CN101909002A - 用于可扩缩的多功能网络通信的系统和方法 - Google Patents
用于可扩缩的多功能网络通信的系统和方法 Download PDFInfo
- Publication number
- CN101909002A CN101909002A CN2010101671043A CN201010167104A CN101909002A CN 101909002 A CN101909002 A CN 101909002A CN 2010101671043 A CN2010101671043 A CN 2010101671043A CN 201010167104 A CN201010167104 A CN 201010167104A CN 101909002 A CN101909002 A CN 101909002A
- Authority
- CN
- China
- Prior art keywords
- message
- cpe
- transmission
- time
- hcc
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
- 238000000034 method Methods 0.000 title abstract description 281
- 238000004891 communication Methods 0.000 title abstract description 34
- 230000004044 response Effects 0.000 claims description 8
- 238000011144 upstream manufacturing Methods 0.000 abstract description 25
- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 description 439
- 230000015572 biosynthetic process Effects 0.000 description 172
- 238000005755 formation reaction Methods 0.000 description 172
- 238000004422 calculation algorithm Methods 0.000 description 165
- 230000001360 synchronised effect Effects 0.000 description 128
- 238000003780 insertion Methods 0.000 description 89
- 230000037431 insertion Effects 0.000 description 89
- 230000006870 function Effects 0.000 description 86
- 238000012986 modification Methods 0.000 description 58
- 230000004048 modification Effects 0.000 description 58
- 238000012545 processing Methods 0.000 description 47
- 238000009826 distribution Methods 0.000 description 37
- 230000006399 behavior Effects 0.000 description 25
- 238000012546 transfer Methods 0.000 description 25
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 22
- 230000008569 process Effects 0.000 description 18
- 238000005516 engineering process Methods 0.000 description 15
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 14
- 230000008859 change Effects 0.000 description 12
- 230000009471 action Effects 0.000 description 10
- 230000002596 correlated effect Effects 0.000 description 10
- 238000013461 design Methods 0.000 description 9
- 230000001965 increasing effect Effects 0.000 description 9
- 230000001105 regulatory effect Effects 0.000 description 9
- 230000033228 biological regulation Effects 0.000 description 8
- 238000012544 monitoring process Methods 0.000 description 8
- 230000008520 organization Effects 0.000 description 7
- 230000003139 buffering effect Effects 0.000 description 6
- 238000001514 detection method Methods 0.000 description 6
- 108091092195 Intron Proteins 0.000 description 5
- 238000004458 analytical method Methods 0.000 description 5
- 238000013459 approach Methods 0.000 description 5
- 238000004321 preservation Methods 0.000 description 5
- 230000008093 supporting effect Effects 0.000 description 5
- 238000002474 experimental method Methods 0.000 description 4
- 239000012634 fragment Substances 0.000 description 4
- 230000002452 interceptive effect Effects 0.000 description 4
- 238000012423 maintenance Methods 0.000 description 4
- 230000003252 repetitive effect Effects 0.000 description 4
- 238000005070 sampling Methods 0.000 description 4
- 230000008878 coupling Effects 0.000 description 3
- 238000010168 coupling process Methods 0.000 description 3
- 238000005859 coupling reaction Methods 0.000 description 3
- 230000006378 damage Effects 0.000 description 3
- 230000007423 decrease Effects 0.000 description 3
- 230000000977 initiatory effect Effects 0.000 description 3
- 230000004807 localization Effects 0.000 description 3
- 230000007246 mechanism Effects 0.000 description 3
- 230000009467 reduction Effects 0.000 description 3
- 230000004043 responsiveness Effects 0.000 description 3
- 230000035945 sensitivity Effects 0.000 description 3
- 230000003068 static effect Effects 0.000 description 3
- 230000009897 systematic effect Effects 0.000 description 3
- 238000012549 training Methods 0.000 description 3
- 239000002699 waste material Substances 0.000 description 3
- 238000004566 IR spectroscopy Methods 0.000 description 2
- 230000000903 blocking effect Effects 0.000 description 2
- 238000004364 calculation method Methods 0.000 description 2
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 2
- 230000001427 coherent effect Effects 0.000 description 2
- 230000001276 controlling effect Effects 0.000 description 2
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 2
- 238000012937 correction Methods 0.000 description 2
- 230000000875 corresponding effect Effects 0.000 description 2
- 230000002045 lasting effect Effects 0.000 description 2
- 238000005259 measurement Methods 0.000 description 2
- 239000013307 optical fiber Substances 0.000 description 2
- 230000000717 retained effect Effects 0.000 description 2
- 238000001228 spectrum Methods 0.000 description 2
- 238000012935 Averaging Methods 0.000 description 1
- 235000008733 Citrus aurantifolia Nutrition 0.000 description 1
- 240000004859 Gamochaeta purpurea Species 0.000 description 1
- 235000011941 Tilia x europaea Nutrition 0.000 description 1
- 230000008901 benefit Effects 0.000 description 1
- 239000013256 coordination polymer Substances 0.000 description 1
- 238000012217 deletion Methods 0.000 description 1
- 230000037430 deletion Effects 0.000 description 1
- 238000011161 development Methods 0.000 description 1
- 230000003292 diminished effect Effects 0.000 description 1
- 230000009977 dual effect Effects 0.000 description 1
- 230000002708 enhancing effect Effects 0.000 description 1
- 230000007613 environmental effect Effects 0.000 description 1
- 238000011156 evaluation Methods 0.000 description 1
- 230000003203 everyday effect Effects 0.000 description 1
- 239000000835 fiber Substances 0.000 description 1
- 238000009499 grossing Methods 0.000 description 1
- 230000012010 growth Effects 0.000 description 1
- 230000001976 improved effect Effects 0.000 description 1
- 230000006872 improvement Effects 0.000 description 1
- 238000002188 infrared transmission spectroscopy Methods 0.000 description 1
- 230000003993 interaction Effects 0.000 description 1
- 238000009940 knitting Methods 0.000 description 1
- 239000004571 lime Substances 0.000 description 1
- 230000001915 proofreading effect Effects 0.000 description 1
- 230000001902 propagating effect Effects 0.000 description 1
- 230000008844 regulatory mechanism Effects 0.000 description 1
- 230000000630 rising effect Effects 0.000 description 1
- 238000007616 round robin method Methods 0.000 description 1
- 239000000523 sample Substances 0.000 description 1
- 239000004065 semiconductor Substances 0.000 description 1
- 238000010008 shearing Methods 0.000 description 1
- 230000011664 signaling Effects 0.000 description 1
- 238000010561 standard procedure Methods 0.000 description 1
- 230000002459 sustained effect Effects 0.000 description 1
- 230000009885 systemic effect Effects 0.000 description 1
- 238000010200 validation analysis Methods 0.000 description 1
- 230000000007 visual effect Effects 0.000 description 1
Images
Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
- H04L12/2854—Wide area networks, e.g. public data networks
- H04L12/2856—Access arrangements, e.g. Internet access
- H04L12/2869—Operational details of access network equipments
- H04L12/2898—Subscriber equipments
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04H—BROADCAST COMMUNICATION
- H04H60/00—Arrangements for broadcast applications with a direct linking to broadcast information or broadcast space-time; Broadcast-related systems
- H04H60/76—Arrangements characterised by transmission systems other than for broadcast, e.g. the Internet
- H04H60/81—Arrangements characterised by transmission systems other than for broadcast, e.g. the Internet characterised by the transmission system itself
- H04H60/93—Wired transmission systems
- H04H60/96—CATV systems
- H04H60/97—CATV systems using uplink of the CATV systems
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L65/00—Network arrangements, protocols or services for supporting real-time applications in data packet communication
- H04L65/1066—Session management
- H04L65/1101—Session protocols
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L65/00—Network arrangements, protocols or services for supporting real-time applications in data packet communication
- H04L65/40—Support for services or applications
- H04L65/401—Support for services or applications wherein the services involve a main real-time session and one or more additional parallel real-time or time sensitive sessions, e.g. white board sharing or spawning of a subconference
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L65/00—Network arrangements, protocols or services for supporting real-time applications in data packet communication
- H04L65/60—Network streaming of media packets
- H04L65/61—Network streaming of media packets for supporting one-way streaming services, e.g. Internet radio
- H04L65/612—Network streaming of media packets for supporting one-way streaming services, e.g. Internet radio for unicast
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/40—Network security protocols
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04N—PICTORIAL COMMUNICATION, e.g. TELEVISION
- H04N21/00—Selective content distribution, e.g. interactive television or video on demand [VOD]
- H04N21/20—Servers specifically adapted for the distribution of content, e.g. VOD servers; Operations thereof
- H04N21/23—Processing of content or additional data; Elementary server operations; Server middleware
- H04N21/242—Synchronization processes, e.g. processing of PCR [Program Clock References]
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04H—BROADCAST COMMUNICATION
- H04H60/00—Arrangements for broadcast applications with a direct linking to broadcast information or broadcast space-time; Broadcast-related systems
- H04H60/02—Arrangements for generating broadcast information; Arrangements for generating broadcast-related information with a direct linking to broadcast information or to broadcast space-time; Arrangements for simultaneous generation of broadcast information and broadcast-related information
- H04H60/06—Arrangements for scheduling broadcast services or broadcast-related services
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Multimedia (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- General Business, Economics & Management (AREA)
- Business, Economics & Management (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
- Telephonic Communication Services (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
- Computer And Data Communications (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
- Information Transfer Between Computers (AREA)
Abstract
公开了用于在显示装置(23)和服务提供商(43)之间进行可扩缩的多功能网络通信的系统(10)和方法。一组用户终端设备(21)单元耦合到上述显示装置(23)，一个数据转发器控制计算机(HCC)(38)从上述CPE(21)单元接收上行消息。一组服务提供商控制子系统(SPCS)(45)在上述HCC(38)和服务提供商(43)之间连接。上述HCC(38)接收来自上述CPE(21)单元的消息以及传输这些消息到SPCS(45)，上述HCC(38)接收来自上述SPCS(45)的消息以及传输这些消息到上述CPE(21)单元。
Description
本申请为分案申请。其母案的发明名称为“用于可扩缩的多功能网络通信的系统和方法”，申请日为2005年3月25日，申请号为2005800096874。
相关申请
本发明要求2004年3月26日提交的、申请号为60/557,064、名称为“Broadcast Spectrum Digital Pipe：A Scalable Medium Access Control Method”的美国临时专利申请的优先权。
背景技术
在本部分公开的背景技术在法律上构成现有技术是没有得到承认的。
现有已有很多不同类型和种类的通信网络。可以参考美国专利5390181、5590131、5936949、5966163、6278713、6292493、6370153和6408009。也可以参见专利合作条约专利申请WO98/47236和WO96/33590。
可是，在先专利没有公开“最后一英里问题(last mile problem)”，其中一种较低成本的可扩缩多功能网络通信技术被提供用于诸如分布在遍布一个较大地理位置的私人住所和营业所的终端。在这点上，还没有人成功提出这种通信网络，用于在较大的大城市或农村地区的低成本双向数字通信连接。
现代，光导纤维电缆系统要求安装电缆到用户的每个个人终端。当然这种计划十分昂贵且需要耗费时间来安装。
附图说明
结合所附附图参照本发明特定实施方式的以下描述，本发明的特征和获得它们的方式将变的更清楚，并且本发明将能被最好的理解。
图1A是根据本发明实施例的一种用于可扩缩多功能网络通信的系统方框图；
图1是所述图1A系统的一种数据转发器控制计算机的方框图；
图2是所述图1A系统的用户终端设备单元的方框图；
图3.1、3.2和3.3是图解所述图1A系统的信道结构的图；
图4是图解用于所述图1A系统的下行链路同步方案图；
图5是用于所述图1A系统的消息格式图；
图6.1和6.2是图解用于所述图1A系统的间隔请求图；
图7.1和7.2是示出了用于所述图1A系统的请求队列图；
图8是图解在数据转发器和单个用户终端设备的请求队列中一个给定状态存在的时间图；
图9是用于所述图1A系统的请求队列同步流程图；
图10是用于所述图1A系统的用户终端设备传输调度器的流程图；和
图11-19是有助于理解本发明公开实施例的一些图。
具体实施方式
公开了一种在显示装置和服务提供商之间进行可扩缩多功能网络通信的系统和方法。一组用户终端设备(CPE)单元耦合到所述显示装置，以及数据转发器控制计算机从所述CPE单元接收上行消息，并向所述CPE单元发送下行消息。一组服务提供商控制子系统连接在数据转发器控制计算机和服务提供商之间。所述数据转发器控制计算机从所述CPE单元接收消息并将其传送给所述服务提供商控制子系统，和所述数据转发器控制计算机从所述服务提供商控制子系统接收消息并将其传送给所述CPE单元。
本发明公开的实施例提供了一种用于在用户终端设备(CPE)和集线器之间进行低成本双向数字通信连接的系统和方法，所述CPE用在家里或其它驻地，所述集线器包括数据转发器计算机控制器和服务提供商控制子系统，它用在整个大城市或其它地区。所公开实施例的方法也可以用于在需要各种位置配置和应用的实施例内的低成本双向数字连接，范围从上面所引证的城市环境，到在农村或其它地理位置上许多营业所之间提供低成本双向数字连接。所公开的方法也可以以更宽范围的物理媒体实现，并且实际上用所有已知的或者至少一些已知的物理层技术来实现，这包括无线、光纤、电话交换局、LAN、电缆和卫星，但不限于此。所公开的方法也可以各种终端技术来实现，这包括固定或移动终端，但不限于此。现在所提及的实施例媒体是无线，工作在一个频率范围，这样在所述集线器大概50英里范围内的住宅都能被服务到。所公开的方法也可以用低成本的CPE设备来实现；因为所述CPE设备可以仅需要在固定信道上从一个固定方向接收并在一个固定方向的固定信道上发送，所以能够最小化成本。
所公开实施例的方法和系统在很多CPE和HCC之间以单一配置的方式提 供双向数字通信连接，这样除了随着终端数量的增加它们可用访问时间被平滑地减少之外，终端的数量可以不受限制。所公开的实施例有利于服务在适度和实际频带上具有数字业务的大量CPE。所公开的方法可以响应于用户随着实时发展的所需，支持上行链路通信容量的分配。所公开的方法可以对调节其通信的数据的使用或目的不敏感。一个目的是所公开方法以低成本支持因特网的访问，但是另外可支持电话、交互式教育、广播电视、无线电，以及实质上需要一定距离上数字通信的所有其它服务。
根据所公开的实施例，CPE显示装置能够直接与业务进行通信，如所关联的服务提供商控制子系统所表明的，并可能与数据转发器协同定位，以及能间接通过服务提供商控制子系统与其它CPE显示装置通信；也就是，从一个CPE流向另一个CPE的信息从源CPE流向数据转发器，这些信息从数据转发器出来，再到服务提供商控制子系统，是由服务提供商控制子系统将信息转发返回数据转发器，并从而下行到目的CPE。
所公开实施例的通信系统提供了有效使用信道容量的通信，这样仅需要较少比例的可用通信容量来支持所述方法本身。所公开的方法可在网络的多个CPE中或者在CPE和服务提供商子系统之间以较低的延迟支持数据传输——在延迟限制内适于支持在多个CPE之间或者出入网络的电话会晤和视频传输。
