JP2000209661A

JP2000209661A - 通信システムにおけるランダム・バックオフに基づくアクセス優先順位のための方法および装置

Info

Publication number: JP2000209661A
Application number: JP11291740A
Authority: JP
Inventors: Mooi Choo Chuah; チョーチュームーイ; On-Ching Yue; ユエオン−チン; Qinqing Zhang; ザングクインジング
Original assignee: Lucent Technologies Inc
Current assignee: Nokia of America Corp
Priority date: 1998-10-14
Filing date: 1999-10-14
Publication date: 2000-07-28
Anticipated expiration: 2019-10-14
Also published as: DE69916963T2; KR100746017B1; US6594240B1; CA2281456A1; CA2281456C; KR20000029041A; EP0994604B1; DE69916963D1; EP0994604A3; JP3662789B2; EP0994604A2

Abstract

(57)【要約】【課題】本発明は、通信システムにおけるアクセス優
先順位を提供するための方法および装置に関し、特に次
世代移動電気通信システムの媒体アクセス制御プロトコ
ルにおいてアクセス優先順位制御を提供するための方法
および装置を提供する。【解決手段】本発明は、代表的には無線通信システム
の遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法であっ
て、送信されたアクセス要求信号が該無線通信システム
における基地局で受信されなかったことが判定された後
に、予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ
関連する異なるバックオフ遅延からバックオフ遅延を選
択する段階と、該バックオフ遅延の後に、新たなアクセ
ス要求信号を選択した論理アクセス・チャネル上で該基
地局に送信する段階とからなることを特徴とする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の分野】本発明は、通信システムにおけるアクセ
ス優先順位を提供するための方法および装置に関し、更
に特定すれば、次世代移動電気通信システムの媒体アク
セス制御プロトコルにおいてアクセス優先順位制御を提
供するための方法および装置に関する。

【０００２】

【発明の概要】過去１０年間、マルチメディア機能を移
動通信に統合するために多大な努力が払われてきた。国
際電気通信連合（ＩＴＵ）および他の組織は、既存の固
定ネットワークと少なくとも同じ程度の品質で今後の移
動通信がマルチメディア用途に対応可能であることを保
証する規格および勧告を作り出そうとしている。特に、
このような次（第３）世代の移動システムを開発するた
めに、多くの大規模な研究プロジェクトが支援されてい
る。かかる努力のヨーロッパにおける例として、ヨーロ
ッパのAdvanced Communication Technologiesの研究開
発、ＲＡＣＥ−１、ＲＡＣＥ−２、およびAdvanced Com
munications Technology and Services（ＡＣＴＳ）が
挙げられる。マルチメディア通信、インターネット・ア
クセス、ビデオ／ピクチャ転送のために必要なサービス
品質をエンド・ユーザに提供するためには、高ビット・
レート機能が必要であることが知られている。かかる要
件のもとでは、第３世代システムの伝送機能の目標は、
有効範囲全域に対しては毎秒３８４キロビット（ｋｂ／
ｓ）、局部有効範囲に対しては毎秒２メガビット（Ｍｂ
／ｓ）として規定されている。

【０００３】汎用移動電気通信システム（Ｕniversal
Ｍobile Ｔelecommunications Ｓystem：ＵＭＴＳ）
は、５メガヘルツの広帯域符号分割多重アクセス（Ｗid
eband−Ｃode Ｄivision Ｍultiplex Ａccess：Ｗ−Ｃ
ＤＭＡ）を基本とし、マルチメディア対応移動通信を含
む第３世代サービスをサポートするために最適化され
た、新しい無線アクセス・ネットワークである。ＵＭＴ
Ｓの主な設計目標は、移動通信および固定通信のための
インフラを統合する広帯域マルチメディア通信システム
を提供すること、ならびに、とりわけ、固定通信および
無線通信ネットワークによって提供されるのと同じサー
ビス範囲を提供することであるので、ＵＭＴＳは、パケ
ット・スイッチ・サービス、様々な混合媒体トラヒック
・タイプ、およびオン・デマンド式の帯域幅と同様に、
回線交換サービスも提供しなければならない。しかしな
がら、マルチメディア・サポートを提供する際には、柔
軟性が必要となる。すなわち、異なるビット・レートお
よびＥ_b／Ｎ₀要件を有するサービスをサポートできるこ
と、ならびにかかるサービスをマルチサービス環境にお
いて多重化できることが必要である。ＵＭＴＳは、かか
る需要に対応可能であるように設計されている。

