JP2000201383A - 通信システムにおける再送信に基づくアクセス優先順位のための方法および装置 - Google Patents
通信システムにおける再送信に基づくアクセス優先順位のための方法および装置Info
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Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04W—WIRELESS COMMUNICATION NETWORKS
- H04W74/00—Wireless channel access
- H04W74/08—Non-scheduled access, e.g. ALOHA
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04W—WIRELESS COMMUNICATION NETWORKS
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- H04W74/0866—Non-scheduled access, e.g. ALOHA using a dedicated channel for access
- H04W74/0875—Non-scheduled access, e.g. ALOHA using a dedicated channel for access with assigned priorities based access
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04W—WIRELESS COMMUNICATION NETWORKS
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- H04W84/02—Hierarchically pre-organised networks, e.g. paging networks, cellular networks, WLAN [Wireless Local Area Network] or WLL [Wireless Local Loop]
- H04W84/04—Large scale networks; Deep hierarchical networks
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04W—WIRELESS COMMUNICATION NETWORKS
- H04W88/00—Devices specially adapted for wireless communication networks, e.g. terminals, base stations or access point devices
- H04W88/08—Access point devices
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
- Communication Control (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 本発明は、通信システムにおけるアクセス優
先順位を提供する方法および装置に関し、特に、次世代
移動電気通信システムの媒体アクセス制御プロトコルに
おいてアクセス優先順位制御を提供する方法および装置
を提供する。 【解決手段】 本発明は、代表的には無線通信システム
の遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法であっ
て、該無線通信システムにおける基地局に送信するため
の第１のアクセス要求信号にアクセス優先順位属性を割
り当てる段階からなり、該アクセス優先順位属性は、予
め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連す
る複数のアクセス優先順位属性の中から割り当てられ、
該方法はさらに、少なくとも該第１のアクセス要求信号
が該基地局によって受信されない場合、該第１のアクセ
ス要求信号に割り当てられた該アクセス優先順位属性に
関連する優先順位よりも高い優先順位を有するアクセス
優先順位属性を後続のアクセス要求信号に割り当てる段
階とからなることを特徴とする。
先順位を提供する方法および装置に関し、特に、次世代
移動電気通信システムの媒体アクセス制御プロトコルに
おいてアクセス優先順位制御を提供する方法および装置
を提供する。 【解決手段】 本発明は、代表的には無線通信システム
の遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法であっ
て、該無線通信システムにおける基地局に送信するため
の第１のアクセス要求信号にアクセス優先順位属性を割
り当てる段階からなり、該アクセス優先順位属性は、予
め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連す
る複数のアクセス優先順位属性の中から割り当てられ、
該方法はさらに、少なくとも該第１のアクセス要求信号
が該基地局によって受信されない場合、該第１のアクセ
ス要求信号に割り当てられた該アクセス優先順位属性に
関連する優先順位よりも高い優先順位を有するアクセス
優先順位属性を後続のアクセス要求信号に割り当てる段
階とからなることを特徴とする。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、通信システムにお
けるアクセス優先順位を提供するための方法および装置
に関し、更に特定すれば、次世代移動電気通信システム
の媒体アクセス制御プロトコルにおいてアクセス優先順
位制御を提供するための方法および装置に関する。
けるアクセス優先順位を提供するための方法および装置
に関し、更に特定すれば、次世代移動電気通信システム
の媒体アクセス制御プロトコルにおいてアクセス優先順
位制御を提供するための方法および装置に関する。
【０００２】
【発明の背景】過去１０年間、マルチメディア機能を移
動通信に統合するために多大な努力が払われてきた。国
際電気通信連合（ＩＴＵ）および他の組織は、既存の固
定ネットワークと少なくとも同じ程度の品質で今後の移
動通信がマルチメディア用途に対応可能であることを保
証する規格および勧告を作り出そうとしている。特に、
このような次（第３）世代の移動システムを開発するた
めに、多くの大規模な研究プロジェクトが支援されてい
る。かかる努力のヨーロッパにおける例として、ヨーロ
ッパのAdvanced Communication Technologiesの研究開
発、RACE-1、RACE-2、およびAdvanced Communications
Technology and Services（ＡＣＴＳ）が挙げられる。
マルチメディア通信、インターネット・アクセス、ビデ
オ／ピクチャ転送のために必要なサービス品質をエンド
・ユーザに提供するためには、高ビット・レート機能が
必要であることが知られている。かかる要件のもとで
は、第３世代システムの伝送機能の目標は、有効範囲全
域に対しては毎秒３８４キロビット（ｋｂ／ｓ）、局部
有効範囲に対しては毎秒２メガビット（Ｍｂ／ｓ）とし
て規定されている。
動通信に統合するために多大な努力が払われてきた。国
際電気通信連合（ＩＴＵ）および他の組織は、既存の固
定ネットワークと少なくとも同じ程度の品質で今後の移
動通信がマルチメディア用途に対応可能であることを保
証する規格および勧告を作り出そうとしている。特に、
このような次（第３）世代の移動システムを開発するた
めに、多くの大規模な研究プロジェクトが支援されてい
る。かかる努力のヨーロッパにおける例として、ヨーロ
ッパのAdvanced Communication Technologiesの研究開
発、RACE-1、RACE-2、およびAdvanced Communications
Technology and Services（ＡＣＴＳ）が挙げられる。
マルチメディア通信、インターネット・アクセス、ビデ
オ／ピクチャ転送のために必要なサービス品質をエンド
・ユーザに提供するためには、高ビット・レート機能が
必要であることが知られている。かかる要件のもとで
は、第３世代システムの伝送機能の目標は、有効範囲全
域に対しては毎秒３８４キロビット（ｋｂ／ｓ）、局部
有効範囲に対しては毎秒２メガビット（Ｍｂ／ｓ）とし
て規定されている。
【０００３】汎用移動電気通信システム（Ｕniversal
Ｍobile Ｔelecommunication Ｓystem：ＵＭＴＳ）は、
５メガヘルツの広帯域符号分割多重アクセス（Ｗideban
d −Ｃode Ｄivision Ｍultiple Ａccess：Ｗ−ＣＤＭ
Ａ）を基本とし、マルチメディア対応移動通信を含む第
３世代サービスをサポートするために最適化された、新
しい無線アクセス・ネットワークである。ＵＭＴＳの主
な設計目標は、移動通信および固定通信のためのインフ
ラを統合する広帯域マルチメディア通信システムを提供
すること、ならびに、とりわけ、固定通信および無線通
信ネットワークによって提供されるのと同じサービス範
囲を提供することであるので、ＵＭＴＳは、パケット・
スイッチ・サービス、様々な混合媒体トラヒック・タイ
プ、およびオン・デマンド式の帯域幅と同様に、回線交
換サービスも提供しなければならない。しかしながら、
マルチメディア・サポートを提供する際には、柔軟性が
必要となる。すなわち、異なるビット・レートおよびＥ
b／Ｎ0要件を有するサービスをサポートできること、な
らびにかかるサービスをマルチサービス環境において多
重化できることが必要である。ＵＭＴＳは、かかる需要
に対応可能であるように設計されている。
Ｍobile Ｔelecommunication Ｓystem：ＵＭＴＳ）は、
５メガヘルツの広帯域符号分割多重アクセス（Ｗideban
d −Ｃode Ｄivision Ｍultiple Ａccess：Ｗ−ＣＤＭ
Ａ）を基本とし、マルチメディア対応移動通信を含む第
３世代サービスをサポートするために最適化された、新
しい無線アクセス・ネットワークである。ＵＭＴＳの主
な設計目標は、移動通信および固定通信のためのインフ
ラを統合する広帯域マルチメディア通信システムを提供
すること、ならびに、とりわけ、固定通信および無線通
信ネットワークによって提供されるのと同じサービス範
囲を提供することであるので、ＵＭＴＳは、パケット・
スイッチ・サービス、様々な混合媒体トラヒック・タイ
プ、およびオン・デマンド式の帯域幅と同様に、回線交
換サービスも提供しなければならない。しかしながら、
マルチメディア・サポートを提供する際には、柔軟性が
必要となる。すなわち、異なるビット・レートおよびＥ
b／Ｎ0要件を有するサービスをサポートできること、な
らびにかかるサービスをマルチサービス環境において多
重化できることが必要である。ＵＭＴＳは、かかる需要
に対応可能であるように設計されている。
【０００４】図１を参照すると、ＵＭＴＳアクセス・ネ
ットワークの例示的なブロック図が示されている。具体
的には、複数の遠隔端末２および４（例えば移動端末）
は、Ｗ−ＣＤＭＡ無線リンク８を介して、基地局（ＮＯ
ＤＥ−Ｂ）６と通信する。遠隔端末は、内部または外部
のモデムを有する無線電話２または携帯パーソナル・コ
ンピュータ４等、様々なデバイスとすることができる。
ＵＭＴＳ規格では、基地局をＮＯＤＥ−Ｂと呼ぶ。これ
らの基地局は、無線リソース管理機能を提供する、無線
ネットワーク・コントローラ（Ｒadio Ｎetwork Ｃontr
oller：ＲＮＣ）と呼ばれるネットワーク・コンポーネ
ントと通信する。ＵＭＴＳはＷ−ＣＤＭＡシステムであ
るので、ソフト・ハンドオフに対応する。ソフト・ハン
ドオフの場合、２つの基地局６が１つの遠隔端末にサー
ビスを提供する。このため、遠隔端末は、これら２つの
基地局に対してフレームを送出する。２つの基地局が遠
隔端末からフレームを受信すると、それらをフレーム選
択装置（Ｆrame ＳelectorＵnit：ＦＳＵ）に送出す
る。ＦＳＵは、フレームの品質上どちらが優れたフレー
ムであるかを決定し、これをコア・ネットワークに送出
する。ＵＭＴＳでは、ＦＳＵは、物理的にＲＮＣと一体
化することができる。このため、図１では、ＲＮＣおよ
びＦＳＵをブロック１０として示すが、機能的に別個
に、ブロック１２（ＦＳＵ）およびブロック１４（ＲＮ
Ｃ）としても示す。ＵＭＴＳネットワークにおける他の
エレメントは、従来の機能を実行する。すなわち、家屋
および訪れている場所の情報を提供するｘＬＲデータベ
ース２０、および相互作用機能（ＩnterＷorking Ｆunc
tion：ＩＷＦ）ユニット等である。汎用移動スイッチン
グ・センタ（Ｕniversal Ｍobile Ｓwitching Ｃente
r：ＵＭＳＣ）１６は、ＵＭＴＳにおける基地局６のた
めの移動スイッチング・センタとして機能することは認
められよう。サブ・ネットワーク１８は、無線サービス
・プロバイダ・ネットワークであり、ＣＮ１ないしＣＮ
ｎは、遠隔端末が最終的に結合されるコア・ネットワー
ク２４である。
ットワークの例示的なブロック図が示されている。具体
的には、複数の遠隔端末２および４（例えば移動端末）
は、Ｗ−ＣＤＭＡ無線リンク８を介して、基地局（ＮＯ
ＤＥ−Ｂ）６と通信する。遠隔端末は、内部または外部
のモデムを有する無線電話２または携帯パーソナル・コ
ンピュータ４等、様々なデバイスとすることができる。
ＵＭＴＳ規格では、基地局をＮＯＤＥ−Ｂと呼ぶ。これ
らの基地局は、無線リソース管理機能を提供する、無線
ネットワーク・コントローラ（Ｒadio Ｎetwork Ｃontr
oller：ＲＮＣ）と呼ばれるネットワーク・コンポーネ
ントと通信する。ＵＭＴＳはＷ−ＣＤＭＡシステムであ
るので、ソフト・ハンドオフに対応する。ソフト・ハン
ドオフの場合、２つの基地局６が１つの遠隔端末にサー
ビスを提供する。このため、遠隔端末は、これら２つの
基地局に対してフレームを送出する。２つの基地局が遠
隔端末からフレームを受信すると、それらをフレーム選
択装置（Ｆrame ＳelectorＵnit：ＦＳＵ）に送出す
る。ＦＳＵは、フレームの品質上どちらが優れたフレー
ムであるかを決定し、これをコア・ネットワークに送出
する。ＵＭＴＳでは、ＦＳＵは、物理的にＲＮＣと一体
化することができる。このため、図１では、ＲＮＣおよ
びＦＳＵをブロック１０として示すが、機能的に別個
に、ブロック１２（ＦＳＵ）およびブロック１４（ＲＮ
Ｃ）としても示す。ＵＭＴＳネットワークにおける他の
エレメントは、従来の機能を実行する。すなわち、家屋
および訪れている場所の情報を提供するｘＬＲデータベ
ース２０、および相互作用機能（ＩnterＷorking Ｆunc
tion：ＩＷＦ）ユニット等である。汎用移動スイッチン
グ・センタ（Ｕniversal Ｍobile Ｓwitching Ｃente
r：ＵＭＳＣ）１６は、ＵＭＴＳにおける基地局６のた
めの移動スイッチング・センタとして機能することは認
められよう。サブ・ネットワーク１８は、無線サービス
・プロバイダ・ネットワークであり、ＣＮ１ないしＣＮ
ｎは、遠隔端末が最終的に結合されるコア・ネットワー
ク２４である。
【０００５】図２を参照すると、ＵＭＴＳにおける典型
的なプロトコル・スタックの図が示されている。ＵＭＴ
Ｓでは、レイヤ１（Ｌ１）は、物理レイヤ（ＰＨＹ）で
あり、ＭＡＣ（媒体アクセス制御）レイヤおよびこれよ
り上位のレイヤに、情報転送サービスを供給する。物理
レイヤ転送サービスは、無線インタフェースの伝達チャ
ネル上で、データがどのように、どの特性と共に転送さ
れるかによって記述される。レイヤ２（Ｌ２）は、サブ
レイヤから成り、ＭＡＣ、ＬＡＣ（Ｌink Ａccess Ｃon
trol：リンク・アクセス制御）、ＲＬＣ、およびＲＬ
Ｃ’（Ｒadio Ｌink Ｃontrol：無線リンク制御）を含
む。ＵＭＴＳでは、ＲＬＣにおいて実行する機能は分割
されるので、２つのＲＬＣプロトコル（ＲＬＣおよびＲ
ＬＣ’）を規定する。ＲＬＣレイヤおよびＭＡＣレイヤ
は、実時間サービスおよび非実時間サービスを提供す
る。ＭＡＣレイヤは、異なるサービスから発するデータ
・ストリームの多重化を制御するが、実行はしない。す
なわち、ＭＡＣレイヤによって、論理チャネルを介し
て、多数の遠隔端末が、共通の物理通信チャネル（例え
ば同報通信チャネル）を共有することができる。ＩＰ
（インターネット・プロトコル）は、ネットワーク・レ
イヤである。
的なプロトコル・スタックの図が示されている。ＵＭＴ
Ｓでは、レイヤ１（Ｌ１）は、物理レイヤ（ＰＨＹ）で
あり、ＭＡＣ（媒体アクセス制御）レイヤおよびこれよ
り上位のレイヤに、情報転送サービスを供給する。物理
レイヤ転送サービスは、無線インタフェースの伝達チャ
ネル上で、データがどのように、どの特性と共に転送さ
れるかによって記述される。レイヤ２（Ｌ２）は、サブ
レイヤから成り、ＭＡＣ、ＬＡＣ（Ｌink Ａccess Ｃon
trol：リンク・アクセス制御）、ＲＬＣ、およびＲＬ
Ｃ’（Ｒadio Ｌink Ｃontrol：無線リンク制御）を含
む。ＵＭＴＳでは、ＲＬＣにおいて実行する機能は分割
されるので、２つのＲＬＣプロトコル（ＲＬＣおよびＲ
ＬＣ’）を規定する。ＲＬＣレイヤおよびＭＡＣレイヤ
は、実時間サービスおよび非実時間サービスを提供す
る。ＭＡＣレイヤは、異なるサービスから発するデータ
・ストリームの多重化を制御するが、実行はしない。す
なわち、ＭＡＣレイヤによって、論理チャネルを介し
て、多数の遠隔端末が、共通の物理通信チャネル（例え
ば同報通信チャネル）を共有することができる。ＩＰ
（インターネット・プロトコル）は、ネットワーク・レ
イヤである。
【０００６】「Ｕｕ」は、遠隔端末と基地局との間のＵ
ＭＴＳ専用インタフェースを指し、一方、「Ｉｕｂ」
は、基地局とＲＮＣ／ＦＳＵとの間のＵＭＴＳ専用イン
タフェースを指す。無線アクセス・ネットワーク（すな
わち、プロトコル・スタックのＮＯＤＥ−Ｂの左側）の
レイヤ２は、ＲＬＣおよびＭＡＣレイヤに分割されてお
り、一方、コア・ネットワーク（プロトコル・スタック
のＮＯＤＥ−Ｂの右側）のレイヤ２は、ネットワーク・
レイヤ・フレームを伝達するために用いる技術、例えば
ＡＴＭ（非同期転送モード）またはフレーム・リレー
に、より関連が深い。伝送プロトコルとしてＩＰを示す
が、ＵＭＴＳはこれに限定されるわけではない。すなわ
ち、ＵＭＴＳは、他の伝送プロトコルに対応することが
できる。プロトコル・レイヤに関する更なる詳細は、Da
hlman等の、「広帯域ＣＤＭＡに基づくＵＭＴＳ／ＩＭ
Ｔ−２０００(UMTS/IMT-2000Based on Wideband CDM
A)」（IEEE Communications Magazine、第７０頁乃至第
８０頁（1998年９月））および、ETSI SMG2/UMTS L2&L3
Expert Groupの、「ＭＳ−ＵＴＲＡＮ無線インタフェ
ース・プトロコル・アーキテクチャ、ステージ２(MS-UT
RAN Radio Interface Protocol Architecture;Stage
2)」（Tdoc SMG2 UMTS-L23 172/98(1998年９月）におい
て見ることができる。
ＭＴＳ専用インタフェースを指し、一方、「Ｉｕｂ」
は、基地局とＲＮＣ／ＦＳＵとの間のＵＭＴＳ専用イン
タフェースを指す。無線アクセス・ネットワーク（すな
わち、プロトコル・スタックのＮＯＤＥ−Ｂの左側）の
レイヤ２は、ＲＬＣおよびＭＡＣレイヤに分割されてお
り、一方、コア・ネットワーク（プロトコル・スタック
のＮＯＤＥ−Ｂの右側）のレイヤ２は、ネットワーク・
レイヤ・フレームを伝達するために用いる技術、例えば
ＡＴＭ（非同期転送モード）またはフレーム・リレー
に、より関連が深い。伝送プロトコルとしてＩＰを示す
が、ＵＭＴＳはこれに限定されるわけではない。すなわ
ち、ＵＭＴＳは、他の伝送プロトコルに対応することが
できる。プロトコル・レイヤに関する更なる詳細は、Da
hlman等の、「広帯域ＣＤＭＡに基づくＵＭＴＳ／ＩＭ
Ｔ−２０００(UMTS/IMT-2000Based on Wideband CDM
A)」（IEEE Communications Magazine、第７０頁乃至第
８０頁（1998年９月））および、ETSI SMG2/UMTS L2&L3
Expert Groupの、「ＭＳ−ＵＴＲＡＮ無線インタフェ
ース・プトロコル・アーキテクチャ、ステージ２(MS-UT
RAN Radio Interface Protocol Architecture;Stage
2)」（Tdoc SMG2 UMTS-L23 172/98(1998年９月）におい
て見ることができる。
【０００７】ＵＭＴＳでは、４種類の用途のトラヒック
を扱う必要がある。それらは、(ｉ)遅延および損失の双
方に敏感な用途、例えば対話型ビデオ、(ii)損失に敏感
であるが中程度の遅延を許容することができる用途、例
えば対話式データ、(iii)遅延に敏感であるが中程度の
損失を許容する用途、例えば音声、および(iv)遅延およ
び損失の双方を許容する用途、例えばファイル転送、を
含む。
を扱う必要がある。それらは、(ｉ)遅延および損失の双
方に敏感な用途、例えば対話型ビデオ、(ii)損失に敏感
であるが中程度の遅延を許容することができる用途、例
えば対話式データ、(iii)遅延に敏感であるが中程度の
損失を許容する用途、例えば音声、および(iv)遅延およ
び損失の双方を許容する用途、例えばファイル転送、を
含む。
【０００８】これらの異なる用途の全てに、異なるサー
ビスの質（Ｑuarity ｏf Ｓervice：ＱｏＳ）を与える
ためには、ＵＭＴＳシステムを適切に設計しなければな
らない。ＵＭＴＳシステム設計においては、例えば、ネ
ットワーク・リソースを無駄にすることなくＱｏＳを満
足させる方法、および、全トラヒック・タイプが同時に
突然起こった場合にシステムを安定した領域で動作させ
る方法等、いくつかの重要な問題を考慮する必要があ
る。
ビスの質（Ｑuarity ｏf Ｓervice：ＱｏＳ）を与える
ためには、ＵＭＴＳシステムを適切に設計しなければな
らない。ＵＭＴＳシステム設計においては、例えば、ネ