所公开的系统和方法如所公开的一样可以支持大量的CPE，典型地是家用和/或商用。在给定带宽中支持的终端数量是没有严格限制的。每赫兹的带宽都可以以一种有效的方式支持具有典型访问模式的很多用户。所公开的系统和方法允许实际和有效地使用无线媒体，以从单个集线器获得大量用户，所述集线器提供一般目的的高带宽双向数字连接。在50到800MHz的范围内的广播频谱可以是这种媒体。利用所公开的实施例，容量被有效使用。当网络工作在为其所设计的业务负荷水平时，伴有围绕该负荷水平的合理波动，上行链路信道容量的使用效率在90％到100％之间，这里所谓的业务负荷随后被称为主网络操作点。对于一些应用来说效率可能是固有的，因为这些应用可以避免在传输期间用户容量的专用分配，这种专用分配通常称为电路。利用所公开方法的分配控制可以增加效率，这限制了控制业务开销。
注解：小写“n”或大写“N”在上下文中都指“网络”？
所公开的网络可以不在满业务负荷，并且对负荷是灵活的。通过应用所公 开方法的网络发送消息的时延随着业务负荷的减少而减少。在典型实施例中通过满负荷网络的业务时延可以低于对电话应用的敏感水平。
所公开方法的效率是不受所承载数据的目的所影响的。因特网接入、电话接入、电视传送和交互式教育以及其它社会服务都可以带到家中或其它驻地。所公开方法的效率也不受CPE上的显示装置的特性所影响。这些装置可以是定制的装置或现成的装置，例如个人计算机、膝上型电脑、电视机、电话、交互式游戏终端及其它终端。所述CPE可以低成本制造。它们的结构可以简单并容易地以软件或半导体来实现。
本发明所公开的实施例需要一种简单的通信安排。所述CPE经常在单一方向上进行通信。在最简单的实施例中，其连续接收，但其很少在一个邻近的信道上发送。所述CPE可以总是或基本上总是以同样的带宽在同一个频率上发送，并且可以总是或基本上总是以同样的带宽在同一个频率上接收。虽然所述接收频率可以不同于所述发送频率，但并不必需这样。所述CPE不必接收其自身或任何其它CPE的传输。所述CPE仅需要从HCC接收。这种方法可以为一些应用促成CPE的一种低成本传输和接收结构。所公开HCC设计也促成了其自身的低成本实现。
本发明所公开的实施例要求HCC的时钟和CPE的时钟同步。一种实施例可以要求慢同步(多个比特)或紧同步(子比特)；在前面的例子中基于消息对消息，报头信息可用于同步信道。在随后的例子中，可以不要求报头信息用来维持信道同步。本发明公开的实施例不受调制方式或服务协议的选择的影响。可以使用诸如用于电缆、光纤、卫星和无线的那些已知的调制方式。所公开的实施例既可以用于高噪声环境或也可以用于低噪声环境。信道编码可以并入本发明，并且可以在控制信息或消息报头中提供编码同步数据。
注解：注意在上下文中通知(Message)不同于消息(message)。
为了控制服务和特定控制的延迟的目的，也可能是控制消息丢失的目的，本发明所公开的实施例可以提供优先化的消息业务。所公开的方法可以在允许消息“丢失”的地方实现，所述丢失是由于诸如以TCP/IP或ATM的瞬时业务模式的原因所导致的。然而，其也可以在不允许消息丢失的地方实现。
现在考虑本发明公开实施例的系统和方法的结构的细节，提供了一种借助于显示装置和服务提供商之间的服务消息进行可扩缩的多功能网络通信的技 术。许多显示装置与单个CPE关联，并且典型地与其共处一地。许多服务提供商控制子系统与HCC关联，并且可以与其共处一地。本发明的技术包括借助控制消息在HCC和CPE单元之间的通信。
HCC从CPE单元接收上行消息并向CPE单元发送下行消息，这种消息流是一种随机或安排好的服务消息和控制消息的混合。CPE从HCC接收下行消息并向HCC发送上行消息，这种消息流也是一种随机或安排好的服务消息和控制消息的混合。在所公开的实施例中，仅是消息在上行和下行上发送。
所述HCC也从服务提供商控制子系统本地接收消息，并从HCC自身内的控制应用本地接收消息。CPE也从服务接口模块(SIM)接收消息，并从CPE自身内的控制应用接收消息，所述SIM也是CPE的一部分。SIM形成了CPE和所关联的许多显示装置之间的接口。
所述HCC将要发送到CPE单元的那些消息安排到一个或多个传输队列中。所述HCC将从CPE接收并将被分配给服务提供商子系统和内部控制应用的那些消息安排到多个接收队列中。
CPE将要发送给HCC的那些消息安排到一个或多个传输队列中。所述CPE将要被分配给SIM(从而分配给显示装置)和内部控制应用的那些消息安排到多个接收队列中。
考虑到某些控制消息，其为管理本发明公开实施例中的上行业务提供了部分方式，CPE、HCC控制应用或服务提供商子系统的任何一个都可以发起一个用于上行传输时间的请求。这些请求用于上行的时间间隔。一旦被格式化，这些请求就被称为间隔请求(IR)。IR出现在被称为IR消息(IRM)的上行控制消息中，以及出现在被称为请求队列更新消息(RQUM)的下行控制消息中。它们也出现在驻留在HCC和CPE中被称为请求队列(RQ)的结构中。
当服务提供商控制子系统或内部控制应用想要为一个或多个消息在上行链路上提供空间时，其中所述一个或多个消息将从一个或多个CPE传输，此时HCC就产生一个IR。典型地当SIM或内部控制应用已经出现将要被传输的消息时，CPE就产生一个IR，但是当SIM或内部控制子系统想要为一个或多个消息在上行链路上提供空间时，其中所述一个或多个消息将从一个或多个CPE传输，此时也可以生成IR，没有必要包括请求的CPE。
CPE生成的IR在一个IRM中发送给所述HCC。IRM是由所述CPE形成 的，并在被称为Aloha时隙的一个时间子间隔中被发送。IRM包括具有报头的IR。Aloha时隙出现在上行突发中；这些突发被称为Aloha时隙突发间隔(ASBI)。
IR在IRM中从所述CPE到达HCC，并且从各种本地源到达。这些各种来源的IR被一起收集到HCC的IR集合中。
所述HCC从所述IR集合中选择一组IR，典型地选择出现的所有IR，并且这些形成一个请求队列更新消息(RQUM)。RQUM将IR承载到所述CPE，其中它们所承载的信息用于在本发明所公开实施例中上行调度业务的处理。
现在参看附图，特别是其中的图1A、1和2，一种可扩缩的多功能网络通信系统10是根据本发明实施例所构成的，并使通信发生在广泛分布地理区域上的一组用户终端之间，例如用户终端12、14、16和18。每个终端或建筑物收容一个CPE21，该CPE21包括CPE控制计算机22。所述CPE21与如在23所指示的至少一个显示装置通信连接。显示装置23可以包括电视机25，该电视机25通过用户接口模块(SIM)26连接到所述CPE控制计算机22。类似地，个人计算机27也可以通过SIM28连接到所述CPE控制计算机22，并且电视机29可以通过SIM28连接到计算机22。也可以有其它显示装置32，每一个都通过SIM33连接到CPE控制计算机22。
所述CPE21包括天线34，用于与发射塔36进行无线通信，所述发射塔36可以以诸如UHF的适当射频在其它不用的信道上发射。数据转发器控制计算机(HCC)38电连接到发射塔36，这样诸如CPE21的多个CPE都能与HCC38进行上行通信，并且所述HCC38能与每一个CPE进行下行通信。所述HCC38可以收容在终端或建筑物41中，这些终端或建筑物可能位于发射塔36附近。
所述HCC38可以与至少一个服务提供商通信连接，例如在43通常指示的服务提供商(图1A)。在45通常指示的一组服务提供商控制子系统(SPCS)在服务提供商43和所述HCC38之间提供了接口。这种接口改变流入和流出网络的数据的格式，这样在网络上这种数据以消息的形式来显示，并且在服务端这种数据以格式和以定时习惯显示给所述服务。在这点上，SPCS47使电视广播中心49与HCC38互联。类似地，SPCS52连接在因特网服务提供商控制中心54和所述HCC38之间，以及SPCS56连接在电话交换或显示点58与所述HCC38之间。SPCS61连接在非特定目的的附加服务控制中心63和所述HCC38之间，以给代表性非特定装置32提供消息。应该理解的是，所述SPCS可以位于建筑 物41中的所述HCC38，或者它们可以位于别处，例如在SPCS的服务提供商操作中心。
所述HCC包括接收路由器65，该路由器通过发射塔36从诸如CPE21的所述CPE接收消息。所述HCC38还包括传输调度器67，用于调度通过发射塔36发送到所述CPE的下行消息。同样地，所述CPE21包括接收路由器74，该路由器通过本地天线34从所述HCC接收消息。所述CPE21还包括传输调度器82，用于调度通过本地天线34发送到所述HCC的上行消息。
在所述HCC21(图1)，当通过接收路由器65从所述CPE接收到消息时，就将它们从路由器65发送到在70通常所指示的消息接收队列，其中它们的内容最后被传送给内部控制处理(例如监视所述主IR集合71)或传送给诸如SPCS43的多个SPCS之一，每个SPCS具有至少一个I/O接收队列73。
服务允许控制功能是进入所述系统的消息的网关——也就是用于将通过网络传送的消息。
在所述HCC(图1)，以IRM的方式IR从所述CPE到达所述IR集合。在这点上，控制应用69将IR从指示用于IRM的消息接收队列70的消息中卸载，并将它们放到主IR集合71中。不时地，请求管理器75在主IR集合71中进行IR的选择，典型地集合中的所有IR都将被采用，并将它们放进一个请求队列更新消息(RQUM)中，然后该更新消息被放进传输队列中。传输调度器67根据要求保护的方法从在80所指示的任一传输队列中获得将被传输的消息，并启动它们的传输。一旦所述RQUM被传送给消息传输队列80中，所述RQUM的副本通过请求插入算法83被插入主请求队列(主RQ)72。
主时钟85控制所述HCC41的操作。所述多个CPE与这个时钟同步。
在所述CPE，最好参见图2，接收路由器74从所述HCC41接收消息，并将它们传送给消息接收队列77。服务消息被直接从所述消息接收队列77传送给诸如SIM26的所述多个SIM。
允许控制功能可以仅调节流向网络的消息。其可以对流出网络(流向多个SIM)的接收消息不起作用。
在所述控制消息接收队列(例如在77所指示的那些队列)中所接收的控制消息被传送到各个内部控制应用76。特别地，RQUM被路由到一个队列，该队列承载着在其它可能消息中预定用于所述请求队列插入算法79的消息。所述 RQ插入算法79将包含在所接收RQUM中的多个IR放进本地请求队列(本地RQ)78中。所述本地RQ78用于排序传输调度器82，以用于发送上行消息到所述HCC41。
所述传输调度器82还具有第二功能。其放置对发送特定消息所使用的特定大小的上行间隔的请求。这些请求被格式化为IR并被收集到本地IR集合88中，直到上行空间可用于将发送到所述HCC41的请求。承载一个请求的上行空间被称为Aloha时隙。Aloha时隙的突发不时地出现在上行上。这个突发形成在单个间隔内，该突发被称为Aloha时隙突发间隔(ASBI)。所述传输调度器82在ASBI中安置一个或多个请求，在它随机选取的时隙中。
注解：早期ASBI被介绍了大约一页。
在使用中，假定呼叫者使用一种与CPE21相关的标准电话开始电话呼叫，并且以一种常规的方式拨号。来自电话的信号流向与其关联的SIM，从而形成发送给与电话服务提供商相关的SCPC的消息。该消息包含一个描述呼叫正被建立的服务数据的分组。为发送该消息，所述CPE21必须发送一个IR给数据转发器HCC38，请求用于该消息的上行间隔。为了发送所述IR，Aloha时隙必须对所述CPE21来说是可用的。
当所述数据转发器HCC38决定收集附加IR请求时，Aloha时隙变成可用的。这时，所述数据转发器HCC38本身生成一个用于ASBI的IR，并将该IR添加到主IR集合71中。为了将请求添加到用于在上行中调度传输的所述请求队列71和78，所述HCC38不时地确定在下行中发送一个请求队列更新消息(RQUM)。所述RQUM典型地由IR集合中所有的IR形成，即使由于优先级或业务控制的原因，也可以选择IR出现的一个子集。
当出现的电话呼叫IR搁置在所述CPE21的本地IR集合(号码)时，所述HCC38形成一个请求ASBI的IR。该IR然后被放进一个RQUM并被发送给所有的CPE。所请求的ASBI必须具有例如64个Aloha时隙，对于所述CPE21来说这些时隙是可用，以用于尝试传输IR消息。
一旦接收到RQUM，所述CPE21就装载具有所接收的IR的RQ78，所述IR包括所述ASBI请求，并且等待RQ78顶部的这个特定请求的出现，其发信号通知一个Aloha时隙突发间隔被预定。当所述突发间隔到达时，所述CPE21在其IR集合(号码)中等待所述电话呼叫IR。所述CPE21可以随机选择ASBI 中的多个Aloha时隙之一，通过添加一个报头将所述IR放进少许消息(IRM)中，并且将所述IRM放置在所选择的Aloha时隙中。所述IRM包含用于承载所述电话呼叫分组消息的间隔的请求。应该理解的是有很多已知类型和种类的技术可用于选择Aloha时隙。
所述RQUM包括一个报头，该报头具有允许所述CPE21验证其时钟91和RQ78与所述HCC的时钟85和RQ71同步的数据。如果所述CPE21与所述HCC38不同步，则所述CPE将不进行传输，直到其重新同步——在实例中延迟所述电话呼叫请求的发送。
所述传输的电话呼叫分组IRM经受来自噪声或者其它IR发送者争用的破坏。在任一例子中，其不能在所述HCC38上被接收，进而其IR将不能进入主IR集合71，并且将不能在RQUM中的所述CPE38上被接收回。所请求的CPE将知道该IR何时应到达一个RQUM(或可能在一组RQUM的任一中，这取决于实施方式)，当所请求的CPE38确定其IR已经丢失时，它就回复一个适当的争用解决算法，该算法可以包括所述IR的重新发送。由CPE38所发送的IR可以被存储起来，用于可能的重新发送，直到安全接收被确认。
在所述数据转发器HCC38，包含主题IR请求的所述IRM被接收，并且从所述IRM卸载所述IR并将其放进所述IR集合71。一旦数据转发器HCC41确定所有64个小型时隙已经被接收，则根据任一期望算法排序以及设置(若需要的话)包含诸如来自CPE21的IR请求之类信息的时隙。例如，假定64个小型时隙中仅有30个包含消息，那么所有30个消息连同其它IR消息(若存在的话)从IR集合71都将被传输到消息传输队列80。这样，IR消息的序列然后被下行传输到每个CPE，并且所述序列的副本将被放进所述主请求队列72。
包含与示例电话呼叫分组相关的IR的所述RQUM在所述CPE21被接收，并且利用所述RQ插入算法79，其IR被放进本地IR队列78，象用于ASBI的IR在上述序列事件中被分配时的情况一样。RQUM插入算法(号码)获得在所述RQUM中接收的一组IR，并根据一种算法将它们安置在RQUM中。最简单的算法是所述RQUM中的IR以它们被接收的顺序进入RQ的后面。然而，不阻止RQ再同步的任何算法都可以使用。这样开创了一种将时间敏感或高优先级消息请求进一步向前放置在RQ中的方式。
被发出到CPE的所述IR最终将循环到所述本地RQ78的前面，并且在这 时，所述CPE21将在上行的一个消息中的示范性电话呼叫分组传输给所述HCC38。该第一电话分组的内容将包括所有的拨号数字信息，这些信息是电话交换机开始呼叫所必需的。应该理解的是，对这点所描述的复杂处理可能花费较短的时间就可以完成，例如几毫秒。
当在所述HCC38接收到时，通过交换机的关联服务提供商控制子系统(SPCS)56，消息被接收路由器(号码)发送到电话交换机(号码)，该消息包含来自CPE21的第一电话呼叫分组。
然后通过常规方式，所述交换机就建立呼叫。如果目的地方位于所述网络10的外部，则所述交换机就使用其标准POTS系统的协议和处理。如果所述目的地方在网络10中，则所述交换机准确地使用同样的协议和处理。所述SPCS在所述网络和交换机之间转换，以使网络看来像是作为常规电话系统的一部分的交换机。通过将交换行为转换成被发送给参与者的适当消息，所述SPCS处理网络10内部的呼叫参与者。可以意识到，电话会议的建立对于本发明实施例所公开的结构是容易想到的，并且如果想要的话，可以在SPCS中实现。
假定这个示例性的呼叫是网络10中的一方。一开始，交换机(号码)就发送一个响铃信号，然后所述SPCS就发送一个消息给另一被叫方终端，例如终端14，这个消息引起目的地方的SIM56振铃用户的电话(未示出)。最终的双向会话被数字化和以相同的方式在呼叫方和被叫方之间通信。
HCC
参照图1，HCC(数据转发器控制计算机)位于一个站点，并且以一个或多个定制或现成的硬件装置来实现，这些装置可以包括数字计算机。所述HCC的功能可以以包括集成电路的硬件实现，以软件实现，或者二者的结合来实现。
所公开的方法用于调节网络上的数据业务，这种业务在位于中心位置的一组服务提供商控制子系统(SPCS)和位于很多远端站的服务接口模块(SIM)之间双向流动。SIM具有硬件和软件功能，使数据在远端客户端站的网络连接点和显示装置之间流动，所述网络使用本发明所公开的方法，所述显示装置例如位于远端客户端站本地的个人计算机、电视机和电话。这些显示装置显示和接收与使用服务提供商的提供有关的信息。SPCS是HCC传输的所有服务消息的源，并且是HCC接收的所有服务消息的目的地。为了清楚起见，图1描绘了那些部件，那些部件必须包含在SPCS中，以使其与HCC连接；并且没有描绘 在SPCS中所期望的其它部件。
如图1所示，在所指示区域中的椭圆形边线围有一个高亮显示特定关键功能的图，用于所述HCC控制结构的控制应用。这个控制结构调节进入网络下行链路的数据业务，并且在调节进入网络上行链路的数据业务时与所述网络的多个CPE(用户终端设备)共同协作。主系统时钟位于所述HCC，并且为所述HCC和多个CPE提供时间基准。在所公开的方法中，时间速率是对于一实用且有用实施方式所需要的全部。时间本身可以用于本发明公开方法的变化、扩展或增强中。
精确的传输定时在本发明公开的方法中是重要的。这样，在消息离开HCC和消息到达物理媒体时间之间的延迟可以被固定和已知。
接收路由器接收引入的信息，并将其路由到如图1中所示的消息接收队列。欲用于SPCS的每个消息都承载着一个报头，该报头包含足够确定所述特定消息接收队列的信息，所述特定消息接收队列将由适当SPCS服务。为了清楚起见，可以有多于一个的消息接收队列用于连接到单个SPCS。
通过一个或多个消息接收队列，所述HCC接收的控制消息被路由到控制应用。特别地，所有的IRM消息可以被路由到消息接收队列，从该接收队列它们被指向所述主IR集合。
在SPCS结构中示出了被称为SPCS消息队列的消息缓冲器，用于输入和输出服务消息。这些可以不是本发明公开方法的一部分，但可以呈现在所述SPCS-HCC接口中所显示的功能。这些实体指示流经HCC的服务消息的起始点和目的地。
在附图中示出了被称为消息接收队列和消息传输队列的消息缓冲器，该缓冲器作为HCC的一部分。这些队列的功能可以是本发明公开方法的一部分。
消息接收队列包含服务消息和控制消息。每个队列都被分配给一个应用——服务应用或控制应用，并且这种应用及时地服务所述队列(也就是从所述队列中获得消息)。对于HCC实施例，必须具有至少一个消息接收队列。
消息传输队列包含服务消息和控制消息。可以在一个实施例中指定这些队列，以保存特定优先级或类型的消息，或者来自特定类型特定服务的消息，或者来自特定控制应用的消息。队列的数量和作用是所述实施例的一个函数。在本发明公开的方法中所述HCC中至少有一个消息传输队列，以及在每个CPE 中至少有一个消息传输队列。
在图1中示出了跨越HCC和SPCS之间接口的消息流动。将被传输的服务消息被放置在一个或多个消息传输队列中。将被接收的服务消息被从一个或多个消息接收队列中获得。附加控制信息典型地也跨越这个接口流动。
SACF(服务消息允许控制功能)是一个服务器，该服务器选择从SPCS传输的消息，并调节这种消息的传输长度和频率，以保证这些因素在本发明实施例所要求的限度内。为了清楚起见，来自每个SPCS的下行链路业务训练的组合结果是必需的，以便网络的所有下行链路业务模式都在本发明公开方法实施例所设置的一组值的限度内。
HCC中的控制应用执行系统和其它控制功能。请求管理器和RQ插入算法是所示的示例性应用。在本发明公开方法的具体实施方式中被确定的所有其它控制行为被包含在所描述的控制应用和数据库区域中。
通过控制应用将RQUM和其它控制消息置于一个或多个消息传输队列中。请求管理器控制应用形成RQUM。通过控制应用及时地从一个或多个消息队列中获得IRM和其它控制消息。请求管理器为RQ插入算法提供RQUM的一个副本，所述RQUM已经被生成用于在下行链路上的传输。请求管理器使用IR，其已经被收集在所述主IR集合中以形成RQUM。RQ插入算法是一种控制应用，该控制应用根据建立的一组规则和程序从请求管理器中接收IR，并将它们置于主RQ中。所述RQ插入算法还维护与RQ有关的时间和优先级数据库。
所述主RQ是一个数据库，其利用RQ插入算法保存以特定顺序放置的IR。所述数据库是由所述RQ插入算法启动，并且由该RQ插入算法来维护，这种维护涉及当从所述请求管理器接收到每个RQUM时，调整优先级和IR的IR传输时间。为了清楚起见，在所述HCC中可以不要求RQ同步，并且RQ同步算法可以不出现在所述HCC中。
CPE
现在参照图2，CPE(用户终端设备)位于远离所述HCC站点的一个端点，并且在一个或多个定制或现成硬件装置中实现，这些装置可以包括一种数字计算机。所述CPE的功能可以以包括集成电路的硬件实现、以软件实现或者它们的结合来实现。所述CPE包括CPE控制计算机(CPE CC)。在多数预想的实施例中，所述CPE还包括与媒体有关的传输/接收设备，并包括到显示装置的接口， 该显示装置也位于相同的站点上。
所公开的方法用于调节网络上的业务，这种业务在一组SPCS(参见图1)和位于远端站的许多SIM(代表服务接口模块)之间双向流动，这些SIM与显示装置通信，例如位于它们端站本地的个人计算机、电视机和电话。本发明描绘了一组SIM。多个SIM是所述CPE传输的所有服务消息的源，并且是所述CPE接收的所有服务消息的目的地。
在本发明公开方法的优选实施例中，SIM是类似于PC卡的物理模块，它们与包含CPE CC的定制CPE设备连接。一种可替换的实施方式就是所述SIM是显示装置的一部分。
所述CPE CC的一组控制应用和数据库在附图中以椭圆形的边线围绕来示出。示出了所述CPE控制结构的某些关键部件。该控制结构在调节进入网络上行链路的业务时与所述HCC协作，并调节来自网络下行链路的业务。
位于所述CPE上的本地系统时钟可用于为所述CPE CC BSDP功能提供时间速率(也就是滴答声速率)基准。在所公开的方法中，时间速率是对于可行和有用实施方式所需要的全部。然而，时间本身可以用于本发明公开方法的变化、扩展或增强中。所述本地系统时钟可锁定到所公开方法的主系统时钟。
在图2中，接口由所述CPE终端的接收子系统(参见接收路由器)和CPE终端的传输子系统(参见传输调度器)所指示。在本发明的公开方法中精确的传输定时是最关键的。这样，在消息离开所述CPE CC的时间和该消息到达物理媒体的时间之间的延迟可以被固定和已知。
如图2所示，接收路由器接收和路由引入消息到消息接收队列。用于SIM的每个消息都承载一个报头，该报头包含足够确定特定消息接收队列的信息，该队列将由适当的SIM服务。为了清楚起见，可以有多于一个的消息接收队列用于连接到单个SIM。
由CPE接收的所有控制消息可以被路由到控制应用。这是通过消息接收队列来完成的。特别地，所有RQUM被路由到消息接收队列，从该队列中它们被指向RQ插入算法。
如附图中所描绘的SIM中所示，消息缓冲器用于输入和输出服务消息。它们不是本发明公开方法的一部分，但呈现必须在SIM-CPE CC接口上显示的功能。这些实体指示流经所述CPE CC的服务消息的起始点和目的地。
在附图中示出了被称为消息接收队列和消息传输队列的消息缓冲器，该消息缓冲器作为所述CPE CC的一部分。这些队列的功能是所公开方法的一部分。
消息接收队列包含服务消息和控制消息。每个队列被分配给一个应用——服务应用或控制应用——并且这种应用及时服务所述队列(也就是从所述队列获得消息)。对于CPE的实施例可以有至少一个消息接收队列。
消息传输队列包含服务消息和控制消息。可以在一种实施例中指定这些队列，以保存特定优先级或类型的消息，或者来自特定类型的特定服务的消息，或者来自某些控制应用的消息。队列的数目和作用是该实施例的一个函数。在所述CPE中可以至少有一个消息传输队列。
在图2中示出了跨越CPE CC和SIM之间接口的消息流动。将被传输的服务消息被置于一个或多个消息传输队列中。将被接收的服务消息从一个或多个消息接收队列中被获得。附加控制信息典型地跨越这个接口流动。
对于本发明所公开方法的可行和有用实施例，用于在SIM和CPE CC之间连接的接口技术属于现有技术。
SACF(服务消息许可控制功能)是一种服务器，该服务器选择将从所述SIM传输的消息，并且调节这些消息的传输长度和频率，以保证这些因素在实施例所要求的限度内。为了清楚起见，来自网络的每个SIM的上行链路业务训练的组合结果是必需的，以便网络的所有上行链路业务模式匹配用于本发明公开方法实施例所设置的一组值的限制。
为了清楚起见，SACF功能可以存在于每个SCPC，用于调节下行链路上消息业务的目的，并且SACF功能存在于每个SIM，用于调节上行链路上消息业务的目的。在所述CPE CC中的控制应用执行系统和其它控制功能。RQ同步算法和RQ插入算法是所示出的示例性应用。在本发明公开方法的特定实施例中所确定的所有其它控制活动被包括在所描述的控制应用区域中。
通过控制应用将IRM和其它控制消息置于一个或多个消息传输队列中。CPE传输调度器形成了IRM。
通过控制应用可以及时地从一个或多个消息队列中获得RQUM和其它控制消息。所述传输调度器是一个服务器，该服务器从所述一个或多个消息传输队列选择将被传输的消息，并监控这些消息的长度和频率，以保证它们在该实施例所要求的所有限度内。当根据本发明公开的实施例所述CPE被同步时，用 于CPE的传输调度器仅导致消息被传输。
CPE传输调度器形成一个IRM，用于其它应用在消息传输队列中输入的每个消息。根据本发明公开的方法，所述CPE传输调度器使用Aloha时隙管理IRM的传输。所述CPE传输调度器调度在消息传输队列中除了IRM之外的消息的传输，之后调度本地确定并在本地RQ出现的上行链路消息的传输。RQ插入算法是一种控制应用，根据所建立的算法该应用接收RQUM中的IR(直接来自消息接收队列)，并且将它们置于本地RQ。所述RQ插入算法也维护与RQ有关的时间和优先级数据库。
所述RQ同步算法是一种控制应用，该应用监控所述RQ和接收的控制数据来确定RQ同步在维持，并且当所述CPE已经或正失去同步时建立RQ同步。本地RQ是一种数据库，该数据库保存通过RQ插入算法以特定顺序放置的IR。其通过所述RQ同步算法启动，并由所述RQ插入算法来维持，这种维持涉及当从所述请求管理器接收到每个RQUM时，调节优先级和IR的IR传输时间。
信道结构
现在参照图3A，信道是一种可以承载字符流的专用物理媒体。在使用本发明公开方法的网络中，信道在时间上被分成多个间隔。在优选实施例中，这些间隔是连续的，一个间隔紧随着另一个间隔之后。在下行链路和上行链路上的间隔具有变化的长度，正如所述HCC控制电路实时确定的。在优选实施例中，下行链路和上行链路被承载在不同的信道上。一种可替换的实施例包括在同一个信道上承载的下行链路和上行链路信息。
在多个间隔的情况还可以进一步划分信道时间。这些间隔又被分成多个时隙。为了结构的简化，在所述BSDP方法的优选实施例中，在给定类型的间隔中时隙是固定长度。然而，所述BSDP方法允许间隔内的时隙为可变长度。提供多个时隙，以允许在单个间隔内收集较小消息。这提供了一种在BSDP方法中增加信道使用效率的方式。
为本发明所公开方法提供时间所使用的时钟是主系统时钟。HCC承载所述主系统时钟。所述CPE承载锁定在主系统时钟的本地系统时钟(图2)。间隔时间和时隙的边界参照主系统时钟时间，并且当所述间隔在所述HCC时(也就是在其用于下行链路被传输时，以及在其用于上行链路被接收时)被测量。在本发明公开的方法中，在确定何时传输时，CPE在HCC上计算间隔的到达时间。
消息在间隔和时隙中被传输。除非所述间隔被分割为时隙，否则每个间隔至多有一个消息。在这种情况下，每个时隙至多一个消息。对于优选实施例，如图3A所示，定时被维持到一个精确度，这种精确度允许跨越间隔边界的符号边界跟踪，并且在所述间隔中不需要间隙以解决在放置所述消息中定时不确定性。另外，所述优选实施方式包括连续的下行链路传输，具有从一个消息到下一个消息的相干符号调制。
在图3A的所有消息中示出了消息报头和有关小段。这些消息报头被示出，以包括获取序列，其用于通过在物理层中调制属性的接收终端来支持获取。在所公开的方法中在下行链路消息中需要消息报头。仅在下行链路上的一些消息中需要获取序列，它们准确的位置取决于特定实施方式的要求。
在上行链路上可以不需要消息报头。为了清楚起见，不时地需要获取序列，但这些序列可以在控制消息主体中或在消息报头中，或者在二者中都有。
图3B强调了在本发明公开的方法中，在上行链路的多数消息中不需要消息报头来使HCC知道消息的属性。在所述方法中需要的信息不需要在上行消息的消息报头中，因为所述需要的信息已先前在IRM中被传输到所述HCC。这样，如果出现的话，上行链路消息报头的唯一目的可以是支持获取。借助某一媒体，这不是必需的。借助所有的媒体，如果跨越一个间隔或时隙边界维持符号边界跟踪，则使用消息主体中的数据的获取可能在仅仅消息的前几个少数符号上导致高的误差率，但编码和内插可以用于恢复该数据，因而允许排除消息报头。这种论述也可以应用于考虑在下行链路消息上移除获取帮助序列。然而，在下行链路消息上，某些数据必须存在于用于CPE的消息报头中以成功捕获和路由消息。
图3C示出了在间隔中具有间隙的实施例。通过排除消息报头，在图表中意味着这是一个上行信道。在这种类型的实施例中，下行链路信道也可以允许类似间隙。
图3D示出一种信道排列，在这种排列中消息被置于具有保护空间的间隔和时隙中，并且消息具有支持每个消息获取的消息报头。如在以支持具有低成本CPE终端的网络为目标的实施例中的上行链路上所发现的，所述保护空间允许以稍微不准确的时钟传输消息。也可以在其中下行链路上的传输是间歇的网络中发现CPE的时钟不准确性，因而创建其中本地系统时钟可以偏离主系统时钟 值的环境。这个实施例也适用于终端经常连接和离开网络，或者由HCC进行的传输是间歇的情况下的下行链路上。
下行链路同步
现在参照附图4，消息在下行链路上载送。下行消息具有消息报头和消息体(参见权利要求110及其子段)。所述消息报头可以包含DAT数据结构。主题实施例必须在下行链路上连续传输消息(至少只要在包含DAT数据结构的消息之间载送的一组消息)，并且保持跨越消息边界的符号对齐(也就是一个消息中最后符号的末尾的边界及时与下一个消息的第一个符号的边界一致)。所述实施方式保持跨越消息边界从一个符号到下一个符号的相位相干性，在那些网络信道中这种解调方法是密切关系的，这是很重要的，但对于这里所描述的方法并不是必不可少的。
所有的下行链路消息都可以具有消息报头，这种消息报头至少包括一个消息长度和一个地址。消息报头还可以包含DAT数据结构和获取序列，以支持CPE的获取和对下行链路数据和格式的跟踪。为了清楚起见，获取序列用于支持频率、相位和符号边界的接收机的获取，这种获取可以与附图中所标的间隔边界的获取无关。
