JPS62241460A - パケツト伝送装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔技術分野〕 本発明はパケット伝送システム、より詳細には、デジタ
ル信号のパケット情報欄へのフォーマツＩ・化及びパケ
ット情報欄からのデータのデジタル信号へのデフォ−マ
ントに関する。

〔背景技術〕

先行技術によるパケット伝送及び交換システムは主にデ
ータの伝送に使用された。現代のパケット伝送システム
では音声帯域信号を伝送することも要求される。従来は
、パケットを伝送する前にランダムなパケット負荷の変
動をなめらかにするために多数のメモリ段を持つバッフ
ァ　メモリが使用された。このメモリ　サイズの増加は
、パケット網がビジーであるとき、つまり、多数のパケ
ットを処理しているとき、パケットがバケット網を通じ
ての伝送において長い遅延を受ける原因となる。音声信
号を伝送するパケット伝送及び交換システムにおいては
、個々のパケットが長い遅延を受けることは、加入者に
不快を与えるような信号の損傷につながるため望ましく
ない。

この遅延問題を解決するための１つの方法として、いわ
ゆる”短かい”パケット　バッファ　メモリ、つまり、
少ないメモリ段を持つバッファメモリを使用する方法が
ある。この短かいバッファ　メモリを使用する方法は、
バッファが多数のパケットを処理するような状態におい
てパケットバッファ　メモリがオーバーフローし、パケ
ットが損なわれる原因となる。パケットの損失は再生さ
れる音声信号内に望ましくないやっかいなギャップを与
える。このパケット　バッファ　メモリのオーバーフロ
ーの問題は、システム上のパケット伝送負荷を落とし、
従って、パケット生成速度を落とすことによって回避で
きる。ただし、これは経済的には望ましくない。

〔発明の概要〕

本発明によると、パケット　バッファ　メモリの制御が
個々のデジタル　サンプルからの複数の反復フレームか
らの対応する通信チャネルを表わす同類のビットが一緒
にグループ化される新規のパケット情報欄フォーマット
を使用することによって平易にされる。このビットのグ
ループは、パケット情報欄からのビットの除去が平易に
なるような方法で行なわれる。

１つの特定の構成においては、複数のフレームからの個
々のサンプルからの同類のビットが一緒にグループ化さ
れる。より具体的には、複数のフレームの個々のサンプ
ルからの最上位ビットがパケット情報欄の第１のビット
欄内にグループ化される。複数のフレームのサンプルか
らの次の最上位ビットがパケット情報欄内の第２のビッ
ト欄内にグループ化され；これが複数のフレームのサン
プルからの最下位ビットがパケット情報欄内の最後のビ
ット欄内にグループ化されるまで行なわれる。この方法
によると、まず最初にパケット情報欄から最下位を含む
ビット欄、つまり、パケット情報欄内の最後の欄を除去
し；次に必要であれば次の最下位ビット欄を含むビット
欄、つまり、バケ・７ト情報欄内の最後から番目の欄を
除去し；これをパケット全体が除去されることが決定さ
れるまで行なうことによって、パケットからのビットの
除去が平易に実現できる。

本発明の１つの実施態様においてはいわゆる埋込ＡＤＰ
ＣＭ符号が使用されるが、この方法においては、個々の
サンプルは１つの符号ビット及び複数の規模ビットを含
む。所定の数のフレームからのサンプルに対する符号ビ
ットが一緒にグループ化され第１のコア　ピット欄が形
成される。同様に、所定の数のフレームからのサンプル
に対する最下位の規模ビットが第２のコア　ビット欄内
に一緒にグループ化される。次に、所定の数のフレーム
からのサンプルに対する次の最下位ビットが一緒にグル
ープ化されもう１つのビン）Ｉが形成される。この欄は
、使用される特定の符号によって、コア　ピット欄とも
あるいはエンハンスメント　ピット欄ともなる。所定の
数のフレームからのサンプルに対する残りのビットが同
様にグループ化され追加の欄が形成されるが、これらは
使用される符号によって、コア　ピット欄あるいはエン
ハンスメント　ピット欄のいずれかになる。

エンハンスメント　ピッ１〜欄は、パケノ１−　ハ。

コア　メモリ内に現在格納されているデータ　パケット
の量に応じて、サンプル内のビットの重みの順に落とす
ことが可能である。つまり、所定の数のフレームからの
サンプルに対する最下位ビットを含むエンハンスメント
　ビット欄が最初に落とされる。次に、所定の数のフレ
ームからのサンプルに対する次の最下位ピントを含むエ
ンハンスメント　ビット欄が落とされ、必要であれば、
これがいわゆるコア　ビット欄に達するまで行なわれる
。ただし、コア　ビット欄は、音声品質に悪影響を与え
ることなく落とすことはできない。

２−ビット埋込符号を持つ４−ピッｌ−−ＡＤＰＣＭ符
号、つまり、符号ビット、（１）ビット、（２）ビット
及び（３）ビットを使用する１つの例においては、所定
の数のフレームからの符号ビットが第１のコア　ピッｌ
−６にグループ化され；（１）ビットが第２のコア　ピ
ット欄にグループ化され；（２）ビットがいワユるレベ
ル２のエンハンスメントビット欄に一緒にグループ化さ
れ；そして（３）ビットかいわゆるレベル１のエンハン
スメント　ビット欄に一緒にグループ化される。これら
２つのコア　ピット欄は符号の埋込部分を構成し、従っ
て、落とすことはできない。パケット　バッファ　メモ
リ内に格納されたデータ　パケットの量及びエンハンス
メント　ピット欄のビット落しの経歴によって、レベル
１のエンハンスメント　ビットａ　がａ　初に落され、
次に必要であればレベル２のエンハンスメント　ビット
欄が落とされる。

〔実施例〕

金敗色説ユ 第１図に略ブロック図形式にて複数のデジタル回線から
パケット網にアクセスするためのインタフェースを示す
。デジタル回線上の信号には、音声、デジタル　データ
、音声帯域データ等、つまり、この例ではＤＳＬフォー
マットにて伝送される任意の信号が含まれる。具体的に
は、パケットｍ１０３とインタフェースするアクセス用
インタフェース送信機１０１及びアクセス用インタフェ
ース受信機１００３が示される。実際には、受信１１０
２と実質的に同一のアクセス用インタフェース受信１ｔ
ｚｔが個々のアクセス用インタフェース送信機１０１と
関連し、あるいは同位置におかれ、また送信［１０１と
実質的に同一のアクセス用インタフェース送信機１２２
が個々のアクセス用インタフェース受信機１０２と関連
し、あるいは同位置におかれる。ここでは、終端−終端
構成のみが示されるが、パケット網は多数のノードを含
み、パケットはこれを通じて伝送及び／あるいは交換さ
れ、その後、特定のアクセス用インタフェース受信機の
所で受信される。

アクセス用インタフェース送信機１０１は伝送回線１０
４−１から１０４−Ｎ以上に、例えば、音声、音声帯域
データ等を含む標準ＤＳｌフォーマットのデジタル信号
を受信し、これら信号を伝送のためにパケットに変換す
る。複数の時分割多重信号が入力ターミナル１０４−１
から１０４−Ｎによってアクセス用インタフェース送（
３機１０１内のデジタル回線インタフェース　ユニット
（ＤＬｌ）１０５−１から１０５−Ｎに供給される。

デジタル回線インタフェース　ユニット１０５はＤＳＩ
デジタル信号をインタフェースするための周知のタイプ
の装置である。このデジタル回線インタフェース　ユニ
ットは１．５４４　Ｍｂ／ｓｅｃのＤＳ１クロック信号
を回復するための位相ロック　ループ、双極／単極変調
器、利得及び／あるいは遅延ひずみを等化するための等
他罪、性能監視装置、ＤＳＬループバックを維持するめ
だの装置、及び単極デジタル信号を２４チヤネル　フォ
ーマットから、この例では、アクセス用インタフェース
の内部タイミングと同期の２．０４８　Ｍｂ／ｓｅｃの
第１の伝送速度を持つ３２タイムスロットＰＣＭフォー
マットにリフオーマットするための装置を含む。

この例では、データを伝送するために２４個のタイムス
ロットのみが使用されるが、他の構成では３２個の全て
のタイムスロットを使用することもできる。ＤＬ１１０
５−１から１０５−Ｎからの３２タイムスロットＰＣＭ
出力信号はそれぞれ送信用アクセス　モジュール１０６
−１から１０６−Ｎに供給される０個々の送信用アクセ
ス　モジュール１０６はＤＬ１１０５−１から１０５−
Ｎの関連する１つからの第１の伝送速度の３２タイムス
ロッ１−ＰＣＭ信号を後に説明の方法にてパケット　フ
ォーマットに変換する。バス　コントローラ１０７は個
々の送信用アクセス　モジュール１０６−１から１０６
−Ｎ及び送信用パケットバス１０８と対話し、送信用ア
クセス　モジュール１０６から送信用パケット　バス１
０８へのパケット出力の供給を制御する。個々の送信用
アクセス　モジュール１０６−１から１０６−Ｎから送
信用パケット　バス１０８に供給されるパケットには、
特定のパケットがその中で処理されるべき送信処理モジ
ュール１０９−１から１０９−Ｍの１つを同定する内部
着信先コードが含まれる。

送信用パケット　バス１０８は、この例では、８．１９
２Ｍｂへの処理速度を持つ。送信処理モジュール１０９
の数Ｍは送信用アクセス　モジュール１０６の数Ｎと異
なることに注意する。

個々の送信処理モジュール（１０９−１から１０９−Ｍ
）は送信用パケット　バス１０８を監視することによっ
て、これに割り当てられる個々のパケットを検出しこれ
を得る。個々の送信処理モジュール１０９はそれに割り
当てられたパケットを処理し、パケット見出し欄を完結
し、均一の出力速度を実現するための緩衝動作を行なう
。送信処理モジュール１０９に関しては後に詳細に説明
される。送信処理モジュール１０９−１から１０９−Ｍ
からのパケット出力はそれぞれデジタル回線インタフェ
ース（ＤＬＩ）ユニット１１０−１から１１０−Ｍに供
給される。個々のＤＬＩユニット１１０−１から１１０
−Ｍはパケット化された情報をデジタル出力信号フォー
マットに変換する。この例では、デジタル出力信号は周
知の拡張ＰＣＭフレーミング　フォーマット（ｅｘｔｅ
ｎｄｅｄＰＣＭ　ｆｒａａ＋ｉｎｇ　ｆｏｒｍａｔ）の
形式を持ち、個々のフレームは１９３ビツトを含み、こ
れが１．５４４　Ｍｂ／ｓの速度にて伝送される。この
回線インタフェースユニットは当分野において周知であ
る。情報のパケットを含むパケット化されたＤＳＬフォ
ーマット信号はＤＬＩユニット１１０−１から１１０−
Ｍからパケット網１０３に供給される。パケット網１０
３は当分野において周知である。−例としての好ましい
パケット交換網に関しては、例えば、１９８５年１月１
５日付けで、Ｊ、Ｓ、ターナ−（Ｊ、Ｓ、Ｔｕｒｎｅｒ
）らに公布された合衆国特許第４．４９４．２３０号を
参照すること。パケット化されたＤＳｒ信号は、必要に
応じて、任意の数の遠隔アクセス用インタフェース受信
機ユニット１０２に伝送される。アクセス用インタフェ
ース送信機１０１のタイミング信号は、送信機１０１と
同位置におかれた対応するアクセス用インタフェース受
信ａｔ　２　Ｌから派生され、必要に応じて周知の方法
で使用される。ローカル　タイミング　ユニット１１９
は送信機１０１内のモジュールを動作するのに使用され
るローカル　タイミング信号を生成する。ローカル　タ
イミング信号を派生するためのクロック信号は同位置に
おかれたインタフェース受信機１２１から得られる。こ
れに関しては、アクセス用インタフェース受信機１０２
との関連において説明される。

アクセス用インタフェース受信機１０２は、伝送回線１
１１−１から１１１−Ｙ上にパケット綱１０３からのパ
ケット化されたデジタル信号をＤＳ１拡張フレーミング
　フォーマットにて受信し、これらパケット化デジタル
信号を音声、音声帯域データ等を含む標準のＤＳＬフォ
ーマットに変換する。特定のアクセス用インタフェース
受信機１０２は１つあるいは複数のアクセス用インタフ
ェース送信ａ１０１からパケットを受信する。受信用伝
送回線の数Ｙは受信機によって異なることに注意する。

これを達成するため、パケット化された信号はＤＳルベ
ル伝送回線１１１−１から１１１−Ｙを介してそれぞれ
デジタル回線インタフェース（ＤＬＩ）ユニット１１２
−１から１１２−Ｙに供給される。デジタル回線インタ
フェースユニツｌ−１１２は周知のタイプであり、双極
ＤＳ１パケット化信号を単極デジタル信号に変換し、単
極デジタル信号を、この例では、２．０４８Ｍｂ／ｓｅ
ｃの伝送得度を持つ３２タイムスロツト単極フオーマツ
トにリフオーマットし、ＤＳｌクロック信号等を回復す
る。回復されたクロック信号は、周知の方法にてローカ
ル　タイミング　ユニット１２０内でいわゆるローカル
　タイミング信号を生成するのに使用される。このロー
カル　タイミング信号は、アクセス用インタフェース受
信機１０２及び同位置におかれたアクセス用インタフェ
ース送信機１２２内で使用される。アクセス用インタフ
ェース送信機１２２は本質的にアクセス用インタフェー
ス送信機１０１と同一である。

３２タイムスロツト単極パケツト化信号が個々のＤＬ１
１１２−１から１１２−Ｙからそれぞれ受信処理モジエ
ール１１３−１から１１３−Ｙに供給される。個等の受
信処理モジュール１１３−１から１１３−Ｙは入り３２
タイムスロツト　パケット化信号を第１の伝送速度から
受信用パケットバス■１５によって採用される内部処理
速度に変換する。この例では、第１の伝送速度は２．０
４８Ｍｂ／ｓｅｃの３２タイムスロツト　フォーマット
の速度であり、内部受信用パケット　バス１１５の速度
８．１９２　Ｍｂ／ｓｅｃである。受信処理モジュール
１１３はまた受信されたパケットを前処理する。

例えば、この前処理には、内部受信着信先コード欄の追
加、タイム　スタンプ情報の処理、伝送エラーの監視、
及び見出し内にエラーが発生したパケットの削除などが
含まれる。バス　コントローラ１１４は個々の受信処理
モジュール１１３−１から１１３−Ｙ及び受信用パケッ
ト　バス１１５と対話し、パケットの受信用パケット　
バス１１５上への流れを制御する１個々の受信用アクセ
スモジュール１１６−１から１１６−Ｘは受信用パケッ
ト　バス１１５上の活動を監視し、パケット見出し内の
受信着信先コードを介してそれに割り当てられたパケッ
トを検出する。受信用アクセスモジュール１１６−１か
ら１１６−Ｘは１つあるいは複数の遠隔アクセス用イン
タフェース送信機１０１から送信用アクセス　モジュー
ル１０６−１から１０６−Ｎに加えられた元の信号の複
写を再生する。個々の受信用アクセス　モジュール１１
６−１から１１６−Ｘからの出力は３２タイムスロツト
時分割多重信号であり、これはデジタル回線インタフェ
ース　ユニット１１７−１から１１７−Ｘに供給される
。個々のデジタル回線インタフェース　ユニット１１７
−１から１１７−Ｘは２．０４８　Ｍｂ／ｓｅｃの速度
を持つ単極３２タイムスロフト時分割多重信号をそれぞ
れ関連するデジタル伝送回線１１８−１から１１８−Ｘ
に伝送するのに必要とされる１、　５４４　Ｍｂ／ｓｅ
ｃの速度を持つ標準ＤＳＩＰＣＭフォーマットに変換す
る。受信処理モジュール１１３の数Ｙは受信用アクセス
モジュール１１６の数Ｘと異なることに注意する。

説明を簡潔にするため、以下の送信機１０１及び受信機
１０２のモジュールの説明はタイムスロット　ベースに
て行なうものとする。周知のように、これらモジュール
は３２タイムスロツトの内部信号を処理するために時分
割される。

−３アクセス　モジュール 第２図は略ブロック図の形式にて送信用アクセス　モジ
ュール１０６の詳細を示す。個々の送信用アクセス　モ
ジュール１０６は音声処理モジュール２０１及びパケッ
ト　アセンブラ２０２を含む。音声処理モジュール２０
１はエコー　キャンセラ２０３、符号器２０４、音声検
出器２０５及び信号分類器２０６を含む。音声処理モジ
ュール２０１は音声及び音声帯域データを含むタイムス
ロット上の音声帯域信号をタイムスロット　ベースにて
へＤＰＣＭ符号化出力信号に符号化するために使用され
る。このＡＤＰＣＭ符号化された出力信号はバケット　
アセンブラ２０２に供給される。デジタル　データ信号
に割り当てられたタイムスロットの期間において、音声
処理モジュール２０１はトランスバレントとなり、これ
ら信号は周知の方法による音声信号処理を受けることな
く、直接にバケットアセンブラ２０２に供給される。

音声帯域信号の処理において、エコー　キャンセラ２０
３には周知の方法にてエコーを相殺するためにデジタル
回線インタフェース１０５（第１図）の１つからの３２
タイムスロット送信ＰＣＭ信号及び同位置におかれたア
クセス用インタフェース受信機１２１　（第１図）から
の受信ＰＣＭ信号が供給される。具体的には受信ＰＣＭ
信号は同位置におかれたアクセス用インクフェース受信
機１２１内の受信用アクセスモジュールの関連する１つ
がら得られる。このエコー　キャンセラ　ユニットは当
分野において周知である。これに関しては、例えば、合
衆国特許第３，５００．０００号、及びり、　Ｌ。

ダノトウィーラ（Ｄ、Ｌ、Ｄｕｔｔｗｅｉｌｅｒ）らに
よって、ＢＳＴＪＳＶｏｌ、５９、陽２．１９８０年、
ページ１４９−１６０に発表の論文〔単一チツブＶＬＳ
Ｉエコーキャンセラ（Ａ　Ｓｉｎｇｌｅ−Ｃｈｉｐ　Ｖ
ＬＳＩ　Ｅｃｈ。

Ｃａｎｃｅｌｅｒ）　）を参照すること。

音声検出器２０５にはエコー　キャンセラ２０３からの
出力及び関連するアクセス用インタフェース受信機（第
１図）からの受信ＰＣＭ信号が供給される。音声検出器
２０５はそれに供給される送信ＰＣＭ信号の３２個のタ
イムスロットの個々のタイムスロット内の音声帯域エネ
ルギーの存在を検出する。音声検出器２０５はコントロ
ーラ２０７に供給される送信ＰＣＭ信号の個々のタイム
スロットに関する能動一体止出力、及びバケット　アセ
ンブラ２０２内の見出し生成器２０８に供給されるノイ
ズ推測値を生成する。この音声検出器は当分野において
周知である。

信号分類器２０６にはエコー　キャンセラ２０３からの
出力信号及び関連するアクセス用インタフェース受信機
からめ受信ＰＣＭ信号が供給される。

信号分類器２０６は送信ＰＣＭタイムスロット内の信号
を音声及び非音声信号に分類する。信号分類器２０６か
らの音声−非音声出力指標はタイムスロット　ベースに
てバケット　アセンブラ２０２内のコントローラ２０７
に供給される。この信号分類器は当分野において周知で
ある。

