すればよい。す
なわちＳ［４］の演算を行わなくて済む。
【０３３６】このときの解は、 Ｃ[s] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*f(t) ＋α*f(u) ）・Ｓ[2] ＋α*(f(t)+f(u))・Ｓ [1] ｝ ／｛α*120f(s)・（α*f(s) ＋α*f(t) ）・（α*f(s) ＋α*f(u) ） ｝ Ｃ[t] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*f(s) ＋α*f(u) ）・Ｓ[2] ＋α*(f(s)+f(u))・Ｓ [1] ｝ ／｛α*120f(t)・（α*f(s) ＋α*f(t) ）・（α*f(t) ＋α*f(u) ） ｝ Ｃ[u] ＝｛Ｓ[3] ＋（α*f(t) ＋α*f(s) ）・Ｓ[2] ＋α*(f(t)+f(s))・ Ｓ[1] ｝ ／｛α*120f(u)・（α*f(u) ＋α*f(t) ）・（α*f(s) ＋α*f(u) ） ｝ …（８３） となる。
【０３３７】本実施例では、データの信頼性を保証する
ためのプロトコルとしてはＡＡＬタイプ５のＳＳＣＳレ
イヤのＦＥＣ処理以外を想定していない。しかしなが
ら、実際にはＦＥＣの能力には限界があり、一定数以上
セルが廃棄された場合にはもはやＦＥＣによる誤り訂正
は不可能となってしまう。このような状況では再送によ
る誤り訂正を行なうしかなく、そのためには予めＳＳＣ
ＳレイヤのＦＥＣによる誤り訂正の他に上位レイヤにラ
イトウェイトな再送制御を実装しなければならない。Ｆ
ＥＣで訂正できない場合、元のデータを得るには再送を
行なうしかないので、本実施例では、ＳＳＣＳの上位に
ライトウェイトな再送制御のためのプロトコルは実装し
ていると想定している。また、予めＡＴＭ網の状態をみ
て誤りの多く発生する状態であれば能力の高いＦＥＣ用
符号を用いる、またほとんど誤りの発生しない状態であ
れば軽いＦＥＣ符号を用いるなど、パラメータを選択し
た上で通信を開始できる。
【０３３８】なお、前述のように、本実施例ではＡＡＬ
タイプ５に関するものについて説明したが、本発明の誤
り訂正方法はデータ転送に限定されるものではなく、同
様の方法で他のタイプにも適用可能である。
【０３３９】逆に、例えば、ＡＡＬ５機能のみが実装さ
れた端末装置において、該端末装置がマルチメディア／
コンティニュアスメディア処理機能（音声、動画等）を
持っていれば、この様なアプリケーションを実現する場
合にＡＡＬ５の処理機能に本実施例の誤り制御方式を併
用させることによって柔軟に対処し様々な状況で様々な
データの信頼性を保証することができるのである。
【０３４０】（第２の実施例）次に、第２の実施例を説
明する。第１の実施例は、１対１の端末が通信を行なう
場合の例であったが、第２の実施例では、１対多通信の
場合について説明する。
【０３４１】本実施例では、図２４に示すように、１台
の送信側端末２ｔが、複数台の受信側端末２ｒ（２ｒ−
１〜２ｒ−ｎ）に対して通信を行なっているものとす
る。なお、図中の受信側端末２ｒのいずれか複数個が受
信側端末かつ送信側端末となり、同じようなコネクショ
ンを張り同じように１対多通信を行なうことによって多
対多通信を実現することもできるが、このような場合に
も、本発明を適用することが可能である。
【０３４２】以下、ＦＥＣを付与しマルチキャストを行
なう場合の例について説明する。
【０３４３】図２５は、本実施例の送受信端末のプロト
コルスタックの一例である。基本的な構成は、第１の実
施例のプロトコルスタックとほぼ同様である。図１と異
なる点は、本実施例では、いずれかのレイヤにマルチキ
ャスト機能を提供する能力のあるプロトコルが必要にな
ることである。
【０３４４】一般的に広く知られたマルチキャスト機能
を提供できるプロトコルとしては、マルチキャストＩＰ
アドレスを使ったＩＰ転送などがある。現状のシステム
では、ＩＰマルチキャストを行なう場合に、その上位レ
イヤプロトコルとしてＵＤＰ（Ｕｓｅｒ Ｄａｔａｇｒ
ａｍ Ｐｒｏｔｃｏｌ）が用いられるのが通常である。
ＵＤＰはＴＣＰ（Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｏｎｔ
ｒｏｌ Ｐｒｏｔｃｏｌ）と異なり、エンド−エンドに
信頼性の保証を行なわないプロトコルであるので、転送
途中でパケットが廃棄されても、ビット誤り等が生じて
も、訂正は行なわない。しかしながら、ここで転送しよ
うとしているアプリケーションデータはマルチメディア
