JPS589016A - デイジタル飛行デ−タ記録方法及びレコ−ダ - Google Patents
デイジタル飛行デ−タ記録方法及びレコ−ダInfo
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- JPS589016A JPS589016A JP57109656A JP10965682A JPS589016A JP S589016 A JPS589016 A JP S589016A JP 57109656 A JP57109656 A JP 57109656A JP 10965682 A JP10965682 A JP 10965682A JP S589016 A JPS589016 A JP S589016A
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G01—MEASURING; TESTING
- G01D—MEASURING NOT SPECIALLY ADAPTED FOR A SPECIFIC VARIABLE; ARRANGEMENTS FOR MEASURING TWO OR MORE VARIABLES NOT COVERED IN A SINGLE OTHER SUBCLASS; TARIFF METERING APPARATUS; MEASURING OR TESTING NOT OTHERWISE PROVIDED FOR
- G01D15/00—Component parts of recorders for measuring arrangements not specially adapted for a specific variable
-
- G—PHYSICS
- G01—MEASURING; TESTING
- G01D—MEASURING NOT SPECIALLY ADAPTED FOR A SPECIFIC VARIABLE; ARRANGEMENTS FOR MEASURING TWO OR MORE VARIABLES NOT COVERED IN A SINGLE OTHER SUBCLASS; TARIFF METERING APPARATUS; MEASURING OR TESTING NOT OTHERWISE PROVIDED FOR
- G01D3/00—Indicating or recording apparatus with provision for the special purposes referred to in the subgroups
- G01D3/10—Indicating or recording apparatus with provision for the special purposes referred to in the subgroups with provision for switching-in of additional or auxiliary indicators or recorders
Landscapes
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Recording Measured Values (AREA)
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
- Navigation (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
本発明はデータ記録、一層詳細には、航空機飛行データ
レコーダに係る。
レコーダに係る。
公知の飛行データレコーダは電気−機械的レコーダとソ
リッドステート・レコーダとに大別される。多数を占め
ているのは、民間航空機においても軍用航空機において
も、電気−機械的レコーダであり、これはさらにアナロ
グ・フォイルレコーダとディジタル磁気テープレコーダ
とに分類される。
リッドステート・レコーダとに大別される。多数を占め
ているのは、民間航空機においても軍用航空機において
も、電気−機械的レコーダであり、これはさらにアナロ
グ・フォイルレコーダとディジタル磁気テープレコーダ
とに分類される。
アナログ・フォイルレコーダでは、一定速麿で送られる
金属フォイルに、検出されたパラメータに比例して振れ
るスクライバにより連続的に引っかき溝がつけられ、ま
た別のスクライバによりタイミングマークが一定時間間
隔でつけられる。この種のレコーダは限られた数の飛行
パラメータしか記録し得ないが、長時間たとえば民間航
空機用として400時間にわたる連続記録が可能である
。
金属フォイルに、検出されたパラメータに比例して振れ
るスクライバにより連続的に引っかき溝がつけられ、ま
た別のスクライバによりタイミングマークが一定時間間
隔でつけられる。この種のレコーダは限られた数の飛行
パラメータしか記録し得ないが、長時間たとえば民間航
空機用として400時間にわたる連続記録が可能である
。
この種のレコーダの欠点は、大形で重いこと、記録可能
なパラメータの数が制限されること、多数の機械部品を
用いているため信頼性が低いこと、記録期間の終了時に
フォイルカートリッジの取外しおよび交換を必要とする
こと、また定期保守の費用がかさむことである。従って
、この種のレコーダは記録期間が比較的短くてすむ小形
の民間および軍用機に使用するのには適していない。
なパラメータの数が制限されること、多数の機械部品を
用いているため信頼性が低いこと、記録期間の終了時に
フォイルカートリッジの取外しおよび交換を必要とする
こと、また定期保守の費用がかさむことである。従って
、この種のレコーダは記録期間が比較的短くてすむ小形
の民間および軍用機に使用するのには適していない。
ディジタル磁気テープレコーダでは、検出されたパラメ
ータはアナログ・ディジタル変換されてから磁気テープ
に連続的に記録される。アナログ・ディジタル変換はデ
ータ収集装置t(DAU)により行なわれ、そこから1
列2進形式のディジタルデータとしてレコーダに与えら
れる。この種のディジタル飛行データレコーダ(DFD
R)の記録容量は一般に25時間である。この種のレコ
ーダも電気−機械的であるから、金属フォイルレコーダ
と同様に信頼性に問題があり、またテープ貯蔵およびモ
ータ駆動要素を必要とするためがさばったものとなる。
ータはアナログ・ディジタル変換されてから磁気テープ
に連続的に記録される。アナログ・ディジタル変換はデ
ータ収集装置t(DAU)により行なわれ、そこから1
列2進形式のディジタルデータとしてレコーダに与えら
れる。この種のディジタル飛行データレコーダ(DFD
R)の記録容量は一般に25時間である。この種のレコ
ーダも電気−機械的であるから、金属フォイルレコーダ
と同様に信頼性に問題があり、またテープ貯蔵およびモ
ータ駆動要素を必要とするためがさばったものとなる。
−従って、小形の民間および軍用機における使用には適
していない。
していない。
それに対して、電気−機械的レコーダでは不可避の欠点
を解消したソリッドステート・ディジタル飛行データレ
コーダの製作が集積回路(IC)メモリデバイスの急速
な進歩に伴い可能になった。
を解消したソリッドステート・ディジタル飛行データレ
コーダの製作が集積回路(IC)メモリデバイスの急速