ットワーク・リソースを無駄にすることなくＱｏＳを満
足させる方法、および、全トラヒック・タイプが同時に
突然起こった場合にシステムを安定した領域で動作させ
る方法等、いくつかの重要な問題を考慮する必要があ
る。
【０００９】更に、様々なＱｏＳに対応するために、Ｕ
ＭＴＳでは、いくつかのコンポーネントが必要である。
例えば、異なる用途による異なるＱｏＳ要求の指定が可
能であるように、例えば、インターネット・エンジニア
リング・タスク・フォース（Ｉnternet Ｅngineering
Ｔask Ｆorce：ＩＥＴＦ）が規定する保証サービス・パ
ラメータおよび制御負荷サービス・パラメータ等のサー
ビス・パラメータを規定する必要がある。ユーザは、バ
ースト・モードまたは接続モードのいずれかで、帯域幅
リソースを要求することができる。また、ＵＭＴＳに
は、ユーザの要求を認めるか否かに関して決定を下す許
可制御コンポーネントを備えなければならない。新たな
要求を許可する際には、許可された要求が全て同時にピ
ークに達する場合にも、各要求のＱｏＳ要件に反しない
ように行わなければならない（それらが最前の努力を要
する要求でない限り）。更に、一旦ユーザの要求を許可
したなら、例えば遅延要件、パケット損失要件等、かか
るサービス保証を送出するための機構をＵＭＴＳネット
ワークに実施しなければならない。差別化したサービス
を提供するためにルータが対応可能な機構として、ネッ
トワーク・ノードにおけるスケジューリング・アルゴリ
ズムおよび非適合ユーザのトラヒックに対するパケット
・マーキング等がある。
ＭＴＳでは、いくつかのコンポーネントが必要である。
例えば、異なる用途による異なるＱｏＳ要求の指定が可
能であるように、例えば、インターネット・エンジニア
リング・タスク・フォース（Ｉnternet Ｅngineering
Ｔask Ｆorce：ＩＥＴＦ）が規定する保証サービス・パ
ラメータおよび制御負荷サービス・パラメータ等のサー
ビス・パラメータを規定する必要がある。ユーザは、バ
ースト・モードまたは接続モードのいずれかで、帯域幅
リソースを要求することができる。また、ＵＭＴＳに
は、ユーザの要求を認めるか否かに関して決定を下す許
可制御コンポーネントを備えなければならない。新たな
要求を許可する際には、許可された要求が全て同時にピ
ークに達する場合にも、各要求のＱｏＳ要件に反しない
ように行わなければならない（それらが最前の努力を要
する要求でない限り）。更に、一旦ユーザの要求を許可
したなら、例えば遅延要件、パケット損失要件等、かか
るサービス保証を送出するための機構をＵＭＴＳネット
ワークに実施しなければならない。差別化したサービス
を提供するためにルータが対応可能な機構として、ネッ
トワーク・ノードにおけるスケジューリング・アルゴリ
ズムおよび非適合ユーザのトラヒックに対するパケット
・マーキング等がある。
【００１０】ＵＭＴＳにおいて端末のＱｏＳを提供する
ためには、ＭＡＣレイヤにいくつかの機構を備えて、異
なるＱｏＳを保証する必要がある。異なるＱｏＳを提供
する１つの可能な方法は、優先順位機構を備えることで
ある。優先順位機構は、アクセス優先順位、サービス優
先順位、またはバッファ管理方式に関して実施可能であ
る。例えば、固定優先順位(fixed priority)、動的優先
順位(dynamic priority)のような様々なタイプのサービ
ス優先順位機構がある。固定優先順位機構は、例えば、
厳密優先順位(strict priority)および重み付きラウン
ド・ロビン(weighted round robin)を含む。動的優先順
位方式は、例えば、フェア・シェア・キューイング(fai
r share queuing)、セルフ・クロック・フェア・シェア
・キューイング(self-clock fair share queuing)、お
よびワーストケース・セルフ・クロック・フェア・シェ
ア・キューイ(worst case fair share queuing)ング原
理を含む。
ためには、ＭＡＣレイヤにいくつかの機構を備えて、異
なるＱｏＳを保証する必要がある。異なるＱｏＳを提供
する１つの可能な方法は、優先順位機構を備えることで
ある。優先順位機構は、アクセス優先順位、サービス優
先順位、またはバッファ管理方式に関して実施可能であ
る。例えば、固定優先順位(fixed priority)、動的優先
順位(dynamic priority)のような様々なタイプのサービ
ス優先順位機構がある。固定優先順位機構は、例えば、
厳密優先順位(strict priority)および重み付きラウン
ド・ロビン(weighted round robin)を含む。動的優先順
位方式は、例えば、フェア・シェア・キューイング(fai
r share queuing)、セルフ・クロック・フェア・シェア
・キューイング(self-clock fair share queuing)、お
よびワーストケース・セルフ・クロック・フェア・シェ
ア・キューイ(worst case fair share queuing)ング原
理を含む。
【００１１】アクセス優先順位に関して、無線データ・
システムでは、スロット・アロハ(Slotted Aloha)、Ｐ
ＲＭＡ等、いくつかの周知のチャネル・アクセス・プロ
トコルが現在用いられている。従来のスロット・アロハ
は、比較的単純なプロトコルであるが、データ・ユーザ
間の衝突の回避または解消を試みるわけではないので、
その理論的な容量はわずか０．３７である。
システムでは、スロット・アロハ(Slotted Aloha)、Ｐ
ＲＭＡ等、いくつかの周知のチャネル・アクセス・プロ
トコルが現在用いられている。従来のスロット・アロハ
は、比較的単純なプロトコルであるが、データ・ユーザ
間の衝突の回避または解消を試みるわけではないので、
その理論的な容量はわずか０．３７である。
【００１２】予約に基づくプロトコルは、パケットを送
出する必要があるユーザのためにチャネル帯域幅を動的
に予約することによって、衝突を回避および解消しよう
とする。典型的に、かかるプロトコルでは、チャネルを
スロットに分割し、これをＮ個のスロットのフレームに
グループ化する。１つのスロットを、更に、ｋ個のミニ
スロット(minislots)に細分することができる。通常、
スロットのＡ1を予約の目的に用い、残りのＡ−Ａ1スロ
ットがデータ・スロットである。パケットを送出する必
要があるユーザは、Ｂ＝Ａ1＊ｋミニスロットのうち１
つで予約要求パケットを送出する。予約要求パケットが
成功した場合、ユーザまたは基地局が予約を解除するま
で、ユーザには、ある数のデータ・スロットが割り当て
られる。予約要求パケットが成功しない場合、ユーザは
衝突解消法を用いて、送信が成功するまで予約要求を再
送信する。
出する必要があるユーザのためにチャネル帯域幅を動的
に予約することによって、衝突を回避および解消しよう
とする。典型的に、かかるプロトコルでは、チャネルを
スロットに分割し、これをＮ個のスロットのフレームに
グループ化する。１つのスロットを、更に、ｋ個のミニ
スロット(minislots)に細分することができる。通常、
スロットのＡ1を予約の目的に用い、残りのＡ−Ａ1スロ
ットがデータ・スロットである。パケットを送出する必
要があるユーザは、Ｂ＝Ａ1＊ｋミニスロットのうち１
つで予約要求パケットを送出する。予約要求パケットが
成功した場合、ユーザまたは基地局が予約を解除するま
で、ユーザには、ある数のデータ・スロットが割り当て
られる。予約要求パケットが成功しない場合、ユーザは
衝突解消法を用いて、送信が成功するまで予約要求を再
送信する。
【００１３】ＵＴＭＳの媒体アクセス制御（ＭＡＣ）プ
ロトコルに関連する論理チャネルの１つ、すなわちラン
ダム・アクセス・チャネル（Ｒandom Ａccess ＣＨanne
l：ＲＡＣＨ）に関して、アクセス優先順位制御は特に
重要である。ＲＡＣＨは、遠隔端末から制御情報および
短いユーザ・パケットを搬送するために用いられるアッ
プリンク共通伝達チャネルである。図３を参照すると、
ＵＭＴＳ基地局（図１のＮＯＤＥ−Ｂ）において用いる
ための非コヒーレントＲＡＣＨ検出アルゴリズムの例示
的なハードウエアの実施のブロック図が示されている。
ＲＡＣＨ受信機３０は、検出、復調および復号、ならび
に承認の機能を提供することができる。検出の目的は、
以下で説明するＲＡＣＨバーストが遠隔端末から送信さ
れているか否かを判定すること、および、入来バースト
の最強マルチパス成分を決定することである。また、受
信機３０は、対応するＲＡＣＨ内に含まれるメッセージ
を復調および復号して、遠隔端末の識別子および要求さ
れるサービスを確認する。遠隔端末によるＲＡＣＨ送信
を復号した後、受信機は承認信号を発生し、この信号は
基地局によって、転送アクセス・チャネル（Ｆorward
Ａccess ＣＨannel：ＦＡＣＨ）を介して、遠隔端末に
送信される。
ロトコルに関連する論理チャネルの１つ、すなわちラン
ダム・アクセス・チャネル（Ｒandom Ａccess ＣＨanne
l：ＲＡＣＨ）に関して、アクセス優先順位制御は特に
重要である。ＲＡＣＨは、遠隔端末から制御情報および
短いユーザ・パケットを搬送するために用いられるアッ
プリンク共通伝達チャネルである。図３を参照すると、
ＵＭＴＳ基地局（図１のＮＯＤＥ−Ｂ）において用いる
ための非コヒーレントＲＡＣＨ検出アルゴリズムの例示
的なハードウエアの実施のブロック図が示されている。
ＲＡＣＨ受信機３０は、検出、復調および復号、ならび
に承認の機能を提供することができる。検出の目的は、
以下で説明するＲＡＣＨバーストが遠隔端末から送信さ
れているか否かを判定すること、および、入来バースト
の最強マルチパス成分を決定することである。また、受
信機３０は、対応するＲＡＣＨ内に含まれるメッセージ
を復調および復号して、遠隔端末の識別子および要求さ
れるサービスを確認する。遠隔端末によるＲＡＣＨ送信
を復号した後、受信機は承認信号を発生し、この信号は
基地局によって、転送アクセス・チャネル（Ｆorward
Ａccess ＣＨannel：ＦＡＣＨ）を介して、遠隔端末に
送信される。
【００１４】ＲＡＣＨ受信機３０は、好ましくは、以下
の構造に従って上述の機能を実行する。ＲＡＣＨ送信バ
ーストを、ミキサ３２によって受信および復調し、次い
でフィルタ３４によって濾波する。次いで、この信号
を、サンプリング装置３６においてサンプリングする。
デスプレッダ３８は、拡張シーケンス、この場合は５１
２ゴールド・コードに従って信号を復号する。復号した
信号は、（バッファ４０で）バッファリングし、タイム
・シフト装置５０に送出する。また、デスプレッダ３８
の出力は、積分器４２にも供給する。積分器４２の出力
を、（ミキサ４４で）ミキシングし、タイミング検出器
４６に供給し、次いで閾値検出器４８に供給する。閾値
検出器４８の出力は、遠隔端末から有効な信号が受信さ
れたか否かを示す。この結果を、タイム・シフト装置５
０に供給する。これが有効な信号（例えば上述の所定の
閾値）である場合、次いで、復号した信号を、装置５２
によってダウンサンプルする。次いで、以下で説明する
プリアンブルに応じて、信号は１６タップ・フィルタ装
置５４を通過し、プリアンブル・サイン検索装置(pream
ble signature searcher)５６に至る。検索装置５６の
出力によって、遠隔端末の識別子および遠隔端末が要求
するサービス（群）に関する情報が、基地局に供給され
る。
の構造に従って上述の機能を実行する。ＲＡＣＨ送信バ
ーストを、ミキサ３２によって受信および復調し、次い
でフィルタ３４によって濾波する。次いで、この信号
を、サンプリング装置３６においてサンプリングする。
デスプレッダ３８は、拡張シーケンス、この場合は５１
２ゴールド・コードに従って信号を復号する。復号した
信号は、（バッファ４０で）バッファリングし、タイム
・シフト装置５０に送出する。また、デスプレッダ３８
の出力は、積分器４２にも供給する。積分器４２の出力
を、（ミキサ４４で）ミキシングし、タイミング検出器
４６に供給し、次いで閾値検出器４８に供給する。閾値
検出器４８の出力は、遠隔端末から有効な信号が受信さ
れたか否かを示す。この結果を、タイム・シフト装置５
０に供給する。これが有効な信号（例えば上述の所定の
閾値）である場合、次いで、復号した信号を、装置５２
によってダウンサンプルする。次いで、以下で説明する
プリアンブルに応じて、信号は１６タップ・フィルタ装
置５４を通過し、プリアンブル・サイン検索装置(pream
ble signature searcher)５６に至る。検索装置５６の
出力によって、遠隔端末の識別子および遠隔端末が要求
するサービス（群）に関する情報が、基地局に供給され
る。
【００１５】物理的なＲＡＣＨは、スロット・アロハ手
法に基づいて設計されることが知られている。図４Ａに
示すように、遠隔端末は、現セルの受信同報通信制御チ
ャネル（Ｂroadcast Ｃontrol ＣＨannel：ＢＣＣＨ）
のフレーム境界に関する８個の明確に規定されたタイム
・オフセット（アクセス・スロット＃１、．．．、アク
セス・スロット＃ｉ、．．．、アクセス・スロット＃
８）において、ランダム・アクセス・バースト１００を
送信することができる。図４Ｂに示すように、ランダム
・アクセス・バーストは、２つの部分、すなわち長さ１
ミリ秒（ｍｓ）のプリアンブル部１０２および長さ１０
ｍｓのメッセージ部１０４、ならびに、プリアンブル部
とメッセージ部との間の長さ０．２５ｍｓのアイドル・
タイム１０６とから成る。合計で１６の異なるプリアン
ブル・サインがあり、長さ１６の直交ゴールド・コード
・セット(Orthogonal Gold code set)（５１２のゴール
ド・コード）に基づいている。利用可能なサインおよび
タイム・オフセットに関する情報は、ＢＣＣＨ上で同報
通信される。この構造に基づいて、受信機が１２８（１
６のプリアンブル・サインを８個のタイム・スロットで
乗じる）の並列処理装置を有する場合、１２８のランダ
ム・アクセス試行を同時に検出することができる。すな
わち、現セルのために最大限に構成された基地局につい
て、同等の１２８個のランダム・アクセス・チャネルを
有する。
法に基づいて設計されることが知られている。図４Ａに
示すように、遠隔端末は、現セルの受信同報通信制御チ
ャネル（Ｂroadcast Ｃontrol ＣＨannel：ＢＣＣＨ）
のフレーム境界に関する８個の明確に規定されたタイム
・オフセット（アクセス・スロット＃１、．．．、アク
セス・スロット＃ｉ、．．．、アクセス・スロット＃
８）において、ランダム・アクセス・バースト１００を
送信することができる。図４Ｂに示すように、ランダム
・アクセス・バーストは、２つの部分、すなわち長さ１
ミリ秒（ｍｓ）のプリアンブル部１０２および長さ１０
ｍｓのメッセージ部１０４、ならびに、プリアンブル部
とメッセージ部との間の長さ０．２５ｍｓのアイドル・
タイム１０６とから成る。合計で１６の異なるプリアン
ブル・サインがあり、長さ１６の直交ゴールド・コード
・セット(Orthogonal Gold code set)（５１２のゴール
ド・コード）に基づいている。利用可能なサインおよび
タイム・オフセットに関する情報は、ＢＣＣＨ上で同報
通信される。この構造に基づいて、受信機が１２８（１
６のプリアンブル・サインを８個のタイム・スロットで
乗じる）の並列処理装置を有する場合、１２８のランダ
ム・アクセス試行を同時に検出することができる。すな
わち、現セルのために最大限に構成された基地局につい
て、同等の１２８個のランダム・アクセス・チャネルを
有する。
【００１６】従って、かかる同報通信マルチメディア通
信システムに関連した固有の要求に対処する、ＵＭＴＳ
におけるアクセス優先順位を提供するための方法および
装置に対する要望がある。すなわち、ＵＭＴＳ ＲＡＣ
Ｈに関してアクセス優先順位を提供する方法および装置
に対する要望がある。
信システムに関連した固有の要求に対処する、ＵＭＴＳ
におけるアクセス優先順位を提供するための方法および
装置に対する要望がある。すなわち、ＵＭＴＳ ＲＡＣ
Ｈに関してアクセス優先順位を提供する方法および装置
に対する要望がある。
【００１７】
【発明の概要】本発明は、例えばＵＭＴＳ ＲＡＣＨに
関して、通信システムのＭＡＣプロトコルにおいてアク
セス優先順位を与えるための方法および装置を提供す
る。特に、本発明は、(ｉ)ランダム・チップ遅延アクセ
ス優先順位（Ｒandom Ｃhip Ｄelay Ａccess Ｐriorit
y：ＲＣＤＡＰ）、(ii)ランダム・バックオフに基づく
アクセス優先順位（Ｒandom Ｂackoff Ｂased Ａccess
Ｐriority：ＲＢＢＡＰ）、(iii)可変論理チャネルに基
づくアクセス優先順位（Ｖariable Ｌogical Ｃhannel
based Ａccess Ｐriority：ＶＬＣＡＰ）、(iv)可変論
理チャネルに基づくアクセス優先順位方式のＵＭＴＳ専
用の変形（ＶＬＣＡＰ’）、(ｖ)確率に基づくアクセス
優先順位（Ｐrobability Ｂased Ａccess Ｐriority：
ＰＢＡＰ）、および(vi)再送信に基づくアクセス優先順
位（ＲＥtransmission Ｂased ＡccessＰriority：ＲＥ
ＢＡＰ）を含む、いくつかのアクセス優先順位方法論を
採用する。
関して、通信システムのＭＡＣプロトコルにおいてアク
セス優先順位を与えるための方法および装置を提供す
る。特に、本発明は、(ｉ)ランダム・チップ遅延アクセ
ス優先順位（Ｒandom Ｃhip Ｄelay Ａccess Ｐriorit
y：ＲＣＤＡＰ）、(ii)ランダム・バックオフに基づく
アクセス優先順位（Ｒandom Ｂackoff Ｂased Ａccess
Ｐriority：ＲＢＢＡＰ）、(iii)可変論理チャネルに基
づくアクセス優先順位（Ｖariable Ｌogical Ｃhannel
based Ａccess Ｐriority：ＶＬＣＡＰ）、(iv)可変論
理チャネルに基づくアクセス優先順位方式のＵＭＴＳ専
用の変形（ＶＬＣＡＰ’）、(ｖ)確率に基づくアクセス
優先順位（Ｐrobability Ｂased Ａccess Ｐriority：
ＰＢＡＰ）、および(vi)再送信に基づくアクセス優先順
位（ＲＥtransmission Ｂased ＡccessＰriority：ＲＥ
ＢＡＰ）を含む、いくつかのアクセス優先順位方法論を
採用する。
【００１８】本発明の一実施例では、ＲＣＤＡＰの方法
および装置を提供する。ＲＣＤＡＰでは、基地局にアク
セス要求を提示する前に、チップ遅延分布の中から、異
なるチップ遅延を各優先順位クラスに割り当てるという
利点がある。好ましくは、優先度の高いクラスには、よ
り小さい平均ランダム・チップ遅延を与えて、それらの
アクセス要求が、優先度の低いクラスのユーザが提示す
るものに比べて、捕捉される確率が高くなるようにす
る。
および装置を提供する。ＲＣＤＡＰでは、基地局にアク
セス要求を提示する前に、チップ遅延分布の中から、異
なるチップ遅延を各優先順位クラスに割り当てるという
利点がある。好ましくは、優先度の高いクラスには、よ
り小さい平均ランダム・チップ遅延を与えて、それらの
アクセス要求が、優先度の低いクラスのユーザが提示す
るものに比べて、捕捉される確率が高くなるようにす
る。
【００１９】本発明の別の実施例では、ＲＢＢＡＰの方
法および装置を提供する。ＲＢＢＡＰでは、各優先順位
クラスに、異なるバックオフ遅延(backoff delay)を割
り当てるという利点がある。好ましくは、優先度の高い
アクセスに関連する要求は、より小さい平均バックオフ
遅延を有する。衝突がある場合、またはアクセス要求が
基地局で首尾良く受信されない他の何らかの理由がある
場合はいつでも、遠隔端末は、クラスｉに応じて、所定
の範囲間に分布するランダム遅延を選択する。
法および装置を提供する。ＲＢＢＡＰでは、各優先順位
クラスに、異なるバックオフ遅延(backoff delay)を割
り当てるという利点がある。好ましくは、優先度の高い
アクセスに関連する要求は、より小さい平均バックオフ
遅延を有する。衝突がある場合、またはアクセス要求が
基地局で首尾良く受信されない他の何らかの理由がある
場合はいつでも、遠隔端末は、クラスｉに応じて、所定
の範囲間に分布するランダム遅延を選択する。
【００２０】本発明の更に別の実施例では、ＶＬＣＡＰ
の方法および装置を提供する。ＶＬＣＡＰでは、各加入
者に、アクセス優先順位クラスｉを与える。好ましく
は、優先度の高いものは、基地局が構成されている論理
アクセス・チャネルの全てにアクセスすることができる
が、優先度が最低のものは、論理アクセス・チャネルの
小さいサブセット、例えば８個のタイム・オフセットを
有する１つのプリアンブル・サインのみにアクセスを許
されるのみである。この手法の理論的根拠は、遠隔端末
が選択を行う際に選択肢となる論理アクセス・チャネル
数が多ければ多いほど、要求が首尾良く送信されるチャ
ネルを見出す可能性が高くなるということである。
の方法および装置を提供する。ＶＬＣＡＰでは、各加入
者に、アクセス優先順位クラスｉを与える。好ましく
は、優先度の高いものは、基地局が構成されている論理
アクセス・チャネルの全てにアクセスすることができる
が、優先度が最低のものは、論理アクセス・チャネルの
小さいサブセット、例えば８個のタイム・オフセットを
有する１つのプリアンブル・サインのみにアクセスを許
されるのみである。この手法の理論的根拠は、遠隔端末
が選択を行う際に選択肢となる論理アクセス・チャネル
数が多ければ多いほど、要求が首尾良く送信されるチャ
ネルを見出す可能性が高くなるということである。
【００２１】本発明の更に別の実施例では、ＶＬＣＡＰ
の方法および装置の、ＵＭＴＳ専用の変形を提供する。
このＶＬＣＡＰ’手法は、特に、特別なＵＭＴＳアクセ
ス・チャネル構造を考慮する。すなわち、各プリアンブ
ル・サイン毎にｔ個のタイム・オフセットがあるとして
も、基地局に関連する処理の複雑さを制限するために、
基地局にはｔ個の並列処理装置が存在しない場合があ
る。例えば、各々が例えば（ｉth，（ｉ＋４）th）のタ
イム・オフセットを捕捉するようにプログラムされた４
つの受信機しか存在しない場合がある。このため、ＶＬ