で放送形態をとるデジタルメディアを想定しているの
で、ＩＰ＋ＵＤＰのようなデータの信頼性を保証しない
プロトコルでは不都合である。そこで、本実施例では、
ＭＴＰ（Ｍｕｌｔｉｃａｓｔ Ｔｒａｎｓｐｏｒｔ Ｐ
ｒｏｔｏｃｏｌ）やＲＭＰ（Ｒｅｌｉａｂｌｅ Ｍｕｌ
ｔｉｃａｓｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）をレイヤ４のプロト
コルとした。しかし、本発明のＦＥＣを実装している場
合には、信頼性の保証を上位レイヤによる再送で行なう
必要性がかなり少なくなる。
【０３４５】ＭＴＰは、ＩＰでマルチキャストを行なう
場合、転送途中に生じた誤りを訂正する機能を持ったプ
ロトコルである。現在はインターネットドラフトのＲＦ
Ｃ１３０１に実現の方法に関する詳細が記述されてい
る。該ドラフトの誤り訂正の方法とは、受信者による再
送要求により送信者がデータを再送するという方法であ
る。ＲＭＰは、カリフォルニア大学バークレイ校のＢ．
Ｗｅｔｔｅｎらにより提案されたものであり、ＭＴＰと
ほぼ同様の動作及び機能を持ったプロトコルである。し
かし、両者ともＣＳＣＷなどをアプリケーションとする
ことを前提としているので、リアルタイム性の保証は行
なっていない。
【０３４６】しかしながら、例で挙げたようなアプリケ
ーションを実現するにはリアルタイム性の保持を行なう
必要がある。その場合には、受信者が誤りを検出してか
ら送信者に対して再送要求を行なっていたのでは、遅延
が許容範囲を越えてしまう可能性が高い。このような場
合にも、前述した第１の実施例のように、転送するデー
タに予め誤り訂正を行なうための冗長な符号を付与して
おくことによって、上記のような問題点を解消できるの
である。
【０３４７】さて、ＩＰのような上位レイヤで提供され
るマルチキャストは、ＡＴＭレベルでは図２５のように
スイッチ３のコピー機能などを用いて実現される。ま
た、コネクションの張り方としては、主に以下の２通り
が考えられる。
【０３４８】（１）送信側端末から全ての受信側端末に
対してポイント−マルチポイントのＡＴＭコネクション
を張る。
【０３４９】（２）送信側端末から一部の受信側端末と
一部の中継サーバに対してポイント−マルチポイントの
ＡＴＭコネクションを張る。中継サーバよりも（マルチ
キャストツリー内で）下流の受信側端末と中継サーバに
関しては、該中継サーバが担当する。中継サーバとは、
物理的または論理的にネットワークやサブネットを接続
しているような装置を指し、ＡＡＬよりも上位のレイヤ
でコネクションを一度終端することもある。
【０３５０】上記２の例を図２６に示す。Ｈは送信側端
末（２ｔ）、Ｈ１〜Ｈ２５は受信側端末（２ｒ）、Ｓ１
〜Ｓ５は中継サーバである。ネットワーク１−１〜１−
７は、ＡＴＭ網である。図２６のように、送信側端末Ｈ
から受信側端末Ｈ１、Ｈ２、および中継サーバＳ１、Ｓ
２、Ｓ３に対して、コネクションを設定し、中継サーバ
Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３は、それぞれの下流に位置するＡＴＭ
網１−２，１−３，１−４内のマルチキャストグループ
に属する受信側端末やさらに下流にメンバーが存在する
中継サーバに対して同じようにコネクションを張る。
【０３５１】上記１の方法は，受信側端末の総数が比較
的少ない場合には適切な方法である。これに対して、上
記２の方法は受信側端末の総数がかなり多い場合でも、
階層的に下流の中継サーバにコネクションを一度終端さ
せることで、広域に渡るマルチキャストが実現できる方
法である。
【０３５２】次に、送信側端末２ｔおよび受信側端末２
ｒを説明する。図２７に、本実施例の送信側端末２ｔお
よび受信側端末２ｒの内部構成を示す。本実施例の送信
側端末２ｔおよび受信側端末２ｒの内部構成は、基本的
には、第１の実施例とほぼ同様である。したがって、以
下では、本実施例の送信側端末２ｔおよび受信側端末２
ｒについて、第１の実施例との相違点を中心として説明
する。なお、ここでも、ＡＡＬとしてタイプ５を例にあ
げる。
【０３５３】まず、送信側端末２ｔのアプリケーション
処理モジュール１０４ｔ、ＭＴＰ／ＲＭＰ処理を行うＭ
ＴＰ／ＲＭＰ処理モジュール１３０ｔ、ＩＰ処理を行う
ＩＰ処理モジュール１３１ｔでは、マルチキャストした
い送信側端末２ｒに対して、それぞれのプロトコルに特
有な処理が行なわれる。データの種類としては、動画、
音声、テキストデータなどＡＴＭの特徴を活かして様々