字段可以示出在所述报头中，但不必在其前面。到所述CPE转向下行链路同步时，其已经获得了下行链路符号流。这样，所述DAT数据结构不必首先到达消息报头中的字段序列内。在一些实施例中，使DAT数据结构在消息前部的后方一些距离是优选的。所述CPE检测这个字段中唯一的序列并建立一种相关性，从而准确地确定所述字段的开始和结束点在字节流中哪个位置。这是标记，这种标记使所述CPE确定所有的间隔边界，之后从而确定下行链路同步。
下行链路上的每个消息报头包含一个消息长度字段，其相对于消息开头在固定和已知的位置中。CPE知道包含DAT数据结构的消息的格式，在这个意义上CPE知道DAT数据结构的末尾和消息长度字段的开始之间的位数。这样，所述CPE就能访问所述消息长度字段。
消息长度值允许CPE计算当前消息体的位置并将其解码。其也允许CPE计算当前间隔和下一个间隔之间的间隔边界，从而获得下行链路同步。消息长度字段是在相对于消息开头的已知位置，其自身与所述间隔边界是一致的。这允许CPE定位下一个消息体和在该消息末尾的边界，并进而继续下行链路同步。
消息格式
现在参照附图5，所公开的方法不要求消息的各种字段的特定排序或放置。可是，消息报头数据字段和一个或多个消息体字段可以在相对于消息开头的已知位置上。作为一种实例，消息报头信息可以以一种已知的方式分散在所述消息体的各部分之间。实际上，在所公开方法中不保证消息体的大小，尽管在特定的实施例中建立最小的消息体大小。这样，消息报头消息典型地可以置于消息的前面，这样独立于所述消息体的大小，各种字段的位置是已知的。对于消息中字段放置的容许弹性存在一个例外，这是现有技术问题：获取序列支持与所述方法相关的物理层功能。如果实施例要求接收终端也解码消息，以其获得物理层获取，那么然后获取序列必须在所述消息中首先出现。本公开方法中的消息包含一个消息体，其由一种应用来提供。下行链路消息必须包含一个消息报头。上行链路消息可以包含一个消息报头，这取决于实施方式。为了清楚起见，每个上行链路消息已经与一个IR关联，该IR承载着与所述消息有关的某些控制消息。借助各种控制消息，这个相关的IR散布在BSDP方法中网络的HCC和每个CPE。IR中的信息适用于所公开方法的基本消息控制功能，从而使实施例设计成不包含上行消息上的消息报头的选项。
所述消息报头可以包含许多系统控制消息的字段，如所显示的。我们示出了具有非指定数据区域的消息报头。这些区域组成了被称为其它控制消息的字段，其指示实施例设计者可以选择使用消息报头来承载本公开方法没有要求的信息，但对其有增强。这种控制信息的实例是不时地被改变的一组参数；这些参数用所述CPE的系统控制算法中。
获取序列可以出现在一个消息报头的开头，或者在消息报头中。应注意的是获取序列不必出现在所有的消息报头中。它们可以出现在控制消息体中。
所述DAT数据结构可以出现在消息报头中，以支持下行同步。在所述下行链路同步处理中，下行链路间隔的边界被定位(更准确地说，一个消息或消息序列的开始的边界被定位，从而意味着间隔边界的确定是以令人满意的准确性来完成的)。
所述地址可以出现在下行上。在下行上，这种地址指定哪个或哪几个CPE将接收消息。目的地地址不需要出现在上行消息中，因为HCC接收所有的上行消息。可是，与上行消息有关的地址字段指示的是控制实体地址，其通常是发 送者，但可以是HCC或某一其它CPE。这种控制实体地址承载在与一消息有关的IRM中，并且在特定的实施例中也可以承载在消息报头的地址字段中。通过正请求发送消息的应用给系统传输功能提供所述地址。
消息长度字段包含指定消息长度的值；这种长度能够根据时间、MTU或数据单元来改变。数据单元的例子是：(1)比特，(2)字节，或(3)根据最小消息分辨率的大小，例如8个字节单元。下行链路消息必须包含所述消息长度字段。上行链路消息可以包含所述消息长度字段。在上行上的消息长度可以是已知的，但这种信息也可用于相关IR中。
应用ID字段识别接收终端中的应用，消息将被路由到该终端。在所述接收终端应用ID能够被映射到唯一消息接收队列(图1和2)，这种队列由BSDP控制应用来服务或由SCPC或SIM中的应用来服务。所述应用ID信息通过请求传输消息的应用来提供给所述系统传输调度器，典型地通过简单地为所述消息提供报头。
类型和优先级字段包含附加控制信息，所述RQ插入算法应用在RQ中放置相关IR时使用这种信息。另外，这个字段可以具有用于其它控制功能的信息。指示消息包含特定大小和用于特定系统功能的时隙的参数就是一个例子。类型和优先级信息的识别通过请求传输消息的应用提供给所述系统传输功能，典型地通过简单地为消息提供消息报头。
请求数据
现在参照图6，如图中所示数据单元被编码。为了清楚起见，消息报头不包含服务单元所使用的控制信息。白色用作背景或间隔请求中的非特定数据。
在图6中示出了间隔请求(IR)的格式。一个并且仅有一个IR与每个上行链路间隔相关，所述间隔被称为相关间隔。所述相关间隔典型地用于保存一个并且仅一个消息，该消息被称为相关消息。IR格式包含与那些指定用于一消息的字段共同的数据字段，除非IR的间隔长度可以长于相关消息的消息长度。传输调度器形成所述IR；所述应用利用所述IR来生成用于相关间隔的请求。除了为发送单个消息的目的请求一个间隔的典型情况以外，一个CPE可以为另一个CPE或者HCC可以为CPE请求一个间隔，或者由它们的任意一个请求间隔以用于具有以更复杂的方式使用的时隙的间隔，正如控制应用、SCPC、或SIM与传输调度器控制应用一起工作所确定的。一种实例就是为了在上行链路上请求 ASBI的目的，在HCC上通过请求管理器来建立所述IR。
所述IR包含表示控制实体的地址。这种地址典型地将是所述CPE，该CPE正请求间隔来承载上行服务消息。然而所公开的方法支持复杂的动作，例如HCC轮询、复杂交互的服务水平控制、具有时隙的间隔调度及其它；并且在这种情况下，所述地址可以不同于可能使用间隔的一个或多个CPE的地址。
应用ID用于为系统控制应用提供信息，这种信息是在接收HCC或CPE中路由一个或多个相关消息所需要的。这种字段的信息可以用于其它辅助控制功能。类型和优先级字段可以提供RQ插入算法所需的信息，以用于调度所述间隔。这种字段的信息可以用于其它辅助控制功能。
间隔长度字段包含相关间隔的长度。为了清楚起见，IR中的这个字段通常涉及一个间隔，而消息报头中的可比性字段涉及那个消息的长度。IR间隔(也就是Aloha时隙)可以包含保护空间，从而可能大于相关消息的相关IRM消息长度。在IR中允许被称为空间的其它控制信息；这种空间的使用对于特定实施例而言是专有的。
在一种实施例中，在IR中可以出现被称为IR计数器的字段。这种字段允许控制应用从同一CPE区分IR，在许多IR从同一CPE分配的情况下，或者同一IR的许多副本已经通过HCC从CPE接收时，这是很有用的。
在一种给定的实施例中，一种字段可以出现在RQ中承载的IR版本中，这种字段是IR产生时间和/或IR年龄。RQ插入变量和一些RQ同步变量可以使用这种字段信息，用于组织和同步RQ。在所公开的实施例中，IR传输时间字段可以出现在RQ中承载的IR版本中。在所公开的方法中，对于所声称的变量，这种值可以在与RQ相关的数据库中，且可以由传输调度器访问，并且所述IR数据单元可以为所述数据提供适当的位置。
RQUM可以在其消息报头中具有两个请求字段(可选择地，这种信息必须以另外一种功能等效的方式达到所述CPE)。RQ深度字段给出了RQUM被发送时主RQ的深度，这种深度以方便的形式来测量，一个是主RQ中IR的数量。
可能出现的第二RQUM消息报头字段(或在BSDP方法中以一种可替换的方式提供的等效功能)是RQUM顶部时间。根据主系统时钟，这提供了所述主RQ顶部单元的准确传输时间。完成这个的一种有用方式可以提供相对于RQUM传输时间的顶部单元的传输时间。
在所公开方法的一些变量中使用的并因而可选择的字段是RQUM计数器字段。每当一个RQUM被发送，这个字段的值就增加。这允许CPE容易地检测一个或多个RQUM已经在传输中被丢失，并进而宣布它们自己失去同步。
IR典型地被连续放置在RQUM中。依照实施例设计者的判断，所述方法就允许其它控制信息置于RQUM的消息体中。
如图6所示在IR消息中在上行链路上发送IR。在典型的实施例中，这些消息具有消息报头，尽管可以预知其中不要求消息报头的应用。
请求队列
现在参照图7，示出了请求队列。对RQ的表示指示队列的顶部在右侧。这是多个单元从所述队列中被移出的地方。根据RQ插入算法，在任意点上它们被放入RQ中。
所述RQ单元就是IR。与IR信息一起，这些单元的每一个都与用于相关消息的IR传输时间相关，该时间可能承载在所述单元本身中；这个时间是由RQ插入算法应用提供的。在RQ顶部的IR指示在上行链路上将被传输的下一个间隔。一旦单元的IR传输时间已过，就从队列顶部获得单元。尽管在从RQ抽取单元之后有理由存档所述单元，但是可丢弃它们。
在图6中示出了间隔请求(IR)的格式。根据RQ插入算法间隔请求到达HCC的RQUM中。这些RQUM由请求管理器在HCC本地产生，并且转送到RQ插入算法，同时被放进HCC消息传输队列。
在HCC中的RQ插入算法在主RQ中放置新的IR，并维护该主RQ，移出可能太老的或其传输时间已过的IR，并更新IR中的优先级和其它控制信息。所述HCC中的主RQ是RQ的准确版本。CPE中的本地RQ表示所述主RQ的一种估计副本，并且在特定的环境下是不正确的表示。传输调度器可以使用所述RQ在HCC上不调度传输。而是，所述RQ被简单地用于跟踪上行链路的状态。在所述HCC，其IR传输时间已过时，所述传输调度器就可以移出RQ的顶部单元，从而保持其适于上行链路间隔调度。这与CPE中的这种功能是相同的。
所述HCC中的主系统时钟为所述BSDP方法提供时间基准。CPE承载所述主系统时钟的时钟速率的一个估计，并可能承载该时钟的绝对时间的一个估计。所述传输调度器使用所述主系统时钟的时间基准在HCC来调度传输。在IR中承载的或与IR相关的IR传输时间是依据所述主系统时钟时间。
按照上面注解(g)，一旦其IR传输时间已过，所述RQ的顶部单元就被丢弃。所述间隔请求(IR)格式在图6中示出。间隔请求在下行上到达CPE的RQUM中，并被转送到所述RQ插入算法。
所述CPE中的RQ插入算法在本地RQ中放置新的IR，并维护该本地RQ，移出已经太老的或其传输时间已经过去的IR，并更新IR中的优先级和其它控制消息。相同算法被用于在HCC中的RQ插入算法所使用的那些算法。所述CPE中的本地RQ是所述主RQ的一个估计。只要所述CPE已经接收到仍在主RQ中具有IR的所有RQUM，以及所述RQ同步算法已经用于使所述终端处于RQ同步，所述那个估计就是正确的。
所述CPE中的传输调度器使用本地RQ调度上行链路传输。在其IR传输时间已过时，传输调度器就移出RQ的顶部单元，从而保持其适于上行间隔调度。这与HCC中的这种功能是相同的。
所述CPE中的本地系统时钟为在CPE中所公开的方法提供时间基准。所述本地系统时钟在时间速率上被锁定到所述主系统时钟。在一些实施方式中，其也可以被锁定到主系统时钟的绝对时间。在IR中承载的或与IR相关的IR传输时间是依据本地系统时钟时间。为了清楚起见，在确定所述IR传输时间时考虑CPE偏移，或者在从IR传输时间确定传输时间时，该偏移是所述传输调度器的因数。为了清楚起见，在所公开方法中，每个终端中的IR传输时间可以不同，因为本地系统时钟不能以绝对时间同步。只要基于主系统时钟在调度间隔时间上受影响的传输到达HCC，就能确定IR传输时间。
一旦RQ的IR传输时间已过，RQ顶部的单元就会被丢弃。不论所述顶部IR涉及一个本地消息还是另一个CPE中的消息，其都将被丢弃。按照上面注解(i)，这与HCC中的这种功能是相同的。在所述CPE上将被传输的消息被保存在一个或多个消息传输队列中。所述传输调度器在上行上调节消息的传输。
RQ时间线
现在参照图8，其中示出了HCC上RQ插入算法操作序列的定时和CPE的RQ插入算法的定时。同样的(也就是同一个)RQUM或等效数据组到达所述HCC和CPE。这个数据到达时间接近，但在时间上不重合。所述RQUM到达HCC的RQ插入算法，同时被放进一个消息传输队列中。这样，在其到达任一CPE的RQ插入算法之前，其就到达了所述HCC的RQ插入算法。在所有的 情况下，在HCC的数据到达和在CPE的数据到达之间的时间是足够短的，对所公开方法的令人满意的操作来说是足够及时的(也就是没有上行链路传输出现，这种出现也是不合时的)。
在每个站点的RQ插入算法通过执行关于RQ的数据库改变来对新数据的到达作出反应。这些改变包括放置已经到达的新IR，和调节诸如IR传输时间和IR年龄的时间参考。只要所述CPE保持RQ同步，这时所作出的计算导致本地RQ成为主RQ的一个令人满意的近似，这个近似包括以相同顺序具有并且仅具有同一IR单元的两个RQ。根据每个实施方式的具体细节，这些单元的特定字段可以是不同的，或具有近似等同的值。
在更新所述RQ时间之后的时期内，所述HCC的RQ和CPE的RQ在将被比较的状态。当这在权利要求书中说明，当进行比较时所述RQ满足某些条件，这意味着在图8中的时间间隔期间，所述比较是在两个RQ之间的。如果图8中所述CPE已经处于RQ同步并且所述RQUM被参考，所述CPE保持RQ同步。如所指示的，如果所述CPE在期望的时间没有接收到RQUM，那么所述本地RQ的内容就从所述主RQ的内容分离出，并且所述CPE失去RQ同步。
RQ同步
现在参照图9，示出了请求队列。位于所述CPE的RQ同步算法可以执行RQ同步处理。这种处理可以以两个阶段完成：第一阶段是建立RQ清除来确保在主RQ中的IR在本地RQ中没有丢失。第二个阶段是从本地RQ中删除不在主RQ中的多个IR。
RQ单元是IR。这些单元的每一个都与IR传输时间关联，该IR传输时间可能承载在所述单元本身中，该IR传输时间是相关消息的准确发送时间；这个时间是由RQ插入算法应用提供的。RQ同步算法根据每个RQUM中承载或与其相关的信息确定是否已经错过接收一个RQUM。如果已经错过RQUM(或等同的数据传递机构)，则所述RQ同步算法就重新启动RQ同步处理。以刚接收的RQUM信息初始化所述处理。
如果RQ同步算法确定在当前接收的RQUM之前没有错过RQUM，那么这个应用就确定终端是否已经完成RQ清除状态。如果CPE还没有在RQ清除状态，则所述RQ同步算法就收集另一个RQUM并重复所述处理。在所述CPE已经完成RQ清除状态的情况下，所述RQ同步处理就从所述本地RQ消除剩余 的IR。在这个阶段本地RQ与主RQ匹配。
在所述CPE已经完成RQ清除状态的情况下，所述RQ同步处理从本地RQ消除剩余的IR。在这个阶段本地RQ与主RQ匹配。然后RQ同步算法宣布所述CPE处于RQ同步状态，或者在宣布所述CPE处于RQ同步之前等待一个确认周期。
CPE传输调度器
现在参照图10，CPE传输调度器可以执行所示出的三种功能，每一种功能都是调度和发送来自CPE的消息的一部分。当一个应用将该消息置于一个消息传输队列时在CPE发送消息的处理开始。其在传输调度器影响所述消息发送时结束。在这两个事件之间，所述传输调度器在分配用于消息传输的上行链路上寻找并获得一个间隔。所述传输调度器在所述处理中完成三种动作。
所述传输调度器监控到一个或多个消息传输队列的输入，并为每个新消息形成一个IR。所述IR被置于本地IR集合中。一旦CPE被同步，在IR到达IR集合后，所述传输调度器就尽快将IR放进IR分布中。为了清楚起见，一种实施例在IR分布中可以同时支持许多IR，或者在另一个IR被允许进入IR分布之前，其可以要求分布IR(也就是置于RQ中)。
作为IR分布中的第一步，所述传输调度器将IR置于IRM中，并将这个IR放进一个消息传输队列中。所述传输调度器使用IRSF算法，以及使用到达间隔的Aloha时隙间隔结构的知识，来选择一个Aloha时隙用于接收所传输的IRM。对于每个ASBI来说，在RQ中有一个相关IR。类似任意其它上行链路间隔一样分配所述ASBI。这样，在与那个间隔的传输相关的RQ中有一个IR。因此，从这个IR，在其到达之前，Aloha间隔的结构是已知的。ASBI的结构可以是固定和已知的，或着间隔到间隔可以变化。
传输调度器等待为IRM调度的Aloha时隙。仅仅在传输之前，所述传输调度器确认CPE被同步。假定所述CPE被同步，所述传输调度器就影响IRM到Aloha时隙的传输。然后在预料可能必须重传所述IRM时，将所述IRM置于IRM保存栏中。
参照权利要求30以及其子段。所述传输调度器随后监控在RQUM或其等同物上接收的IR，从而寻找以发现已经被传输的IR已经由HCC转送。根据实现的具体细节，这种等待继续一固定时间周期或固定数量的RQUM。
如果传输的IR没有在固定时间出现在下行链路上，则所述传输调度器就宣布这个IR未被成功传输，最可能的原因是由于在Aloha时隙中的竞争。然后所述传输调度器开始再一次传输所述IRM的处理。在实例的状态图中，存在很少或不存在尝试重传的次数的限制。然而，在特定的实施例中对重传次数有一个限制。可是，在多数实施例中，可预测的是，将允许最大次数的重传尝试。
如果一个传输的IR及时地出现在下行链路上，则所述传输调度器确认其已经成功传输了所述IRM，和将其从所述IRM保存栏中移出并将其丢弃。然后其继续处理它的事务。在实例状态图中，暗示了每次仅有一个IR可以在IRM保存栏中。然而，在所公开方法的一些实施例中所述传输调度器可以使相同处理的许多例示(参照状态图所表示的)同时进行——也就是其可以同时调度许多消息。
在第三状态图中，进行所述处理以传输一个成功调度的消息。一旦CPE被同步，所述传输调度器就经常地监控本地RQ的顶部，以用于与将被传输的本地消息相关的IR。所述传输调度器确定所述消息的IR传输时间，该消息是在所述本地RQ顶部上由相关IR表示的。在该传输时间，其进入影响所述传输的处理。作为这个处理的第一步骤，其检查以确保所述CPE仍被同步。如果没有，其就中断所述处理。
如果所述CPE被同步，它就确定哪个消息将被传输，并确定这是否是一个被本地保存的消息，或者它是一个保存在一些其它CPE中的消息。在一定范围内，存在由IR所调度的竞争时隙或间隔，以及所述传输调度器确定在这种情况下，是否其应传输到这些时隙或间隔中。
所述传输调度器及时地从RQ移出所述IR。所移出的IR被丢弃或存档。在这之后，所述传输调度器继续为所述RQ中的下一个IR重复这种处理。
服务消息源于SPCS的I/O队列并呈现给所述HCC38，其实施所公开实施例方法的一部分。到网络的这种消息流可以由SACF来调节。这些消息被置于消息传输队列中，并且所述传输调度器在下行上调节它们的放置。
在上行链路上接收的消息被置于消息接收队列中。这些队列由SPCS中的服务应用来服务，以及通过所述HCC自身中的控制应用来服务。
请求管理器从特定的上行链路控制消息和从本地控制应用来收集间隔请求(IR)。这些被置于主IR集合71中。请求管理器75不时地形成一种包含一组 IR的控制消息，并将其置于一个消息传输队列80中，以及与这个动作一致地将其传送给所述RQ插入算法83。所述RQ插入算法83将IR置于所述主RQ72中，并不时地更新所述主RQ的IR中的数据。所述主RQ包含在上行链路上间隔分配的调度。
如图2中所示，服务消息源于所述SIM消息队列93，并呈现给所述CPECC22。到网络的这种消息流可以由SACF95来调节。这些消息被置于消息传输队列中，并且所述传输调度器82使用出现在本地RQ中的调度，在下行链路上调节它们的放置。
接收路由器74将在上行链路上接收的消息置于消息接收队列77中。这些队列由所述SIM中的服务应用来服务，以及由所述CPE CC22自身中的控制应用76来服务。
传输调度器82形成IR并将它们置于本地IR集合88中，对于其所请求的每个间隔有一个IR。其及时形成被称为IRM的请求消息，并使用一种Aloha时隙协议将这些消息传输到所述HCC38。
RQ同步算法管理本地RQ，关于建立本地RQ作为主RQ的精确副本。在下行上的控制消息中不时地接收一组IR。所述RQ插入算法79将这些IR置于本地RQ78，并不时地更新本地RQ的IR中的数据。本地RQ78包含在上行链路上间隔分配的调度的最好估计。
现在参照附图3A，示出了定时图，以用于所公开的本发明方法实施例中信道的使用。图3A描绘了在上行链路或下行链路上信道使用的一种典型格式。图3B图解了一种上行链路格式，这种格式具有格式化成不包含消息报头的消息。图3C图解了在所公开的实施例中间隔序列中可以有间隙。图3D图解了在实施例中具有保护频带的信道格式。
所公开的方法实施例包括具有TDMA结构的信道组织。典型地存在分开的下行链路和上行链路信道，消息在一个方向上流动。实施例可以具有许多上行链路和/或下行链路，或者上行链路和下行链路可以共享单个信道。
下行链路上的消息必须具有消息报头，以支持接收和路由功能。上行链路上的消息可以具有消息报头。然而支持路由所需的所有信息可以出现在相关IR中。这样，实施例可以不必在上行链路上具有消息报头。
可以在链路上组织调制和解调，以使得在下行链路上不要求重新获取消息 到消息。在上行链路上，定时可以足够准确，以使得跨越消息而保存消息边界定时。然而，由于从不同的源传输所述消息，所以对于在上行链路上的频率、相位和电平引入存在至少一种需要。
现在参照图4，时序图用于下行链路同步可以使用的变型——接收机如何在下行链路上定位消息。这种变型取决于消息长度字段，在一定信道组织约束下来确定一个接一个消息的位置。在一些消息报头中存在称为DTA数据结构的相关序列，以支持获取用于初始化消息边界跟踪处理的第一消息。
参照图5，示出了所公开的方法实施例的消息格式。消息可以包含消息主体，还可以包含消息报头。该消息主体可以包含创建消息的应用放置的信息。这可以是SCPS或SIM中的服务应用，或者它可以是控制应用。
下行链路上的消息报头可以包含某些字段，还可以包含其它内容。它可以包含地址、应用ID、类型和优先级字段，和消息长度字段(或功能等同的结构)。上行链路上的消息可以具有消息报头，并且这种报头也可以包含上述信息。
下行链路上的消息报头可以包含获取序列，以在获取消息的过程中帮助解调器。它可以包含DTA数据结构以帮助定位消息的数据边界。它可以在消息报头的附加空间中包含其它控制信息，这种附加信息被称为其它控制信息，在本方法的特定实施例中使用这种信息。
参照图6，示出了用于与间隔请求相关的数据结构的格式。图6A示出了间隔请求(IR)。图6B示出了间隔请求消息(IRM)。图6C示出了请求队列更新消息(RQUM)。
间隔请求可以包含地址、应用ID、类型和优先级字段、以及间隔长度。这些字段“描述”与IR相关的消息。事实上前面的三个字段与图5中所示的消息报头中存在的字段相同。间隔长度字段可以不同于消息长度字段，因为这些间隔可以包括保护频带。所述CPE和HCC算法能够考虑这种因素，并且真实的消息长度可以承载在IR中，当形成IR时IR源能够增加适当的额外空间给所述长度，或者所述HCC能够调整接收IR中的该字段——这种的任何方案都在本公开方法的范围内。
所述IR可以包含专用于本发明的特定实施例的控制信息，这种信息被置于其它控制信息字段中。所声称的具体可选控制信息在所公开方法实施例的各种变型中。如图6A所示，可以包括产生时间、IR年龄、IR传输时间、和IR计数 器。可以通过控制应用或CPE的传输调度器来产生IR。对于上行链路传输来说，IR被封装在IR消息(IRM)中。
如图6B所示，IRM可以具有或者可以不具有消息报头，这取决于所述实施例。IRM被传输到Aloha时隙突发间隔的Aloha时隙中。所述传输是特定的(ad hoc)并且可以在传输周期中竞争，这对两者都有破坏。在成功传输IRM到HCC之前可能需要进行多次传输。
所述HCC在被称为RQUM的下行链路消息上传输一组IR。在图6C中示出了RQUM的格式。RQUM消息报头可具有专用于特定实施例的控制信息，该控制信息承载在其它控制信息字段中。RQUM消息报头可以承载用于同步CPE中RQ的数据。为此目的，它可以承载RQ深度和RQUM顶部时间字段。它还可以承载RQUM计数器字段，在管理RQ同步中使用该字段的值。
如图7中所示，RQ是单个队列。IR是RQ的单元。在所述HCC和多个CPE中的RQ插入算法将这些单元置于RQ中。
RQ的单元(IR)随着时间的继续前进到图7A的右边。最右边单元可以说位于队列的顶部。RQ插入算法不需要在队列底部放置新单元。单元可以置于队列中，使得较高优先级、或延迟敏感性的IR可以置于队列中较高处。对于放置算法存在要求，即置于队列中的单元在合理的时间到达顶部，但是也可以应用其它算法。
如图7B中所示，在HCC，主RQ简单地用作上行链路状态的记录。这种信息用作发送到CPE的同步信息的基础。内部控制算法在通过各种方式管理上行链路时也使用这种信息。
如图7C中所示，在CPE，本地RQ用作上行链路状态的记录。这种信息用于确定何时CPE可以在上行链路上进行传输。所述CPE具有RQ同步算法，这种算法使得本地RQ与主RQ能够建立同步(即形成本地RQ以便它基本上与主RQ相同)，并且监控这种同步。
图8示出了用于维持可比性的主RQ和本地RQ的时间线。更新信息可以在开始更新周期的一定时间到达HCC的RQ插入算法。在不同的时间，可能在随后的时间，这种相同的更新信息到达CPE的RQ插入算法，这也可以开始所述更新周期。在任何终端中开始更新周期之前，以及在它们都完成所述更新周期之后，RQ基本上是可比较的。如果在主RQ和本地RQ已经利用相同信息更 新后的周期期间内，本地RQ确切地具有与主RQ相同顺序放置的相同组IR，那么本地RQ可以说是同步的RQ。所述更新信息典型可以到达HCC和CPE处的RQUM中。
图9描述了用于典型RQ同步算法的状态图。同步可以在两个阶段中发生。在第一阶段，CPE中的RQ同步算法保证自身接收了在时间周期上已发送的所有RQ更新信息。确定这种时间周期，以便与RQ较旧单元相关的所有消息已经被上行传输。然后，RQ同步的第二阶段确定收集组中的哪些单元保持要被传输，有可能在作出确定的时候已经转换与这些新单元相关的一些消息。这种过时的IR可以从本地RQ移出并被同步。
参照图10，CPE中的传输调度器可以执行在所述状态图中示出的三种不同任务。这三种组合任务的作用是调度和传输一个消息。
CPE中的传输调度器监控消息传输队列，并对所需的每个间隔及时形成一个IR。存在多种操作模式，其中消息可以置于由一些其它CPE或HCC预留的间隔中。
传输调度器可以及时从本地IR集合获得IR，形成IRM并使用所述协议传输该IRM。
当顶部IR与本地消息相关时，传输调度器监控RQ的顶部并传输一个消息。传输调度器还可以在其IR传输时间已经过去之后移除顶部IR。
操作
本发明实施例的系统和方法使得在通信网络中所服务的终端的数量不受限制，该通信网络配置有：(1)单个中央终端(HCC)；和(2)位于远离中央终端处的多个终端(CPE)。通过任意双向(双工)通信信道，或通过具有能够由多个CPE共享的容量的信道组，多个CPE与HCC交换数字数据。
这里公开的本发明实施例使用了Aloha时隙通信，和排队论。交换的信息可以通过源分割成多个消息。这些消息是数字数据的集合。每个消息的长度不是固定的，但是规定了在每个信道上消息的平均长度，以及通过各种方式规范业务以满足这种规定。
HCC接收将要从接口设备传输到CPE的信息，所述接口设备连接在HCC和服务提供商控制子系统之间，诸如因特网服务提供商、广播电台、和电话公司的那些子系统。HCC将CPE发送的信息传送到这些服务提供商的控制子系 统。所述CPE和HCC还用作控制信息的源和目的地。为了信息从一个CPE流向另一个CPE，位于HCC的服务提供商可以转送该信息。
从所述HCC到多个CPE承载数据的一个或多个物理信道被称为下行链路。从所述多个CPE到HCC承载数据的一个或多个物理信道被称为上行链路。
可以通过HCC以TDMA方式基于实时地简单控制下行链路数据传输，以便在服务提供商之间共享可用容量，和提供各种网络控制信息。
当CPE请求容量时，通过在空中分配上行链路容量给CPE，来实现大量CPE的调节。本专利唯一的协议、处理和算法处理上行链路容量的分配，并根据这种分配执行数据传输。
如果业务可用，根据本发明实施例的方法保持上行链路满载，并使接入完全地灵活。所公开实施例的方法对网络上的终端数量设置较少限制或没有任何限制。单个终端可用的容量随终端数量的增加而平滑地减小。所公开的方法最小化通过网络的消息数据传输的延迟。
通过具有预留系统来保持上行链路满载，这样在等待控制信息交换中引起的延迟中不会浪费上行链路容量。在比较精确的记录中，通过具有管理最小化空载时间的预留结构来保持上行链路满载。通过在显著深度的队列中保持预留(典型10到100个预留)来满足这种第二原则，借此平滑请求突发和暂停。
接入实质上是灵活的。终端或服务(取决于实施例)在上行链路上具有规定的平均负载。那就是有关灵活性的唯一约束。
在所公开的方法中没有固有的限制。事实上，所述方法利用现有的许多终端就可以最佳地工作。在来自终端的网络平均负载上没有固有的规定，以便上行链路上的总消息业务负载满足在网络设计中设置的限制，这种规定的确切本质取决于实施例。
假定对服务到下行链路的输入进行实用和约定的限制，下行链路延迟不显著。上行链路延迟通过上行链路容量分配的两个阶段来支配：(1)请求分配，和(2)预留服务延迟。
大量技术落入本发明中以使这种延迟小。在上行上发送预留数据单元(称为间隔请求)，当与网络中消息的平均尺寸进行比较时这些预留数据单元较小。所述预留较小以最小化开销。使用Aloha时隙技术以避免参与终端关于它们容量使用的任何结构(即避免分配固定量的容量给每个终端——“电路”的概念)。 分配所述预留系统给所述CPE终端来避免延迟和作用于预留的容量的浪费。
分布式控制系统支持非常低的开销和快速响应，但如果终端释放控制信息则以终端可能相互干扰为代价。本发明的较佳部分对于发明方法和方式的贡献在于最小化或消除这种可能性。
在实现上行链路容量的快速和有效分配方式中，结构的中心在于请求的收集和分配。在包含Aloha时隙的ASBI中，从CPE收集请求。每个Aloha时隙能够承载一个请求。所述HCC控制ASBI的频率和每个间隔中的时隙数量，从而控制本公开方法的性能。根据实施例的要求，能够非常精确或非常简单地进行ASBI的这种控制。请求每次一组地流入所述HCC，每组请求都承载在ASBI上。系统性能方面的重要因素就是关于该收集处理的请求业务的平滑效应。请求传输被允许在Aloha时隙中竞争——除了选择用于IR传输的时隙必须随机地被选择之外，关于请求接入的终端没有规定的结构，以及如果出现竞争，必须有用于有效重传的处理，重传的次数是已知的。
由于竞争的存在，CPE可能平均多于一次地被期望必须重复传输请求。
请求被瞬时从所述HCC分配到CPE，并且被输入到每个CPE所承载的请求队列(RQ)中。这种RQ被认为是在HCC中所保存的主RQ的一个估计或拷贝。通过优先级能够组织请求用于服务。存在大量装置和方法用于通过RQ调节数据流或请求。所有CPE看到相同的请求数据库，并且隐含地知道有关上行链路的分配。
如每个其它终端那样，已经请求上行链路容量的CPE简单地调节RQ。当用于承载本地消息的间隔的分配出现时，所述CPE作出反应并相应地进行传输。