符号器２０４は送信ＰＣＭ信号をＡＤＰＣＭ出力信号に
変換するための可変速度符号器である。

コントローラ２０７はバケット存在制御信号、及び符号
化速度及びタイプを示す符号化制御信号を符号器２０４
に供給する。符号化速度は、ＰＣＭ信号内の特定のタイ
ムスロットに対する網構成及び信号分類器の出力に基づ
いて複数の速度の中から必要に応じて選択される。パケ
ット存在制御信号は本発明においては、遅れて到達した
バケットの処理を容易にし、また関連する遠隔アクセス
用インタフェース受信機内のパケット１ｍ失及び伝送エ
ラーの回復に使用される。符号器２０４内において、バ
ケット存在信号は状態変数の初期化、適応化及び保持に
使用される。符号器２０４の詳細は第２５図に示され、
第２６図の状態図との関連で後に説明される。

符号器２０４からのＡＤＰＣＭ出力はバケットアセンブ
ラ２０２内のフォーマツタ２０９に供給される。フォー
マツタ２０９は、この例では、ＲＡＭメモリ　ュニッＩ
・及び複数のカウンタ（図示なし）を含む。カウンタは
供給されるビットをそれぞれ第３図及び第４図に示され
るμ−法ＰＣＭ信号フォーマット及び３２キロビツト／
５ｃｃＡＤＩ”ＣＭ信号フォーマットに再構成するため
の桁送りレジスタ機能を遂行する。第３図及び第４図は
個別のタイムスロット、例えば、タイムスロット０に対
するフォーマットを示し、これがＰＣＭ送信信号の個々
のフレーム内の残りのタイムスロット１から３１に対し
て反復される。具体的には、本発明によると、フォーマ
ツタ２０９は個々のタイムスロットの個々のビットを所
定の方法でそのタイムスロットに対するパケット情報欄
にグループ化する機能を遂行する。本発明によると、こ
のグループ化はパケット情報欄の処理を平易にするよう
に行なわれる。このビットのグループ化は、ＲＡＭメモ
リ　ユニットのメモリ位置のアドレシング計画によって
簡単に実現できる。例えば、μ−法ＰＣＭあるいはＡＤ
ＰＣＭサンプルのビットがＲＡＭメモリ位置内に並列に
所定の数の反復フレームだけ書き込まれ、次に所定の数
のフレームから”グループ”のビットが形成される。こ
れは、これらメモリ位置をサンプルの最上位ビットを含
むグループから開始し最下位ビットを含むグループにい
たるまでビットを直列に読み出すことによって達成され
る。第３図に示されるように、μ−法Ｐ　ＣＭ信号では
、タイムスロット当たり８ビツトが存在し、１２８フレ
ームが１パケット期間に含まれる。この例では、１パケ
ット期間は１６ミル秒とされる。次に、１２８フレーム
からの特定のタイムスじ１ノドに対する符号ビットがフ
ォーマツタ２０９のＲＡＭメモリ内の１２８のピント位
置内に一緒にグループ化される。特定のタイムスロット
に対する１２Ｂフレームからの（ａｌビ・７１・もＲＡ
Ｍメモリの１２８のピント位置内に一緒にグループ化さ
れ、これが（ｚ）ビットまで行なわれる。あるタイムス
ロットに対する１２８フレームからのグループのビット
がパケット情１１１４１４を構成し、これがマルチプレ
クサ２１０に出力される。

３２キロビット／秒ＡＳＰＣＭフォーマットでは、４ビ
ツト、つまり、Ｓ、１．２及び３、及び文字Ｘにて示さ
れるいわゆる４つのビット　ケアビア１・を含む。従っ
て、１２８の符号ビットがフォーマツタ２０９内のＲＡ
Ｍメモリのビット位置に一緒にグループ化される。１２
８の（１）−ビットがＲＡＭメモリのビット位置に一緒
にグループ化され、同様に、１２８の（２）−ビット及
び１２Ｂの（３）−ビットも一緒にグループ化される。

第４図に示されるように、（３）−ビットはレベルｌの
エンハンスメント　ビットとみなされ、（２）−ビット
欄はレベル２のエンハンスメント　ビットとみなされる
。このレベルｌ及びレベル２のエンハンスメント　ビッ
トは、落すことが可能なグループのビット、つまり、後
に説明のごとく、必要に応じて音声パケットから除去で
きるビットである。４−ビットＡ　Ｄ　Ｐ　ＣＭサンプ
ルに加えて、このシステム構成は、特定のタイムスロッ
トにおいて、３−ビットＡＤＰＣＭサンプルの伝送、あ
るいは２−ビットＡＤＰＣＭサンプルの伝送を必要とす
る場合がある。３−ピッｌ−ＡＤＰＣＭでは、ｓｓ　１
及び２ビツトのみが使用され、２−ビ・ントＡＤＰＣＭ
では、Ｓ及び１ビツトのみが使用される。このパケット
欄情報が入り信号内の３２個のタイムスロットの個々に
対して形成される。つまり、個々のタイムスロット、従
って、伝送される個々のチャネルに対して１つのパケッ
ト情報欄が形成される。フォーマツタ２０９へのデータ
の書込み及びフォーマツタ２０９からのパケット情Ｗｉ
欄の読み出しは、後に説明されるようにコントローラ２
０７によって制御される。フォーマツタ２０９から出力
されるパケット情報欄はマルチプレクサ２１０に供給さ
れ、ここで見出し生成器２０８からの適当なパケット見
出しと結合される。

見出し生成器２０８はコントローラ２０７の制御コＩ下
においてパケット　ベースにて第５図に示されるパケッ
ト見出しを生成する。見出し生成器２０８は所望の見出
し欄を格納するためのメモリを含む。パケット見出し欄
はパケットを遠隔アクセス様インクフェース受信機に伝
送するために処理するための送信処理モジュール１０９
（第１図）の１つを同定する内部着信先コードを持つ内
部欄を含む。この内部着信先モジュール　コードは伝送
の前に送信処理モジュール内で破棄される。もう１つの
欄は伝送システム内のどこにパケットを伝送すべきかを
同定する論理チャネル番号（ＬＣＮ）を含む。タイム　
スタンプ欄はパケットが発信されたローカル時間、つま
り、パケット発イδ時間（ｐａｃｋｅｔ　ｏｒｉｇｉｎ
ａｔｅ　ｔｉｍｅ、　ＰＯＴ）を含むが、これはローカ
ル　タイミング　ユニット１１９　（第１図）からのロ
ーカル時間信号から得られる。この例では、ローカル時
間速度は１ｋｌｌｚである。ＢＤＩＢはパケットの処理
タイプを選択するための情報を含み、生成されたパケッ
トのタイプを示すのに使用される。デジタル　データ及
び音声帯域データでは、どのビットも落すことはできな
いことに注意する。アクセス様インタフェース送信機１
０１内において、特定のタイムスロットに対するＢＤｒ
がコントローラ２０７内に格納された特定のシステム構
成から得られる。ＢＤＩＩは２つのサブ欄を含み、片方
のサブ欄は特定のパケットに対して使用される符号化の
タイプ（受信状態）を含み、他方はパケットの以前の処
理に関する情報、例えば、エンハンスメント欄が落され
ているか否かを示す情報（パケット長値）を含む。シー
ケンス番号（ＳＥＱ、　ｌ１ｍ）　’ＫＡは、そのパケ
ットがサイレンス朋間の後の最初のパケットである場合
は、先頭パケット識別子を含み、それが一連のパケット
の次のパケットである場合はパケット仮想シーケンス番
号を含む。この仮想シーケンス番号の使用に関しては後
に説明される。ノイズ１１測値欄は音声検出器２０５に
よって生成される背景ノイズ推測値を含む。チェック　
シーケンスがパケット見出し全体を通じて計算され、見
出しチェック　シーケンス憫に挿入される。これら見出
し欄信号はコントローラ２０７の制御下で見出し生成器
２０８にロードされる。この見出しはマルチプレクサ２
１０に供給され、ここでパケット情報欄と結合され、次
にパケット　バッファ２１１内に吉き込まれる。パケッ
ト　バッファ２１１への書込みも書込み回路２１２と協
力してコントローラ２０７の制御下で行なわれる。バケ
・７ト　バッファ２１１内のパケットは読出し回路２１
３及びハスコントローラー１０７　（第１図）の制御下
で送信用パケット　バス１０８　（第１図）に読み出さ
れる。読出し回路２１３はパケット準備完了信号（ｐａ
ｃｋｅＬｒｅａｄｙ　）をバス　コントローラ１０７に
送Ｊ’）、バス　コントローラ１０７がパケット送信信
号（ｓｅｎｄ　ｐａｃｋｅｔ　）を送くると、読出し回
路２１３はパケットをパケット　バッファ２１１から送
信用パケット　バス１０８に読み出す。バスコントロー
ラ１０７の動作に関しては後に説明される。

コントローラ２０７は符号器２０４及びパケット　アセ
ンブラ２０２の動作を制御する。この目的を達成するた
め、コントローラ２０７は制御論理及び個々のタイムス
ロットに対して１つの複数のパケット期間タイマを含む
。これらタイマは、アセンブラ２０２内でパケットを生
成する一連のステップを制御し、また符号器２０４を制
御するのに使用される。この例では、パケット期間は１
６ミリ秒とされる。

第６図はコントローラ２０７内で符号器２０４（第２図
）の構成及び動作を制御するために実行される一連のス
テップの流れ図を示す。この手順はブロック６０１から
反復フレームの個々のタイムスロットに対して開始され
る。その後、条件分岐点６０２において、音声検出器２
０５からの出力に従ってパケットが能動であるか否かテ
ストされる。ステップ６０２におけるテスト結果がＮｏ
である場合は、条件分岐点６０３において、現在のタイ
ムスロットが能動であるか否かテストされる。タイムス
ロットの活動は音声検出器２０５からの出力の状態を調
べることによって検出される。

ステップ６０３においてテスト結果がＮＯである場合は
、動作ブロック６０４において、コントローラ２０７は
パケット休止（真でない）信号を符号ｒｐｔ２０４（第
２図）に向けて出力し、この符号器制御手順は６０５か
ら退出する。つまり、パケット及びタイムスロットの両
方が休止状態であると判定されたタイムスロット期間の
あいだ、符号器２０４は不能にされる。ステップ６０３
においてテスト結果がＹＥＳの場合は、タイムスロット
は能動であり、動作ブロック６０６において、コントロ
ーラ２０７内のパケット期間タイマ（図示なし）がパケ
ット期間のカウントを開始する。これは、ステップ６０
２においてパケット指標が休止であり、現在ステップ６
０３においてパケットが能動であると判定されることか
らパケットの開始を意味する。従って、これはそのパケ
ット内の先頭のタイムスロットである。その後制御は動
作ブロック６０７に渡され、ここで、コントローラ２０
７はパケット能動（真）信号を出力する。このパケット
能動信号はコントローラ２０７から符号器２０４（第２
図）に加えられ北。ステップ６０２に戻どり、テスト結
果がＹＥＳである場合は、パケットは能動状態にとどま
り、動作ブロック６０７において、コントローラ２０７
から符号器２０４にパケット能動信号が加えられる。動
作ブロック６０８において、現在のタイムスロットに対
する格納されたシステム構成、つまり、符号化のタイプ
がアクセスされる。条件分岐点６０９において、現在の
タイムスロットに対するシステム構成に関して符号法が
いわゆる埋込符号法（ｅｍｂｅｄｄｅｄ　　ｃｏｄｉｎ
ｇ　）であるか否かテストされる。この埋込符号法に関
しては、例えば、１９７３年１２月２５日に公布された
合衆国特許第３，７８１．６８５ｃａｔｉｏｎｓ）、ν
ｏ１．ｃｏｍ　−２８，１ｌｈ７．１９８０年７月号、
ページ１０４０−１０４６号にデビットＪ。

グツドマン（Ｄａｖｉｄ　Ｊ、　Ｇｏｏｄｍａｎ）によ
って発表の論文〔可変ビット速度伝送のための埋込ＤＰ
ＣＭ（ＩＥｍｂｅｄｄｅｄＤｒ’ＣＭ　ｆｏｒ　Ｖａｒ
ｉａｂｌｅ　Ｂｉｔ　Ｒａｔｅ　Ｔｒａｎｓ−ｍｉｓｓ
ｉｏｎ　）　）を参照すること。ステップ６０９におい
て結果が　ＮＯである場合は、符号法のタイプが埋込ま
れておらず、動作ブロック６１０において、コントロー
ラ２０７内のシステム構成に格納された符号法が採用さ
れる。例えば、伝送されるデジタル　データが、４−ビ
ットＡＤＰＣＭ、３−ビットＡＤＰＣＭあるいは２−ビ
ットへＤＰＣＭ符号である場合は、符号器２０４はバイ
パスされる。その後、この手順ブロック（ｉ０５から退
出する。ステップ６０９におけるテスト結果がＹＥＳの
場合は、符号法が埋込まれており、条件分岐点６１１に
おいて、伝送活動が非音声であるか否かテストされる。

ステップ６１１におけるテスト結果がＮｏ、つまり、伝
送活動が音声である場合は、動作ブロック６１Ｏにおい
て格納された符号器構成が使用され、その後、この手順
は６０５から退出する。ステップ６１１におけるテスト
結果がＹＥＳである場合、伝送活動は非音声、つまり、
例えば、音声帯域データであり、動作ブロック６１２に
おいて、このチャネル、つまり、タイムスロットにプレ
ミアム伝送品質が与えられる。

この例においては、４−ビットＡＤＰＣＭ符号が使用さ
れる。その後、この手順はブロック６０５から退出する
。格納された符号器構成は、例えば、４−ビット、３−
ビットないし２−ビット埋込符号ＡＤＣＭ、及び４−ビ
ット、３−ビットないし２−ビット非理込符号ＡＤＰＣ
Ｍである。例えば、４／２−ビット埋込符号構成におい
ては、４ビツトのうちの２つはいわゆるコアビットであ
り、落すことはできず、２つの最下位ビットのみを落す
ことが可能である。同様に、４／３埋込符号構成の場合
は、４ビツトのうち３ビツトがコア　ビットであり、１
つの最下位ビットのみを落すことが可能である。

第７図はコントローラ２０７によってアクセス用インタ
フェース送信機１０１内の送信用パケット　バス１０８
（第１図）に供給されるパケットを生成するためのパケ
ット　アセンブラ２０２（第２図）を制御するために遂
行される動作手順の流れ図を示す。この手順は反復フレ
ームの個々のタイムスロットに対してブロック７０１か
ら開始される。次に、条件分岐点７０２において、パケ
ットが能動であるか否かテストされる。ステップ７０２
のテスト結果がＮｏである場合は、条件分岐点７０３に
おいて、タイムスロットが能動であるかテストされる。

ステップ７０３のテスト結果がＮｏである場合は、この
手順はブロック７０４から退出する。つまり、この特定
のタイムスロッ［・に対して現在生成されているパケッ
トは存在しない。ステップ７０３のテスト結果がＹＥＳ
である場合は、動作ブロック７０５において、パケット
　シーケンス番号カウンタが増分される。つまり、ステ
ップ７０２がＮｏのテスト結果を与え、ステップ７０３
がＹＥＳのテスト結果を与えることは、新たなパケット
の開始を示す。シーケンス番号カウンタは、この例では
、モジュロ１５カウツタである。つまり、■から１５を
継続してカウントする。ゼロ（０）状態は存在しない。

ゼロ状態は１つの標識のかわりに一連（スパート）の隣
接するパケット内の先頭パケットを同定するために使用
される。−例のパケット　シーケンスとして、例えば、
０．５．６．７．８、・・・、１５．１．２．３．４．
５、・・・が考えられる。また別のシーケンスとして、
０１１４．１５．１．２、・・・、１２．１３．１４．
１５．１、・・・が考えられる。

これらシーケンスは、仮想シーケンスとして周知である
。ゼロは音声あるいは情報スパート内の先頭あるいは計
画パケットを示すために挿入される。

仮想シーケンス内の番号は、先頭のパケットを含む情報
スパート内の個々のパケットに対して増分される。つま
り、上に示されるように、情報スパート内の先頭のパケ
ットを同定する特別の数字が仮想シーケンス内の番号に
とってかわる。本発明に従って、情報スパート内のパケ
ットに仮想シーケンス番号を付与することによって、関
連する遠隔アクセス用インタフェース受信機１０２内の
デジタル信号の再生が簡素化される。条件分岐点７０６
においζ、その特定のタイムスロットがす＜’　＋ｉｉ
ｉのフレームにおいて能動であったか否かテストされる
。ステップ７０６におけるテスト１古果力（Ｎｏである
場合は、動作ブロック７０７において、見出し生成器２
０８（第２図）のシーケンス番号メモリ内にゼロ（０）
が格納される。これは情報スパート内のパケットの新た
なシーケンスの開始を示す。その後、動作ブロック７０
８において、パケット期間タイマがパケット期間の時間
測定を開始する。このパケット期間タイマは第６図のス
テップ６０６のパケット期間タイマと同期される。

ステップ７０６に戻どり、テスト結果がＹＥＳの場合は
、そのパケットは現在の情ルスバート内のもう１つのパ
ケットであり、動作ブロック７０９において、現在のシ
ーケンス番号のカウンタ値が見出し生成器２０８（第２
図）内のシーケンス番号メモリ内に格納される。その後
、動作ブロック７０８において、パケット期間タイマが
パケット期間の時間測定を開始する。次に、動作ブロッ
ク７１０において、現在のタイムスロットに対する符号
器２０４（第２図）からの出力サンプルがフォーマツタ
２０９に書き込まれる。

ステップ７０２に戻どり、テスト結果がＹＥＳである場
合は、現在のパケットはまだ能動であり、動作ブロック
７１０において、現在のタイムスロットに対する符号器
２０４（第２図）からの出力サンプルがフォーマツタ２
０９（第２図）に書き込まれる。

条件分岐点７１１において、現在のパケット期間が終了
したかテストされる。この例では、このパケット期間は
１６ミリ秒とされる。ステップ７１１のテスト結果がＮ
ｏである場合は、パケット情報欄はまだ完結されておら
ず、この手順はブロック７０４から退出する。ステップ
７１１のテスト結果がＹＥＳの場合は、パケットは完結
しており、アセンブルできる。動作ブロック７１２にお
いて、マルチプレクサ２１０　（第２図）が見出し生成
器２０８　（第２図）からの見出し出力にセントされる
。動作ブロック７１３において、見出し情報が見出し生
成器２０８内のメモリ内にロードされる。つまり、内部
着信先憫、ノイズ准測値、１’３ＤＩ、シーケンス番号
（ＳＩＥＱ、患）、論理チャネル番号（ＬＣＮ）及びタ
イム　スタンプ（ＴＳ）欄が見出し生成器２０８　（第
２図）内の見出しメモリ内にロードされる。パケット発
信時間（ＰＯＴ）がＴＳ欄に挿入される。ＰＯＴ＝ＬＴ
Δ−′ｒＳである。つまり、ＰＯＴはパケット到着時間
（ｐａｃｋｅｔ　ａｒｒｉｖａｌ　ｔｉｍｅ　、ＬＴＡ
）　、一つまり、ノードの所にパケットが到着した時点
のローカル時間から到着パケットのタイム　スタンプ欄
内の′ｒＳ値を引いた値である。パケットがそのノード
の所、つまり、アクセス用インタフェース送信機から発
°信された場合は、ＴＳ＝Ｏとなる。あるノード内の全
てのモジュール内で同一のローカル時間イＳ号が使用さ
れることに注意する。本発明によると、タイム　スタン
プ値の計算に同一のローカル時間イδ号をノードの所へ
のパケット到着時間Ｌ１’Ａ及びノードからのパケット
出発時間（ｐＸ２ｃｋｅｔｄｅｐａｒｔｕｒｅ　ｔｉｍ
ｅ、　Ｌ　Ｔ　Ｄ　）とともに使用することによって、
タイム　スタンプの計算が簡素化され、バケット見出し
内に従来のように２つでなく、１つのタイム　スタンプ
欄のみが必要となる。動作ブロック７１４において、マ
ルチプレクサ２１０を介して見出し欄（第５図）がパケ
ット　バッファ２１１　（第２・図）内に書き込まれる
。動作ブロック７１５において、マルチプレクサ　２１
０がフォーマツタ２０９の出力にセットされる。この出
力はパケット見出しに続くパケット情報欄である。動作
フロック７１６において、フォーマフタ２０９からのパ
ケット情報欄がマルチプレクサ２１０を介してパケット
　バッファ２１１内に書き込まれる。結果として、完成
されたパケットがパケット　バッファ２１１内に格納さ
れる。その後、この手順はブロック７０４から退出する
。