な進歩に伴い可能になった。
使用されるメモリデバイスは、RAMおよびccD(電
荷結合デバイス)のような揮発性メモリ(電源喪失に伴
い記憶データを喪失するメモリ)もROM、FROM、
%EAROM <電気的書換え可能な読出し専用メモリ
)、E”ROM(電気的、。
荷結合デバイス)のような揮発性メモリ(電源喪失に伴
い記憶データを喪失するメモリ)もROM、FROM、
%EAROM <電気的書換え可能な読出し専用メモリ
)、E”ROM(電気的、。
5−
消去可能かつ書込み可能な読出し専用メモリ)、磁気バ
ブルメモリデバイスのような不揮発性メモリも含んでい
る。オーバライド可能な不揮発性メモリデバイスのみが
、後で地上装置により読出すために飛行データを永久記
憶するのに適している。
ブルメモリデバイスのような不揮発性メモリも含んでい
る。オーバライド可能な不揮発性メモリデバイスのみが
、後で地上装置により読出すために飛行データを永久記
憶するのに適している。
現在のソリッドステート・レコーダは電気−機械的レコ
ーダよりも信頼性が高くかつ小形・軽量であるが、長時
間にわたり連続的に記憶する能力が制限されている。そ
の理由は、ソリッドステート・メモリデバイスのビット
記憶容器に制限があることである。直列2進12ピツト
・ワードを毎秒64ワードの速度で受信する場合、ビッ
ト速度は768 8PS、46.08 KBPMまた
は2.8 MBPHとなる。そして、25時間の連続
記憶を行なうために゛は70メガビツトのビット記憶容
量が必要になる。不揮発性メモリデバイスのなかで単位
コストあたり最高のビット記憶密度が得られる磁気バブ
ルメモリでさえ、現在可能なビット記憶容量は1デバイ
スあたり1メガビツトのオーダーである。従って、25
時間記録のため6− には70個のバブルメモリを必要とし、これは非実際的
である。
ーダよりも信頼性が高くかつ小形・軽量であるが、長時
間にわたり連続的に記憶する能力が制限されている。そ
の理由は、ソリッドステート・メモリデバイスのビット
記憶容器に制限があることである。直列2進12ピツト
・ワードを毎秒64ワードの速度で受信する場合、ビッ
ト速度は768 8PS、46.08 KBPMまた
は2.8 MBPHとなる。そして、25時間の連続
記憶を行なうために゛は70メガビツトのビット記憶容
量が必要になる。不揮発性メモリデバイスのなかで単位
コストあたり最高のビット記憶密度が得られる磁気バブ
ルメモリでさえ、現在可能なビット記憶容量は1デバイ
スあたり1メガビツトのオーダーである。従って、25
時間記録のため6− には70個のバブルメモリを必要とし、これは非実際的
である。
ソリッドステート・レコーダを実際的なものとするため
には、ソリッドステート・メモリの所要サイズを減する
記録方式が必要とされる。もちろん、このメモリ・サイ
ズの減少は、事故調査過程で記録データの正確な再現を
可能にするように、記録データの情報容量を犠牲にする
ことなく行なわれなければならない。
には、ソリッドステート・メモリの所要サイズを減する
記録方式が必要とされる。もちろん、このメモリ・サイ
ズの減少は、事故調査過程で記録データの正確な再現を
可能にするように、記録データの情報容量を犠牲にする
ことなく行なわれなければならない。
本発明の目的は、所与の記憶容量のメモリデバイスを用
いて記録可能な時間を延長する方策を講じたソリッドス
テート・ディジタル飛行データレコーダ(SSDFDR
)を提供することである。
いて記録可能な時間を延長する方策を講じたソリッドス
テート・ディジタル飛行データレコーダ(SSDFDR
)を提供することである。
本発明によれば、検出されたパラメータは同期ワードで
挾まれた相次ぐデータフレーム内に配列された直列2進
データワードとして受信され、先ずある所定のR間にわ
たり受信された最新のデータが保存され得るように先入
れ先出しくFIFO)方式でマイナメモリを通じて順送
りされ、マイナメモリを通過後にデータは信号処理手段
により編集されて周期的フレームおよび中間フレームか
ら成る圧縮された情報ユニットとして先入れ先出しくF
IFO)方式で主メモリを通じて−送りされる。さらに
、本発明の有利な実施態様によれば、圧縮された情報ユ
ニットのうち特定の条件を有するデータは保護されるべ
きデータとしてタグを付され、保護されるべきデータも
それ以外のデータもある所定の時間にわたり保存され得
るように先入れ先出し方式で主メモリを通じて順送りさ
れ、主メモリを通過後に、保護されるべきデータはリサ
イクルされ、それ以外のデータは廃棄される。
挾まれた相次ぐデータフレーム内に配列された直列2進
データワードとして受信され、先ずある所定のR間にわ
たり受信された最新のデータが保存され得るように先入
れ先出しくFIFO)方式でマイナメモリを通じて順送
りされ、マイナメモリを通過後にデータは信号処理手段
により編集されて周期的フレームおよび中間フレームか
ら成る圧縮された情報ユニットとして先入れ先出しくF
IFO)方式で主メモリを通じて−送りされる。さらに
、本発明の有利な実施態様によれば、圧縮された情報ユ
ニットのうち特定の条件を有するデータは保護されるべ
きデータとしてタグを付され、保護されるべきデータも
それ以外のデータもある所定の時間にわたり保存され得
るように先入れ先出し方式で主メモリを通じて順送りさ
れ、主メモリを通過後に、保護されるべきデータはリサ
イクルされ、それ以外のデータは廃棄される。
本発明のソリッドステート・ディジタル飛行データレコ
ーダ(SSDFDR)は現在利用可能な公知の電気−機
械的レコーダよりも小形であり、かつ信頼性が高い。最
゛も新しい受信データは先ず事故調査のために必要と考
えられる時間に合わせて選定された所定の時間にわたり
記録される。加えて、離着陸のように臨界的な飛行モー
ドにおけるデータは選択的に保護データとしてタグを付
され、後で地上で読出し可能なように主メモリループを
通じて連続的にリサイクルされる。こうして重要な飛行
データのみが、後で解析可能なように記録され、他方、
連続的に記録されるデータの大部分を占める重要でない
データは廃棄される。それによりメモリの所要サイズを
大幅に、たとえば1/35に減することができる。
ーダ(SSDFDR)は現在利用可能な公知の電気−機
械的レコーダよりも小形であり、かつ信頼性が高い。最
゛も新しい受信データは先ず事故調査のために必要と考
えられる時間に合わせて選定された所定の時間にわたり
記録される。加えて、離着陸のように臨界的な飛行モー
ドにおけるデータは選択的に保護データとしてタグを付
され、後で地上で読出し可能なように主メモリループを
通じて連続的にリサイクルされる。こうして重要な飛行
データのみが、後で解析可能なように記録され、他方、
連続的に記録されるデータの大部分を占める重要でない
データは廃棄される。それによりメモリの所要サイズを
大幅に、たとえば1/35に減することができる。
本発明の上記および他の目的、特徴および利点は以下に
図面により本発明の好ましい実施例を詳細に説明するな
かで一層明らかになろう。
図面により本発明の好ましい実施例を詳細に説明するな
かで一層明らかになろう。
第1図は本発明によるソリッドステート・ディジタル飛
行データレコーダの実施例の10ツク図である。レコー