【０００４】図１を参照すると、ＵＭＴＳアクセス・ネ
ットワークの例示的なブロック図が示されている。具体
的には、複数の遠隔端末２および４（例えば移動端末）
は、Ｗ−ＣＤＭＡ無線リンク８を介して、基地局（ＮＯ
ＤＥ−Ｂ）６と通信する。遠隔端末は、内部または外部
のモデムを有する無線電話２または携帯パーソナル・コ
ンピュータ４等、様々なデバイスとすることができる。
ＵＭＴＳ規格では、基地局をＮＯＤＥ−Ｂと呼ぶ。これ
らの基地局は、無線リソース管理機能を提供する、無線
ネットワーク・コントローラ（Ｒemote Ｎetwork Ｃont
roller：ＲＮＣ）と呼ばれるネットワーク・コンポーネ
ントと通信する。ＵＭＴＳはＷ−ＣＤＭＡシステムであ
るので、ソフト・ハンドオフに対応する。ソフト・ハン
ドオフの場合、２つの基地局６が１つの遠隔端末にサー
ビスを提供する。このため、遠隔端末は、これら２つの
基地局に対してフレームを送出する。２つの基地局が遠
隔端末からフレームを受信すると、それらをフレーム選
択装置（Ｆrame ＳelectorＵnit：ＦＳＵ）に送出す
る。ＦＳＵは、フレームの品質上どちらが優れたフレー
ムであるかを決定し、これをコア・ネットワークに送出
する。ＵＭＴＳでは、ＦＳＵは、物理的にＲＮＣと一体
化することができる。このため、図１では、ＲＮＣおよ
びＦＳＵをブロック１０として示すが、機能的に別個
に、ブロック１２（ＦＳＵ）およびブロック１４（ＲＮ
Ｃ）としても示す。ＵＭＴＳネットワークにおける他の
エレメントは、従来の機能を実行する。すなわち、家屋
および訪れている場所の情報を提供するｘＬＲデータベ
ース２０、および相互作用機能（ＩnterＷorking Ｆunc
tion：ＩＷＦ）ユニット等である。汎用移動スイッチン
グ・センタ（Ｕniversal Ｍobile Ｓwitching Ｃente
r：ＵＭＳＣ）１６は、ＵＭＴＳにおける基地局６のた
めの移動スイッチング・センタとして機能することは認
められよう。サブ・ネットワーク１８は、無線サービス
・プロバイダ・ネットワークであり、ＣＮ１ないしＣＮ
ｎは、遠隔端末が最終的に結合されるコア・ネットワー
ク２４である。

【０００５】図２を参照すると、ＵＭＴＳにおける典型
的なプロトコル・スタックの図が示されている。ＵＭＴ
Ｓでは、レイヤ１（Ｌ１）は、物理レイヤ（ＰＨＹ）で
あり、ＭＡＣ（Ｍedia Ａccess Ｃontrol：媒体アクセ
ス制御）レイヤおよびこれより上位のレイヤに、情報転
送サービスを供給する。物理レイヤ転送サービスは、無
線インタフェースの伝達チャネル上で、データがどのよ
うに、どの特性と共に転送されるかによって記述され
る。レイヤ２（Ｌ２）は、サブレイヤから成り、ＭＡ
Ｃ、ＬＡＣ（Ｌink Ａccess Ｃontrol：リンク・アクセ
ス制御）、ＲＬＣ、およびＲＬＣ’（Ｒadio Ｌink Ｃo
ntrol：無線リンク制御）を含む。ＵＭＴＳでは、ＲＬ
Ｃにおいて実行する機能は分割されるので、２つのＲＬ
Ｃプロトコル（ＲＬＣおよびＲＬＣ’）を規定する。Ｒ
ＬＣレイヤおよびＭＡＣレイヤは、実時間サービスおよ
び非実時間サービスを提供する。ＭＡＣレイヤは、異な
るサービスから発するデータ・ストリームの多重化を制
御するが、実行はしない。すなわち、ＭＡＣレイヤによ
って、論理チャネルを介して、多数の遠隔端末が、共通
の物理通信チャネル（例えば同報通信チャネル）を共有
することができる。ＩＰ（Ｉnternet Ｐrotocol：イン
ターネット・プロトコル）は、ネットワーク・レイヤで
ある。

【０００６】「Ｕｕ」は、遠隔端末と基地局との間のＵ
ＭＴＳ専用インタフェースを指し、一方、「Ｉｕｂ」
は、基地局とＲＮＣ／ＦＳＵとの間のＵＭＴＳ専用イン
タフェースを指す。無線アクセス・ネットワーク（すな
わち、プロトコル・スタックのＮＯＤＥ−Ｂの左側）の
レイヤ２は、ＲＬＣおよびＭＡＣレイヤに分割されてお
り、一方、コア・ネットワーク（プロトコル・スタック
のＮＯＤＥ−Ｂの右側）のレイヤ２は、ネットワーク・
レイヤ・フレームを伝達するために用いる技術、例えば
ＡＴＭ（Ａsynchronous Ｔransfer Ｍode：非同期転送
モード）またはフレーム・リレーに、より関連が深い。
伝送プロトコルとしてＩＰを示すが、ＵＭＴＳはこれに
限定されるわけではない。すなわち、ＵＭＴＳは、他の
伝送プロトコルに対応することができる。プロトコル・
レイヤに関する更なる詳細は、Dahlman等の、「広帯域
ＣＤＭＡに基づくＵＭＴＳ／ＩＭＴ−２０００(UMTS/IM
T-2000Based on Wideband CDMA)」（IEEE Communicatio
ns Magazine、第７０頁乃至第８０頁（1998年９月））お
よび、ETSI SMG2/UMTS L2&L3 Expert Groupの、「ＭＳ
−ＵＴＲＡＮ無線インタフェース・プトロコル・アーキ
テクチャ、ステージ２(MS-UTRAN Radio Interface Prot
ocol Architecture;Stage2)」(Tdoc SMG2 UMTS-L23 172
/98(1998年９月）)において見ることができる。

【０００７】ＵＭＴＳでは、４種類の用途のトラヒック
を扱う必要がある。それらは、(ｉ)遅延および損失の双
方に敏感な用途、例えば対話型ビデオ、(ii)損失に敏感
であるが中程度の遅延を許容することができる用途、例
えば対話式データ、(iii)遅延に敏感であるが中程度の
損失を許容する用途、例えば音声、および(iv)遅延およ
び損失の双方を許容する用途、例えばファイル転送、を
含む。