バス　コントローラ 第８図は第１図のバス　コントローラ１０７の詳細を略
ブロック図にて示す。アクセス用インタフェース送（ｉ
ａｌｏｌ内に採用されるバス　コントローラ１０７は個
々の送信用アクセス　モジュール１０６−１から１０６
　　Ｎ及び送信用パケット　ハス１０８とインタフェー
スする。アクセス用インタフェース受信機１０２内に採
用されるハス　コントローラ１１４は基本的にバス　コ
ント［Ｉ−ラ１０７と同一である。バス　ニＩントロー
ラ１１４はバス　コントローラ１０７と、これがアクセ
ス用インタフェース受信機１０２内に個々の受信処理モ
ジュール１１３−１から１１３−Ｙ及び受信用パケット
　バス１１５とインタフェースするように採用される点
において異なる。従って、バス　コントローラ１０７の
動作のみ詳細に説明される。バス　コントローラ１１４
の動作は当業者にとって明白である。バス　コントロー
’／１０７は人力コントローラ８０１、サービス要求Ｐ
ＩＦ０８０２、つまり、先入れ先出しタイプのバッファ
　メモリ　　ユニット、出力コントローラ８０３及びバ
ス活動センサ８０４を含む。入力コントローラ８０１は
送信用アクセス　モジュール１０６−１から１０６−Ｎ
からのパケット準備完了要求のポーリング、及びこれら
要求のサービス要求ＦｌＦＯ８０２に格納する目的での
送信用アクセスモジュール　アドレスへの変換のための
組合せ論理を含む。

第９図は入力コントローラ８０１　（第８図）の動作の
詳細な状態図を示す。この状態図は２つの状態、つまり
、アイドルＣｌ０ＬＥ）状態及びサービス要求（ＲＥＱ
ＵＥＳＴＳＥＲＶ　ＩＣＥ）状態を含み、サービス要求
はサービス要求ＦＴＰＯ８０２内に格納される。システ
ム　リセット時に、システムはアイドル状態に入いり、
送信用アクセス　モジュール１０６（第２図）の１つか
らパケット準備完了要求信号が送くられるまでアイドル
状態にとどまる。パケット準備完了要求信号が送信用ア
クセス　モジュール１０６の１つから受信されると、制
御はサービス要求状態に渡され、パケット準備完了サー
ビス要求がサービス要求ＰＩＦＯ８０２内に格納される
。パケット準備完了サービス要求信号が存在しなくなる
と、入力コントローラ８０１はアイドル状態に戻どる。

しかし、パケット準備完了サービス要求によって別のパ
ケットが待っていることが示される場合は、ハスコント
ローラ１０７はサービス要求状態に戻とり、パケット準
備完了サービス要求をサービス要求Ｆ１１”０８０２内
に格納する。

バス活動センサ８０４は送信用パケット　バス１０８上
のパケットの活動を主にパケット　ウィンドウ　バスと
呼ばれるバスを通じて調べることによって、送信用パケ
ット　バス１０８が送信用アクセス　モジュール１０６
の１つから送くられる他のパケットを支援できるか決定
する。バス活動センサ８０４は出力コントローラ８０３
の動作をサービス要求ＰＩＦＯ８０２によって供給され
るエンプティ　（Ｅ）信号とともに制御する。つまり、
送信用パケット　バスｌＯ８上に活動が存在しない場合
は、出力コントローラ８０３は、サービス要求ＰＩＦＯ
８０２内に待たされた要求が存在するときは、他のバケ
ット送信メソセージを送信用アクセス　モジュール１０
Ｇに送くるように起動される。送信用パケット　バス１
０Ｂ上に活動が存在する場合は、出力コントローラ８０
３はその活動が終わるまで不能にされる。出力コントロ
ーラ８０３は、まず最初にサービス要求ＰＩＦＯ８０２
にアクセスし、そこに格納された送信用アクセス　モジ
ュール番号を正しいパケット送信状態に変換するための
組合せ及び順次論理（図示なし）を含む。変換された信
号は送信用アクセスモジュール１０６の１つに送くられ
る。

第１０図はバス　コントローラ１０７の出力コントロー
ラ８０３の動作の詳細な状態図を示す。

システム　リセット時に、出力コントローラ８０３はア
イドル状態に入いり、サービス要求ＰＩＦＯ８０２が空
のあいだアイドル状態にとどまる。サービス要求がサー
ビス要求Ｆ　Ｉ　ｌ”　０８０２内に格納されると、パ
ケット送信状態となる。パケット送信状態において、出
力コントローラ８０３はＦＩＦＯ８０２からサービス要
求を読み出′し、送信用アクセス　モジュール１０６の
該当する１つに送くるための正しいパケット送信信号を
フォーマント化する。この時点において、出力コントロ
ーラ８０３は、送信用パケット　バス１０８のパケット
活動ＩＬＩＩ間を測定する”Ｃ”と呼ばれる期間カウン
タを始動する。カウンタＣによって測定される期間が所
定の時間間隔Ｔ１以内であるあいだ、：１ントローラ８
０３は該当するパケットが送信用パケット　ハス１０８
上に出現するのを待つ。カウンタ時間期間ＣがＴｌとな
ってもパケットが出現しない場合は、出力コントローラ
８０３はターン　オフ状態となり、パケット送信信号が
送信用アクセス　モジュール１０６の該当する１つに渡
される。パケット送信信号が渡されると、出力コントロ
ーラ８０３はアイドル状態に戻どり、ＦＩＦＯ８０２内
に他のサービス要求が格納されるのを待つ。その後、新
たなパケット準備完了サービス要求が上に説明のように
処理される。一方、送信用パケット　バス１０８が能動
となると、出力コントローラ８０３は、パケット送信状
態からパケット進行（ＰＡＣＫＥＴ　ＩＮ　ＰＲＯＧＲ
ＥＳＳ（ＰＩＦ）状態となる。送信用パケット　バス１
０Ｂ上にパケットが存在するあいだ、出力コントローラ
８０３はＩ）　ＩＰ状態にとどまる。ＰＩＦ状態におい
て、出力コントローラ８０３は、カウンタＣのカウント
が別の所定の期間Ｔ２を越えないか監視する。なんらか
の理由によって、カウンタＣ内のカウントが期間Ｔ　２
に等しくなると、出力コントローラ８０３はターン　オ
フ状態となり、パケット送信信号を送信用アクセス　モ
ジュール１０６の該当する１つに譲渡する。カウンタＣ
のカウントが期間Ｔ２に達することなくパケットの終端
が検出されたときは、出力コントローラ８０３はアイド
ル状態に戻どり、次のサービス要求、つまり、パケット
準備完了信号が送信用アクセス　モジュール１０６の１
つから受信されるのを待つ。ここで、パケットの終端は
送信用パケット　バス１０８が再びアイドルとなること
から知られる。パケット進行（ＰＩＰ）状態からアイド
ル状態へのパケット遷移が終わった時点で、パケット送
信信号が送信用アクセスモジュール１０６の該当する１
つに譲渡される。

゛χ骨几　モジュール 第１１図は第１図のアクセス用インタフェース送信４１
９１０１内に採用される送信処理モジュール１０９の詳
細を略ブロック図にて示す。個々の送信処理モジュール
１０９は送信用パケット　バス１０８上にパケットが出
現しないか監視し、パケットが送信用パケットバス１０
８上に出現すると、着信先アドレスをチェックする。送
信処理モジュール１０９の特定の１つがパケット見出し
の着信先欄内に自己のアドレスを検出すると、そのパケ
ットは遅延回路１１０１に供給される。遅延回路１１０
１は入力コントローラ１１０２がパケットが受信された
ときパケットを処理することを可能とする。これを達成
するため、パケットは入力コントローラ１１０２にも供
給される。入力コントローラ１１０２は送信処理モジュ
ール１０９のパケット入力処理の全てを制御する。つま
り、入力コントローラ１１０２は送信用パケット　バス
１０８を監視し、適当な制御信号をマルチプレクサ１１
０３、バッファ１１０４及びアップ／ダウン　カウンタ
１１０５に加える。バッファ１１０４はいわゆるＦＩＦ
Ｏタイプ、つまり、先入れ先出しタイプのバッファ　メ
モリ　ユニットである。バッファ１１０４はまたアップ
／ダウン　カウンタ１１０５ともリンクされるが、カウ
ンタ１１０５はバッファ１１０４内に格納されたパケッ
ト　データのバイトの数をカウントする。出力コントロ
ーラ１１０６は送信処理モジュール１０９からのパケッ
トの読み出しを制御する。これを達成するため、出力コ
ントローラ１１０６はバッファ１１０４からの読出しサ
イクル、マルチプレクサ１１０７、ライン、フォーマツ
タ１１０８及びアップ／ダウン　カウンタ１１０５のカ
ウント　ダウンを制御する。パケット　データ流経路か
らオフラインにて、タイプ　スタンプ計算器１１０９は
パケット発信時間（ＰＯＴ）からタイム　スタンプ（Ｔ
Ｓ）への変換を行なう。アップ／ダウン　コントローラ
１１０５はそのカウント、つまり、バッファ１１０４内
に格納されたパケット　データのバイトの数を個々の比
較器１１１０．１１１１及び１１１２の第１の入力に供
給する。比較器１１１０−１１１２はバッファ１１０４
内に格納されたバケ７１・　データの量を七ノドの３つ
の固定された所定のいき値、つまり、いき値ＴＬＩ、Ｔ
Ｌ２及びＴＬ３と比較する。本発明においては、バッフ
ァ１１０４内に格納されたパケット　データの星をこれ
らいき値と比較することによって、送信処理モジュール
１０９内で処理中のパケットの１つあるいは複数のエン
ハンスメント　ビット欄がバッファ１１０４に人力する
に当って除去可能であるか否か決定される。比較器１１
１０．１１１１、及び１１１２はそれぞれバッファ状態
信号ＢＳＩ、ＢＳ２及びＢＳ３を生成する。バッファ状
態信号ＢＳＩ、ＢＳ２あるいはＢＳ３はカウンタ１１０
５内のカウントがそれぞれ対応するいき値１゛Ｌ１、Ｔ
Ｌ２あるいはＴＬ３より大きな場合に生成される。バッ
ファ状態信号ＢＳＩ、ＢＳ２及びＢＳ３は入力コントロ
ーラ１１０２に供給されるが、ごれによって入力パケッ
トが落されるべき１つあるいは複数のエンハンスメント
　ビット欄が含むが否か決定される。ビットを落すため
のアルゴリズムは以下の通りである。アップ／ダウン　
カウンタ１１０５によって測定されるバッファ１１０４
内に格納されるデータ　パケットの量が第１の固定の所
定のいき値ＴＬＩより大きなときは、比較器１１１０か
らのＢＳＩ出力は真、つまり、論理１となり、レベル１
のエンハンスメント　ピット憫が現在処理中のパケット
から落される。本発明によると、これによってパケット
　サイズが短縮され、バッファ１１０４がパケットデー
タにて満される速度が落される。レベルｌのエンハンス
メント　ビット欄が既に落されているとき、あるいはパ
ケット　タイプがビットを落すことを許さない場合は、
この動作は行なわれない。バッファ１１０４が第２の固
定の所定のいき値ＴＬ２を越えて満されると、比較器１
１１１は真のＢＳ２信号を与え、現在処理中のパケット
からレベル１及びレベル２の両方のエンハンスメント　
ビット欄が落とされる。これはさらにパケットのサイズ
を短かくし、バッファ１１０４がデータ　パケットにて
満される速度をさらに落とす。レベル１及びレベル２の
両方のエンハンスメントヒッＩ−ＭＡカ既に落されてい
るとき、あるいはパケットのタイプがビットを落とすこ
とを許さない場合は、この動作ハ行すわれない。レベル
ｌのエンハンスメント　ビット憫のみが落されていると
きは、レベル２のエンハンスメント　ビット欄が落とさ
れる。

バッファ−１１０４が格納できるデータの量には上限が
ある。格納されるデータのこの上成層は第３の所定の固
定のいき値ＴＬ３によって示される。

従って、バッファ１１０４内に格納されるデータの量が
いき値Ｔ３を越える場合は、現在処理中のパケットが完
全に破棄され、バッファ１１０４内に格納されたパケッ
トの幾つかが出力されるまで、それ以上のデータ　パケ
ットはバッファ１１０４内に送くられることを許されな
い。これはバッファ１１０４があふれるのを防止し、パ
ケットの一部がバッファ１１０４内に入力されることを
防せぐ。バッファ１１０４内には完全なパケットが格納
されるべきである。部分的なパケットは入力パケットの
一片として定義され、例えば、見出しが含まれる。

遅延回路１　ｌｏｔはパケット　データ　ハス１０８か
らの入力であるパケット　データを受信する。この出力
は所定の数のクロック　パルスだけ遅延された同一のパ
ケット　データである。遅延回路１１０１からのデータ
出力はマルチプレクサ１１０３に加えられる。マルチプ
レクサ１１０３は入力コントローラ１１０２内で生成さ
れる新たなビット落し指示ＶＡ（ｂｉｔ−ｄｒｏｐｐｉ
ｎｇ　１ｎｄｉｃａｔｏｒ、ＢＤＩ）を適当な時間に処
理中のパケットの見出し内に挿入するために使用される
。この新たなりＤＴは処理中のパケットからエンハンス
メント　ビット欄のいずれも落されない、あるいは片方
が、あるいは両方が落とされるべきであることを指示す
る。

マルチプレクサ１１０３は人力コントローラ１１０２に
よって、適当な時間にパケットの見出し内にビット落し
指示欄を挿入するように制御される。マルチプレクサ１
１０３の出力はバッファｌ　ｌ　Ｏ４−に供給される。

入力コントローラ１１０２はまたパケット終端（ｅｎｄ
　ｏｆ　ｐａｃｋｅｔ　、、Ｅ　ＯＰ）信号をバッファ
ＥＯＰに供給する。このＥＯＰ信号は平行して処理中の
パケット　データの個々のハイドと関連するハ・７フア
１１０４の個別のメモリ要素内に格納される。通常、Ｅ
　ＯＩ）信号は論理Ｏ１つまり、真でない１３号である
。パケットがその終端に達すると、パケット　データの
最後のバイトと関連するｌｌＦ、ｏＰ倍信号論理１、つ
まり、真の信号にセントされる。書込み信号は、入力コ
ントローラ」１０２の制御下で、必要に応じて、レベル
１、レベル２あるいは両方のレベルのエンハンスメント
　ビット欄を落とすようにバッファ１１０４を制御する
ために使用される。書込み信号はマルチプレクサ１１０
３の出力の所に出現するデータ、及びＥＯＰ信号をバッ
ファ１１０４内に並列に格納させる。バッファ１１．０
４が空のときは、バッファはエンプティ　（Ｅ）指標信
号を生成し、これをアップ／ダウン　カウンタ１１０５
及び出力コントローラ１１０６に加える。このエンプテ
ィ（［Ｅ）指標信号はアップ／ダウン　カウンタ１１０
５を初期状態にリセットさせる。この方法によって、ア
ップ／ダウン　カウンタ１１０５がバッファ１１０４内
に格納されたパケット　データの量に同期される。バッ
ファ１１０４へのもう１つの入力は読出しくＲ）信号で
ある。出力コントローラ１１０６によって供給される読
出しくＲ）信号はバッファ１１０４続出し回路にＥＯＰ
４δ号を含むパケット　データの次のバイトを出力する
よう指令する。バッファ１１０４からのパケット　デー
タはマルチプレクサ１１０７並びにタイム　スタンプ計
算器１１０９に加えられる。ＥＯＰ信号は出力コントロ
ーラ１１０６に加えられる。

タイム　スタンプ計算器１１０９は個々のパケットがア
クセス用インタフェース送信機」０１を出る時点の個々
のパケットに対するタイム　スタンプ（ＴＳ）の最終値
を計算する。これはパケットのパケット発信時間（ＰＯ
Ｔ）欄をラッチし、このパケット発信時間（ＰＯＴ）を
現ローカル時間（ＬＴ）指標から引くことによって達成
される。

つまり、パケット出発時間（ｐａｃｋｅｔ　ｄｅｐａｒ
ｔｕｒｅＬｉｍｅ、　ＬＴＤ）からパケット発信時間（
ｐａｃｋｅｔｏｒｉｇｉｎａｔｅ　ｔｉｍｅ、　Ｐ　Ｏ
Ｔ　）を引いたイ直、つまり、ＴＳ　′＝１．ＴＤ−Ｐ
ＯＴが計算される。この更新されたＴＳ”の結果は、適
当な時期に出力コントローラ１１０６の制御下において
、新たな′ＦＳ値としてパケット見出しのタイム　スタ
ンプ憫に挿入するためにマルチプレクサ１１０７に加え
られる。本発明による方法では、パケット出発時間ＬＴ
Ｄをノードの所へのパケット到着時間（ｐａｃｋｅｔａ
ｒｒｉｖａｌ　ｔｉｍｅ）　Ｌ　Ｔ　Ａを使用して決定
されるパケット発信時間ＰＯＴとともに使用することに
よって現タイム　スタンプの計算が筒素化され、パケッ
ト見出し内に従来のように２つでなく１つのタイム　ス
タンプ欄のみが必要とされる。そのノード内のタイム　
スタンプの計算には同一のローカル時間信号が使用され
、またパケット発信時間（ＰＯＴ）値及び更新されたタ
イム　スタンプ（ＴＳ）値の両方を運こぶのに１つの同
一のタイム　スタンプ欄が使用されることに注意する。

マルチプレクサ１１０７のパケット　データ出力はライ
ン　フォーマツタ１１０８に供給される。ライン　フォ
ーマフタ１１０８には出力コントローラ１１０６からの
データ存在（ｄａｔｅ　ａｖａｉｌａｂｌｅ、ＤＡ）信
号も加えられる。このＤＡ倍信号データパケットがマル
チプレクサ１１０７を介してデジタル　ライン　フォー
マツタ１１０８にいつ加えられたかの指標となる。この
ライン　フォーマツタの構成は当分野において周知であ
る。これは典型的には、パケットが存在しないときデー
タ流内にアイドル標識を挿入する機能、及びデータパタ
ーンが伝送ライン上で標識と間違えられないようにゼロ
　ピットを挿入する機能を遂行する。

さらに、ライン　フォーマツタ１１０８は伝送エラーの
検出を助けるためにいわゆるパケ７）の見出しチェック
　シーケンスを計算する。

出力コントローラ１１０６は送信処理モジュール１０９
からのパケット　データの出力を制御する。出力コント
ローラ１１０６への入力には、バッファ１１０４からの
エンプティ　（Ｅ）指標信号及びパケット終端（ＥＯＰ
）指標信号が含まれる。

出力コントローラ１１０６はマルチプレクサ１１０７並
びにライン　フォーマツタ１１０８を動作し、ラインフ
ォーマツタ１１０８に能動のパケットデータを処理する
よう指令する。