ダ10は検出されたデータをディジタル飛行データ収集
装置(DFDAU)(図示せず)から導[112上の直
列2進データストリームとして受信機14で受信する。
行データレコーダの実施例の10ツク図である。レコー
ダ10は検出されたデータをディジタル飛行データ収集
装置(DFDAU)(図示せず)から導[112上の直
列2進データストリームとして受信機14で受信する。
第2図(b)には典型的な入力データフォーマット16
が示されており、直列データフレーム1ないしNは記録
フラグ18を始点として付番されている。しかし、始点
は任意に定めることができ、レコーダが飛行モードでも
地上モードでも連続的に作動し得るこ〜。
が示されており、直列データフレーム1ないしNは記録
フラグ18を始点として付番されている。しかし、始点
は任意に定めることができ、レコーダが飛行モードでも
地上モードでも連続的に作動し得るこ〜。
9−
とは理解されよう。第2図(b)のフォーマットはAP
INC使用によるものであり、フレーム(1〜N)は1
/4サブフレーム(フレーム1に対しては5ub−Fr
IA 〜I O,20〜23)に分割されている。同
期ワード24〜26がデータフレームの闇に入れられて
いる。第2図(a )には典型的なサブフレームフォー
マット23が示されており、3ab−FrlDはそれぞ
れパラメータIDおよびパラメータ・データビットを含
むM個のデータワードを有する。ワード時間はtw、サ
ブフレーム時間はl”sF、またフレーム時間はTFで
ある。
INC使用によるものであり、フレーム(1〜N)は1
/4サブフレーム(フレーム1に対しては5ub−Fr
IA 〜I O,20〜23)に分割されている。同
期ワード24〜26がデータフレームの闇に入れられて
いる。第2図(a )には典型的なサブフレームフォー
マット23が示されており、3ab−FrlDはそれぞ
れパラメータIDおよびパラメータ・データビットを含
むM個のデータワードを有する。ワード時間はtw、サ
ブフレーム時間はl”sF、またフレーム時間はTFで
ある。
受信機14はデータをコンディショニングして、導線3
0を経てレコーダのシステムバス32に与える。バス3
2は信号処理手段34、マイナメモリ36、主メモリ3
8および送受信器40を含む主要な構成要素を相互に接
続している。信号処理装置34は中央処理装置(CPU
)42を含んでいる。このCPUはマイクロプロセッサ
l nte18085により構成されるが、その形式は
検掛バ10− ラメータの数、ワードデータ入力速度などに関係して特
定のデータレコーダに適するものが選定され得る。cp
uは計算機分野で周知のプログラムにより作動し得る。
0を経てレコーダのシステムバス32に与える。バス3
2は信号処理手段34、マイナメモリ36、主メモリ3
8および送受信器40を含む主要な構成要素を相互に接
続している。信号処理装置34は中央処理装置(CPU
)42を含んでいる。このCPUはマイクロプロセッサ
l nte18085により構成されるが、その形式は
検掛バ10− ラメータの数、ワードデータ入力速度などに関係して特
定のデータレコーダに適するものが選定され得る。cp
uは計算機分野で周知のプログラムにより作動し得る。
信号処理装置34は再書込み可能な読出し専用メモリ(
PROM)44およびランダムアクセスメモリ(RAM
>46をも含んでいる。FROM44はCPUプログラ
ムの記憶に用いられ、それには入力データをマイナメモ
リおよび主メモリに記録する際にCPUにより用いら′
れるデータ圧縮ルーチンおよび割込みモードを含んでい
る。RAM46はレコーダにより実行されるデータ圧縮
ルーチンと連係して入力データを一峙記憶するために用
いられる。
PROM)44およびランダムアクセスメモリ(RAM
>46をも含んでいる。FROM44はCPUプログラ
ムの記憶に用いられ、それには入力データをマイナメモ
リおよび主メモリに記録する際にCPUにより用いら′
れるデータ圧縮ルーチンおよび割込みモードを含んでい
る。RAM46はレコーダにより実行されるデータ圧縮
ルーチンと連係して入力データを一峙記憶するために用
いられる。
マイナメモリおよび主メモリは本発明による記録方式で
特に用いられるものである。第3図で入力データ50の
すべては最初に実時間で一定時間にわたりマイナメモリ
ループ52に記録される。
特に用いられるものである。第3図で入力データ50の
すべては最初に実時間で一定時間にわたりマイナメモリ
ループ52に記録される。
これは、データが直列に受信されるにつれてデータ入力
jlIl!1Fと等しいシフト速度でマイナメモリを通
じてデータを順送りすることにより実現される。
jlIl!1Fと等しいシフト速度でマイナメモリを通
じてデータを順送りすることにより実現される。
マイナメモリ通過に続いて、データは圧縮され、データ
マネージメントルーチン54により選択的に保護データ
としてのタグを付され、主メモリ56に入れられ、そこ
を可礎シフト速度で一巡した後、保護データ60として
リサイクルされ(58)もしくは破東される(62)。
マネージメントルーチン54により選択的に保護データ
としてのタグを付され、主メモリ56に入れられ、そこ
を可礎シフト速度で一巡した後、保護データ60として
リサイクルされ(58)もしくは破東される(62)。
マイナメモリを通じてのデータ通過時間は所与のデータ
入力速度に対してマイナメモリのビット記憶容量により
定められる。この時間は、事故調査過程で最も重要と考
えられる時間とメモリデバイスの所要サイズとのかねあ
いにより定められる。たいていの航空機では、この時(
5)は角型的に10ないし15分である。被圧縮データ
が主メモリを通じてシフトするのに要する時間は、被圧
縮データがロードされる速度に関係して、まトリサイク
ルされなければならない保護データの量に関係して変化
する。実時間で主メモリ通過時間はマイナメモリ通過時
間よりも長い。リサイクルされる被圧縮データは新しい
被圧縮データと共に多重化して主メモリに入れられ、記
録時間の継続中は連続的にリサイクルされ得る。種々の
代替的な方式、たとえばデータを1つまたは2つの相次
ぐ通過*@中のみリサイクルし、その後は破東する方式
を選ぶこともできる。
入力速度に対してマイナメモリのビット記憶容量により
定められる。この時間は、事故調査過程で最も重要と考
えられる時間とメモリデバイスの所要サイズとのかねあ
いにより定められる。たいていの航空機では、この時(
5)は角型的に10ないし15分である。被圧縮データ
が主メモリを通じてシフトするのに要する時間は、被圧
縮データがロードされる速度に関係して、まトリサイク
ルされなければならない保護データの量に関係して変化
する。実時間で主メモリ通過時間はマイナメモリ通過時
間よりも長い。リサイクルされる被圧縮データは新しい
被圧縮データと共に多重化して主メモリに入れられ、記
録時間の継続中は連続的にリサイクルされ得る。種々の
代替的な方式、たとえばデータを1つまたは2つの相次
ぐ通過*@中のみリサイクルし、その後は破東する方式
を選ぶこともできる。
再び第1図を参照すると、マイナメモリ36はいくつか
の不揮発性メモリデバイス66.68を含んでおり、そ
の個数はデータ入力速度、入力ワード・ビットサイズお