ＣＡＰ’手法に従って、優先度の低いクラスの要求に
は、より高い番号のタイム・オフセットを割り当て、こ
れにより、優先度の高いクラスからのアクセス要求を最
初に受信機によって捕捉することが可能となる。
の方法および装置の、ＵＭＴＳ専用の変形を提供する。
このＶＬＣＡＰ’手法は、特に、特別なＵＭＴＳアクセ
ス・チャネル構造を考慮する。すなわち、各プリアンブ
ル・サイン毎にｔ個のタイム・オフセットがあるとして
も、基地局に関連する処理の複雑さを制限するために、
基地局にはｔ個の並列処理装置が存在しない場合があ
る。例えば、各々が例えば（ｉth，（ｉ＋４）th）のタ
イム・オフセットを捕捉するようにプログラムされた４
つの受信機しか存在しない場合がある。このため、ＶＬ
ＣＡＰ’手法に従って、優先度の低いクラスの要求に
は、より高い番号のタイム・オフセットを割り当て、こ
れにより、優先度の高いクラスからのアクセス要求を最
初に受信機によって捕捉することが可能となる。
【００２２】本発明の更に別の実施例では、ＰＢＡＰの
方法および装置を提供する。ＰＢＡＰでは、各加入者
に、アクセス優先順位クラスｉを与える。各アクセス優
先順位クラスｉは、ある確率Ｐiによってアクセス要求
を送信することができるだけである。最高の優先度のも
のは、アクセス要求を有する場合はいつでも、常にアク
セス要求を送信する。
方法および装置を提供する。ＰＢＡＰでは、各加入者
に、アクセス優先順位クラスｉを与える。各アクセス優
先順位クラスｉは、ある確率Ｐiによってアクセス要求
を送信することができるだけである。最高の優先度のも
のは、アクセス要求を有する場合はいつでも、常にアク
セス要求を送信する。
【００２３】本発明の更に別の実施例では、ＲＥＢＡＰ
の方法および装置を提供する。ＲＥＢＡＰでは、アクセ
ス要求は、それに関連するアクセス・パケット優先順位
（Ａccess Ｐacket Ｐriority：ＡＰＰ）を有する。こ
れにより、再送信するアクセス要求には、新たなアクセ
ス要求よりも高い優先度を与える。
の方法および装置を提供する。ＲＥＢＡＰでは、アクセ
ス要求は、それに関連するアクセス・パケット優先順位
（Ａccess Ｐacket Ｐriority：ＡＰＰ）を有する。こ
れにより、再送信するアクセス要求には、新たなアクセ
ス要求よりも高い優先度を与える。
【００２４】本発明に従って実施されるアクセス優先順
位の技法は、上述の実施例の２つ以上の組み合わせを含
み得ることは理解されよう。例えば、ＲＣＤＡＰは、Ｒ
ＢＢＡＰまたはＶＬＣＡＰおよびＲＢＡＰと共に実行す
ることができる等である。
位の技法は、上述の実施例の２つ以上の組み合わせを含
み得ることは理解されよう。例えば、ＲＣＤＡＰは、Ｒ
ＢＢＡＰまたはＶＬＣＡＰおよびＲＢＡＰと共に実行す
ることができる等である。
【００２５】本発明のこれらおよび他の目的、特徴およ
び利点は、本発明の例示的な実施例に関する以下の詳細
な説明を、添付図面と関連付けて読むことによって、明
らかとなろう。
び利点は、本発明の例示的な実施例に関する以下の詳細
な説明を、添付図面と関連付けて読むことによって、明
らかとなろう。
【００２６】
【発明の詳細な記述】本発明は、ＵＭＴＳのＭＡＣレイ
ヤにおけるアクセス優先順位制御の状況において、特
に、ランダム・アクセス・チャネルすなわちＲＡＣＨに
おけるアクセス優先順位制御に関して、以下に説明す
る。しかしながら、本明細書中で論じる本発明の教示
は、これに限定されるわけではないことは認められよ
う。すなわち、本発明のアクセス優先順位方法論は、他
の通信システムにおいて、遠隔端末（例えば移動または
固定）が、基地局または他の通信システム・アクセス・
ポイントに関連する通信チャネルに対するアクセスを確
保するためのランダムな試みを行う場合にも適用可能で
ある。更に、遠隔端末または基地局において用いるため
の、本明細書に記載する方法論は、それぞれ関連する１
つ以上のプロセッサによって実行されることは理解され
よう。本明細書中で用いる場合、「プロセッサ」という
語は、ＣＰＵ（中央処理装置）および関連するメモリを
含むいかなる処理装置も含むことを意図している。従っ
て、本発明の方法論を実施することに関連するソフトウ
エア命令またはコードを、関連するメモリ内に格納して
おき、利用する用意ができた場合に、適切なＣＰＵによ
って検索し実行すれば良い。また、「遠隔端末」という
語は、基地局と通信可能なあらゆる装置を指すものとす
る。例えば、遠隔端末は、移動（例えば無線電話または
無線モデムを有する携帯パーソナル・コンピュータ）ま
たは固定（例えば無線モデムを有する固定パーソナル・
コンピュータ）とすることができる。また、「基地局」
および「node_b」という語は、本明細書中では交換可能
に用いる。
ヤにおけるアクセス優先順位制御の状況において、特
に、ランダム・アクセス・チャネルすなわちＲＡＣＨに
おけるアクセス優先順位制御に関して、以下に説明す
る。しかしながら、本明細書中で論じる本発明の教示
は、これに限定されるわけではないことは認められよ
う。すなわち、本発明のアクセス優先順位方法論は、他
の通信システムにおいて、遠隔端末（例えば移動または
固定）が、基地局または他の通信システム・アクセス・
ポイントに関連する通信チャネルに対するアクセスを確
保するためのランダムな試みを行う場合にも適用可能で
ある。更に、遠隔端末または基地局において用いるため
の、本明細書に記載する方法論は、それぞれ関連する１
つ以上のプロセッサによって実行されることは理解され
よう。本明細書中で用いる場合、「プロセッサ」という
語は、ＣＰＵ（中央処理装置）および関連するメモリを
含むいかなる処理装置も含むことを意図している。従っ
て、本発明の方法論を実施することに関連するソフトウ
エア命令またはコードを、関連するメモリ内に格納して
おき、利用する用意ができた場合に、適切なＣＰＵによ
って検索し実行すれば良い。また、「遠隔端末」という
語は、基地局と通信可能なあらゆる装置を指すものとす
る。例えば、遠隔端末は、移動（例えば無線電話または
無線モデムを有する携帯パーソナル・コンピュータ）ま
たは固定（例えば無線モデムを有する固定パーソナル・
コンピュータ）とすることができる。また、「基地局」
および「node_b」という語は、本明細書中では交換可能
に用いる。
【００２７】上述のように、本発明は、1998年５月２２
日に出願された、「通信ネットワークのための多重アク
セスシステムにおけるアクセス制御方法(Method for Ac
cessControl in a Multiple Access System for Commun
ications Networks)」と題する米国特許出願第09/084,0
72号として記載される特許出願に開示された主題に関す
る。この出願には、「オン・デマンド多重アクセス・フ
ェア・キューイング」すなわちＯＤＭＡＦＱ（Ｏn-Ｄem
and Ｍultiple Ａccess Ｆair Ｑueuing）と呼ぶ別のＭ
ＡＣプロトコルが記載されている。本発明の詳細な説明
の後に続く「ＯＤＭＡＦＱ ＭＡＣプロトコル動作」と
題する節において、関連するＭＡＣ機能について説明す
る。
日に出願された、「通信ネットワークのための多重アク
セスシステムにおけるアクセス制御方法(Method for Ac
cessControl in a Multiple Access System for Commun
ications Networks)」と題する米国特許出願第09/084,0
72号として記載される特許出願に開示された主題に関す
る。この出願には、「オン・デマンド多重アクセス・フ
ェア・キューイング」すなわちＯＤＭＡＦＱ（Ｏn-Ｄem
and Ｍultiple Ａccess Ｆair Ｑueuing）と呼ぶ別のＭ
ＡＣプロトコルが記載されている。本発明の詳細な説明
の後に続く「ＯＤＭＡＦＱ ＭＡＣプロトコル動作」と
題する節において、関連するＭＡＣ機能について説明す
る。
【００２８】再び図１に戻る。先に述べたように、遠隔
端末２および４は、基地局６との無線インタフェースを
介してＵＭＴＳアクセス・ネットワークに結合されてい
ることは理解されよう。通信を確立するために、遠隔端
末は、無線インタフェースを介して、基地局６との間
で、媒体アクセス制御（ＭＡＣ）フレームの送受信を行
う。端末４の場合、内部または外部モデムを用いて、基
地局との無線接続を与えることができる。遠隔端末２の
ような遠隔端末は、通常、それ自身の内部モデムを有す
る。しかしながら、遠隔端末では通常、バースト的にラ
ンダムにパケットを発生するか、または受信する。パケ
ットは、基地局にアップリンクで送信されるまで、遠隔
端末においてバッファリングされる。基地局６は、公知
のように、それらの各有効範囲領域から、システムの移
動スイッチング・センタ、例えば図１のＵＭＳＣ１６ま
で、広域無線有効範囲および多重遠隔端末トラヒックを
与える。また、基地局は、そのセル内の遠隔端末の１つ
以上に宛てたパケットを同報通信（ダウン・リンク）す
る。
端末２および４は、基地局６との無線インタフェースを
介してＵＭＴＳアクセス・ネットワークに結合されてい
ることは理解されよう。通信を確立するために、遠隔端
末は、無線インタフェースを介して、基地局６との間
で、媒体アクセス制御（ＭＡＣ）フレームの送受信を行
う。端末４の場合、内部または外部モデムを用いて、基
地局との無線接続を与えることができる。遠隔端末２の
ような遠隔端末は、通常、それ自身の内部モデムを有す
る。しかしながら、遠隔端末では通常、バースト的にラ
ンダムにパケットを発生するか、または受信する。パケ
ットは、基地局にアップリンクで送信されるまで、遠隔
端末においてバッファリングされる。基地局６は、公知
のように、それらの各有効範囲領域から、システムの移
動スイッチング・センタ、例えば図１のＵＭＳＣ１６ま
で、広域無線有効範囲および多重遠隔端末トラヒックを
与える。また、基地局は、そのセル内の遠隔端末の１つ
以上に宛てたパケットを同報通信（ダウン・リンク）す
る。
【００２９】ＵＭＴＳ多重アクセス方式は、タイム・ス
ロット・システム（すなわち、スロット・アロハ手法）
であり、ランダム・アクセス・チャネル（ＲＡＣＨ）お
よびパケット送信チャネルをスロット毎に形成する。各
チャネルのタイム・スロット継続時間は、実施する特定
のシステムに基づいて選択する。一般に、送出すべきパ
ケットを有する遠隔端末は、ＲＡＣＨを介して基地局に
アクセス要求を送信する。基地局が対応するように構成
されているアクセス・チャネルの数が比較的少ないのに
比べ、潜在的に多くの遠隔端末があるので、ネットワー
ク・トラヒックを整然とかつ適切な時点で扱うことを保
証するためには、アクセス優先順位方式が必要である。
すなわち、多くの遠隔端末がランダムに単一の通信チャ
ネルの使用を確保しようとする（すなわち、パケットを
伝達するためのチャネル帯域幅を要求する）場合、比較
的低いニーズを有する遠隔端末よりも、比較的高いニー
ズを有する遠隔端末に、基地局に関連するチャネル帯域
幅へのアクセスを許可するために、ネットワークにおい
て、アクセス要求の優先順位を決定する方法を実施しな
ければならない。このため、例えば、２つの遠隔端末が
基地局に送信すべきパケット・データを有する場合、よ
り高いアクセス・ニーズを有する遠隔端末のアクセス要
求が、他方の遠隔端末に先立って受信され認められる可
能性が高いことが好ましい。しかしながら、遠隔端末の
優先順位クラスは、動的である、すなわち送信すべきパ
ケットの性質および／または内容、および／または遠隔
端末の性質に依存することは認められよう。例えば、パ
ケットが、遅延に敏感なデータ（例えば対話式の映像、
音声）を表す場合、または早急の送信を認める性質のも
の（例えば緊急事態）である場合、遠隔端末は、その状
況に適切な優先度、すなわちこれらの場合には高い優先
度を有する優先順位クラスを選択する。また、遠隔端末
が加入するサービスのレベル（例えば高または普通）に
応じて、異なるアクセス優先順位を割り当てる。
ロット・システム（すなわち、スロット・アロハ手法）
であり、ランダム・アクセス・チャネル（ＲＡＣＨ）お
よびパケット送信チャネルをスロット毎に形成する。各
チャネルのタイム・スロット継続時間は、実施する特定
のシステムに基づいて選択する。一般に、送出すべきパ
ケットを有する遠隔端末は、ＲＡＣＨを介して基地局に
アクセス要求を送信する。基地局が対応するように構成
されているアクセス・チャネルの数が比較的少ないのに
比べ、潜在的に多くの遠隔端末があるので、ネットワー
ク・トラヒックを整然とかつ適切な時点で扱うことを保
証するためには、アクセス優先順位方式が必要である。
すなわち、多くの遠隔端末がランダムに単一の通信チャ
ネルの使用を確保しようとする（すなわち、パケットを
伝達するためのチャネル帯域幅を要求する）場合、比較
的低いニーズを有する遠隔端末よりも、比較的高いニー
ズを有する遠隔端末に、基地局に関連するチャネル帯域
幅へのアクセスを許可するために、ネットワークにおい
て、アクセス要求の優先順位を決定する方法を実施しな
ければならない。このため、例えば、２つの遠隔端末が
基地局に送信すべきパケット・データを有する場合、よ
り高いアクセス・ニーズを有する遠隔端末のアクセス要
求が、他方の遠隔端末に先立って受信され認められる可
能性が高いことが好ましい。しかしながら、遠隔端末の
優先順位クラスは、動的である、すなわち送信すべきパ
ケットの性質および／または内容、および／または遠隔
端末の性質に依存することは認められよう。例えば、パ
ケットが、遅延に敏感なデータ（例えば対話式の映像、
音声）を表す場合、または早急の送信を認める性質のも
の（例えば緊急事態）である場合、遠隔端末は、その状
況に適切な優先度、すなわちこれらの場合には高い優先
度を有する優先順位クラスを選択する。また、遠隔端末
が加入するサービスのレベル（例えば高または普通）に
応じて、異なるアクセス優先順位を割り当てる。
【００３０】最初に図１１を参照すると、本発明によ
る、基地局におけるアクセス優先順位制御方法１１００
のフローチャートが示されている。ＵＭＴＳにおいて、
基地局（例えば基地局６）は、その有効範囲領域内の遠
隔端末（Ｒemote Ｔerminal：ＲＴ）に、ビーコンまた
はパイロット信号内で、アクセス優先順位システム・パ
ラメータを同報通信する（ステップ１１０２）。遠隔端
末において実行されるアクセス優先順位の方法論に従っ
て特に説明するように、アクセス優先順位システム・パ
ラメータは、遠隔端末がその基地局アクセス要求プロセ
スで用いるパラメータを含む。すなわち、基地局は、各
々の予め確立された優先順位クラスに関するパラメータ
を送信し、これを遠隔端末が受信して、アクセス要求の
間に用いるために格納する。ステップ１１０４では、基
地局は、（それに関連するプロセッサを介して）遠隔端
末からアクセス要求を受信したかを判定する。受信して
いない場合、基地局はこの受信を待つ。遠隔端末からア
クセス要求を受信した場合、基地局は遠隔端末に承認メ
ッセージを送信し（ステップ１１０６）、要求の受信が
成功したことを示す。この承認信号は、基地局と遠隔端
末との間の転送アクセス・チャネル（ＦＡＣＨ）上で送
信する。次いで、基地局は、ＵＭＴＳにおいて用いるパ
ケット・データ受信手順に従って、遠隔端末に認めたア
クセスからのパケット・データを受信する用意をする
（ステップ１１０８）。
る、基地局におけるアクセス優先順位制御方法１１００
のフローチャートが示されている。ＵＭＴＳにおいて、
基地局（例えば基地局６）は、その有効範囲領域内の遠
隔端末（Ｒemote Ｔerminal：ＲＴ）に、ビーコンまた
はパイロット信号内で、アクセス優先順位システム・パ
ラメータを同報通信する（ステップ１１０２）。遠隔端
末において実行されるアクセス優先順位の方法論に従っ
て特に説明するように、アクセス優先順位システム・パ
ラメータは、遠隔端末がその基地局アクセス要求プロセ
スで用いるパラメータを含む。すなわち、基地局は、各
々の予め確立された優先順位クラスに関するパラメータ
を送信し、これを遠隔端末が受信して、アクセス要求の
間に用いるために格納する。ステップ１１０４では、基
地局は、（それに関連するプロセッサを介して）遠隔端
末からアクセス要求を受信したかを判定する。受信して
いない場合、基地局はこの受信を待つ。遠隔端末からア
クセス要求を受信した場合、基地局は遠隔端末に承認メ
ッセージを送信し（ステップ１１０６）、要求の受信が
成功したことを示す。この承認信号は、基地局と遠隔端
末との間の転送アクセス・チャネル（ＦＡＣＨ）上で送
信する。次いで、基地局は、ＵＭＴＳにおいて用いるパ
ケット・データ受信手順に従って、遠隔端末に認めたア
クセスからのパケット・データを受信する用意をする
（ステップ１１０８）。
【００３１】ここで図５を参照すると、本発明の第１の
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法５００のフローチャートが示されている。この方法
論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップ・リ
ンクするパケットを発生または受信した遠隔端末（例え
ば端末２または４）において実行されることは認められ
よう。図５に示す実施例は、以降、ランダム・チップ遅
延アクセス優先権（ＲＣＤＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＲＣ
ＤＡＰ手法では、アクセス要求を基地局に提示する前
に、各優先順位クラスに、異なる平均ランダム・チップ
遅延を割り当てるという利点がある。各チップは、一定
の継続時間として知られており、このため、各チップは
一定の時間遅延を表す。このため、チップの遅延の継続
時間は、遅延においてチップ数に直接関連する。長い遅
延は、短い遅延よりもチップ数が多い。チップ遅延の使
用は、ＵＭＴＳにおける遠隔端末と基地局との間のＣＤ
ＭＡ無線インタフェース（Ｗ−ＣＤＭＡ）の使用による
ことは認められよう。本発明のこの実施例によれば、優
先度の高いクラスには、小さい平均ランダム・チップ遅
延を与えて、それらのアクセス要求がより小さい時間遅
延を有し、このため、優先度の低いクラスを有するユー
ザが提示するものに比べて捕捉される確率が高いように
する。
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法５００のフローチャートが示されている。この方法
論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップ・リ
ンクするパケットを発生または受信した遠隔端末（例え
ば端末２または４）において実行されることは認められ
よう。図５に示す実施例は、以降、ランダム・チップ遅
延アクセス優先権（ＲＣＤＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＲＣ
ＤＡＰ手法では、アクセス要求を基地局に提示する前
に、各優先順位クラスに、異なる平均ランダム・チップ
遅延を割り当てるという利点がある。各チップは、一定
の継続時間として知られており、このため、各チップは
一定の時間遅延を表す。このため、チップの遅延の継続
時間は、遅延においてチップ数に直接関連する。長い遅
延は、短い遅延よりもチップ数が多い。チップ遅延の使
用は、ＵＭＴＳにおける遠隔端末と基地局との間のＣＤ
ＭＡ無線インタフェース（Ｗ−ＣＤＭＡ）の使用による
ことは認められよう。本発明のこの実施例によれば、優
先度の高いクラスには、小さい平均ランダム・チップ遅
延を与えて、それらのアクセス要求がより小さい時間遅
延を有し、このため、優先度の低いクラスを有するユー
ザが提示するものに比べて捕捉される確率が高いように
する。
【００３２】図５のアクセス優先順位の実施例では、ス
テップ５０１において、遠隔端末は、基地局が同報通信
する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを受
信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータとは、
遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・チャ
ネル数であるＭ、各クラスｉ毎の再送信の試行の最大数
であるＫi、および（ＲＮi，．．．，ＲＮi’）間に分
布した各クラスｉ毎のランダム・チップ遅延である。こ
こで、ＲＮi＜ＲＮi+1、ＲＮi’＜ＲＮi+1’、例えばＲ
Ｎ0＜ＲＮ1、ＲＮ0’＜ＲＮ1’である。ｉ＝０，
１，．．．，等であることは認められよう。このため、
アクセス優先順位クラス０（最高の優先度）に関連する
チップ遅延を選択する際には、これより低いアクセス優
先順位クラス、例えばクラス１に関連する分布における
チップ遅延よりも平均して小さいランダム・チップ遅延
の分布から選択を行う。このため、クラス０として設定
された遠隔端末は、クラス１に設定された遠隔端末より
も高い優先度を有する。
テップ５０１において、遠隔端末は、基地局が同報通信
する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを受
信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータとは、
遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・チャ
ネル数であるＭ、各クラスｉ毎の再送信の試行の最大数
であるＫi、および（ＲＮi，．．．，ＲＮi’）間に分
布した各クラスｉ毎のランダム・チップ遅延である。こ
こで、ＲＮi＜ＲＮi+1、ＲＮi’＜ＲＮi+1’、例えばＲ
Ｎ0＜ＲＮ1、ＲＮ0’＜ＲＮ1’である。ｉ＝０，
１，．．．，等であることは認められよう。このため、
アクセス優先順位クラス０（最高の優先度）に関連する
チップ遅延を選択する際には、これより低いアクセス優
先順位クラス、例えばクラス１に関連する分布における
チップ遅延よりも平均して小さいランダム・チップ遅延
の分布から選択を行う。このため、クラス０として設定
された遠隔端末は、クラス１に設定された遠隔端末より
も高い優先度を有する。
【００３３】従って、ステップ５０２では、遠隔端末