アップ／ダウン　カウンタ１１０５はバッファ１１０４
内に格納されたデータの量を測定するのに使用される。

バッファ１１０４内に格納されたデータの量は、バッフ
ァ１１０４内にデータが９き込まれたときカウンタ１１
０５を増分し、データが読み出されたとき減分させるこ
とによって示される。これを達成するため、バッファ１
１０４は入力コントローラ１１０２から加えられる書込
み制御信号をアップ／ダウン　カウンタ１１０５のカン
ウド　アップ入力（Ｕ）に加え、出力コントローラ１１
０６からのバッファ１１０４続出し制御信号をカウンタ
１１０５のカランｉ−ダウン（Ｄ）入力に加える。アッ
プ／ダウン　カウンタ１１０５はバッファ１１０４が空
のとき信号Ｅを介してリセットされる。

人力コントローラ１１０２の動作が第１２図の状態図に
示される。システムがリセットされると、アイドル状態
となる。入力コントローラ１１０２は、送信用パケット
　バス１０８上にパケットが出現しないかぎりアイドル
状態にとどまり、バッファ１１０４内に格納されたパケ
ット　データの量をカウントする。送信用パケット　バ
ス１０８上にパケットが出現すると、入力コントローラ
１１０２は尋問（ＱＵＥＲＹ）状態に入いる。尋問状態
において、入力コントローラ１１０２はパケット見出し
内の内部着信先コードがその特定の処理モジュール１０
９のアドレスと一致するか調べる。パケットの内部着信
先コード欄がその特定の処理モジュール１０９のアドレ
スと一致しない場合は、入力コントローラ１１０２は送
信用パケット　バス１０８上に他のパケットが出現する
までアイドル状態に戻どる。一方、内部着信先コードが
その特定の処理モジュール１０９のアドレスと一致する
場合は、入力コントローラ１１０２はラッチ（ＬＡＴＣ
Ｈ）状態に人いる。ラッチ状態において、入力コントロ
ーラ１１０２は現パケットの処理に使用するためにバッ
ファ状態指標ＢＳ１、ＢＳ２及びＢＳ３をラッチする。

入力コントローラ１１０２はまたカウンタ指標が処理中
のパケットの次の幾つかのデータ　バイトに影響を与え
ないようにするためカウンタＣを大きな非ゼロ値にセッ
トする。これら動作が終了すると、人力コントローラ１
１０２はラッチ状態からデータ収集（ＣＯＬＬＥＣ’Ｔ
’　　ＤＡＴＡ）状態に入いる。

データ収集状態において、入力コントローラ１１０２は
送イε用パケット　バス１０８上に出現するデータの個
々のバイトに対してカウンタＣを減分する。

これに加えて、入力コントローラ１１０２は送信用パケ
ット　バス１０Ｂ上に出現するパケットデータを格納し
、バッファ１１０４内に格納されたパケット　データの
世をカンウドするため書込みパルスをバッファ１１０４
及びアップ／ダウンカウンタ１１０５に加える。ビット
落し指示（ＢＤＩ）ＭＡが送信用パケット　バス１０８
上に出現すると、入力コントローラ１１０２はデータ収
集状態からＢＤＩ処理（ＰＲＯＣＥＳＳ　　ＢＤＩ）状
態に入いる。このＢＤＩ処理状態において、入力コント
ローラ１１０２は複数の機能を遂行する。

第１に、入力コントローラ１１０２は処理モジュール１
０９に入いるパケットのＢＤＩ欄をラッチする。古いＢ
ＤＩ及びバッファ状態指標ＢＳＩ、ＢＳ２及びＢＳ３に
基づいて、入力コントローラ１１０２はバッファ１１０
４内に格納されたデータの量と一致する該当するカウン
タ値を選択する。

このカウンタ値はバッファ１１０４に加えられるパケッ
トの長さを決定するのに使用される。最後に、ＢＤＩ処
理状態において、入力コントローラ１１０２はマルチプ
レクサ１１０３を作動し、古いビット落し指示（ＢＤＴ
）及びバッファ状態から派生された新たなビット落し指
示（ＢＤＩ）欄を上に説明のように再挿入及び格納する
。ＢＤＩ欄が存在しなくなると、入力コントローラ１１
０２はデータ収集状態に戻どり、パケットの残りを集め
、カウンタＣを減分する。カウンタＣがＯとなると、あ
るいは送信用パケット　バス１０８上にパケットの終端
が出現すると、入力コントローラ１１０２は抑止（Ｄｒ
ＳＡＢＬＥ＞状態となる。抑止状態において、入力コン
トローラ１１０２は最初にパケット終端（ＥＯＰ）指標
を生成するが、ごれはバッファ１１０４内に格納される
。入カコントローラ１１０２はまたそれ以陣のデータの
バッファ１１０４への書き込み及びカウンタ１１０５の
カウント　アンプを停止する。これら動作が終了すると
、入カコントローラ１１０２はアイドル状態となり、送
信用パケット　バス１０８上の次のパケットを待つ。

第１３図は入力コントローラ１１０２によって処理中の
バケツ、トに対するビット落し、パケット長及び現ＢＤ
Ｉ４１ｊｌを決定するために内部カウンタをセントする
目的で遂行される一連のステップの流れ図を示す。これ
らステップは流れ園内に逐次ステップにて示されるが、
これら機能は、ＢＤＩ欄出力を与え、また入力コントロ
ーラ１１０２内の内部カウンタをセットするために、全
ての必要な入力を同時に調べ、また全てのステップを実
質的に同時に遂行する読出し専用メモリ　（ＲＯＭ）に
よって実現される。第１３図に示される流れ図は、正し
い内部カウンタ値を決定するために送信用パケット　バ
ス１０８上に出現する個々のパケットに対して実行され
る。その送信処理モジュール１０９に対するアドレスと
一致する内部着信先コードを持つパケットが出現すると
、この手順がブロック１３０１から開始される。最初に
遂行されるべきタスクが動作ブロック１３０２に示され
るが、この時点でバッファ状態値ＢＳＩ、ＢＳ２及びＢ
Ｓ３がラッチされる。これは第１２図の前述の状態図で
説明のランチ状態と同時に起こる。

その後、条件分岐点１３０３において、バッファ１１０
４が満杯であるか否か決定するためテストされる。つま
り、バッファ１１０４内に追加のデータが格納できるか
テストされる。ＢＳ３が真である、つまり、論理ｌであ
ることによって示されるように、バッファ１１０４が満
杯である場合は、その後のカウンタ値を決定する動作は
放棄され、プロセスは抑止ブロック１３０４及び復帰ブ
ロック１０３５を経て初期状態に戻どり、その送信処理
モジュール１０９に向けられるパケットが送信用パケッ
ト　バス１０８上に出現するのを待つ。

つまり、処理中の現パケットがバッファ１１０４（第１
１図）の書込みを抑止することによって全て破棄される
。一方、ステップ１３０３のテストがＮＯの結果を与え
ることによって示されるように、バッファ１１０４内に
追加の１つあるいは複数のパケットのための空間が存在
する場合は、ブロック１３０６によって示されるように
、入りＢＤｒが入力コントローラ１１０２によってラッ
チされる。条件分岐点１３０７において、ＢＤＩ欄が落
とすことができる１つあるいは複数のエンハンスメント
　ビット欄を持つパケットを示すか否か決定するために
ＢＤＩ４１ｊｌがテストされる。Ｂｒ）■閏がエンハン
スメント　ビット欄のいずれも落とすことができないこ
とを示すときは、テスト結果はＮｏであり、制御権はブ
ロック１３０８に渡され、内部カウンタがそのシステム
内で１つのパケットに許される最大値にセットされる。

制御権は次にブロック１３０５を経てメイン　プロセス
に戻される。ステップ１３０７において、テスト結果が
ＹＥＳである場合は、条件分岐点１３０９においで、Ｂ
ＳＩが真、つまり、論理１であるかテストされる。ＢＳ
Ｉはバッファ１１０４内に格納されたデータの量が第１
の所定のいき値ＴＬ１以上であるか否かを示す指標であ
る。ＢＳＩが真でない、つまり、論理Ｏであることによ
って示されるように、バッファ１１０４内に格納された
データの量がいき値ＴＬＩ以上でない場合は、いずれの
エンハンスメント　ビット欄も落される必要がなく、制
御権は動作ブロック１３１０に渡される。動作ブロック
１３１０において、カウンタ値が入りＢＤＩと一致する
ようにセットされる。出ＢＤｒも入りＢＤＩと等しくセ
ットされる。入りＢＤＩは１つあるいは両方のエンハン
スメントビット欄が落されていることを示すことも、あ
るいはエンハンスメント　ビット欄のいずれも落されて
ないことを示すこともある。この１つあるいは複数のエ
ンハンスメント　ビット欄の除去はパケット　システム
内の他の交換あるいは伝送ノード内で起こることもある
。その後、制御権はブロック１３０５を介してメイン　
プロセスに戻どる。

一方、ステ、プ１３０９におけるテスト結果がＹＩ？、
Ｓである場合は、バッファ１１０４内に格納されたデー
タの量は第１のいき値ＴＬ１より多く、条件分岐点１３
１１において、バッファ１１０４内に格納されたデータ
の星が所定のいき値ＴＬ２より多いか否か決定するため
にＢＳ２がテストされる。ステップ１３１１におけるテ
スト結果がＮＯｌつまり、ＢＳ２がいき値ＴＬ２より大
きくない場合は、条件分岐点１３１２において、レベル
■のエンハンスメント　ビット欄が落されているか否か
テストされる。このテストは入りパケット見出し内のＢ
ＤＩ４１１Ｊｌを調べることによって遂行される。ステ
ップ１３１２におけるテスト結果がＹＥＳの場合は、レ
ベル１のエンハンスメントピット欄は落されており、制
御権は動作ブロック１３１０に渡され、ここで内部カウ
ンタ値が入りＢＤＩと一致するようにセットされ、また
出［３ＤＩが入りＢＤＩと等しくセットされる。ステッ
プ１３１２におけるテスト結果がＮｏである場合は、レ
ベル１のエンハンスメント　ビット欄は落されておらず
、制御権は動作ブロック１３１３に渡され、ここで、内
部カウンタがレベル１のエンハンスメント　ビット欄を
落すようにセットされる。

動作ブロック１３１４において、出ＢＤＩがレベル１の
エンハンスメント　ビット欄が落されたことを示すよう
にセットされる。その後、制御権はブロック１３０５を
介してメイン　プロセスに戻される。ステップ１３１１
に戻どり、テスト結果がＹＥＳである場合は、バッファ
１１０４内に格納されたデータの量はいき値ＴＬ２より
多く、条件分岐点１３１５において、処理中のパケット
のＢＤＩ欄がレベル１のエンハンスメント　ビット欄が
落されたか否か決定するためにテストされる。

ステップ１３１５におけるテスト結果がＹＥＳの場合は
、レベルｌのエンハンスメント　ピット欄は落されてお
り、動作ブロック１３１６において、内部カウンタがレ
ベル２のエンハンスメントビット欄を落とすようにセッ
トされる。その後、動作ブロック１３１７において、出
ＢＤＩがレベル１及ヒレベル２の両方のエンハンスメン
ト　ピット欄が落されたことを示すようにセントされる
。ＢＤＩがセントされると、制御権はブロック１３０５
を介してメインプロセスに戻どる。ステップ１３１５に
おけるテスト結果がＮＯである場合は、レベル１のエン
ハンスメント　ビット欄は落されておらず、動作ブロッ
ク１３１８において、内部カウンタがレベルｌ及びレベ
ル２の両方のエンハンスメントビット欄を落とすように
セットされる。その後、制御権は動作ブロック１３１７
に渡され、ここで出ＢＤＩがレベルｌ及びレベル２の両
方のエンハンスメント　ビット欄が落されたことを示す
ようにセットされる。その後、制御権はブロック１３０
５を介してメイン　プロセスに戻どる。この例では、２
つのエンハンスメント　ビット欄のみが使用されるが、
このプロセスは任意の数のエンハンスメント　ビット憫
を処理するように拡張することが可能である。さらに、
このビット欄はパケットから最下位ビットを含むビット
憫から開始し最下位ビットを含むビット欄に向って所定
の順番に落とされる。また、エンハンスメント　ビット
欄は対応する伝送チャネルの最下位ビ・７トを含むエン
ハンスメント　ピット欄から対応する伝送チャネルの最
上位ビットを含むエンハンスメント　ビット欄に向って
順番に落とされる。

第１４図は第１１図の送信処理モジュール１０９内の出
力コン１〜ローラ１１０［３の動作を図解する一連のス
テップの状態図を示す。システム　リセットとともに、
出力コントローラ１１０６はアイドル状態となる。出力
コントローラ１１０６はバッファ１１０４が空であるか
ぎりアイドル状態にとどまる。バッファ１１０４からの
論理Ｏのエンプティ　（Ｅ）信号によって示されるよう
にバッファ１１０４が空でない場合は、出力コントロー
ラ１１０６はハ’７’　ｙ　）出力（ＯＵ　Ｔ　Ｐ　ｔ
Ｊ　’ｒ　　［’ＡＣＫＥＴ）状態となる。パケット出
力状態において、出力コントローラ１１０６はバッファ
１１０４からのパケットの読出し、及びアップ／ダウン
　カウンタ１１０５の減分を遂行する。出力コントロー
ラ１１０６はまたマルチプレクサ１１０７を作動し、バ
ッファ１１０４からのパケット　データが通過できるよ
うにする。最後に、出力コントローラ１１０Ｇは、バッ
ファ１１０４からパケット　データの個々のハイドが読
み出されるのに伴って、ライン　フォーマツタ１１０８
にその動作を遂行するように指令する。バッファ１１０
４から読み出されるパケット内のタイム　スタンプ（Ｔ
Ｓ）欄に応答して、出力コントローラ１１０６はＴＳ状
態となる。ＴＳ状態において、出力コントローラ１１．
０６はマルチプレクサ１１０７に命令し、タイム　スタ
ンプ計算器１１０９からの新たなタイｌ、　スタンプ欄
をパケット見出し内に挿入する。

出力中のパケット　データの他のバイトと同様に、出力
コントローラ１１０６はライン　フォーマツタ１１０８
にデジタル回線インタフェースに伝送るするためにタイ
ム　スタンプ欄を符号化するように命令する。タイム　
スタンプ欄が存在しなくなると、制御権はパケ・ノド出
力状態に戻どり、上に説明の動作が反復される。出力コ
ントローラ１１０６はバッファ１１０４が空でないかぎ
り、また、パケットがＥＯＰ信号によって示されるよう
にその終端に達しないかぎりパケット出力状態にとどま
る。パケットの終端はバッファ１１０４からのパケット
　データの最後のバイト内に出現する論理ｌのＥＯＰ信
号によって示される。論理１のＥＯＰ信号が出現すると
、制御は抑止状態となる。抑止状態において、出力コン
トローラ１１０６はアップ／ダウン　カウンタ１１０５
の減分を抑止し、バッファ１１０４からのその後の読出
しを抑止し、そしてＤＡ信号を論理Ｏにすることによっ
てライン　フォーマツタ１１０８にパケットがもはや存
在しないことを示す。ライン　フォーマツタ１１０８か
ら出力されるパケット　データがなくなると、フォーマ
ツタ１１０８は自動的に標識信号を出力する。その後、
出力コントローラ１１０６はアイドル状態となり、ここ
でバッファ１１０４からさらにパケット　データが出力
されるのを待つ。バッファ１１０４内にパケット　デー
タが存在すると、ただちにアイドル状態から退出する。

君　　モジュール 第１５図は第１図のアクセス用インタフェース受信機１
０２内に使用される受信処理モジュール１１３の詳細を
略ブロック図形式にて示す。デジタル回線インタフェー
ス　ユニット１１２（第１図）の関連する１つからの３
２タイムスロットパゲソト化時分割多重信号が、この例
では、２．０４８肺八ｅｃの速度でライン　デフオーマ
フタ１５０１に加えられる。ライン　デフオーマツタ１
５０１の機能には、パケット　データ流からのアイドル
標識の除去、受信されるパケット　データ流からの挿入
ビットの除去、及び幾つかの制御信号の生成が含まれる
。これら制御信号にはパケット開始（ｓｔａｒｔ　ｏｆ
　ｐａｃｋｅｔ　ＳＳ　ＯＰ）信号、パケット終端（ｅ
ｎｄ　ｏｆ　ｐａｃｋｅｔ　、　Ｅ　ＯＰ　）信号及び
パケットデータ準備完了（ｐａｃｋｅｔ　ｄａｔａ　ｒ
ｅａｄｙ　、　Ｐ　Ｄ　Ｒ）信号が含まれる。デジタル
回線デフオーマツタ１５０１は受信されたパケット　デ
ータを８ビット並列形式にてバス１５０７上に出力する
。パケット開始（ＳＯＰ）信号及びパケット終端（ＥＯ
Ｐ）信号は入力シーケンサ１５０６に加えられる。

またパケット終端（ＥＯＰ）信号がパケット　データ　
バッファ１５０３に加えられる。パケットデータがバス
１５０７によってパケット発信時間（ｐａｃｋｅｔ　ｏ
ｒｉｇｉｎａｔｅ　ｔｉｍｅ　、　Ｐ　ＯＴ）計算及び
格納ユニット１５０２、パケット　データ　バッファ１
５０３、パケット　エラー　チェック及びエラー　ビッ
ト格納ユニット１５０４、及び論理チャネルから着信先
コードへの翻訳及び格納ユニット１５０５に加えられる
。個々のユニット１５０２．１５０３．１５０４及び１
５０５は入力シーケンサ１５０６によって制御される。

入力シーケンサ１５０６はまたパケット格納済（ｐａｃ
ｋｅｔ　５ｔｏｒｅｄ、ＰＳ）信号を出力コントローラ
１５０８に加える。

パケット発信時間（ＰＯＴ）計算及び格納ユニット１５
０２は受信されたパケット　データ内のタイム　スタン
プ欄を調べ、パケ・ノド発信時間（ＰＯＴ）、つまり、
ＰＯＴ＝ＬＴＡ−ＴＳを計算する。ここで、ＴＳは受信
されたパケットのタイムスタンプ欄からのタイム　スタ
ンプ値であり、ＬＴＡは受信処理モジュール１１３の特
定の１つにパケットが到着した時点のローカル時間を示
す。

Ｌ　ＴＡはローカル　タイミング　ユニット１２０（第
１図）から派生される。ＰＯＴ値はそのパケット）０１
間中にマルチプレクサ１５０９を介して受信用パケット
　バス１１５にパケットを出力するのに備えて格納され
る。本発明によると、シテスム　ノードの所にパケット
が到達したときＰＯＴ値を計算する方法を使用すること
によって、タイム　スタンプの計算が簡素化され、見出
しのタイム　スタンプ欄の数が削減できる。マルチプレ
クサ１５０９は出力コントローラ１５０８によって制御
される。パケット　データ　バッファ１５０３は受信さ
れた全てのデータに加えて、パケット終端（ＥＮＤ）標
識と呼ばれる１つの標識ビットを格納する。この標識ビ
ットはパケットが受信用パケット　バス１１５に出力さ
れるとき境界を定めるのに使用される。格納されたパケ
ット　データはマルチプレクサ１５０９に加えられ、出
力コントローラ１５０８の制御下で出力される。現パケ
ット終端（ＥＮＤ）信号もパケット　データ　バッファ
１５０３から出力コントローラ１５０８に加えられる。