よびマイナループ通渦時間に関係して選定される。デー
タは第3図に示されているループを形成するように先入
れ先出し方式でマイナメモリを通じて順送りされる。ハ
ードウェアおよび書込みシーケンス材種々の形態であっ
てよい。たとえば、不揮発性メモリはEAROMまたは
E2 ROMであってよ゛く、この場合新しいデータは
古いデータが“シフトアウト”された後に相次ぐアドレ
ス場所に1込まれ得る。高いピッ1−記憶密度を有する
パルプメモリの採用も有利である。現在T exas
l nstrumentsおよびI ntelから市
販されている磁気パルプメモリには1メガビツト♀記憶
容邑を有するものがある。マイナメモリおよび主ループ
の各々に必要とされるメモリの13− 個数はデータ入力速度および記憶時間に関係するが、た
とえばデータ入力速度が7688PS (46,1KB
PM) 、マイナループ記憶時間が20分であれば、マ
イナループは1個の1メガビツトメモリで構成され得る
。
の不揮発性メモリデバイス66.68を含んでおり、そ
の個数はデータ入力速度、入力ワード・ビットサイズお
よびマイナループ通渦時間に関係して選定される。デー
タは第3図に示されているループを形成するように先入
れ先出し方式でマイナメモリを通じて順送りされる。ハ
ードウェアおよび書込みシーケンス材種々の形態であっ
てよい。たとえば、不揮発性メモリはEAROMまたは
E2 ROMであってよ゛く、この場合新しいデータは
古いデータが“シフトアウト”された後に相次ぐアドレ
ス場所に1込まれ得る。高いピッ1−記憶密度を有する
パルプメモリの採用も有利である。現在T exas
l nstrumentsおよびI ntelから市
販されている磁気パルプメモリには1メガビツト♀記憶
容邑を有するものがある。マイナメモリおよび主ループ
の各々に必要とされるメモリの13− 個数はデータ入力速度および記憶時間に関係するが、た
とえばデータ入力速度が7688PS (46,1KB
PM) 、マイナループ記憶時間が20分であれば、マ
イナループは1個の1メガビツトメモリで構成され得る
。
マイナメモリループへのl101綜70.72はバス3
2からの導線74内に含まれており、また主メモリルー
プへのl101線76.78はバス32からの導線80
内に含まれている。主メモリルー138はマイナループ
36に含まれているメモリデバイスと同一の形式であっ
てよい同一またはそれ以上の個数のメモリデバイスを含
んでいる。角型的には、主ループの全ビット記憶容置は
マイナループのそれと等しいが、主ループを通過する時
間は、実時間゛では、主ループに入れられるデータが新
しいデータもリサイクルされたデータも含んでいるため
に変化する。マイナメモリループ内と同様に、同期ワー
ドを有するデータがCPU42からのクロック信号によ
りメモリデバイスを通じてストローブされる。
2からの導線74内に含まれており、また主メモリルー
プへのl101線76.78はバス32からの導線80
内に含まれている。主メモリルー138はマイナループ
36に含まれているメモリデバイスと同一の形式であっ
てよい同一またはそれ以上の個数のメモリデバイスを含
んでいる。角型的には、主ループの全ビット記憶容置は
マイナループのそれと等しいが、主ループを通過する時
間は、実時間゛では、主ループに入れられるデータが新
しいデータもリサイクルされたデータも含んでいるため
に変化する。マイナメモリループ内と同様に、同期ワー
ドを有するデータがCPU42からのクロック信号によ
りメモリデバイスを通じてストローブされる。
14−
作動の仕方について説明する。レコーダは電源を与えら
れると、入力データの記録を開始する、CPUは同期ワ
ードにより入力データに同期化し、データが実vIll
Iでマイナメモリに記憶される。マイナメモリを通じて
一巡したデータは圧縮され、かつ選択的にタグを付され
る。第1図の実施例では、cpuはマイナループへの入
力データのロードを優先する割込みモードで作動するも
のとされている。
れると、入力データの記録を開始する、CPUは同期ワ
ードにより入力データに同期化し、データが実vIll
Iでマイナメモリに記憶される。マイナメモリを通じて
一巡したデータは圧縮され、かつ選択的にタグを付され
る。第1図の実施例では、cpuはマイナループへの入
力データのロードを優先する割込みモードで作動するも
のとされている。
第4図のフローチャートには、マイナメモリへ入力デー
タをロードする際にcPUにより実行されるステップが
示されている。CPtJはステップ88゛新データ割込
み″でサブルーチンに入り、命令ステップ89“入力デ
ータワードを読め”に進む。次の決定ステップ9oでは
、現在の入力ワードが現在受信されているデータフレー
ムの部分であるか否かが判定される。もしイエスであれ
ば、命令ステップ91゛マイナメモリへデータワードを
ロード″へ進み、次いで命令ステップ92でフレームワ
ード・カウンタ(Wc )が1を増されへ。
タをロードする際にcPUにより実行されるステップが
示されている。CPtJはステップ88゛新データ割込
み″でサブルーチンに入り、命令ステップ89“入力デ
ータワードを読め”に進む。次の決定ステップ9oでは
、現在の入力ワードが現在受信されているデータフレー
ムの部分であるか否かが判定される。もしイエスであれ
ば、命令ステップ91゛マイナメモリへデータワードを
ロード″へ進み、次いで命令ステップ92でフレームワ
ード・カウンタ(Wc )が1を増されへ。
次の決定ステップ93では、現在の9−ドヵウンタがフ
ルフレームに等しいが否かが判定される。
ルフレームに等しいが否かが判定される。
もしノーであれば、CPtJは出口94でサブルーチン
を完了する。もしイエスであれば、命令ステップ95で
フレーム同期フラグをリセットしてからCPUは出口9
4でサブルーチンを完了する。
を完了する。もしイエスであれば、命令ステップ95で
フレーム同期フラグをリセットしてからCPUは出口9
4でサブルーチンを完了する。
もし決定ステップ90の答がノーであれば、すなわちデ
ータワードでなければ、決定ステップ96で、現在の入
力ワードが同期ワードか否かが判定される。もしノーで
あれば、CPUは出口94でサブルーチンを完了する。
ータワードでなければ、決定ステップ96で、現在の入
力ワードが同期ワードか否かが判定される。もしノーで
あれば、CPUは出口94でサブルーチンを完了する。
もしイエスであれば、命令ステップ97で同期フラグが
セットされ、次いで命令イテップ98でワードカウンタ
が新しいフレームの到来に備えてリセットされ、さらに
命令ステップ99で同調゛ワードがマイナメモリにロー
ドされ、その後CPUはサブルーチンを完了する。CP
Uは、いずれの粁路でサブルーチンを完了した後にも、
゛新データ割込み″により再び呼出される。
セットされ、次いで命令イテップ98でワードカウンタ
が新しいフレームの到来に備えてリセットされ、さらに
命令ステップ99で同調゛ワードがマイナメモリにロー
ドされ、その後CPUはサブルーチンを完了する。CP
Uは、いずれの粁路でサブルーチンを完了した後にも、
゛新データ割込み″により再び呼出される。
マイナメモリにロードされた各入力データワードはマイ
ナメモリ内に最も甲い時点でロードされたワードを押出
す。CPUは新しいワードが〇−ドされるたびにマイナ