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなクラス要求が必要である
か否かを判定する。必要であれば、ステップ５０４にお
いて、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ５０
６において、必要な優先順位クラスに基づいて（例え
ば、送信対象のデータの性質または内容による）、また
は遠隔端末に属する優先順位クラスに基づいて（例え
ば、遠隔端末のユーザが、特定のレベル、例えば普通、
高のようなサービスに加入している場合）、遠隔端末
は、分布（ＲＮi、．．．，ＲＮi’）からランダム・チ
ップ遅延を選択する。送信の優先度が高い場合、遠隔端
末は最低のランダム・チップ遅延分布から選択を行い、
このため、要求が成功する可能性が高くなる。送信の優
先度が低い場合、遠隔端末は最高のランダム・チップ遅
延分布から選択を行い、このため、より高い優先度のク
ラスでアクセスを要求する遠隔端末に比べ、要求が成功
する可能性が低くなる。むろん、優先度に応じて、遠隔
端末は、その間のいかなるランダム・チップ遅延分布か
らも選択を行うことができる。次いで、ステップ５０８
において、選択した論理アクセス・チャネル上で、選択
したチップ遅延に従って、アクセス要求を送信する。
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなクラス要求が必要である
か否かを判定する。必要であれば、ステップ５０４にお
いて、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ５０
６において、必要な優先順位クラスに基づいて（例え
ば、送信対象のデータの性質または内容による）、また
は遠隔端末に属する優先順位クラスに基づいて（例え
ば、遠隔端末のユーザが、特定のレベル、例えば普通、
高のようなサービスに加入している場合）、遠隔端末
は、分布（ＲＮi、．．．，ＲＮi’）からランダム・チ
ップ遅延を選択する。送信の優先度が高い場合、遠隔端
末は最低のランダム・チップ遅延分布から選択を行い、
このため、要求が成功する可能性が高くなる。送信の優
先度が低い場合、遠隔端末は最高のランダム・チップ遅
延分布から選択を行い、このため、より高い優先度のク
ラスでアクセスを要求する遠隔端末に比べ、要求が成功
する可能性が低くなる。むろん、優先度に応じて、遠隔
端末は、その間のいかなるランダム・チップ遅延分布か
らも選択を行うことができる。次いで、ステップ５０８
において、選択した論理アクセス・チャネル上で、選択
したチップ遅延に従って、アクセス要求を送信する。
【００３４】次に、ステップ５１０では、端末は、アク
セス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否かを
判定する。これは、基地局がアクセス要求承認メッセー
ジを端末に送信することによって行えば良い（図１１の
ステップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、ア
クセス優先順位制御方法は終了し（ブロック５１２）、
遠隔端末は、ＵＭＴＳで用いるパケット転送方式に従っ
て、そのパケットを送信することができる。
セス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否かを
判定する。これは、基地局がアクセス要求承認メッセー
ジを端末に送信することによって行えば良い（図１１の
ステップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、ア
クセス優先順位制御方法は終了し（ブロック５１２）、
遠隔端末は、ＵＭＴＳで用いるパケット転送方式に従っ
て、そのパケットを送信することができる。
【００３５】しかしながら、要求が成功しない場合、ス
テップ５１４において、端末は、no_txと呼ぶ変数を１
だけ増分する（no_tx++）。変数no_txは、遠隔端末がア
クセス要求を送信した回数を表すことは理解されよう
（この値は、遠隔端末のプロセッサに関連するメモリに
格納される）。ステップ５１６では、no_txをＫi（クラ
スｉの再送信の試行の最大数）と比較する。no_txがＫi
よりも大きい場合、現アクセス要求は取り下げられる
（ステップ５１８）。高い優先順位のクラスには大きい
Ｋi（すなわちＫi≧Ｋi+1）を割り当てて、再送信の試
行をより多く行い得ることは理解されよう。再送信の最
大数に達していない場合、ステップ５２０において、バ
ックオフ・プロセスを実行する。バックオフ手順を採用
することが好ましいが、その理由は、いくつかの遠隔端
末がほぼ同時にアクセス要求信号の送信を試みたが成功
しなかったと仮定すると（成功しなかった原因は、例え
ば要求間の衝突である可能性がある）、各遠隔端末がほ
ぼ同時に再送信を試みるのは好ましくないからであるこ
とは認められよう。このため、各端末は、その再送信
を、ランダムに選択した時間量だけ遅延させて、再送信
されるアクセス要求が衝突する可能性を低くする。代替
的な実施例では、図６に関して以下に説明する本発明の
手順に従って、バックオフを実行することができる。バ
ックオフの後、ステップ５２２において、遠隔端末は、
次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステ
ップ５０４に戻って、プロセスを繰り返す。
テップ５１４において、端末は、no_txと呼ぶ変数を１
だけ増分する（no_tx++）。変数no_txは、遠隔端末がア
クセス要求を送信した回数を表すことは理解されよう
（この値は、遠隔端末のプロセッサに関連するメモリに
格納される）。ステップ５１６では、no_txをＫi（クラ
スｉの再送信の試行の最大数）と比較する。no_txがＫi
よりも大きい場合、現アクセス要求は取り下げられる
（ステップ５１８）。高い優先順位のクラスには大きい
Ｋi（すなわちＫi≧Ｋi+1）を割り当てて、再送信の試
行をより多く行い得ることは理解されよう。再送信の最
大数に達していない場合、ステップ５２０において、バ
ックオフ・プロセスを実行する。バックオフ手順を採用
することが好ましいが、その理由は、いくつかの遠隔端
末がほぼ同時にアクセス要求信号の送信を試みたが成功
しなかったと仮定すると（成功しなかった原因は、例え
ば要求間の衝突である可能性がある）、各遠隔端末がほ
ぼ同時に再送信を試みるのは好ましくないからであるこ
とは認められよう。このため、各端末は、その再送信
を、ランダムに選択した時間量だけ遅延させて、再送信
されるアクセス要求が衝突する可能性を低くする。代替
的な実施例では、図６に関して以下に説明する本発明の
手順に従って、バックオフを実行することができる。バ
ックオフの後、ステップ５２２において、遠隔端末は、
次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステ
ップ５０４に戻って、プロセスを繰り返す。
【００３６】ここで図６を参照すると、本発明の第２の
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法６００のフローチャートが示されている。この場合
も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）
にアップリンクで送信すべきパケットを発生または受信
した遠隔端末（例えば端末２または４）において実行さ
れることは認められよう。図６に示す実施例は、以降、
ランダム・バックオフに基づくアクセス優先順位（ＲＢ
ＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＲＢＢＡＰ手法では、各優先
順位クラスに、異なる平均バックオフ遅延を割り当てる
という利点がある。高いアクセス優先順位に関連する要
求は、平均バックオフ遅延が小さい。衝突がある場合、
または、アクセス要求が基地局において首尾良く受信さ
れない他の理由がある場合はいつでも、遠隔端末は、ク
ラスｉに応じて、範囲（Ｄi，．．．，Ｄi’）、間に分
布したランダム遅延を選択する。Ｄi≦Ｄi’，Ｄi≦Ｄ
i+ 1，Ｄi’≦Ｄi+1’であり、ここで、クラスｉはクラ
スｉ＋１よりも優先度が高い。
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法６００のフローチャートが示されている。この場合
も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）
にアップリンクで送信すべきパケットを発生または受信
した遠隔端末（例えば端末２または４）において実行さ
れることは認められよう。図６に示す実施例は、以降、
ランダム・バックオフに基づくアクセス優先順位（ＲＢ
ＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＲＢＢＡＰ手法では、各優先
順位クラスに、異なる平均バックオフ遅延を割り当てる
という利点がある。高いアクセス優先順位に関連する要
求は、平均バックオフ遅延が小さい。衝突がある場合、
または、アクセス要求が基地局において首尾良く受信さ
れない他の理由がある場合はいつでも、遠隔端末は、ク
ラスｉに応じて、範囲（Ｄi，．．．，Ｄi’）、間に分
布したランダム遅延を選択する。Ｄi≦Ｄi’，Ｄi≦Ｄ
i+ 1，Ｄi’≦Ｄi+1’であり、ここで、クラスｉはクラ
スｉ＋１よりも優先度が高い。
【００３７】図６のアクセス優先順位の実施例におい
て、ステップ６０１では、遠隔端末は、基地局が同報通
信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを
受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータと
は、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・
チャネル数であるＭ、各クラスｉ毎の再送信の試行の最
大数であるＫi、および（Ｄi，．．．，Ｄi’）間に分
布したランダム遅延である。Ｄi≦Ｄi’，Ｄi≦Ｄi+1，
Ｄi’≦Ｄi+1’であり、クラスｉはクラスｉ＋１よりも
優先度が高い。このため、高いアクセス優先順位に関連
するバックオフ遅延を選択する際には、これより低いア
クセス優先順位クラスに関連する分布におけるバックオ
フ遅延よりも平均して小さいランダム・バックオフ遅延
の分配から選択を行う。例えば、クラス０として設定さ
れた遠隔端末は、クラス１に設定された遠隔端末よりも
優先順位が高い。
て、ステップ６０１では、遠隔端末は、基地局が同報通
信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを
受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータと
は、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・
チャネル数であるＭ、各クラスｉ毎の再送信の試行の最
大数であるＫi、および（Ｄi，．．．，Ｄi’）間に分
布したランダム遅延である。Ｄi≦Ｄi’，Ｄi≦Ｄi+1，
Ｄi’≦Ｄi+1’であり、クラスｉはクラスｉ＋１よりも
優先度が高い。このため、高いアクセス優先順位に関連
するバックオフ遅延を選択する際には、これより低いア
クセス優先順位クラスに関連する分布におけるバックオ
フ遅延よりも平均して小さいランダム・バックオフ遅延
の分配から選択を行う。例えば、クラス０として設定さ
れた遠隔端末は、クラス１に設定された遠隔端末よりも
優先順位が高い。
【００３８】従って、ステップ６０２では、遠隔端末
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であ
るか否かを判定する。必要であれば、ステップ６０４に
おいて、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ６０
６において、選択した論理アクセス・チャネル上でアク
セス要求を送信する。次に、ステップ６０８において、
端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信さ
れたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局が
端末にアクセス要求承認メッセージを送信することによ
って実行すれば良い（図１１のステップ１１０６）。ア
クセス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法
は終了し（ステップ６１０）、遠隔端末は、ＵＭＴＳに
おいて用いるパケット転送方式に従って、そのパケット
を送信することができる。
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であ
るか否かを判定する。必要であれば、ステップ６０４に
おいて、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ６０
６において、選択した論理アクセス・チャネル上でアク
セス要求を送信する。次に、ステップ６０８において、
端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信さ
れたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局が
端末にアクセス要求承認メッセージを送信することによ
って実行すれば良い（図１１のステップ１１０６）。ア
クセス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法
は終了し（ステップ６１０）、遠隔端末は、ＵＭＴＳに
おいて用いるパケット転送方式に従って、そのパケット
を送信することができる。
【００３９】しかしながら、要求が成功しない場合、ス
テップ６１２において、端末は、変数no_txを１だけ増
分する。ステップ６１４では、no_txをＫiと比較する。
no_txがＫiよりも大きい場合、現アクセス要求は取り下
げられる（ステップ６１６）。再送信の最大数に達して
いない場合、ステップ６１８において、バックオフ・プ
ロセスを実行する。ステップ６１８では、必要な優先順
位クラスまたは遠隔端末に属する優先順位クラスに基づ
いて、遠隔端末は、分布（Ｄi，．．．，Ｄi’）からラ
ンダム・バックオフ遅延を選択する。このため、送信の
優先度が高い場合、遠隔端末は最低のランダム・バック
オフ遅延分布から選択を行い、このため、要求の成功の
可能性が高くなる。すなわち、これより低いクラスより
も再送信が比較的早く行われるように、バックオフ遅延
は比較的短くなっている。送信の優先度が低い場合、遠
隔端末は最高のランダム・バックオフ遅延分布から選択
を行い、このため、より高い優先順位クラスでアクセス
を要求する遠隔端末に比べ、要求の成功の可能性は低く
なる。むろん、優先度に応じて、遠隔端末は、その間の
いかなるランダム・バックオフ遅延分布からも選択を行
うことができる。バックオフの後、ステップ６２０にお
いて、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロット
を待ち、次いでステップ６０４に戻って、プロセスを繰
り返す。
テップ６１２において、端末は、変数no_txを１だけ増
分する。ステップ６１４では、no_txをＫiと比較する。
no_txがＫiよりも大きい場合、現アクセス要求は取り下
げられる（ステップ６１６）。再送信の最大数に達して
いない場合、ステップ６１８において、バックオフ・プ
ロセスを実行する。ステップ６１８では、必要な優先順
位クラスまたは遠隔端末に属する優先順位クラスに基づ
いて、遠隔端末は、分布（Ｄi，．．．，Ｄi’）からラ
ンダム・バックオフ遅延を選択する。このため、送信の
優先度が高い場合、遠隔端末は最低のランダム・バック
オフ遅延分布から選択を行い、このため、要求の成功の
可能性が高くなる。すなわち、これより低いクラスより
も再送信が比較的早く行われるように、バックオフ遅延
は比較的短くなっている。送信の優先度が低い場合、遠
隔端末は最高のランダム・バックオフ遅延分布から選択
を行い、このため、より高い優先順位クラスでアクセス
を要求する遠隔端末に比べ、要求の成功の可能性は低く
なる。むろん、優先度に応じて、遠隔端末は、その間の
いかなるランダム・バックオフ遅延分布からも選択を行
うことができる。バックオフの後、ステップ６２０にお
いて、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロット
を待ち、次いでステップ６０４に戻って、プロセスを繰
り返す。
【００４０】ここで図７を参照すると、本発明の第３の
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法７００のフローチャートが示されている。この場合
も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）
にアップリンクで送信するパケットを発生または受信し
た遠隔端末（例えば端末２または４）において実行する
ことは認められよう。図７に示す実施例は、以降、可変
論理チャネルに基づくアクセス優先順位（ＶＬＣＡＰ）
と呼ぶ。一般に、ＶＬＣＡＰ手法では、各加入者にアク
セス優先順位クラスｉを与える。最高の優先順位（クラ
ス０）を有するものは、基地局が構成されている全論理
アクセス・チャネル（例えば１６ｘ８）にアクセス可能
であるが、最低の優先順位のものは、論理アクセス・チ
ャネルの小さいサブセット、例えば８個のタイム・オフ
セットを有する１つのみのプリアンブル・サインにアク
セスすることが許されるのみである。この手法の理論的
根拠は、遠隔端末が選択する際の選択肢である論理アク
セス・チャネル数が多くなれば、アクセス要求が首尾良
く送信されるチャネルを見出す可能性が高くなるという
ことである。
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法７００のフローチャートが示されている。この場合
も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）
にアップリンクで送信するパケットを発生または受信し
た遠隔端末（例えば端末２または４）において実行する
ことは認められよう。図７に示す実施例は、以降、可変
論理チャネルに基づくアクセス優先順位（ＶＬＣＡＰ）
と呼ぶ。一般に、ＶＬＣＡＰ手法では、各加入者にアク
セス優先順位クラスｉを与える。最高の優先順位（クラ
ス０）を有するものは、基地局が構成されている全論理
アクセス・チャネル（例えば１６ｘ８）にアクセス可能
であるが、最低の優先順位のものは、論理アクセス・チ
ャネルの小さいサブセット、例えば８個のタイム・オフ
セットを有する１つのみのプリアンブル・サインにアク
セスすることが許されるのみである。この手法の理論的
根拠は、遠隔端末が選択する際の選択肢である論理アク
セス・チャネル数が多くなれば、アクセス要求が首尾良
く送信されるチャネルを見出す可能性が高くなるという
ことである。
【００４１】図７におけるアクセス優先権の実施例で
は、ステップ７０１において、遠隔端末は、基地局が同
報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメー
タを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータ
とは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス
・チャネル数であるＭ、クラスｉがアクセス可能な論理
アクセス・チャネルの最大数であるＮi（Ｎi＞Ｎi+1お
よびＮ0＝Ｍ）、および、各クラスｉ毎の再送信の試行
の最大数であるＫiである。
は、ステップ７０１において、遠隔端末は、基地局が同
報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメー
タを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータ
とは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス
・チャネル数であるＭ、クラスｉがアクセス可能な論理
アクセス・チャネルの最大数であるＮi（Ｎi＞Ｎi+1お
よびＮ0＝Ｍ）、および、各クラスｉ毎の再送信の試行
の最大数であるＫiである。
【００４２】従って、ステップ７０２では、遠隔端末
は、（それが関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であ
るか否かを判定する。必要であれば、ステップ７０４に
おいて、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｎi）を選択する。すなわち、論理チャ
ネルは、論理チャネル集合から選択されるが、この集合
のサイズは、要求の優先順位クラスに依存する。要求が
最高の優先順位クラスのものである場合、遠隔端末はＭ
個の論理アクセス・チャネル全てから選択を行うことが
できるが、要求の優先順位が低下すると、選択肢である
サブセットのサイズが小さくなる。代替的な実施例で
は、遠隔端末は、図５におけるＲＣＤＡＰ手法に従っ
て、この時点で、ランダム・チップ遅延を格納し次いで
選択することができる。次いで、ステップ７０６におい
て、選択した論理アクセス・チャネル上で、アクセス要
求を送信する。次に、ステップ７０８において、端末
は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信された
か否かを判定する。これは、この場合も、基地局がアク
セス要求承認メッセージを端末に送信することによって
実行すれば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセ
ス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終