パケット見出し内のパケット　データはまたバス１５０
７を介してパケット　エラー　チェック及びエラー　ピ
ット格納ユニット１５０４に加えられる。このユニット
は伝送中のビット　エラーを検出するためのパケット見
出しの巡回冗長コード（ｃｙｃｌｉｃ　ｒｅｄｕｎｄａ
ｎｃｙ　ｃｏｄｅ、　ＣＲＣ）チェックを生成する。パ
ケット　エラー　チェック及びエラー　ピット格納ユニ
ット１５０４から信号ＥＲＲが出力されるが、これはパ
ケット　データにエラーが存在するか否かを示す。ＥＲ
Ｒ信号はエラーが存在する場合、パケット全体を破棄す
るために使用される。ＥＲＲ信号はパケット破棄ユニッ
ト１５１０の１つの入力に加えられる。パケット　デー
タはライン　デフオーマツタ１５０１から論理チャネル
から着信先コードへの翻訳及び格納ユニッｌ−１５０５
にも加えられる。このユニットは受信された論理チャネ
ル番号（ｌｏｇｉｃａｌｃｈａｎｎｅｌ　ｎｕｍｂｅｒ
ｓ　Ｌ　ＣＮ）を調べ、受信されたＬＣＮの値を使用し
て、受信されたパケットが送くられるべき受信用アクセ
ス　モジュール１１６の１つを決定する。ＬＣＮは着信
先コー゛ド値に翻訳され、これはパケットの受信の際に
格納され、パケットの受信用アクセス　モジュール１１
６の該当する１つへのブレイパ°ツクの際にマルチプレ
クサ１５０９に出力される。またマルチプレクサ１５０
９には受信処理モジュールのアドレスが加えられる。出
力コントローラ１５０８はＰＯＴ値のタイム　スタンプ
欄への挿入、着信先コード及び処理モジュール　アドレ
ス欄の生成、並びにパケットの受信用パケット　バス１
１５への出力を制御する。パケットの出力は受信用バス
　コントローラ１１４　（第１図）との対話によって遂
行される。これを達成するため、パケット準備完了要求
信号が受信用バス　コントローラ１１４に加えられ、対
応するパケット送信信号がバス　コントローラ１１４か
ら受信される。バス　コントローラ１１４の動作は上に
説明のバス　コントローラ１０７の動作と同一である。

第１６図は入力シーケンサ１５０６の動作を示す状態図
である。この状態図はシステムのりセントによってアイ
ドル状態から開始される。入力シーケンサ１５０６はデ
ジタル回線インタフェースからライン　デフオーマツタ
１５０１にパケットデータが送くられないかぎり、この
アイドル状態にとどまる。パケット到着の終端はパケッ
ト開始（ｓｔａｒｔ　ｏｆ　ｐａｃｋｅｔ　、　Ｓ　Ｏ
Ｐ　）信号である。パケット開始（ＳＯＰ）信号が真、
つまり、論理ｌであり、パケット　データ準備完了（ｐ
ａｃｋｅｔ　ｄａｔａｒｅａｄｙ　、　Ｐ　Ｄ　Ｒ）信
号が論理１であることによって示されるようにパケット
　データの準備が完了すると、入力シーケンサ１５０６
は新バゲット（ＮＥＷ　　ＰＡＣＫＥＴ）状態に入いる
。新パケット状態において、入力シーケンサ１５０６は
、パケット　データ　バッファ１５０３を起動し、受信
されるパケット全体の格納を開始し、これをパケット終
端（ｅｎｄ　ｏｆ　ｐａｃｋｅｔ　、　Ｅ　ＯＰ）信号
によってパケットの終端が示されるまでａｍする。

この時点において、パケット　エラー　チェック及びエ
ラー　ビット格納ユニ・ノド１５０４も見出しチェック
　シーケンスの計算を開始するように起動される。パケ
ット　データ準備完了（Ｐ　Ｄ　Ｒ）信叶が再び真とな
ると、入力シーケンサ１５０６は論理チャネル番号（Ｌ
ＯＧＩＣＡｌ、　ＣＨＡＮＮＥＬ　ＮＵＭＢＥＲ。

ＬＣＮ）状態に入いる。このＬＣＮ状態において、パケ
ット　データ　バッファ１５０３の♂込み、並びに、論
理チャネルから着信先コードへの翻訳及び格納ユニッ）
１５０５の動作の両方が起動される。人力シーケンサ１
５０６は２データ　パイ１−〇間ＬＣＮ状態にとどまり
、パケット　データ準備完了（ＰＤＲ）が再び真となる
と、ＬＣＮ状態に戻どる。このとき、論理チャネルから
着信先コードへの翻訳及び格納ユニット１５０５はパケ
ット見出しから２データ　バイトの長さの全論理チャネ
ル番号（ＬＣＮ）をランチする。論理チャネル番号（Ｌ
ＣＮ）に続く次のパケット　データ準備完了（Ｐ　Ｄ　
Ｒ）信号によって、入力シーケンサ１５０６はパケット
発信時間（ＰＡＣＫＥＴ　０ＲＩＧＩＮＡＴＩＥＴｌ旺
（ＰＯＴ）起動（ＥＮＡＢＬＥ）状態となる。パケット
発信時間（ＰＯＴ）が得られると、入力シーケンサ１５
０６はＰＯＴ計算及び格納ユニット１５０２を起動し、
受信されるパケット上のタイム　スタンプ欄をランチす
る。ＰＯＴ計算及び格納　ユニッ）１５０２は現在上に
説明のようにパケット発信時間（ＰＯＴ）を計算するの
に必要な全てのデータを持つ。パケット　データ準備完
了（Ｐ　Ｄ　Ｒ）信号が再び真となることによって次の
データ　バイトが存在することが示されると、入力シー
ケンサ１５０６はデータ格納（ＳＴＯＲＥＤＡＴＡ）状
態に入いる。入力シーケンサ１５０６はデータ格納状態
に複数の可能な事象の１つが起こるまでとどまる。第１
の事象は、バス１５０７上に見出しチェック　シーケン
ス（ｈｅａｄｅｒ　ｃｈｅｃｋＳｅｑｕｅｎＣｅ％−Ｈ
ＣＳ　）が出現することである。バス１５０７上に見出
しチェ・ツク　シーケンス（ＨＯ２）が出現すると、パ
ケット　エラー　チェック及びエラー　ビット格納ユニ
ット１５０４は見出しチェック　シーケンス（ＨＣＳ）
を受信し、エラー　ビット（ＥＲＲ）の計算を完結する
。見出しチェック　シーケンスに続く、次のパケットデ
ータ準備完了（ＰＤＲ）信号は、パケットの情報欄の部
分が存在することを示す。人力シーケンサ１５０６はデ
ータ格納状態に戻どり、パケットの情報欄の残りの部分
が格納されるまでこの状態にとどまる。入力シーケンサ
１５０６はパケット終端（ＥＯＰ）信号が真となり、ま
たパケットデータ準備完了（ＰＤＲ）信号が真となると
、データ格納状態からパケット終端（ＥＮＤ　　０ＦＰ
ＡＣＫＥＴ）状態に入いり、ここで現パゲットの最後の
データ　バイトがパケット　データ　バッファ１５０３
内に格納される。この時点において、逆のパケット　デ
ータ準備完了（ＰＤＲ）、パケット開始（ＳＯＰ）及び
パケット終端（ＥＯＰ）信号が受信されると、パケット
　データ　バッファ１５０３は抑止され、入力シーケン
サ１５０６はパケット格納済（Ｐ　Ｓ）信号を出力し、
アイドル状態に戻とり、別の入カパケ・ノドを待つ。

受信処理モジュール１１３のパケット出力プロセスは以
下のように動作する。パケット入力の際、ＰＯＴ計算及
び格納ユニソ）１５０２、パケ−／　トエラー　チェッ
ク及びエラー　ビット格納ユニット１５０４、及び論理
チャネルから着信先コードへの翻訳及び格納ユニッ）１
５０５は全て現入力パケットの見出しに基づいて結果を
計算する。

これら結果は直列形式にて出力され、出力コントローラ
１５０８の制御下でマルチプレクサ１５０９によってパ
ケットの該当する欄内に再び多重化される。パケット出
力サイクルにおいて、出力コントローラ１５０８は対応
する読出し制御を起動あるいは抑止することによってマ
ルチプレクサ１５０９及びパケット　データ　バッファ
１５０３の両方を制御する。受信されたパケットがエラ
ーを含むときは、パケット　エラー　チェック及びエラ
ービット格納ユニット１５０４からのエラー　ビット（
ＥＲＲ）を使用して、パケット破棄ユニット１５１０を
起動することによってパケット　データが受信用パケッ
ト　バス１１５に送くられることを抑止される。パケッ
ト内にエラーが存在する場合は、パケットの代わりにゼ
ロのストリングが受信用パケット　バス１１５に加えら
れる。

出力コントローラ１５０８によるパケ・７ト出力処理を
遂行するための動作が第１７図及び第１８図の状態図に
示される。

第１７図は出力コントローラ１５ｏ８とバスコントロー
ラ１１４（第１図）との対話の状態図を示す。この状態
図はシステム　リセットによってアイドル状態から開始
される。入力シーケンサ１５０６からのパケット格納済
（Ｐ　Ｓ）信号が真である場合は、出力コントローラ１
５ｏ８はパヶ７）受信準備完了（ＲＥＣＥＩＶＥ　ＰＡ
ＣＫＥＴ　ＲＥＡＤＹ）状態ニ入イる。この時点で、バ
ス　コントローラ１１４に向かうパケット準備完了信号
が起動される。その後のシステム　クロック（ｓｙｓｔ
ｅｍ　ｃｌｏｃｋＸＣＬＫ）パルスによって出力コント
ローラ１５０８はアイドル状態に戻とる。

第１８図は出力コントローラ１５ｏ８によって受信処理
モジュール１１３からのパケットを受信用パ）７ソト　
バス１１５に出力するために遂行される動作の状態図を
示す。パケット出力プロセスは、殆んどの部分がシステ
ム　クロックと同期して遂行されるため、出力コントロ
ーラ１５０８の動作の以下の説明は一連のクロック　パ
ルスとともに起こる動作を示す。出力コントローラ１５
０８はシステム　リセットによってアイドル状態に入い
る。パケット　データ　バッファ１５０３内に出力され
るべきパケットが格納されてないあいだ、出力コントロ
ーラ１５０８はアイドル状態にとどまる。バス　コント
ローラ１１４からパケット受信送信（ｒｅｃｅｉｖｅ　
５ｅｎｄ　ｐａｃｋｅｔ　ＳＲＳ　Ｐ）信号が受信され
ると、出力コントローラ１５０８はアイドル状態からバ
ス捕捉（ＳＥＩＺＥ　　ＢＵＳ）状態に入いる。この状
態においては、受信用パケット　バス１１５がパケット
を出力するために捕捉され、パケット　データ　バッフ
ァ１５０３が読み出しのために起動される。これは周知
の方法にて受信パケット　ウィンドウ　バス（ｒｅｃｅ
ｉｖｅｐａｃｋｅｔ　ｗｉｎｄｏｗ　ｂｕｓ　）上の信
号によって達成される。次の２クロツク（ＣＬ　Ｋ）パ
ルス、つまり、最初の２つのパケット見出し欄の出力時
間において、マルチプレクサ１５０９は内部着信先コー
ドを受信用パケット　バス１１５に加えるために起動さ
れる。これは着信先制（ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ　）状
態及び５ＲＣａ（ＳＲＣＦＩＥＬＤ）状態において遂行
される。内部着信先コード欄に続く次のクロック（ＣＬ
　Ｋ）パルスにおいて、マルチプレクサ１５０９は処理
モジュールのアドレスを受信用パケット　バス１１５に
加えるために起動される。

受信処理モジュールのアドレスを出力した後、次のクロ
ック　パルス（ＣＬ　Ｋ）において、出力コントローラ
１５０８はデータ出力（ＤＡＴＡＯＵＴＰＵＴ）状態に
入いり、この状態において、パケット　データの殆んど
が受信用パケット　バス１１５上に出力される。ただし
、受信用パケット　バス１１５に出力されるタイム　ス
タンプ（ＴＳ）ａが計算された時点で、出力コントロー
ラ１５０８はパケット発信時間（ＰＯＴ）状態に入いり
、マルチプレクサ１５０９をＰＯＴ計算及び格納ユニッ
ト１５０２内に格納されたＰＯＴ結果を出力するように
起動する。次のクロック（ＣＬＫ）パルスにおいて、出
力コントローラ１５０８ハパケソト出力状態に戻どり、
この状態にその後のシステム　クロック（ＣＬＫ）パル
スのあいだ、現パケットの残りがパケット　データ　バ
ッファ１５０３から受信用パケット　バス１１５に出力
されるまでとどまる。パケット　データ　バッファ１５
０３からのＥＮＤ信号が真になると、これはそこから出
力される現パケットの終端を示すが、次のクロック（Ｃ
Ｌ　Ｋ）パルスにおいて、出力コントローラ１５０８は
バス解放（Ｂｕｓ　ＲＥＬＥＡＳＥ　’）状態に入いる
。このバス解放状態において、現パケットの最後のバイ
トがパケット　データ　バッファ１５０３から受信用パ
ケット　バス１１５に出力され、受信用パケット　バス
１１５は他の受信処理モジュール１１３によって使用で
きるように解放される。このバス解放状態において、出
力コントローラ１５０８がリセットされ、次のクロック
（ＣＬ　Ｋ）パルスにおいて、出力コントローラ１５０
８はアイドル状態に戻どる。

交遊　アクセス　モジュール 第１９図は第１図のアクセス用インタフェース受信機１
０２内に使用される受信用アクセス　モジュール１１６
の詳細を略ブロック図の形式で示す。パケットはパケッ
トｍ内において、固定及びランダムの両方の遅延を受け
る。パケットからデジタル　サンプルを再生するにあた
って、再生された信号内にギャップ等が生じるのを防ぐ
ためにランダム遅延の影響を最小限にすることが必要で
ある。これは個々の受信用アクセス　モジュール１１６
によって、個々のパケットが受ける遅延をある固定の総
遅延（ｏｏ）　′＃Ｊ１間に調節することによって達成
される。この固定の総遅延期間は、パケットの伝送及び
処理に起因する既知の固定遅延（ｆｉｘｅｄ　ｄｅｌａ
ｙ　、　Ｄ　Ｆ）期間、タイム　スタンプ法を使用して
測定されるランダム遅延（ＴＳ）３す１間、並びにラン
ダム遅延期間を既知の固定ビルドアウト遅延（ｂｕｉｌ
ｄ　ｏｕｔ　ｄｅｌａｙ　ＳＢ　Ｌ　Ｄ）期間にビルド
アウトするための可調遅延（ａｄｊｕｓ　ｔａｂｌｅｄ
ｅｌａｙ　ｓ　Ｄ）期間から構成される。つまり、（Ｔ
Ｓ＋Ｄ）＋ＤＦ＝Ｄｏ　、ここで、ＴＳ＋Ｄ＝ＢＬ’Ｄ
である。−例として、Ｄ、＝４４ミリ秒、ＤＦ＝２４ミ
リ秒、そしてＢＬＤ＝２０ミリ秒とされる。第１９図に
はパケット　ディスアセンブラ１９０１及び復号器１９
０２が示される。パケット　ディスアセンブラ１９０１
内には受信用パケット　バッファ及びリフオーマツタ１
９０３’、ＢＤＩから受信状態への翻訳ユニット１９０
４、ノイズ推測値ラッチ１９０５、シーケンス番号プロ
セッサ１９０６、パケット発信時間（ＰＯＴ）プロセッ
サ及びビルドアウト遅延レジスタ１９０７、及びアクセ
ス　タイムスロット（ＡＴＳ）ラッチ１９０８が含まれ
るが、これら全てが受信用パケット　バス１１５からパ
ケット　データを受信する。ローカル　タイミング　ユ
ニット１２０（第１図）からのローカル時間信号がＰＯ
Ｔプロセッサ及びビルドアウト遅延レジスタ１９０７、
及び受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１に加えられる。

受信用パケット　バス１１５からの受信用パケット　ウ
ィンドウ　バスは受信用パケット　バスシーケンサ１９
１０に加えられる。受信用パケット　バス　シーケンサ
１９１０にはさらに受信用パケット　バス１１５からの
パケット　データ、ＢＤ［から受信状態への翻訳ユニー
／　）　１９０４からのバケット長さ信号、ＰＯＴプロ
セッサ及びビルドアウト遅延レジスタ１９０７からの遅
刻バゲ・ノド（ｌａｔｅ　ｐａｃｋｅｔ　）指標、受信
用アクセス　モジュールのバックブレーンからの内部着
信先アドレス、及びＡＴＳランチ１９０８からのアクセ
スタイムスロット信号（ＡＴＳ）が加えられる。

受信用パケット　バス　シーケンサ１９１０は複数の制
御信号を受信用パケット　バッファ及びリフオーマツタ
１９０３に加える。詳細には、これら制御信号には、書
込み（ＷＲＴ）信号、メモリバンク選択（ＢＡＮＫ　　
５ＥＬ）信号、書込みアドレス（ＷＲＴ　　ＡＤＤＲ）
信号が含まれる。

これに加えて、受信用パケット　バス　シーケンサ１９
１Ｏは開始アドレス（ｓｔａｒｔ　ａｄｄｒｅｓｓ　、
　ＳＡ）イ言分（ＷＲＴ　　ＡＤＤＲと同一）及びパラ
メータ　バッファ書込み制御信号（ＰＢＷＲＴ）をパラ
メータ　バッファ１９０９に加える。開始アドレス（Ｓ
　Ａ）信号は受信用バケット　バッファ及びリフオーマ
ツタ１９０３内の現タイムスロット内の現パケットの最
初のサンプルが格納されるメモリ位置を示す。具体的に
示されないが、受信用パケット　バス　シーケンサ１９
１０は個々のＢＤＩから受信状態への翻訳ユニット１９
０４、ノイズ推測値ラッチ１９０５、シーケンス番号プ
ロセッサ１９０６、ＰＯＴプロセッサ及びビルド　。

アウト遅延レジスタ１９０７、及びＡＴＳラッチ１９０
８に後に説明されるようにこれらユニットを制御するた
めの制御信号を加える。パラメータバッファ１９０９は
先入れ先出しくＦ　Ｉ　Ｆ○）タイプのバッファである
。これはパケット見出しからの受信用アクセス　タイム
スロット（ＡＴＳ）シーケンサ１９１１によって受信用
バケット　バッファ及びリフオーマツタ１９０３からの
リフオーマットされたパケット　データを出力するため
の該当する情報を格納する。これを達成するため、受信
状Ｍ　（ｒｅｃｅｉｖｅ　５ｔａｔｕｓ、　ＲＳ）信号
がＢＤＩから受信状態への翻訳ユニソｌ−１９０４から
バッファ１９０９に加えられ；背景ノイズ推測値（ｎｏ
ｉｓｅ　ｅｓｔｉｍａｔｅ、　Ｎ　Ｅ）信号がノイズ推
測値ラッチ１９０５から加えられ；パケット　プレイア
ウト　タイム（ｐａｃｋｅｔ　ｐｌａｙｏｕｔ　ｔｉｍ
ｅ　、　Ｐ　Ｐ　Ｔ）信号がＰＯＴプロセッサ及びビル
ドアウト遅延ユニット１９０７から加えられ；　ｃａｔ
／５ｃｈｅｄ　　（Ｃ／Ｓ）制御信号がシーケンス番号
プロセッサ１９０６６から加えられ；そしてＡＴＳ制御
信号がＡＴＳラッチ１９０８から加えられる。上に説明
のごとく、パラメータ　バッファ１９０９は受信用ＡＴ
Ｓシーケンサ１９１１によって受信用パケット　バッフ
ァ及びリフオーマント１９０３からのデータを適当なＰ
ＣＭあるいはＡＤＰＣＭフォーマットにて出力するため
に使用されるこの複数の信号を格納する。つまり、受信
状Ｍ（Ｒ３）（８号、ノイズ推測値（ＮＥ）信号、開始
アドレス（Ｓ　Ａ）信号、パケット　プレイアウト　タ
イム（ＰＰＴ）信号、ｃａｔ／５ｃｈｅｄ　　（Ｃ／　
Ｓ　）信号、ＡＴＳ信号及びパラメータ　バッファ１９
０９が空であることを示す追加の信号（ＥＭＰＴＹ）が
受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１に加えられる。エンプ
ティ信号が真であるとき、つまり、論理１であるときは
、パラメータ　バッファ１９０９は空であり、受信用バ
ケット　バッファ及びリフオーマツタ１９０３内には処
理されるべきパケットは存在しない。これに加えて、受
信状態（ＲＳ）信号及びノイズ推測値（ＮＥ）信号がマ
ルチプレクサ１９１２に加えられる。ローカル　タイミ
ング　ユニット１２０（第１図）からのローカル　タイ
ム信号も受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１に加えられる
。