【０００８】これらの異なる用途の全てに、異なるサー
ビスの質（Ｑuality ｏf Ｓervice：ＱｏＳ）を与える
ためには、ＵＭＴＳシステムを適切に設計しなければな
らない。ＵＭＴＳシステム設計においては、例えば、ネ
ットワーク・リソースを無駄にすることなくＱｏＳを満
足させる方法、および、全トラヒック・タイプが同時に
突然起こった場合にシステムを安定した領域で動作させ
る方法等、いくつかの重要な問題を考慮する必要があ
る。

【０００９】更に、様々なＱｏＳに対応するために、Ｕ
ＭＴＳでは、いくつかのコンポーネントが必要である。
例えば、異なる用途による異なるＱｏＳ要求の指定が可
能であるように、例えば、インターネット・エンジニア
リング・タスク・フォース（Ｉnternet Ｅngineering
Ｔask Ｆorce：ＩＥＴＦ）が規定する保証サービス・パ
ラメータおよび制御負荷サービス・パラメータ等のサー
ビス・パラメータを規定する必要がある。ユーザは、バ
ースト・モードまたは接続モードのいずれかで、帯域幅
リソースを要求することができる。また、ＵＭＴＳに
は、ユーザの要求を認めるか否かに関して決定を下す許
可制御コンポーネントを備えなければならない。新たな
要求を許可する際には、許可された要求が全て同時にピ
ークに達する場合にも、各要求のＱｏＳ要件に反しない
ように行わなければならない（それらが最前の努力を要
する要求でない限り）。更に、一旦ユーザの要求を許可
したなら、例えば遅延要件、パケット損失要件等、かか
るサービス保証を送出するための機構をＵＭＴＳネット
ワークに実施しなければならない。差別化したサービス
を提供するためにルータが対応可能な機構として、ネッ
トワーク・ノードにおけるスケジューリング・アルゴリ
ズムおよび非適合ユーザのトラヒックに対するパケット
・マーキング等がある。

【００１０】ＵＭＴＳにおいて端末のＱｏＳを提供する
ためには、ＭＡＣレイヤにいくつかの機構を備えて、異
なるＱｏＳを保証する必要がある。異なるＱｏＳを提供
する１つの可能な方法は、優先順位機構を備えることで
ある。優先順位機構は、アクセス優先順位、サービス優
先順位、またはバッファ管理方式に関して実施可能であ
る。例えば、固定優先順位(fixed priority)、動的優先
順位(dynamic priority)のような様々なタイプのサービ
ス優先順位機構がある。固定優先順位機構は、例えば、
厳密優先順位(strict priority)および重み付きラウン
ド・ロビン(weighted round robin)を含む。動的優先順
位方式は、例えば、フェア・シェア・キューイング(fai
r share queuing)、セルフ・クロック・フェア・シェア
・キューイング(self-clock fair share queuing)、お
よびワーストケース・フェア・シェア・キューイング(w
orst case fair share queuing)原理を含む。

【００１１】アクセス優先順位に関して、無線データ・
システムでは、スロット・アロハ(Slotted Aloha)、Ｐ
ＲＭＡ等、いくつかの周知のチャネル・アクセス・プロ
トコルが現在用いられている。従来のスロット・アロハ
は、比較的単純なプロトコルであるが、データ・ユーザ
間の衝突の回避または解消を試みるわけではないので、
その理論的な容量はわずか０．３７である。

【００１２】予約に基づくプロトコルは、パケットを送
出する必要があるユーザのためにチャネル帯域幅を動的
に予約することによって、衝突を回避および解消しよう
とする。典型的に、かかるプロトコルでは、チャネルを
スロットに分割し、これをＮ個のスロットのフレームに
グループ化する。１つのスロットを、更に、ｋ個のミニ
スロットに細分することができる。通常、スロットのＡ
₁を予約の目的に用い、残りのＡ−Ａ₁スロットがデータ
・スロットである。パケットを送出する必要があるユー
ザは、Ｂ＝Ａ₁＊ｋミニスロットのうち１つで予約要求
パケットを送出する。予約要求パケットが成功した場
合、ユーザまたは基地局が予約を解除するまで、ユーザ
には、ある数のデータ・スロットが割り当てられる。予
約要求パケットが成功しない場合、ユーザは衝突解消法
を用いて、送信が成功するまで予約要求を再送信する。

【００１３】ＵＴＭＳの媒体アクセス制御（ＭＡＣ）プ
ロトコルに関連する論理チャネルの１つ、すなわちラン
ダム・アクセス・チャネル（Ｒandom Ａccess ＣＨanne
l：ＲＡＣＨ）に関して、アクセス優先順位制御は特に
重要である。ＲＡＣＨは、遠隔端末から制御情報および
短いユーザ・パケットを搬送するために用いられるアッ
プリンク共通伝達チャネルである。図３を参照すると、
ＵＭＴＳ基地局（図１のＮＯＤＥ−Ｂ）において用いる
ための非コヒーレントＲＡＣＨ検出アルゴリズムの例示
的なハードウエアの実施のブロック図が示されている。
ＲＡＣＨ受信機３０は、検出、復調および復号、ならび
に承認の機能を提供することができる。検出の目的は、
以下で説明するＲＡＣＨバーストが遠隔端末から送信さ
れているか否かを判定すること、および、入来バースト
の最強マルチパス成分を決定することである。また、受
信機３０は、対応するＲＡＣＨ内に含まれるメッセージ
を復調および復号して、遠隔端末の識別子および要求さ
れるサービスを確認する。遠隔端末によるＲＡＣＨ送信
を復号した後、受信機は承認信号を発生し、この信号は
基地局によって、転送アクセス・チャネル（Ｆorward
Ａccess ＣＨannel：ＦＡＣＨ）を介して、遠隔端末に
送信される。