なメディアを転送するが、ここまでの処理は、本発明に
限られた方法ではない。
【０３５４】次に、ＳＳＣＳ処理モジュール１０６ｔ、
ＣＰＣＳ処理モジュール１１４ｔ、ＳＡＲ処理モジュー
ル１２０ｔでは、第１の実施例で説明したものと同様の
処理が施される。
【０３５５】ただし、ＦＥＣを行なうＳＳＣＳレイヤ
で、上位レイヤに対してエラーフリーな通信を提供する
場合、そのためには、ＳＳＣＳレイヤ以下のレイヤでト
ランスペアレント（透過的）なデータの受渡しが可能で
あることが必要となる。というのは、送信側のＳＳＣＳ
レイヤのエンティティに対して、受信側のＳＳＣＳレイ
ヤのエンティティから再送要求が送られた場合に、セル
単位の再送を行なうためには、ＳＳＣＳレイヤで、個々
のセルの識別ができることが必須になるからである。例
えば、ＳＳＣＳレイヤでセル単位の再送を行なう場合、
再送要求、あるいは再送に関係あるデータはＳＳＣＳレ
イヤよりも下のレイヤではトランスペアレントに受渡し
されなければならない。これらは、受信側端末２ｒの処
理の説明において詳しく述べる。ＳＳＣＳレイヤ以下に
関しても、第１の実施例と同様の処理が行なわれる。
【０３５６】次に、受信側端末２ｒについて説明する。
【０３５７】マルチキャストを行なう場合には、多くの
宛先に対してメッセージを送信するため、いずれかの受
信側端末２ｒで正しくデータを受信できない可能性が高
くなる。言い換えると、送信側にいずれかの送信側端末
２ｔから再送要求が送られる確率が高くなる。しかし、
本発明によれば、予めＦＥＣを付与するレイヤ（ＡＡＬ
５の場合であればＳＳＣＳレイヤ）に、データの信頼性
を保証する機能を持たせることで、その確率を激減させ
ることができるのである。
【０３５８】受信側端末２ｒでの誤り検出は、まず、Ｃ
ＰＣＳ処理モジュール１１４ｒで行なわれる。その際、
誤りが検出されなければ、第１の実施例で示したよう
に、ＳＳＣＳ処理モジュール１０６ｒを省略して上位レ
イヤにデータを渡す方法も可能である。その場合には、
送信側で付与したＦＥＣ冗長符号のオーバーヘッド程度
ですみ、スループット、レイテンシイは、ＡＡＬ５にか
なり近い性能を得ることができる。
【０３５９】前述したように、マルチキャストの場合、
ＩＰレベルでマルチキャストグループに該当する複数の
ＩＰアドレスに対してデータグラムを送出するので、一
般的なＩＰマルチキャストでは、送信側端末２ｔで再送
要求を受けとる確率がポイント−ポイントの場合よりも
大きい。マルチキャストグループに属する端末数が大き
ければ大きいほどその確率は大きくなる。例えば、受信
側端末数が１０＾４、データリンクの誤り率が無線程度
に大きい場合には、１に近い確率で送信側端末２ｔは再
送要求を受けとる。
【０３６０】誤りのレベルとしては、大きく２種類に分
けられる。 （１）予め付与した誤り訂正符号（ＦＥＣコード）によ
り訂正可能な程度である場合 （２）上記１のレベルを上回り、ＦＥＣコードによる訂
正が不可能、よって、再送以外に訂正は無理である場合 もちろん、上記１の場合には、第１の実施例の１対１通
信の場合と同様に誤り訂正を行なって、正しいデータを
上位レイヤに渡すことができる。
【０３６１】しかしながら、上記２のケースが発生した
場合には再送により誤りを訂正しなければならず、その
方法としては以下のような候補がある。 Ａ）ＡＡＬよりも上位レイヤで再送制御を行なう（例え
ば、図２５のレイヤ４に相当するＭＴＰ／ＲＭＰ等）。 Ｂ）ＡＡＬのいずれかのレイヤで再送制御を行なう。
【０３６２】上記Ａのケースでは、それぞれの再送プロ
トコルの手順にしたがって誤り訂正が行なわれるので、
第１の実施例で説明した手順をもちることができるが、
上記Ｂの方法で再送制御を行なうには、第１の実施例で
説明した手順に加え、いくつかの処理が必要になる。以
下、上記２のようなレベルの誤りが生じ、それを上記Ｂ
のような方法で誤り回復をはかろうとした場合の手順に
ついて説明する。
【０３６３】ＦＥＣの訂正能力を上回るような誤りが転
送中に生じた場合に、ＳＳＣＳレイヤで信頼性保証のた
めに再送制御を行なう方法について説明する。再送制御
を行なうとすると、再送の単位は様々な方法が可能であ
る。 １）ＡＴＭレイヤレベルのセル再送 ２）ＣＰＣＳ−ＰＤＵを単位とする再送 ３）ＳＳＣＳ−ＰＤＵ（インタリーバ）を単位とする再
送 ４）ＳＳＣＳ−ＰＤＵ（インタリーバ）内の列（任意の
列数）を単位とする再送 ５）レイヤ３以上のパケットを単位とする再送 ここでは、一例として、マルチキャストを行う場合で、