上述处理在以充分使用的上行链路和下行链路的网络的较佳平衡实施例中增加了可能100毫秒以下的延迟。
网络的物理配置
系统10包括具有HCC的一个中央站点。所述HCC与位于中央位置的一组SPCS连接。大量客户站点位于远离HCC的站点——代表性数量是超过10000的远端客户站点。这些站点分布在以HCC为中心的圆盘上。这种圆盘的代表性半径可以在5和50英里之间。
所述HCC站点与存在的广播站点、相关的天线基础设施相关。客户站点典型为住宅，但是其它驻地也可以由系统10来服务。CPE站点在固定位置上，天 线附接至所述结构。SIM是CPE物理结构的一部分。多个SIM和SCPC协同提供规定平均消息长度和平均消息速率的消息。在一个CPE传输消息的决定独立于在另一个CPE传输消息的决定。
信道结构、FDD、一个下行和一个上行
系统10可以包括与广播频带中心频率一起(中心频率在54MHz到756MHz范围内)使用的连续6MHz信道的块。这种块的一个代表性大小是给出24MHz带宽的4个信道。一个单独信道位于上行链路的块中以及一个单独信道用于下行链路。这就是FDD配置。
信道结构、FDD、一个下行和若干上行
在期望限制上行链路传输功率的情况下，一种用于信道结构的可替换实施例可以是优选的。可以使用连续6MHz信道的块。
若干单一信道位于上行链路的块中，以及一个单独信道用于下行链路。上行链路信道的代表性数量是10。将CPE永久性分配给一个或其它上行链路。这保留了FDD配置。
信道结构、TDD、一个下行和若干上行
在期望限制上行链路传输功率以及期望限制最宽的可能下行链路带宽的情况下，一种用于信道结构的可替换实施例是优选的。使用连续6MHz信道的块。以TDD方式使用全部信道。下行链路使用全部带宽。当时间周期分配给上行链路时，所述信道被分割成大量较小带宽的上行链路信道，同时多个CPE被永久分配给一个或其它这些上行链路信道。当时间周期到达用于上行链路传输时，分配给不同上行链路组的CPE并行地传输。
调制和编码
在上行链路和下行链路上使用数字调制。该调制支持在下行链路和上行链路上每赫兹若干比特。代表性的调制将是每赫兹6比特的64QAM。代表性的MTU是6比特。编码和交织这些信道。信道编码的代表性误比特率是10-10。0.9的编码速率是代表性的。
信道符号速率可以固定。编码之后的代表性信息速率在下行链路上是100Mbps以及在上行链路上该速率是15Mbps。
间隔和消息结构
下行链路具有连续的消息传输。在间隔中可能不存在保护空间。
传输跨越消息边界是连贯的。上行链路就是对准的消息边界。代表性精度是MTU的1/10。在间隔中可能不存在保护空间。所述上行链路消息在它们的消息报头中具有获取序列。
系统时间
在注册处理中，通知CPE关于主系统时钟的下行链路符号速率。多个CPE将它们的本地系统时钟速率锁定到下行链路并跟踪这个速率。所述多个CPE不锁定到HCC的时间相位。
操作参数和操作点
以下可以是用于系统10的操作参数：
1)平均消息长度-640字节；
2)平均消息速率-2850消息/秒；
3)Aloha时隙速率-10800时隙/秒；
4)Aloha时隙/Aloha间隔-108时隙(每秒100ASBI)
5)操作点-0.4(3.73Aloha时隙/消息)；
6)消息大小分辨率(MSR)：6字节；
7)最小消息长度：6字节；以及
8)最大消息长度：9250字节
通用消息格式-下行链路
以下可以是用于系统10的下行链路通用消息格式：
字段 比特大小
下行链路消息报头大小 48比特
获取序列 0
地址 22
应用ID 8
类型或优先级 6
消息长度(MSR) 12
其它控制信息 0
消息主体 可变长度
这种结构可以支持超过4百万个CPE，以及具有64个不同类型和优先级等级的256种不同应用。它可以支持长度达到200000比特的消息。消息报头开 销可以小于1％。HCC不时地发送支持下行获取的特定控制消息。
通用消息格式-上行链路
以下可以是上行链路通用消息格式：
字段 比特大小
消息报头大小 24比特
获取序列 24
地址 0
应用ID 0
类型或优先级 0
消息长度(MSR) 0
OCI* 0
消息主体 可变长度
*OCI表示其它控制信息
地址和其它控制信息承载在相关的IR中。
间隔请求(IR)
以下可以是一个IR：
字段 比特大小
数据 56比特
地址 22
应用ID 8
类型或优先级 6
消息长度(在MSR中) 12
OCI-IR计数器 6
所述IR计数器是提供用于允许大量IR在相同时间从相同CPE分配的一种选择。该计数器只需要几个比特。
在RQ中的IR表现形式上，可以增加若干字段：
字段 比特大小
数据 56比特
地址 22
应用ID 8
类型或优先级 6
消息长度(在MSR中) 12
OCI-IR计数器 6
OCI-IR传输时间 28
OCI-IR年龄 6
IR传输时间是在从一秒到10纳秒分辨率的范围内。
IR年龄根据RQUM计数。它可以在1上初始化，这表示承载它的RQUM，并且每当另一个RQUM到达(到达HCC以及CPE)时递增。
间隔请求消息(IRM)
以下可以是一个间隔请求消息：
字段 比特大小
消息报头大小 24比特
消息主体 56比特
一个IR 56
允许IRM打破消息大小分辨率规则以节省信道容量。它是固定的已知长度。
在本实施例中，IR开销是2.3％(考虑每消息传输IR的平均数量，由于重复传输可能多于一个)。
ASBI
以下可以是一个ASBI：
间隔大小 8640比特
时隙1 80
时隙108 80
请求队列更新消息(RQUM)
字段 比特大小
消息报头大小 128比特
地址 22
应用ID 8
类型或优先级 6
消息长度(在MSR中) 12
OCI-RQ深度 12
OCI-RQ顶部时间 28
OCI-RQUM计数器 10
OCI-RQ年龄 6
OCI-DTA数据结构 24
消息主体大小 可变的，大量80比特的IR(包括0)
无论ASBI何时到达以及在HCC中被处理都形成和传输多个RQUM。这种情况一秒发生100次。
每个RQUM存在大约29个IR，这给出了稍微超出差不多300字节的平均大小。
RQ深度字段承载RQ中IR的数量。
RQ顶部时间是RQUM传输时间和RQ顶部单元(其相关消息还没有开始被传输的单元)的IR传输时间之间的时间差。以几秒到10纳秒分辨率承载所述RQ顶部时间。
RQ计数器是循环计数器(从最大数字到零递增)
DTA数据结构是用于下行链路获取的相关序列。
RQ大小：S
以下可以是一个RQ的大小：
所述RQ大小是1000个IR单元。确定期望的RQ深度：
上行链路信息速率：15000000bps
上行链路消息速率：每秒2850个消息
上行链路消息大小：640字节
上行链路的效率是97％以及平均的RQ深度是36个IR。
通过RQ的期望延迟是36个消息或13毫秒。
IR集合大小
以下可以是一个IR集合大小：
主IR集合和本地IR集合可以保存1000个IR。
消息队列结构
HCC具有用于每个存在的服务提供商的一个消息接收队列，如由一个SPCS所表示的。其极限接近于256个服务提供商。期望存在服务的典型数量是10的数量级。HCC具有用于控制消息的一个消息接收队列。
每个CPE形成一个消息接收队列用于每个存在的SIM。该CPE具有用于控制消息的一个消息接收队列。
所述HCC具有用于每个存在的服务提供商的一个消息传输队列，如由一个SPCS所表示的。HCC具有用于控制消息的一个消息传输队列。
每个CPE形成一个消息传输队列用于每个存在的SIM。该CPE具有用于控制消息的一个消息传输队列。
ASSA
Aloha时隙提供算法(ASSA)每10毫秒产生一个ASBI请求。请求的ASBI可以是固定的时隙大小——108个时隙。
所述时隙是固定的大小——80比特。
IRSF
每个IRM传输以统一概率传输到“下一个”ASBI的时隙中。这对于第一传输来说是事实。
对于重传，CPE必须接收RQUM来确定HCC是否已经成功地接收到IRM。在HCC处接收ASBI时立即形成并发送这种RQUM。恢复RQUM的延迟在最差情况下接近0.5毫秒。因此，CPE有时间在“下一个”ASBI中建立和重传IRM。
调节IRM传输率
所述多个CPE可以不调节IRM传输。多个IR都可以插入到来自单个CPE的IR分布中。可以使用所述IR计数器来区别分布中的不同IR。对于每个新形成的IRM可以递增IR计数器。
消息长度和消息速率的调节可以留给SIM。但是，在本实施例中包括控制消息，由所述HCC使用该消息来指示所有终端停止为服务提供商传输数据。SIM控制功能具有使其SACF失效的设计误差，或者它已经被修改或剽窃，对于这种情况，这实质上提供了一种不安全的机制。
在已经8次重传一个IRM的情况下，所述终端随机地在20个ASBI上分配下一个IRM重传。在本实施例中对于10000中的一个IRM来说发生这种情 况，并指示负担所述多个ASBI的IRM请求群。对于这些少见的IRM传输，这可能给预留延迟平均增加100毫秒。然而，进入网络的每个IRM都成功地被传输。
用于成功IRM传输的期望传输尝试数量是1.5。因此，由于请求协议，所期望的延迟是20毫秒。
RQ插入——FIFO
随着从RQUM获得IR，RQ插入算法可以将最新的多个IR置于RQ后面——从消息报头末端开始。
RQ插入——优先级实例
可以考虑不受数量限制的优先级放置方法。关键准则是如果从本地RQ(与主RQ相比较)丢失单元，可以不改变IR的相对放置。这里给出一个方法实例。
可以通过RQ插入算法从最接近的RQUM的消息报头获得IR并如下考虑，一个接一个地获取。
通过RQ插入算法可以按以下将IR置于RQ中：在RQ中放置新IR的处理中，由RQ插入算法进行一个搜索，从RQ的后面向前寻找具有相同或较高规定优先级的第一IR。候选IR尽可能靠近这个IR的后面放置。但是，没有将它放置在IR年龄大于优先级延迟限制的任何IR之前。
优先级 优先级延迟限制
1 0
2 1
3 5
4 16
平均最大IR年龄可以大约为1.5。
例如，优先级为1的IR到达。RQ插入算法向前搜索RQ，继续越过较低优先级的IR，这些IR的IR年龄不等于或大于以上列表的优先级延迟限制，直到它遇到具有IR年龄为6优先级为3的消息。然后立即将新优先级为1的IR放置在这个IR的后面。
在这个实例中，优先级为3的IR已经位于RQ中5个RQUM传输周期(其以IR年龄为1开始)。这大致花费50毫秒。一旦其驻留时间已经这么长，就没 有IR能放置在RQ中该IR的前面，并且它向前平滑地移动。
一旦完成从RQUM放置IR就调整IR年龄值之后，RQ插入算法就删除IR年龄等于或大于64的所有IR。(0概率事件)。
如果RQ溢出(0概率事件)，RQ插入算法就从RQ丢弃IR，以最新优先级为4的IR开始(包括在RQUM中到达的那些IR)，并且通过它们进行直到丢弃所有优先级为4的IR，然后进行到最新优先级为3的IR等等。只有丢弃大量IR才足以进行足够优先级的较新IR的放置，从而避免剪切。
时钟同步
在注册期间传递给CPE的控制信息中定义下行链路符号速率。CPE锁定到下行链路，使用该符号速率来驱动本地系统时钟。当锁相环锁定时所述终端宣布其自身处于时钟同步。
下行链路同步
DTA数据结构提供了一种通过相关在RQUM内捕获这个字段位置的方式。RQUM的已知消息报头结构可允许CPE确定消息长度字段的位置。这可以允许CPE锁定在RQUM上，以及确定下一个消息的长度字段的位置。CPE通过消息长度字段的这种相继定位来递归解码后面的消息。
当CPE通过捕获处于期望位置的随后RQUM中的这种结构来确认捕获DTA数据结构时，CPE可以宣布自身处于下行链路同步，从而消除以下错误检测的消息长度的序列。
CPE利用在RQUM内到达的每个DTA数据结构来确认下行链路同步。如果确认失败，所述终端就宣布自身失去下行链路同步。
RQ同步
在本公开实施例中的RQ同步处理可以使用四个数据单元来实现RQ同步：IR年龄、RQ年龄、RQUM计数、和RQ计数。
以自IR进入RQ起已经被传输的RQUM数量来测量IR年龄。6比特字段能够保存64个RQUM的计数，这表示接近640毫秒，并且平均超过1824个IR(即，消息)。RQ具有1000个IR的容量，以及36个IR的期望深度。因此，该字段足以记录RQ中任何IR的IR年龄。
RQ年龄在RQUM中传输，并且是主RQ中最旧IR的IR年龄。这个参数是针对给定实施例所特有的其它控制信息的一个实例。
以下一个接收的RQUM开始，通过清除RQ和初始化新IR的放置，开始所述RQ的同步处理。它继续收集IR并使它们进入RQ中，只要每个新RQUM的RQUM计数器指示没有错失RQUM。如果错失一个RUQM，则所述RQ的同步处理开始结束。
当RQUM中的RQ年龄等于或小于本地RQ中的最旧IR年龄时，RQ同步算法宣布CPE处于RQ清除状态中，并宣布相关RQUM是同步RQUM。能够看出主RQ中的所有IR存在于本地RQ中。
同步RQUM中的RQ深度字段建立应该位于本地RQ中的IR数量。从本地RQ的顶部消除IR直到它包含这个数量的单元。能够看出用于这些IR的相关消息已经被传输。
然后宣布所述终端处于RQ同步。
上行链路同步
在本公开的实施例中，在CPE已经实现时钟同步、下行链路同步和RQ同步之后，每当RQUM到达时，它就可以执行上行链路同步，从而开始同步RQUM。
在上行链路同步处理中，RQ的顶部IR的IR传输时间被设置成RQUM顶部时间值减去CPE偏移(或自举CPE偏移)加上当前本地系统时间。这个步骤可以使IR传输时间依赖于本地系统时间，但是不需要本地系统时钟与主系统时钟进行相位同步(绝对时间)。
在CPE注册之前，使用自举CPE偏移来计算IR传输时间。这提供了足以用于注册的传输时间，但是不足以用于常规消息的传输。在允许正常上行链路传输之前需要获取CPE偏移。
基于位于本地RQ顶部的IR的IR传输时间，所述处理根据消息长度值继续，该值用来计算本地RQ中所有IR的IR传输时间。
当这种处理首次发生时宣布CPE处于上行链路同步，并在之后保持其处于上行链路同步。
注册和CPE偏移调整
在CPE已经开始实现上行链路同步之后，它可以执行注册处理。在本公开的实施例中，HCC具有候选进行注册的CPE列表。位于HCC的操作员每日更新这个列表。
HCC可以不时发出用于特定注册控制消息的IR，该IR包含如地址、候选CPE的地址，这种地址被内置到CPE的硬件或软件中。
在已经实现上行链路同步情况下，候选CPE监控由所述地址所指向CPE的注册消息的IR。当这个IR出现在本地RQ的顶部时，CPE传输一个注册消息到预留的上行间隔中。所述间隔预留足够大的保护空间以允许可能时间范围内IR传输时间的不一致，如通过从CPE到HCC的传播距离所确定的。
HCC接收注册消息，记录在间隔中消息的位置，并因此确定CPE偏移。
HCC在控制消息中发送CPE偏移值给CPE。CPE记录所述CPE偏移，并在之后使用该偏移更新IR传输时间。在第一次更新之后，所述CPE被同步并且处于传输消息的位置中。
所述HCC可以不时传输一个指定偏移更新消息并寻址任意终端的IR。在这种特定情况下，所述CPE可以在稍微晚于相关IR的IR传输时间的时间点上传输消息。选择这种轻微的偏移以将消息置于具有某些小保护空间的间隔中央，以便HCC能够计算对所述终端的CPE偏移的精确校正。在规则的基础上HCC循环通过所有终端；随着HCC的运行调节它们的偏移。选择用于本实施例的所述循环时间是2小时。
本公开的方法和系统10提供了用于通信系统(“网络”)的介质访问控制(MAC)功能，在某种程度上以便支持在一定距离分布的大量终端之间一种可扩缩的和响应消息的交换。本公开实施例的方法可以支持用于没有优先选择或区别的任何数字业务的数据通信，例如用于因特网、电话和电视业务的数据。这里使用的单词“应用”指硬件或软件功能或处理，并且本发明实施例的方法可以被组织成一组控制应用和数据库，它们可能与其它应用存在于终端的硬件或软件物理单元中。
数据转发器控制计算机(HCC)21可以包括位于中央站点的一组数据库和应用。所述HCC是发送到网络上分布式终端的通信系统数据的唯一来源，并且是从网络上分布式终端发送的通信系统数据的唯一目的地，以及HCC21通过这里公开的方法、协议、技术、格式、和处理来使所述数据被发送和接收。支持数据从分布式终端流向HCC的网络上的链接在这里描述为上行链路。支持数据从HCC流向分布式终端的网络上的链接在这里描述为下行链路。
许多用户端设备的终端(CPE)中的每一个都包括一组数据库和应用，并 在网络上接收寻址到它或寻址到包括它的组的消息，这些CPE共享网络接入，目的是通过这里公开的方法、协议、技术、格式、和处理来发送和接收消息。所述CPE可以分成传输/接收部分、CPE CC控制部分和一组接口模块。
在本公开方法的优选实施例中，所述多个CPE位于固定的位置。根据本发明的另一实施例也可以在移动位置中应用CPE。
与网络上业务流调节相关的控制信息可以承载在网络自身中。通过不是网络的一部分的链路可以承载全部或部分的这种控制信息。
当以通过已知方式提供特定服务控制和系统控制完全分离的特定特性，与两个接口结合时；这些接口包括数据库和应用，在接口的特定服务侧的应用被称为服务应用。
在HCC与被称为服务提供商控制子系统(SPCS)的特定服务模块或功能之间有一种接口，该接口为网络中所支持的每一服务提供一个。该接口和控制功能必需使用所公开的方法来支持服务的特定提供。图1描述了与SPCS和HCC之间的接口相关的功能模块。
第二接口位于CPE内，它在CPE CC和被称为服务接口模块(SIM)的特定服务模块或功能之间。这些模块为CPE站点所支持的每一服务提供接口和控制功能，这些接口和控制功能对于本公开方法是必需的，用以调节在显示和存储装置与所述SPCS之间的数据流，所述显示和存储装置与CPE本地站点上的所述服务相关，所述SPCS与HCC站点的服务相关。图2示出了与在SIM和CPE CC之间接口相关的功能模块。
作为SPCS接口中一种变型，当被包含作为本公开方法的一部分时，SPCS(或与SPCS相关的有关系统)将从一个CPE发送的消息，或这些消息的变型或衍生，转送到不同CPE或CPE组，从而提供多个CPE之间的对等连接。
所述系统10和方法提供了一种服务消息准许控制功能(SACF)，该功能是由到HCC和CPE的接口上的多个SPCS和SIM执行的功能之一，这种SACF具有训练或管制提供给网络的消息业务的功能，以便该业务具有BSDP实施例所需要的统计或平均特性。所述特性包括但不局限于以下的部分或全部：(1)平均消息长度，和(2)消息的平均速率(参见权利要求10子段)。为了支持所述SACF功能，使用在特殊类型服务消息内传输的特定业务控制信息，服务应用或用于支持服务的控制应用能够在其自身之间通信。图1和2描述了在调节 到网络的消息流中在SPCS和SIM处SACF功能的角色。
当用于网络的系统10和方法结合到系统结构中时，它们可以使用时分多址(TDMA)共享一个或多个信道，所述系统10和方法被主张权利。图3显示了在本公开方法中信道的物理组织。
传输时间可以组织到在这里称为间隔的可变长度的一系列连续时间周期中。在HCC根据主系统时钟来测量间隔边界时间。
某种间隔具有子结构，该子结构在所述间隔内提供多于一个连续的时间周期。这种子结构时间周期被称为时隙。在下行链路上的消息报头中以及在上行的间隔请求中传达间隔是否具有时隙。为了清楚起见，时隙的目的是允许在一个间隔内承载若干消息。由于系统10的控制开销与调度间隔相关，所以使用时隙能够增加本公开方法所使用信道的效率。
在上行链路和下行流间隔中可以承载消息。以与本实施例目标相当的效率和效果，每个这种间隔可以被动态地分配并且使其大小适于准确承载一个消息——典型地该消息准确或近似地适合所述间隔。为了一定目的，可以分配时隙来承载专用消息，或承载已知应用和长度的非专用消息(例如语音分组)。为了清楚起见，可以在上行链路上通过不同CPE将所述多个消息传输到单个间隔的不同时隙中。允许空的间隔或时隙，或能够在其中传输多于一个的消息到间隔或时隙中，在某种程度上使得信号可能竞争或冲突以及信息可能不清楚或被破坏。
传输上行消息，以便它们可以到达相关间隔或时隙时间边界内被正确定位的HCC，以及可以传输下行消息，以便它们可以离开相关间隔或时隙时间边界内被正确定位的HCC。
所述系统10使用单独的物理层频带用于上行链路和下行链路消息传输，本领域中已知的组织为频分双工(FDD)。所述系统10在一个共享的TDMA物理频带中发送上行链路和下行链路消息，这种信道组织在本领域中被称为时分双工(TDD)。
对于FDD信道组织，上行间隔处于连续的序列中，其中一个间隔的结束时间用作下一个间隔的开始时间；以及下行间隔被安排在连续的序列中，其中一个间隔的结束时间用作下一个间隔的开始时间。被主张权利的一种可替换方案是在上行链路或下行链路信道(或者二者)的多个间隔之间允许未使用的间隙。 图3描述了在信道中间隔的安排。
对于TDD信道组织，多个间隔被安排在连续的序列中，其中一个间隔的结束时间用作下一个间隔的开始时间，但是每个间隔可以是上行链路或下行间隔。被主张权利的一种可替换方案是在TDD信道组织中的间隔之间允许未使用的间隙。图3包含使用信道中的间隔的实例，并在此引入作为参考。
网络的多个CPE被组织到分配给子信道的组中。这种分配是静态的，即在组的寿命中进行一次或者不时进行，或者是动态，即忙碌地作为CPE或网络使用模式的瞬时需求的函数进行。有关TDD结构的详细描述是具有一个全带宽、下行链路信道，和具有分割成大量窄带信道的上行链路信道，这些窄带信道一起具有与下行链路信道相同的中心频率和总带宽；这种安排被设计成需要较少CPE传输功率，但是保持高带宽下行链路连接性。为了清楚起见，在这种结构中，所述HCC保持用于每个上行链路组的主RQ。
部分或全部间隔和时隙都可以包括保护空间(消息之间的保护时间间隙)。在特定的实施例中，这种保护空间的需求取决于本地系统时钟在跟踪主系统时钟时的精确度。
所述系统10调制传输、获取、跟踪和解调上行链路和下行链路上的信号，这些统称为物理层。物理层可以适于特定实施例的介质和应用。在上行链路和下行链路上物理介质和/或调制形式是不同的。在系统10内可以控制上行链路和下行链路调制形式和数据速率，以便实时对其修改以优化实施例的各个信道上数据传输的性能。
信道上的每个消息可以是物理层最小可传输单元(MTU)的连续序列，在间隔或时隙期间，这种消息被组织和格式化、并被传输。MTU是物理层能够实现的最小尺寸的数据传输。以比特和/或秒测量的MTU的大小可以根据物理层实施例而变化。例如，QPSK调制方案可以具有2比特的MTU。MTU的大小在上行链路和下行链路中可以不同或随时间流逝而不同。
在FDD信道或子信道上紧接地发送下行和上行消息，一个消息的最后MTU立即跟随有下一个消息的第一个MTU。单个TDD信道或子信道的上行和下行消息可以混合成序列，但是可以紧接地发送它们。
在消息传输队列(图1)中缺少来自SPCS的消息，或缺少必需的控制消息的情况下，由所述HCC利用无损控制消息、空消息或二者的组合来保持网络 的下行链路间隔充满。在缺少来自CPE的请求消息间隔或缺少必需的上行控制消息的情况下，利用无损控制消息、空消息或二者的组合来保持网络的上行链路信道充满，如通过HCC所请求的。
在下行消息传输中存在间隙和/或在上行消息传输中存在间隙。这些间隙可能与空的间隔或时隙有关，或与缺少的间隔有关。
时钟同步可以被保持在允许解调而在一个间隔和下一个间隔之间没有符号边界损耗的精确性；在下行链路或上行链路上或二者上。HCC进行的下行链路传输从一个消息到下一个消息可以是连贯的。
在部分或全部消息报头之前或在特定控制消息中使用一种获取序列字段，以通过已知方法来支持部分或全部频率、相位、和符号边界的获取，以及其它的这种功能，这种字段的细节取决于实施例。
消息的上行序列可以具有连续的边界，和精确的频率对准，二者都足以提供从一个消息到下一个消息成功跟踪符号边界和频率的方式，这种方法提供了消除有关消息报头的获取信息的方式。为了清楚起见，在这种变型中的HCC解调器能够跟踪或进入锁定每个到来消息的调制，而不用后退到完全的信号获取。现有的信道编码和交织方法用于从消息符号误差恢复数据，所述误差有可能是由这种变型的应用产生的消息的前几个符号中。
用于CPE时钟(称为本地系统时钟)同步的数字信号获取、解调、和跟踪的已知方法的结合，可以用于确定系统相关动作的时间；与被称为主系统时钟的HCC时钟的同步用于确定在HCC上系统相关动作的时间；同步(时钟同步)意味着本地系统时钟基本上以和主系统时钟相同的速率运行(即滴答声速率)。本地系统时钟还跟踪主系统时钟的相位(即时间)，可能具有由诸如CP偏移之类的某些固定已知值移动的时间。为了清楚起见，在本公开方法的优选实施例中，可以不需要本地系统时钟来提供主系统时钟的时间。通过本地系统时钟跟踪提前的主系统时钟速率(即，滴答声速率)就足够了。
通过跟踪下行链路数据速率的方式来确定主系统时钟的时钟速率，这些方法使用锁相环或其它已知方法，并与定义和通信的下行链路数据速率值或基于时间戳的协议相组合。在CPE中保持记录时钟同步状态的数据单元——该数据单元记录CPE处于时钟同步或失去时钟同步，这种状态通过时钟同步方法来确定。例如如果跟踪下行链路数据的锁相环处于锁定状态，则CPE处于时钟同步。
CPE传输MTU速率是基于处于时钟同步的本地系统时钟来确定的。所述上行链路锁定到下行链路。所述HCC确切地知道在上行链路上相对于主系统时钟的波特率，并且能够计算与间隔或消息长度相关的时间间隔。
可以应用CPE获取和跟踪下行链路上间隔边界的传统方法，这称为下行链路跟踪算法(DTA)。
当以实际确定性(即适于实施例目的可能性)，所述CPE具有根据主系统时钟测量的下行消息开始时间的信息时，称其为被下行链路同步；也称为下行链路同步。
每个下行消息具有一个获取序列，以及所述CPE获取每个消息，借此自动地确定消息开始时间，并且总是处于下行链路同步状态中。为了清楚起见，当不能够精确知道允许捕获而不用获取的消息开始时间时，例如在接通HCC传输器以传输每个消息然后断开它的情况中，这个方法是实用的。
消息长度字段位于相关下行消息的消息报头中，该消息长度字段提供了递归地确定下一个间隔边界等的方式；这种变型包括使用置于一些合适的下行链路控制消息集合中的DAT数据结构，诸如RQUM中，但是可能不在所有下行链路消息中；以及使用DTA数据结构来确定相关消息的消息长度字段的位置，并依次在定义相关消息的位置中，以及寻找后面消息的消息长度字段中使用所述数据结构，从而支持所述递归间隔边界确定的初始化；在连续传输下行链路消息的情况下，将应用这种变型(但是，考虑启动和偶尔的间隙外，这使得CPE丢失已知和可接受量的发送数据)，而在间隔中没有保护空间，但具有从一个消息到下一个消息保持符号边界对准的调制，并且具有或不具有跨越消息边界的相位相干性。
DTA数据结构具有一种结构，这种结构具有很少出现的数据模式以及引人注目的自相关特性，如适合于每个实施例所确定的。为了清楚起见，DTA数据结构不支持频率、相位、和符号获取的基本物理层信道获取功能。所声称的变型DTA数据结构在本领域中已知为相关序列(即，固定比特的序列，其特性是它具有非常低的自相关，除非与其自身正确地对准)，具有错误检测和错误免除概率的这种序列足以支持实际的下行链路同步，正如特定实施例所要求的。
所述CPE可以捕获每种DTA数据结构，和借助所述相关序列的预测位置使用交叉校验来建立和确认下行链路同步。如果这种检验失败，所述CPE就宣 布终端不处于下行链路同步。
在图5中示出了一种被称为消息的数据结构，它代表消息的结构。这些消息承载在间隔或时隙中。
通过旨在发送和接收消息的这些应用的设计者确定用于特定消息的消息主体格式(图5)，如通过特定应用ID所指定，这种应用为服务应用或控制应用。在本公开的方法中，消息可以具有消息报头(图5)或等效功能。在图5中描述了这种消息报头。下行消息将具有消息报头或等同功能。根据实施例，上行消息可以不具有消息报头。为了清楚起见，由于在本公开的方法中，在相关IR中可以承载需要与消息相关联的控制信息。消息报头承载在本公开方法中使用的控制信息，以确定路由、优先级、和消息格式及其它。所述消息报头还可以用于承载同步和获取信息。
消息长度字段(图5)承载相关消息的长度值，该值取决于时间、MTU、或其它数据单元、或适合的功能等同物。在BSDP方法中，消息长度字段包括在下行链路消息的消息报头中，并且可以包括在上行消息中。
地址(图5)包括在下行消息的消息报头中，并且可以包括在上行消息的消息报头中。对于下行链路消息来说，在地址字段中命名目的地，这种目的地可以是CPE、一组CPE、或所有CPE。对于上行消息，如果存在这个字段，则在地址字段中命名控制实体。这就是HCC或CPE。典型地它是被指定用于传输消息到间隔中的CPE。但是，控制实体可以不同于这种传输实体。在特定的实施例中，所述控制实体可以请求一个或更多其它实体所使用的间隔，如通过服务和/或控制应用组织和控制的。
应用ID(图5)包括在下行消息的消息报头中，并且可以包括在上行消息的消息报头中。应用ID指示接收路由器接收哪个服务或控制应用为预定的目的地，和给所述接收路由器提供必须的信息以路由所述消息。
类型和优先级字段(图5)包括在下行消息的消息报头中，并且可以包括在上行消息的消息报头中。RQ插入算法应用使用该类型和优先级字段以确定消息的调度，并且该字段可以用于其它目的。
所述消息报头可以承载附加控制信息，该控制消息专用于被称为其它控制信息的实施例。
在本公开的方法中，服务应用组织和指向将被传输的服务消息；这种服务 消息是一种类型的消息。服务消息被指向服务应用。
驻留在HCC或CPE CC(图1和2)中的控制应用组织和指向将被传输的控制消息；这种控制消息是一种类型的消息。控制消息被指向控制应用。某些实施例可以包括与以下相关的控制消息：(i)CPE加入网络，包括注册和确定CPE偏移(参见权利要求26和子段)，(ii)建立和支持各种优先级和分类布置，(iii)更新控制算法，(iv)同步加密系统，(v)修改或改变调制和其它物理层模式，以及(vi)支持特定实现设计者认为必需的其它管理和控制功能。对于任何给定的实施例，要求存在如下定义的一组控制消息类型和相关的数据类型。
间隔请求(IR)(图6)。IR数据结构用于传送上行链路信道容量的间隔请求。与IR相关的上行间隔称为相关间隔。与上行间隔相关的IR称为相关IR。每个间隔具有一个且仅具有一个相关IR。如果间隔不具有时隙，那么它与一个且仅一个消息相关(参见权利要求5(c))，在这种情况下这种消息被称为相关消息。如图6所描述的某些关键间隔特征记录在IR中。每个IR具有一个间隔长度字段，它以简便的测量来定义相关间隔的长度(参见用于消息报头的可比消息长度字段的权利要求10(c))。为了清楚起见，由于保护空间的存在，用于相关间隔的间隔长度可以大于相关消息的消息长度，或大于将被置于单个间隔的时隙中的一组消息的组合消息长度。所述IR包含地址、应用ID、和类型和优先级字段。可以在实施例中使用这三个字段的组合以在MAC层上传送需要的控制信息，以组织不同和分离的消息传输到单个间隔的时隙中。根据权利要求10(g)IR可以包含其它控制信息。