【００１４】ＲＡＣＨ受信機３０は、好ましくは、以下
の構造に従って上述の機能を実行する。ＲＡＣＨ送信バ
ーストを、ミキサ３２によって受信および復調し、次い
でフィルタ３４によって濾波する。次いで、この信号
を、サンプリング装置３６においてサンプリングする。
デスプレッダ３８は、拡張シーケンス、この場合は５１
２ゴールド・コードに従って信号を復号する。復号した
信号は、（バッファ４０で）バッファリングし、タイム
・シフト装置５０に送出する。また、デスプレッダ３８
の出力は、積分器４２にも供給する。積分器４２の出力
を、（ミキサ４４で）ミキシングし、タイミング検出器
４６に供給し、次いで閾値検出器４８に供給する。閾値
検出器４８の出力は、遠隔端末から有効な信号が受信さ
れたか否かを示す。この結果を、タイム・シフト装置５
０に供給する。これが有効な信号（例えば上述の所定の
閾値）である場合、次いで、復号した信号を、装置５２
によってダウンサンプルする。次いで、以下で説明する
プリアンブルに応じて、信号は１６タップ・フィルタ装
置５４を通過し、プリアンブル・サイン検索装置５６に
至る。検索装置５６の出力によって、遠隔端末の識別子
および遠隔端末が要求するサービス（群）に関する情報
が、基地局に供給される。

【００１５】物理的なＲＡＣＨは、スロット・アロハ手
法に基づいて設計されることが知られている。図４Ａに
示すように、遠隔端末は、現セルの受信同報通信制御チ
ャネル（Ｂroadcast Ｃontrol ＣＨannel：ＢＣＣＨ）
のフレーム境界に関する８個の明確に規定されたタイム
・オフセット（アクセス・スロット＃１、．．．、アク
セス・スロット＃ｉ、．．．、アクセス・スロット＃
８）において、ランダム・アクセス・バースト１００を
送信することができる。図４Ｂに示すように、ランダム
・アクセス・バーストは、２つの部分、すなわち長さ１
ミリ秒（ｍｓ）のプリアンブル部１０２および長さ１０
ｍｓのメッセージ部１０４、ならびに、プリアンブル部
とメッセージ部との間の長さ０．２５ｍｓのアイドル・
タイム１０６とから成る。合計で１６の異なるプリアン
ブル・サイン(preamble signature)があり、長さ１６の
直交ゴールド・コード・セット(Orthogonal Gold code)
（５１２のゴールド・コード）に基づいている。利用
可能なサインおよびタイム・オフセットに関する情報
は、ＢＣＣＨ上で同報通信される。この構造に基づい
て、受信機が１２８（１６のプリアンブル・サインを８
個のタイム・スロットで乗じる）の並列処理装置を有す
る場合、１２８のランダム・アクセス試行を同時に検出
することができる。すなわち、現セルのために最大限に
構成された基地局について、同等の１２８個のランダム
・アクセス・チャネルを有する。

【００１６】従って、かかる同報通信マルチメディア通
信システムに関連した固有の要求に対処する、ＵＭＴＳ
におけるアクセス優先順位を提供するための方法および
装置に対する要望がある。すなわち、ＵＭＴＳＲＡＣ
Ｈに関してアクセス優先順位を提供する方法および装置
に対する要望がある。

【００１７】本発明は、例えばＵＭＴＳＲＡＣＨに関
して、通信システムのＭＡＣプロトコルにおいてアクセ
ス優先順位を与えるための方法および装置を提供する。
特に、本発明は、(ｉ)ランダム・チップ遅延アクセス優
先順位（Ｒandom Ｃhip Ｄelay Ａccess Ｐriority：Ｒ
ＣＤＡＰ）、(ii)ランダム・バックオフに基づくアクセ
ス優先順位（Ｒandom Ｂackoff Ｂased Ａccess Ｐrior
ity：ＲＢＢＡＰ）、(iii)可変論理チャネルに基づくア
クセス優先順位（Ｖariable Ｌogical Ｃhannel based
Ａccess Ｐriority：ＶＬＣＡＰ）、(iv)可変論理チャ
ネルに基づくアクセス優先順位方式のＵＭＴＳ専用の変
形（ＶＬＣＡＰ’）、（ｖ）確率に基づくアクセス優先
順位（Ｐrobability Ｂased Ａccess Ｐriority：ＰＢ
ＡＰ）、および(vi)再送信に基づくアクセス優先順位
（ＲＥtransmission Ｂased Ａccess Ｐriority：ＲＥ
ＢＡＰ）を含む、いくつかのアクセス優先順位方法論を
採用する。

【００１８】本発明の一実施例では、ＲＣＤＡＰの方法
および装置を提供する。ＲＣＤＡＰでは、基地局にアク
セス要求を提示する前に、チップ遅延分布の中から、異
なるチップ遅延を各優先順位クラスに割り当てるという
利点がある。好ましくは、優先度の高いクラスには、よ
り小さい平均ランダム・チップ遅延を与えて、それらの
アクセス要求が、優先度の低いクラスのユーザが提示す
るものに比べて、捕捉される確率が高くなるようにす
る。

