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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Abstract
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
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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)。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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、(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。
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。
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。
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、(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。
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。
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。
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。
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、(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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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)。
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)。
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。
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)。
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)。
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。
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。
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。
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)。
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。
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。
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。
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)。
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。
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。
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。
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)。
である。
である。
RACH受信機のブロック図である。
セス・スロットを示す図である。
ダム・アクセス・バーストの構造を示す図である。
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。
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。
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。
順位制御方法の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。
プロトコル動作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。
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。
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。
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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