了し（ブロック７１０）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおい
て用いられるパケット転送方式に従って、そのパケット
を送信することができる。
は、（それが関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であ
るか否かを判定する。必要であれば、ステップ７０４に
おいて、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｎi）を選択する。すなわち、論理チャ
ネルは、論理チャネル集合から選択されるが、この集合
のサイズは、要求の優先順位クラスに依存する。要求が
最高の優先順位クラスのものである場合、遠隔端末はＭ
個の論理アクセス・チャネル全てから選択を行うことが
できるが、要求の優先順位が低下すると、選択肢である
サブセットのサイズが小さくなる。代替的な実施例で
は、遠隔端末は、図５におけるＲＣＤＡＰ手法に従っ
て、この時点で、ランダム・チップ遅延を格納し次いで
選択することができる。次いで、ステップ７０６におい
て、選択した論理アクセス・チャネル上で、アクセス要
求を送信する。次に、ステップ７０８において、端末
は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信された
か否かを判定する。これは、この場合も、基地局がアク
セス要求承認メッセージを端末に送信することによって
実行すれば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセ
ス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終
了し（ブロック７１０）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおい
て用いられるパケット転送方式に従って、そのパケット
を送信することができる。
【００４３】しかしながら、要求が成功しない場合、ス
テップ７１２において、端末は、変数no_txを１だけ増
分する。ステップ７１４において、no_txをＫiと比較す
る。no_txがＫiより大きい場合、現アクセス要求は取り
下げられる（ステップ７１６）。再送信の最大数に達し
ていない場合、ステップ７１８において、バックオフ・
プロセスを実行する。代替的な実施例では、バックオフ
・プロセスは、図６のステップ６１８で上述したものと
同じである。バックオフの後、ステップ７２０におい
て、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを
待ち、次いでステップ７０４に戻ってプロセスを繰り返
す。
テップ７１２において、端末は、変数no_txを１だけ増
分する。ステップ７１４において、no_txをＫiと比較す
る。no_txがＫiより大きい場合、現アクセス要求は取り
下げられる（ステップ７１６）。再送信の最大数に達し
ていない場合、ステップ７１８において、バックオフ・
プロセスを実行する。代替的な実施例では、バックオフ
・プロセスは、図６のステップ６１８で上述したものと
同じである。バックオフの後、ステップ７２０におい
て、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを
待ち、次いでステップ７０４に戻ってプロセスを繰り返
す。
【００４４】図８を参照すると、本発明の第４の実施例
による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法８
００のフローチャートが示されている。方法８００は、
図７のＶＬＣＡＰ方式の変形であることは理解されよ
う。この変形は、ＶＬＣＡＰ’と呼ばれ、特に、特別な
ＵＭＴＳアクセス・チャネル構造を考慮に入れている。
すなわち、各プリアンブル・サイン毎に８個のタイム・
オフセットがあるとしても、基地局に関連する処理の複
雑さに制限があるために、基地局には８個の並列の処理
装置が存在しない場合がある。例えば、各々が例えば
（ｉth，（ｉ＋４） th）のタイム・オフセットを捕捉す
るようにプログラムされている受信機が４個しか存在し
ない場合がある。しかしながら、タイム・オフセット
は、連続している必要はないことは認められよう。すな
わち、受信機は、受信した最初の４個のタイム・オフセ
ット、例えばタイム・オフセット１、３、５および６を
捕捉すれば良い。このため、ＶＬＣＡＰ’手法によれ
ば、優先度の低いクラスの要求には高い番号のタイム・
オフセットを割り当て、これによって、受信機は最初に
優先度の高いクラスからのアクセス要求を捕捉すること
ができる。すなわち、優先度の高いクラスの場合、これ
には低い番号のタイム・オフセットが割り当てられてお
り（例えば１ないし４）、そこから選択を行い、一方、
優先度の低いクラスには高い番号のタイム・スロットが
割り当てられており（例えば５ないし８）、そこから選
択を行う。従って、優先度の高いアクセス要求は、優先
度の低いアクセス要求に比べ、受信される可能性が高く
なる。
による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法８
００のフローチャートが示されている。方法８００は、
図７のＶＬＣＡＰ方式の変形であることは理解されよ
う。この変形は、ＶＬＣＡＰ’と呼ばれ、特に、特別な
ＵＭＴＳアクセス・チャネル構造を考慮に入れている。
すなわち、各プリアンブル・サイン毎に８個のタイム・
オフセットがあるとしても、基地局に関連する処理の複
雑さに制限があるために、基地局には８個の並列の処理
装置が存在しない場合がある。例えば、各々が例えば
（ｉth，（ｉ＋４） th）のタイム・オフセットを捕捉す
るようにプログラムされている受信機が４個しか存在し
ない場合がある。しかしながら、タイム・オフセット
は、連続している必要はないことは認められよう。すな
わち、受信機は、受信した最初の４個のタイム・オフセ
ット、例えばタイム・オフセット１、３、５および６を
捕捉すれば良い。このため、ＶＬＣＡＰ’手法によれ
ば、優先度の低いクラスの要求には高い番号のタイム・
オフセットを割り当て、これによって、受信機は最初に
優先度の高いクラスからのアクセス要求を捕捉すること
ができる。すなわち、優先度の高いクラスの場合、これ
には低い番号のタイム・オフセットが割り当てられてお
り（例えば１ないし４）、そこから選択を行い、一方、
優先度の低いクラスには高い番号のタイム・スロットが
割り当てられており（例えば５ないし８）、そこから選
択を行う。従って、優先度の高いアクセス要求は、優先
度の低いアクセス要求に比べ、受信される可能性が高く
なる。
【００４５】図８におけるアクセス優先順位の実施例で
は、ステップ８０１において、遠隔端末は、基地局が同
報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメー
タを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータ
とは、プリアンブル・サイン(preamble signature)の最
大数であるＰ（例えばＰ≦１６）、タイム・オフセット
の数であるＴ（例えばＴ＜８）（このため、Ｍは、基地
局が含む処理ユニット数および時分割機能を表す、論理
アクセス・チャネルの合計数（ＰｘＴ）である）、およ
び、各クラスｉ毎の再送信の試行の最大数であるＫiで
ある。
は、ステップ８０１において、遠隔端末は、基地局が同
報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメー
タを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータ
とは、プリアンブル・サイン(preamble signature)の最
大数であるＰ（例えばＰ≦１６）、タイム・オフセット
の数であるＴ（例えばＴ＜８）（このため、Ｍは、基地
局が含む処理ユニット数および時分割機能を表す、論理
アクセス・チャネルの合計数（ＰｘＴ）である）、およ
び、各クラスｉ毎の再送信の試行の最大数であるＫiで
ある。
【００４６】従って、ステップ８０２では、遠隔端末
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であ
るか否かを判定する。必要である場合、ステップ８０４
において、遠隔端末は、（１，．．．，Ｐ）からプリア
ンブルを選択する。次いでステップ８０６では、クラス
ｉについて、遠隔端末は、（Ｔi，．．．，Ｔi’）から
タイム・オフセットを１つ選択する。Ｔi＜Ｔi+1，
Ｔi’＜Ｔi+1’，Ｔ0＝０，Ｔmax’＝８である。例え
ば、クラス０（優先度最高のクラス）は、タイム・オフ
セット０ないしタイム・オフセット４の間の範囲のタイ
ム・オフセット集合から選択を行うことができる。代替
的な実施例では、遠隔端末は、図５におけるＲＣＤＡＰ
手法に従って、この時点で、ランダム・チップ遅延を格
納し、次いで選択することができる。次に、ステップ８
０８において、選択したアクセス・チャネル上でアクセ
ス要求を送信する。
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であ
るか否かを判定する。必要である場合、ステップ８０４
において、遠隔端末は、（１，．．．，Ｐ）からプリア
ンブルを選択する。次いでステップ８０６では、クラス
ｉについて、遠隔端末は、（Ｔi，．．．，Ｔi’）から
タイム・オフセットを１つ選択する。Ｔi＜Ｔi+1，
Ｔi’＜Ｔi+1’，Ｔ0＝０，Ｔmax’＝８である。例え
ば、クラス０（優先度最高のクラス）は、タイム・オフ
セット０ないしタイム・オフセット４の間の範囲のタイ
ム・オフセット集合から選択を行うことができる。代替
的な実施例では、遠隔端末は、図５におけるＲＣＤＡＰ
手法に従って、この時点で、ランダム・チップ遅延を格
納し、次いで選択することができる。次に、ステップ８
０８において、選択したアクセス・チャネル上でアクセ
ス要求を送信する。
【００４７】次に、ステップ８１０において、端末は、
アクセス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否
かを判定する。これは、この場合も、基地局がアクセス
要求承認メッセージを端末に送信することによって実行
すれば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセス要
求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終了し
（ブロック８１２）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用
いられるパケット転送方式に従って、そのパケットを送
信することができる。
アクセス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否
かを判定する。これは、この場合も、基地局がアクセス
要求承認メッセージを端末に送信することによって実行
すれば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセス要
求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終了し
（ブロック８１２）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用
いられるパケット転送方式に従って、そのパケットを送
信することができる。
【００４８】しかしながら、要求が成功しなかった場
合、ステップ８１４において、端末は、変数no_txを１
だけ増分する。ステップ８１６において、no_txをＫiと
比較する。no_txがＫiよりも大きい場合、現アクセス要
求は取り下げられる（ステップ８０８）。再送信の最大
数に達していない場合、ステップ８２０において、バッ
クオフ・プロセスを実行する。代替的な実施例では、バ
ックオフ・プロセスは、図６のステップ６１８において
上述したものと同じである。バックオフの後、ステップ
８２２において、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス
・スロットを待ち、次いでステップ８０４に戻って、プ
ロセスを繰り返す。
合、ステップ８１４において、端末は、変数no_txを１
だけ増分する。ステップ８１６において、no_txをＫiと
比較する。no_txがＫiよりも大きい場合、現アクセス要
求は取り下げられる（ステップ８０８）。再送信の最大
数に達していない場合、ステップ８２０において、バッ
クオフ・プロセスを実行する。代替的な実施例では、バ
ックオフ・プロセスは、図６のステップ６１８において
上述したものと同じである。バックオフの後、ステップ
８２２において、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス
・スロットを待ち、次いでステップ８０４に戻って、プ
ロセスを繰り返す。
【００４９】ここで図９を参照すると、本発明の第５の
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法９００のフローチャートが示されている。この場合
も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）
にアップリンクされるパケットを発生または受信した遠
隔端末（例えば端末２または４）において実行すること
は理解されよう。図９に示す実施例は、以降、確率に基
づくアクセス優先順位（ＰＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、Ｐ
ＢＡＰ手法では、各加入者にアクセス優先順位クラスｉ
を与える。各アクセス優先順位クラスｉは、ある確率Ｐ
iを有するアクセス要求を送信することができるのみで
ある。最高の優先度（クラス０）を有するものは、アク
セス要求を有する場合はいつでも、それらのアクセス要
求を常に送信する。例えば、Ｐ0＝１（高い優先度）で
あり、Ｐ1＝０．５（低い優先度）である。また、各々
のアクセス優先順位クラスは、再試行の最大数が異な
る。アクセス優先度の低いクラスは、再試行の最大数が
小さい。
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法９００のフローチャートが示されている。この場合
も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）
にアップリンクされるパケットを発生または受信した遠
隔端末（例えば端末２または４）において実行すること
は理解されよう。図９に示す実施例は、以降、確率に基
づくアクセス優先順位（ＰＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、Ｐ
ＢＡＰ手法では、各加入者にアクセス優先順位クラスｉ
を与える。各アクセス優先順位クラスｉは、ある確率Ｐ
iを有するアクセス要求を送信することができるのみで
ある。最高の優先度（クラス０）を有するものは、アク
セス要求を有する場合はいつでも、それらのアクセス要
求を常に送信する。例えば、Ｐ0＝１（高い優先度）で
あり、Ｐ1＝０．５（低い優先度）である。また、各々
のアクセス優先順位クラスは、再試行の最大数が異な
る。アクセス優先度の低いクラスは、再試行の最大数が
小さい。
【００５０】図９におけるアクセス優先順位の実施例で
は、ステップ９０１において、遠隔端末は、基地局が同
報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメー
タを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータ
とは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス
・チャネル数であるＭ、各クラスｉ毎の確率Ｐi、およ
び、クラスｉに関連する送信の試行の最大数であるＫi
である。ここで、Ｐi＝１およびＰi＜Ｐi+1，Ｋ0＝Ｋ
maxおよびＫi+1＜Ｋiである。
は、ステップ９０１において、遠隔端末は、基地局が同
報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメー
タを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータ
とは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス
・チャネル数であるＭ、各クラスｉ毎の確率Ｐi、およ
び、クラスｉに関連する送信の試行の最大数であるＫi
である。ここで、Ｐi＝１およびＰi＜Ｐi+1，Ｋ0＝Ｋ
maxおよびＫi+1＜Ｋiである。
【００５１】従って、ステップ９０２では、遠隔端末
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信べきパ
ケットの受信のために新たなアクセス要求が必要である
か否かを判定する。必要であれば、ステップ９０４にお
いて、遠隔端末は、変数no_tx＝０に設定する。これ
は、再送信試行変数である。次いで、ステップ９０６で
は、遠隔端末は、ｘ＞（１−Ｐi）であるか否かを判定
する。ｘは、０と１との間に均一に分散するランダム変
数であることは認められよう。ｘが（１−Ｐi）以下で
あれば、遠隔端末は、ステップ９０８において、次の利
用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ９
０４に戻ってプロセスを繰り返す。ｘ＞（１−Ｐi）で
あれば、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ９１
２において、選択した論理アクセス・チャネル上でアク
セス要求を送信する。次に、ステップ９１４において、
端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信さ
れたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局が
アクセス要求承認メッセージを端末に送信することによ
って行えば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセ
ス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終
了し（ブロック９１６）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおい
て用いられるパケット転送方式に従って、そのパケット
を送信することができる。
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信べきパ
ケットの受信のために新たなアクセス要求が必要である
か否かを判定する。必要であれば、ステップ９０４にお
いて、遠隔端末は、変数no_tx＝０に設定する。これ
は、再送信試行変数である。次いで、ステップ９０６で
は、遠隔端末は、ｘ＞（１−Ｐi）であるか否かを判定
する。ｘは、０と１との間に均一に分散するランダム変
数であることは認められよう。ｘが（１−Ｐi）以下で
あれば、遠隔端末は、ステップ９０８において、次の利
用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ９
０４に戻ってプロセスを繰り返す。ｘ＞（１−Ｐi）で
あれば、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ９１
２において、選択した論理アクセス・チャネル上でアク
セス要求を送信する。次に、ステップ９１４において、
端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信さ
れたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局が
アクセス要求承認メッセージを端末に送信することによ
って行えば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセ
ス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終
了し（ブロック９１６）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおい
て用いられるパケット転送方式に従って、そのパケット
を送信することができる。
【００５２】しかしながら、要求が成功しない場合、ス
テップ９１８において、端末は、変数no_txを１だけ増
分する。ステップ９２０では、no_txをＫiと比較する。
no_txがＫiよりも大きい場合、現アクセス要求は取り下
げられる（ステップ９２２）。再送信の最大数に達して
いない場合、ステップ９２４において、バックオフ・プ
ロセスを実行する。代替的な実施例では、バックオフ・
プロセスは、図６のステップ６１８ステップにおいて上
述したものと同じである。バックオフの後、遠隔端末
は、ステップ９０８において、次の利用可能なアクセス
・スロットを待ち、次いでステップ９０４に戻って、プ
ロセスを繰り返す。
テップ９１８において、端末は、変数no_txを１だけ増
分する。ステップ９２０では、no_txをＫiと比較する。
no_txがＫiよりも大きい場合、現アクセス要求は取り下
げられる（ステップ９２２）。再送信の最大数に達して
いない場合、ステップ９２４において、バックオフ・プ
ロセスを実行する。代替的な実施例では、バックオフ・
プロセスは、図６のステップ６１８ステップにおいて上
述したものと同じである。バックオフの後、遠隔端末
は、ステップ９０８において、次の利用可能なアクセス
・スロットを待ち、次いでステップ９０４に戻って、プ
ロセスを繰り返す。
【００５３】ここで図１０を参照すると、本発明の第６
の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制
御方法１０００のフローチャートが示されている。この