かつ、上記３）のＳＳＣＳ−ＰＤＵ（インタリーバ）内
の列（任意の列数）を単位として再送により誤り訂正を
行なうケースについて述べる。
【０３６４】第１の実施例で述べたように、送信側端末
２ｔのＳＳＣＳ処理モジュール１０６ｔでは、セル単位
にＳＮを含むＳＳＣＳヘッダが付与されている。受信側
端末２ｒのＳＳＣＳ処理モジュール１０６ｒでは、この
ＳＳＣＳヘッダに従ってセル廃棄されたセルを特定する
のである。これ以前で、何らかの誤りが生じているとい
う事実は、ＣＰＣＳレイヤのＣＲＣにより検出済みであ
る。検出した誤りが広範囲に及んでおり、送信時に付与
されたＦＥＣの訂正能力を越えている場合には、送信側
のＳＳＣＳレイヤに対して、再送要求を出す。再送要求
のメッセージは、マルチキャストグループのメンバーで
ある受信側端末のいずれかから送られることが予想さ
れ、その台数はわからない。１台だけかも知れないし、
または数台から送られることもある。
【０３６５】例えば、受信側端末２ｒ−１のみが訂正能
力以上の誤りを検出した場合、送信側端末２ｔのＳＳＣ
Ｓ処理モジュール１０６ｔに対して、受信側端末２ｒ−
１は少なくとも自分のアドレス、またはマルチキャスト
アドレス、再送して欲しいセルのＳＮを送ることによっ
て誤り訂正を実現する（図２８参照）。
【０３６６】受信側端末２ｒ−１が送信した再送要求
は、送信側端末２ｔのＳＳＣＳ処理モジュール１０６ｔ
に届けられる。送信側端末２ｔでは再送要求メッセージ
の内容に応じて、それに対応するＳＮを持つセルを再送
する。その際、マルチキャストコネクションとは別に設
定されたポイント−ポイントコネクションを利用して、
再送要求を送信した受信側端末にのみ再送データを送信
しても構わないし、再度マルチキャストを行なっても構
わない。
【０３６７】廃棄されたセルをＳＳＣＳ−ＰＤＵ内のど
の列に対応するかということをＳＮから特定できても、
この例ではＡＡＬ５を前提としているので、通常、その
廃棄されたセルのみを転送することはできない。ＡＡＬ
５のトレイラが付与され、１セル分の実データでも２セ
ル分のＡＡＬ−ＰＤＵとなってしまう。再送データを転
送する方法としては、以下のようなものが可能である。 （１）実データを独立したインタリーバに格納し直し
て、新たにＦＥＣを付与し、独立したＡＡＬ−ＰＤＵと
して送出する。この場合は、廃棄された時のＳＮも新た
なＳＳＣＳヘッダ／トレイラに記す必要がある。 （２）ＡＡＬをヌルにして送出する。ＳＳＣＳヘッダ／
トレイラは以前のものを付与する。 （３）再送要求を受けとった時点で、その時、またはそ
の次に転送するインタリーバの最初または最後に含ませ
てしまう。他のデータと混ざらないように、再送データ
であることの表示が必要。
【０３６８】また、上記の方法での、再送の宛先として
は、以下のそれぞれがある。 Ａ）マルチキャストグループに属する全ての受信側端末
（マルチキャストによって転送する） Ｂ）再送要求を送ってきた受信側端末のみ（何らかの方
法でポイント−ポイントのコネクションを設定する必要
がある） Ｃ）再送用のコネクションを個々の受信側端末に対して
予め張っておいて、再送要求を送ってきた受信側端末に
対してのみ再送する。ＳＳＣＳヘッダ／トレイラは以前
のものを付与する。 Ｄ）マルチキャストグループ内の一部 上記１の場合には、廃棄されたセル数が小さいと、ＦＥ
Ｃコードの冗長性が高くなってしまう可能性がある。
【０３６９】上記２の場合には、最小限のデータ量を網
に送出することになりオーバーヘッドが小さい。
【０３７０】上記Ａのように、マルチキャストで再送デ
ータを送出すると、特定の受信側端末だけにコネクショ
ンを張り直すという処理を送信側端末が行なわなくて済
むという利点がある。
【０３７１】マルチキャストデータに再送セルを含ませ
る場合、受信したデータが再送データであるという識別
は、ＳＳＣＳヘッダ／トレイラに再送データであること
を示すビットを立てるようにすれば良い。すでに正しく
受信できている場合には受信側のＳＳＣＳ処理モジュー
ル１０６ｒで廃棄してしまえば良いので実現は比較的簡
単である。
【０３７２】図１８のＳＳＣＳヘッダ／トレイラの例に
はそのようなフィールドがなく、ＳＳＣＳレイヤでエラ
ーフリーな通信を提供する場合には、図２９のように拡
張したＳＳＣＳヘッダ／トレイラが通常の転送時から必
要になる。
【０３７３】（１）は、図１８では１バイトであったＳ
ＳＣＳヘッダ／トレイラに、再送データであることを表
示するフィールドを１ビット付加した。