【００１９】本発明の別の実施例では、ＲＢＢＡＰの方
法および装置を提供する。ＲＢＢＡＰでは、各優先順位
クラスに、異なるバックオフ遅延を割り当てるという利
点がある。好ましくは、優先度の高いアクセスに関連す
る要求は、より小さい平均バックオフ遅延を有する。衝
突がある場合、またはアクセス要求が基地局で首尾良く
受信されない他の何らかの理由がある場合はいつでも、
遠隔端末は、クラスｉに応じて、所定の範囲間に分布す
るランダム遅延を選択する。

【００２０】本発明の更に別の実施例では、ＶＬＣＡＰ
の方法および装置を提供する。ＶＬＣＡＰでは、各加入
者に、アクセス優先順位クラスｉを与える。好ましく
は、優先度の高いものは、基地局が構成されている論理
アクセス・チャネルの全てにアクセスすることができる
が、優先度が最低のものは、論理アクセス・チャネルの
小さいサブセット、例えば８個のタイム・オフセットを
有する１つのプリアンブル・サインのみにアクセスを許
されるのみである。この手法の理論的根拠は、遠隔端末
が選択を行う際に選択肢となる論理アクセス・チャネル
数が多ければ多いほど、要求が首尾良く送信されるチャ
ネルを見出す可能性が高くなるということである。

【００２１】本発明の更に別の実施例では、ＶＬＣＡＰ
の方法および装置の、ＵＭＴＳ専用の変形を提供する。
このＶＬＣＡＰ’手法は、特に、特別なＵＭＴＳアクセ
ス・チャネル構造を考慮する。すなわち、各プリアンブ
ル・サイン毎にｔ個のタイム・オフセットがあるとして
も、基地局に関連する処理の複雑さを制限するために、
基地局にはｔ個の並列処理装置が存在しない場合があ
る。例えば、各々が例えば（ｉ^th，（ｉ＋４）^th）のタ
イム・オフセットを捕捉するようにプログラムされた４
つの受信機しか存在しない場合がある。このため、ＶＬ
ＣＡＰ’手法に従って、優先度の低いクラスの要求に
は、より高い番号のタイム・オフセットを割り当て、こ
れにより、優先度の高いクラスからのアクセス要求を最
初に受信機によって捕捉することが可能となる。

【００２２】本発明の更に別の実施例では、ＰＢＡＰの
方法および装置を提供する。ＰＢＡＰでは、各加入者
に、アクセス優先順位クラスｉを与える。各アクセス優
先順位クラスｉは、ある確率Ｐ_iによってアクセス要求
を送信することができるだけである。最高の優先度のも
のは、アクセス要求を有する場合はいつでも、常にアク
セス要求を送信する。

【００２３】本発明の更に別の実施例では、ＲＥＢＡＰ
の方法および装置を提供する。ＲＥＢＡＰでは、アクセ
ス要求は、それに関連するアクセス・パケット優先順位
（Ａccess Ｐacket Ｐriority：ＡＰＰ）を有する。こ
れにより、再送信するアクセス要求には、新たなアクセ
ス要求よりも高い優先度を与える。

【００２４】本発明に従って実施されるアクセス優先順
位の技法は、上述の実施例の２つ以上の組み合わせを含
み得ることは理解されよう。例えば、ＲＣＤＡＰは、Ｒ
ＢＢＡＰまたはＶＬＣＡＰおよびＲＢＡＰと共に実行す
ることができる等である。

【００２５】本発明のこれらおよび他の目的、特徴およ
び利点は、本発明の例示的な実施例に関する以下の詳細
な説明を、添付図面と関連付けて読むことによって、明
らかとなろう。

【００２６】

【発明の詳細な記述】本発明は、ＵＭＴＳのＭＡＣレイ
ヤにおけるアクセス優先順位制御の状況において、特
に、ランダム・アクセス・チャネルすなわちＲＡＣＨに
おけるアクセス優先順位制御に関して、以下に説明す
る。しかしながら、本明細書中で論じる本発明の教示
は、これに限定されるわけではないことは認められよ
う。すなわち、本発明のアクセス優先順位方法論は、他
の通信システムにおいて、遠隔端末（例えば移動または
固定）が、基地局または他の通信システム・アクセス・
ポイントに関連する通信チャネルに対するアクセスを確
保するためのランダムな試みを行う場合にも適用可能で
ある。更に、遠隔端末または基地局において用いるため
の、本明細書に記載する方法論は、それぞれ関連する１
つ以上のプロセッサによって実行されることは理解され
よう。本明細書中で用いる場合、「プロセッサ」という
語は、ＣＰＵ（中央処理装置）および関連するメモリを
含むいかなる処理装置も含むことを意図している。従っ
て、本発明の方法論を実施することに関連するソフトウ
エア命令またはコードを、関連するメモリ内に格納して
おき、利用する用意ができた場合に、適切なＣＰＵによ
って検索し実行すれば良い。また、「遠隔端末」という
語は、基地局と通信可能なあらゆる装置を指すものとす
る。例えば、遠隔端末は、移動（例えば無線電話または
無線モデムを有する携帯パーソナル・コンピュータ）ま
たは固定（例えば無線モデムを有する固定パーソナル・
コンピュータ）とすることができる。また、「基地局」
および「node_b」という語は、本明細書中では交換可能
に用いる。