IR存在于若干不同的控制消息类型中——即至少处于IRM和RQUM中，并且它是所述单元，或给所述单元提供在请求队列中载送的信息。为了清楚起见，RQ单元可以包含一种数据结构，这种数据结构包括部分IR信息、全部IR信息、或独立信息加上部分或全部IR信息，这取决于实施例的具体设计。但是，RQ单元必须最少包含来自其所基于IR的地址和间隔长度(参见图6)。为了描述的方便，RQ单元还被称为IR。为RQ插入算法应用所接收的每个IR建立一个且仅一个RQ单元。作为RQ中单元的每个IR将其与传输时间数据单元相关，这个时间是通过RQ插入算法最佳估计将要被传输的相关消息(不论是否是本地的)的时间。在这里当参考一个消息的传输时间时，这样传输时间被作为与所述消息的相关IR相关的数据单元的值来承载；它被称为IR传输时间。该传 输时间是当修改置于RQ中的IR时，通过RQ插入算法增加的IR字段。传输时间根据终端的系统时钟——即根据HCC的主系统时钟，和每个CPE的本地系统时钟进行测量。
间隔请求消息(IRM)是在上行链路上承载间隔请求从CPE到HCC的控制消息。IRM可具有固定长度。IRM可具有可变长度。在图6中描述了IRM。
Aloha时隙是最适于承载IRM消息的固定大小的时隙。由于允许IRM具有可变长度，从而Aloha时隙可以具有可变大小，具有适于特定大小IRM而选择的特定时隙的大小。为了清楚起见，可以使用附加控制消息，或在实施例中必须存在一些原则。对于BSDP的这种变型，这样能够指定Aloha时隙以正确地适合预期的IRM，而不用在各个IRM的基础上提供这种信息。例如，IRM的大小可以基于日期时间，或本实施例可以包括在类型和优先级字段中指定的不同类型的间隔，以承载不同大小的IRM，不同的大小用于不同类型的消息——也许用于不同服务的消息。优选实施例在于对于所有消息来说IRM具有固定大小以及Aloha时隙具有固定大小。
ASBI是在上行链路上分配的间隔，以承载连续的一组或更多Aloha时隙。主张一种变型，在其中不同类型的ASBI承载不同类型的Aloha时隙，这些时隙或具有不同格式或具有不同用途。所述ASBI用于承载先前已经被传输给定次数并且在那些传输中遇到竞争的IRM，或其变型。用于ASBI的IR的应用ID和/或类型和优先级字段可用于指定不同的ASBI类型。
请求队列更新消息(RQUM)是一种控制消息，它是源于HCC的可变长度下行消息，其在消息主体中包含可变数量的间隔请求，并且有可能包含附加的控制数据。图6描述了RQUM结构的实例并被引用在权利要求中作为参考。
RQUM顶部时间字段包含在RQUM消息的消息报头中；这种字段包含用于在传输RQUM时精确定义位于主RQ顶部(即，其传输还没有开始)的消息的传输时间的信息。获取与RQUM的确切传输时间有关的时间——即RQUM的传输时间和主RQ顶部单元的计划传输瞬间之间的时间间隔，从而给CPE提供调节如本地计算的所述传输时间的机会。为了清楚起见，这种变型允许CPE的本地系统时钟仅锁定在主系统时钟的速率上，而不是锁定到绝对时间上。在本实施例的另一个控制消息中可以承载RQUM顶部时间字段。
RQ深度字段包含在RQUM消息的消息报头中；这种字段包含在RQUM 传输时间上用于定义主RQ中实体数量的信息，这些实体有可能在以下中测量：(1)IR的数量；(2)MTU的数量；(3)从RQ底部到其顶部的时间间隔；或(4)其它简便的测量。
RQUM消息报头的其它控制信息字段是空的，或包含专用于个别实施例的控制信息。所述其它控制信息字段包含称为RQUM计数器(图6)的数据字段，其作为子字段或整个字段，该计数器提供允许CPE确定一个RQUM已经丢失的信息，并且RQUM计数器的实例是一些固定数量比特的字段，所述比特对于每个传输的RQUM来说循环地递增(即，在到达最大数量后，下一个递增将成为0)。其它控制信息字段在子字段或这个字段中包含DTA数据结构。
所述HCC和CPE包含消息传输队列和消息接收队列(图1和2)或等同物。
消息接收队列保存已经接收的消息。这些队列由接收路由器来填充，并且由控制和服务应用及时地来服务。在一个CPE和一个HCC中可能有一个或多于一个消息接收队列。分配每个消息接收队列给一个且仅一个应用(可能本身是路由器)，从而方便路由消息。
消息传输队列保存已经发送的消息。在一个CPE或一个HCC中可能有一个或多于一个的消息传输队列，或者可能有多于一个。消息传输队列由控制和服务应用来填充，并由传输调度器及时地来服务。
根据SACF的服务具体策略和规定，当服务消息作为来自SIM或SPCS的输入出现时，在消息传输队列中存储所述消息。在这种队列中的放置是借助放置算法，这种算法可以是FIFO，或基于优先级的算法，其放置较高优先级的消息以便在消息传输队列中更快速地被服务。当消息到达队列的顶部时，它是接下来将要被传输的候选。
在HCC或CPE使用多于一个的消息传输队列的情况下，通过一种应用选择用于放置消息的具体消息传输队列，这种队列是根据消息的特征来确定的：包括但不局限于应用ID、优先级和类型，和消息长度。
还在消息传输队列中放置利用HCC或CPE内的控制应用发起的控制消息。在这种队列中的放置是根据放置算法，这种算法可以是FIFO，或基于优先级的算法，即放置较高优先级的消息以便在消息传输队列中更快速地被服务。当消息到达队列的顶部时，它是接下来将要被传输的候选。
请求队列(RQ)是一种分布式数据结构。图7中描述了请求队列。RQ如下形成：在HCC数据库中承载的请求队列的版本被称为主请求队列，并且是请求队列的正确和精确的版本。每个CPE承载一个被称为本地请求队列的主请求队列的估计，这可以不同于主RQ，即使BSDP方法给CPE提供保持本地RQ作为主RQ拷贝的方式。由于对于某个时间量而言，所述CPE从需要保持本地RQ与主RQ相同的HCC中没有接收到信息，所以本地RQ可以是不同的。RQ是间隔请求的单个队列，包括用于服务消息和控制消息的IR混合。设置RQ大小以支持在上行消息速率上的变化。
系统10组织在上行链路和下行链路中TDMA消息的调度。与组织和调度消息传输和接收相关的基本系统功能是：
在CPE中接收消息
在HCC中接收消息
在终端中路由接收的消息
传输消息
调度消息传输
RQUM产生
维持请求队列——RQ插入算法
RQ同步
上行链路同步
注册
IR和IRM的产生
IRM的传输
间隔请求扩展功能
IRM竞争解决
ASBI和Aloha时隙调度
如果CPE已经获得下行链路同步，那么当主张权利的一种方法被结合到本公开的方法中时，其中每个CPE监控下行链路以选择性输入旨在用于它的消息，以及用于保持下行链路同步。
在下行链路信道组织的变型中，其中存在保护空间，所述CPE使其下行链路接收机独立地获取和解调每个消息。对于下行链路信道组织的变型，其中消 息是连续的，一旦CPE已经获得下行链路同步，它就收集下行链路上的每个消息，以达到能够参考消息报头中消息长度字段的程度，并通过这种方式确定所述消息有多长，这提供了一种用于接收消息内容(如果被适当寻址的话)的方式，以及确定下一个消息开始和停止在何处的方式。确定消息边界的方法是通过一种下行链路同步方法来加强的，该同步方法用于确保对于任何重要的时间周期在消息长度字段中出现的未校正信道错误不会导致CPE失去其在下行链路上定位消息的能力。
所述HCC监控上行链路以输入消息的目的，以及用于根据具体实施例保持获取和跟踪的目的。HCC相关的接收机解调和解码上行消息。
接收路由器是一种驻留在HCC和CPE(图1和2)中的控制应用。
在HCC上从相关接收机子系统接收的所有消息可以旨在用于HCC。位于HCC的接收路由器监控从HCC的接收子系统接收的消息，并根据其消息报头将它们路由到适当的消息接收队列。位于CPE CC的接收路由器监控从CPE的接收子系统接收的消息，并根据它们的消息报头路由所有控制和服务消息到适当的消息接收队列，该控制和服务消息被寻址到CPE或CPE为其一部分的组，同时接收路由器丢弃所有其它的消息。
接收路由器选择消息接收队列以放置消息，如通过消息的应用ID所确定的，借此将所述消息指向终端中的适当应用。
接收机路由器与低层接收功能协调以有助于在解调和跟踪消息中的所述接收功能。
现在参照图1和2，传输调度器是驻留在HCC和CPE中的控制应用。传输调度器的方式和方法、或等效功能影响消息的传输：
所述传输调度器通过促使从一个或多个消息传输队列中获取消息，并将它们置于下行链路上的间隔中来影响消息的传输。位于HCC的传输调度器在传输时确定下行链路上的间隔大小。在上行链路传输的相关IR中，位于CPE的传输调度器被给定间隔大小。在主张权利的一种变型中，传输调度器影响时隙中的消息传输。所述传输调度器可以使用基于优先级将数据组或消息发送到TDMA链路上的各种已知方法。
传输调度器与传输子系统协作，并调度消息流经所述接口到达这个子系统以影响正确的传输时间。在HCC处出现消息信息的这种流动，以便如在实施例 中说明的，所述子系统能够保持下行消息传输。在下行链路的情况下，这是一个间隔紧接着下一个间隔的下行消息的连续传输，并且每个间隔包含所传输的消息数据。所述传输跨越间隔边界进行相干传输。在HCC，在发现消息传输队列为空的情况下，传输调度器产生并调度按照便于特定实施例格式化的空消息。在主张权利的一种变型中如果没有其它准备传输的消息，所述实施例总是使可调度的控制消息可用于位于HCC的传输调度器。
如果在其中一个消息传输队列中存在消息，那么传输调度器仅使所述消息被传输，但是如此构造传输来使信号从一个消息到另一个消息是相干的，即使在消息之间存在间隔。为了清楚起见，在下行链路上这种调速轮型的传输模式支持在CPE上的精确时钟同步，只要间隔不是如此频繁发生或持续长久。在上行链路上，它能够支持CPE消息的更快速的HCC解调。
如果在其中一个队列中存在消息，那么传输调度器仅使所述消息被发送，从一个消息到另一个消息的调制不是相干相关的，但是MTU传输速率和符号边界可以跨越消息被同步。这种模式也支持下行链路上的时钟同步，但是较不精确，因为在CPE处的同步过程必须处理对于每个间隔的全部信号获取。
传输调度器是一种驻留在HCC和CPE(图1和2)中的控制应用，用于通过传输调度器进行传输消息的调度，或等效功能；在图10的示意实施例中对此进行了描述。
传输调度器与其它控制应用协作，以调整传输消息的长度和频率，从而使这些消息位于实施例所要求的范围值内。
在CPE，如果CPE被同步，也称为处于同步状态中，传输调度器仅调度消息传输到间隔或时隙中，当一个CPE已经获得时钟同步、下行链路同步、RQ同步、上行链路同步，以及确定了CPE偏移时，该CPE被同步。这种原则的例外是在预见的绝大多数变型和实施例中，在CPE已经获得这里列出的除确定CPE偏移和上行链路同步之外的所有同步阶段之后，它能够并且可以传输至少一个REGM。
在同步的CPE中，传输调度器从一个(或多个)消息传输队列选择用于传输的消息，或其变型如下：传输调度器监控本地RQ的顶部IR，和相关的IR传输时间，以确定是否它将要调度消息的传输到预定间隔或时隙中，在发现其被分配进行传输的情况下，传输调度器从消息传输队列获取指定的消息，并且以 指定的精确IR传输时间将其进行传输。所述确定基于所有的IR字段的信息，但是最特别的是地址是本地CPE的地址。为了清楚起见，需要所述传输调度器能够使得若干消息传输到同一间隔的不同时隙中。
传输调度器使具有相关IR地址的本地消息被传输，该地址不是本地CPE的地址，这种传输原则取决于以下部分或全部：类型和优先级字段、IR中的其它控制信息，以及取决于与本地SIM通信的一侧(side)。举例来说，可以通过一个CPE建立电话电路，以及该电路的所有间隔都具有其地址，但是通过与电话服务相关的SPCS和SIM确定在任何瞬间谁在所述组间隔(即电路)上通话的分配。传输调度器从服务提供商的控制子系统(即SPCS或SIM)，或从控制系统的其它控制应用接收信息，以便具有关于何时传输消息的足够信息。
在作为其它控制信息的消息报头中和/或作为其它控制信息的相关IR中承载时隙位置和/或时隙大小，从而允许通过传输调度器确定它将要使用哪个时隙。在主张权利的一种变型中指定消息以便传输调度器或相关应用借助允许竞争的条件来随机地确定用于传输消息的时隙。这种变型实际上是用于IRM传输的变型。如果这种变型用于除了IRM之外的情况下，则它不具有本公开方法解决时隙竞争的功能。本地应用确定竞争和根据其特定的方法适当地重新调度，这典型地是服务应用。为了清楚起见，在这个最后的变型中，对于服务消息，SPCS应用与特定服务的SIM合作将典型地提供一种竞争解决的方式。能够保持服务所使用时隙的实际值是较长的间隔长度，同时支持较短消息的传输——影响本公开方法的全部信道使用效率的特性。另外，具有这种可用能力可以获得效率和灵活性。用于每个同步CPE和HCC的传输调度器通过从所述队列移除顶部的IR单元来更新RQ，并且有可能将其归档用于将来参考，这种移除发生在用于顶部IR的IR传输时间上，以及不论从本地CPE还是从任何其它CPE传输相关的消息时，都将发生该移除。为了清楚起见，利用这种处理，所有传输调度器一起工作以有效地调度每个上行间隔。
被称为请求管理器的HCC控制应用收集IR，形成RQUM，传送RQUM内容给位于HCC的RQ插入算法，并将RQUM置于消息传输队列中。(图1描述了请求管理器的角色并且在这里引入作为参考。)
HCC从ASBI中的CPE接收IR。HCC控制应用还不时地按照需要根据BSDP方法，和根据随后实施例的特定要求产生IR。为了清楚起见，可以由支 持并与SPCS合作的HCC形成IR，以提供上行链路服务消息(实质上轮询)、具有时隙的间隔，或其它特定类型和优先级的间隔。而且，SPCS可以产生IR(实质上调度CPE传输)。HCC从所有可能的来源收集并保持IR集合(主IR集合)，如在图1中所描述。所有IR来源将其IR指向HCC中的请求管理控制应用。
为了本实施例的目的，所述请求管理器不时地，但及时地形成RQUM并将它置于消息传输队列中。请求管理器从主IR集合中获取IR以形成RQUM，并根据本领域的任何标准方法按照顺序在RQUM中放置这些IR，当该方法并入BSDP方法中时，该方法以此被主张权利。在主张权利的一种变型中，在形成RQUM时，从主IR集合中获取每个可用的IR，所述变型支持对于请求的快速间隔调度响应。在主张权利的一种变型中，从所述集合中选择某些IR形成RQUM。为了清楚起见，这种方法能够有益地提供给请求分配优先级或有助于调整信道负荷的方式。作为主张权利的变型，当该变型与BSDP结合时，该变型作为BSDP方法的一部分，HCC中的消息传输队列可以被保留仅仅用于RQUM，或用于RQUM和其它高优先级的控制消息。为了清楚起见，传输调度器典型地将会服务具有高优先级的所述消息传输队列。
请求管理器根据规则调度RQUM形成和在消息传输队列中的放置。不时地形成并置放RQUM，包括HCC接收Aloha间隔的时候。在主张权利的一种变型中，不时地形成和传输RQUM，包括从HCC中的控制应用接收一个或更多IR时的时间。当一定数量的IR已经累积在主IR集合中时，形成和传输RQUM。周期性地形成和传输RQUM，而不管在主IR集合中是否存在IR。
请求管理器给HCC中的RQ插入算法应用提供置于消息传输队列中的每个RQUM的拷贝或视图(view)，所述动作基本上与在所述消息传输队列中放置RQUM的时间一致地发生。在图1中通过连接请求管理器与RQ插入算法的虚线指示了这种动作。
在所述HCC和CPE中的RQ插入算法控制应用接收RQUM，并将来自这些RQUM的IR置于请求队列，这些RQUM也可能通过RQ插入算法修改。在HCC中，IR被置于RQ的主请求队列版本中。在CPE中，IR被置于RQ的本地请求队列版本中。为了清楚起见，RQ插入算法独立于终端的同步状态而执行该任务。如果所述应用接收RQUM，它就将来自该RQUM的IR置于RQ中。
在BSDP方法中，在HCC和CPE中实施的RQ插入算法使用相同的算法来进行RQ中IR的放置。在主张权利的一种变型中，在一种实施例中所述算法是静态的和不变的。在主张权利的一种变型中，HCC能够发送参数或软件更新到所述CPE作为改变所述算法的一种方式，在所有终端中这种改变出现在相同时间点上(相对于IR的放置)。
在BSDP方法中，RQ插入算法是这样的以致于利用其保持的相互排序在RQ中放置IR，而不管是否存在所有IR，以及置于RQ中的每个IR在合理的时间内到达RQ顶部，或被放弃。
当所声称的已知方法与本公开方法结合时，其中RQ插入算法这样的以致于如果它失去RQ同步，则RQ能够在合理的时间内进入RQ同步。作为这组方法的具体实例，在RQ底部(即，最后从队列获取的)放置每个新IR的已知方法(在本领域中已知为FIFO方法)结合到本公开的方法中作为一种变型。
对于IR有可能以这种方式插入到RQ中，即如利用特定偏移延迟在特定CPE测量的用于相关间隔的调度IR传输时间已经逝去。对应于满足这种描述的IR的消息对于传输是不合格的。无论何时所述HCC确定RQ为空，它都随意地设置RQUM顶部时间，或等效物，以便包括正在发送的一个或多个CPE的所有CPE都能够在这种传输时间到达之前建立相关的IR。如果在CPE接收IR之前其IR传输时间已经逝去，HCC RQ插入算法结合在主RQ中不放置IR的特征。HCC产生一种零间隔IR，以及位于HCC的RQ插入算法排序特殊控制间隔，以便这种间隔当被置于RQUM中时具有最高优先级，以及在RQ中放置这种间隔以便具有其相关时间周期间隔，在该周期中在相关IR到达之前将会开始主动地调度传输。为了清楚起见，它在RQ的开始处提供填充，其中没有一个在上行链路上进行传输。所以接收这种IR发送时间已经逝去的IR没有结果。
在RQ增加到一定大小的情况下，RQ插入算法以已知的方式从RQ挑选或删除IR。为了清楚起见，这是为了控制溢出的情形。应该注意到一种控制溢出的方法是针对RQ插入算法的，以在RQ中没有留下任何空间时丢弃任何新的IR。
CPE使用RQ同步算法控制应用来确定(根据入口和入口顺序)CPE的本地RQ与主RQ相同(即，CPE处于RQ同步或被RQ同步)；在主RQ和本地RQ之间进行这种等同比较，因为每一个已经完成从同一RQUM或等效功能接 收IR的放置，如在图8中所示例的。为了清楚起见，主RQ和本地RQ不同时从同一RQUM接收IR的放置。通过HCC的RQ插入算法在RQUM或等效功能中接收IR并将其放置在主RQ中，这种RQUM被立即发送到所有CPE，或通过某些其它方法相同效果地进行分发。
在本公开的方法中，在网络中CPE不处于RQ同步，直到RQ同步算法已经使其达到RQ同步的条件。为了清楚起见，新加入网络的CPE不被RQ同步。所述HCC总是被RQ同步。
所述HCC基于常规提供信息给所有CPE，以便它们的RQ同步算法能够及时地检测到失去RQ同步和建立RQ同步。这里所声称的从所述HCC向CPE提供这种信息的任何方法，不论在RQUM消息还是在本公开方法的其它信息单元中都能提供这种信息；为了清楚起见，CPE可能失去RQ同步的唯一原因是CPE没有从HCC接收到HCC已经发送的所有信息，这是本公开方法的一个特征。
在RQUM消息中承载确定、建立、和保持RQ同步所必需的部分或全部信息，这种数据包括但不局限于RQ深度。RQUM包含RQUM计数器。由于从HCC接收的一定控制数据和通过RQ同步算法计算的相同控制数据值之间的不同，可能出现失去RQ同步的检测，所述计算是基于对于这种应用来说本地可用的信息。这种信息可以包括部分或全部以下内容，但不局限于这些：(i)RQ深度；(ii)RQUM顶部时间，和(iii)RQUM计数器值。
如果RQUM或类似控制数据的传输受到信道噪声或干扰的干扰，从而在CPE不正确地接收数据，因而根据实际可靠性放弃该数据，则CPE将会失去RQ同步。为了清楚起见，在接收下一组HCC控制数据时，在CPE确定这种情况，这种控制数据典型通过RQUM的方式进行发送。
在CPE失去RQ同步的时间和它通过检测这种情况的方式接收数据的时间之间失去RQ同步时，所述CPE进行发送是有可能的，在这些情况下通过CPE的这种传输有可能与另一个传输的消息产生干扰。RQ管理器保证在RQ中存在足够数量的IR，以及RQ插入算法在RQ中放置一些IR，以便在任何IR利用不正确的传输时间到达队列顶部之前，就将宣布CPE失去RQ同步。所声称的具体方式作为如下这种变型的一部分：(1)在一个IR已经达到一定IR年龄之后；一些IR就不再放置在它前面。也可能说成具有任限。当IR已经达到这个 一定的IR年龄之后一个RQUM已经被接收，并且因此已经确定RQ同步时，就能够发送相关消息，这时IR确实没有错误地被传输到RQ顶部。RQ管理器保证RQUM能够监控主RQ，并保证RQUM的传输以确保一致处理有效。因而如果不接收这种RQUM，CPE就宣布其自身失去RQ同步并且不进行传输；(2)在已经到达一定数量的RQUM之后，一旦一个IR处于RQ中，就没有其它IR可以放置在它前面，然后就是如(1)所述的情况；(3)在RQ的顶部一些IR不能够放置在一定数量IR之前，一旦IR位于这个组中并且RQUM已经被接收，那么应用(1)所述的情形；和(4)任何这样技术，其中在该技术在RQ中IR不再具有放置在它前面的IR，并且确认RQ同步，那么然后应用(1)所述的情形。将不再传输消息，直到根据未来RQUM确定在RQ中其相关的IR位置达到将没有IR放置在它之前的程度后，就已经从HCC接收到检测失去RQ同步所需的控制信息(通常在RQUM中)。为了清楚起见，在这种变型中在所述易受影响的时间周期中将不会错误地传输为了传输而调度的消息。
在RQUM(或传送控制信息给CPE的等效机制)之间存在最大的时间间隔，并且如果RQUM(或等效)在该时间间隔内没有到达CPE，所述CPE就宣布其自身失去RQ同步。
RQ同步算法同步本地RQ与主RQ。当RQ同步算法确定CPE不处于RQ同步时，它及时地启动RQ同步处理，该处理使CPE进入RQ同步。所有这些处理都被主张了权利，这些处理共享这种方法，即它们(1)确定在主RQ中存在的所有IR存在于本地RQ中；在这种情况下所述CPE就是处于RQ清除状态中，或将处于RQ清除；和(2)当CPE处于RQ清除时，从本地RQ中删除不位于主RQ中的所有IR；如图8所示例的，进行有关在主和本地RQ中IR存在或不存在的全部比较。当完成步骤(2)时，还有可能采取附加的确认步骤，CPE才可以说被RQ同步。
图9表示典型RQ同步处理的状态图并在此引入作为参考。为了清楚起见，保证由于RQ插入算法的排序特性，在本地RQ中的IR总是以与主RQ中放置IR相同的顺序进行放置。RQ同步算法执行如此定义的两个阶段的处理，但是等待宣布RQ同步，直到它利用在一个或更多随后RQUM或它们等效物中接收的信息确认RQ的状态。
包括RQUM计数器为RQ同步算法提供了一种方式，即确定它在一定时间 间隔上已经接收HCC发送的所有IR的方式；使用这种方式确定RQ清除状态。
通过若干可能方式之一，RQ同步算法确定CPE处于RQ清除，当确定这样时，RQ同步算法就选择当前或随后的RQUM，一旦被选择就指定所述同步RQUM，RQ同步算法将以某种方式使用其信息来使CPE进入RQ同步，这种方式是这样的，在将来自同步RQUM的IR放置到RQ中之后，RQ同步算法参考同步RQUM的RQ深度字段并将那些IR保留在RQ中，这些IR将在未来在最远处传输(即在RQ底部)，这个IR组的组合深度等于承载在同步RQUM中的RQ深度值。丢弃剩余IR(较靠近RQ顶部)。为了清楚起见，当CPE处于RQ清除时，主RQ中存在的所有IR存在于本地RQ中，以及它们被正确地排序。因此，如果在本地RQ中有更多IR，大量的这些IR必须已经在主RQ被丢弃，因为其IR传输时间已经过去。为了清楚起见，CPE不能处于RQ清除状态，并且比主RQ具有较少深度的本地RQ。为了清楚起见，在图9的实例中，同步RQUM隐含为其信息允许RQ同步算法确定CPE处于RQ清除的RQUM。
对于确定RQ清除的所有方式共同的初始步骤是对于所述RQ同步算法，来验证自RQ同步处理开始起CPE已经接收HCC发送的每个IR；这种处理等效于验证每个RQUM，或已经成功地接收到在这种所述时间周期期间发送的等效信息传输。在发现已经丢失IR的情况下，RQ同步算法重新开始RQ同步处理。在图9的实例中描述了这种过程。RQUM包含RQUM计数器字段，并且这个字段给RQ同步算法提供了一种确定没有任何RQUM丢失的方式。
为了清楚起见，为使CPE处于RQ清除，所有IR都在主RQ而不是在本地RQ中，在RQ同步处理开始时，所有IR都必须已经被考虑并且由所述HCC的传输调度器来丢弃，即必须已经将它们的相关IR传输时间移到过去。
在CPE跟踪主系统时钟时间和相位的情况下，CPE记录每个RQUM或等效物(等效物被记录RQUM的RQUM顶部时间，在这种变型中将根据主系统时钟绝对时间来提供这种RQUM顶部时间)的达到时间；然后将到达时间在本地数据库中与到达RQUM的IR的RQ入口相关联，这种时间被称为这些IR的IR产生时间。HCC不时提供主RQ中最旧IR的IR产生时间(在RQUM消息报头中最方便进行)，从而给本地RQ同步算法提供了确定其何时已经接收了当前在主队列中的所有IR，以及确定已经从主RQ清除或丢弃较旧IR的方式，并因此允许它宣布RQ清除。通过RQ插入算法或等效物从RQ丢弃IR，这些IR 的产生时间早于相对于当前时间的一些预先建立和固定的值。作为一种变型，通过HCC能够改变这种丢弃IR产生时间的门限，以及及时地通过HCC将其当前值传送到CPE。
在RQ同步算法的某些变型中，记录与RQ的每个IR相关联，所述记录被称为IR年龄(图6)，在接收所述IR时(在HCC和所有CPE中)特定IR的IR年龄由RQ同步算法初始化。在发送包含所述IR的RQUM时，特定IR的IR年龄在HCC中以零值初始化。在CPE接收的IR的IR年龄以CPE偏移值初始化。通过RQ同步算法或等效功能同时递增与终端中RQ的每个IR相关联的IR年龄并且递增量相同，在CPE和HCC中所述递增处理如所确定的以可比较的次数被执行(图8)。如果IR年龄使用的度量是时间，所述递增将会自上一递增起的消逝时间(在以上这里阐述的变型中，这将是自上一RQUM起的消逝时间)。IR年龄用作RQ同步算法的一部分的所有方法被主张权利。在主张权利的IR年龄的一种变型中，以自IR初始放置起已经建立和传输的RQUM数量进行年龄测量，在所述变型中以相同的数量(1或0作为适当的选择)初始化CPE的IR年龄和HCC的IR年龄，并且每当RQUM到达RQ插入算法时将它递增“1”。
所述HCC不时地(最方便地在RQUM消息报头中)提供主RQ中最旧IR的IR年龄，从而为RQ同步算法提供确定何时它已经接收在主队列中保留的所有IR，以及在主RQ中清除或丢弃较旧IR的方式，因此允许RQ同步算法确定和宣布RQ清除。
可以建立和保持IR年龄记录，以及从RQ丢弃比称为最大IR年龄的一定IR年龄大的IR，而且，当RQ同步处理已经收集IR等于或大于最大IR年龄的一段时间时，RQ同步算法宣布RQ清除。
CPE的RQ插入算法被RQ同步，它为本地RQ中的大量IR建立并保持IR传输时间，以便传输调度器实质上总是具有RQ中顶部单元的可用IR传输时间。在特定实施例中，当CPE处于RQ插入算法已经记录传输时间到一精确度以足以成功和实际传输上行消息的状态时(即以便这些消息位于它们相关的间隔内)，CPE可以说已经获得或实现上行链路同步，或着可替换地说CPE处于上行链路同步，或被上行链路同步。
在HCC的RQ插入算法控制应用或等效功能规定了在上行链路上每个间隔 的传输时间。为了清楚起见，IR传输时间总是极佳地记录在HCC中，因为HCC中的RQ插入算法定义了它们。因此，HCC总是处于上行链路同步。但是，如果所述CPE不被上行链路同步，那么在CPE中不精确地记录IR传输时间。
在BSDP方法中，HCC保证CPE接收报告主RQ中IR的IR传输时间中任何变化的信息，通过CPE以及时的方式(即，在它们有机会使用错误的传输时间传输消息之前)接收这种信息，从而给每个CPE提供了保持上行链路同步的方式。
在从RQ同步算法接收已经建立RQ同步的通知时，在记录足够的一组IR传输时间的第一时刻，RQ插入算法建立上行链路同步。在RQ插入算法确定CPE已经失去上行链路同步的情况下(不必是CPE也失去RQ同步的情况)，它立即继续进行以建立上行链路同步。
同步RQUM的RQUM顶部时间与在CPE中RQ插入算法可用的其它信息一起使用，作为用于为CPE建立上行链路同步的方式。
上行间隔是连续的，并且在CPE处RQ中每个IR的间隔长度值和同步RQUM顶部时间一起用作确定RQ中每个IR的IR传输时间的方式，并因此为CPE建立上行链路同步。为了清楚起见，RQUM顶部时间是用于消息的传输时间而不是间隔，在所述间隔长于消息的情况下，这种时间有可能与相关间隔的开始时间不一致。在这种情况下当所声称的已知实践领域的变型同此结合时，其用于位于HCC的RQ插入算法来建立和保持在HCC测量的每个消息的传输时间，以便在相关间隔的中心传输每个消息。当采用这种传输时间作为RQUM顶部时间时，并因此由CPE的RQ插入算法来使用，用于计算相应消息的IR传输时间；然后传输时间的计算使每个所述传输时间将相关消息置于它们相关间隔的中心，在本地系统时钟和CPE偏移的不确定性范围内。
在RQUM，或等效功能的信息，它传送的IR的放置达到之后，重新计算RQ中所有IR的IR传输时间。重新计算以在RQ顶部上的IR传输时间开始，并使用每个IR的间隔长度值继续进行以确定顺序通过RQ的下一个IR传输时间。如果插入算法是FIFO，则只需要以RQ中最后的旧IR的IR传输开始，计算新的IR传输时间并输入到同步的CPE和HCC中。
实施例在这种变型中保持IR年龄，并且具有最大IR年龄，RQ插入算法在立即将一组新IR(该组是从最新达到的RQUM获取的)放置在RQ之后，并 且假定终端处于上行链路同步，在立即更新用于RQ的每个IR的IR年龄之后，从RQ中消除所有IR，其IR年龄大于最大IR年龄；在HCC和CPE之间协作时影响这种动作(图8)。
在HCC和所有CPE中定义并且已知实施例的参数，这种参数称为最大RQ延迟；这种变型是在RQ中放置一组新IR之后立即从RQ丢弃任何IR，其IR传输时间比最大RQ延迟进一步往后；如图8中所示在HCC和CPE之间协作时影响这种动作，并且假定终端处于上行链路同步。
RQ插入算法使用RQUM顶部时间确定IR的传输时间，然后将这种时间与正如使用间隔长度值和先前RQUM的顶部时间内部计算的传输时间进行比较；如果在这两个时间之间存在实质性差别，则RQ插入算法宣布CPE不处于上行链路同步，因而就失去了同步。在初始获得上行链路同步的条件时，RQ插入算法通过将一个或多于一个的RQUM顶部时间与根据较早的RQUM顶部时间而内部计算的值进行比较来确认所述终端具有同步，只有当这种处理确认同步时，RQ插入算法才宣布CPE已经获取或获得上行链路同步。
为了与HCC建立CPE的存在和给CPE提供允许它加入到网络中的信息，调用CPE的注册。作为注册的一部分，确定CPE偏移，CPE偏移是在CPE和HCC之间的下行链路上(以及在上行链路上，如果不同的话)的传播时间。为了注册的目的，使用自举CPE偏移用于CPE到HCC的时间传输；自举偏移是成为CPE偏移估计的永久数据库单元。在开始注册之前，通过CPE实现时钟同步、下行链路同步、和RQ同步。
HCC已经在它的数据库中包括CPE列表，这些CPE是用于注册的候选。HCC通过已知方法使用一个或多个控制消息不时地轮询这些未注册的CPE，以便给它们进行注册的机会。HCC请求在CPE、或一组CPE所使用的上行链路上的间隔以开始注册。