【０３７４】（２）は、バイト単位が望ましいという見
地から、ＳＳＣＳヘッダ／トレイラのＳＮをより大きな
値までとれるようにし、インタリーバ内のデータ領域と
冗長コードの領域がより確実に識別できるようフィール
ドを増やした。
【０３７５】（３）は、（２）とは逆に、ＳＮフィール
ドを小さくすることによって１バイトのＳＳＣＳヘッダ
／トレイラ内に再送データ表示フィールドを１ビット設
けた。
【０３７６】再送セル数は、ＦＥＣの訂正能力に依存し
て減らすことが可能である。例えば、ＦＥＣの訂正能力
が１２８セル中４セルだった場合、再送要求で８個のセ
ルを再送するようにリクエストされたとする。このＦＥ
Ｃコードでは４セル以内の廃棄ならば訂正できるので、
再送するセル数は少なくとも４セル送ってやれば済む。
このように、最小限のセルを送ることによって、網の輻
輳を引き起こさないように防止することができる。この
ような利点も、ＦＥＣを用いている場合の特徴の一つで
ある。
【０３７７】次に、送信側端末に複数の受信側端末から
再送要求が送られてきた場合について説明する。ここで
は、ＦＥＣの訂正能力としては、１インタリーバのサイ
ズが１６セル、その内、１セルまでの訂正が可能なコー
ドであるものとして説明する。
【０３７８】廃棄されたセルを全て再送する方法の他
に、次のようにして再送セルの数を削減できる方法があ
る。
【０３７９】図３０のように、受信側端末２ｒ−１，２
ｒ−３から各々次のようなセルの再送要求が送信側端末
２ｔのＳＳＣＳ処理モジュール１０６ｔに到着したとす
る。 受信側端末２ｒ−１→セルのＳＮ…１，２，３ 受信側端末２ｒ−３→セルのＳＮ…２，３，４ どの受信側端末で、どのセルが廃棄されたのかが、送信
側端末で上記のように特定できた場合、その後の処理と
して以下のような方法がある。 （１）受信側端末が受信できなかったセルのＳＮを全て
再送する。 （２）ＦＦＣの能力に応じて復号に必要な最小限のセル
を再送する ここでもそれぞれ、マルチキャストで送る方法と、ポイ
ント−ポイントで送る方法がある。
【０３８０】上記の廃棄されたセルのＳＮを比較する
と、２と３が共通であることがわかる。上記２の方法に
従えば、それぞれの受信側端末で３セルずつ廃棄が生じ
ているので、それぞれ、あと２セルずつ正しく受信でき
れば、残りの１セルはＦＥＣ符号により回復することが
できる。よって、前で説明したように最小限のセルを再
送する、というポリシーに基づいて、送信側端末２ｔ
は、受信側端末２ｒ−１，２ｒ−３に対して共通の廃棄
セルであるＳＮ＝２，３を送信するという方法がとれ
る。もちろん、受信側端末２ｒ−１に対してＳＮ＝１，
２，３のセル、受信側端末２ｒ−３に対してＳＮ＝２，
３，４のセルと、個々に最小限のセルを送ることもでき
る。しかし、マルチキャストグループ内の特定の端末に
対して再送を行なう場合には、先にも述べたが対応する
ポイント−ポイントのコネクションが必要になる。
【０３８１】送信先は、前述した例と同様に、受信側端
末２ｒ−１，２ｒ−３に限ることもできるし、再度マル
チキャストによってこれらの２セルのみ、またはＳＮ＝
１，２，３，４，の４個のセルを送ることもできる。
【０３８２】マルチキャストによる場合、すでに正しく
復号されている受信側端末ではデータが再送セルである
ことをＳＳＣＳレイヤで検出することができるのでその
セルは廃棄することができる。よって、重複して別のデ
ータに混入してしまって、影響を及ぼす恐れはない。
【０３８３】この時の再送セルもオーバーヘッドを最小
限にするために、再送セルのみをＣＰＣＳ−ＳＤＵにせ
ず、ＳＳＣＳレイヤのレベルで別のインタリーバに挿入
してしまうことが可能である。
【０３８４】マルチキャストグループ内の特定の受信側
端末（ここでは受信側端末２ｒ−１，２ｒ−３）にだけ
データを送るようにするには、送信側端末か、もしくは
送信側端末と受信側端末の中継点で特定の受信側端末に
だけコネクションを設定して必要最小限のセルのみを転
送するという方法が考えられる。
【０３８５】以上の例では、セル廃棄を検出した受信側
が再送要求を出すという、Ｎｅｇａｔｉｖｅ ＡＣＫ
（否定的な応答確認）を用いた方法であったが、Ｐｏｓ
ｉｔｉｖｅ ＡＣＫ（肯定的な応答確認）を用いる方法
もとることができる。
【０３８６】このような場合には、送信側端末２ｔがマ
ルチキャストデータを送信後、ＳＳＣＳ処理モジュール
１０６ｔでタイマを起動して、マルチキャストグループ
の全ての受信側端末２ｒからＡＣＫが返ってくるのを待