メモリの出力を読み、データを間隔の大きい周期的デー
タサンプルとパラメータ超過条件を示す中間データサン
プルとの組合わせに減するためデータ圧縮ルーチンを実
行する。
ナメモリ内に最も甲い時点でロードされたワードを押出
す。CPUは新しいワードが〇−ドされるたびにマイナ
メモリの出力を読み、データを間隔の大きい周期的デー
タサンプルとパラメータ超過条件を示す中間データサン
プルとの組合わせに減するためデータ圧縮ルーチンを実
行する。
イれにより、主メモリへの記憶に先立って、典型的に3
5:1のデータ圧縮が行われる。この圧縮ルーチンはデ
ータ記録の精度を犠牲にしない。本発明によるデータ圧
縮ルニチンでは、1つのパラメータに対して毎秒1つの
データサンプルがマイナメモリから送り出されるが、そ
のうち毎分1つのく間隔の大きい)周期的データサンプ
ルが主メモリに送り込まれる。周期的データサンプルを
表わす入力データワードはCPtJ (89,第4図)
により読まれ、その値はパラメータIDによりRAM<
46.第1図)(記憶される。その後の同一のパラメー
タのサンプルはRAMに記憶された周期的データサンプ
ルの値と比較され、もし通れとくらべて所定の限界値を
越える相違がなければ117− 記録されない。もし所定の限界値を越える相違があれば
、前回の周期的データサンプルからの経過時間を示すワ
ードと共に中間データフレームとして主メモリに送れ込
まれる。従つて主メモリループにロードされるデータは
、第2図(C)のように周期的フレーム(1およびN)
および中間超過X+ z Y+の組み合わせを第2図(
d)のようなフォーマットに形成したものである。
5:1のデータ圧縮が行われる。この圧縮ルーチンはデ
ータ記録の精度を犠牲にしない。本発明によるデータ圧
縮ルニチンでは、1つのパラメータに対して毎秒1つの
データサンプルがマイナメモリから送り出されるが、そ
のうち毎分1つのく間隔の大きい)周期的データサンプ
ルが主メモリに送り込まれる。周期的データサンプルを
表わす入力データワードはCPtJ (89,第4図)
により読まれ、その値はパラメータIDによりRAM<
46.第1図)(記憶される。その後の同一のパラメー
タのサンプルはRAMに記憶された周期的データサンプ
ルの値と比較され、もし通れとくらべて所定の限界値を
越える相違がなければ117− 記録されない。もし所定の限界値を越える相違があれば
、前回の周期的データサンプルからの経過時間を示すワ
ードと共に中間データフレームとして主メモリに送れ込
まれる。従つて主メモリループにロードされるデータは
、第2図(C)のように周期的フレーム(1およびN)
および中間超過X+ z Y+の組み合わせを第2図(
d)のようなフォーマットに形成したものである。
主メモリへの送り込みに先立って、周期的および中間フ
レームは選択的に保護データとしてのタグを付される。
レームは選択的に保護データとしてのタグを付される。
主メモリを通過した後、保護データは再び主メモリにリ
サイクルされるがそれ以外のデータは廃棄される、保護
データのタグ付けは、手動または自動で導線103を通
じてCPUに与えられる保護状態指定に従って行われる
。保護データは、地上で読出され得るように、連続的に
主メモリループを通じて情サイクルされる。
サイクルされるがそれ以外のデータは廃棄される、保護
データのタグ付けは、手動または自動で導線103を通
じてCPUに与えられる保護状態指定に従って行われる
。保護データは、地上で読出され得るように、連続的に
主メモリループを通じて情サイクルされる。
第2図(e)には、圧縮された周期的および中間フレー
ムに対して用いられ得る典型的なヘッダ(HDR)フォ
ーマット104が示されている。
ムに対して用いられ得る典型的なヘッダ(HDR)フォ
ーマット104が示されている。
18−
これは典型的にフレーム中のデータワードの番号(10
4a)、時fil!(104b)、、フレーム形式(1
04c)および保護状態(104d)を含んでいる。時
間は直前の周期的フレームに対して相対的な時間でも実
時間でもよt〜。フレーム形式は周期的フレームもしく
は中間フレームである。
4a)、時fil!(104b)、、フレーム形式(1
04c)および保護状態(104d)を含んでいる。時
間は直前の周期的フレームに対して相対的な時間でも実
時間でもよt〜。フレーム形式は周期的フレームもしく
は中間フレームである。
第5図には、主メモリに【」−ドするため周期的および
中間フレームを圧縮しかつフォーマットを形成する際に
CPUにより実行されるステップが示されている。CP
Uはステップ106“マイナメモリデータ割込み”でサ
ブルーチンに入り、命令ステップ107でマイナメモリ
出力ワードを読む。決定ステップ108では、マイナメ
モリ同期フラグがセットされているか否か、すなわちO
PUがマイナメモリからのデータと同期しているか否か
が判定される。央型的にこのフラグはフレーム閤でリセ
ットされるので、このフラグがセットされていることは
、現在のデータが現在のフレームの部分であることを示
す。もしこのフラグがセットされていなければ、決定ス
テップ109で、−現在の出力ワードが同期ワードであ
るか否かが判定され、もしノーであれば、CPUは出口
110でサブルーチンを完了する。もしイエスであれば
、命令ステップ111で新しいデータフレームの到来に
備えてワードカウンタをリセットする。(Wc−0)。
中間フレームを圧縮しかつフォーマットを形成する際に
CPUにより実行されるステップが示されている。CP
Uはステップ106“マイナメモリデータ割込み”でサ
ブルーチンに入り、命令ステップ107でマイナメモリ
出力ワードを読む。決定ステップ108では、マイナメ
モリ同期フラグがセットされているか否か、すなわちO
PUがマイナメモリからのデータと同期しているか否か
が判定される。央型的にこのフラグはフレーム閤でリセ
ットされるので、このフラグがセットされていることは
、現在のデータが現在のフレームの部分であることを示
す。もしこのフラグがセットされていなければ、決定ス
テップ109で、−現在の出力ワードが同期ワードであ
るか否かが判定され、もしノーであれば、CPUは出口
110でサブルーチンを完了する。もしイエスであれば
、命令ステップ111で新しいデータフレームの到来に
備えてワードカウンタをリセットする。(Wc−0)。
次いで命令ステップ112で周期的フレーム間隔タイマ
を減じ、すなわち選択された周期的フレームの間の周期
Tp (第2図(b))からワード時@tWを減じ、
さらに次いで命令ステップ113でマイナメモリ同期フ
ラグをセットする。
を減じ、すなわち選択された周期的フレームの間の周期
Tp (第2図(b))からワード時@tWを減じ、
さらに次いで命令ステップ113でマイナメモリ同期フ
ラグをセットする。
同期フラグは各フレームの終了時にリセットされるけれ
ども、相次ぐ周期的フレームの間には多数のフレームが
存在するので、決定ステップ114で周期的フレーム開
隔タイマが零に減少した(T−0)か否かが判定される
。もしイエスであれば、命令ステップ115で周期的フ
レームフラグをセットし、マイナメモリから到来するデ
ータフレームが周期的フレームであることを示す。次い
で命令ステップ116で周期的フレーム間隔タイマをリ