方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップ
リンクされるパケットを発生または受信した遠隔端末
（例えば端末２または４）において実行することは理解
されよう。図１０に示す実施例は、以降、再送信に基づ
くアクセス優先順位（ＲＥＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、Ｒ
ＥＢＡＰ手法では、全てのアクセス要求が、それに関連
するアクセス・パケット優先順位（ＡＰＰ）を有すると
仮定する。ＲＥＢＡＰ方式では、再送信されるアクセス
要求に、新たなアクセス要求よりも高い優先度を与え
る。かかる機構は、全ての成功した試行に対して、より
小さい平均アクセス遅延よりも、より小さい９５thまた
は９９th百分位数アクセス遅延を必要とするいくつかの
用途には魅力的である。全ての新たなアクセス要求に
は、最低のＡＰＰクラス（ｎmax−１）が与えられる。
次いで、それらの優先度を、再送信数に基づいて動的に
調節する。アクセス・パケットは、Ｍ個の論理アクセス
・チャネル全てにアクセス可能であるが、アクセス・パ
ケット優先順位クラスに応じて、異なるランダム・チッ
プ遅延を選択する。最低のＡＰＰクラスは、最高の平均
ランダム・チップ遅延分布から選択を行う。失敗し、再
送信を必要とするアクセス要求は、それらのＡＰＰクラ
スを調節することが好ましい。ＡＰＰ機構に加えて、ア
クセス・サービス優先順位（Ａccess Ｓervice Ｐriori
ty：ＡＳＰ）クラスも規定し得ることを注記しておく。
最高のＡＳＰ、例えばクラス０を有する要求は、各々の
再試行の度に、失敗したアクセス要求のＡＰＰを自動的
に増大させる。ＡＳＰがこれより低い場合は、失敗した
試行のＡＰＰの調節を積極的に行わない。例えば、ＡＳ
Ｐクラス１は、２度の失敗後に初めてアクセス要求のＡ
ＰＰを増大し得る。
の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制
御方法１０００のフローチャートが示されている。この
方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップ
リンクされるパケットを発生または受信した遠隔端末
（例えば端末２または４）において実行することは理解
されよう。図１０に示す実施例は、以降、再送信に基づ
くアクセス優先順位（ＲＥＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、Ｒ
ＥＢＡＰ手法では、全てのアクセス要求が、それに関連
するアクセス・パケット優先順位（ＡＰＰ）を有すると
仮定する。ＲＥＢＡＰ方式では、再送信されるアクセス
要求に、新たなアクセス要求よりも高い優先度を与え
る。かかる機構は、全ての成功した試行に対して、より
小さい平均アクセス遅延よりも、より小さい９５thまた
は９９th百分位数アクセス遅延を必要とするいくつかの
用途には魅力的である。全ての新たなアクセス要求に
は、最低のＡＰＰクラス（ｎmax−１）が与えられる。
次いで、それらの優先度を、再送信数に基づいて動的に
調節する。アクセス・パケットは、Ｍ個の論理アクセス
・チャネル全てにアクセス可能であるが、アクセス・パ
ケット優先順位クラスに応じて、異なるランダム・チッ
プ遅延を選択する。最低のＡＰＰクラスは、最高の平均
ランダム・チップ遅延分布から選択を行う。失敗し、再
送信を必要とするアクセス要求は、それらのＡＰＰクラ
スを調節することが好ましい。ＡＰＰ機構に加えて、ア
クセス・サービス優先順位（Ａccess Ｓervice Ｐriori
ty：ＡＳＰ）クラスも規定し得ることを注記しておく。
最高のＡＳＰ、例えばクラス０を有する要求は、各々の
再試行の度に、失敗したアクセス要求のＡＰＰを自動的
に増大させる。ＡＳＰがこれより低い場合は、失敗した
試行のＡＰＰの調節を積極的に行わない。例えば、ＡＳ
Ｐクラス１は、２度の失敗後に初めてアクセス要求のＡ
ＰＰを増大し得る。
【００５４】図１０のアクセス優先順位の実施例では、
ステップ１００１において、遠隔端末は、基地局が同報
通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータ
を受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータと
は、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・
チャネル数であるＭ、および各クラスｉ毎のＡＰＰであ
る。ＡＰＰは、２つの数、すなわち各クラスｉ毎の再試
行の最大数であるＫiと、各クラスｉ毎のランダム・チ
ップ遅延を表すＲＮiとに関連する。また、ＡＰＰは、
０，．．．，ｎmax−１の範囲であると仮定され、０
が、より高い優先度を有する。ＡＳＰを用いる場合、パ
ラメータＡＳＰおよびＳjも、基地局によって送信し、
遠隔端末によって受信および格納する。Ｓjは、クラス
ｊからのアクセス要求のＡＰＰを更新する前にクラスｊ
に必要な再送信の数を表す。このため、ＫiはＡＰＰ優
先順位クラスに関連し、ＳjはＡＳＰ優先順位クラスに
関連する。例えば、ＡＳＰ＝０，１，２であり、Ｓ0＝
１，Ｓ1＝３，Ｓ2＝５である。
ステップ１００１において、遠隔端末は、基地局が同報
通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータ
を受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータと
は、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・
チャネル数であるＭ、および各クラスｉ毎のＡＰＰであ
る。ＡＰＰは、２つの数、すなわち各クラスｉ毎の再試
行の最大数であるＫiと、各クラスｉ毎のランダム・チ
ップ遅延を表すＲＮiとに関連する。また、ＡＰＰは、
０，．．．，ｎmax−１の範囲であると仮定され、０
が、より高い優先度を有する。ＡＳＰを用いる場合、パ
ラメータＡＳＰおよびＳjも、基地局によって送信し、
遠隔端末によって受信および格納する。Ｓjは、クラス
ｊからのアクセス要求のＡＰＰを更新する前にクラスｊ
に必要な再送信の数を表す。このため、ＫiはＡＰＰ優
先順位クラスに関連し、ＳjはＡＳＰ優先順位クラスに
関連する。例えば、ＡＳＰ＝０，１，２であり、Ｓ0＝
１，Ｓ1＝３，Ｓ2＝５である。
【００５５】従って、ステップ１００２では、遠隔端末
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信べきパ
ケットの受信のために新たなアクセス要求が必要である
か否かを判定する。必要であれば、ステップ１００４に
おいて、遠隔端末は、ＡＰＰ＝ｎmax−１，ＡＳＰ＝
ｊ，no_tx＝０，およびａｄｊ＝０（ａｄｊについては
以下で説明する）に設定する。次いで、ステップ１００
６では、遠隔端末は、分布（ＲＮi，．．．，ＲＮi’）
からランダム・チップ遅延を選択する。ステップ１００
８において、遠隔端末は論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ１０
１０において、チップ遅延に従って、選択した論理アク
セス・チャネル上でアクセス要求を送信する。次に、ス
テップ１０１２において、端末は、アクセス要求が基地
局によって首尾良く受信されたか否かを判定する。これ
は、この場合も、基地局がアクセス要求承認メッセージ
を端末に送信することによって行えば良い（図１１のス
テップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、アク
セス優先順位制御方法は終了し（ブロック１０１４）、
遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用いられるパケット転送
方式に従って、そのパケットを送信することができる。
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信べきパ
ケットの受信のために新たなアクセス要求が必要である
か否かを判定する。必要であれば、ステップ１００４に
おいて、遠隔端末は、ＡＰＰ＝ｎmax−１，ＡＳＰ＝
ｊ，no_tx＝０，およびａｄｊ＝０（ａｄｊについては
以下で説明する）に設定する。次いで、ステップ１００
６では、遠隔端末は、分布（ＲＮi，．．．，ＲＮi’）
からランダム・チップ遅延を選択する。ステップ１００
８において、遠隔端末は論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ１０
１０において、チップ遅延に従って、選択した論理アク
セス・チャネル上でアクセス要求を送信する。次に、ス
テップ１０１２において、端末は、アクセス要求が基地
局によって首尾良く受信されたか否かを判定する。これ
は、この場合も、基地局がアクセス要求承認メッセージ
を端末に送信することによって行えば良い（図１１のス
テップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、アク
セス優先順位制御方法は終了し（ブロック１０１４）、
遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用いられるパケット転送
方式に従って、そのパケットを送信することができる。
【００５６】しかしながら、要求が成功しない場合、ス
テップ１０１６において、端末は、変数no_txおよびａ
ｄｊを１だけ増分する。変数no_txは、遠隔端末がアク
セス要求を送信した回数を表し、ａｄｊは、Ｓjに到達
したか否かをチェックするために用いる変数を表す。ス
テップ１０１８では、no_txをＫiと比較する。no_txが
Ｋi以上である場合、現アクセス要求は取り下げられる
（ステップ１０２０）。しかしながら、no_txがＫi以下
である場合、遠隔端末は、ａｄｊがＳj以上であるか否
かを判定する（ステップ１０２２）。ａｄｊがＳj以上
でない場合、ＡＰＰはステップ１００４において設定さ
れたのと同じ値に留まる。次いで、ステップ１０２４に
おいて、バックオフ・プロセスを実行する。バックオフ
・プロセスは、図６のステップ６１８ステップにおいて
上述したものと同じとすれば良い。バックオフの後、ス
テップ１０２６において、遠隔端末は、次の利用可能な
アクセス・スロットを待ち、次いでステップ１００６に
戻って、プロセスを繰り返す。しかしながら、ａｄｊが
Ｓj以上である場合、ＡＰＰを１だけ減少させ（ＡＰＰ
＝ｎ−１）、これによって、再送信される要求の優先度
を上げる（ステップ１０２８）。また、ステップ１０２
８において、ａｄｊをゼロにリセットする。次いで、ス
テップ１０２４において、バックオフ・プロセスを実行
する。バックオフの後、ステップ１０２６において、遠
隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、
次いでステップ１００６に戻り、プロセスを繰り返す。
テップ１０１６において、端末は、変数no_txおよびａ
ｄｊを１だけ増分する。変数no_txは、遠隔端末がアク
セス要求を送信した回数を表し、ａｄｊは、Ｓjに到達
したか否かをチェックするために用いる変数を表す。ス
テップ１０１８では、no_txをＫiと比較する。no_txが
Ｋi以上である場合、現アクセス要求は取り下げられる
（ステップ１０２０）。しかしながら、no_txがＫi以下
である場合、遠隔端末は、ａｄｊがＳj以上であるか否
かを判定する（ステップ１０２２）。ａｄｊがＳj以上
でない場合、ＡＰＰはステップ１００４において設定さ
れたのと同じ値に留まる。次いで、ステップ１０２４に
おいて、バックオフ・プロセスを実行する。バックオフ
・プロセスは、図６のステップ６１８ステップにおいて
上述したものと同じとすれば良い。バックオフの後、ス
テップ１０２６において、遠隔端末は、次の利用可能な
アクセス・スロットを待ち、次いでステップ１００６に
戻って、プロセスを繰り返す。しかしながら、ａｄｊが
Ｓj以上である場合、ＡＰＰを１だけ減少させ（ＡＰＰ
＝ｎ−１）、これによって、再送信される要求の優先度
を上げる（ステップ１０２８）。また、ステップ１０２
８において、ａｄｊをゼロにリセットする。次いで、ス
テップ１０２４において、バックオフ・プロセスを実行
する。バックオフの後、ステップ１０２６において、遠
隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、
次いでステップ１００６に戻り、プロセスを繰り返す。
【００５７】本発明のアクセス優先順位方法論の使用
は、本明細書中に記載したように、様々な用途において
有益かつ有利であり得ることが認められよう。以下は、
かかる用途のいくつかの例を示すに過ぎない。既存の無
線アクセス・システムでは、緊急のニーズを有するユー
ザに対し、他のタイプのユーザよりも高い優先度でアク
セスを得ることを可能にするための対応は行われていな
い。本発明によるアクセス優先順位の１つの可能な実施
例は、緊急のユーザのみがアクセス可能であるように、
いくつかの論理アクセス・チャネルを予約することであ
る。別の状況では、サービス・プロバイダは、本発明に
従って、カスタマが支払うサービス料金に基づいて、異
なるタイプのカスタマを差別化することができる。ＣＥ
Ｏは、アクセス遅延を小さくすることを望む場合がある
ので、彼のメッセージを、他よりも速くネットワークを
通過可能とすることができる。好ましくは、このサービ
スをサービス優先順位と組み合わせて、ユーザがより優
れた端末の遅延を認知することができるようにする。ま
た、いくつかの実時間サービス、例えば対話式の映像に
対するアクセス遅延を小さくするために、本発明のアク
セス優先順位機構を用いて、この目的を達成することが
できる。更に、本発明は、ＵＭＴＳ ＭＡＣに含まれる
新たなアクセス機構を提供する。アクセス優先順位をス
ケジューリング・アルゴリズムと共に用いて、サービス
料金、緊急のニーズ、または遅延要求のいずれかに基づ
いた様々なサービスの質をカスタマに提供することがで
きる。
は、本明細書中に記載したように、様々な用途において
有益かつ有利であり得ることが認められよう。以下は、
かかる用途のいくつかの例を示すに過ぎない。既存の無
線アクセス・システムでは、緊急のニーズを有するユー
ザに対し、他のタイプのユーザよりも高い優先度でアク
セスを得ることを可能にするための対応は行われていな
い。本発明によるアクセス優先順位の１つの可能な実施
例は、緊急のユーザのみがアクセス可能であるように、
いくつかの論理アクセス・チャネルを予約することであ
る。別の状況では、サービス・プロバイダは、本発明に
従って、カスタマが支払うサービス料金に基づいて、異
なるタイプのカスタマを差別化することができる。ＣＥ
Ｏは、アクセス遅延を小さくすることを望む場合がある
ので、彼のメッセージを、他よりも速くネットワークを
通過可能とすることができる。好ましくは、このサービ
スをサービス優先順位と組み合わせて、ユーザがより優
れた端末の遅延を認知することができるようにする。ま
た、いくつかの実時間サービス、例えば対話式の映像に
対するアクセス遅延を小さくするために、本発明のアク
セス優先順位機構を用いて、この目的を達成することが
できる。更に、本発明は、ＵＭＴＳ ＭＡＣに含まれる
新たなアクセス機構を提供する。アクセス優先順位をス
ケジューリング・アルゴリズムと共に用いて、サービス
料金、緊急のニーズ、または遅延要求のいずれかに基づ
いた様々なサービスの質をカスタマに提供することがで
きる。
【００５８】添付図面を参照して、本発明の例示的な実
施例をここに記載してきたが、本発明はこれらの明確な
実施例に限定されるわけではなく、本発明の範囲および
精神から逸脱することなく、当業者によって様々な他の
変更および変形が実施可能であることは理解されよう。
例えば、フローチャートに示した実施例のいくつかの変
形を上述したが、本発明は、いずれかの実施例またはそ
の変形を、１つ以上の他の実施例またはその変形と組み
合わせることを考慮していることは認められよう。
施例をここに記載してきたが、本発明はこれらの明確な
実施例に限定されるわけではなく、本発明の範囲および
精神から逸脱することなく、当業者によって様々な他の
変更および変形が実施可能であることは理解されよう。
例えば、フローチャートに示した実施例のいくつかの変
形を上述したが、本発明は、いずれかの実施例またはそ
の変形を、１つ以上の他の実施例またはその変形と組み
合わせることを考慮していることは認められよう。
【００５９】
【ＯＤＭＡＦＱ ＭＡＣプロトコル動作】ＯＤＭＡＦＱ
ＭＡＣプロトコルの全体的な動作を、図１２Ａおよび１
２Ｂのフローチャートに示す。図１２Ａは、遠隔ホスト
（端末）から見たものである。アップリンク送信のパワ
ー・レベルを確立した（１２１０）後、遠隔ホストは、
アップリンク初期競合に関与し（１２１５）、この間
に、送出すべきパケットを有する各遠隔は、ＡＰ（基地
局）にアクセス要求を送出する。これらのアクセス要求
のいくつかが同一の予約ミニスロット内に提示されてい
るために衝突すると（１２２０）、衝突している遠隔ホ
ストはアップリンク競合解消に関与する（１２２５）。
その他の場合、ＡＰは先に進んで、アクセスを要求する
遠隔ホスト間にアップリンク帯域幅を割り当て（１２３
０）、その後、それ自身のダウンリンク送信のための帯
域幅を割り当てる（１２３５）。各遠隔ホストは、後続
のダウンリンク送信の間に送信許可を受信し（１２３
７）、これを受信すると、そのキューから待機中のパケ
ットを送信する。遠隔におけるキューがその時点で空で
ない場合（１２３８）、遠隔は戻って別の送信許可を待
ち（１２３７）、その他の場合には新たなパケットの到
着を待つ（１２３９）。
ＭＡＣプロトコルの全体的な動作を、図１２Ａおよび１
２Ｂのフローチャートに示す。図１２Ａは、遠隔ホスト
（端末）から見たものである。アップリンク送信のパワ
ー・レベルを確立した（１２１０）後、遠隔ホストは、
アップリンク初期競合に関与し（１２１５）、この間
に、送出すべきパケットを有する各遠隔は、ＡＰ（基地
局）にアクセス要求を送出する。これらのアクセス要求
のいくつかが同一の予約ミニスロット内に提示されてい
るために衝突すると（１２２０）、衝突している遠隔ホ
ストはアップリンク競合解消に関与する（１２２５）。
その他の場合、ＡＰは先に進んで、アクセスを要求する
遠隔ホスト間にアップリンク帯域幅を割り当て（１２３
０）、その後、それ自身のダウンリンク送信のための帯
域幅を割り当てる（１２３５）。各遠隔ホストは、後続
のダウンリンク送信の間に送信許可を受信し（１２３
７）、これを受信すると、そのキューから待機中のパケ
ットを送信する。遠隔におけるキューがその時点で空で
ない場合（１２３８）、遠隔は戻って別の送信許可を待
ち（１２３７）、その他の場合には新たなパケットの到
着を待つ（１２３９）。
【００６０】図１２Ｂに示すように、ＡＰは、受信した
競合解消スロットにおける活動を監視する（１２６
０）。成功したアクセス要求を受信すると（１２６
５）、ＡＰは、予約承認（ＡＣＫnowledgement）を送出
し（１２７０）、新たに成功した遠隔をスケジュール・
リストに加える（１２７５）。新たな成功アクセス要求
があろうとなかろうと（１２６５）、スケジュール・リ
ストが空でない限り、ＡＰはアップリンク・データスロ
ットも監視し（１２８０）、送信が成功したパケットを
受信すると（１２８５）、データＡＣＫにより応答する
（１２９０）。次いで、ＡＰは、そのダウンリンク・パ
ケットをスケジュールし（１２４０）、競合が成功した
遠隔ホストのアップリンク送信をスケジュールし（１２
４５）、関連する送信許可を発行し（１２５０）、次い
でダウンリンク・データ・パケットを送信し（１２５
５）、その後、競合解消スロットにおける活動の監視に
戻る（１２６０）。
競合解消スロットにおける活動を監視する（１２６
０）。成功したアクセス要求を受信すると（１２６
５）、ＡＰは、予約承認（ＡＣＫnowledgement）を送出
し（１２７０）、新たに成功した遠隔をスケジュール・
リストに加える（１２７５）。新たな成功アクセス要求
があろうとなかろうと（１２６５）、スケジュール・リ
ストが空でない限り、ＡＰはアップリンク・データスロ
ットも監視し（１２８０）、送信が成功したパケットを
受信すると（１２８５）、データＡＣＫにより応答する
（１２９０）。次いで、ＡＰは、そのダウンリンク・パ
ケットをスケジュールし（１２４０）、競合が成功した
遠隔ホストのアップリンク送信をスケジュールし（１２
４５）、関連する送信許可を発行し（１２５０）、次い
でダウンリンク・データ・パケットを送信し（１２５
５）、その後、競合解消スロットにおける活動の監視に
戻る（１２６０）。
【００６１】任意選択のチャネル保持機構を用意し、こ
れによって、アクセス・ポイントが帯域幅の予約を解除
することなく、短期間の間、各キューが空の状態に留ま
ることが可能であることが望ましい場合がある。これに
よって、優先度の高いユーザが、基地局の予約が解除さ
れる前に、割り当てられた時間量の間だけ、基地局が予
約した帯域幅リストに留まることが可能となり、チャネ
ル予約に必要なあらゆるセットアップ・シグナリング・
メッセージ送出を回避することによって、実時間パケッ
トの待ち時間の短縮化を促進する（すなわち、音声通信
のように時間に敏感なデータ・パケットについて、遅延
がほとんどまたは全くない）。この機構を利用して、キ
ューが空である場合、無線モデムにおいてタイマをトリ
ガする。このタイマが切れる前に新たなパケットが無線
モデムに到着する限り、無線モデムは新たなアクセス要
求を行う必要はない。ＡＰにおいて、この機構をオンす
ると、無線モデムからの最新のアップリンク・データ送
信によってキューが空であることが示されたとしても、
ＡＰは、１つおきのアップリンク・フレーム毎に、この
特定の無線モデムに対して、１つのデータ・スロットの
送信許可を割り当てる。また、ＡＰもタイマを始動す
る。タイマが切れ、ＡＰがその無線モデムから新たなパ
ケットを受信していない場合、ＡＰは予約帯域幅リスト
からこの無線モデムを除去する。このチャネル保持機構
