FR2826824A1 - Procede et dispositif de construction de trame dans un systeme tdma - Google Patents

Abstract

L'invention propose un procédé et un dispositif de construction de trames pour système à accès multiple à répartition dans le temps, notamment un système conforme au standard HIPERLAN/2 de l'ETSI, permettant de regrouper des unités de données (PDU) d'une même connexion dans une trame déterminée (#n+2, #n+5) en tenant à jour un premier paramètre (TTT i ) correspondant à un instant théorique de transmission de la prochaine unité de données de la connexion et un second paramètre (DTT i ) correspondant à un instant de transmission théorique avec retard de la prochaine unité de données de la connexion, de manière à optimiser l'utilisation de la signalisation tout en garantissant à chaque connexion un débit théorique moyen, et en limitant la gigue occasionnée.

Description

et de détermination de longueur sont appliqués à l'en-tête du paquet

considéré.

PROCEDE ET DISPOSITIF DE CONSTRUCTION DE TRAME DANS UN

SYSTEME TDMA

La présente invention concerne un procédé et un dispositif de construction de trame dans un système TDMA (de l'anglais "Time-Division Multiple Access" qui signifie accès multiple à répartition dans le temps),

notamment un système conforme au standard HIPERLAN/2.

Elle se rapporte au domaine des communications par réseau de données, notamment un réseau local sans fil ou WLAN (de l'anglais "Wireless

Local Area Network").

Le standard HIPERLAN type 2 (de l'anglais "Hlgh PERformances Local Area Network" qui signifie réseau local à hautes performances), plus simplement appelé standard HIPERLAN/2 ou même standard H/2, est un

standard de l'ETSI ("European Telecommunication Standardization Institute").

Ce standard définit un système cellulaire à haut débit, dans lequel chaque cellule radio est contrôlée par un point d'accès central (ci-après AP, de l'anglais "Access Point") couvrant une certaine zone géographique et pouvant être relié à un réseau c_ur ("Core Network", en anglais). Le système peut être déployé tant en intérieur qu'en extérieur. Dans des conditions d'opération normale, un terminal mobile (ci-après MT, de l'anglais "Mobile Terminal") communique avec d'autre MTs ou avec le réseau c_ur via l'AP. Cependant, différents MTs appartenant à une même cellule radio peuvent échanger des données directement l'un avec l'autre. Dans les deux cas, I'accès au canal de transmission (qui dans le cas du standard H/2 est un canal radio) et l'allocation

de ressources radio aux MTs sont contrôlés par l'AP.

L'empilement des couches de protocole du standard H/2 est illustré par

le schéma de la figure 1.

Le standard H/2 définit une couche physique (ci-après couche PHY, de l'anglais "PHYsical layer"), une couche de contrôle de liaison de données (ci après couche DLC, de l'anglais "Data Link Layer"), et, au dessus de la couche DLC, une couche de convergence (ci-après couche CL, de l'anglais

"Convergence Layer").

La couche CL comprend une sous-couche commune et des sous couches qui sont spécifiques de réseaux c_urs respectifs. Elle a deux fonctions principales: adapter les demandes de service venant de couches supérieures au service offert par la couche DLC et convertir les paquets de donnces (de taille variable) venant de la couche supérieure en unités de données (ci-après PDUs, de l'anglais "Protocole Data Unit") de taille fixée, qui sont alors traitées par une sous-couche de contrôle d'accès au canal de transmission (ci-après couche MAC, de l'anglais "Medium Access Control") de la couche DLC. Actuellement, des sous-couches spécifiques ont été développées pour des applications ETHERNET (IEEE 802.3), pour des protocoles de réseaux tel ATM (de l'anglais "Asynchronous Transfer Mode") ou encore PPP (de l'anglais "Point-to-Point Protocol"), et pour des protocoles et

applications IEEE 1394.

La couche DLC est la couche qui gère les connexions d'utilisateur entre les MTs. Elle comprend un plan de contrôle qui comprend une sous-couche de contrôle de ilaison radio (ci-après couche RLC, de l'anglais "Radio Link Control"). Elle comprend en outre un plan utilisateur, comprenant d'une part un bloc de contrôle d'erreur (ci-après bloc EC, de l'anglais "Error Control") et d'autre part la couche MAC précitée. Le transport de données d'utilisateur par la couche MAC est orienté connexion. La couche RLC a principalement trois fonctions: gérer la ressource radio (contrôle de puissance, sélection de fréquence, processus de "handover" etc.), associer de nouvelles MTs dans le système, et contrôler les connexions. Enfin, le bloc EC peut supporter des modes de correction d'erreur différents, comme le mode acquitté (dit "mode ARQ", de l'anglais "Automatic Retransmission Query"), le mode de répétition et

le mode FEC (de l'anglais "Forward Error Correction").

L'accès à l'interface air est de type TDMA dynamique avec duplex temporel (ou TDD, de l'anglais "Time-Division Duplex"). La structure de base d'une trame de données de la couche MAC sur l'interface air (ci-après trame MAC) a u ne d u rée fixe de 2 ms (m i llisecon de). Dans u n mod e centralisé, elle comprend des champs pour le contrôle de diffusion, le contrôle de trame, le contrôle de retour d'accès, la transmission de données sur la voie descendante ("downlink") comme sur la voie montante ("uplink"), et l'accès aléatoire. Cette

structure de base est illustrée par le schéma de la figure 2.

Une phase de diffusion porte un canal de diffusion (ci-après canal BCH, de l'anglais "Broadcast CHannel"), un canal de trame (ci-après canal FCH, de I'anglais "Frame CHannel"), et des canaux de retour d'accès (ci-après canal ACH, de l'anglais "Access feedback CHannel"). Le canal BCH transmet des informations générales et des informations de contrôle concernant l'AP, tandis

que le canal FCH contient une description exacte de la façon dont les

ressources de la trame MAC ont été allouées à différentes connexions. Une phase DL (de l'anglais "Downlink") porte des informations de contrôle spécifiques de l'utilisateur, et des données d'utilisateur transmises de l'AP vers les MTs. Réciproquement, une phase UL (de l'anglais "Uplink") porte des informations de contrôle spécifiques de l'utilisateur, et des données

d'utilisateur transmises des MTs vers l'AP.

A la fin de la trame, une phase d'accès aléatoire porte un canal de contention (ci-après canal RCH), employé par les MTs pour transmettre des messages de contrôle courts à l'AP quand aucune ressource ne leur a été allouée par l'AP dans la phase UL. Le canal ACH, présent dans la phase de diffusion, fournit l'information de retour (i.e., indique le succès ou l'échec) à la

suite de tentatives d'accès faites par les MTs pendant la phase de contention.