セットしくT−Tp ) 、CPUは出口110でサブ
ルーチンを完了する。
ども、相次ぐ周期的フレームの間には多数のフレームが
存在するので、決定ステップ114で周期的フレーム開
隔タイマが零に減少した(T−0)か否かが判定される
。もしイエスであれば、命令ステップ115で周期的フ
レームフラグをセットし、マイナメモリから到来するデ
ータフレームが周期的フレームであることを示す。次い
で命令ステップ116で周期的フレーム間隔タイマをリ
セットしくT−Tp ) 、CPUは出口110でサブ
ルーチンを完了する。
もし判定ステップ108の答がイエスであればマイナメ
モリからの現在の出力ワードは現在のデータフレームの
部分であり、命令ステップ117でワードカウンタに1
を増す。友、に決定ステップ118で現在のワードカウ
ンタがフルフレームを示すか否かが判定される。もしノ
ーであれば、決定ステップ119で周期的フレームフラ
グがセットされているか否かが判定され、もしイエスで
あれば命令ステップ120でデータワードを周期的フレ
ームレジスタに蓄積する。もし周期的フレームフラグが
セットされていなければ、すなわち現在のフレームが1
lliの大きいサンプルの部分でなければ、決定ステッ
プ121で、“限界値超過”が存在するか否か、すなわ
ち現在のデータワードのパラメータ値がRAM(46,
第1図)に蓄積されに同一パラメータの直前のサンプル
に対して確立された許容限界を越えるか否かが判定され
る。
モリからの現在の出力ワードは現在のデータフレームの
部分であり、命令ステップ117でワードカウンタに1
を増す。友、に決定ステップ118で現在のワードカウ
ンタがフルフレームを示すか否かが判定される。もしノ
ーであれば、決定ステップ119で周期的フレームフラ
グがセットされているか否かが判定され、もしイエスで
あれば命令ステップ120でデータワードを周期的フレ
ームレジスタに蓄積する。もし周期的フレームフラグが
セットされていなければ、すなわち現在のフレームが1
lliの大きいサンプルの部分でなければ、決定ステッ
プ121で、“限界値超過”が存在するか否か、すなわ
ち現在のデータワードのパラメータ値がRAM(46,
第1図)に蓄積されに同一パラメータの直前のサンプル
に対して確立された許容限界を越えるか否かが判定され
る。
もしノーであれば、そのデータワードを記録する必要は
ないので、CPUは号ブルーチンを完了す1−21= る(そのデータワードは周期的フレームの部分でもない
し、中間フレームに記録を必要とする超過パラメータで
もないので、配録不要である)。もし限界値超過が存在
すれば、命令ステップ122でそのデータワードを中間
フレームレジスタに蓄積し、また命令ステップ123で
中間フラグをセットする。命令ステップ120または1
23に続いて、命令ステップ124で現在のパラメータ
値がそのパラメータの許容限界の行進値としてRAMに
書込まれる。次いで決定ステップ125で、そのデータ
ワードが保護されるべきデータであるか否か、すなわち
そのデータワードが保護指令状態中にレコーダにより受
信されたものか否かが判定される。もし保護されるべき
データでなければCPUはサブルーチン°を完了する。
ないので、CPUは号ブルーチンを完了す1−21= る(そのデータワードは周期的フレームの部分でもない
し、中間フレームに記録を必要とする超過パラメータで
もないので、配録不要である)。もし限界値超過が存在
すれば、命令ステップ122でそのデータワードを中間
フレームレジスタに蓄積し、また命令ステップ123で
中間フラグをセットする。命令ステップ120または1
23に続いて、命令ステップ124で現在のパラメータ
値がそのパラメータの許容限界の行進値としてRAMに
書込まれる。次いで決定ステップ125で、そのデータ
ワードが保護されるべきデータであるか否か、すなわち
そのデータワードが保護指令状態中にレコーダにより受
信されたものか否かが判定される。もし保護されるべき
データでなければCPUはサブルーチン°を完了する。
もし保護されるべきデータであれば、CPUは命令ステ
ップ126で保護フラグをセットしてからサブルーチン
を完了する。
ップ126で保護フラグをセットしてからサブルーチン
を完了する。
保護されるべきデータの指定は次のようにして行われる
。決定ステップ118の答がイエスであ22− れば、命令ステップ127でマイナメモリ同期フラグが
リセットされる。次いで決定ステップ128で周期的フ
レームフラグが存在するか否かが判定される。もしイエ
スであれば、命令ステップ129で周期的フレームとし
てのフォーマットが形成され、第2図に示したヘッダフ
ォーマットを含めて周期的フレームレジスタに蓄積され
る(命令ステップ120)。命令ステップ130で周期
的フレームフラグおよび中間フレームフラグがリセット
される。決定ステップ128の答がノーであれば、決定
ステップ131で、中間フレームフラグが存在するか否
かが判定される。もしノーであれば、CPUは出口11
0でサブルーチンを完了する。もしイエスであれば、命
令ステップ132で中間フレームとしてのフォーマット
が形成され、中間フレームレジスタに蓄積される(命令
ステップ122)。命令ステップ133で中間フレーム
フラグがリセットされる。命令ステップ130または1
33に続いて、決定ステップ134で、保護フラグが存
在するか否かが判定される。もしメ一であれば、命令ス
テップ135でそのフレームをレジスタにロードする。
。決定ステップ118の答がイエスであ22− れば、命令ステップ127でマイナメモリ同期フラグが
リセットされる。次いで決定ステップ128で周期的フ
レームフラグが存在するか否かが判定される。もしイエ
スであれば、命令ステップ129で周期的フレームとし
てのフォーマットが形成され、第2図に示したヘッダフ
ォーマットを含めて周期的フレームレジスタに蓄積され
る(命令ステップ120)。命令ステップ130で周期
的フレームフラグおよび中間フレームフラグがリセット
される。決定ステップ128の答がノーであれば、決定
ステップ131で、中間フレームフラグが存在するか否
かが判定される。もしノーであれば、CPUは出口11
0でサブルーチンを完了する。もしイエスであれば、命
令ステップ132で中間フレームとしてのフォーマット
が形成され、中間フレームレジスタに蓄積される(命令
ステップ122)。命令ステップ133で中間フレーム
フラグがリセットされる。命令ステップ130または1
33に続いて、決定ステップ134で、保護フラグが存
在するか否かが判定される。もしメ一であれば、命令ス
テップ135でそのフレームをレジスタにロードする。
もしイエスであれば、命令ステップ136でそのフレー
ム中に保護ビットをセットし、命令ステップ137で保
護フラグをリセットしてから、そのフレームをレジスタ
にロードする。
ム中に保護ビットをセットし、命令ステップ137で保
護フラグをリセットしてから、そのフレームをレジスタ
にロードする。
第5図のフローチャートでCPUは、マイナメモリ出力
データを主メモリにO−ドするに先立って、そのデータ
の圧縮およびフォーマット形成を実行する。周期的フレ
ームデータは周期的フレームの間の経過時間(T11
)により検出される。すべての周期的フレームは主メモ