は、帯域幅予約プロセスが完了するまでに一定の時間を
必要とする場合には特に有用であり、実時間パケット
が、連続的に到着しないが、各データ・パケット毎に競
合によって別個の帯域幅予約要求を認めるほどには離れ
ていない場合に、その待ち時間を短くすることができ
る。しかしながら、このチャネル保持機構を必要としな
いバースト的なソースについては、パケットが到着して
空のバッファを見出した場合、モデムはなお、競合ミニ
スロットの１つによって、アクセス要求をＡＰに送出す
る。
れによって、アクセス・ポイントが帯域幅の予約を解除
することなく、短期間の間、各キューが空の状態に留ま
ることが可能であることが望ましい場合がある。これに
よって、優先度の高いユーザが、基地局の予約が解除さ
れる前に、割り当てられた時間量の間だけ、基地局が予
約した帯域幅リストに留まることが可能となり、チャネ
ル予約に必要なあらゆるセットアップ・シグナリング・
メッセージ送出を回避することによって、実時間パケッ
トの待ち時間の短縮化を促進する（すなわち、音声通信
のように時間に敏感なデータ・パケットについて、遅延
がほとんどまたは全くない）。この機構を利用して、キ
ューが空である場合、無線モデムにおいてタイマをトリ
ガする。このタイマが切れる前に新たなパケットが無線
モデムに到着する限り、無線モデムは新たなアクセス要
求を行う必要はない。ＡＰにおいて、この機構をオンす
ると、無線モデムからの最新のアップリンク・データ送
信によってキューが空であることが示されたとしても、
ＡＰは、１つおきのアップリンク・フレーム毎に、この
特定の無線モデムに対して、１つのデータ・スロットの
送信許可を割り当てる。また、ＡＰもタイマを始動す
る。タイマが切れ、ＡＰがその無線モデムから新たなパ
ケットを受信していない場合、ＡＰは予約帯域幅リスト
からこの無線モデムを除去する。このチャネル保持機構
は、帯域幅予約プロセスが完了するまでに一定の時間を
必要とする場合には特に有用であり、実時間パケット
が、連続的に到着しないが、各データ・パケット毎に競
合によって別個の帯域幅予約要求を認めるほどには離れ
ていない場合に、その待ち時間を短くすることができ
る。しかしながら、このチャネル保持機構を必要としな
いバースト的なソースについては、パケットが到着して
空のバッファを見出した場合、モデムはなお、競合ミニ
スロットの１つによって、アクセス要求をＡＰに送出す
る。
【００６２】図１３Ａは、アクセス制御方法の実施例を
示す。各アップリンク・フレームに、Ｎ個の競合予約ミ
ニスロットを構成する（１３１０）。Ｎ個のタイム・ス
ロットは、複数のアクセス優先順位クラスに組織されて
おり、各クラスは異なる優先度を有する。ＡＰは、ｍ個
のアクセス優先順位クラスを可能とするように構成され
ている（１３１５）。各々のアクセス優先順位クラスｉ
の遠隔ホストは、１つの競合ミニスロットをランダムに
選択し（１３２０）、アクセス要求を送信する。選択さ
れた競合ミニスロットは、１ないしＮiの範囲にあり、
ここで、Ｎ(i+1)＜ＮiおよびＮ1＝Ｎである。基地局
は、アクセス要求を受信し（１３２５）、受信した競合
ミニスロットを順次調べる。現在調べられているミニス
ロットが未衝突の要求を含む場合（１３３０）、ＡＰ
は、未衝突のアクセス要求に対応する遠隔ホストにアク
セスを与える（１８３５）。現在調べられているミニス
ロットが衝突した要求を含む場合（１３３０）、ＡＰは
ＡＣＫを送出せず、関連する遠隔ノードに、コンフリク
ト解消を実行させる（１３４０）。コンフリクト解消期
間の後、ＡＰは、コンフリクトに勝利した遠隔ホストに
アクセスを与える（１３４５）。その間、他に調べるべ
きミニスロットが残っている場合（１３５０）、ＡＰは
ミニスロットの衝突について調べ続けて（１３３０）、
成功した要求元のホストにアクセスを与える（１３３
５）か、またはコンフリクト解消の結果を待つ（１３４
０）。
示す。各アップリンク・フレームに、Ｎ個の競合予約ミ
ニスロットを構成する（１３１０）。Ｎ個のタイム・ス
ロットは、複数のアクセス優先順位クラスに組織されて
おり、各クラスは異なる優先度を有する。ＡＰは、ｍ個
のアクセス優先順位クラスを可能とするように構成され
ている（１３１５）。各々のアクセス優先順位クラスｉ
の遠隔ホストは、１つの競合ミニスロットをランダムに
選択し（１３２０）、アクセス要求を送信する。選択さ
れた競合ミニスロットは、１ないしＮiの範囲にあり、
ここで、Ｎ(i+1)＜ＮiおよびＮ1＝Ｎである。基地局
は、アクセス要求を受信し（１３２５）、受信した競合
ミニスロットを順次調べる。現在調べられているミニス
ロットが未衝突の要求を含む場合（１３３０）、ＡＰ
は、未衝突のアクセス要求に対応する遠隔ホストにアク
セスを与える（１８３５）。現在調べられているミニス
ロットが衝突した要求を含む場合（１３３０）、ＡＰは
ＡＣＫを送出せず、関連する遠隔ノードに、コンフリク
ト解消を実行させる（１３４０）。コンフリクト解消期
間の後、ＡＰは、コンフリクトに勝利した遠隔ホストに
アクセスを与える（１３４５）。その間、他に調べるべ
きミニスロットが残っている場合（１３５０）、ＡＰは
ミニスロットの衝突について調べ続けて（１３３０）、
成功した要求元のホストにアクセスを与える（１３３
５）か、またはコンフリクト解消の結果を待つ（１３４
０）。
【００６３】図１３Ｂは、アクセス制御方法の代替的な
実施例を示すフローチャートである。Ｎ個のミニスロッ
トを、各々が異なる優先度を有する複数のアクセス優先
順位クラスに組織する。各アップリンク・フレームに、
Ｎ個の競合予約ミニスロットを構成する（１３１０）。
Ｎ個のミニスロットを、各々が異なる優先度を有する複
数のアクセス優先順位クラスに組織する。ＡＰは、ｍ個
のアクセス優先順位クラスを可能とするように構成する
（１３１５）。アクセス優先順位クラスｉおよび０に等
しいスタック・レベルを有する各遠隔ホストは、確率Ｐ
iのアクセス要求を送信する。ここで、Ｐ(i+1)＜Ｐiお
よびＰ1＝１である（１３６０）。基地局は、アクセス
要求を受信し（１３２５）、受信した競合ミニスロット
を順次調べる。現在調べられているミニスロットが未衝
突の要求を含む場合（１３３０）、ＡＰは、未衝突のア
クセス要求に対応する遠隔ホストにアクセスを与える
（１３３５）。現在調べられているミニスロットが衝突
した要求を含む場合（１３３０）、ＡＰはＡＣＫを送出
せず、関連する遠隔ノードに、コンフリクト解消を実行
させる（１３４０）。コンフリクト解消期間の後、ＡＰ
はコンフリクトに勝利した遠隔ホストにアクセスを与え
る（１３４５）。他に調べるべきミニスロットが残って
いる場合（１３５０）、ＡＰはミニスロットの衝突を調
べ続け（１３３０）、成功した要求元のホストにアクセ
スを与える（１３３５）か、またはコンフリクト解消の
結果を待つ（１３４０）。
実施例を示すフローチャートである。Ｎ個のミニスロッ
トを、各々が異なる優先度を有する複数のアクセス優先
順位クラスに組織する。各アップリンク・フレームに、
Ｎ個の競合予約ミニスロットを構成する（１３１０）。
Ｎ個のミニスロットを、各々が異なる優先度を有する複
数のアクセス優先順位クラスに組織する。ＡＰは、ｍ個
のアクセス優先順位クラスを可能とするように構成する
（１３１５）。アクセス優先順位クラスｉおよび０に等
しいスタック・レベルを有する各遠隔ホストは、確率Ｐ
iのアクセス要求を送信する。ここで、Ｐ(i+1)＜Ｐiお
よびＰ1＝１である（１３６０）。基地局は、アクセス
要求を受信し（１３２５）、受信した競合ミニスロット
を順次調べる。現在調べられているミニスロットが未衝
突の要求を含む場合（１３３０）、ＡＰは、未衝突のア
クセス要求に対応する遠隔ホストにアクセスを与える
（１３３５）。現在調べられているミニスロットが衝突
した要求を含む場合（１３３０）、ＡＰはＡＣＫを送出
せず、関連する遠隔ノードに、コンフリクト解消を実行
させる（１３４０）。コンフリクト解消期間の後、ＡＰ
はコンフリクトに勝利した遠隔ホストにアクセスを与え
る（１３４５）。他に調べるべきミニスロットが残って
いる場合（１３５０）、ＡＰはミニスロットの衝突を調
べ続け（１３３０）、成功した要求元のホストにアクセ
スを与える（１３３５）か、またはコンフリクト解消の
結果を待つ（１３４０）。
【００６４】無線モデムには、ＩＤＬＥ、SUCCESSおよ
びCOLLISIONステータス情報が返信される。ＡＰは、こ
のスロット・ステータス情報を、ダウンリンク予約承認
フィールドに配する。代替的な３つの好適なコンフリク
ト解消法を用いることができる。第１の方法は、IEEE80
2.14規格に提案されており、以下の２つの新たな方法と
共に記載されている。シミュレーションの結果によっ
て、以下に述べる第２の方法が、より優れたアクセス遅
延を提供することが示されている。
びCOLLISIONステータス情報が返信される。ＡＰは、こ
のスロット・ステータス情報を、ダウンリンク予約承認
フィールドに配する。代替的な３つの好適なコンフリク
ト解消法を用いることができる。第１の方法は、IEEE80
2.14規格に提案されており、以下の２つの新たな方法と
共に記載されている。シミュレーションの結果によっ
て、以下に述べる第２の方法が、より優れたアクセス遅
延を提供することが示されている。
【００６５】IEEE規格802.14に提案された第１のコンフ
リクト解消方法では、送信を望む各無線ノードが、予約
ミニスロットの１つをランダムに選択する。衝突が示さ
れた場合、この衝突によって影響を受けたモデムは、ラ
ンダム２進指数バックオフ方法に基づいて再送信を行
う。このバックオフ方法は、以下に従って行われる。
リクト解消方法では、送信を望む各無線ノードが、予約
ミニスロットの１つをランダムに選択する。衝突が示さ
れた場合、この衝突によって影響を受けたモデムは、ラ
ンダム２進指数バックオフ方法に基づいて再送信を行
う。このバックオフ方法は、以下に従って行われる。
【００６６】１．モデムは、０ないし２j−１の間で均
一に分布する乱数Ｉを発生する。ここで、ｊは、送信を
試みているパケットについてモデムが経験した衝突の数
である。ｊが１０よりも大きい場合、０ないし２10−１
の間の均一な分布からＩを選択する。 ２．モデムは、同じ種類（ミニスロットまたはデータ競
合スロット）の次のＩ−１競合スロットの機会を飛ばし
て、以前に衝突したパケットを、直後の競合スロットの
機会に再送信する。
一に分布する乱数Ｉを発生する。ここで、ｊは、送信を
試みているパケットについてモデムが経験した衝突の数
である。ｊが１０よりも大きい場合、０ないし２10−１
の間の均一な分布からＩを選択する。 ２．モデムは、同じ種類（ミニスロットまたはデータ競
合スロット）の次のＩ−１競合スロットの機会を飛ばし
て、以前に衝突したパケットを、直後の競合スロットの
機会に再送信する。
【００６７】図１４Ａに、この方法の動作を示す。ＡＰ
へのアクセスを待つ無線ノードは、アクセス要求を送信
するための予約ミニスロットをランダムに選択する（１
４０２）。このノードが衝突によって影響を受ける場合
（１４０４）、ノードは乱数Ｉを発生し（１４０８）、
同じ種類の次のＩ−１競合スロットの機会を飛ばす（１
４１０）。ノードは、直後の競合スロットの機会に、衝
突したパケットのアクセス要求を再送信する（１４１
２）。ノードが衝突によって影響を受けない場合（１４
０４）、ノードにおけるキューが空であれば（１４０
５）、ノードはパケットを送信し（１４０６）、待機状
態に戻る（１４０２）。ノードにおけるキューが空でな
い場合（１４０５）、ＡＰから送信許可を受信した後、
ノードは、そのキューに付加された、次のパケットの送
信のための予約要求と共に、現パケットを送信し（１４
０７）、キューが空になるまで（１４０５）、送信許可
の受信後に、付加された予約要求１４０７と共にパケッ
ト送信を続け（１４０７）、最後のパケットを送信した
ら（１４０６）、その後、ノードは待機状態に戻る（１
４０２）。
へのアクセスを待つ無線ノードは、アクセス要求を送信
するための予約ミニスロットをランダムに選択する（１
４０２）。このノードが衝突によって影響を受ける場合
（１４０４）、ノードは乱数Ｉを発生し（１４０８）、
同じ種類の次のＩ−１競合スロットの機会を飛ばす（１
４１０）。ノードは、直後の競合スロットの機会に、衝
突したパケットのアクセス要求を再送信する（１４１
２）。ノードが衝突によって影響を受けない場合（１４
０４）、ノードにおけるキューが空であれば（１４０
５）、ノードはパケットを送信し（１４０６）、待機状
態に戻る（１４０２）。ノードにおけるキューが空でな
い場合（１４０５）、ＡＰから送信許可を受信した後、
ノードは、そのキューに付加された、次のパケットの送
信のための予約要求と共に、現パケットを送信し（１４
０７）、キューが空になるまで（１４０５）、送信許可
の受信後に、付加された予約要求１４０７と共にパケッ
ト送信を続け（１４０７）、最後のパケットを送信した
ら（１４０６）、その後、ノードは待機状態に戻る（１
４０２）。
【００６８】第２および第３の方法では、ＡＰは、ダウ
ンリンク同報通信メッセージを介して、全ての無線ノー
ドに対し、予約ミニスロットにおける各競合の結果を同
報通信する。第２の方法では、各無線ノードにおけるモ
デムは、スタック・レベルによって特徴付けられ、ゼロ
に等しいスタック・レベルを有する無線ノードのみが、
アクセス要求パケットを送信することを許される。ゼロ
よりも大きいスタック・レベルを有するモデムは、未処
理として見なされる。例えば、Ｍ個の予約ミニスロット
がある場合、スタック・レベル０の各遠隔ノードは、Ｍ
個のミニスロットのうち１つをランダムに選択すること
ができる。タイムスロットの終了時、無線ノードｉは、
当該タイム・スロットにおける送信の結果に基づいてス
タック・レベルを変更する。この方法によって、新たに
アクティブとなった無線ノードは、特定のコンフリクト
解消期間の間、スタック・レベル０を有する既存の無線
ノードに加わることが可能となる。要求状態にある各無
線ノードは、アクセス要求パケットを送信せずに、負の
承認（例えば衝突があったこと）を基地局（ＡＰ）から
受信した場合、スタック・レベルを１だけ増分する。一
方、無線ノードは、アクセス要求の送信の成功を示す正
の承認を基地局から受信した場合、そのスタック・レベ
ルを１だけ減少させる。アクセス要求送信に関与する各
無線ノードは、ランダムに選択を行い、そのスタック・
レベルがレベル０のままであるか、または基地局から負
の承認を受信して１だけ増分したかについて判定を行
う。
ンリンク同報通信メッセージを介して、全ての無線ノー
ドに対し、予約ミニスロットにおける各競合の結果を同
報通信する。第２の方法では、各無線ノードにおけるモ
デムは、スタック・レベルによって特徴付けられ、ゼロ
に等しいスタック・レベルを有する無線ノードのみが、
アクセス要求パケットを送信することを許される。ゼロ
よりも大きいスタック・レベルを有するモデムは、未処
理として見なされる。例えば、Ｍ個の予約ミニスロット
がある場合、スタック・レベル０の各遠隔ノードは、Ｍ
個のミニスロットのうち１つをランダムに選択すること
ができる。タイムスロットの終了時、無線ノードｉは、
当該タイム・スロットにおける送信の結果に基づいてス
タック・レベルを変更する。この方法によって、新たに
アクティブとなった無線ノードは、特定のコンフリクト
解消期間の間、スタック・レベル０を有する既存の無線
ノードに加わることが可能となる。要求状態にある各無
線ノードは、アクセス要求パケットを送信せずに、負の
承認（例えば衝突があったこと）を基地局（ＡＰ）から
受信した場合、スタック・レベルを１だけ増分する。一
方、無線ノードは、アクセス要求の送信の成功を示す正
の承認を基地局から受信した場合、そのスタック・レベ
ルを１だけ減少させる。アクセス要求送信に関与する各
無線ノードは、ランダムに選択を行い、そのスタック・
レベルがレベル０のままであるか、または基地局から負
の承認を受信して１だけ増分したかについて判定を行
う。
【００６９】第２の方法のルールは次の通りである。 １．無線ノードが、最初にネットワークに対するアクセ
スを得ることを望むか、またはすでにアクセスを得てい
て新たなデータを送出したい場合は、要求状態に置か
れ、ゼロのスタック・レベルを割り当てられる。 ２．Ｍ個の予約ミニスロットがある場合、要求状態にあ
る各無線ノードは、Ｍ個の予約ミニスロットのうち１つ
を、アクセス要求パケットを送信するための割り当てミ
ニスロットとしてランダムに選択する。 ３．無線ノードが、ゼロに等しいスタック・レベルによ
って特徴付けられる場合、アクセス要求パケットを送信
する。しかしながら、遠隔ノードが、ゼロよりも大きい
スタック・レベルによって特徴付けられる場合、アクセ
ス要求パケットを送信しない。 ４．タイム・スロットの終了時に、各無線ノードは、ア
クセス要求の結果（COLLIDED、ＩＤＬＥまたはSUCCESS
のいずれか）に基づいて、そのスタック・レベルを変更
する。これは、アクセス・ポイントからのダウンリンク
・メッセージの予約承認フィールドにおいて、割り当て
ミニスロットについて報告される。 Ａ．アクセス要求を送信しSUCCESS結果を受信した無線
ノードは、要求状態から外される。 Ｂ．アクセス要求を送信しCOLLIDED結果を受信した無線
ノードは、スタック・レベルを１だけ増分させるか、ま
たは、ランダム・ドローの結果に応じてスタック・レベ
ルをゼロのままとする。 Ｃ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無
線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０である未処
理ノード）は、割り当てミニスロットについて予約承認
フィールドにおいて報告された結果がCOLLIDEDの場合
は、スタック・レベルを１だけ増分する。 Ｄ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無
線ノード（すなわちスタック・レベル＞０である未処理
ノード）は、割り当てミニスロットについて予約承認フ
ィールドで報告された結果がSUCCESSの場合は、スタッ
ク・レベルを１だけ減分する。
スを得ることを望むか、またはすでにアクセスを得てい
て新たなデータを送出したい場合は、要求状態に置か
れ、ゼロのスタック・レベルを割り当てられる。 ２．Ｍ個の予約ミニスロットがある場合、要求状態にあ
る各無線ノードは、Ｍ個の予約ミニスロットのうち１つ
を、アクセス要求パケットを送信するための割り当てミ
ニスロットとしてランダムに選択する。 ３．無線ノードが、ゼロに等しいスタック・レベルによ
って特徴付けられる場合、アクセス要求パケットを送信
する。しかしながら、遠隔ノードが、ゼロよりも大きい
スタック・レベルによって特徴付けられる場合、アクセ
ス要求パケットを送信しない。 ４．タイム・スロットの終了時に、各無線ノードは、ア
クセス要求の結果（COLLIDED、ＩＤＬＥまたはSUCCESS
のいずれか）に基づいて、そのスタック・レベルを変更
する。これは、アクセス・ポイントからのダウンリンク
・メッセージの予約承認フィールドにおいて、割り当て
ミニスロットについて報告される。 Ａ．アクセス要求を送信しSUCCESS結果を受信した無線
ノードは、要求状態から外される。 Ｂ．アクセス要求を送信しCOLLIDED結果を受信した無線
ノードは、スタック・レベルを１だけ増分させるか、ま
たは、ランダム・ドローの結果に応じてスタック・レベ
ルをゼロのままとする。 Ｃ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無
線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０である未処
理ノード）は、割り当てミニスロットについて予約承認
フィールドにおいて報告された結果がCOLLIDEDの場合
は、スタック・レベルを１だけ増分する。 Ｄ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無
線ノード（すなわちスタック・レベル＞０である未処理
ノード）は、割り当てミニスロットについて予約承認フ
ィールドで報告された結果がSUCCESSの場合は、スタッ
ク・レベルを１だけ減分する。
【００７０】図１４Ｂに、この方法の動作を示す。ＡＰ
へのアクセスまたは新たなデータの送出を待つ無線ノー
ドは、スタック・レベルを０にセットし、要求状態に入
る（１４３２）。ノードのスタック・レベルが０である
場合（１４３４）、ノードは、アクセス要求の送信のた
めの予約ミニスロットをランダムに選択し、このアクセ
ス要求を送信する（１４３６）。要求の結果がSUCCESS
であり（１４３８）、ノードにおけるキューが空である
場合（１４３９）、ノードは現パケットを送信し、要求
状態から出て（１４４０）、待機状態に戻る（１４３
２）。ノードにおけるキューが空でない場合（１４３
９）、ＡＰから送信許可を受信した後、ノードは、その
キューに付加された、次のパケットの送信のための予約
要求と共に、現パケットを送信し（１４４１）、キュー
が空になる（１４３９）まで、送信許可の受信後に、付
加された予約要求と共にパケットの送信を続ける（１４
４１）。この時点で、残りのパケットを送信し、要求状
態から出て（１４４０）、待機状態（１４０２）に戻
る。
へのアクセスまたは新たなデータの送出を待つ無線ノー
ドは、スタック・レベルを０にセットし、要求状態に入
る（１４３２）。ノードのスタック・レベルが０である
場合（１４３４）、ノードは、アクセス要求の送信のた
めの予約ミニスロットをランダムに選択し、このアクセ
ス要求を送信する（１４３６）。要求の結果がSUCCESS
であり（１４３８）、ノードにおけるキューが空である
場合（１４３９）、ノードは現パケットを送信し、要求
状態から出て（１４４０）、待機状態に戻る（１４３
２）。ノードにおけるキューが空でない場合（１４３
９）、ＡＰから送信許可を受信した後、ノードは、その
キューに付加された、次のパケットの送信のための予約
要求と共に、現パケットを送信し（１４４１）、キュー
が空になる（１４３９）まで、送信許可の受信後に、付
加された予約要求と共にパケットの送信を続ける（１４