【００２７】上述のように、本発明は、１９９８年５月
２２日に出願された、「通信ネットワークのための多重
アクセスシステムにおけるアクセス制御方法(Method fo
r Access Control in a Multiple Access System for C
ommunications Networks)」と題する米国出願番号第09/
084,072号として記載される特許出願に開示された主題
に関する。この出願には、「オン・デマンド多重アクセ
ス・フェア・キューイング」すなわちＯＤＭＡＦＱ（Ｏ
n-Ｄemand Ｍultiple Ａccess Ｆair Ｑueuing）と呼ぶ
別のＭＡＣプロトコルが記載されている。本発明の詳細
な説明の後に続く「ＯＤＭＡＦＱＭＡＣプロトコル動
作」と題する節において、関連するＭＡＣ機能について
説明する。

【００２８】再び図１に戻る。先に述べたように、遠隔
端末２および４は、基地局６との無線インタフェースを
介してＵＭＴＳアクセス・ネットワークに結合されてい
ることは理解されよう。通信を確立するために、遠隔端
末は、無線インタフェースを介して、基地局６との間
で、媒体アクセス制御（ＭＡＣ）フレームの送受信を行
う。端末４の場合、内部または外部モデムを用いて、基
地局との無線接続を与えることができる。遠隔端末２の
ような遠隔端末は、通常、それ自身の内部モデムを有す
る。しかしながら、遠隔端末では通常、バースト的にラ
ンダムにパケットを発生するか、または受信する。パケ
ットは、基地局にアップリンクで送信されるまで、遠隔
端末においてバッファリングされる。基地局６は、公知
のように、それらの各有効範囲領域から、システムの移
動スイッチング・センタ、例えば図１のＵＭＳＣ１６ま
で、広域無線有効範囲および多重遠隔端末トラヒックを
与える。また、基地局は、そのセル内の遠隔端末の１つ
以上に宛てたパケットを同報通信（ダウン・リンク）す
る。

【００２９】ＵＭＴＳ多重アクセス方式は、タイム・ス
ロット・システム（すなわち、スロット・アロハ手法）
であり、ランダム・アクセス・チャネル（ＲＡＣＨ）お
よびパケット送信チャネルをスロット毎に形成する。各
チャネルのタイム・スロット継続時間は、実施する特定
のシステムに基づいて選択する。一般に、送出すべきパ
ケットを有する遠隔端末は、ＲＡＣＨを介して基地局に
アクセス要求を送信する。基地局が対応するように構成
されているアクセス・チャネルの数が比較的少ないのに
比べ、潜在的に多くの遠隔端末があるので、ネットワー
ク・トラヒックを整然とかつ適切な時点で扱うことを保
証するためには、アクセス優先順位方式が必要である。
すなわち、多くの遠隔端末がランダムに単一の通信チャ
ネルの使用を確保しようとする（すなわち、パケットを
伝達するためのチャネル帯域幅を要求する）場合、比較
的低いニーズを有する遠隔端末よりも、比較的高いニー
ズを有する遠隔端末に、基地局に関連するチャネル帯域
幅へのアクセスを許可するために、ネットワークにおい
て、アクセス要求の優先順位を決定する方法を実施しな
ければならない。このため、例えば、２つの遠隔端末が
基地局に送信すべきパケット・データを有する場合、よ
り高いアクセス・ニーズを有する遠隔端末のアクセス要
求が、他方の遠隔端末に先立って受信され認められる可
能性が高いことが好ましい。しかしながら、遠隔端末の
優先順位クラスは、動的である、すなわち送信すべきパ
ケットの性質および／または内容、および／または遠隔
端末の性質に依存することは認められよう。例えば、パ
ケットが、遅延に敏感なデータ（例えば対話式の映像、
音声）を表す場合、または早急の送信を認める性質のも
の（例えば緊急事態）である場合、遠隔端末は、その状
況に適切な優先度、すなわちこれらの場合には高い優先
度を有する優先順位クラスを選択する。また、遠隔端末
が加入するサービスのレベル（例えば高または普通）に
応じて、異なるアクセス優先順位を割り当てる。

【００３０】最初に図１１を参照すると、本発明によ
る、基地局におけるアクセス優先順位制御方法１１００
のフローチャートが示されている。ＵＭＴＳにおいて、
基地局（例えば基地局６）は、その有効範囲領域内の遠
隔端末（Ｒemote Ｔerminal：ＲＴ）に、ビーコンまた
はパイロット信号内で、アクセス優先順位システム・パ
ラメータを同報通信する（ステップ１１０２）。遠隔端
末において実行されるアクセス優先順位の方法論に従っ
て特に説明するように、アクセス優先順位システム・パ
ラメータは、遠隔端末がその基地局アクセス要求プロセ
スで用いるパラメータを含む。すなわち、基地局は、各
々の予め確立された優先順位クラスに関するパラメータ
を送信し、これを遠隔端末が受信して、アクセス要求の
間に用いるために格納する。ステップ１１０４では、基
地局は、（それに関連するプロセッサを介して）遠隔端
末からアクセス要求を受信したかを判定する。受信して
いない場合、基地局はこの受信を待つ。遠隔端末からア
クセス要求を受信した場合、基地局は遠隔端末に承認メ
ッセージを送信し（ステップ１１０６）、要求の受信が
成功したことを示す。この承認信号は、基地局と遠隔端
末との間の転送アクセス・チャネル（ＦＡＣＨ）上で送
信する。次いで、基地局は、ＵＭＴＳにおいて用いるパ
ケット・データ受信手順に従って、遠隔端末に認めたア
クセスからのパケット・データを受信する用意をする
（ステップ１１０８）。