CPE通过传输称为注册消息(REGM)的上行链路控制消息开始注册。为REGM留出的间隔或时隙被称为注册间隔(REGI)，它在所述变型中将包括足够时间间隔的保护空间，以允许CPE传输REGM到REGI中而不用知道CPE偏移，但要知道自举CPE偏移。为了清楚起见，CPE必须在接收IR和作用于IR(给该IR分配REGI)之前获得时钟同步、下行链路同步、和RQ同步。为了清楚起见，在这种变型中保护空间包括在允许足够时间不确定性的REGI中， 以便CPE能够从预定义范围的最小(间隔早期)到最大(间隔后期)极限进行传输，而其消息不会重叠到相邻的间隔中。
除了在REGI外，系统的实施例在所有上行链路间隔中利用消息到消息的符号边界对准进行动作。该HCC获取在REGI中的REGM。但是，在这种扩展中，该HCC还保持返回到符号边界对准所需的知识，所述符号边界对准是为了获取跟随REGM的消息而预先建立的。该HCC包括与REGI相关的间隔或时隙，其中在间隔或时隙中命令单个CPE(已经注册的)发送包含获取序列的控制消息，从而允许HCC在获取REGM之后，及时地重新获取上行链路。
HCC不知道或没有轮询CPE，该CPE被候选用于注册，这种变型是HCC不时地请求REGI而不用指定用户，因此试图开始注册的CPE在这些间隔中发送REGM。允许竞争并通过CPE根据已知的竞争管理技术来管理竞争。HCC通过在REGI内REGM的到达时间来确定CPE偏移，在随后的控制消息中提供这种CPE偏移给CPE。
HCC通过不时地提供信息给每个CPE，这种信息用作校正或更新CPE偏移的基础；通过控制消息或控制消息字段提供的信息；根据从所述CPE早期或后期到达的消息收集的信息，所述HCC帮助每个CPE保持精确的CPE偏移。
在注册之前提供CPE偏移或其等效给CPE，作为CPE数据库中的已知数据块。在优选实施例中，HCC的CPE偏移是零。
为了如图10所示在CPE产生IR，以及IRM，CPE在任何瞬间包含一组将要被传输的消息。所述消息保存在一个或若干消息传输队列中。CPE的传输调度器或CPE中的等效功能，在每个消息到达消息传输队列时参考这些消息，并为每个消息形成相关的IR，其中它将该相关IR放置在数据库中，这个数据库称为本地IR集合。
如图10所示，从本地IR集合分发IR给分布式RQ。同步CPE中的传输调度器或等效功能及时从本地IR集合选择将要传输的IR(图6)。选择的方法是根据任何适当的算法。可以应用传输调度器算法来选择用于传输的IR，并根据IR特征确定用于传输的IR选择顺序，可能包括建立IR或相关消息到达的时间。传输调度器或等效功能产生IRM(图6)以承载所选择的IR，并将这个IRM置于消息传输队列中。
同步CPE中的传输调度器或等效功能管理IRM的传输。在被发送到分布 式控制系统的处理中IR是激活的，但是在RQ中，IR在IR分布式处理中或可替换地在IR分布中还没有激活；这种处理包括从其始发CPE将IRM传输到HCC的一次或多次尝试，使用Aloha时隙，并将RQUM中的相关IR从HCC转送到所有CPE。尽可能在消息传输队列出现之后，同步CPE的传输调度器就从消息传输队列的顶部取出IRM，并因此将相关IR放入IR分布中。为了清楚起见，传输调度器可以一次一个地分配IR——保证在另一个IR分发开始之前完成一个IR的分发，或者能够在IR分布中同时支持若干IR，这取决于本公开方法的具体实施例。考虑到服务管理需求，所述传输调度器可以延迟将IR放入到分配中。
在IR的IR分配处理开始时，所述传输调度器调度并使其相关IRM被传输，调度和传输在通过IRSF方式选择的Aloha时隙中。然后传输调度器在称为IRM保存栏的数据库中保存IRM，用于可能重传。如果按照传输调度器所确定的要求重传。在通过IRSF选择的Aloha时隙中调度和重传IRM，以及将IRM放回到IRM保存栏中，用于可能进一步的重传，如上所述的。如果不需要重传，则传输调度器就移除IRM或将它放置到对于本公开方法不重要的一些归档数据库中。为了清楚起见在本公开方法的某些实施例中，IRM保存栏能够包含多于一个的IRM。
传输调度器在RQ中修改与所选择用于IRM传输的ASBI相关的IR开始时间，这种修改反映了在ASBI中IRM的特定时隙位置。在大量IRM重传尝试后，这种数量称为重传极限(RLIM)，传输调度器就从IRM保存栏移除IRM，从而将其相关的IR从IR分配中移除，这种动作有可能包括通知本地CPE中感兴趣的应用有关调度IR的失败。通过以下任何方式建立RLIM：(1)CPE控制系统中的固定参数；(2)网络上业务模式的函数；(3)在IR中承载的值的函数，(4)通过HCC不时地分配，或(5)其它方式，或这些方式的任何组合。所述传输调度器可以给IRM上的重传IRM赋予优先级以用于新消息。使用不同类型的ASBI用于IRM的重传。
多个IR处于分配中，以及在相同的时间周期期间其相关IRM处于相同的IRM保存栏中，所述IRM有可能与若干队列的顶部消息或与一个队列中的多个消息或与其组合相关联，而且，在所述扩展中提供一种方式，即通过IR的内容进行区分用于这个IR的相关消息而没有可能的模糊性。称为IR计数器的计数 器包含在IR的其它控制信息字段中(图6)，这种IR计数器包含从在相同CPE中形成的前一IR的IR计数器值递增的值(模块化地，在循环方法中，如通过字段大小所确定)。为了清楚起见，目的是为CPE提供一种方式，即在系统10的分配中一次具有多个IR，并容易地和确定地避免混淆有关将哪个相关消息附加到RQ中的特定IR。在IR分配处理期间系统10允许高优先级m个消息在较低优先级消息的前面移动。
HCC能够产生在请求上行间隔中使用的IR，这种请求和来自CPE的IR一起置于下行RQUM中，指定的一个或多个CPE使用所述间隔(在这种情况下其具有多个时隙)以传输一定的消息或消息类型，如通过IR的地址、应用ID和类型或优先级字段指定这些。这种安排要求在SPCS和/或BSDP控制应用的部分上预先安排的、合作、或相关的方式和方法具有实际值。为了清楚起见，这种方法提供通过指定CPE的HCC进行轮询的方式。HCC能够根据SPCS的控制动作(即“请求”)形成IR。在本公开方法中的方式轮询用于服务的相关CPE的SIMS。HCC能够形成IRM以请求打算支持竞争传输尝试的间隔。
当CPE可以形成IRM以请求另一个CPE将使用的间隔来传输如通过IR的应用ID和类型或优先级字段所指定的一定消息或消息类型时，这种安排要求在SPCS和/或BSDP控制应用的部分上预先安排的、合作或相关的方式和方法具有实际值。CPE可以形成IRM以请求打算支持竞争传输尝试的间隔。
CPE或HCC可以形成IRM以请求具有时隙的间隔来传输消息，这组时隙将由一组CPE使用，该组CPE可以包括或不包括正请求的CPE，这种安排要求在SPCS和/或BSDP控制应用的部分上合作或相关的方式和方法具有实际值。CPE可以形成IRM以请求打算支持竞争传输尝试的具有时隙的间隔。为了清楚起见，应该注意到这种扩展和/或变型的结构能够用于在小消息环境中实现想要的平均间隔长度。
CPE的传输调度器调度(也称为选择)Aloha时隙用于IRM传输。每个CPE都进行Aloha时隙的选择，在该时隙中传输IRM而不用知道一个或更多其它CPE是否已经选择相同的Aloha时隙用于传输。因此，从不同CPE单元的IRM传输可能发生冲突(也称为竞争)并且它们可能错过目的接收机——即HCC。
通过间隔请求扩展功能(IRSF)选择Aloha时隙。与SACF协同操作的IRSF保持一个概率在范围值内，即在任何给定Aloha时隙中IR传输冲突的概率，由 实施例设计者设置这种概率范围以满足该实施例中BSDP方法的特定性能要求；保持这种概率所使用的方法当与系统10结合时为已知方法。
IRSF利用在相同环境下从一次尝试到另一尝试的不同和随机结果进行时隙选择，不论通过不同CPE中的IRSF实施例作出这种选择，还是通过在不同时间起作用的单个CPE中的相同IRSF实施例作出这种选择；也就是说用于Aloha时隙的IRSF随机选择处理已经具有利用现有技术的算法调度Aloha时隙的方法的基本单元，概率分布的采样，这种采样获得在任何两个采样之间的独立和不相关的结果(对于实际显著的程度而言)。
在下一个可用ASBI内随机选择为IRM传输所选择的Aloha时隙(均匀分布)。从跨越一定数量ASBI的一组邻近Aloha时隙(该组有可能跨越一个ABI的一部分或若干ASBI的一部分)，根据给定的概率分布以随机方式选择Aloha时隙。该组邻近的候选Aloha时隙以下一个可用时隙开始。用于IRM重传候选的Aloha时隙的跨度是该IRM的先前重传数量的函数。为了清楚起见，这种扩展包括用于以太网的指数后退算法。
如通过传输调度器执行的IRM的每一传输包括IRM的第一传输。为了清楚起见，应该注意到有可能一个或更多CPE传输IRM到一个Aloha时隙中，这产生了信号冲突，也称为竞争。在系统算法中明确允许竞争并且通过系统10的重传方式来解决。
CPE传输调度器确定被导致将要传输的IRM已经经历过竞争或其它损害影响，这种影响阻止它被HCC成功地接收；这种确定借助监控下行链路上的RQUM或等效功能的数据，并确定在给定和有限的时间周期中，在这里称为IRM重传延迟，相关IR还没有包括在RQUM中。IRM重传延迟值是本公开方法实施例的固定参数；这种值通过实施例设计者考虑数据转发器处理和传播延迟进行确定。如果在IRM重传延迟周期内，CPE传输的IR在RQUM中没有出现，那么CPE就指定该相关的IRM传输作为一次失败的IRM传输。
在从CPE失败的IRM传输情况下，传输调度器执行重传IRM或从IRM保存栏中移除它。
HCC处理误差或延迟，或RQUM误差能够引起IR的多于一个拷贝被提供以置放于RQ中。这种情况可能由于CPE多于一次地成功传输给定的IRM而产生，这种情况出现是因为所述CPE在IRM重传延迟周期内没有成功地找到下行 链路上的相关IR；到达HCC的IR的所述多个版本在这里称为复制IR。在RQUM上转送复制IR并输入到RQ中。为了清楚起见，RQ中的复制IR没有产生丢失或误导的消息。在最坏的情况下这些能够产生浪费的间隔。
复制IR的检测是利用权利要求28(f)的IR计数器；所述检测给RQ管理器提供了从分配中移除复制IR的方式。复制IR的检测是利用IR计数器。RQ插入算法没有将复制IR输入到RQ中。
Aloha时隙提供算法(ASSA)控制应用的唯一用处是可以位于HCC中并且可以产生用于ASBI的间隔请求。这些请求通过唯一类型和优先级字段或其等效物进行区别。所述ASSA产生固定大小的ASBI(即，固定数量的固定大小Aloha时隙)并且在固定间隔速率上，确定的这种大小和速率保证与本公开方法实施例相关的网络在实施例的操作点上工作。
还考虑在一个ASBI中需要的时隙间隔来选择ASBI中的时隙数量，用于IRSF算法的成功操作。对于不同类型的请求，所述ASSA产生不同类型的ASBI，实例如下：重复请求、不同类型消息的请求，以及不同优先级的请求。对于不同类型的请求，所述ASSA设置不同长度的Aloha时隙。所述ASSA改变用于ASBI的请求速率，并改变ASBI中时隙的数量。所述ASSA使用适当的方法实时地产生和适应ASBI，以便通过调节操作点对改变服务模式和服务需求作出反应。
时隙化的Aloha数学模型
在时隙化的Aloha数学模型中，N个源在盖然论的基础上发送消息。每个消息传输到相同信道中。该信道被组织成“时隙”，即固定大小的时间周期，以及消息与时隙确切地具有相同的大小。以同步方式传输消息以恰好适合单个时隙。在一个源作出的传输消息的决定独立于在其它源所做的决定。因此，许多源可以选择传送到相同时隙，由此竞争该时隙，并破坏彼此的信号。在数学模型中每一个源以概率p选择传输到每一个时隙。
这种方法适用于在ASBI中的上行链路上流动的Aloha时隙的序列。这里使所述Aloha时隙的大小适于承载被称为IRM的请求消息。在使用此方法过程中，一旦终端传输了一个消息，它就等候以获知该消息是否已经被接收。如果该消息未被接收，则该终端假定该消息丢失于竞争，并重传该消息。这改变了它将传送到一个时隙中的概率。IRSF算法可被用于本专利，以使CPE在其第一 个尝试和接下来的尝试中Aloha时隙的选择随机化，由此使终端的消息传输模式恢复到理论模式。
在这种系统和方法中，所述源是在上行链路上传输IRM的CPE。所公开的方法期望N典型地是一大数目。在优选实施方式中，N将是数千个CPE。该方法可以用于任何N，但是对于所应用的性能分析，N应该是10或者更大。
如下估计时隙化的Aloha模型的性能：
每一个源在特定时隙中具有尝试发送消息的相同概率p。单个源在一个时隙中成功地发送消息的概率是p(1-p)N-1，以及N个源中的任意一个发送一个成功消息的概率是：
E(p，N)＝pN(1-p)N-1 (等式1)
E(p，N)被称为时隙化的Aloha方法的效率。很容易看出p，p*的值(其给出了成功的最大概率)是：
P*＝1/N
E(p*，N)＝(1-1/N)N-1
图11示出了Np作为独立变量和N作为一个参数的效率值。
对于大量的源，如BSPD，可以看出：
如图11所示，随着N的逐渐增加很快逼近该值。
这个重要的结果显示，随着用户数量的变大，该效率不会为零。更确切地说，它在Np所决定的吞吐率上稳定，但能够稍微多于1/3。
计算单个源希望的尝试次数。假定一个消息被发送，以PS表示一个消息被成功发送的概率，
PS＝(1-p)N-1 (等式3)
具有最大效率和较大的N时，
PS *＝lim(1-p*)N-1＝E(p*)＝1/e
以ν表示获得成功所尝试(包括尝图成功)的次数
E(ν)＝PS+2PS(1-PS)+3PS(1-PS)2+…＝1/PS
E(ν)＝1/(1-p)N-1 (等式4)
因为PS＝PS *，我们得出：
E(ν*)＝e
计算尝试数量的变化：
σν 2＝(1-E(ν))2Ps+(2-E(ν))2Ps(1-Ps)+(3-E(ν))2Ps(1-Ps)2
σν 2＝Ps+4Ps(1-Ps)+9Ps(1-Ps)2+…
-2E(ν)Ps-4E(ν)Ps(1-Ps)-6E(ν)Ps(1-Ps)2-…
+E(ν)2Ps+E(ν)2Ps(1-Ps)+E(ν)2Ps(1-Ps)2
应注意到：E(v)＝1/PS
σν 2＝Ps/(1-Ps)*[(1-Ps)+4(1-Ps)2+9(1-Ps)3+…]
-2*[1+2(1-Ps)+3(1-Ps)2-…]
+1/Ps*[1+(1-Ps)+(1-Ps)2+…]
σν 2＝Ps/(1-Ps)*(1-Ps)(1+1-Ps)/Ps 3
-2*1/Ps 2
+1/Ps*1/Ps
σν 2＝(2-Ps)/Ps 2-2/Ps 2+1/Ps 2
σν 2＝(1-Ps)/Ps 2
对于最佳效率的情况，
给定偏差
间隙化的Aloha技术的适用
在所公开的方法中，用ξ表示在长周期上Aloha时隙之间的平均时间。因此，Aloha时隙速率是1/ξ。注意这些时隙突发进入ASBI。因此，我们在许多ASBI上进行平均以预期平均速率。
参数λ表示上行链路上起始间隔之间的平均时间。在分析中假定上行链路是满载的。这是一个最坏的情况。
上行链路上间隔的速率是1/λ。上行承载了以下几种类型的间隔：(1)CPE请求的间隔；和(2)由HCC请求的间隔，包括ASBI。对于类型(1)所请求的每一间隔，有一个IRM成功地从CPE到达HCC。而没有与类型(2)的间隔 相关的IRM。类型(2)的间隔在上行链路中很少。因此，我们在这里近似地做如下分析：
CPE请求的上行间隔的速率＝1/λ (等式1)
BSDP方法迅速达到一个稳定状态(即，RQ的平均深度是常数——见附件3)。在这种稳定状态的条件下，在Aloha时隙中成功的IRM传输之间的平均时间等于上行链路中消息传输之间的平均时间λ，具有等式1的近似性。[与第(2)类间隔有关的开销能够简单地从信道上可用的信息容量中扣除，以使这个近似值更准确。然而，由HCC请求控制消息引起的负载是具体的实施方式。因此，该近似性方式用于这个分析中。]因此，1/λ是IRM在信道上成功传输的速率。从此以后，这将被称为消息速率，并且为了方便，我们指“消息”。
如上面所提到的，具有IRM传输的效率：在一个时间周期T中，相对IRM传输速率较大，将具有T/λ个成功传输的IRM。在同样的时间间隔中，有T/ξ个时隙。
T/λ＝E(p，N)T/ξ (等式2)
其中，p是任何一个终端(CPE)将传输到一个时隙的概率，N是终端的数量。
E是用于成功地传输请求的一部分时隙。重新得出：
E(p，N)＝ξ/λ (等式3——Aloha效率)
这个等式是恒等式。注意从附件1中，ξ/λ＝N，对于较大的N，效率曲线在附件1中有介绍并在附图12中有显示。这个曲线给出了该系统请求方法的性能。从该曲线中可看出，超过一半的时隙没有承载成功的传输。这些剩余的时隙或者是空的或者进行竞争传输。应注意到当p＝0时，所有时隙都是空的，以及当p＝1时，所有时隙都满载有竞争传输。在任一情况下，效率和消息速率都是0。(函数E(p，N)具有有限的范围。)
对于最大的效率，具有pN＝1，或者ξ＝λE.(1)＝λ/e＝0.36*λ。在这个操作点有2.718倍消息的请求时隙。
根据BSDP参数的参数Np
可以看到，Np被视为单个参数，以及该参数如何与所公开方法的消息和时隙速率相关。
在等式1和4的数学式模型中，按照p给出效率和期望的请求数量：
E(p，N)＝Np(1-p)N-1
E(ν)＝1/(1-p)N-1
对于较大的N，通过指数近似该几何项。可以看出，在该关键表达式中Np是一个参数，
E(p，N)＝Np e-Np，N较大 (等式4)
E(ν)＝eNp，N较大 (等式4)
上述表达式统称为等式4。
对于较大的N(大于10)，对E(p，N)的注释简化为E(Np)。这是所公开的方法可适用的表达式。图13显示了根据Np所期望的IRM传输/消息。
Np是一些终端将传输到给定时隙的概率。使用重复尝试的BSDP方法，具有：
Np＝E(ν)ξ/λ (等式5)
这是基本原则的陈述，但是结合附件1，上述等式1和4及等式3也是能够被确认的。基本原则是：E(ν)/λ是IRM传输速率(当在一个长的时间间隔上测量时)。传输与时隙速率之比给出了一个时隙将接收一个传输(假定完全随机选择时隙)的概率。也就是等式5。
没有丢失消息
系统10的一种优选实施方式重复IRM的传输直到成功(图10)。这里的分析假定重传请求直到成功为止。其它变型在许多次尝试后就中断IRM的传输。这些其它变型仅减轻所公开方法的请求子系统上的负载(即降低p)，使这里的分析保持稳定。这里我们提出下面的问题：如果一直坚持重复则IRM就总是会通过吗(“总是”是指概率等于1)？
用于所述间隙化的Aloha方法的最大期望延迟是eN。当然，在上面的讨论中，N已经被认为“非常大”，因此，当p＝1时，该延迟实际上是无限的(每一个终端都传输到每一个Aloha时隙)。
在p＜1的比较良性的情况下，这里显示了消息速率1/λ等于提供给所述系统的消息速率，这可以用1/λ0来表示，也就是说，因为没有接收到请求所以消息没有丢失(在这个表述中有一种数学上的细微差别。形式上消息将被丢失的概率是0——这意味着一旦这是不可能的，消息就不会通过)。在一个传输上成功地传输一个请求的概率是Ps，其中PS＝(1-p)N-1。验证是直接的：重复传输 成功的概率是：
Ps+Ps(1-Ps)+Ps(1-Ps)2+…＝1，P＜1。
因此，1/λ0＝1/λ。
操作点
对于调度IRM重复传输所使用的任何IRSF方法，在成功地传输IRM中的延迟是重复次数的直接函数；图13中示出了这种次数。
所述BSDP方法实施例的操作点是为其操作所选择的Np值。通过等式4Np涉及效率E(Np)，而通过等式3和4，E(Np)涉及切实可控制因子(即操作参数)1/λ和1/ξ。
Np e-Np＝ξ/λ， (等式6)
因此，通过控制上述消息速率和时隙速率，我们确定使用所公开方法的MAC实施例的操作点。这是所述系统请求方法的成功和有效工作的关键。为了清楚起见，1/λ和1/ξ不能被任意选择。可用信道容量很明显地影响上述选择，但是所述比率能够以任何信道容量来保持。上述RQ结构的有效工作需要仔细选择消息速率和消息长度(也就是所公开方法中的间隔长度)，这也限制和影响了所述关系。从所公开方法的请求部分的这点来看，在上述实施例中可控的因子是Aloha时隙(1/ξ)的传输速率。这可以成为网络上时间或者流通量模式的函数。
可注意到，请求方法的行为仅取决于关键参数的平均或者统计行为。消息速率和时隙速率能够并将高于和低于在任意周期上测量的这些参数的平均值。然而，当测量的周期变得任意长时，对于实际应用的本公开方法，这些值必须接近操作点的值。具体实施例所容许的变化量明显取决于所述HCC和CPE中IR集合的大小限制，以及取决于专用于那个实施例的RQ的大小限制。
上行链路上的消息速率的调节主要通过SIM中的SACF完成。在所公开的方法中，传输调度器提供本公开方法内的一种障碍，以确保SIM授予平均消息速率操作点参数。在优选实施例中，所述消息速率操作参数平均来说是恒定的，也就是说，通过改变在此处所指定的调节机制中的消息速率参数，系统不修改所述操作点。
时隙速率的调节是一种内部系统功能。ASSA控制本公开方法的时隙速率。在优选实施例中，ASSA为网络提供一种恒定的时隙速率。
等式4显示当Np大于1时效率下降以及延迟上升(图12和13)。因此，在一个实际的系统中，所述操作点的选择范围在0和1之间——操作范围(对于考虑1右边的任一点来说，通常1左边存在较佳点)。
准确最有利的操作点取决于延迟的相对重要性和时隙使用的效率。图14在单个图表上显示了图12和13的信息，该图表突出了所公开方法的合适操作范围。在这个图中，所显示的效率与正常情况相反。这是根据单个成功IRM传输所需要的时隙数量。
在本公开方法中，挑选所述操作点和其它参数以用于在全容量工作的系统。它不会做到最佳。然而，必须检查负载下降的影响以确保上述方法的稳定性。当在所述操作区域内操作时，消息速率1/λ(恒定时隙速率1/ξ)降低的效应就是将Np移动到左边，正如等式6(图12的等式3也是如此)所示出的(因为N是固定的所以p移动)。在这个情况下，更多的时隙是空的，因此时隙使用效率降低，但是IRM通过得更快——延迟降低。上述方法的性能改善了那些被服务的信息。实际上，通过请求更大的ASBI，ASSA可以被设计成增加时隙速率，当在这些情况下空间变为可用的时候，从而更向左移动p并且还获得更快的响应时间。
上述系统请求方法以两种方式影响服务质量(QOS)：
●丢弃消息
●延迟消息传输
可以以一种方法实施本公开方法以便在尝试传输一定次数后丢弃IRM，由此导致相关信息被删除。为了清楚起见，这个“丢弃”能够被适当的服务应用所知晓，该应用能够再次提交所述消息用于传输。然而，丢弃消息不是该方法所固有的。从第2-3节的讨论中可以看出，所述优选实施例确保进入该网络的每一个消息都是以概率1来传输的。一旦上述IR分配过程开始，仅概率极低的事件会导致请求被丢失，例如RQ溢出。
为了保持给定的QOS，SACF必须调节所公开方法的消息显示，并且在SCPC或者SIM中的SACF进行这种操作的方法可以包括丢弃信息。因此，尽管对于所公开方法固有的是没有丢弃消息，但是可以是丢弃消息的间接效果。
网络中消息传输的延迟和可变延迟是所述BSDP方法的固有效果。从以下两种方式影响服务质量：
1)在所公开方法的一种典型实施例中，通过网络的延迟被预见为几十个毫秒。在大多数应用中，这种延迟没有服务质量的影响，除了可能是实时游戏交互。对于诸如电话交谈的实时交互服务的往返时间，是单向延迟的两倍，典型地可以是几十个毫秒。
2)在相关的数据消息流中，如果没有足够的缓冲，则在服务显示中网络传输时间的变化可能产生摆动。然而，缓冲以平滑数据流增加了延迟。没有足够的缓冲导致抖动影响的例子为，视频中的图像变得静止，或者音频中的声音发出喀哒声。
消息延迟和抖动可能具有以下三个原因：由传播和处理引起的物理延迟；IR分配延迟；和RQ调度延迟。
在所述系统的优选实施例中的物理延迟是一毫秒的几分之一。总延迟和抖动由两种其它因素控制。本公开方法的请求算法与IR分配延迟有关。这在下面将予以考虑。
假定在附件1，等式3中给予较大的N，成功请求传输的概率
Ps＝e-Np
在N次尝试中成功的概率，
SN＝Ps+Ps(1-Ps)+Ps(1-Ps)2+…Ps(1-Ps)N-1
SN＝1-(1-Ps)N
图15A和15B示出了这个等式的图，给出了成功请求传输的概率作为尝试次数N的函数。图15A和15B的两个解决方案中都提供了相同的数据。与所公开方法相关的时间延迟取决于如下两方面：第一是如附图所示的期望的尝试次数，及第二是尝试之间的时间——也就是IRSF函数如何选择时隙用于重复请求传输。图16提供了关于电话和其它延迟敏感服务所感兴趣的重要操作点。
系统具体实施方式的实例
在一个系统实施方式的实例中，每次ASBI被提供时就尝试再次请求。为每个ASBI提供一个显著固定数量的Aloha时隙，使得确保每一个间隔有足够的时隙，以便由上述再次请求时隙的IRSF进行的“随机选择”是有效的。上述实例网络每一秒服务平均大约2000个消息(在上行链路上请求的消息)。实例网络的功能将支持64kbpsVoIP的电话服务。考虑到图16中可见的权衡，上述服务被设计成99％的分组吞吐量，在4次IR传输尝试失败后丢弃分组。这两个考 虑因素导致操作点选择为Np～0.4。从图14中可以看出，平均来说，在上述操作点上每一个成功的传输大约有1.5个IRM传输。
从等式6中，假定每秒7459个Aloha时隙，时隙速率是消息速率的3.7296倍。在上述实例网络中，指定用于消息延迟周期的请求部分的最大时间是40毫秒。每10毫秒提供一个ASBI超过了此需求。因此，每个间隔大约有75个时隙。(每个ASBI大约有20个新请求和10个重复请求，并且这30个传输中大约20个被成功传输。)
上述ASBI所需的容量在可用于消息的总上行链路容量的5％以下。一个时隙可以是平均消息大小(一个非常重要的参数)的1％，而用于所述请求结构的开销大约是3.6％。
以每秒10个分组的分组速率来考虑VoIP电路的QOS。在上述实例网络中，平均来说一个分组每10秒钟将被丢失一次。这个分组丢失率大约以一个字的1/10来表示。但语音电路很容易弥补这种丢失。
在这个例子中通过请求周期的平均延迟是15毫秒。当给典型RQ延迟增加20毫秒时(见附件3)，这就给出了一个期望的总单向延迟大约是35毫秒，往返时间平均为70毫秒。对于一个语音系统来说这是一个非常满意的往返时间。由一个间隔中成群的起始请求引起的稀有长延迟由重复的截断来处理。一旦在多个交谈中，这样的成群将具有一个丢失分组的效应。这种成群的影响不会承载超过3次重——30毫秒。
队列的状态模型
图17示出了RQ的一个状态模型图。队列的状态被定义为该队列中的标志的数量。在BSDP方法中，上述请求队列的“标志”就是IR。
如果随着时间的推移上述队列不会没有限度地增长，则它必须达到一个稳定状态，其中标志的数量围绕一个平均值或者一个固定值上升或者下降，这取决于请求到达和离开的模式。设计所述系统10以便RQ是稳定的，也就是说，在大小上不会没有限度地增长。
一个稳定队列的行为模式很明显是非常复杂的。在RQ上强加一种要求或者假定——这就是在峰值业务周期期间它具有一种各态历经性质。这意味着当在所有CPE上进行平均时，这些请求的到达是随机的(更正式地，各态历经性定义如下：如果实施一个实验：这个实验的第一部分是运行一个大量的网络， 与相同的实施方式并行运行，并在相同的业务负载统计量下，以及在同一时间使它们停止，产生以特定方式分布的RQ状态——因而许多网络将具有深度为0的队列，许多网络将具有深度为1的队列，等等。这个实验的第二部分是在相同业务负载统计量下长时间运行单个系统。然后上述实验的第二部分的每一个状态所消耗的相对时间量与第一部分的状态分布相比较。如果比例“相同”，则所述网络行为，或影响所述业务模式的基础处理的行为，都被称为是各态历经)。
随机输入的上述稳定队列在每一状态具有特定概率是：P1，P2，P3，…，Pn，Pn+1，…。注意当考虑其实际重要性时重要的是，这种概率的设置没有根据上述到达和离开处理的特性。在各态历经假设情况下，平均来说任何系统都将被发现具有占有相同分布P1，P2，P3，…，Pn，Pn+1，…所表示的一部分时间的状态。
对于这种平均或随机行为出现所需要的时间周期确实依赖于所述输入和输出特性。“非常”随机的到达和“非常”随机的离开行为使这种占有分布非常快的聚集。
如果从不同的源到达，并且这些源遵循适度的随机行为，并且队列趋向于“非常”满(平均起来大于10)，则大数定律开始生效：队列的行为变得非常独立于每一个源的统计行为的细节，并主要依赖于平均到达速率，以及与这个平均速率到达的偏差。
因为我们从未知道系统10中与任意服务都相关的统计，所以平均来说以排队等候的大量IR来运行RQ是必需的。多少是“大量”依赖于在概率意义上上行链路业务负载统计的行为表现有多好。实际情况是在用于本公开方法的应用所能预知的大量CPE情况下，上述业务特性被很好地表现。
在业务为“较少随机”的情况下，有一种很好的改善效果：如果多个CPE非常规则地产生请求，该效果将缩短上述队列，以及加速平均消息吞吐时间。这是与诸如语音和视频的数据流业务一起出现的模式。
RQ深度
这种开发是排队理论的基础。它依赖于立刻导致“平衡等式”的观察。在某种输入和输出假设下解决平衡等式给出分布P1，P2，P3，…，Pn，Pn+1，…。这个结果用于计算排队深度的平均偏差。
所述观察依赖于各态历经。我们观察时间行为。在一些足够长的时间周期τ(以秒计算)内，在状态i中上述队列将存在等于Pi的一小部分时间。
关于到达和离开的统计作最小可能性的假设：
λ是各个到达之间的平均时间量(以秒为单位)
μ是服务一个到达的平均时间量(以秒为单位)
在BSPD方面，这意味着λ是到达RQ的各个IR之间的平均时间量，μ是一个上行间隔的平均长度。
我们注意到：
1/λ是在一秒钟内请求的平均数。
1/μ是在一秒钟内服务的平均数。
为了使队列稳定，请求之间的平均时间必须至少与服务一个请求的平均时间一样长，λ＞μ。可改写为：1/μ-1/λ＜1。
在周期τ内，状态i占用τPi秒。平均起来，当占用i时(由此状态推进到i+1)，到达上述队列的数量是τPi/λ。平均起来，当占用i时(由此状态向下推到i-1)，离开(或者服务，或者传输)的数量是τPi/μ。
导致平衡等式的观察就是对于将稳定的队列来说，在一个很长的时间周期上在两个相邻状态之间，向上转换的数量必须等于向下转换的数量：
τPn’/λ＝τP n+1/μ (等式1——平衡等式)
定义μ/λ＝ρ＜1，很容易看出Pn＝P0ρn和P0＝(1-ρ)。占有状态的概率是几何下降。
队列的期望深度是E(n)：
E(n)＝0×P0+1×P1+2×P2+…+n×Pn+…＝ρ/(1-ρ)。
E(n)的区域是队列深度在大多数时间被发现的地方。ρ＜1所暗示的微小的停滞时间或空闲时间是捕获或休息时间。
有一种实际通信系统的特征是基于队列处理(一个例子是MPEG2)，这种特性就是系统的消息速率稍微低于该系统的通信容量。这种容量的微小牺牲为该系统提供了特性的灵活弹性和可预测性。
通过利用分配的请求队列的这种平滑特性，本公开方法允许：在上述CPE准备消息传输，而没有由于建立延迟而造成的信道容量损失，在传输一个消息之前确认调度同步的能力，对于与调度消息、可预见的延迟和优先调度相关的信息没有浪费的信道容量。
系统的效率