リループにロードされ、また、もしフレームヘッダ中に
セットされた保護ビットにより被保護データとしてタグ
を付されれば、その周期゛内フレームは主メモリから出
た後にリサイクルされる。被保護データがリサイクルさ
れる回数は特定の記録時間に関係して選定可能である。
データを主メモリにO−ドするに先立って、そのデータ
の圧縮およびフォーマット形成を実行する。周期的フレ
ームデータは周期的フレームの間の経過時間(T11
)により検出される。すべての周期的フレームは主メモ
リループにロードされ、また、もしフレームヘッダ中に
セットされた保護ビットにより被保護データとしてタグ
を付されれば、その周期゛内フレームは主メモリから出
た後にリサイクルされる。被保護データがリサイクルさ
れる回数は特定の記録時間に関係して選定可能である。
リサイクルは記録時間中に1回行われてもよいし、多数
回行われてもよい。中間フレームデータはパラメータ限
界値超過の存在によってのみ確立される。もし低速サン
プル周期的フレームの間に超過パラメータが存在しなけ
れば、中間フレームは形成されない。中間フレームデー
タの不存在時にはマイナループ出カデータが間隔の大き
いサンプルに圧縮される。
回行われてもよい。中間フレームデータはパラメータ限
界値超過の存在によってのみ確立される。もし低速サン
プル周期的フレームの間に超過パラメータが存在しなけ
れば、中間フレームは形成されない。中間フレームデー
タの不存在時にはマイナループ出カデータが間隔の大き
いサンプルに圧縮される。
フォーマット形成されたフレームは、第6図に示されて
いるサブルーチンのステップ140“主メモリデータ割
込み”に続いて主メモリに0−ドされるまでCPU内の
レジスタに一時的に蓄積される。CPLIがステップ1
40でサブルーチンを開始す′ると、命令ステップ14
1でcPUはcPUレジスタ内に蓄積されているフォー
マット形成されたフレームを読む。次いで命令ステップ
142で全フレームが主メモリにロードされる。主メモ
リにデータが入力されるつど、主メモリ中のデータは先
入れ先出しシーケンスで押出される。命令ステップ14
3でcPUは主メモリ出力データを読む。決定ステップ
144で保護フラグが主メモリ出力データフレーム中に
セットされているが否かが判定される。もしノーであれ
ば、そのデτ25− タはもはや蓄積を要しないので、命令ステップ145で
廃棄され、CPUは出口146でサブルーチンを完了す
る。もしイエスであれば、主メモリ出力データフレーム
は・CPU内のリサイクルデータ・レジスタに蓄積され
る。
いるサブルーチンのステップ140“主メモリデータ割
込み”に続いて主メモリに0−ドされるまでCPU内の
レジスタに一時的に蓄積される。CPLIがステップ1
40でサブルーチンを開始す′ると、命令ステップ14
1でcPUはcPUレジスタ内に蓄積されているフォー
マット形成されたフレームを読む。次いで命令ステップ
142で全フレームが主メモリにロードされる。主メモ
リにデータが入力されるつど、主メモリ中のデータは先
入れ先出しシーケンスで押出される。命令ステップ14
3でcPUは主メモリ出力データを読む。決定ステップ
144で保護フラグが主メモリ出力データフレーム中に
セットされているが否かが判定される。もしノーであれ
ば、そのデτ25− タはもはや蓄積を要しないので、命令ステップ145で
廃棄され、CPUは出口146でサブルーチンを完了す
る。もしイエスであれば、主メモリ出力データフレーム
は・CPU内のリサイクルデータ・レジスタに蓄積され
る。
主メモリから押出されるデータの量は命令ステップ14
2で主メモリにロードされるデータの量と一致している
。主メモリは1ビツトの入力のつど1ビツトの出力を生
ずる。入力フレームは、長さが変化する周期的フレーム
および中間フレームと、それと多重化して主メモリにリ
サイクルされる同じく不等長の被保護フレームとを含ん
でいるので、主メモリループから読まれる出力データは
一般に不完全なフレームである。従って、決定ステップ
148でJ命令ステップ147でレジスタに蓄積された
主メモリ出力データフレームが完全であるか否かが判定
される。もしノーであれば、CPUは出口146でサブ
ルーチンを完了する。
2で主メモリにロードされるデータの量と一致している
。主メモリは1ビツトの入力のつど1ビツトの出力を生
ずる。入力フレームは、長さが変化する周期的フレーム
および中間フレームと、それと多重化して主メモリにリ
サイクルされる同じく不等長の被保護フレームとを含ん
でいるので、主メモリループから読まれる出力データは
一般に不完全なフレームである。従って、決定ステップ
148でJ命令ステップ147でレジスタに蓄積された
主メモリ出力データフレームが完全であるか否かが判定
される。もしノーであれば、CPUは出口146でサブ
ルーチンを完了する。
もしイエスであれば、決定ステップ149で、新たにフ
ォーマットを形成された被圧縮データフレ26− −ムが完全にロードされているか否かが判定される。も
しノーであれば、CP(Jはサブルーチンを完了する。
ォーマットを形成された被圧縮データフレ26− −ムが完全にロードされているか否かが判定される。も
しノーであれば、CP(Jはサブルーチンを完了する。
もし決定ステップ149の答がイエスであれば、CPL
Jは命令ステップ150でレジスタに蓄積されているリ
サイクルデータフレームを読み、その後に命令ステップ
142で再び全フレームが主メLりにロードされる。そ
れにより主メモリから押出されるデータは、それが被保
護データであるか否かによりリサイクルもしくは廃棄さ
れる。
Jは命令ステップ150でレジスタに蓄積されているリ
サイクルデータフレームを読み、その後に命令ステップ
142で再び全フレームが主メLりにロードされる。そ
れにより主メモリから押出されるデータは、それが被保
護データであるか否かによりリサイクルもしくは廃棄さ
れる。
本発明のソリッドステート・ディジタル飛行データレコ
ーダは不揮発性ソリッドステート・メモリ内に飛行デー
タを保存するための高信頼性かつ高精痩の飛行データレ
コーダとして用いられる。
ーダは不揮発性ソリッドステート・メモリ内に飛行デー
タを保存するための高信頼性かつ高精痩の飛行データレ
コーダとして用いられる。
高信頼性は、ソリッドステートの構成要素の信頼性が^
いことと、自己診断ルーチンの内蔵が容易であることに
より得られている。自己診断の方式はよく知られており
本発明の一部分をなすものではないが、公知の電気−機
械的飛行データレコードでは自己診断機能の具備が容易
でないのに対して、本発明の飛行データレコーダは自己
診l!i機能の具備が容易である。加えて、機械的部品
が用いられていないので、本発明の飛行データレコーダ
では顕著な信頼性向上が達成される。
いことと、自己診断ルーチンの内蔵が容易であることに
より得られている。自己診断の方式はよく知られており
本発明の一部分をなすものではないが、公知の電気−機
械的飛行データレコードでは自己診断機能の具備が容易
でないのに対して、本発明の飛行データレコーダは自己
診l!i機能の具備が容易である。加えて、機械的部品
が用いられていないので、本発明の飛行データレコーダ
では顕著な信頼性向上が達成される。
本発明のソリッドステート・ディジタル飛行データレコ