４１）。この時点で、残りのパケットを送信し、要求状
態から出て（１４４０）、待機状態（１４０２）に戻
る。
【００７１】予約要求（１４３６）の結果がSUCCESSで
ない場合（１４３８）、ノードはランダム・ドローに関
与し（１４４４）、そのスタック・レベルを１だけ増分
する（１４４８）か、またはそのスタック・レベルを０
のままとする（１４４６）かを知る。スタック・レベル
が０のままである（１４４６）場合、ノードは再び、ア
クセス要求の送信のための予約ミニスロットをランダム
に選択し、アクセス要求を送信する（１４３６）。スタ
ック・レベルを増分する場合（１４４８）、スタック・
レベルは０でなくなる（１４３４）。いかなる遠隔ノー
ドのスタック・レベルも０でない場合（１４３４）、以
前の予約要求の結果がCOLLIDEDであれば（１４５０）、
ノードはスタック・レベルを１だけ増分する（１４５
２）。以前の予約要求の結果がCOLLIDEDでなければ（１
４５０）、ノードはスタック・レベルを１だけ減分する
（１４５４）。
ない場合（１４３８）、ノードはランダム・ドローに関
与し（１４４４）、そのスタック・レベルを１だけ増分
する（１４４８）か、またはそのスタック・レベルを０
のままとする（１４４６）かを知る。スタック・レベル
が０のままである（１４４６）場合、ノードは再び、ア
クセス要求の送信のための予約ミニスロットをランダム
に選択し、アクセス要求を送信する（１４３６）。スタ
ック・レベルを増分する場合（１４４８）、スタック・
レベルは０でなくなる（１４３４）。いかなる遠隔ノー
ドのスタック・レベルも０でない場合（１４３４）、以
前の予約要求の結果がCOLLIDEDであれば（１４５０）、
ノードはスタック・レベルを１だけ増分する（１４５
２）。以前の予約要求の結果がCOLLIDEDでなければ（１
４５０）、ノードはスタック・レベルを１だけ減分する
（１４５４）。
【００７２】第３のコンフリクト解消法は、第２の方法
の変形である。第３のコンフリクト解消法では、この場
合も、各無線ノードにおけるモデムをスタック・レベル
によって特徴付け、ゼロに等しいスタック・レベルを有
する無線ノードのみが、アクセス要求パケットを送信す
ることを許される。ゼロよりも大きいスタック・レベル
を有するモデムは、未処理と見なされる。第３の方法の
ルールは次の通りである。
の変形である。第３のコンフリクト解消法では、この場
合も、各無線ノードにおけるモデムをスタック・レベル
によって特徴付け、ゼロに等しいスタック・レベルを有
する無線ノードのみが、アクセス要求パケットを送信す
ることを許される。ゼロよりも大きいスタック・レベル
を有するモデムは、未処理と見なされる。第３の方法の
ルールは次の通りである。
【００７３】１．無線ノードが、最初にネットワークに
対するアクセスを得ることを望むか、またはすでにアク
セスを得ていて新たなデータを送出したい場合は、要求
状態に置かれ、ゼロのスタック・レベルを割り当てられ
る。 ２．Ｍ個の予約ミニスロットがある場合、要求状態にあ
る各無線ノードは、Ｍ個の予約ミニスロットのうち１つ
を、アクセス要求パケットを送信するための割り当てミ
ニスロットとしてランダムに選択する。 ３．無線ノードが、ゼロに等しいスタック・レベルによ
って特徴付けられる場合、アクセス要求パケットを送信
する。しかしながら、遠隔ノードが、ゼロよりも大きい
スタック・レベルによって特徴付けられる場合、アクセ
ス要求パケットを送信しない。 ４．タイム・スロットの終了時に、各無線ノードは、全
てのアクセス要求の結果（COLLIDED、ＩＤＬＥまたはSU
CCESSのいずれか）に基づいて、そのスタック・レベル
を変更する。これは、アクセス・ポイントからのダウン
リンク・メッセージの予約承認フィールドにおいて報告
される。 Ａ．アクセス要求を送信しSUCCESS結果を受信した無線
ノードは、要求状態から外される。 Ｂ．アクセス要求を送信しCOLLIDED結果を受信した無線
ノードは、スタック・レベルを１だけ増分させるか、ま
たは、ランダム・ドローの結果に応じてスタック・レベ
ルをゼロのままとする。 Ｃ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無
線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０である未処
理ノード）は、予約承認フィールドの少なくとも８０％
（またはその他の何らかの所定の閾値）で報告された全
アクセス要求結果がSUCCESSまたはＩＤＬＥの場合は、
スタック・レベルを１だけ減分する。その他の場合、遠
隔ノードは、スタック・レベルを１だけ増分する。 Ｄ．未処理のモデム＝ｓの場合、スタック・レベルをゼ
ロに減分し、モデムは、その要求を再送出するため、Ｍ
個のミニスロット（またはアクセス優先度を増分する場
合はＩi個のミニスロット）のうち１つをランダムに選
択する。
対するアクセスを得ることを望むか、またはすでにアク
セスを得ていて新たなデータを送出したい場合は、要求
状態に置かれ、ゼロのスタック・レベルを割り当てられ
る。 ２．Ｍ個の予約ミニスロットがある場合、要求状態にあ
る各無線ノードは、Ｍ個の予約ミニスロットのうち１つ
を、アクセス要求パケットを送信するための割り当てミ
ニスロットとしてランダムに選択する。 ３．無線ノードが、ゼロに等しいスタック・レベルによ
って特徴付けられる場合、アクセス要求パケットを送信
する。しかしながら、遠隔ノードが、ゼロよりも大きい
スタック・レベルによって特徴付けられる場合、アクセ
ス要求パケットを送信しない。 ４．タイム・スロットの終了時に、各無線ノードは、全
てのアクセス要求の結果（COLLIDED、ＩＤＬＥまたはSU
CCESSのいずれか）に基づいて、そのスタック・レベル
を変更する。これは、アクセス・ポイントからのダウン
リンク・メッセージの予約承認フィールドにおいて報告
される。 Ａ．アクセス要求を送信しSUCCESS結果を受信した無線
ノードは、要求状態から外される。 Ｂ．アクセス要求を送信しCOLLIDED結果を受信した無線
ノードは、スタック・レベルを１だけ増分させるか、ま
たは、ランダム・ドローの結果に応じてスタック・レベ
ルをゼロのままとする。 Ｃ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無
線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０である未処
理ノード）は、予約承認フィールドの少なくとも８０％
（またはその他の何らかの所定の閾値）で報告された全
アクセス要求結果がSUCCESSまたはＩＤＬＥの場合は、
スタック・レベルを１だけ減分する。その他の場合、遠
隔ノードは、スタック・レベルを１だけ増分する。 Ｄ．未処理のモデム＝ｓの場合、スタック・レベルをゼ
ロに減分し、モデムは、その要求を再送出するため、Ｍ
個のミニスロット（またはアクセス優先度を増分する場
合はＩi個のミニスロット）のうち１つをランダムに選
択する。
【００７４】図１４Ｃに、この方法の動作を示す。これ
は、図１４Ｂの方法の動作と同様である。ＡＰへのアク
セスまたは新たなデータの送出を待つ無線ノードは、ス
タック・レベルを０にセットし、要求状態に入る（１４
３２）。ノードのスタック・レベルが０である場合（１
４３４）、ノードは、アクセス要求の送信のための予約
ミニスロットをランダムに選択し、このアクセス要求を
送信する（１４３６）。要求の結果がSUCCESSであり
（１４３８）、ノードにおけるキューが空である場合
（１４３９）、ノードは現パケットを送信し、要求状態
から出て（１４４０）、待機状態に戻る（１４３２）。
ノードにおけるキューが空でない場合（１４３９）、Ａ
Ｐから送信許可を受信した後、ノードは、そのキューに
付加された、次のパケットの送信のための予約要求と共
に、現パケットを送信し（１４４１）、キューが空にな
る（１４３９）まで、送信許可の受信後に、付加された
予約要求と共にパケットの送信を続ける（１４４１）。
残りのパケットを送信した後に要求状態から出て（１４
４０）、待機状態（１４０２）に戻る。
は、図１４Ｂの方法の動作と同様である。ＡＰへのアク
セスまたは新たなデータの送出を待つ無線ノードは、ス
タック・レベルを０にセットし、要求状態に入る（１４
３２）。ノードのスタック・レベルが０である場合（１
４３４）、ノードは、アクセス要求の送信のための予約
ミニスロットをランダムに選択し、このアクセス要求を
送信する（１４３６）。要求の結果がSUCCESSであり
（１４３８）、ノードにおけるキューが空である場合
（１４３９）、ノードは現パケットを送信し、要求状態
から出て（１４４０）、待機状態に戻る（１４３２）。
ノードにおけるキューが空でない場合（１４３９）、Ａ
Ｐから送信許可を受信した後、ノードは、そのキューに
付加された、次のパケットの送信のための予約要求と共
に、現パケットを送信し（１４４１）、キューが空にな
る（１４３９）まで、送信許可の受信後に、付加された
予約要求と共にパケットの送信を続ける（１４４１）。
残りのパケットを送信した後に要求状態から出て（１４
４０）、待機状態（１４０２）に戻る。
【００７５】予約要求（１４３６）の結果がSUCCESSで
ない場合（１４３８）、ノードはランダム・ドローに関
与し（１４４４）、そのスタック・レベルを１だけ増分
する（１４４８）か、またはそのスタック・レベルを０
のままとする（１４４６）かを知る。スタック・レベル
が０のままである（１４４６）場合、ノードは再び、ア
クセス要求の送信のための予約ミニスロットをランダム
に選択し、アクセス要求を送信する（１４３６）。スタ
ック・レベルを増分する場合（１４４８）、スタック・
レベルは０でなくなる（１４３４）。いかなる遠隔ノー
ドのスタック・レベルも０でない場合（１４３４）、以
前のサイクルの間の全予約要求の結果が、ある閾値の割
合以上でCOLLIDEDであれば（１４６０）、ノードはスタ
ック・レベルを１だけ増分する（１４６２）。以前の予
約要求の結果がCOLLIDEDでなければ（１４６０）、ノー
ドはスタック・レベルを１だけ減分する（１４６４）。
ない場合（１４３８）、ノードはランダム・ドローに関
与し（１４４４）、そのスタック・レベルを１だけ増分
する（１４４８）か、またはそのスタック・レベルを０
のままとする（１４４６）かを知る。スタック・レベル
が０のままである（１４４６）場合、ノードは再び、ア
クセス要求の送信のための予約ミニスロットをランダム
に選択し、アクセス要求を送信する（１４３６）。スタ
ック・レベルを増分する場合（１４４８）、スタック・
レベルは０でなくなる（１４３４）。いかなる遠隔ノー
ドのスタック・レベルも０でない場合（１４３４）、以
前のサイクルの間の全予約要求の結果が、ある閾値の割
合以上でCOLLIDEDであれば（１４６０）、ノードはスタ
ック・レベルを１だけ増分する（１４６２）。以前の予
約要求の結果がCOLLIDEDでなければ（１４６０）、ノー
ドはスタック・レベルを１だけ減分する（１４６４）。
【図１】ＵＭＴＳアクセス・ネットワークのブロック図
である。
である。
【図２】ＵＭＴＳに関連するプロトコル・スタックの図
である。
である。
【図３】ＵＭＴＳにおいて用いるための非コヒーレント
ＲＡＣＨ受信機のブロック図である。
ＲＡＣＨ受信機のブロック図である。
【図４Ａ】ＵＭＴＳ ＲＡＣＨにおいて用いられるアク
セス・スロットを示す図である。
セス・スロットを示す図である。
【図４Ｂ】ＵＭＴＳ ＲＡＣＨにおいて用いられるラン
ダム・アクセス・バーストの構造を示す図である。
ダム・アクセス・バーストの構造を示す図である。
【図５】本発明の第１の実施例による、遠隔端末におけ
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。
【図６】本発明の第２の実施例による、遠隔端末におけ
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。
【図７】本発明の第３の実施例による、遠隔端末におけ
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。
【図８】本発明の第４の実施例による、遠隔端末におけ
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。
【図９】本発明の第５の実施例による、遠隔端末におけ
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。
【図１０】本発明の第６の実施例による、遠隔端末にお
けるアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す
図である。
けるアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す
図である。
【図１１】本発明による、基地局におけるアクセス優先
順位制御方法のフローチャートを示す図である。
順位制御方法のフローチャートを示す図である。
【図１２Ａ】遠隔ホスト側から見た、全体的なＯＤＭＡ
ＦＱプロトコル動作を表すフローチャートを示す図であ
る。
ＦＱプロトコル動作を表すフローチャートを示す図であ
る。
【図１２Ｂ】基地局側から見た、全体的なＯＤＭＡＦＱ
プロトコル動作を表すフローチャートを示す図である。
プロトコル動作を表すフローチャートを示す図である。
【図１３Ａ】ＯＤＭＡＦＱアクセス制御方法の実施例を
表すフローチャートを示す図である。
表すフローチャートを示す図である。
【図１３Ｂ】ＯＤＭＡＦＱアクセス制御方法の代替的な
実施例を表すフローチャートを示す図である。
実施例を表すフローチャートを示す図である。
【図１４Ａ】３つのＯＤＭＡＦＱ競合解消方法の１つを
表すフローチャートを示す図である。
表すフローチャートを示す図である。
【図１４Ｂ】３つのＯＤＭＡＦＱ競合解消方法の１つを
表すフローチャートを示す図である。
表すフローチャートを示す図である。
【図１４Ｃ】３つのＯＤＭＡＦＱ競合解消方法の１つを
表すフローチャートを示す図である。
表すフローチャートを示す図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 オン−チン ユエ アメリカ合衆国 07748 ニュージャーシ ィ，ミドルタウン，ブレヴィンズ アヴェ ニュー 57 (72)発明者 クインジング ザング アメリカ合衆国 07747 ニュージャーシ ィ，マタワン，ミドルセックス ロード 301
Claims (30)
- 【請求項１】 無線通信システムの遠隔端末におけるア
クセス優先順位制御方法であって、 該無線通信システムにおける基地局に送信するための第
１のアクセス要求信号にアクセス優先順位属性を割り当
てる段階からなり、該アクセス優先順位属性は、予め確
立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連する複
数のアクセス優先順位属性の中から割り当てられ、該方
法はさらに、 少なくとも該第１のアクセス要求信号が該基地局によっ
て受信されない場合、該第１のアクセス要求信号に割り
当てられた該アクセス優先順位属性に関連する優先順位
よりも高い優先順位を有するアクセス優先順位属性を後
続のアクセス要求信号に割り当てる段階とからなること
を特徴とする方法。 - 【請求項２】 請求項１の方法において、該アクセス優
先順位属性が各チップ遅延を含み、該チップ遅延は該予
め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連す
ることを特徴とする方法。 - 【請求項３】 請求項２の方法において、該後続のアク
セス要求信号に関連する該チップ遅延は、該第１のアク
セス要求信号に関連する該チップ遅延よりも小さいこと
を特徴とする方法。 - 【請求項４】 請求項１の方法において、該アクセス優
先順位属性は、各最大許容可能送信試行値を含み、該値
は該予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ
関連することを特徴とする方法。 - 【請求項５】 請求項４の方法において、該後続のアク
セス要求信号に関連する該最大許容可能送信試行値は、
該第１のアクセス要求信号に関連する該最大許容可能送
信試行値よりも大きいことを特徴とする方法。 - 【請求項６】 請求項１の方法であって、更に、該第１
のアクセス要求信号の受信を示す該基地局からの承認信
号の受信を監視する段階からなることを特徴とする方
法。 - 【請求項７】 請求項６の方法であって、更に、該基地
局が先行するアクセス要求を受信しなかったことを該監
視段階が示す場合、該基地局に対して行われたアクセス
要求送信試行の数を示す変数を増分する段階を含むこと
を特徴とする方法。 - 【請求項８】 請求項７の方法であって、更に、該アク
セス要求送信試行変数を該最大許容可能送信試行値と比
較して、該アクセス優先順位クラスの該最大許容可能送
信試行が行われたか否かを判定する段階を含むことを特
徴とする方法。 - 【請求項９】 請求項８の方法であって、更に、該アク
セス要求送信試行変数が少なくとも該最大許容可能送信
試行値未満である場合、バックオフ・プロセスを実行す
る段階からなることを特徴とする方法。 - 【請求項１０】 請求項１の方法において、該予め確立
されたアクセス優先順位クラスは、サービス・レベル、
メッセージ内容、および遅延要求のうち１つに関連する
ことを特徴とする方法。 - 【請求項１１】 請求項１の方法において、更に、該基
地局から該複数のアクセス優先順位属性を受信する段階
からなることを特徴とする方法。 - 【請求項１２】 請求項１の方法において、該無線通信
システムがＵＭＴＳであることを特徴とする方法。 - 【請求項１３】 請求項１の方法において、アクセス要
求信号をＲＡＣＨ上で送信することを特徴とする方法。 - 【請求項１４】 無線通信システムの基地局におけるア
クセス優先順位制御方法であって、 予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連
する複数のアクセス優先順位属性を同報通信する段階
と、 該遠隔端末からアクセス要求信号が受信された該無線通
信システムにおける遠隔端末に承認信号を送信する段階
とからなることを特徴とする方法。 - 【請求項１５】 無線通信システムにおけるアクセス優
先順位制御のための装置であって、 該無線通信システムにおける基地局に送信するための第
１のアクセス要求信号に第１のアクセス優先順位属性を
割り当てると共に、該第１のアクセス優先順位属性に関
連する優先順位よりも高い優先順位を有する第２のアク
セス優先順位属性を、送信するための後続のアクセス要
求信号に割り当てるように構成された遠隔端末からなる
ことを特徴とする装置。 - 【請求項１６】 請求項１５の装置において、該遠隔端
末が移動端末であることを特徴とする装置。 - 【請求項１７】 請求項１５の装置において、該遠隔端
末が固定端末であることを特徴とする装置。 - 【請求項１８】 請求項１５の装置において、該アクセ
ス優先順位属性が各チップ遅延を含み、該チップ遅延は
該予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関
連することを特徴とする装置。 - 【請求項１９】 請求項１８の装置において、該後続の
アクセス要求信号に関連する該チップ遅延は、該第１の
アクセス要求信号に関連する該チップ遅延よりも小さい
ことを特徴とする装置。 - 【請求項２０】 請求項１５の装置において、該アクセ
ス優先順位属性は、各最大許容可能送信試行値を含み、
該値は該予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれ
ぞれ関連することを特徴とする装置。 - 【請求項２１】 請求項２０の装置において、該後続の
アクセス要求信号に関連する該最大許容可能送信試行値
は、該第１のアクセス要求信号に関連する該最大許容可
能送信試行値よりも大きいことを特徴とする装置。 - 【請求項２２】 請求項１５の装置において、更に、該
遠隔端末が、該第１のアクセス要求信号の受信を示す該
基地局からの承認信号の受信を監視することを特徴とす
る装置。 - 【請求項２３】 請求項２２の装置において、更に、該
基地局が先行するアクセス要求を受信しなかったことを
該監視段階が示す場合、該遠隔端末は、該基地局に対し
て行われたアクセス要求送信試行の数を示す変数を増分
することを特徴とする装置。 - 【請求項２４】 請求項２３の装置において、更に、該
遠隔端末が、該アクセス要求送信試行変数を該最大許容
可能送信試行値と比較して、該アクセス優先順位クラス
の該最大許容可能送信試行が行われたか否かを判定する
ことを特徴とする装置。 - 【請求項２５】 請求項２４の装置において、更に、該
アクセス要求送信試行変数が少なくとも該最大許容可能
送信試行値未満である場合、該遠隔端末がバックオフ・
プロセスを実行することを特徴とする装置。 - 【請求項２６】 請求項１５の装置において、該予め確
立されたアクセス優先順位クラスは、サービス・レベ
ル、メッセージ内容、および遅延要求のうち１つに関連
することを特徴とする装置。 - 【請求項２７】 請求項１５の装置において、更に、該
遠隔端末が該基地局から該複数のアクセス優先順位属性
を受信することを特徴とする装置。 - 【請求項２８】 請求項１５の装置において、該無線通
信システムがＵＭＴＳであることを特徴とする装置。 - 【請求項２９】 請求項１５の装置において、アクセス
要求信号をＲＡＣＨ上で送信することを特徴とする装
置。 - 【請求項３０】 無線通信システムにおけるアクセス優
先順位制御のための装置であって、 予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連
する複数のアクセス優先順位属性を同報通信すると共
に、該無線通信システムにおける遠隔端末であって、こ
こからアクセス要求信号が受信された該遠隔端末に承認
信号を送信するように構成された基地局からなることを
特徴とする装置。
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