Dans les phases UL et DL, le trafic provenant de, respectivement destiné à un MT est transmis en multiplex dans ce qu'on appelle un train de PDUs. Un train de PDUs contient les PDUs de la couche MAC (aussi appelés MACPDUs) appartenant aux connexions ayant un même MT en tant qu'extrémité commune. Une connexion transporte des données d'utilisateur dans des PDUs contenant 54 octets, ci-après PDUs dits "longs" ou LCH-PDUs, qui forment un canal de transport LCH (de l'anglais "Long CHannel"). Elle transporte également des messages de contrôle de connexion dans des PDUs contenant 9 octets, ci-après PDUs dits "court" ou SCH-PDUs, qui forment un autre canal de transport SCH (de l'anglais "Short CHannel"). Dans une trame,

ces deux types de PDUs sont groupés par connexions.

Dans la mesure o l'allocation de ressource est centralisée dans l'AP, la ressource doit être demandée avant la transmission réelle de leurs PDUs par ies MTs transmettant via la phase UL. A cet effet, un type spécifique de message de signalisation/contrôle, appelé demande de ressource (ou RR, de l'anglais "Ressource Request"), est encapsulé dans un SCH-PDU de la phase UL. Dans l'AP, les fonctions du protocole de la couche MAC sont utilisées

pour organiser l'accès au canal radio et la transmission de données sur ce-

dernier. La composition de la trame est communiquée aux MTs via le canal FCH. En décodant tout d'abord ce canal, les MTs sont informés de l'intervalle de temps dans lequel ils peuvent insérer ou extraire leur PDU dans,

respectivement de la trame MAC.

Le canal FCH est composé d'éléments d'information (ci-après IEs, de l'anglais "Information Elements"), combinés dans des blocs protépés par CRC (de l'anglais "Code Rule Checking"), à raison de trois IEs par bloc protégé. Un IE spécifie le nombre de SCH-PDUs et le nombre de LCH-PDUs attribués dans la trame MAC à une connexion particulière, le mode de transmission sur le canal physique pour chaque type de PDU de cette connexion (i.e. SCH-PDUs et LCH-PDUs), et un indicateur temporel indiquant le début de l'intervalle de temps a l loué à la con nexion da ns la tra me. L'AP est ch a rgé d'orga n iser les I Es de telie sorte que les PDUs de connexions ayant un même MT en tant

qu'extrémité commune soient placés dans le même train de PDUs.

L'unité de données transmise via la couche PHY est une salve (appelée "burst" en anglais) de longueur variable. Par convenance et afin de réduire le nombre d'octets de signalisation qui constituent une charge in utile (appelée "overhead" en anglais), les trains de MAC-PDUs sont émis sur le canal physique chacun dans une salve respective. Chaque salve comprend un

préambule suivi par des données.

La modulation OFDM (de l'anglais "Orthogonal Frequency Division Multiplexing") a été choisie dans le standard H/2 en raison de ses bonnes performances sur des canaux fortement dispersifs. Une particularité du standard H/2 est qu'il présente plusieurs modes de transmission sur la couche PHY (ci-après modes physiques ou modes PHY), correspondant à des combinaisons de débit d'encodage et du type de modulation. Par exemple, les modulations BPSK, QPSK, 1 6QAM et 64QAM, sont des modulations de sous porteuse supportées par le standard H/2. Par principe, le nombre de symboles OFDM nécessaires au codage d'un PDU est proportionnel à la robustesse de la modulation. Un symbole OFDM a une durée fixe de 4,us (microseconde). Le tableau I ci-dessous donne le débit binaire d'une connexion, exprimé en millions de bits par seconde (Mbps), et le nombre de symboles OFDM utilisés pour le codage d'un LCH-PDU, pour les différents mode PHY possibles: Mode PHY Débit binaire Nombre de symboles OFDM / LCH-PDU BPSK '/2 6 Mbos 18 BPSK 3/4 9 Mbps 12 QPSK i/2 12 Mbps 9 QPSK 3/4 18 Mbps 6 16QAM 9/46 27 Mbps 4 1 6QAM 3/4 36 Mbps 3 64QAM 3/4 54 Mbps 2

Tableau I

Le mode PHY est sélectionné par un processus d'adaptation de la liaison (faisant partie du protocole de la couche RLC), en fonction des conditions de transmission observées sur le canal radio. Chaque connexion, et chaque sens de transmission ("uplink" ou "downlink") d'une connexion détermince, peuvent employer un mode PHY particulier. En outre, ce mode

PHY peut varier d'une trame à la trame suivante.

Le protocole de couche MAC comprend un mécanisme de construction de trame ("Scheduling Mechanism", en anglais), basé sur deux entités particulières, appelées respectivement dispositif d'ordonnancement ou ordonnanceur ("Scheduler", en anglais), et dispositif de construction de trame

ou constructeur de trame ("Frame builder", en anglais).

L'ordonnanceur a pour fonction de partager les ressources de la couche PHY entre les connexions de la couche DLC. Les ressources considérées dans ce document sont principalement des ressources en termes de bande passante sur le canal radio, et particulièrement la bande passante disponible au niveau de la couche DLC pour le transport de canaux autres que des canaux contenant de l'information de signalisation/contrôle, c'est-à-dire des

canaux de transport LCH transportant des données d'utilisateur.

Le mécanisme de construction de trame n'a pas pour fonction d'accepter ou refuser l'ouverture de nouvelles connexions en fonction des ressources disponibles. Cet aspect de l'allocation de ressources est traité par une autre entité qui n'est pas décrite ici: le contrôleur d'admission de connexion (ou CAC, de l'anglais "Connexion Acceptance Controller") qui fait partie du protocole de la couche RLC. Dit autrement, on suppose ici que la bande passante allouée aux connexions est toujours compatible avec les ressources disponibles. Une fois que la bande passante est allouce aux connexions, I'ordonnanceur permet de déterminer les instants o un PDU de chacune de ces connexions doit théoriquement être transmis sur le canal radio pour se

conformer à la bande passante allouée à cette connexion.

Le protocole de couche MAC transmet la composition de la trame dans le canal FCH, c'est-à-dire au début de la trame. La composition de la trame doit alors être détermince avant le début de la trame elle-même. Selon l'invention, I'allocation de ressources aux connexions, c'est-à-dire l'ordonnancement de leurs PDUs dans les trames, et la détermination de la composition de chaque tra me déterm in ée q ui en rés u lte, sont exécutées respectivement pa r l'ordonnanceur et par le constructeur de trame, pendant la transmission de la trame précédente. Par convention, on dira dans la suite qu'un PDU est transmis, dès lors qu'il est sélectionné par l'ordonnanceur pour être inséré par le constructeur de trame dans la trame en cours de construction, et ce en dépit du fait que ce PDU ne sera effectivement transmis sur le canal radio

qu'ultérieurement, à l'intérieur de ladite trame.