受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１はパケットディスアセ
ンブラ１９０１からのリフオーマットされたデータの出
力を制御する。これを達成するため、これはマルチプレ
クサ１９１２を制御して、後に復号器１９０２の説明の
所で説明されるように、受信状態及びノイズ推測値信号
を適当な時間に復号器１９０２に加えるための信号を生
成する。

受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１はまた後に説明の目的
で使用される復号器１９０２に加えられるパケット能動
信号を生成する。受信用パケソトバ・７フア及びリフオ
ーマツタ１９０３からのりフォーマットされたデータの
出力を制御するために、受信用ＡＴＳシーケンサ１９１
１はこれに読出しくｒｅａｄ、、ＲＤ）信号、読出しア
ドレス（ｒｅａｄａｄｄｒｅｓｓ、　ＲＤ　　Ａ　Ｄ　
Ｄ　Ｒ）信号及び読出しメモリ　バンク選択（ｒｅａｄ
　ｍｅｍｏｒｙ　ｂａｎｋ　５ｅｌｅｃｔ　％　ＲＤ　
　ＢＡＮＫ　　５ＥＬ）信号を加える。受信用ＡＴＳシ
ーケンサ１９１１の動作は後に第２３図の状態図との関
連で説明される。

ＢＤＩから受信状態への翻訳ユニット１９０４はラッチ
　メモリ及び読出し専用メモリユニット（ＲＯＭ）（図
示なし）を含む。入りＢＤＩ欄は受信状態（ＲＳ）信号
及びパケット長信号を提供するＲＯＭに対するアドレス
として使用される。

詳細には、受信状態信号は対応するアクセス用インタフ
ェース送信機内で使用される符号法のタイプを示す。例
えば、それが８−ビン）ＰＣＭ符号であるか、埋込ＡＤ
ＰＣＭ符号、つまり、４／３−ビット埋込符号であるか
、４７２ビット埋込符号であるか、あるいは３／２ビッ
ト埋込符号であるか、あるいは４ビットＡＤＰＣＭであ
るか、３ピッｌ−ＡＤＰＣＭであるかあるいは２ピッｌ
−ＡＤＰＣＭであるかを示す。長さ信号はパケ７）　　
ディスアセンブラ１９０１からプレイ　アウトされるべ
きパケットの長さ、つまり、埋込符号パケットに対して
エンハンスメント　ビット欄の幾つかが落されているか
否かを示す。

ノイズ推測値ラッチ１９０５は受信パケットの見出しか
らの背景ノイズ推測値を格納するための４ビツト　メモ
リである。

シーケンス番号プロセッサ１９０６は、ラッチメモリ　
ユニット、仮想シーケンス　カウンタ及び本発明による
ｃａｔ／５ｃｈｅｄ　　（Ｃ／　Ｓ　）と呼ばれる信号
を生成するための制御論理（図示なし）を含む。パケッ
トが音声スパートの先頭のパケットである場合は、ＰＯ
Ｔプロセッサ及びビルドアウト遅延レジスタ１９０７に
よって生成されるパケットプレイアウト時間に従ってプ
レイアウトされるように計画ｊれる。パケットが情報ス
パート内の先頭のパケットであることの同定は、本発明
においては、−意の仮想シーケンス番号を使用すること
によって得られる。上に説明のように、仮想シーケンス
は情報スパート内の先頭のパケットを同定するために使
用される番号を含まない連続の一連の番号を含む。それ
が先頭のパケットでない場合は、パケットはプレイアウ
トのため前のパケットと連結される。この特定のパケッ
トを受信する前に１つあるいは複数のパケットが失なわ
れている場合は、シーケンス番号プロセッサ１９０６は
現パケットをＰＯＴプロセッサ及びビルドアウト遅延レ
ジスタ１９０７によって生成されるパケット　プレイア
ウト時間に従ってプレイアウトするように計画する。

第２０図はシーケンス番号プロセッサ１９０６の制御論
理のｃａｔ／５ｃｈｅｄ　　（Ｃ／　Ｓ　）信号を生成
するためのステップの流れ図を示す。この手順はこの特
定の受信用アクセスモジュール１１６によって処理され
る個々のパケットに対してプロ・ツク２００１から開始
される。条件分岐点２００２において、シーケンス番号
が情報スパート内の先頭のパケットを同定するために予
約された番号、この例では、ゼロ（０）であるか否かテ
ストされる。

ステップ２００２におけるテスト結果がＹＥＳである場
合は、動作ブロック２００３において仮想シーケンス　
カウンタが増分される。ステップ２００２のテスト結果
がＹＥＳであり、パケットが音声スパート内の先頭のパ
ケットであることが示されるため、動作ブロック２００
４において、ｃａｔ／５ｃｈｅｄ　　（Ｃ／　Ｓ　）信
号が５ｃｈｅｄにセットされる。すると、この先頭パケ
ットがＰＯＴプロセッサ及びビルドアウト遅延ユニット
１９０７内で生成されるパケット　プレイアウト時間（
ＰＰＴ）に従ってプレイアウトされるように計画される
。

動作ブロック２００５において、ｃａ　ｔ／５ｃｈｅｄ
　　（Ｃ／Ｓ）信号がパラメータ　バッファ１９０９に
出力される。その後、この手順はブロック２００６から
退出される。ステップ２００２に戻どり、テスト結果が
Ｎｏである場合は、パケット仮想シーケンス番号はゼロ
（０）ではなく、これはそれが情報スパート内の先頭の
パケットでないことを示し、条件分岐点２００７におい
てシーケンス番号が仮想シーケンス　カウンタに１を加
えた値に等しいかテストされる。ステップ２００７のテ
ストは、本発明によると、処理中の現パケットが失なわ
れたパケットに続くものであるか否か決定するために遂
行される。テスト結果がＹＥＳの場合は、そのパケット
は失われたパケットに続くものではなく、動作ブロック
２００８において仮想シーケンス　カウンタが増分され
る。動作ブロック２００９において、ｃａｔ／５ｃｈｅ
ｄ　　（Ｃ／　Ｓ　）信号がｃａｔにセットされる。そ
の後、動作ブロック２００５において、ｃａｔ／５ｃｈ
ｅｄ　　（Ｃ／　Ｓ　）信号がパラメータバッファ１９
０９に出力される。その後、この手順はブロック２００
６から退出される。ステップ２００７に戻とり、テスト
結果がＮＯであり、現パケットが失なわれたパケットに
続くものであることが示される場合は、動作ブロック２
０１０において仮想シーケンス　カウンタが現パケット
のシーケンス番号にセットされる。情報スパート内にパ
ケットが存在する場合、次に処理されるパケットはｃａ
ｔパケットであり、これは現計画パケットに連結される
。動作ブロック２０１１において、現パケットがＰＯＴ
プロセッサ及びビルドアウト遅延ユニット１９０７によ
って生成されるパケット　プレイアウト時間に従ってプ
レイアウトされるように計画することを必要とするため
、ｃａｔ／５ｃｈｅｄ指標が５ｃｈｅｄにセットされる
。つまり、失なわれたパケットに続く現パケットは先頭
のパケットとみなされ、先頭のパケットとして扱かわれ
る。その後、動作ブロック２００５において、ｃａ　ｔ
／５ｃｈｅｄビットがパラメータ　バッフｙ　１９０９
に出力される。プロセスはその後ブロック２００６から
退出する。

ＰＯＴプロセッサ及びビルドアウト遅延レジスタ１９０
７はパケット見出しからのＰＯＴ欄を格納するためのラ
ッチ　メモリ及びパケット　プレイアウト時間（ＰＰＴ
）及び遅刻パケット指標を生成するための制御論理（図
示なし）を含む。さらに、パケ・ノドに対してプログラ
ムされたシステム　ビルドアウト遅延を与えるためのレ
ジスタが含まれる。パケット　プレ４７９１〜時間（Ｐ
ＰＴ）は対応するパケット情Ｉ［Ｍからの最初のサンプ
ルを受信用パケット　バッファ及びリフオーマツタ１９
０３から読み出すべきローカル時間値である。

パケット　プレイアウト時間はパケット　データが所望
の固定の総遅延（Ｄｏ）を受けるように計算される。こ
の固定の総遅延はパケット発信時間（ＰＯＴ）値及びビ
ルドアウト遅延（ＢＬＤ）値を採用することによって実
現される。上に説明のように、パケットによって経験さ
れる遅延のランダム性は遅延を周知の値に”ビルドアウ
ト”することによって排除される。つまり、固定の総遅
延は、パケッ′ト情ｆ１欄の先頭のサンプルをパケット
プレイアウト時間（ＰＰＴ）値に等しいローカル時間値
において出力することによって得られる。

つまり、ＰＰＴ＝ＰＯＴ＋ＢＬＤ、ここで、ＰＯＴ＝Ｌ
ＴＡ−ＴＳである。

第２１図はＰＯＴプロセッサ及びビルドアウト遅延レジ
スタ１９０７によってパケットプレイアウト時間（ＰＰ
Ｔ）信号及び遅刻パケット指標信号を生成するために遂
行される一連のステップの流れ図を示す。この手順はこ
の特定の受信処理モジュール１１６によって処理される
個々のパケットに対してブロック２１０１から開始され
る。次に、動作ブロック２１０２において、仮の変数、
ＴＥＭＰ　１が生成されるが、これは、パケット見出し
のタイム　スタンプ欄からのパケット発信時間からロー
カル　タイミング　ユニット１２０から得られるローカ
ル時間を代数的に引いた値、つまり、ＴＥＭＰ　１　＝
ＰＯＴ−ＬＴである。条件分岐点２１０３において、タ
イム　スタンプ値を生成するための演算が正しいか否か
テストされる。

この例においては、このテストは、ＴＥＭＰ　１が１か
ら１２８の範囲内の値であるかのテストである。このテ
ストは、パケット　プレイアウト時間を計算するための
演算がオーバーフローを起したか否かチェックする。演
算がオーバーフローを起した場合は、この演算から得ら
れる結果は誤りを含む。ステップ２１０３におけるテス
ト結果がＮｏである場合は、演算はオーバーフローを起
し、動作ブロック２１０４において、遅刻パケット信号
が真、つまり、論理ｌにセットされる。その後、動作ブ
ロック２１０５において、真の遅刻パケット信号が出力
される。プロセスは次にブロック２１０６から退出する
。ステップ２１０３におけるテストがＹＥＳの結果を与
えた場合は、演算はオーバーフローを起さず、動作ブロ
ック２１０７において、パケット発信時間（ＰＯＴ）に
システム　ビルドアウト遅延（ＢＬＤ）を加えた値に等
しいパケット　プレイアウト時間（ＰＰＴ）、つまり、
Ｐ　Ｐ　Ｔ　＝　Ｐ　ＯＴ　＋　Ｂ　Ｌ　Ｄが計算され
る。現在生成中のＰＯＴ（ｎ）はＰ　Ｏ’ｒ’　（ｎ　
）　＝　Ｌ　Ｔ　Ａ（ｎ）−ＴＳ　（ｎ−１）である。

ここで、Ｌ　’Ｉ’　Ａ（ｎ）は現パケットのパケット
到着時間であり、ＴＳ　（ｎ−１）は現在到着したパケ
ットの見出し内のタイム　スタンプ欄からのタイム　ス
タンプ値である。また、現在生成中の現タイム　スタン
プ値ＴＳ　（ｎ）はＴＳ　（ｎ）＝ＬＴＤ　（ｎ）−Ｐ
ＯＴ　（ｎ）であり、ここで、ＬＴＤ　（ｎ）は現のパ
ケットのノードからの出発時間である。動作ブロック２
１０８において、もう１つの仮親数ＴＥＭＰ２が生成さ
れるが、これはローカル時間からパケット　プレイアウ
ト時間を引いた値に等しい。

つまり、ＴＥＭＰ２＝ＬＴ−ＰＰＴである。ＴＥＭＰ２
はパケットがシステム　ビルドアウト遅延に対して遅い
か否か決定するために使用される。

これを達成するため、条件分岐点２１０９において、Ｔ
ＥＭＰ２変数がＴＥＭＰ２が所定の限界内にあるか決定
するためにテストされる。この例においては、このテス
トは、ＴＥＭＰ２が１から１２８の範囲内の値であるか
のテストである。ステップ２１０９におけるテスト結果
がＮｏである場合は、現バケットはシステム　ビルドア
ウト遅延に対して遅れており、動作ブロック２１０４に
おいて遅刻パケット指標が真にセントされる。その後、
動作ブロック２１０５において、真の遅刻パケット指標
が再び出力される。次に、この手順はブロック２１０６
から退出する。ステップ２１０９において、テ°、ト結
果がＹＥＳである場合は、パケットはビルドアウト遅延
に対して遅れておらず、動作ブロック２１１０において
、遅刻パケット指標が真でない、つまり、論理０にセッ
トされる。

動作ブロック２１０５において、パケット　プレイアウ
ト時間信号及び真でない遅刻パケット指標が出力される
。次に、この手順はブロック２１０６から退出される。

ＡＴＳラッチ１９０８は単にパケット見出しの内部着信
先コード欄のＡＴＳ部分を格納するためのランチ　メモ
リである。

受信用パケット　バッファ及びリフオーマツタ１９０３
はパケット情報欄のビットを該当する所に格納するため
の複数のメモリ　ユニット（図示なし）を含む。詳細に
は、このメモリ　ユニットは奇数及び偶数のタイムスロ
ット内のパケットデータを別個に格納するように設計さ
れる。個々のこれらメモリ　ユニットは、例えば、全て
の符号ビット、全ての（１）ビット、全ての（２）ビッ
ト・・・・・・、あるいは全ての符号（Ｓ）ビット、全
ての（ａ）ビット、全ての（ｂ）ビット・・・・・・を
、特定のパケット内に使用されるビットの数だけ、格納
するためのメモリ要素を含む。この例においては、ビッ
トの最大数は符号ビットを含めて８である。受信された
パケット情報欄のビットの受信用バケット　バッファ及
びリフオーマツタ１９０３への書込みは、受信用パケッ
ト　バス　シーケンサ１９１０によって制御されるが、
これに関しては、第２２図に示される状態図との関連で
説明される。

いわゆるパケット情報欄のりフォーマットは、受信用Ａ
ＴＳシーケンサ１９１１の制御下において、これらメモ
リ　ユニットからデータを読み出すことによって遂行さ
れる。ＡＴＳシーケンサ１９１１の動作に関しては、第
２３図に示される状態図との関連で説明される。上に説
明のように、第３図あるいは第４図に示されるいずれか
のフォーマットのパケット情報欄は受信用バケット　バ
ッファ及びリフオーマツタ１９０３内に書き込まれ、デ
ータはこれからのデータの読み出しの際に所望のＰＣＭ
あるいはＡＤＰＣＭフォーマットにリフオーマットされ
る。これは受信用バケット　バッファ及びリフオーマツ
タ１９０３の書込み及び読出しアドレス　ラインを適当
に選択することによって実現される。リフオーマットさ
れたＰＣＭサンプルが８−ピッ１−ＰＣＭの場合は、周
知の方法で復号器１９０２がバイパスされる（図示なし
）。

第２２図は受信用バケット　バス　シーケンサ１９１０
によって受信されたパケット　データを受信用パケ・ノ
ド　バッファ及びリフオーマツタ１９０３に書き込み、
またパケット　パラメータをパラメータ　バッファ１９
０９に書き込むために実行される動作の一連のステップ
を状態図にて示す。システム　リセットからアイドル状
態に入いる。アイドル状態において、以下の動作が遂行
される。つまり、パケットの処理が受信用バケット　バ
ッファ及びリフオーマツタ１９０３への入力側において
抑止され、受信用バケット　バスシーケンサ１９１０は
受信用バケット　バス１１５からのパケットが受信用バ
ケット　バス１１５上に出力されるべき進行中であるこ
とを示す受信ウィンドウ（ＲＷ）バス能動指標を待つ。

受信ウインドウ　バスが能動となると、受信用パケット
バス　シーケンサ１９１０はマツチ（ＭＡＴＣＨ）状態
に人いる。マツチ状態において、受信用バケット　バス
　シーケンサ１９１０は入りパケットの着信先コード欄
とパンク　プレーンから受信用アクセス　モジュール１
１６のこの特定の１つに送くられる着信先アドレスとを
比較する。一致しない場合は、受信用パケット　バス　
シーケンサ１９１０はマツチ状態にとどまり、受信ウィ
ンドウ　バスが休止状態となるのを待つ。このパケット
は受信用アクセスモジュール１１６の他の１つに向けら
れているため、このパケットに関してのそれ以上の処理
は行なわれない。受信ウィンドウバスが休止状態になる
と、受信用バケット　バス　シーケンサ１９１０はアイ
ドル状態に戻どり、再び他のパケットが受信用バケット
　バス１１５上に出力されるのを待つ。着信先コード欄
が送（られた着信先アドレスと一致すると、受信用バケ
ット　バス　シーケンサ１９１０はＡＴＳ欄が送くられ
てくるのを待つ。ＡＴ　５４１１１１が送くられてくる
と、ＡＴＳ状態に入り、ＡＴＳ欄がＡＴＳラッチ１９０
８内にラッチされる。受信パケット　ウィンドウ　バス
が休止状態になると、受（ε用パケット　　バス　シー
ケンサ１９１０はアイドル状態に戻どる。タイム　スタ
ンプ欄が受信されると、受信用バケット　バス　シーケ
ンサ１９１０はＴＳラッチ状態に入いる。このＴＳラッ
チ状態において、タイムスタンプ情報がＰＯＴプロセッ
サ及びビルドアウト遅延ユニット１９０７内にラッチさ
れ、ＰＯＴプロセッサがパケット　プレイアウト時間及
び遅刻パケットあるいは定刻パケット指標をｉｔ算する
ために起動される。パケットが遅れている場合は、処理
はこの時点で停止され、パケットは破棄され、受信用バ
ケット　バス　シーケンサ１９１０は受信ウィンドウ　
バスが再び休止状態になるまでＴＳランチ状態にとどま
る。休止状態になると、受信用バケット　バス　シーケ
ンサ１９１０はアイドル状態に戻どり、次のパケットを
待つ。パケットが遅れてない場合は、受信用バケット　
バス　シーケンサ１９１０はビット落し指示（ＢＤＩ）
欄が送くられてくるまでＴＳラッチ状態で待つ。ＢＤＩ
欄が送くられてくると、受信用バケット　バス　シーケ
ンサ１９１ＯはＢＤＩラッチ状態に入いる。ＢＤＩラッ
チ状態において、受信されたＢＤＩがＢＤＩから受信状
態への翻訳ユニット１９０４内にラッチされる。翻訳ユ
ニット１９０４は受信状態及びパケットの後続の部分に
対する長さ情報を決定するために起動される。