つ。ＡＣＫには、受信側端末２ｒのアドレス、受信でき
たデータの識別子などが記されている。
【０３８７】タイマの上限値の設定は、ラウンドトリッ
プタイムに応じて設定される。このタイマの上限値を越
えてもＡＣＫが返ってこない場合には、その返事のない
受信側端末に対してそれに応じたデータを再送する。こ
の再送の方法は、今まで述べてきた方法と同様である。
【０３８８】このデータ送出のメカニズムはＴＣＰのウ
ィンドウ制御によく似ている方法であり、同じようにス
ライディングウィンドウを用いることもできる。ただ
し、マルチキャストという環境下でＰｏｓｉｔｉｖｅ
ＡＣＫを用いているので、全ての受信側端末２ｒからＡ
ＣＫが返ってこないとそれに対応するデータは再送用の
メモリから排除できなくなってしまう。よって、ＡＣＫ
が経路の途中の輻輳を起こしているノード等で送れてし
まっている時には、送信者は次のデータを送出できない
という状況に陥ってしまい、スループットの低下が起こ
る可能性もある。
【０３８９】受信側のＡＡＬより上位のレイヤには、Ｓ
ＳＣＳレイヤでのＦＥＣと再送による誤り制御の効果
で、エラーフリーな正しいデータが渡されることにな
る。その後は、レイヤ３，４の通常の処理が行なわれ、
アプリケーションレイヤにはもちろん正しいデータが届
けられる。
【０３９０】受信側の説明に含めて、再送時の送信側の
説明を述べた。このように行なうことで、マルチキャス
トを行なっている時に、ＦＥＣの能力を越えてしまうほ
どの誤りが転送中に生じても、最小限のオーバーヘッド
と遅延でサービスを提供できる。
【０３９１】上記したように送受信側端末の処理を行な
うことで、ＡＡＬレベルにエラーフリーな通信を提供す
ることが可能である。マルチキャストを行なう場合は、
受信側端末の数が大きければ大きいほど、いずれかの受
信側端末から送信側端末に対して再送要求が生じる可能
性が高い。しかし、ＡＡＬレベルにＦＥＣ機能を持た
せ、さらに、再送による誤り訂正を提供することによっ
て、信頼性が高く、リアルタイム性のより保証されたシ
ステムを構築することができる。
【０３９２】以上、各実施例にて説明したように、本発
明によれば、ＡＴＭ通信網で高速通信を行う場合に、Ａ
ＡＬのいずれかのレイヤにインタリーバとＦＥＣを用い
た誤り制御方法を実装し、さらに、インタリーバのサイ
ズを柔軟にアプリケーションデータのサイズに合わせる
ことによってデータ転送の高効率化、高速化、省資源化
を図ることができる。特に、ＡＡＬタイプ５で高速デー
タ転送を行う場合には、ＣＰＣＳよりも上位のレイヤに
本発明の誤り制御方法を適用することによって、本来Ｆ
ＥＣが持つオーバーヘッドを最小限に抑えつつ、ＡＡＬ
タイプ５の高速性を最大限に発揮することが可能とな
る。また、ＡＡＬ１、２、３／４に対しても、より高効
率にＦＥＣを実装することが可能である。
【０３９３】また、本発明は、上述した各実施例に限定
されるものではなく、その要旨を逸脱しない範囲で、種
々変形して実施することができる。
【０３９４】
【発明の効果】本発明（請求項１）では、データ転送の
単位になるインタリーバのサイズを可変とし最大値のみ
を設けることによって柔軟性を持たせたので、オーバー
ヘッドのトラヒックを最小限に抑えることができ、高ス
ループット、低レイテンシイを実現することが可能とな
る。また、従来の固定サイズのインタリーバと異なり、
データの入らなかった領域にＰＡＤする必要がないの
で、計算量を削減し高速化を図ることができる。
【０３９５】また、本発明では、書き込みと読み出しの
方向を同一にしたので、データの書き込みを開始した直
後から読み出しを行うことができる。従来は、インタリ
ーバのデータ領域分全てにデータを書き込むまで下位レ
イヤに対してデータを渡すことはできずかなりの遅延が
かかっていたが、本発明によれば、この遅延はほぼ０と
大幅に短縮できる。
【０３９６】このように本発明によれば、ＡＡＬにて、
ＦＥＣを用いた誤り制御方式を実現する枠組みを提供す
ることができる。これにより、ＦＥＣの誤り訂正能力で
回復可能な誤り発生のレベルであれば、再送制御無しに
信頼性の要求される通信を行うことができる。
【０３９７】本発明（請求項２）によれば、インタリー
バ内に書き込まれているデータのサイズを確実に認識す
ることができる。その結果、予めデータサイズの表示方
法についてネゴシエーションをとっておくことによっ
て、受信側でもデータのサイズを確実に認識でき、正し
いデータを再生して上位レイヤに渡すことが可能とな
る。