ーダでは、記録がマイナメモリループと主メモリループ
とにわけて行われ、自己調査のために必要なm問を考慮
に入れて定められた時間にわたる最新のデータは実時間
でマイナメモリルーブに記録され、それ以前のデータは
WAwAの大きい周期的サンプルおよびその間の限界値
超過サンプルのデータとして圧縮された上・で主メモリ
ループに記録され、しかも保護されるべきデータはリサ
イクルして主メモリループに記録されるので、記録容量
の小さいメモ゛りを用いて長時間にわたる記録を行うこ
とができる。マイナメモリも主メモリも、ますま1高密
度化されるICメモリを取入れて拡張苛能であり、従っ
て記録時間を25時間以上に延長することも可能である
。
ーダでは、記録がマイナメモリループと主メモリループ
とにわけて行われ、自己調査のために必要なm問を考慮
に入れて定められた時間にわたる最新のデータは実時間
でマイナメモリルーブに記録され、それ以前のデータは
WAwAの大きい周期的サンプルおよびその間の限界値
超過サンプルのデータとして圧縮された上・で主メモリ
ループに記録され、しかも保護されるべきデータはリサ
イクルして主メモリループに記録されるので、記録容量
の小さいメモ゛りを用いて長時間にわたる記録を行うこ
とができる。マイナメモリも主メモリも、ますま1高密
度化されるICメモリを取入れて拡張苛能であり、従っ
て記録時間を25時間以上に延長することも可能である
。
本発明の範囲内で種々の変更が可能であることは当業者
により理解されよう。
により理解されよう。
第1図は本発明によるソリッドステート・ディジタル飛
行データレコーダの実施例のブロック図である。 第2図は第1図の実施例で処理されるデータフォーマッ
トを示″Ij図である。 第3図は第1図の実施例の記録方式を簡単に示す図であ
る。 第4図、第5図および第6図はそれぞれ第1図の実施例
で記録のために実行されるルーチンを簡単化して示すフ
ローチャートである。 10・・・ディジタル飛行データレコーダ、14・・・
受信機、16・・・入力データフォーマット、32・・
・システムバス、34・・・信号処理装置、36・・・
マイナメモリ、38・・・主メモリ、40・・・送受信
器、42・・・中央処理装置(、CPLJ)、44・・
・プログラマブル読出し専用メモリ(PROM)、46
・・・ランダムアクセスメモリ(RAM)、50・・・
入力データ、52・・・マイナループ、54・・・デー
タマネージ−29− メントルーチン 特許出願人 ユナイテッド・チクノロシーズ・コーポ
レイション 代 理 人 弁 理 士 明 石
昌 毅30− (方式)(自 発) 手続補正書 昭和57年8月3日 特許庁長官 若 杉 和 夫 殿 1、事件の表示 昭和57年特許頼第109656号2
、発明の名称 ディジタル飛行データ記録方法及びレコーダ3、補正を
する者 事件との関係 特許出願人 住 所 アメリカ合衆国コネチカット州、ハートフォ
ード、フィナンシャル・プラグ 1 名 称 ユナイテッド・チクノロシーズ・コーポレイ
ション4、代理人 居 所 〒104東京都中來区新川1丁目5番19号
茅場町長岡ビル3階 電話551−41716、補正の
対象 明細書(内容に変更はありません)7、補正の内
容 別紙の通り
行データレコーダの実施例のブロック図である。 第2図は第1図の実施例で処理されるデータフォーマッ
トを示″Ij図である。 第3図は第1図の実施例の記録方式を簡単に示す図であ
る。 第4図、第5図および第6図はそれぞれ第1図の実施例
で記録のために実行されるルーチンを簡単化して示すフ
ローチャートである。 10・・・ディジタル飛行データレコーダ、14・・・
受信機、16・・・入力データフォーマット、32・・
・システムバス、34・・・信号処理装置、36・・・
マイナメモリ、38・・・主メモリ、40・・・送受信
器、42・・・中央処理装置(、CPLJ)、44・・
・プログラマブル読出し専用メモリ(PROM)、46
・・・ランダムアクセスメモリ(RAM)、50・・・
入力データ、52・・・マイナループ、54・・・デー
タマネージ−29− メントルーチン 特許出願人 ユナイテッド・チクノロシーズ・コーポ
レイション 代 理 人 弁 理 士 明 石
昌 毅30− (方式)(自 発) 手続補正書 昭和57年8月3日 特許庁長官 若 杉 和 夫 殿 1、事件の表示 昭和57年特許頼第109656号2
、発明の名称 ディジタル飛行データ記録方法及びレコーダ3、補正を
する者 事件との関係 特許出願人 住 所 アメリカ合衆国コネチカット州、ハートフォ
ード、フィナンシャル・プラグ 1 名 称 ユナイテッド・チクノロシーズ・コーポレイ
ション4、代理人 居 所 〒104東京都中來区新川1丁目5番19号
茅場町長岡ビル3階 電話551−41716、補正の
対象 明細書(内容に変更はありません)7、補正の内
容 別紙の通り
Claims (2)
- (1)記録時間中に繰返して検出された航空機作動パラ
メータを表わし直列データフレームとして与えられる情
報のユニットを記録するためのディジタル飛行データ記
録方法に於て、 各直列データフレームを受信する過程と、受信された各
直列データフレームを先ず、記録時間よりも短い所定の
時間にわたり受信された最新のデータが保存され得るよ
うに、第1のメモリ手段の入力端から先入れ先出しくF
IFO)方式で前記第1のメモリ手段を通じて順送りす
る過程と、 前記第1のメモリ手段の出力端から送り出された各直列
データフレームを編集する信号処理過程と、 前記信号処理過程により編集された情報ユニットを第2
のメモリ手段の入力端から先入れ先出し、(FIFO)
方式で前記第2メモリ手段を通じて順送りする過程とを
含んでおり、 それにより、前記所定の時間にわたる最新のデータが前
記第1のメモリ手段のなかに保存され、またそれ以前の
T−夕のうち記録を必要とするデータが前記第2のメモ
リのなかに保存されることを特徴とするディジタル飛行
データ記録方法。 - (2)記録llI間中に繰返して検出された航空機作動
パラメータを表わし直列データフレームとして与えられ
る情報のユニットを記録するためのディジタル飛行デー
タレコーダに於て、 入力端および出力端を有するマイナメモリ手段と、入力
端及び出力端を有する主メモリ手段と、前記マイナメモ
リ手段および前記主メモリ手段に対する信号処理手段°
どを含んでおり、受信された各直列データフレームは先
ず、記録時間よりも短い所定のlI間にわたり受信され
た最新のデータが保存され得るように、前記マイナメモ
リ手段の入力端から先入れ先出しくFIFO)方式で前
記マイナメモリ゛手段を通じて順送りされ前記マイナメ
モリ手段の出力端から送り出された各直列データフレー
ムは前記信号処理手段により編集され、 前記信号処理手段により編集された情報ユニットは前記
主メモリ手段の入力端から先入れ先出しくFIFO)方
式で前記主メモリ手段を通じて順送りされ、 それにより、前記所定の時間にわたる最新のデータが前
記マイナメモリ手段のなかに保存され、またそれ以前の
データのうち記録を必要とするデータが前記主メモリの
なかに保存されることを特徴とするディジタル飛行デー
タレコーダ。
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