なんらかの理由によってＢＤＩ処理が行なわれている最
中に受信ウィンドウ　バスが休止状態になると、受信用
バケット　バス　シーケンサ１９１０は再びアイドル状
態に戻どり、他のパケットを待つ。

受信用バケット　バッファ及びリフオーマツタ１９０３
あるいはパラメータ　バッファ１９０９には状態情報あ
るいはデータは書き込まれない。

ノイズ推測値（ＮＥ）欄が送くられてくると、受信用バ
ケット　バス　シーケンサ　１９１０はＢＤＩラッチ状
態からノイズ推測値（ＮＯＩＳＥＥＳＴ　ＩＭＡＴＥ）
及びシーケンス番号ラッチ（ＳＥＱＵＥＮＣＥ　ＮＵＭ
ＢＥＲＬＡＴＣＨ）状態に入いる。この状態において、
受信用バケット　バス　シーケンサ１９１０はノイズ推
測値及びシーケンス番号欄をランチし、またこのパケッ
トが連結 （ｃｏｎｃａｔｅｎａｔｅ　）パケットであるかあるい
は計画（ｓｃｈ’ｅｄｕｌｅｄ　）パケットであるかを
決定するためシーケンス番号処理を起動する。この時点
において、カウンタに、ＢＤＩラフチ状態において得ら
れ、ＢＤＩから受信状態への翻訳ユニッ）　１９０４に
よって受信用バケット　バス　シーケンサ１９１０に提
供されたパケットの長さ値がロードされる。この長さ値
はパケット情報欄から幾つかのエンハンスメント　ビッ
ト欄が落されているか否かを示す。

パケット情報欄が始まると、受信用バケット　バス　シ
ーケンサ１９１０はバッファ書込み（ＷＲＩＴＥ　　Ｂ
ＵＦＦＥＲ３）状態に人いる。

バッファ書込み状態に入いると、見出し処理の全ての処
理結果がパラメータ　バッファ１９０９内に書き込まれ
る。バッファの書込みはパラメータバッファ１９０９に
加えられる書込み信号（Ｐ［３ＷＲＴ）によって起動さ
れる。バフファ書込み状態において、受信用パケット　
バッファ及びリフオーマツタ１９０３が書込み（ＷＲＴ
）信号を介してパケットの情報欄が書き込まれるように
起動される。受信用パケット　バス　シーケンサ１９１
０はまた書込みアドレス（ＷＲＴ　ＡＤＤＲ）を受信用
パケット　バッファ１９０３に加えることによって、書
込み中のデータのバイトがパケットが伝送されている特
定のタイムスロットと関連する適当なメモリ位置に格納
されるようにする。情報欄の個々のバイトが送くられて
くると、受信用パケット　バス　シーケンサ１９１０内
のカウンタ（Ｃ）が最終的に時間切れするまで減分され
る。

受信ウィンドウ　バスがパケットの終端あるいはカウン
タＣがパケットの適当な長さまで減分し時間切れするこ
とによって休止状態となると、受信用パケット　バッフ
ァ及びリフオーマツタ１９０３の書込みは抑止され、受
信用パケット　　バス　シーケンサ１９１０はアイドル
状態に戻どり次のパケットを待つ。

第２３図は受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１によって、
受信用パケット　バッファ及びリフオーマツタ１９０３
からのパケット　データの読出しの制御、及び情報を復
号器１９０２に送くるためのマルチプレクサ１９１２の
動作の制御を遂行するために行なわれる動作の一連のス
テップを状態図にて示す。システム　リセットによって
、この手順はアイドル状態に入いる。アイドル状態にお
いては、受信用パケット　バッファ及びリフオーマツタ
１９０３からのパケット出力データの全ての処理が中断
される。受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１はまたマルチ
プレクサ１９１２の動作を制御して、受信割り当てをサ
イレント期間のあいだ前のパケットからのノイズ推測値
（Ｎ　Ｅ）にセットし、またノイズが挿入されるべきタ
イムスロットの期間のあいだ受信用パケット　バッファ
及びリフオーマフタ１９０３からの受信パケットデータ
を全てゼロにセットする。パラメータ　バッファ１９０
９が受信用ＡＴＳシーケンサ↓９１１に空でない指標を
送くると、シーケンサ１９１１は待ち（ＷＡＩＴ）状態
に入いる。待ち状態において、受信用ＡＴＳシーケンサ
１９１１はまず最初にプレイアウトのために準備中のパ
ケットに対するパラメータ　バッファ１９０９の値を読
み出す。

ＡＴＳシーケンサ１９１１は受信割り当てをパラメータ
　バッファ１９０９から読み出れたノイズ推測値（ＮＥ
）にセットし、パケット活動指標をこのアクセス　タイ
ムスロット（ＡＴＳ）のあいだ休止状態にセットする。

受信用パケット　バッファ及びリフオーマツタ１９０３
からの受信データはこのタイムスロットのあいだこれが
休止タイムであるため全てゼロにされる。受信用パケッ
トバッファ１９０３の読出しアドレスがこのパケットに
対して初期化され、そして受信用ＡＴＳシーケンサ１９
１１はローカル　タイムがパラメータ　バッファ１９０
９から読み出されるパケットプレイアウト時間と等しく
なるのを待つ。パケット　プレイアウト時間に達すると
、受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１はプレイアウト（Ｐ
Ｌ＾ＹＯＵＴ）状態に入いる。プレイアウト状態におい
て、受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１は以下の動作を遂
行する。つまり、パケット　バッファ及びリフオーマツ
タ１９０３がパケット　データの読み出しのために起動
され；このアクセス　タイムスロット（ＡＴＳ）に対す
る読出しアドレスが受信用パケット　バッファ及びリフ
オーマフタ　１９０３に加えられ；受信割り当てがパラ
メータ　バッファ１９０９から読み出される受信状ｇ（
Ｒ３）にセットされ；パケット活動信号がこのＡＴＳに
対して能動（真）にセットされ；受信用パケット　バッ
ファ及びリフオーマツタ１９０３のアドレスがパケット
　プレイアウトが進行しているあいだ増分及び管理され
；そしてプレイアウト状態が受信用パケット　バッファ
及びリフオーマツタ１９０３のアドレスが１２７に達す
るまで、つまり、パケットの最後から１つ手前のサンプ
ルがプレイアウトされるまで保持される。上に説明のご
とく、１つのパケット期間内に１２８サンプルが存在す
る。

パケットの最後から１つ手前のサンプルが受信用パケッ
ト　バッファ及びリフオーマツタ１９０３からプレイア
ウトされると、受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１は最終
プレイアウト（ＬＡＳＴＰＬＡＹＯＵＴ）状態に入いる
。最終プレイアウト状態において、このパケットの最後
のサンプルが、読出しアドレス、読出し起動及びメモリ
　バンク選択信号を加えることによって、受信用パケッ
ト　バッファ及びリフオーマツタ１９０３から読み出さ
れ、音声スパートのシーケンス内の次のパケットの処理
が開始される。受信割り当てがそのパケットの他のサン
プルをプレイアウトするためにパラメータ　バッファ１
９０９からの受信状態にセットされる。最後に、パラメ
ータ　バッファ１９０９のエンプティ信号がプレイアウ
トするべき他のパケットが存在するか否か決定するため
にチェ７りされる。プレイアウトされるべき別のパケッ
トが存在する場合は、ｃａｔ／５ｃｈｅｄ　　（Ｃ／　
Ｓ　）信号が受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１が待ち状
態に戻どるべきか、あるいはプレイアウト状態に戻どる
べきかを決定するために調べられる。ｃａ　ｔ／５ｃｈ
ｅｄ　　（Ｃ／Ｓ）信号が次のパケットが連結（ｃｏｎ
ｃａｔｅｎａｔｅ　）パケットであることを示す場合は
、受信用ＡＴＳシーケンサ１９１１はプレイアウト状態
に戻どり、プレイアウトされるべきパケッＩ・をすぐ前
にプレイアウトされたパケットに連結する。ｃａｔ／５
ｃｈｅｄ　　（Ｃ／　Ｓ　）信号がそれが計画（ｓｃｈ
ｅｄｕｌｅ）パケットであることを示すが、まだプレイ
アウト時間に達してない場合は、受信用ＡＴＳシーケン
サ１９１１は待ち状態に戻どり、プレイアウト時間に達
するのを待つ。パラメータバッファ１９０９が空である
場合は、これはこのＡＴＳにプレイアウトずべきパケッ
トがそれ以上存在しないことを示し、受信用ＡＴＳシー
ケンサ１９１１はアイドル状態に戻どり、パケットが処
理されるのを待つ。この例では、サンプルは受信用パケ
ット　バッファ及びリフオーマツタ１９０３からそれぞ
れ第３図及び第４図の８ピツ）ＰＣＭフォーマットある
いはＡＤＰＣＭフォーマントのいずれかで読み出される
。

第２４図は送信機ｌｏｔ内での音声スパー１・内の個々
のパケットの生成及び受信機１０２内でのこれら生成さ
れたパケットの回復をグラフ形式で示す。示されるごと
く、これらパケットはアクセス用インタフェース送信機
１０１内でこの例では１６ミリ秒のパケット発信間隔（
ｔｏ）で生成される。伝送されたパケットはアクセス用
インタフェース受信機１０２の所でパケット受信時間（
ｔｒ）によって示されるランダム伝送遅延を含む任意の
間隔で受信される。パケット　プレイアウト時間（ｔｐ
）によって示されるパケットの伝送に起因するランダム
遅延の等化が試みられる。示されるごとく、音声スパー
ト内の先頭のパケットのプレイアウト時間が綱ビルドア
ウト遅延（ＢＬＤ）にビルド　アウトされる。先頭のパ
ケットがプレイアウトされるとき、後続のパケットがパ
ケット発信間隔（ｔｏ）にてプレイアウトされる。パケ
ット発信間隔は、この例では、隣接する情報スパート内
のパケットで、しかも遅刻パケットでない場合は１６ミ
リ秒とされる。この例では、パケットが遅れて到達した
場合は、そのパケットは破棄される。第２４図に示され
るごとく、パケット４は遅刻パケットであり、破棄され
る。その後、パケット５がパケット　ディスアセンブラ
によって計画パケットとしてプレイアウトされる。

符号器 第２５図は第２図の音声処理モジエール２０１内に使用
される符号器２０４の詳細を略ブロック図の形式で示す
。符号器２０４は音声帯域ＰＣＭ信号、つまり、音声、
音声帯域データ及びトーンをＡＤＰＣＭ信号に符号化す
るのに使用される。

この例では、８−ビットμ−法ＰＣＭ信号が線形形式に
変換され、次に、複数の可能なＡＤＰＣＭ信号の１つに
変換される。例えば、線形ＰＣＭサンプルは４ビツト、
３ピツトあるいは２ビットＡＤＰＣＭサンプルに変換で
きる。さらに、ＡＤＰＣＭサンプルはいわゆる埋込符号
を含む。例えば、出力サンプルは、４／２−ビット埋込
符号、４／２−ビット埋込符号、あるいは３／２−ビッ
ト埋込符号であり得る。前述のごとく、これら符号化装
置は当技術において周知である。

第２５図に示されるように、線形ＰＣＭサンプル５ｌ（
ｋ）が差回路２５０１のプラス（＋）入力に加えられ、
サンプル推測値５ｅ（ｋ）が適応予測器２５０６から差
サンプルｄ　（ｋ）を生成する差回路２５０１のマイナ
ス（−）入力に加えられる。

差サンプルｄ　（ｋ）は可変速度量子化器２５０２に加
えられる。量子化器２５０２はコントローラ２０５（第
２図）からビット速度コントローラを介して供給される
制御信号の制御下でＡＤＰＣＭ出力サンプルす　　（ｋ
）を生成する。可変速度量子化器２５０２は、この例で
は、コントローラ２０７（第２図）の制御下で４−ビッ
ト、３−ビットあるいは２−ビットＡＤＰＣＭサンプル
Ｉ　　（ｋ）を生成する３つの別個の適応量子化器を含
む。この量子化器は当分野において周知である。適応量
子化器に関しては、例えば、ＣＣＩＴＴ勧告Ｇ。

７２１（３２キロビット／秒適応差分パルス符号変Ａｌ
ｌ（ＡＤＰＣＭ）（３２ｋｂｉｔ八八ｄａｐｔｉｖｅＤ
ｉｆｆｅｒｅｎｔｉａｌ　Ｐｕ１ｓｅ　Ｃｏｄｅ　Ｍｏ
ｄｕｌａｔｉｏｎ）　）　、第Ｖｌ１１回ＣＣＩＴ総会
、マロガートレモリノス（Ｍａｌｏｇａ−Ｔｏｒｒｅｍ
ｏｌｉｎｏｓ）　、スペイン、Ｖｏｌ、１１１、ベージ
１２５−１５９．１９８４年ｌθ月開催を参照すること
。ＡＤＰＣＭサンプルＴ　　（ｋ）は量子化器適応ユニ
ット２５０３、可変速度逆量子化器２５０４及びバケッ
ト　アセンブラ２０２（第２図）に加えられる。可変速
度逆量子化器２５０４も可変速度量子化器２５０２の適
応量子化器の逆の機能を遂行する３つの適応量子化器を
含み、差サンプルの量子化バージョン、つまＩＱ、ｄｑ
　（ｋ）を生成する。これら逆量子化器のどれが使用さ
れるかは、コントローラ２０７　（第２図）からピッ］
・速度コントローラ２５１０を介して供給される制御信
号によって決定される。これら適応逆量子化器は、この
例では、４−ビット、３−ビット及び２−ビット量子化
器であり、使用される特定の符号に基づいて選択される
。例えば、特定のタイムスロットにおいて４／２埋込埋
込外使用されている場合は、可変速度量子化器２５０２
内の４−ビット適応逆量子化器が選択され、また可変速
度逆量子化器２５０４内の２−ビット可変速度適応逆量
子化器が選択される。可変速度逆量子化器２５０４内に
使用される適応逆量子化器の一例が上に引用のＣＣ■Ｔ
Ｔ勧告Ｇ、７２１に開示されている。差サンプルｄｑ（
ｋ）の量子化バージョンは総和回路２５０５の１つの入
力に加えられ、サンプル推測値は総和回路２５０５のも
う１つの入力に加えられる。総和回路２５０５はその出
力の所にこれらの代数和、つまり、再生サンプル５ｒ（
ｋ）を与える。再生サンプル５ｒ（ｋ）は適応予測器２
５０６に加えられる。適応予測器２５０６は線形入力サ
ンプル５ｌ（ｋ）の推測値である推測サンプル５ｅ（ｋ
）を生成する。−例としての適応予測器が上に引用のＣ
ＣＩＴＴ勧告Ｇ、７２１において開示されている。可変
速度量子化器適応ユニッｌ−２５０３はそれぞれ量子化
器及び逆量子化器適応スケール係数ｙａ（ｋ）及びｙｂ
（ｋ）を生成する。スケール係数ｙａ（ｋ）は可変速度
量子化器２５０２に加えられ、スケール係数Ｖ　ｂ　（
ｋ）は可変速度逆量子化器２５０４に加えられる。可変
速度量子化器適応ユニー／　ト２５０３は３つの量子化
器適応ユニット、この例では、４−ビット、３−ビット
及び２−ビット量子化のための適応ユニットを含む。量
子化器適応ユニットの１つあるいは複数の特定のユニッ
トの選択はコントローラ２０７　（第２図）からビット
速度コントローラ２５１０を介して供給される制御信号
の制御下で行なわれる。−例として、４／２ビット埋込
埋込跡使用されているときは、可変速度量子化器２５０
２に対して４−ビット　スケール係数ｙａ（ｋ）適応が
選択され、可変速度逆量子化器２５０４に対して２−ビ
ット　スケール係数ｙｂ（ｋ）適応が選択される。コン
トローラ２０７の制御下で選択されるスケール係数適応
は可変速度量子化器２５０２内で選択される適応量子化
器及び可変速度逆量子化器２５０４内で選択される逆適
応量子化器と一致する必要があることは勿論である。適
応速度コントロール及び量子化器スケール係数適応ユニ
ットを含む一例としての量子化器適応ユニットが上に引
用のＣＣＩＴＴ勧告Ｇ、７２１において開示されている
。

可変速度量子化器適応ユニッｌ−２５０３及び適応予測
器２５０６は両方ともいわゆる適応プロセスにおいて更
新される状態変数を持つ。説明を簡単にするために、こ
れらは状態変数ユニット２５０７として示される。典型
的には、これら状態変数は、メモリ位置（図示なし）に
格納され、個々のサンプル期間（ｋ）において更新され
る。可変速度量子化器適応ユニソ）２５０３の状態変数
はその中に使用される適応コントロール及び量子化器ス
ケール係数適応ユニット内に含まれ、予測器２５０６の
状態変数は予測器係数である。これら状態変数はメモリ
位置内の値を所定の値にセットすることによって初期化
でき、また周知の方法で格納された値の更新を抑止する
ことによって一定に保持できる。この例では、スケール
係数適応ユニット内の状態変数はＤＥＬＡＹＢ及びＤＥ
ＬＡＹＣ（上に引用のＣＣＩＴＴ勧告Ｇ、７２’ｌのペ
ージ１３８−１３９を参照）に対する変数であり、適応
速度コントロール　ユニット内の状態変数はＤＩＥＬＡ
ＹＡ（ＣＣＩＴＴ勧告Ｇ、７２１のページ１４１を参照
）に対する状態変数である。適応予測器２５０６に対す
る状態変数値は予測器係数である。これら状態変数も上
に引用のＣＣＩＴＴ勧告Ｇ、７２１において説明されて
いる。

符号器２４０内にはさらに、本発明の一面に従って、伝
送エラー及び損失パケットから回復し、また受信情報内
の望ましくないギャップの影響を最・小眼にするために
、符号器状態変数を制御するための制御要素が含まれる
。本発明によると、状態変数の値は、特定の伝送チャネ
ルの活動が停止すると、次のいずれかが最初に発生する
まで、つまり、所定の期間が経過するまで、あるいは伝
送チャネル状態が能動になるまで一定に保持される、つ
まり、更新されない。伝送チャネルの状態が所定の期間
が経過する前に能動状態になると、保持状態が中断され
、状態変数の適応化が再開される。

所定の期間が経過すると、状態変数は所定の値に初期化
される。初期化される状態変数は可変速度量子化器適応
ユニッ）２５０３及び適応予測器２５０６内に含まれる
。状態変数は実際には可変速度量子化器適応ユニッ）２
５０３を含む特定の量子化器適応ユニット内の適応速度
コントロールユニット及び量子化器スケール係数適応ユ
ニット内に含まれることに注意する。状態変数の具体的
な値は上に引用のＣＣＩＴＴ勧告Ｇ、７２１において説
明されている。この例では、適応速度コントロール内の
状態変数ＤＥＬＡＹＡの初期値はゼロ（０）とされ、量
子化器スケール係数適応ユニット内の状態変数ＤＥＬＡ
ＹＢ及びＤＥＬＡＹＣの初期値はそれぞれデジタル５４
４及びデジタル３４８１６とされ、そして予測器係数は
ゼロ（０）値に初期化される。

状態変数の制御はコントローラ２０７（第２図）からの
パケット活動信号を起動／保持デコーダ２５０８に加え
ることによって実現される。起動／保持デコーダ２５０
８は、特定のタイムスロットにおいてパケットが処理中
であることを示す真の、つまり、論理１のパケット活動
信号（ｐａｃｋｅｔａｃｔｉｖｅ　ｓｉｇｎａｌ　）に
応答して、真の動作信号（ｏｐｅｒａｔｅ　ｓｉｇｎａ
ｌ）　、真のカウンタ　リセット信号、及び真でない、
つまり、論理０のカウンタ起動信号（ｃｏｕｎｔｅｒ　
ｅｎａｂｌｅ　ｓｉｇｎａｌ　）を生成する・パケット
活動信号が真でないときは、起動／保持デコーダ２５０
８は真でない動作信号及びカウンタ　リセット信号並び
に真のカウンタ起動信号を生成する。この動作信号は状
態変数ユニッ）　２５０７に、必要に応じて、適応動作
を抑止、リセットあるいは起動するために加えられる。