IR随机到达和通过一个队列被处理的这个事实意味着有时候该队列将为空(即状态0)，以及该链路将保持空闲。这种情况多长时间发生一次？答案来自平衡等式P0＝(1-ρ)。注意系统保持为空的时间百分比为开销O，这个结果能够更直观地得到：让ε成为在该链路中每次到达的平均未用时间：τ(μ+ε)＝τλ。上述队列为空，以及没有传输的一部分时间是，
O＝ε/λ＝(λ-μ)/λ＝1-ρ
队列深度与效率的关系
在所述系统10中，平均起来，RQ优选是“适当深”，以便引入业务准确的概然特性不太灵敏，其中业务可以有一些小片段(fractilious)。“适当深”是指上述队列深度可以大约大于10。
注意到ρ＝E(n)/[1+E(n)]：
O＝1-E(n)/[1+E(n)]＝1/[1+E(n)]
当上述队列深度变小时，开销变成1(信道大多数时间为空)。注意到当ρ小时上述队列深度也小。实际上，对于ρ＜＜1，期望的队列深度限制到ρ。
当上述队列深度变大时，更有趣并可用于所述系统10，
O-＞1/E(n)，E(n)较大 (等式2)
因为E(n)＞10，所以小于1％这个等式才是正确的。
于是，实际上来说，99％效率的实施例具有队列深度为100。
RQ的偏差
RQ深度近似E(n)怎么样？这是由围绕E(n)的队列深度的期望偏差进行测量的。这意味着如果在任何时候该队列被采样，该采样深度更接近可能为E(n)。
假定E(n)“较大”。这时，“较大”可以是指大于10。
请求的到达时间可以遵循一种非常复杂的概率模型。然而，假定它很好运作(或者“真实世界”)足够包括一个偏差σ，以及一个平均数m(σ是方差σ 2的平方根)。
当考虑更多立刻到达的统计行为(例如什么是一次15个到达的行为)时，基础概率行为变得越来越象钟形，或者高斯形。实际上，所述平均数和方差完全定义一个高斯随机变量的行为。因此，一旦考虑成群到达的行为(例如发生IR的RQUM传递)，就可获得有关这些事情的非常牢固掌握。
对于n个到达，趋势是：
mn＝nm
σn＝√nσ
因为高斯行为是已知的，因此当该队列典型地具有大量排队的IR时，可以预测队列的特性。实际上，这是缓冲的平滑效果。
在这个点上，必须达到基础处理的一个更精确模式来模拟一个偏差。RQ的一个合理模型是M/M/1。这是泊松到达，指数服务时间(其等于消息长度)，和单个服务器。
使用泊松处理，具有较大E(n)的请求处理的平均数和偏差是，
例如，高斯分布的特征告诉我们，66％的时间该队列将保持在对于E(n)＝100的平均数的10％以内。
系统性能
本公开方法性能依赖于一组上行链路参数，其被称为操作参数：
ΛA表示在间隔中Aloha时隙的平均长度，以比特为单位
ΛM表示在间隔中消息的平均长度，以比特为单位
1/ξ＝指定用于所述系统的平均时隙速率
1/λ*＝指定用于网络的近似平均新消息请求速率
【*这是一种估计，因为它不包括由HCC安排的任何上行链路消息(因此不是由CPE请求)。这些是与网络的初始化和时间控制有关的那些消息。这些消息被假定相对稀少。]
这些参数与附件2第2-4节中的操作点有关。我们从附件2等式3中得出效率：
E(Np)＝ξ/λ
其中Np是本公开实施方式的操作点，正如引用的附件中所定义的。在本公开方法的一种实施方式中，操作点将根据该实施方式的准确目的而选择。这个值将在0和1之间。
在可预见的大多数实施方式中，在紧急或者“峰值业务”操作时间，上行链路将保持满载。当缺少用于服务和控制消息的需求时，一种实施方式的性能通过以ASBI填充剩余容量来改善，这是很显然的。这加速了该方法的响应度。
可以想到多种实施方式都将运行在较接近0的操作点，然后典型地为了增强系统的鲁棒性以达到消息需求的峰值，和/或因为期望非常小的吞吐量延迟。
使R为上行链路信道的消息速率。R的一个估计值是：
R＝ΛM/λ+ΛA/ξ
解决了系统容许度的问题以在一些周期上对长度和速率参数进行增加和减少。
操作参数是固定的。这些因素的真实值时刻变化。如下表示这些值：对任何时间周期(t，t+τ)，其中τ是该周期跨度：
ΛA(t，τ)表示在所述周期中Aloha时隙的平均长度，以比特为单位
ΛM(t，τ)表示在所述周期中消息的平均长度，以比特为单位
1/λ(t，τ)表示在所述周期中的平均消息速率
1/ξ(t，τ)表示在所述周期中的平均时隙速率
负载不足的本公开方法
当在使用BSDP方法的网络上需求缓和时会发生何种情况？如果所述速率保持在操作点，但是以下任意一个或者两者均正确，
ΛM(t，τ)＜ΛM
ΛA(t，τ)＜ΛA
该系统只是具有额外的容量。在大多数实施方式中期望ΛA成为一个常量。这不会导致性能的降低。如所期望的一样可以使用该额外的容量，可能具有额外的Aloha时隙，由此移动Np到左边，并增加所述方法的响应度(图13)。
如果该平均长度保持为常数，但是，
1/λ(t，τ)＜1/λ
容量也被释放。
在本公开方法中控制时隙速率。可以减少时隙速率以保持时隙使用效率的恒定，但是在其中没有点。它仅留下更多的空容量。因此，时隙速率可以根据设计者需要的目的来增加，增加响应度，或者留下相同和额外容量用于其它控制或者消息。这里没有系统性能的损失。
综上所述，在一个时间段期间在操作点值之下，时隙或消息的长度或速率的任何减少，都不会降低本公开方法的性能。
超载的系统
假定在一特定系统中实现的本公开方法的操作参数被选择以填充该系统的容量。因为容量被委托(commit)，所以对于任一持续不变的时间长度，增加时隙或消息长度或速率，是一种不能支持的实现。然而，只要该偏移不会持续太长，该方法稳固管理较长消息或更频繁消息的偏移。
通过假定稳定状态操作直到一个偏移的开始时间，检测所述问题——稳定状态意味着RQ在其期望的深度附近，并且一般来说，IRM要求接近于期望的重复次数以获得成功传输。所述偏移发生在持续期间τ，具有增加的平均消息长度和/或增加的平均消息。然后，在该偏移后，调整时间允许该方法返回到稳定状态操作。该实施方式的设计者能够挑选任何时间间隔τ，并且在时间周期τ在操作参数值之上估计用于时隙和消息速率和长度的方法的容限。这个性能是在选择操作点中将被考虑的一个因素。
高于操作参数值的时隙速率
首先考虑增加时隙速率的含义。Aloha时隙速率在HCC的完全控制之下。增长可以用于在一个给定周期中减少在拾取请求时的延迟：
1/ξ(t，τ)＞1/ξ
从一个满载的系统中获取更多的时隙意味着较少的消息容量是可用的。更多时隙确保消息请求以更少的延迟到达，但是仍然在操作速率1/λ上。并且，所述时隙使用效率减少(Np移动到左边)。对于这种情况的出现，一些容量必须被释放或者请求被增加。
消息容量的降低确保：1/λ(t，τ)＜1/λ
公式是：
ΔMR代表消息速率增加的百分比。
ΔSR代表时隙速率增加的百分比。
ΔMR＝ΔSR *ΛA/E(Np)ΛM (等式1)
由于消息容量的损失，以上面的速率在RQ中增加IR。对于每一100％时隙速率增加，一个合理的选择值导致在RQ中增加3％的消息速率(速率的3％，非RQ深度的3％)。其它合理的数量建议加倍或者每秒的RQ。
这导致上述方法的实施方式的指导方针：实际上RQ容量为其预期深度E(n)的10倍。因此，通过具有这些实例值的实施例可以容许一些如10秒的100％剩余时隙速率。
高于操作参数值的消息速率
增加的消息速率被表述为：
1/λ(t，τ)＞1/λ
HCC能够增加时隙速率以与增加的消息速率匹配，由此保持使用时隙的效率。然而，这减少了可用于消息传输的容量，而且还有比根据操作参数设置的消息更多的消息。
由于Aloha请求收集方法，先前观察的重要性在于在消息速率上没有固有的硬性限制。HCC能够一直增加时隙以保持Aloha系统的稳定。仅有的限制是当所有容量都被ASBI使用时，在实际实现中将不会有实际的危险。当然，所付出的代价是，当更多容量被分配给ASBI时实际上更少的消息被传输。因此，RQ增加。
如果HCC选择保持1/ξ，Np随着增加的消息速率(更多请求意味着p增加)移动到右边(见附件2的图A2-3)。
消息速率与使用时隙的效率相关。在时隙速率效率上的最大可能地增加确定了消息速率能够增加到多少(在一个持续的或持久的基础上)，并仍然保持对上述方法的请求的成功响应。这个最大偏移通过从分配的Np操作点移动到Np为1处来确定。
E(1)＝ξ/λ(t，τ)
1/λ(t，τ)-1/λ＝[E(Np，t，τ)-E(Np)]/ξ (等式2)
图18显示了用于具有操作点Np的一种系统的最大可保持的消息速率增加(可保持的速率是指能够被永远保持在该水平的速率)。
为了使保持消息速率增加比图A4-1的边界更大，Aloha时隙变得愈加被请求阻塞，直到最后每一个时隙都有竞争并且该系统停止成功地转发请求。
注意，如果消息速率下降到超速率以下，该方法自身会进行修正。只要平均消息速率最后以一个很好的形式衰减，便不存在由超速率引起的永久失效。
在消息速率增加，但是没有超出可保持的界限的情况下，S中的限制通过RQ深度的限制来设置。在这个期间，相比较出去的IR而言，RQ有更多进入 的IR，并且能够容忍的时间是通过深度简单地确定的。
合理的数量是：假定50％的速率增加和×10的RQ深度，可以容忍这种超载的超过1秒的比特。对于超过可保持边界的消息速率的偏移，两种效应开始起作用。随着Np的增加，效率减少，并且能以固定时隙速率被服务的消息数量也减少。因此，在该偏移的持续期间一些请求实质上被丢失了。这种情况下，实际上进入该系统的请求减少了，并且RQ也降低。损害转移到了输入端的延迟。
消息速率总是变化，并且总是有向更高速率的偏移——根据所述系统的建模超过可保持速率。这个影响就在于增加了消息重复请求尝试的次数。在该方法行为上业务中这种自然变化的影响最好参见图16。这里，为了使一个请求成功通过具有高概率，必须计划多于平均数的请求。
高于操作参数值的消息长度
消息长度对系统10中的请求收集方法的性能不产生影响。仅有的影响是在所述行为或者RQ上。
所有其它参数保持恒定，在平均消息长度上增加的影响是在RQ中增加IR的数量。这只是因为在一个给定的时间周期，没有那么多较长的消息可以被传输。
公式是：
ΔMR代表消息速率增加的百分比。
ΔML代表消息长度增加的百分比。
ΔMR＝-ΔML/(1+ΔML)
所述IR以上述速率在RQ中增加。消息长度增加50％，导致消息速率减少33％。所述IR以每秒33％消息速率(非RQ深度)的速率在RQ中增加。对于一个合理的参数组和×10的RQ深度来说，在RQ溢出之前，所期望的操作水平将使用保持较长的消息长度给出大约1秒的操作。
当然，当RQ接近溢出时，IR插入算法将必然设计成从RQ精选IR。特别提到的这种精选是在消息被精选的CPE端站，以及它们能够以一种可控制的方式起作用。因此，这种情况下本公开方法保持有效。
关于操作参数偏移的简要说明
正如以此方法请求专利保护的，本公开方法的操作依赖于所提供消息速率 的控制，以及依赖于在CPE上的平均消息长度。
然而，对于在合理大小的间隔中这些参数的“合理”偏移，本公开方法是健壮的，从而使该方法满足实际应用的标准。
IRSF灵敏度
ASBI的使用是本公开方法所固有的。为了使间隔大小相对大，IRM在ASBI中以组传输，正如在该实施方式中协调所要求的，并且相对于平均消息大小来说所述请求是较小的，正如有效使用信道所要求的。这种结构也支持有效的重传过程。
为了提供一种上下文环境用于探究为了一种实施方式设计IRSF方法中所面临的问题，下面讨论一种非常常规的IRSF方法。在这个讨论的进展中，本公开方法所需事项中起作用的IRSF方法的存在是确定的。
为了检查IRSF的行为，某些变量需要考虑：
ρ＝一个终端将一个新IRM(第一次)传输到Aloha时隙中的概率。
p＝一个终端将一个IRM传输到Aloha时隙中的概率。
S是在ASBI中或者跨越ASBI的Aloha时隙间隔。
Si是多个间隔序列中的间隔i。
∏i是一个IRM将被一个终端传输到Si所期望的概率。
ki是指间隔i的大小。
由于重传的原因，通常p＞ρ。如果在Aloha时隙上平滑地扩展重传，等式4给出Np＝NρeNp。
图19显示一个信道上间隔的序列，每一个间隔由大量的时隙组成。为了简单起见，可以考虑将基本信道作为大小为k0的间隔S0的一个序列。一个间隔S0仅跟着下一个。在一个间隔S0中有一组新的传输。
为了简单起见，可以考虑将间隔S0作为本公开方法的一个间隔，尽管这不必是实例。
在IRSF方法的例子中，间隔S0，S1，…的每一个序列都被定义为一组终端所使用的间隔序列，所述终端已经第一次将消息(如IRM)传输到间隔S0中。注意这组传输器不包括重新传输到S0的终端。到一个时隙终端的新传输的概率定义为ρ。对于间隔S0，引入变量∏0，下标涉及上述间隔，
∏0＝ρ
注意到在系统10中，第二个等式就是等式3，得出：
Nρ＝ξ/λ＝E(Np) (等式3)
假定信道以传输到一个时隙的概率p在一种稳定状态运行——包括重复和原始。
在示例性的IRSF方法中，S1是大小为K1的第二个间隔。S1仅跟着S0。S1包括终端的第一次重传，这些终端被传输到进程S0并遇到了竞争。由于其重传的每次传输都是如图19中所指示的唯一序列的一部分。来自这些序列中的每一个的行为加起来给出了一个时隙中总的行为。
如果传输到一个间隔的任一时隙中的概率等于期望的概率Np，从S0到S1重传的期望次数是
期望的重传＝k0[1-(1-p)N-1]∏0 (等式4)
通常，所期望的第i次重传次数用∏i表示。
πi＝(∏j＝1，i ki-1[1-(1-p)N-1]/ki)π0
πi＝(k0/ki)[1-(1-p)N-1]1π0
在所有S0中都有k0个时隙，每一个以独立的概率[1-(1-p)N-1]∏0促成一个竞争。因此，从原始传输到S0的期望竞争数量是k0[1-(1-p)N-1]∏0。
引入标记m，m＝…-1，0，1，2，…，用以区分S0的邻近序列。S0的序列表示为：
…，S0，m，S0，m+1，…
我们还注意到一个重传的特定序列，如附图A2-5所描述的，通过将其结合到特定的S0间隔来启动序列S0，m，
…，S0，m，S1，m，S2，m，…
实际上，在这里上述等式4中的“p”以已知的方式从S0变化到S0，p是这个变化的期望值。概率p由两个分量组成，即由于随机的第一次传输的分量和由于重传的分量。从附件2，等式5，一般可知，
p＝ρeNp＝ρ+ρ(eNp-1)
这个表达式的第二项就是由于重传促成的p。这个统计是一个整体统计—在实际意义上通过在大量时隙进行平均所确定。在此考虑的重传实施方法中，重传遍布在某些确定大小的随后间隔上。因此，从一个间隔到下一个间隔有重 传概率的相关性。这样，在传输到给定时隙S0的总概率上，在每一S0间隔中有相关性。概述为：概率p以确定的方式从一个S0间隔到下一个S0间隔而改变。
可以明确地认识到p从一个S0到下一个的这个相关变化，
到间隔中的期望重传S1，m＝k0[1-(1-pm)N-1]∏0 (等式5)
考虑到图19，在任意S0，m上的重传统计的影响能够看出：在任一S0间隔中的特定时隙可看出重叠序列的相同模式(注意到在这个示例性的实施方式中，ki对于每一间隔序列都具有相同的值)。有int[ki/k0]个重叠片段，一个片段是比k0小的剩余片段，除非ki是k0的整数倍。例如，如果ki/k0是1.5，从先前的S0间隔就有一个完整的重叠，以及从那之前的间隔就有1/2个重叠。
在示例性的实施方式中，在一个间隔中选择重传的分布，以便S0间隔的基础序列中的整体影响是非常随机的——一种统一分布。首先注意到，要满足条件ki≥k0以便能够在S0间隔上展开一个分布，否则，在S0中获得一个统一的分布总是不可能的。
ki≥k0 (等式6)
以这种简单的条件，根据第一原则(也就是说，观察)来确定分布。观察到，仅当间隔大小序列的每一个单元k0，k1，…都是k0的整数倍时，重传到下一个间隔的分布应当均匀地随机化。通常，以非整数倍关系，分布的选择受到部分重叠的影响。所述观察是，在间隔Si，m的末尾的部分时隙应当以下一间隔中其它时隙1/2的概率来分配随机重传，其中所述间隔Si，m在重叠间隔S0，m+k中作为部分间隔值出现(对于该间隔的相对末尾也是正确的)。选择这个概率，以便对每个时隙的净影响是以相同的概率从那个间隔(在所有序列中)接收重复分配。
例如，如果ki/k0是1.5，分布被描述为：第一个1/3时隙具有1/4重传的均匀概率，下一个1/3时隙具有1/2重传的均匀概率，最后的1/3时隙具有1/4重传的均匀概率。
从附图16可以看出，存在影响传输到S0，m+k时隙的总概率的每一Si，m序列的比例。例如，S1，m-1的2/3和S1，m-2的1/3影响在k1/k0＝1.5的实例中传输到S0，m的总概率。
对于S0，m的每个时隙位置，如在附图16中所举例说明的，从整个间隔序列取出的片段与一组S1，m交叉，每一个都有助于第一次重传就被传输到时隙的 概率。上述作用的表述对于S0，m中的不同时隙是不同的，但是具有∑i＝1，∞d1，ik0[(1-pm-i)N-1]∏0/k1的形式。所述d1，i项对于m-i是0，其对所述概率没有贡献，并且在有m-i作用的情况下包括分布和比例因子。
对这个例子，在间隔S0，m的第一半中，d1，1是3/4，以及d1，2是3/4。在间隔S0，m的第二半，d1，1是1/2，以及d1，2是0。
(3/4)k0[1-(1-pm-1)N-1]∏0/k1+(3/4)k0[1-(1-pm-2)N-1]∏0/k1，时隙的第一半
(3/2)k0[1-(1-pm-1)N-1]∏0/k1， 时隙的第二半
注意到如果pm-2＝pm-1＝p，用于该实例在间隔的任一时隙中第一次重传的概率减少到(3/2)k0[1-(1-p)N-1]∏0/K1＝[1-(1-p)N-1]∏0。
通常，∑i＝1，∞dq，i＝kq/K0
第一次重传到S0，m+1的特定时隙的概率用a1，m表示，
a1，m＝∑i＝1，∞d1，ik0[1-(1-pm-i)N-1]∏0/k1＝(k0/k1)∑i＝1，∞d1，i[1-(1-pm-i)N-1]∏0
和，继续后面的重传，
a2，m＝(k1/k2)∑j＝1，∞d2，j[1-(1-pm-j)N-1]∏1，m-j
a2，m＝(k0/k2)∑j＝1，∞d2，j[1-(1-pm-j)N-1][1-(1-pm-1)N-1])]∏0注意如果pm-i＝p，a1，m＝(k1/k0)∏1，m＝(k1/k0)∏1＝[1-(1-p)N-1]i∏0，和，
a2，m＝[1-(1-p)N-1]2∏0
通常，
ai，m＝(ki-1/ki)∑j＝1，∞di，j[1-(1-pm-j)N-1](k0/ki-1)(∏q＝1，i-1[1-(1-pm-q)N-1])∏0
以及，pm-i＝p，
ai，m＝[1-(1-p)N-1]iπ0
一般表达式的复杂性突出了从一个m到下一个的pm的相关性。这从下面的等式可以看出，
pm＝∑i＝0，∞ai，m (等式7)
其中，a0，m＝ρ。又考虑到例子pm-i＝p，模式的一致性被确认：
pm＝∑i＝0，∞[1-(1-p)N-1]i∏0＝eNp ρ＝ρ
举例说明该方法内在的稳定性和令人满意的IRSF的存在。
此处的焦点是IRSF函数的稳定性和灵敏度。上面的讨论说明了该系统请求方法的潜在好处和设计参数的灵敏度区域。p到pm的期望偏差决定了一个系 统请求方法与其期望性能的偏移。这可以在以下两个方面由大数定律来管理：(1)在一个间隔中的竞争数量具有期望值。实际数接近于所期望值的可能性取决于所述间隔的大小，该间隔相对于期望数量的竞争是较大的。实际上来说，利用一个合理的操作点，在10个竞争和30个竞争之间应该是在初始间隔中所期望的，其中灵敏度对给定的合理稳定性是至关重要的。(2)上述过程应该在大量S0，m上非常迅速地去相关。这通过使该间隔比率较大可以非常简单地实现——由此，在任何一个给定时隙中使得一个重复传输的可能性相对很小。
如果所述间隔较小，所述方法的响应时间就最大，并且ki接近于ki-1(可以有一个约束条件ki≥k0)。另一方面，这两个理想的特点都导致所述方法在行为上从一个S0，m间隔到下一个偏离。在本公开方法中，该偏离在IR吞吐量的某一突发特征中得到证明。在许多地方-RQ，消息传输队列，本地IR集合，和主IR集合，在BSDP方法中使具有有更大缓冲成为必要。在吞吐量上的突发也暗示在其自身的延迟。
IRSF的设计有许多种方法。最简单的方法是平衡缓冲和延迟，以便该系统永远(也就是说，非常低的概率)不超出缓冲器的大小。等式7被用于估计所需要缓冲器大小的设计处理。第二个非常可控制的方法是简单地限制重传的次数，由此确保有限的Si，m序列和在很少间隔中pm的去关联。
在不偏离本发明的保护范围内，本技术领域的普通技术人员能够对本发明的各种不同具体实施方式进行其他修改。虽然本发明的多种形式已经被举例说明和描述，很明显在不偏离本发明的具体实施方式的精神和范围之内进行各种修改。
虽然本发明的特定实施方式已经被公开，但是可以理解各种不同的修改和组合是可以实现的，并且被包括在本发明所附权利要求书和被公开的具体实施方式的真实精神和范围之内。因此，不存在将本发明限制到在此所示的确切公开内容的意图。
Claims (1)
1.一种设备，包括：
数据转发器控制计算机，具有到服务提供商控制子系统的接口；
所述数据转发器控制计算机中的发射机，用于在下行链路上发送消息到CPE单元；以及
所述数据转发器控制计算机中的接收机，用于在上行链路上从至少一个显示装置接收消息，其中来自所述显示装置的消息响应于在Aloha时隙突发的时隙中接收的间隔请求被识别。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US55706404P | 2004-03-26 | 2004-03-26 | |
| US60/557064 | 2004-03-26 |
Related Parent Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| CN2005800096874A Division CN101027875B (zh) | 2004-03-26 | 2005-03-25 | 用于可扩缩的多功能网络通信的系统和方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| CN101909002A true CN101909002A (zh) | 2010-12-08 |
Family
ID=35125442
Family Applications (2)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| CN2010101671043A Pending CN101909002A (zh) | 2004-03-26 | 2005-03-25 | 用于可扩缩的多功能网络通信的系统和方法 |
| CN2005800096874A Active CN101027875B (zh) | 2004-03-26 | 2005-03-25 | 用于可扩缩的多功能网络通信的系统和方法 |
Family Applications After (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| CN2005800096874A Active CN101027875B (zh) | 2004-03-26 | 2005-03-25 | 用于可扩缩的多功能网络通信的系统和方法 |
Country Status (15)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US8243747B2 (zh) |
| EP (1) | EP1738542B1 (zh) |
| JP (1) | JP4562766B2 (zh) |
| KR (2) | KR100981981B1 (zh) |
| CN (2) | CN101909002A (zh) |
| AR (1) | AR053565A1 (zh) |
| AU (2) | AU2005232073B8 (zh) |
| BR (1) | BRPI0509010A (zh) |
| CA (1) | CA2560677A1 (zh) |
| EA (1) | EA010465B1 (zh) |
| HK (1) | HK1111530A1 (zh) |
| IL (1) | IL178107A0 (zh) |
| NO (1) | NO20064290L (zh) |
| TW (1) | TWI330013B (zh) |
| WO (1) | WO2005099197A1 (zh) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN107786309A (zh) * | 2017-10-12 | 2018-03-09 | 深圳探科技术有限公司 | 一种免时钟同步的芯片数据传输方法、系统及电子设备 |
| CN108271182A (zh) * | 2016-12-30 | 2018-07-10 | 华为技术服务有限公司 | 一种确定cpe数量的方法、装置及系统 |
| CN110139265A (zh) * | 2018-02-09 | 2019-08-16 | 成都鼎桥通信技术有限公司 | 双系统终端双sim卡数据业务的管理方法 |
Families Citing this family (25)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN101909002A (zh) | 2004-03-26 | 2010-12-08 | 拉霍亚网络公司 | 用于可扩缩的多功能网络通信的系统和方法 |
| FI20045222A0 (fi) * | 2004-06-15 | 2004-06-15 | Nokia Corp | Verkkolaitteet ja liikenteenmuokkausmenetelmät |
| KR100736036B1 (ko) * | 2005-06-16 | 2007-07-06 | 삼성전자주식회사 | Ａｖ 스트림의 서비스 품질을 보장하는 장치 및 방법 |
| WO2007064877A2 (en) | 2005-12-01 | 2007-06-07 | Firestar Software, Inc. | System and method for exchanging information among exchange applications |
| US8755401B2 (en) | 2006-05-10 | 2014-06-17 | Paganini Foundation, L.L.C. | System and method for scalable multifunctional network communication |
| US8518881B2 (en) * | 2007-02-08 | 2013-08-27 | Aspenbio Pharma, Inc. | Methods for inducing superovulation in ungulates |
| WO2009018212A1 (en) * | 2007-07-30 | 2009-02-05 | Innovative Wireless Technologies, Inc. | Distributed ad hoc network protocol using synchronous shared beacon signaling |
| US8358909B2 (en) | 2008-02-26 | 2013-01-22 | Microsoft Corporation | Coordinated output of messages and content |
| US9264669B2 (en) | 2008-02-26 | 2016-02-16 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Content management that addresses levels of functionality |
| US8301618B2 (en) | 2008-02-26 | 2012-10-30 | Microsoft Corporation | Techniques to consume content and metadata |
| KR101369558B1 (ko) * | 2008-11-25 | 2014-03-11 | 사반치 유니버시티 | 잔여 대역폭의 추정 방법 |
| US8468566B2 (en) * | 2009-04-10 | 2013-06-18 | Echostar Technologies L.L.C. | Control message feedback in a satellite broadcast communication system |
| FR2954839B1 (fr) * | 2009-12-30 | 2016-11-18 | Thales Sa | Procede de gestion des ressources dans un reseau de telecommunication ou un systeme informatique |
| US8509833B2 (en) * | 2010-06-24 | 2013-08-13 | Qualcomm Incorporated | Method and apparatus for using and/or implementing control channels in white space |
| US9654331B1 (en) | 2011-07-27 | 2017-05-16 | Cisco Technology, Inc. | System and method for recovery of customer premise equipment information on an access concentrator |
| US9110452B2 (en) | 2011-09-19 | 2015-08-18 | Fisher-Rosemount Systems, Inc. | Inferential process modeling, quality prediction and fault detection using multi-stage data segregation |
| CN103188236B (zh) * | 2011-12-30 | 2015-12-16 | 华为技术有限公司 | 媒体传输质量的评估方法和装置 |
| US9849389B2 (en) * | 2012-10-03 | 2017-12-26 | Gree, Inc. | Method of synchronizing online game, and server device |
| US9344469B2 (en) | 2014-01-14 | 2016-05-17 | Cisco Technology, Inc. | Techniques for event based queuing, ordering and time slot computation of multi-modal meeting presentations |