L'ordonnanceur gère une file de priorité, notée Fp dans la suite et aux figures, contenant des paramètres, notés TT' dans la suite et aux figures. Ces paramètres TT' correspondent à des étiquettes temporelles associées aux connexions, qui indiquent respectivement l'instant de transmission d'un prochain PDU de la connexion d'indice i, tel qu'il est déterminé par l'ordonnanceur. En fait, I'ordonnanceur ordonne les paramètres TT'dans la file de priorité Fp par ordre croissant, de manière que la tête de cette file contienne toujours le paramètre TTj de la connexion dont un PDU doit être le prochain PDU inséré dans la trame en cours de construction. La file de priorité Fp est

mémorisée dans une structure mémoire ad-hoc.

Pour chaque connexion d'indice i établie, I'ordonnanceur maintient à jour des paramètres associés à la connexion. Ces paramètres sont mémorisés dans une structure mémoire associée à la connexion, appelée contexte de la connexion, et notée CCj dans la suite et aux figures. En outre, il gère une file d'attente de transmission, notée Fj dans la suite et aux figures, contenant les PDUs de la connexion d'indice i reçus de la couche supérieure, et qui attendent d'être transmis. Cette file d'attente Fj est mémorisée dans une structure

mémoire ad-hoc.

Les paramètres du contexte CCj comprennent un paramètre, noté Q dans la suite et aux figures, qui désigne le nombre de PDU de la connexion

d'indice i stockés dans la file d'attente Fj de cette connexion.

Ils comprennent également une étiquette temporelle, notée TTT'dans la suite et aux figures (pour "Theoretical Transmission Time", en anglais) qui indique l'instant auquei doit théoriquement avoir lieu la transmission d'un PDU de la connexion d'indice i, pour respecter la bande passante allouée à cette connexion. Le paramètre TTTj est initialisé avec la valeur nulle, à l'ouverture de la connexion. Ensuite, il est mis à jour, si nécessaire, à chaque fois qu'un PDU est reçu de la couche supérieure alors que la connexion était inactive (i.e., à chaque fois qu'un premier PDU entre dans la file d'attente Fj), et il est alors inséré dans la file de priorité Fp. Le paramètre TTTi est également mis à jour à chaque fois qu'un PDU de la connexion est transmis (i.e., à chaque fois qu'un PDU sort de la file d'attente Fj). Il est alors inséré dans la file de priorité Fp, si la

file d'attente Fj contient toujours au moins un autre PDU.

Comme un LCH-PDU a une longueur (en octets) qui est fixée, la bande passante de la con nexion qu i a été négociée à l'ouvertu re de la con nexion (via le CAC précité), peut être exprimée sous la forme d'un intervalle de temps théorique noté Ti séparant la transmission de deux PDUs consécutifs de la connexion. L'intervalle de temps théorique Tj est un autre paramètre associé à la connexion d'indice i, et, comme tel. il est sauvegardé dans le contexte CC de cette connexion. Il est utilisé par l'ordonnanceur pour les mises à jour du

paramètre TTT.

Le constructeur de trame a pour fonction de déterminer les instants auxquels un PDU peut être inséré en multiplex sur la liaison radio, c'està-dire les instants auxquels la liaison offre un intervalle de temps permettant de recevoir le PDU choisi par l'ordonnanceur, en tenant compte du mode PHY de ce PDU. Le constructeur de trame n'est pas décrit plus avant dans ce document. L'ordonnanceur comprend un module de sélection qui sélectionne la connexion ayant le paramètre TTj se trouvant en tête de la file de priorité Fp, et q u i délivre au constructeu r de trame u n P D U de cette con nexion, extra it à cet effet de la file d'attente Fj de cette connexion. L'ordonnanceur met en _uvre un algorithme d'ordonnancement pour tenir à jour le paramètre TTTj de chaque connexion. Pour la réalisation de cet algorithme, on peut penser à s'inspirer de l'algorithme VSA (de l'anglais "Virtual Schebuling Algorithm", qui signifie

algorithme d'ordonnancement virtuel) décrit dans la littérature sur l'ATM.

Selon un tel algorithme, le paramètre TTTj serait mis à jour, à chaque fois qu'un PDU sort de la file d'attente F, par une formule du type TTT'= I I Ij+Tj. Dit autrement, cet algorithme prévoit que dès qu'un PDU d'une connexion déterminée est transmis, il doit s'écouler une durée Tj avant la prochaine transmission d'un PDU de cette connexion. Ceci aboutit à une "mise en forme" ("shaping" en anglais) du trafic de la connexion, qui garantit que son débit binaire n'excède jamais une valeur crête définie par le paramètre Tj. Tout se passe comme si les PDUs d'une même connexion étaient espacés dans le

temps d'une durée au moins égale à Tj.

Or, pour les connexions ayant un faible débit binaire, cette durée peut être supérieure à la durée d'une trame. Il en résulte que ces connexions n'ont au plus qu'un PDU inséré dans chaque trame. Ceci conduit à un gaspillage des ressources puisque, la longueur d'une trame étant fixée, I'insertion d'un unique PDU d'une connexion dans une trame nécessite aussi l'insertion dans cette tra me de proportion nel lement pl us d'éléments de signal isation/contrôle q ue si plusieurs PDUs de cette connexion étaient insérés dans ladite trame. Selon le mode PHY associé à ce PDU, ces éléments de signalisation peuvent même

consommer plus de ressources que le PDU transmis lui-même.

En effet, le fait de multiplexer les flux de données des différentes connexions et le fait de décrire la composition de la trame nécessitent une signalisation très lourde. En particulier, chaque connexion emploie un IE (c'est à-dire 8 octets codés dans le mode PHY le plus robuste) qui est ajouté, à l'émission d'un train de PDUs, dans le canal FCH. Dans ces conditions, le pire cas se produit quand seulement un PDU d'une connexion est inséré dans une trame et que ce PDU est aussi le seul échangé avec un MT donné. Dans une telle configuration, le train de PDUs résultant contient l'unique PDU qui exige néanmoins un IE dans le FCH, qui est codé dans 3 symboles OFDM, et un préambule de train de PDUs qui peut nécessiter jusqu'à 4 symboles OFDM. Ce surdébit ("overhead" en anglais) dû à la signalisation et à la construction du train de signalisation est non négligeable comparé à la taille effective du PDU sur le canal physique, qui peut être réduit à 2 symboles OFDM quand il est

codé dans le mode PHY le plus efficace.

En d'autres termes, les connexions à faible débit binaire affectent lourdement le rendement de la transmission sur le canal radio, défini comme le rapport des ressources consacrces à la transmission d'informations d'utilisateur (charge utile) sur le total des ressources employées. En fait, toutes les connexions ayant un débit binaire inférieur à 192 Kbps (Kilo-bits par seconde), qui correspond à la transmission de moins d'un LCH-PDU par trame, sont

concernées par cet inconvénient.