【０３９８】本発明（請求項３）によれば、インタリー
バ専用のメモリに書き込むことを省略しＦＥＣ冗長コー
ドの計算結果を書き込むメモリのみを用意することによ
って、メモリ量を最小限に抑えることができ、コスト削
減につながる。
【０３９９】本発明（請求項４）によれば、ダミーデー
タを除いたデータの正確な大きさを認識することがで
き、ＡＡＬ５トレイラの誤り検出を利用し誤りが検出さ
れた場合にのみ、該データに対してＦＥＣによる誤り訂
正処理を行うことによって、誤りを含んだデータからで
も正しいデータを再生することができる。この方法を用
いると、誤り率が小さければ、ＦＥＣを行わないＡＡＬ
５（ＳＳＣＳがヌルの場合）と処理時間はほとんど変わ
らなくなる。ＡＡＬ５の本来の目的である軽いプロトコ
ルが実現されるのである。また、網の状況に応じて、誤
り率が小さい場合にはＳＳＣＳレイヤでの処理時間を更
に短縮することができる。よって、さらにリアルタイム
性を必要とするようなアプリケーションにも対応でき、
ＣＰＵ資源を有効に用いることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の第１の実施例の送受信端末のプロトコ
ルスタックの構造を示す図
【図２】送信側端末２ｔおよび受信側端末２ｒの内部構
成を示す図
【図３】ＡＡＬ−ＩＤＵとして上位から渡されるアプリ
ケーションデータを示す図
【図４】インタリーバへのアプリケーションデータの書
き込みの様子を示す図
【図５】インタリーバへの書き込み順序の例を示す図
【図６】４オクテット単位でデータ長のアライメントを
とる場合の様子を示す図
【図７】インタリーバにデータを格納した様子を示す図
【図８】他のインタリーバにデータを格納した様子を示
す図
【図９】図８の場合の処理の流れを説明するための図
【図１０】図７および図８の場合のＬＩフィールドの例
を示す図
【図１１】インタリーバからのデータの読み出しの例を
示す図
【図１２】ＦＥＣ冗長コードの付与の例を示す図
【図１３】データ領域内の最終列の長さ表示の例を示す
図
【図１４】図１３のＦＥＣ演算の立場から見たマトリク
スの状態を示す図
【図１５】マトリクスの１ラインの符号語構成の例を示
す図
【図１６】データ領域にダミーを入れる場合のインタリ
ーバの状態を示す図
【図１７】ＳＳＣＳヘッダ／トレイラを付与する単位を
示す図
【図１８】ＳＳＣＳヘッダ／トレイラの一例の図
【図１９】インタリーバ１つに対するＳＳＣＳヘッダ／
トレイラを示す図
【図２０】ＵＵＩ＝１を含むセルが廃棄された場合の受
信側でのレイヤ処理を説明するための図
【図２１】図８の場合の処理の流れを説明するための図
【図２２】モジュロ値のテーブルを示す図
【図２３】冗長シンボルのテーブルを示す図
【図２４】本発明の第２の実施例における１対多通信の
形態を示す図
【図２５】同実施例の送受信端末のプロトコルスタック
の構造を示す図
【図２６】ＡＴＭコネクションの張り方を説明するため
の図
【図２７】送信側端末２ｔおよび受信側端末２ｒの内部
構成を示す図
【図２８】受信端末２ｒ−１において再送要求が出され
た場合について説明するための図
【図２９】ＳＳＣＳヘッダ／トレイラの例を示す図
【図３０】複数の端末から再送要求が送られた場合につ
いて説明するための図
【図３１】ＡＴＭアダプテーションレイヤを説明するた
めの図
【符号の説明】
１…ＡＴＭ網、３…ＡＴＭ交換機、２ｔ…送信側端末、
２ｒ…受信側端末、４ｔ…アプリケーション処理モジュ
ール、４ｒ…アプリケーション処理モジュール、６ｔ…
ＳＳＣＳ処理モジュール、６ｒ…ＳＳＣＳ処理モジュー
ル、８ｔ…インタリーバモジュール、８ｒ…デインタリ
ーバモジュール、１０ｔ…ＦＥＣ付与モジュール、１０
ｒ…ＦＥＣ訂正モジュール、１２ｔ…ＳＳＣＳヘッダ／
トレイラ付与モジュール、１２ｒ…ＳＳＣＳヘッダ／ト
レイラ確認モジュール、１４ｔ…ＣＰＣＳ処理モジュー
ル、１４ｒ…ＣＰＣＳ処理モジュール、１６ｔ…ＬＩ付
与モジュール、１６ｒ…ＬＩ確認モジュール、１８ｔ…
ＣＲＣ付与モジュール、１８ｒ…ＣＲＣ確認モジュー
ル、２０ｔ…ＳＡＲ処理モジュール（セグメンテーショ
ン）、２０ｒ…ＳＡＲ処理モジュール（リアセンブ
リ）、２２ｔ…ＡＴＭヘッダ付与モジュール、２２ｒ…
ＡＴＭヘッダ削除モジュール、１−１〜１−７…ＡＴＭ
網、２ｒ−１〜２ｒ−５…受信側端末、３０…マルチキ
ャストサーバ、１０４ｔ…アプリケーション処理モジュ
ール、１０４ｒ…アプリケーション処理モジュール、１