| FR3031261B1 (fr) * | 2014-12-24 | 2017-01-13 | Overkiz | Procede de traitement de messages montants ou descendants applicatifs en provenance ou a destination d’une unite electronique de controle d’une installation domotique par un serveur |
| CN108541359B (zh) * | 2016-02-05 | 2022-04-22 | 英特尔公司 | 用于nb-iot系统中npdcch和npdsch资源映射的系统和方法 |
| MX2019004072A (es) | 2016-10-12 | 2019-06-10 | Guangdong Oppo Mobile Telecommunications Corp Ltd | Metodo para la transmision de datos, dispositivo receptor final y dispositivo de transmision final. |
| WO2018226028A1 (ko) * | 2017-06-07 | 2018-12-13 | 한국전자통신연구원 | 주파수/타이밍 옵셋을 위한 게이트웨이 시그널링 방법 및 이를 위한 장치 |
| KR102165864B1 (ko) | 2019-07-22 | 2020-10-14 | 성균관대학교산학협력단 | 엣지 컴퓨팅 환경에서 소프트웨어 정의 네트워킹을 위한 패킷 스케줄링 방법 및 장치 |
| CN113543228A (zh) * | 2021-06-10 | 2021-10-22 | 中国电子科技集团公司电子科学研究院 | 一种星地融合网络切片资源调度方法、系统及存储介质 |
Family Cites Families (49)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5012469A (en) * | 1988-07-29 | 1991-04-30 | Karamvir Sardana | Adaptive hybrid multiple access protocols |
| US5278833A (en) * | 1991-03-28 | 1994-01-11 | Motorola, Inc. | Method for providing reserved communication access using multiple random access resources |
| US6201536B1 (en) * | 1992-12-09 | 2001-03-13 | Discovery Communications, Inc. | Network manager for cable television system headends |
| US5600364A (en) * | 1992-12-09 | 1997-02-04 | Discovery Communications, Inc. | Network controller for cable television delivery systems |
| US5390181A (en) * | 1993-06-04 | 1995-02-14 | Illinois Institute Of Technology | Method for detecting collisions on and controlling access to a transmission channel |
| US6408009B1 (en) * | 1993-06-04 | 2002-06-18 | Illinois Institute Of Technology | Method and apparatus for detecting collisions on and controlling access to a communications channel |
| US6038213A (en) * | 1994-09-16 | 2000-03-14 | Ionica International Limited | Method for restricting channel access depending on subscriber classes and system loading |
| US5892910A (en) * | 1995-02-28 | 1999-04-06 | General Instrument Corporation | CATV communication system for changing first protocol syntax processor which processes data of first format to second protocol syntax processor processes data of second format |
| US5625628A (en) * | 1995-03-15 | 1997-04-29 | Hughes Electronics | Aloha optimization |
| US5659353A (en) * | 1995-03-17 | 1997-08-19 | Bell Atlantic Network Services, Inc. | Television distribution system and method |
| US5684799A (en) * | 1995-03-28 | 1997-11-04 | Bell Atlantic Network Services, Inc. | Full service network having distributed architecture |
| WO1996033590A1 (en) | 1995-04-21 | 1996-10-24 | Illinois Institute Of Technology | Method and apparatus for distributed queue digital data transmission employing variable length data slots |
| US5940738A (en) * | 1995-05-26 | 1999-08-17 | Hyundai Electronics America, Inc. | Video pedestal network |
| US5590131A (en) * | 1995-05-30 | 1996-12-31 | Motorola, Inc. | Efficient distributed queueing random access method for the medium access control layer in networks with broadcast channels |
| US5966163A (en) * | 1995-10-20 | 1999-10-12 | Scientific-Atlanta, Inc. | Providing constant bit rate upstream data transport in a two way cable system by scheduling preemptive grants for upstream data slots using selected fields of a plurality of grant fields |
| US5818825A (en) * | 1995-11-29 | 1998-10-06 | Motorola, Inc. | Method and apparatus for assigning communications channels in a cable telephony system |
| US5867485A (en) * | 1996-06-14 | 1999-02-02 | Bellsouth Corporation | Low power microcellular wireless drop interactive network |
| US5936949A (en) * | 1996-09-05 | 1999-08-10 | Netro Corporation | Wireless ATM metropolitan area network |
| US6034967A (en) * | 1996-12-27 | 2000-03-07 | Zenith Electronics Corporation | Adaptive random access protocol and dynamic search tree expansion resolution for multiple station networks |
| US5963557A (en) | 1997-04-11 | 1999-10-05 | Eng; John W. | High capacity reservation multiple access network with multiple shared unidirectional paths |
| US6023230A (en) * | 1997-08-29 | 2000-02-08 | Motorola, Inc. | Method and apparatus for effecting channel acquisition |
| US6493348B1 (en) | 1997-12-05 | 2002-12-10 | Telcordia Technologies, Inc. | XDSL-based internet access router |
| WO1999031871A2 (en) | 1997-12-16 | 1999-06-24 | Sourcenet Corporation | Method and apparatus for receiving full-motion digital video multi-casts, interactive data and interactive voice via a dsl circuit |
| US6028867A (en) * | 1998-06-15 | 2000-02-22 | Covad Communications Group, Inc. | System, method, and network for providing high speed remote access from any location connected by a local loop to a central office |
| US7184413B2 (en) * | 1999-02-10 | 2007-02-27 | Nokia Inc. | Adaptive communication protocol for wireless networks |
| US6667967B1 (en) * | 1999-05-14 | 2003-12-23 | Omninet Capital, Llc | High-speed network of independently linked nodes |
| US7006530B2 (en) * | 2000-12-22 | 2006-02-28 | Wi-Lan, Inc. | Method and system for adaptively obtaining bandwidth allocation requests |
| US6925068B1 (en) * | 1999-05-21 | 2005-08-02 | Wi-Lan, Inc. | Method and apparatus for allocating bandwidth in a wireless communication system |
| US7089577B1 (en) * | 2000-01-14 | 2006-08-08 | Terayon Communication Systems, Inc. | Process for supplying video-on-demand and other requested programs and services from a headend |
| US6931003B2 (en) * | 2000-02-09 | 2005-08-16 | Bookline Flolmstead Llc | Packet prioritization protocol for a large-scale, high speed computer network |
| US7099340B2 (en) * | 2000-03-06 | 2006-08-29 | Juniper Networks, Inc. | Enhanced CMTS for reliability, availability, and serviceability |
| US6647015B2 (en) * | 2000-05-22 | 2003-11-11 | Sarnoff Corporation | Method and apparatus for providing a broadband, wireless, communications network |
| US6999477B1 (en) * | 2000-05-26 | 2006-02-14 | Bigband Networks, Inc. | Method and system for providing multiple services to end-users |
| WO2001095569A2 (en) | 2000-06-08 | 2001-12-13 | Thomson Licensing S.A. | Atm multicasting for delivering information over a network |
| AU2001271969A1 (en) * | 2000-07-11 | 2002-01-21 | Ensemble Communications, Inc. | Method and apparatus for bandwidth request/grant protocols in a wireless communication system |
| US7027461B1 (en) * | 2000-07-20 | 2006-04-11 | General Instrument Corporation | Reservation/retry media access control |
| US7075919B1 (en) * | 2000-08-22 | 2006-07-11 | Cisco Technology, Inc. | System and method for providing integrated voice, video and data to customer premises over a single network |
| US6801537B1 (en) * | 2000-09-07 | 2004-10-05 | Nortel Networks Limited | Adaptive contention algorithm based on truncated binary exponential back-off |
| US7139247B2 (en) * | 2000-09-22 | 2006-11-21 | Narad Networks, Inc. | Broadband system with topology discovery |
| US20020075875A1 (en) * | 2000-09-22 | 2002-06-20 | Narad Networks, Inc. | Broadband system with transmission scheduling and flow control |
| US6988148B1 (en) * | 2001-01-19 | 2006-01-17 | Cisco Technology, Inc. | IP pool management utilizing an IP pool MIB |
| US7054915B2 (en) * | 2001-06-28 | 2006-05-30 | Thomas Licensing | Remote services control in an ATM/DSL service network |
| US20030007508A1 (en) * | 2001-07-05 | 2003-01-09 | Broadcom Corporation | System and method for bandwidth management in ethernet-based fiber optic TDMA networks |
| AU2002320473A1 (en) * | 2001-07-12 | 2003-01-29 | Arris International, Inc. | Scalable method and architecture for an active switch defining a network edge having multiple uplinks and using wavelength division multiplexing |
| US6687486B2 (en) * | 2002-01-31 | 2004-02-03 | General Instrument Corporation | Method and apparatus to configure, provision and control a set-top terminal |
| WO2003092202A2 (en) * | 2002-04-23 | 2003-11-06 | Broadcom Corporation | Explicit congestion notification for docsis based broadband communication systems |
| US7394761B2 (en) * | 2003-04-29 | 2008-07-01 | Avocent Huntsville Corporation | System and method for delivering messages using alternate modes of communication |
| US6998754B2 (en) | 2004-03-05 | 2006-02-14 | Energy Conversion Systems Holdings, Llc | Brush assemblies |
| CN101909002A (zh) | 2004-03-26 | 2010-12-08 | 拉霍亚网络公司 | 用于可扩缩的多功能网络通信的系统和方法 |
-
2005
- 2005-03-25 CN CN2010101671043A patent/CN101909002A/zh active Pending
- 2005-03-25 JP JP2007505218A patent/JP4562766B2/ja active Active
- 2005-03-25 US US10/578,739 patent/US8243747B2/en active Active
- 2005-03-25 CA CA002560677A patent/CA2560677A1/en not_active Abandoned
- 2005-03-25 CN CN2005800096874A patent/CN101027875B/zh active Active
- 2005-03-25 WO PCT/US2005/009998 patent/WO2005099197A1/en active Application Filing
- 2005-03-25 KR KR1020067019953A patent/KR100981981B1/ko active IP Right Grant
- 2005-03-25 EA EA200601779A patent/EA010465B1/ru not_active IP Right Cessation
- 2005-03-25 BR BRPI0509010-5A patent/BRPI0509010A/pt not_active IP Right Cessation
- 2005-03-25 KR KR1020097022460A patent/KR20090127364A/ko not_active Application Discontinuation
- 2005-03-25 AU AU2005232073A patent/AU2005232073B8/en not_active Ceased
- 2005-03-25 EP EP05730882A patent/EP1738542B1/en active Active
-
2006
- 2006-03-24 TW TW095110447A patent/TWI330013B/zh active
- 2006-03-27 AR ARP060101179A patent/AR053565A1/es not_active Application Discontinuation
- 2006-09-14 IL IL178107A patent/IL178107A0/en unknown
- 2006-09-22 NO NO20064290A patent/NO20064290L/no not_active Application Discontinuation
-
2008
- 2008-02-18 HK HK08101746.7A patent/HK1111530A1/xx not_active IP Right Cessation
-
2011
- 2011-02-01 AU AU2011200882A patent/AU2011200882A1/en not_active Abandoned
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN108271182A (zh) * | 2016-12-30 | 2018-07-10 | 华为技术服务有限公司 | 一种确定cpe数量的方法、装置及系统 |
| CN108271182B (zh) * | 2016-12-30 | 2021-05-07 | 华为技术服务有限公司 | 一种确定cpe数量的方法、装置及系统 |
| CN107786309A (zh) * | 2017-10-12 | 2018-03-09 | 深圳探科技术有限公司 | 一种免时钟同步的芯片数据传输方法、系统及电子设备 |
| CN110139265A (zh) * | 2018-02-09 | 2019-08-16 | 成都鼎桥通信技术有限公司 | 双系统终端双sim卡数据业务的管理方法 |
| CN110139265B (zh) * | 2018-02-09 | 2022-04-26 | 成都鼎桥通信技术有限公司 | 双系统终端双sim卡数据业务的管理方法 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| CN101027875B (zh) | 2010-06-16 |
| EP1738542A4 (en) | 2008-09-10 |
| WO2005099197A1 (en) | 2005-10-20 |
| JP4562766B2 (ja) | 2010-10-13 |
| EA200601779A1 (ru) | 2007-04-27 |
| BRPI0509010A (pt) | 2007-08-07 |
| US8243747B2 (en) | 2012-08-14 |
| US20070047586A1 (en) | 2007-03-01 |
| HK1111530A1 (en) | 2008-08-08 |
| AU2005232073B2 (en) | 2011-02-17 |
| KR100981981B1 (ko) | 2010-09-13 |
| AU2005232073A1 (en) | 2005-10-20 |
| NO20064290L (no) | 2006-12-22 |
| EA010465B1 (ru) | 2008-08-29 |
| CA2560677A1 (en) | 2005-10-20 |
| CN101027875A (zh) | 2007-08-29 |
| EP1738542B1 (en) | 2013-03-13 |
| TW200644482A (en) | 2006-12-16 |
| KR20060127237A (ko) | 2006-12-11 |
| AR053565A1 (es) | 2007-05-09 |
| JP2007531416A (ja) | 2007-11-01 |
| TWI330013B (en) | 2010-09-01 |
| AU2011200882A1 (en) | 2011-03-24 |
| IL178107A0 (en) | 2006-12-31 |
| KR20090127364A (ko) | 2009-12-10 |
| AU2005232073B8 (en) | 2011-06-16 |
| EP1738542A1 (en) | 2007-01-03 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| CN101027875B (zh) | 用于可扩缩的多功能网络通信的系统和方法 | |
| CN1533643B (zh) | 用于基于电力线载波的介质访问控制协议的信道访问方法 | |
| CN101809906B (zh) | 同步互连网络中的相关数据流 | |
| CN1314747B (zh) | 在无线通信系统中进行上行链路通信的方法和设备 | |
| CN101390335B (zh) | 产生和选择媒体流 | |
| CN1120580C (zh) | 用于在多信道多址网络中进行通信方法和电路 | |
| US9054899B2 (en) | Urban mobile network system | |
| CN100586085C (zh) | 在无线网络中传输等时和异步数据的方法 | |
| CN1215519A (zh) | 对于无线atm的媒体访问控制(mac)协议 | |
| CN102210118A (zh) | 用于多播通信的数据速率自适应的方法 | |
| US8873587B2 (en) | Communication method using time-division multiplexing | |
| CN103222275A (zh) | 用于提供在广播内容和位于计算机网络上的内容之间的网络链接的系统和方法 | |
| CN102801591B (zh) | 基于局域网的实时数据传输方法 | |
| RU2007120590A (ru) | Способ для управления потоком в беспроводных сетях передачи данных | |
| US6693891B1 (en) | Communication control method and transmission unit | |
| US8755401B2 (en) | System and method for scalable multifunctional network communication | |
| CN101632261B (zh) | 网络中的全网状速率事务 | |
| CN101674657B (zh) | 同频点的蜂窝网与其它无线接入网的融合方法及设备 | |
| Feldman | An Overview and Comparison of Demand Assignment Multiple Access (DAMA) Concepts for Satellite Communications Networks | |
| WO2002056542A1 (fr) | Systeme de transmission radio | |
| US12010526B2 (en) | Urban mobile network system | |
| MXPA06011059A (en) | System and method for scalable multifunctional network communication | |
| Taylor et al. | TACS-A demand assignment system for FLEETSAT | |
| Markowski | Design and analysis of wireless real-time data link layer protocols | |
| Ho | Wireless integrated services IP LAN in 5GHz U-NII band |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| C06 | Publication | ||
| PB01 | Publication | ||
| C10 | Entry into substantive examination | ||
| SE01 | Entry into force of request for substantive examination | ||
| C02 | Deemed withdrawal of patent application after publication (patent law 2001) | ||
| WD01 | Invention patent application deemed withdrawn after publication |
Open date: 20101208 |