【００３１】ここで図５を参照すると、本発明の第１の
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法５００のフローチャートが示されている。この方法
論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップ・リ
ンクするパケットを発生または受信した遠隔端末（例え
ば端末２または４）において実行されることは認められ
よう。図５に示す実施例は、以降、ランダム・チップ遅
延アクセス優先権（ＲＣＤＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＲＣ
ＤＡＰ手法では、アクセス要求を基地局に提示する前
に、各優先順位クラスに、異なる平均ランダム・チップ
遅延を割り当てるという利点がある。各チップは、一定
の継続時間として知られており、このため、各チップは
一定の時間遅延を表す。このため、チップの遅延の継続
時間は、遅延においてチップ数に直接関連する。長い遅
延は、短い遅延よりもチップ数が多い。チップ遅延の使
用は、ＵＭＴＳにおける遠隔端末と基地局との間のＣＤ
ＭＡ無線インタフェース（Ｗ−ＣＤＭＡ）の使用による
ことは認められよう。本発明のこの実施例によれば、優
先度の高いクラスには、小さい平均ランダム・チップ遅
延を与えて、それらのアクセス要求がより小さい時間遅
延を有し、このため、優先度の低いクラスを有するユー
ザが提示するものに比べて捕捉される確率が高いように
する。

【００３２】図５のアクセス優先順位の実施例では、ス
テップ５０１において、遠隔端末は、基地局が同報通信
する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを受
信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータとは、
遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・チャ
ネル数であるＭ、各クラスｉ毎の再送信の試行の最大数
であるＫ_i、および（ＲＮ_i，．．．，ＲＮ_i’）間に分
布した各クラスｉ毎のランダム・チップ遅延である。こ
こで、ＲＮ_i＜ＲＮ_i+1、ＲＮ_i’＜ＲＮ_i+1’、例えばＲ
Ｎ₀＜ＲＮ₁、ＲＮ₀’＜ＲＮ₁’である。ｉ＝０，
１，．．．，等であることは認められよう。このため、
アクセス優先順位クラス０（最高の優先度）に関連する
チップ遅延を選択する際には、これより低いアクセス優
先順位クラス、例えばクラス１に関連する分布における
チップ遅延よりも平均して小さいランダム・チップ遅延
の分布から選択を行う。このため、クラス０として設定
された遠隔端末は、クラス１に設定された遠隔端末より
も高い優先度を有する。

【００３３】従って、ステップ５０２では、遠隔端末
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなクラス要求が必要である
か否かを判定する。必要であれば、ステップ５０４にお
いて、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ５０
６において、必要な優先順位クラスに基づいて（例え
ば、送信対象のデータの性質または内容による）、また
は遠隔端末に属する優先順位クラスに基づいて（例え
ば、遠隔端末のユーザが、特定のレベル、例えば普通、
高のようなサービスに加入している場合）、遠隔端末
は、分布（ＲＮ_i、．．．，ＲＮ_i’）からランダム・チ
ップ遅延を選択する。送信の優先度が高い場合、遠隔端
末は最低のランダム・チップ遅延分布から選択を行い、
このため、要求が成功する可能性が高くなる。送信の優
先度が低い場合、遠隔端末は最高のランダム・チップ遅
延分布から選択を行い、このため、より高い優先度のク
ラスでアクセスを要求する遠隔端末に比べ、要求が成功
する可能性が低くなる。むろん、優先度に応じて、遠隔
端末は、その間のいかなるランダム・チップ遅延分布か
らも選択を行うことができる。次いで、ステップ５０８
において、選択した論理アクセス・チャネル上で、選択
したチップ遅延に従って、アクセス要求を送信する。

【００３４】次に、ステップ５１０では、端末は、アク
セス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否かを
判定する。これは、基地局がアクセス要求承認メッセー
ジを端末に送信することによって行えば良い（図１１の
ステップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、ア
クセス優先順位制御方法は終了し（ブロック５１２）、
遠隔端末は、ＵＭＴＳで用いるパケット転送方式に従っ
て、そのパケットを送信することができる。

【００３５】しかしながら、要求が成功しない場合、ス
テップ５１４において、端末は、no_txと呼ぶ変数を１
だけ増分する（no_tx++）。変数no_txは、遠隔端末がア
クセス要求を送信した回数を表すことは理解されよう
（この値は、遠隔端末のプロセッサに関連するメモリに
格納される）。ステップ５１６では、no_txをＫ_i（クラ
スｉの再送信の試行の最大数）と比較する。no_txがＫ_i
よりも大きい場合、現アクセス要求は取り下げられる
（ステップ５１８）。高い優先順位のクラスには大きい
Ｋ_i（すなわちＫ_i≧Ｋ_i+1）を割り当てて、再送信の試
行をより多く行い得ることは理解されよう。再送信の最
大数に達していない場合、ステップ５２０において、バ
ックオフ・プロセスを実行する。バックオフ手順を採用
することが好ましいが、その理由は、いくつかの遠隔端
末がほぼ同時にアクセス要求信号の送信を試みたが成功
しなかったと仮定すると（成功しなかった原因は、例え
ば要求間の衝突である可能性がある）、各遠隔端末がほ
ぼ同時に再送信を試みるのは好ましくないからであるこ
とは認められよう。このため、各端末は、その再送信
を、ランダムに選択した時間量だけ遅延させて、再送信
されるアクセス要求が衝突する可能性を低くする。代替
的な実施例では、図６に関して以下に説明する本発明の
手順に従って、バックオフを実行することができる。バ
ックオフの後、ステップ５２２において、遠隔端末は、
次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステ
ップ５０４に戻って、プロセスを繰り返す。