カウンタ　リセット信号はフレーム　カウンタ２５０９
に加えられ、カウンタ起動信号はフレーム　カウンタ２
５０９及び時間切れ検出器２５１１に加えられる。カウ
ンタ２５０９は、この例では、８　ｋＨｚの速度で、最
高２０４８までカウントするが、これは２５６ミリ秒に
匹敵する。カウンタ２５０９が時間切れすると、真の出
力信号（ｏｕｔｐｕｔ　ｓｉｇｎａｌ　）が生成され、
時間切れ検出器２５１１に加えられる。カウンタ２５０
９はパケットが存在しない個々のフレームに対して増分
される。２０４８のカウントは通常の会話の語間の間隔
の間に状態変数が初期化されないように選択された値で
ある。時間切れ検出器２５１１は、真のカウンタ起動信
号及び真でない時間切れ信号（ｔｉｍｅ−ｏｕｔ　ｓｉ
ｇｎａｌ　）に応答して、真の保持信号（ｈｏｌｄ　ｓ
ｉｇｎａｌ　）及び真でない初期化信号（ｉｎｉｔｉａ
ｌｉｚｅ　ｓｉｇｎａｌ　）を生成する。カウンタ起動
信号及び時間切れ信号が両方とも真である場合は、真で
ない保持信号及び真の初期化信号が生成される。カウン
タ起動信号及び時間切れ信号の両方が真でない場合は、
時間切れ検出器２５１１は真でない保持信号及び初期化
信号を生成する。保持信号及び初期化信号は状態変数を
制御するために状態変数ユニット２５０７に加えられる
。状態変数を一定に保持するのは、いわゆる音節間音声
ギャップのあいだも音声信号の適応動作を維持するため
に行なわれる。つまり、変数は、ギャップが所定の期間
、この例では、２０４８フレームあるいは４分の１秒よ
り大きなときにのみ初期化される。

第２６図は符号器２０４の状態変数制御動作の状態図を
示す。最初に、システム　リセットから初期化（ＩＮＩ
ＴＩＡＬＩＺＥ）状態に入いる。

カウンタ起動信号が真となり、フレーム　カウンタ２５
０９が真の時間切れ信号を与え、”時間切れ“したこと
を示すと、状態変数が初期化される。

可変速度適応ユニット２５０３内の量子化器適応ユニッ
トの状態変数及び適応予測器２５０６の状態変数は上に
説明の値にこれら値を該当するメモリ位置に格納するこ
とによって初期化される。パケット活動信号が真となり
、パケ・ノドが処理中であることが示されると、動作（
ＯＰＥＲＡＴＥ）状態に入いり、起動／保持デコーダ２
５０８は真の動作信号及びリセット信号、並びに真でな
いカウンタ起動信号を生成する。結果として、状態変数
の適応動作が起動され、フレーム　カウンタ２５０９が
ゼロ（０）にリセットされる。パケット活動信号が真で
なくなり、処理中のパケットが存在しないことが示され
るまで、この動作状態が保持され、符号器２０４の適応
動作が継続される。

次に、保持（）（ＯＬ　Ｄ）状態に入いる。この保持状
態において、起動／保持デコーダ２５０８は真でない動
作信号及びカウンタ　リセット信号、並びに真のカウン
タ起動信号を生成する。時間切れ検出器２５１１は真の
保持信号及び真でない初期化信号を生成する。結果とし
て、状態変数の値が更新されることを抑止され、一定に
保持される。

この保持状態は、処理中のパケットが存在せず、またフ
レーム　カウンタ２５０９が時間切れしないかぎり維持
される。その後、パケット信号が真となることによって
示されるように、パケットが出現し、一方、カウンタ２
５０９は時間切れしてない状態となると、再び動作（Ｏ
ＰＥＲＡＴＥ）状態に入いり、上に説明の動作が遂行さ
れる。パケットが出現せず、フレーム　カウンタ２５０
９が真の時間切れ信号によって示されるように時間切れ
すると、時間切れ検出器２５１１は真の初期化信号及び
真でない保持信号を生成し、再び初期化状態に人いり、
状態変数が上に説明のように初期化される。この初期化
状態がパケットが再び出現するまで維持される。

１豆器 第２７図は第１９図の受信用アクセス　モジエール１１
６内に使用される復号器１９０２の詳細を略ブロック図
の形式で示す。復号器１９０２はＡＤＰＣＭ信号をＰＣ
Ｍ信号に復号するのに使用される。この例では、４ビツ
ト、３−ビットあるいは２−ビットＡＤＰＣＭサンプル
が線形ＰＣＭ形式に復号される。これに加えて、Ａ　Ｄ
　ｌ）　ＣＭサンプルはいわゆる４／３ビット浬込符号
、４／２一ビツト埋込符号あるいは３／２−ビット埋込
符号であり得る。上に説明のごとく、これら符号化装置
は当分野において周知である。これに関しては、適応Ａ
ＤＰＣＭ復号器装置に関する合衆国特許４，４３７．０
８７号を参照すること。

第２７図に示されるように、パケット　ディスアセンブ
ラ１９０１　（第１９図）からのへ〇ＰＣＭサンプルレ
　（ｋ）は可変速度量子化器適応化ユニット２７０１、
可変速度逆量子化器２７０２及び可変速度逆量子化器２
７０３に加えられる。

可変速度量子化器適応化ユニｙ　Ｉ−２７０１は上に説
明の符号器２０４の可変速度量子化器適応化ユニット２
５０３と同一であり、ビット速度コントローラ２７１３
からの制御信号に応答して、スケール係数ｙ′ａ　（ｋ
）及びｙ′ｂ　（ｋ）を生成するため複数の量子化器適
応化ユニット（図示なし）の適当な１つあるいは複数の
ユニットを選択する。

スケール係数ｙ−ａ　　（ｋ）は可変速度逆量子化器２
７０２内の複数の逆量子化器の選択された１つに加えら
れる。同様に、スケール係数ｙ＝ｂ（ｋ）は可変速度逆
量子化器２７０３内の複数の逆量子化器の選択された１
つに加えられる。可変速度逆量子化器２７０２及び可変
速度逆量子化器２７０３はそれぞれ複数の適応逆量子化
器を含む。この例においては、４−ビット適応逆量子化
器、３−ビット適応逆量子化器及び２−ビット適応逆量
子化器が含まれる。可変速度逆量子化器２７０２及び可
変速度逆量子化器２７０３は両方とも上に説明の符号器
２０４の可変速度逆量子化器２５０４と同一である。可
変速度逆量子化器２７０２及び可変速度逆量子化器１７
０３内にどのような適応逆量子化器が使用されるかは使
用されるＡＤＰＣＭ符号に依存する。つまり、４−ビッ
ト符号、３−ビット符号、２−ビット符号、４／３−ビ
ット埋込符号、４／２ビット埋込符号、あるいは３／２
−ビット埋込符号のいずれが使用されるかによって決定
される。可変速度逆量子化器２７０２は元の差サンプル
の量子化バージョンｄ・ｑａ（ｋ）を生成するが、これ
は総和器２７０４に加えられる。

同様に、可変速度逆量子化器２７０３は差サンプルの量
子化バージョンｄ・ｑｂ（ｋ）を生成する。

量子化差サンプルｄ’ｑａ（ｋ）及びｄ′ｑｂ（ｋ）は
４−ビット、３−ビット及び２−ビットＡＤＰＣ符号に
対しては同一であるが、埋込符号に対しては異なる。例
えば、ＡＤＰＣＭ符号が４／２−ビット埋込符号である
場合は、可変速度逆量子化器２７０２内で選択される適
応逆量子化器は４−ビット　タイプであり、可変速度逆
量子化器２７０３内で選択される適応逆量子化器は２−
ビット　タイプである。この例においては、バケソ＋−
ｍは、逆量子化器の動作に影響を与えることなく可変速
度逆量子化器２７０３内で使用されない２ビツトを落と
すことができる。さらに、可変速度逆量子化器２７０２
内で使用される逆量子化器のタイプ、つまり、４−ビッ
ト、３−ビットあるいは２−ビット量子化器のいずれが
使用されるかは、ビットが既に落されているか否かにも
依存する。例えば、２ビツトが落されている場合は、可
変速度逆量子化器２７０２内で２−ビット逆量子化器が
使用される。量子化差サンプルｄ′ｑｂ（ｋ）は総和器
２７０７に加えられる。さらに、総和器２７０４及び２
７０７には、適応予測器２７０５からのサンプル推測値
Ｓ・ｅ　（ｋ）が加えられる。総和器２７０４からの出
力は第１の再生サンプル３・ｒａ　（ｋ）であり、これ
は適応予測器２７０”５に加えられる。総和器２７０７
からの出力は所望の出力、つまり、第２の再生はサンプ
ルｓ　′ｒｂ（ｋ）であり、これはマルチプレクサ２７
０８に加えられる。ノイズ発生器２７１４からのノイズ
信号もマルチプレクサ２７０８に加えられる。ノイズ発
生器２７１４はマルチプレクサ２７１７を介して加えら
れるノイズ推測値（Ｎ　Ｅ）信号及びパケット　ディス
アセンブラ１９０１からのＲＣＶ割り当て信号に応答し
て、適当なノイズ信号を生成する。ノイズ信号は、動作
信号が真でないとき、つまり、特定のタイムスロット内
にパケットが存在しないとき、マルチプレクサ２７０８
を介して挿入される。ここでも説明を面単にするため、
可変速度量子化器適応化ユニッ）２７０１及び適応予測
器２７０５の状態変数は状態変数ユニッ）２７０６とし
て示される。状態変数ユニッ）２５０７　（第２５図）
との関連で上に説明したように、可変速度量子化器適応
化ユニッ）２７０１の状態変数は個々の複数の量子化器
適応化ユニット内の適応速度コントロール及び量子化器
スケール係数適応化ユニット内に含まれる。起動／保持
デコーダ２７０９、フレーム　カウンタ２７１０及び時
間切れ検出器２７１１の動作は、符号器２０４（第２５
図）の起動／保持デコーダ２５０８、フレーム　カウン
タ２５０９及び時間切れ検出器２５１１と同一であり、
ここでは詳細に説明しない。唯一の異なる点は、パケッ
ト活動信号及びＲＣＶ割り当て信号がパケットディスア
センブラ１９０１から加えられることである。符号器２
０４及び復号器１９０２は、復号器１９０２が符号器２
０４の所で起ったことを追跡するように、エラー及びギ
ャップから回復するために類似する方法で制御される。

具体的には、本発明の一面によると、復号器１９０２は
、パケソｌ−ｍ１０３が情報スパート内に符号化に際し
て無視される程度の小さなキャップを導入した場合、状
態変数を初期化した結果として符号器２０４の正しい追
跡を失なう事態が発生することを回避するために、状態
変数を初期化することなく一定に保持する。一方、長い
ギャップの後は、符号器２０４及び復号器１９０２は両
方ともそれらの状態変数を初期化し、これによって、網
内での伝送エラーあるいは損失パケットに起因する誤追
跡が回避される。

デマルチプレクサ２７１２にはパケット　ディスアセン
ブラ１９０１からの受信（ＲＣＶ）割り当て信号が加え
られ、これに応答して、受信状態（ｒｅｃｅｉｖｅ　５
ｔａｔｕｓｓ　ＲＳ）部分をビット速度コントローラ２
７１３に加え、ノイズ推測値（ｎｏｉｓｅｅｓｔｉｍａ
ｔｅ、　Ｎ　Ｅ）部分をノイズ生成器２７１４に加える
。ビット速度コントローラ２７１３は、この受信状態信
号に応答して、（使用されるＡＤＰＣＭ符号に基づいて
）可変速度量子化器適応化ユニット２７０１内の適当な
１つあるいは複数の量子化器適応ユニット、並びに可変
速度逆量子化器２７０２及び２７０３内の適当な適応逆
量子化器を選択するためのコード速度制御信号（ｃｏｄ
ｅ　ｒａｔｅｃｏｎｔｒｏｌ　ｓｉｇｎａｌ）を生成す
る。マルチプレクサ２７０８は起動／保持デコーダ２７
０９からの動作信号（ｏｐｅｒａｔｅ　ｓｉｇｎａｌ）
に応答してデジタル回線インタフェース（ＤＬＩ）に再
生されたサンプルｓ’ｒ（ｋ）かノイズ信号のいずれか
を加える。より詳細には、動作信号が真である場合は、
再生サンプルｓ’ｒ（ｋ）がマルチプレクサ２７０８を
介して対応するＤＬＩに加えられ、動作信号が真でない
場合は、ノイズ信号がマルチプレクサ２７０８を介して
対応するＤＬＩに加えられる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の１つの実施態様を含むアクセス　イン
タフェース送信機及び受信機を含むパケット網を示し； 第２図は第１図のアクセス　インタフェース送信機１０
１内に使用される送信用アクセス　モジュール１０６を
示し； 第３図は本発明の説明のために有効なμ−法ＰＣ，Ｍ信
号フォーマット及び対応するパケット情報欄のフォーマ
ットを示し； 第４図は本発明の一面による３２−キロビット／秒ＡＤ
ＰＣＭ信号フォーマット及び対応するパケット情報欄フ
ォーマットを示し； 第５図は本発明を説明するのに有効なパケット見出しの
フォーマットを示し； 第６図は第２図の符号器２０４を制御するためにコント
ローラ２０７によって遂行される一連の動作の流れ図を
示し； 第７図は第２図のパケット　アセンブラ２０２を制御す
るためにコントローラ２０７によって遂行される一連の
動作の流れ図を示し； 第８図は第１図のバス　コントローラ１０７の詳細を略
ブロック図にて示し； 第９図は第８図のバス　コントローラ１０７内の人力コ
ントローラ８０１によって遂行される動作の状態図を示
し； 第１０図は第８図のバス　コントローラ１０７内の出力
コントローラ８０３によって遂行される動作の状態図を
示し； 第１１図は第１図のアクセス　インタフェース送信機１
０１の送信処理モジュール１０９の詳細を略ブロック図
にて示し； 第１２図は第１１図の送信処理モジュール１０９内の入
力コントローラ１１０２によって遂行される動作の状態
図を示し； 第１３図は第１１図の送信処理モジュール１０９の入力
コントーラ１１０２によって遂行される一連の動作の流
れ図を示し； 第１４図は第１１図の送信処理モジュール１０９内の出
力コントローラ１１０６によって遂行される動作の状態
図を示し； 第１５図は第１図のアクセス　インタフェース受信機１
０２の受信処理モジュール１１３の詳細を略ブロック図
にて示し； 第１６図は第１５図の受信処理モジュール１１３内の入
力シーケンサ１５０６によって遂行される一連の動作の
状態図を示し； 第１７図及び第１８図は第１５図の受信処理モジュール
１１３内の出力コントローラ１５０８によって遂行され
る動作の状態図を示し；第１９図は第１図のアクセス　
インタフェース受信機１０２の受信用アクセス　モジュ
ール１１６の詳細を略ブロック図にて示し； 第２０図は第１９図の受信用アクセス　モジュール１１
６内のシーケンス番号プロセッサ１９０６によって遂行
される一連の動作の流れ図を示し；第２１図は第１９図
の受信用アクセス　モジュール１１６内のパケット発信
時間（ＰＯＴ）プロセッサ及びビルドアウト遅延レジス
タ１０９７内の制御論理によって遂行される一連の動作
の流れ図を示し； 第２２図は第１９図の受信用アクセス　モジュール１１
６内の受信用パケット　バス　シーケンサ１９１０によ
って遂行される動作の状態図を示し； 第２３図は第１９図の受信アクセス　モジュール１１６
内のＡＴＳシーケンサ１９１０によって遂行される動作
の状態図を示し； 第２４図は伝送中にパケットが受ける遅延及びアクセス
　インタフェース受信ａ１０２内でのこの遅延を受けた
パケットのプレイアウト動作を図解し； 第２５図は第２図の送信用アクセス　モジュール１０６
内で使用される符号器２０４の詳細を略ブロック図にて
示し： 第２６図は符号器２０５の動作の一面の状態図を示し； 第２７図は第１９図の受信用アクセス　モジュール１１
６内で使用される復号器１９０２の詳細を略ブロック図
にて示し；そして 第２８図は復号器１９０２の動作の一面の状態図を示す
。 〔主要部分の符号の説明〕 パケットを供給する手段−・−２０Ｌ ビットをグループ化するための手段・−−−−−−２０
２出　願　人　　アメリカン　テレフォン　アンドテレ
グラフ　カムパニ− ＦＩＧｉ４ ＦＩＧ１６ ＰＤＲ１１ＥＯＰ　ＩＩ　ＨＣＳ Ｆ■、Ｇ、　　１７ ＦＩＧ、　　１８ ＦＴｏ、２３ ＦＩＧ、２４ ＦＩＧ、２５ ＦＩＣｉ、２７ ハｏ”ｆ−ｔトｎ’ｌカイ３’；　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　ＰＣ，Ｖ５＃ｌ宅１　
”Ｚ、　’ｆｓ’％手続補正書 昭和６２年　４月１５日

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、複数のビットを持つ情報欄及び複数のビット欄を持
   つ見出しを含むパケットを生成するための装置（１０６
   ）において、該装置が 複数のビットを持つ反復フレームのデジタルサンプルを
   供給する手段（２０１）、及び 該サンプルの個々からの複数の該反復フレームからの対
   応する通信チャネルを表わす同類のビットをグループ化
   するための手段（２０２）を含むことを特徴とするパケ
   ット伝送装置。 ２、特許請求の範囲第１項に記載の装置において、さら
   に 該パケット情報欄内の複数のビットからビットを除去す
   ることができるか否かを示す第１の指標を生成するため
   の手段及び該第１の指標を該パケット見出し内の所定の
   ビット欄に挿入するための手段が含まれることを特徴と
   する伝送装置。 ３、特許請求の範囲第２項に記載の装置において、さら
   に 該パケット情報欄からどのグループのビットを除去する
   ことができるかを示す第２の指標を生成するための手段
   及び該第２の指標を該パケット見出し内の該所定のビッ
   ト欄に挿入するための手段が含まれることを特徴とする
   伝送装置。 ４、特許請求の範囲第３項に記載の装置において、 該同類のビットをグループ化するための手段が該複数の
   フレームからの該サンプルの個々からの同類のビットを
   グループにアセンブルすることを特徴とする伝送装置。 ５、特許請求の範囲第４項に記載の装置において、 該同類のビットをグループ化するための手段がビットを
   複数のフレームからの個々のサンプルに対する最上位ビ
   ットを含むグループから開始し複数のフレームからの個
   々のサンプルに対する最下位ビットを含むグループに至
   たるまでの個々のグループ内にアセンブルすることを特
   徴とする伝送装置。 ６、特許請求の範囲第５項に記載の装置において、 該グループ化するための手段が格納するための手段、該
   サンプルからのビットを該格納するための手段に並列に
   書き込むための手段及び該情報欄を生成するため該格納
   されたビットを直列に読み出すための手段を含むことを
   特徴とする伝送装置。 ７、特許請求の範囲第５項に記載の装置において、 該サンプルが適応差動ＰＣＭ（ＡＤＰＣＭ）符号に符号
   化されたｎ−ビットを含むことを特徴とする伝送装置。