L'invention a pour objet d'atténuer l'inconvénient précité, qui résulte de la construction de trames mettant en oeuvre un tel algorithme d'ordonnancement, notamment dans un système conforme au standard H/2, mais également dans tout système conforme à quelque standard que ce soit, si ce standard implique

un problème analogue.

A cet effet, I'invention propose un procédé de construction de trames pour système à accès multiple à répartition dans le temps, consistant à allouer dynamiquement des intervalles de temps déterminés dans des trames pour la transmission d'unités de données respectives de différentes connexions qui sont simultanément établies à travers un canal de transmission unique, le procédé comprenant des étapes permettant de regrouper dans une même trame des unités de données d'une même connexion, de telle sorte que l'intervalle de temps entre la transmission de deux unités de données regroupées successives peut être inférieur à un intervalle de temps théorique déterminé par la valeur du débit binaire théorique moyen de la connexion (i.e.,

I'intervalle T', dans l'exemple précité).

L'invention permet ainsi de réduire le surdébit, en optimisant l'utilisation de la signalisation émise en début de trame, ce qui laisse plus de ressources disponibles pour les données d'utilisateur dans la trame. Le rendement de la

transmission sur le canal est donc amélioré.

Le regroupement des unités de données d'une connexion déterminée dans une trame déterminée est obtenu en retardant la transmission de certaines au moins de ces unités de données. Le procédé est optimisé lorsque l'intervalle de temps entre la transmission de deux unités de données regroupées successives d'une connexion, est fixé à sa valeur maximale correspondant à la durée de transmission d'une unité de données de cette connexion transmise au débit

maximal offert par le canal de transmission.

Afin de limiter la gigue induite par le procédé, le retard imposé à une unité de données est au plus égal à un retard maximum déterminé. On réalise ainsi un compromis entre l'amélioration du rendement de la transmission qui

est obtenue, et la gigue qui est introduite sur les connexions.

L'invention propose aussi un dispositif de construction de trames pour système à accès multiple à répartition dans le temps, comprenant des moyens pour allouer dynamiquement des intervalles de temps déterminés dans des trames pour la transmission d'unités de données respectives de différentes connexions qui sont simultanément établies à travers un canal de transmission unique. Le dispositif comprend des moyens permettant de regrouper dans une même trame des unités de données d'une même connexion, de telle sorte que l'intervalle de temps entre la transmission de deux unités de données regroupées successives peut être inférieur à un intervalle de temps théorique déterminé par la valeur du débit binaire théorique moyen de la connexion (i.e.,

I'intervalle Tj, dans l'exemple précité).

D'autres caractéristiques et avantages de l'invention apparaitront encore

à la lecture de la description qui va suivre. Celle-ci est purement illustrative et

doit être lue en regard des dessins annexés, sur lesquels on a représenté: - à la figure 1, déjà analysée: un schéma illustrant l'empilement des couches de protocole selon le standard H/2; -à la figure 2, également déjà analysée: un schéma illustrant la structure de trame selon le standard H/2; - à la figure 3: un schéma-bloc d'un dispositif selon l'invention; à la figure 4: un diagramme schématisant les étapes du procédé selon l'invention qui sont mises en oeuvre à chaque fois qu'un PDU d'une connexion déterminée est reçu de la couche supérieure; - à la figure 5: un diagramme schématisant les étapes du procédé selon I'invention qui sont mises en _uvre à chaque fois qu'un PDU de la connexion est transmis; -à la figure 6: un diagramme illustrant le principe du procédé selon l'invention; et, -à la figure 7: une courbe donnant l'allure du rendement de la transmission en fonction du nombre de symboles OFDM consacrés au codage

d'un PDU.

A la figure 3, on a représenté un schéma-bloc d'un dispositif selon l'invention, dans un exemple o l'AP gère M connexions simultanément

établies (o M est un nombre entier non nul).

Le dispositif comprend un ordonnanceur 30. L'ordonnanceur 30 comprend une mémoire 31 et un module de sélection 32. La mémoire 31 comprend les structures de données nécessaires à la réalisation de la file de priorité Fp, et, en outre, des files d'attente Fj et des contextes de connexion

CCj (pour i compris entre 1 et M) des M connexions établies à l'instant courant.

En plus des paramètres Tj, TTTj et Qj qui ont été présentés en introduction, le contexte CCj de chaque connexion d'indice i comprend, selon l'invention, un paramètre DTT', un paramètre l\jMaX et un paramètre NjMaX associés à la connexion. Le paramètre DTTj est une étiquette temporelle qui indique un instant théorique de transmission avec retard (de l'anglais "Delayed Theoretical Time") du prochain PDU de la connexion qui doit être transmis selon l'invention. La paramètre AjMax est une durée qui correspond au retard maximum que l'on tolère à l'ordonnanceur d'imposer aux PDUs de la connexion d'indice i, pour obtenir l'effet de regroupement des PDUs dans une trame qui est à la base de l'invention. Le nombre NjMaX est un paramètre sur

lequel on reviendra plus loin.

Dans ce qui suit, la variable to désigne l'instant courant, exprimé dans la même unité que les paramètres Tj, TTTj, DTTj, et AjMax associés à la connexion. La variable to est donnée par une base de temps locale du système. Le dispositif comprend bien entendu un constructeur de trame 33. La

description du fonctionnement de la file de priorité Fp, du module de sélection

32 et du constructeur de trame 33 sortirait du cadre du présent exposé, dans la mesure o elle n'est pas utile à l'intelligence de l'invention. En effet, l'invention concerne l'algorith me d 'ord onna n cement m is en _uvre par l'ordon na nceur 30

pour injecter des valeurs dans la file de priorité Fp.

Les étapes du procédé selon l'invention qui sont mises en _uvre à la réception d'un PDU d'une connexion déterminée provenant de la couche

supérieure, sont schématisées par le diagramme de la figure 4.

Sur cette figure, la référence 40 désigne une étape de réception d'un PDU d'une connexion déterminée d'indice i, provenant de la couche

supérieure. Ce PDU va entrer dans la file d'attente Fj de la connexion.

Dans une étape 41, on se demande auparavant si la file d'attente Fj est

vide, c'est-à-dire si le paramètre Qj est nul ou non (Qj = 0 ?).

Si la réponse est non, alors cela signifie que le PDU qui vient d'être reçu n'est pas le premier PDU de la connexion présent dans la file d'attente Fj. Dans ce cas, on saute à l'étape 48, à laquelle le paramètre Qj est incrémenté de une

unité (Qj =Qj + 1), puis on atteint la fin 49 de l'algorithme.

Si au contraire la réponse est oui, alors on passe à une étape 42, à laquelle on se demande si l'instant théorique de transmission avec retard d'un PDU de la connexion, tenu à jour dans le contexte CCj par le paramètre DTTj est ou non passé, c'est-à-dire si le paramètre DTTj est ou non strictement

inférieur à l'instant courant to (DTTj < to ?).