３０ｔ…ＭＴＰ／ＲＭＰ処理モジュール、１３０ｒ…Ｍ
ＴＰ／ＲＭＰ処理モジュール、１３１ｔ…ＩＰ処理モジ
ュール、１３１ｒ…ＩＰ処理モジュール、１０６ｔ…Ｓ
ＳＣＳ処理モジュール、１０６ｒ…ＳＳＣＳ処理モジュ
ール、１１４ｔ…ＣＰＣＳ処理モジュール、１１４ｒ…
ＣＰＣＳ処理モジュール、１２０ｔ…ＳＡＲ処理モジュ
ール、１２０ｒ…ＳＡＲ処理モジュール、１２２ｔ…Ａ
ＴＭヘッダ処理モジュール、１２２ｒ…ＡＴＭヘッダ処
理モジュール、Ｈ…送信側端末、Ｈ１〜Ｈ２５…受信側
端末、Ｓ１〜Ｓ５…中継サーバ

Claims (4)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】ＡＴＭアダプテーションレイヤにて行なう
    ＡＴＭ網における誤り制御方法であって、 上位レイヤから渡された送信しようとする一続きのデー
    タを所定長のデータ列に順次区切り、マトリクス状に定
    義された記憶領域を有するインタリーバのデータ記憶領
    域の各列に順次書き込んでいく第１の手順と、 この第１の手順により前記インタリーバのデータ記憶領
    域の最大列まで前記データで満たされた場合にはこの最
    大列を前記インタリーバにおけるデータ記憶領域の最終
    列とし、前記インタリーバのデータ記憶領域の最大列ま
    で前記データで満たされなかった場合には前記データが
    最後に書き込まれた列またはその次の列をデータ記憶領
    域の最終列とし、前記インタリーバのデータ記憶領域の
    各行について、該最終列までのデータに対する誤り制御
    符号を夫々求め、このデータ記憶領域の各行に対する誤
    り制御符号を、前記インタリーバの誤り制御符号記憶領
    域内の対応する位置に夫々書き込む第２の手順と、 前記インタリーバのデータ記憶領域および誤り制御符号
    記憶領域の内容を列ごとに順次読み出していき、読み出
    した列に対して所定の列数ごとにシーケンスナンバを含
    むヘッダ／トレイラを付与する第３の手順とを有するこ
    とを特徴とするＡＴＭ網における誤り制御方法。
  2. 【請求項２】前記インタリーバのデータ領域の最終列の
    所定位置に、該最終列の先頭から書き込まれているデー
    タの長さを表示するための長さ表示情報を書き込むとと
    もに、該最終列内に書き込まれたデータの最終ビットの
    記憶位置と該長さ表示情報の記憶位置との間の未使用部
    分にはパッドを与えることを特徴とする請求項１に記載
    のＡＴＭ網における誤り制御方法。
  3. 【請求項３】ＡＴＭアダプテーションレイヤ・タイプ５
    にて行なうＡＴＭ網における誤り制御方法であって、 前記第１の手順では、上位レイヤから渡された前記デー
    タを、前記インタリーバに書き込まずに、下位レイヤで
    あるコモン・パート・コンバージェンス・サブレイヤに
    渡し、 前記第２の手順では、前記第１の手順にて前記コモン・
    パート・コンバージェンス・サブレイヤにデータを渡す
    際に誤り制御符号の計算を行い、得られた誤り制御符号
    のみメモリに書き込み、 前記第３の手順では、前記メモリから前記誤り制御符号
    を読み出し、読み出した前記誤り制御符号を前記コモン
    ・パート・コンバージェンス・サブレイヤに渡すことを
    特徴とする請求項１に記載のＡＴＭ網における誤り制御
    方法。
  4. 【請求項４】ＡＴＭアダプテーションレイヤは、ＡＴＭ
    アダプテーションレイヤ・タイプ５であり、 前記インタリーバのデータ領域と誤り制御符号領域とは
    互いに異なるコモン・パート・コンバージェンス・サブ
    レイヤのプロトコル・データ・ユニットに属するもので
    あって、 受信側にて、同一の前記インタリーバに属し前記データ
    領域の内容を含む１つ以上のコモン・パート・コンバー
    ジェンス・サブレイヤのプロトコル・データ・ユニット
    に対してＡＴＭアダプテーションレイヤ・タイプ５によ
    る誤り検出処理を行う手順と、 この手順にて誤りが検出された場合にのみ、受信したデ
    ータ内に含まれるダミーデータを除いたデータの正確な
    大きさを認識した後に該データに対して誤り訂正処理を
    行う手順をさらに有することを特徴とする請求項１に記
    載のＡＴＭ網における誤り制御方法。
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