Si la réponse est non, alors on passe à une étape 47 à laquelle la valeur du paramètre DTTj est injectée dans la file de priorité Fp en tant que valeur du paramètre TTj de la connexion. L'étape 47 est alors suivie de l'étape 48

précitée avant d'atteindre la fin 49 de l'algorithme.

Si au contraire la réponse est oui, alors il convient de mettre à jour le paramètre DTT'. A cet effet, on passe tout d'abord à une étape 43, à laquelle on se demande si la file de priorité Fp contient l'étiquettetemporelle TTj d'au moins une autre connexion d'indice j, dont la file d'attente de transmission Fj ne soit pas vide, c'est-à-dire pour laquelle la paramètre Qj est non nul

({TTj, Qj 0}=0?).

Si la réponse est non, alors, dans une étape 44, on affecte au paramètre TTT' de la connexion d'indice i, la valeur de la variable to (TTTj = to). Dit autrement, le paramètre TTTi de la connexion est mis en jour en lui affectant la

valeur de l'instant courant to.

Si au contraire la réponse est oui, alors, dans une étape 45, le paramètre TTTj de la connexion d'indice i est mis à jour en lui affectant la valeur maximum entre lui-même et la valeur minimum entre la valeur de I'instant courant to et les valeurs respectives du premier paramètre TTj des autres connexions dont la file d'attente de transmission Fj est non vide (i.e., TTTj=max{TTTj,min{tO,min{TTj,Qj=0}}). Dit autrement, le paramètre TTTj de la connexion d'indice i est mis en jour en lui affectant la valeur maximum entre la valeur courante du paramètre TTT' et la valeur minimum entre, d'une part, la valeur de l'instant courant to, et d'autre part, la valeur minimum entre les valeurs respectives des étiquettes temporelles TTj de la file de priorité Fp qui sont associées aux autres connexions d'indice j dont la file d'attente de

transmission Fj est non vide.

Dans les deux cas ci-dessus, on passe ensuite à une étape 46 à laquelle le paramètre DTTj de la connexion d'indice i est mis à jour en lui affectant la valeur du paramètre TTTj augmentée de la valeur du paramètre AjMax (DTTj = TTTj + AjMaX). Dit autrement, la valeur du paramètre DTT' est mise à jour en ajoutant à la valeur du paramètre TTTj (telle que mise à jour, selon le cas échéant, à l'étape 44 ou à l'étape 45) la valeur du paramètre /\jMaX correspondant au retard maximum pour la transmission avec retard du PDU

sur le canal de transmission.

Le but de l'étape 43, et la distinction entre les deux cas traités aux étapes 44 et 45 qui en découle, est de mettre à jour le paramètre TTTj en lui affectant la valeur la plus basse possible. De cette manière, la transmission du PDU de la connexion n'est pas retardée par l'existence éventuelle d'autres connexions ayant déjà un ou plusieurs PDUs en attente de transmission. Une connexion à faible débit binaire, qui émet peu de PDUs, n'est ainsi pas trop pénalisée par d'éventuelies connexions à débit binaire élevé, qui émettent

beaucoup de PDUs et risquent de monopoliser les ressources disponibles.

L'étape 46 est ensuite suivie des étapes 47 et 48 précitées, avant de

parvenir à la fin 49 de l'algorithme.

Les étapes ci-dessus sont réalisées par un logiciel ad-hoc, dont un algorithme peut être résumé par la séquence d'instructions suivante: Si Qj=0 Si DTTj < to Si {TTj,Qj 0}= 0 TTTj = max{TTTj,min{tO,min{TTj,Qj 0}}} Sinon TTTj = to Fin Si DTTj = TTT' + AjMax Fin Si insérer TTT' dans la file Fp Fin Si Q' = Qj + 1 Le diagramme de la figure 5 schématise les étapes du procédé mises en oeuvre lors de la sortie d'un PDU de la file Fj d'une connexion d'indice i déterminée. Le PDU sortant est sélectionné par le module de sélection 32 de l'ordonnanceur, pour être inséré dans la trame en cours de construction, en vue d'être transmis sur le canal radio. Par raccourci, on dit ici que ce PDU est

transmis. A la figure 5, I'étape 50 correspond à cette transmission.

On notera que la connexion d'indice i à laquelle appartient le PDU ainsi sél ection né, est cel le des con nexions d'i ndice j dont la file d'attente Fj est non vide ( Qj 0) et dont, en outre, I'étiquette temporelle associée TTj est en tête de la file de priorité Fp, c'est-àdire celle dont l'étiquette temporelle associée TT est la plus petite (TT'=min{TTj,Qj =0}). Ceci résulte du fonctionnement de la file de priorité Fp et du fonctionnement du module de sélection 32, sur lesquels, comme indiqué précédemment, il ne sera pas plus d'explications ici. On notera en outre que ce PDU est effectivement transmis lorsque la condition DTTj<tOest vérifiée, c'est-à-dire lorsque l'instant théorique de transmission

avec retard DTT' est inférieur à l'instant courant to.

Les étapes qui suivent l'étape 50 ont pour fonction, essentiellement, de

mettre à jour le paramètre DTTj de la connexion d'indice i.

Dans une étape 51, le paramètre TTTj est mis à jour de façon classique, en ajoutant à la valeur antérieure la valeur de l'intervalle de temps théorique Tj contenu dans le contexte de la connexion CCj. On rappel le que l'interval le de temps théorique Tj est déterminé par la valeur théorique moyenne du débit binaire de la connexion, cette dernière ayant été négociée à l'ouverture de la

1 0 connexion.

Dans une étape 52, on se demande ensuite si le retard imposé à la connexion par le fait que la paramètre DTTj est injecté dans la file de priorité Fp au lieu du paramètre TTTj, est compensé au non. En pratique, cette étape consiste à se demander si la valeur du paramètre TTTj qui a été mise à jour à I'étape 51 est supérieure ou égale à la valeur courante du paramètre DTT' augmentée de la valeur de l'intervalle de temps oj entre la transmission de

deux unités de données regroupées successives (TTTj DTTj + oj ?).

Si la réponse est non, alors, dans une étape 53, on met à jour la valeur du paramètre DTTj en ajoutant à la valeur courante de ce paramètre DTTj la valeur d'un intervalle de temps oj entre la transmission de deux unités de

données regroupées successives.

Si au contraire la réponse est oui, alors, dans une étape 54, on met à jour la valeur du paramètre DTTj en ajoutant à la valeur du paramètre TTTj qui a été mise à jour à l'étape 51, la valeur du paramètre AjMax associé à la connexion. On rappelle que cette valeur AjMax correspond au retard maximum

que l'on tolère pour la connexion d'indice i.

Dans l'un comme dans l'autre des cas ci-dessus, on passe ensuite à une étape 55 à laquelle on met à jour le paramètre Qi associé à la connexion en le

décrémentant d'une unité (Qj =Qj - 1).

Ensuite, dans une étape 56, on se demande s'il reste alors au moins un

PDU dans la file de transmission Fj de la connexion d'indice i.

Si la réponse est oui, alors, dans une étape 57, on injecte, dans la file de priorité Fp, la valeur du paramètre DTTj qui a été mise à jour à l'étape 53 ou à I'étape 54, en tant que nouvelle étiquette temporelle TTj associée à la connexion d'indice i. Dit autrement, la valeur du paramètre DTTj mise à jour est entrée, en tant que nouvelle étiquette temporelle TTj, dans la file de priorité Fp

de l'ordonnanceur. Puis on atteint ainsi la fin 58 de l'algorithme.

Si au contraire la réponse est non, aiors on passe directement à la fin 58

de l'algorithme.

Les étapes ci-dessus sont réalisées par un logiciel ad-hoc, dont un algorithme peut être résumé par la séquence d'instructions suivante: TTTj = TTTj + T If TTTj 2 DTTj + j DTTj = TTTj + ax Sinon DTTj = DTTj + _.. hIn Sl Qj=Qj-1 Si Qj=O insérer DTT dans la file Fp _.. -Ill Sl La flgure 6 est un diagramme des temps permettant d'illustrer le principe du regroupement de PDUs d'une connexion déterminée dans une trame MAC,

qui résulte de la mise en _uvre du procédé décrit ci-dessus.

Sur cette figure, I'axe des temps du haut indique les instants de transmission théorique TTTj d'un PDU d'une connexion d'indice i déterminée, qui sont calculés à partir de la valeur du paramètre Tj à chaque fois qu'un PDU de la connexion est transmis. L'axe des temps du bas indique les instants de transmission théorique avec retard DTTj qui sont calculés dans les mêmes conditions. Par commodité et pour la clarté de l'exposé, on envisage un cas o le débit effectif de la connexion est supérieur au débit théorique moyen (ce dernier déterminant la valeur de l'intervalle de temps théorique correspondant au paramètre Tj de la connexion). De cette façon, la connexion est toujours active (i.e., on a toujours Qj O). De plus, on envisage un cas particulier o le débit théorique moyen de la connexion est tel que l'intervalle de temps théorique Tj qui lui correspond est égal à la durée d'une trame, soit 2 ms. A la figure, la séparation entre deux trames successives est symbolisée par des traits verticaux, en sorte que la durée d'une trame correspond à une fenêtre temporelle contenue entre deux tels traits successifs. En outre, les trames successives sont notées #n, #n+1, #n+2, etc. A la réception d'un premier PDU venant de la couche supérieure ou bien à l'émission d'un PDU de la connexion, le paramètre TTTj est mis à jour (étape 44 ou 45 de la figure 4, ou, respectivement, étape 51 de la figure 5). On considère dans l'exemple que sa valeur se trouve dans la fenêtre temporelle de la trame #n. De plus, le paramètre DTTj est aussi calculé en ajoutant le retard AjMax à la valeur du paramètre TTTj (étape 46 de la figure 4 ou, respectivement, étape 54 de la figure 5). Dans l'exemple, la valeur du paramètre DTTj se trouve

alors dans la trame #n+2.

Lorsque l'instant to atteint la valeur de DTTj, un PDU de la connexion est sélectionné pour être transmis dans la trame #n+2 en cours de construction. Le délai TTTj est alors mis à jour (étape 51 de la figure 5) , en sorte que TTT' = TTTj + Tj. Par hypothèse, la nouvelle valeur du paramètre TTTj se

trouve alors dans la fenêtre temporelle de la trame #n+1.

Le résultat du test de l'étape 52 est alors négatif, puisque le paramètre TTTj ainsi mis à jour est inférieur au paramètre DTTj augmenté de o (TTTj<DTTj+éj). Dit autrement l'écart temporel noté /\2 à la figure, et qui correspond à /\2 = DTTj + oj - TTTj, est positif. Par conséquent, le paramètre DTTj est mis à jour en sorte que DTTj = DTTj +6j (étape 53 de la figure 5). Il se

trouve alors dans la fenêtre temporelle de la trame #n+2.

Lorsque l'instant to atteint la valeur de DTT, un nouveau PDU de ia connexion est sélectionné pour être transmis dans la trame #n+2 en cours de construction. Le paramètre TTTj est alors à nouveau mis à jour, de la même façon que précédemment. Il se trouve alors dans la fenêtre temporelle de la trame #n+2. De plus, le test de l'étape 52 est toujours négatif. En effet, I'écart temporel noté /\3 à la figure, qui correspond à 1\3 = DTTj + oj -TTTj, est toujours positif. C'est pourquoi le paramètre TTTj est encore mis à jour par DTT'=DTTj+âj. Il se trouve alors toujours dans la fenêtre temporelle de la

trame #n+2.

Lorsque l'instant to atteint la valeur de DTT', un nouveau PDU de la connexion est sélectionné pour être transmis dans la trame #n+2 en cours de construction, le paramètre TTTj est à nouveau mis à jour, de la même façon que précédemment. Il se trouve alors dans la fenêtre temporelle de la trame

#n+3. Cette fois, le test de l'étape 52 est positif, puisque TTT'2DTTj+6j.

L'écart temporel noté /\4 à la figure, qui correspond à 1\4 = DTTj + oj TTTj, est cette fois négatif. Le retard imposé à la connexion par l'effet du retard l\jMaX a été compensé. Le paramètre DTTj est alors mis à jour par DTTj = TTTj + jMax (étape 54 de la figure 5). Sa valeur se trouve alors à l'intérieur de la fenêtre temporelle #n+5. En conséquence, le prochain PDU de la connexion ne sera sélectionné (lorsque l'instant courant to aura atteint cette

nouvelle valeur de DTTj) que pour être transmis dans la trame #n+5.

11 résulte de ce qui précède que, dans cet exemple, trois PDUs de la connexion sont regroupés pour être transmis dans la trame #n+2, trois autres dans la trame #n+5, etc., alors qu'aucun PDU n'est transmis dans les trames #n, #n+1, #n+3, #n+4, #n+6, etc. (comme le montre le diagramme temporel du bas). En appliquant un algorithme d'ordonnancement de type VSA, on aurait, dans cet exemple, provoqué la transmission d'un PDU par trame (comme le montre le diagramme temporel du haut). Dit autrement, le procédé selon l'invention a pour effet, du point de vue d'une connexion déterminée, d'élever, ponctuellement pendant certaines périodes, le débit binaire de la transmission des PDUs (sans être limité à la valeur théorique moyenne de ce débit binaire), ces périodes étant entrecoupées de périodes de silence pendant lesquelles aucun PDU de la connexion n'est transmis. Le rendement de la transmission

s'en trouve amélioré.

Le retard maximum AjMax imposé à la connexion est choisi de manière à rester inférieur à une valeur au-delà de laquelle la qualité de servive (ou QoS, de l'anglais "Quality of Service") négociée à l'ouverture de la connexion (exprimée par exemple en termes de délai maximum entre la transmission de

deux PDUs de la connexion) ne serait plus respectée.

Dans un mode de mise en oeuvre avantageux, I'intervalle de temps entre la transmission de deux unités de données de la connexion d'indice i regroupés successifs, est égal à la durée de transmission d'un PDU via le canal de transmission (compte tenu du mode PHY de la connexion). De cette manière, les PDUs de la connexion d'indice i regroupés successifs, sont transmis consécutivement, c'est à dire sans la transmission d'un PDU d'une autre connexion entre deux PDUs de la connexion d'indice i. On notera que le débit binaire de la transmission des PDUs de la connexion est alors,

ponctuellement, égale au débit binaire maximum.

En notant npDU le nombre de PDUs de la connexion qui sont regroupés dans une trame déterminée MAC selon le principe décrit ci-dessus, nS le nombre de symboles OFDM dans la trame consacrés à la transmission d'informations de signalisation associées à la connexion, et Nsymb/pDu le nombre de symboles OFDM dans la trame consacrés au codage d'un PDU de la connexion, le rendement R de la transmission, d'une trame MAC est donné par la relation suivante: R npDU x NsympDu npDu (1) npDu xNsym/pDu +nS npDu + N. s symb / PDU A la figure 7, on a représenté la courbe du rendement R de la transmission sur le canal radio en fonction du nombre nPDu

On voit sur cette courbe que le rendement cro^it avec le nombre nPDu.

mais que cette croissance est asymptotique. L'amélioration du rendement est donc importante pour les faibles valeurs du nombre npDu, mais elle devient peu significative pour les valeurs élevées de ce nombre. Or, plus le nombre nPDu est élevé, et plus la gigue induite par le procédé de regroupement des PDUs augmente. Il appara^t donc judicieux de rechercher un compromis entre I'amélioration du rendement R et l'augmentation de la gigue qui résulte de la

mise en _uvre de ce procédé.

A cet effet, il est judicieux de ne regrouper dans une trame déterminée qu'un nombre maximum déterminé d'unités de données d'une méme connexion. Un bon compromis semble étre atteint lorsque npDU=2XN nS. Le symb / PDU

rendement R de la connexion est alors égal à 66,6 %.

Le tableau 11 ci-dessous donne la valeur 2x nS, pour les Nsymb / PDU différents mode PHY possibles du standard H/2, et dans trois cas distincts: pour une connexion sur le canal DL, pour une connexion sur le canal UL avec un préambule de train de PDUs dits "court" (première option disponible selon le standard H/2), et enfin pour une connexion sur le canal UL avec un préambule de train de PDUs dits "long" (seconde option disponible

selon le standard H/2).

Mode PHY Canal DL Canal UL Canal UL Préambule court Préambule long

BPSK 1/2 0.55 0.67 0.78

BPSK 3/4 0.84 1 1.17

QPSK 1/2 1.11 1.33 1.56

QPSK 3/4 1.67 2.33

16QAM 9/16 2.5 3.5

16QAM 3/4 3.3 4 4.67

64QAM 3/4 5 6 7

Tableau II

Ce tableau montre que, pour la plupart des types de connexions possibles (à savoir, les connexions pour lesquelles la valeur 2x nS est Nsymb / PDU supérieure à l'unité), le procédé de regroupement de PDUs selon l'invention est approprié, en ce sens qu'il procure une amélioration du rendement de la connexion sans pour autant augmenter trop inutilement la gigue sur la connexion. Dans un mode de mise en oeuvre préféré, on s'arrange donc pour regrouper dans une trame un nombre recommandé NjMaX de PDUs d'une même connexion, qui est égal à la valeur entière immédiatement supérieure à la valeur 2x nS. Au delà de cette limite, I'amélioration du rendement R Nsymb / PDU demeure faible et ne semble pas justifier l'accroissement de la gigue impliqué

par le procédé de regroupement des PDUs selon l'invention.

Dit autrement, lorsque le système est conforme au standard HIPERLAN/2, on regroupe des unités de données d'une même connexion dans une même trame dès lors que le nombre 2x N nS est supérieur à l'unité, symb / PDU o nS est le nombre de symboles OFDM dans ia trame consacrés à la transmission d'informations de signalisation associées à la connexion, et o Nsy', b/pDu est le nombre de symboles OFDM dans la trame consacrés

au codage d'une unité de données (i.e., un PDU) de la connexion.

Le tableau lil ci-dessous, donne la valeur du nombre NjMaX pour les différents mode PHY possibles du standard H/2, et dans les trois cas considérés plus haut dans le tableau 11. Mode PHY Canal DL Canal UL Canal UL Préambule court Préambule long BPSK i/2 1 1 1

BPSK 3/4 1 1 2

QPSK 1/2 2 2 2

QPSK 3/4 2 2 3

1 6QAM /46 3 3 4

1 6QAM 3/4 4 4 5

64QAM 3/4 5 6 7

Tableau lil

Le nombre NjMaX est un paramètre de la connexion d'indice i et, en tant

que tel. il est stocké dans le contexte CCj de cette connexion (figure 3).

Comme on a pu s'en rendre compte à la lecture de l'exposé qui précède, le procédé selon l'invention est tout à fait simple à mettre en oeuvre. Comme indiqué, il occasionne une certaine gigue aux connexions, mais cette gigue peut être limitée à ce qui est nécessaire pour obtenir une amélioration

substantielle du rendement des connexions, en jouant sur ie paramètre l\jMaX.

Certes, le procédé ne peut pas empêcher à coup sûr la présence de seulement un PDU pour une connexion déterminée dans une trame. En effet, si une connexion a un débit binaire relativement faible au point qu'elle n'a seulement qu'un PDU présent dans la file d'attente Fj, ce PDU sera envoyé seul puisqu'il

n'y en a pas d'autres en attente.

En outre, pour une connexion ayant un débit binaire élevé, cet algorithme n'est pas nécessaire puisque plusieurs PDUs de la connexion vont être naturellement groupés dans chaque trame. L'algorithme est alors avantageusement mis hors service pour éviter une utilisation exclusive de la trame par seulement cette connexion. A cet égard, on considère qu'une connexion à débit binaire élevé est une connexion dont le paramètre T' conduit à un nombre de PDUs par trame plus grand que le nombre recommandé NjMaX de PDUs. On mppeMe qua cede derni6m valeur pout Ate obtenua pad} du

tableau ill donna plus hau1.

Pour une connexn don1 le pammAt de Stag maximum Aide est non dADnC ce Stag maximum peat Ate calculi pOUF aMeindre an nombm dAtermlnd de PDUs par trams contenan1 des PDUs [egroupAs, qui es1 inrieur

ou Agal au combo NldonnA par flu Hi essus.

Claims (12)

REVENDICATIONS

1. Procédé de construction de trames pour système à accès multiple à répartition dans le temps, consistant à allouer dynamiquement des intervalles de temps déterminés dans des trames pour la transmission d'unités de données respectives de différentes connexions qui sont simultanément établies à travers un canal de transmission unique, le procédé comprenant des étapes permettant de regrouper dans une même trame des unités de donnces d'une même connexion, de telle sorte qu'un intervalle de temps (oj) entre la transmission de deux unités de données regroupées successives peut être inférieur à un intervalle de temps théorique (Tj) déterminé par la valeur du débit

binaire théorique moyen de la connexion.

2. Procédé selon la revendication 1, suivant lequel le regroupement des unités de données d'une connexion déterminée dans une trame détermince est obtenu en retardant la transmission de certaines au moins de ces unités de

1 5 données.

3. Procédé selon la revendication 2, suivant lequel le retard imposé à

une unité de données est au plus égal à un retard maximum (f\jMaX).

4. Procédé selon l'une quelconque des revendications précédentes,

suivant lequel l'intervalle de temps (5j) entre la transmission de deux unités de données regroupées successives est égal à la durée de transmission d'une unité de données via le canal de transmission au débit maximal offert par celui ci.

5. Procédé selon l'une quelconque des revendications précédentes,

suivant lequel, le système étant conforme au standard HIPERLAN/2, on regroupe des unités de données d'une même connexion dans une même trame dès lors que le nombre 2x N nS est supérieur à l'unité, symb / PDU o nS est le nombre de symboles OFDM dans la trame consacrés à la transmission d'informations de signalisation associées à la connexion, et o Nsymb/pDu est le nombre de symboles OFDM dans la trame consacrés

au codoge d'une unité de données (i.e., un PDU) de la connexion.

6. Procédé selon l'une quelconque des revendications précédentes,

consistant à: - gérer une file de priorité (Fp) contenant des étiquettes temporelles (TTj) associées à des connexions actives respectives, une telle étiquette temporelle correspondant à un instant théorique de transmission, sur le canal de transmission, d'une unité de données de la connexion active associée; et, pour chaque connexion établie, - gérer une file d'attente de transmission (Fj) contenant les unités de données de la connexion qui sont prêts à étre transmis sur le canal de transmission; tenir à jour un premier paramètre (TTT') correspondant à un instant théorique de transmission de la prochaine unité de données de la connexion; et, - tenir à jour un second paramètre (DTT') correspondant à un instant de transmission théorique avec retard de la prochaine unité de données de la connexion.

7. Procédé selon la revendication 6 comprenant, à 1'entrée d'une première unité de données dans la file de transmission d'une connexion déterminée, si la valeur du second paramètre (DTTj) correspond à un instant antérieur à l'instant courant (to),: - des étapes (42-45) consistant à mettre à jour la valeur dudit premier paramètre (TTT') de la connexion; - une étape (46) consistant à meffre à jour la valeur dudit second paramètre (DTT') de la connexion, en ajoutant à la valeur dudit premier paramètre (TTT') éventuellement mise à jour une valeur correspondant au retard maximum (6jMaX); et, dans tous les cas, une étape (47) consistant à entrer dans la file de priorité (Fp) la valeur dudit second paramètre (DTTj) mise à jour en tant qu'étiquette temporelle (TT')

associée à la connexion.

8. Procédé selon la revendication 7, suivant lequel, le cas échéant, ledit premier paramètre (TTTj) de la connexion est mis en jour en lui affectant la valeur de l'instant courant (to)

9. Procédé selon la revendication 7, suivant lequel le cas échéant, ledit premier paramètre (TTTj) de la connexion est mis en jour en lui affectant la valeur maximum entre la valeur courante dudit premier paramètre (TTTj) et la valeur minimum entre, d'une part, la valeur de l'instant courant (to), et d'autre part, la valeur minimum entre les valeurs respectives des étiquettes temporelles (TTj) de la file de priorité (Fp) qui sont associées aux autres

connexions d'indice j dont la file d'attente de transmission (Fj) est non vide.

10. Procédé selon l'une quelconque des revendications 6 à 9,

comprenant les étapes consistant, à la sortie d'une unité de données de la file de transmission d'une connexion déterminée: - à mettre à jour (51) la valeur dudit premier paramètre (TTTj) de la connexion, en lui ajoutant la valeur dudit intervalle de temps théorique (Ti); - à mettre à jour (52,53,54) la valeur dudit second paramètre (DTTi) de la connexion, soit en ajoutant (56) à la valeur dudit premier paramètre (TTTj) mise à jour une valeur correspondant au retard maximum (A'MaX) si la valeur du premier paramètre (TTT') mise à jour est supérieure ou égale à la valeur courante du second paramètre (DTTj) augmentée de la valeur de l'intervalle de temps (oj) entre la transmission de deux u nités de don nées reg roupées successives, soit, dans le cas contraire, en ajoutant (55) à la valeur courante du second paramètre (DTT') la valeur de l'intervalle de temps (oj) entre la transmission de deux unités de données regroupées successives; - entrer (56,57) dans la file de priorité (Fp) la valeur dudit second paramètre (DTTj) mise à jour en tant que nouvelle étiquette temporelle associée à la connexion s'il reste au moins une unité de données dans la file

de transmission de la connexion.

11. Dispositif de construction de trames pour système à accès multiple à répartition dans le temps, comprenant des moyens pour allouer dynamiquement des intervalles de temps déterminés dans des trames pour la transmission d'unités de donnces respectives de différentes connexions qui sont simultanément établies à travers un canal de transmission unique, et comprenant en outre des moyens permettant de regrouper dans une même trame des unités de données d'une même connexion, de telle sorte que l'intervalle de temps (b') entre la transmission de deux unités de données regroupées successives peut être inférieur à un intervalle de temps théorique

déterminé par la valeur du débit binaire théorique moyen de la connexion (Tj).

12. Dispositif selon la revendication 11, comprenant des moyens de mémorisation (31) pour stocker: - une file de priorité (Fp); et, pour chaque connexion établie, - une file d'attente de transmission (Fj) contenant les unités de données de la connexion qui sont prêts à être transmis sur le canal de transmission: . ainsl que - un contexte de connexion (CCj) contenant un premier paramètre (TTTj) correspondant à un instant théorique de transmission de la prochaine unité de données de la connexion et un second paramètre (DTTj) correspondant à un instant de transmission théorique avec retard de la prochaine unité de données de la connexion, et comprenant en outre un dispositif d'ordonnancement (30) pour la mise