【００３６】ここで図６を参照すると、本発明の第２の
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法６００のフローチャートが示されている。この場合
も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）
にアップリンクで送信すべきパケットを発生または受信
した遠隔端末（例えば端末２または４）において実行さ
れることは認められよう。図６に示す実施例は、以降、
ランダム・バックオフに基づくアクセス優先順位（ＲＢ
ＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＲＢＢＡＰ手法では、各優先
順位クラスに、異なる平均バックオフ遅延を割り当てる
という利点がある。高いアクセス優先順位に関連する要
求は、平均バックオフ遅延が小さい。衝突がある場合、
または、アクセス要求が基地局において首尾良く受信さ
れない他の理由がある場合はいつでも、遠隔端末は、ク
ラスｉに応じて、範囲（Ｄ_i，．．．，Ｄ_i’）、間に分
布したランダム遅延を選択する。Ｄ_i≦Ｄ_i’，Ｄ_i≦Ｄ
_i+ ₁，Ｄ_i’≦Ｄ_i+1’であり、ここで、クラスｉはクラ
スｉ＋１よりも優先度が高い。

【００３７】図６のアクセス優先順位の実施例におい
て、ステップ６０１では、遠隔端末は、基地局が同報通
信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを
受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータと
は、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・
チャネル数であるＭ、各クラスｉ毎の再送信の試行の最
大数であるＫ_i、および（Ｄ_i，．．．，Ｄ_i’）間に分
布したランダム遅延である。Ｄ_i≦Ｄ_i’，Ｄ_i≦Ｄ_i+1，
Ｄ_i’≦Ｄ_i+1’であり、クラスｉはクラスｉ＋１よりも
優先度が高い。このため、高いアクセス優先順位に関連
するバックオフ遅延を選択する際には、これより低いア
クセス優先順位クラスに関連する分布におけるバックオ
フ遅延よりも平均して小さいランダム・バックオフ遅延
の分配から選択を行う。例えば、クラス０として設定さ
れた遠隔端末は、クラス１に設定された遠隔端末よりも
優先順位が高い。

【００３８】従って、ステップ６０２では、遠隔端末
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であ
るか否かを判定する。必要であれば、ステップ６０４に
おいて、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ６０
６において、選択した論理アクセス・チャネル上でアク
セス要求を送信する。次に、ステップ６０８において、
端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信さ
れたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局が
端末にアクセス要求承認メッセージを送信することによ
って実行すれば良い（図１１のステップ１１０６）。ア
クセス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法
は終了し（ステップ６１０）、遠隔端末は、ＵＭＴＳに
おいて用いるパケット転送方式に従って、そのパケット
を送信することができる。

【００３９】しかしながら、要求が成功しない場合、ス
テップ６１２において、端末は、変数no_txを１だけ増
分する。ステップ６１４では、no_txをＫ_iと比較する。
no_txがＫ_iよりも大きい場合、現アクセス要求は取り下
げられる（ステップ６１６）。再送信の最大数に達して
いない場合、ステップ６１８において、バックオフ・プ
ロセス(backoff process)を実行する。ステップ６１８
では、必要な優先順位クラスまたは遠隔端末に属する優
先順位クラスに基づいて、遠隔端末は、分布
（Ｄ_i，．．．，Ｄ_i’）からランダム・バックオフ遅延
を選択する。このため、送信の優先度が高い場合、遠隔
端末は最低のランダム・バックオフ遅延分布から選択を
行い、このため、要求の成功の可能性が高くなる。すな
わち、これより低いクラスよりも再送信が比較的早く行
われるように、バックオフ遅延は比較的短くなってい
る。送信の優先度が低い場合、遠隔端末は最高のランダ
ム・バックオフ遅延分布から選択を行い、このため、よ
り高い優先順位クラスでアクセスを要求する遠隔端末に
比べ、要求の成功の可能性は低くなる。むろん、優先度
に応じて、遠隔端末は、その間のいかなるランダム・バ
ックオフ遅延分布からも選択を行うことができる。バッ
クオフの後、ステップ６２０において、遠隔端末は、次
の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステッ
プ６０４に戻って、プロセスを繰り返す。

【００４０】ここで図７を参照すると、本発明の第３の
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法７００のフローチャートが示されている。この場合
も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）
にアップリンクで送信するパケットを発生または受信し
た遠隔端末（例えば端末２または４）において実行する
ことは認められよう。図７に示す実施例は、以降、可変
論理チャネルに基づくアクセス優先順位（ＶＬＣＡＰ）
と呼ぶ。一般に、ＶＬＣＡＰ手法では、各加入者にアク
セス優先順位クラスｉを与える。最高の優先順位（クラ
ス０）を有するものは、基地局が構成されている全論理
アクセス・チャネル（例えば１６×８）にアクセス可能
であるが、最低の優先順位のものは、論理アクセス・チ
ャネルの小さいサブセット、例えば８個のタイム・オフ
セットを有する１つのみのプリアンブル・サインにアク
セスすることが許されるのみである。この手法の理論的
根拠は、遠隔端末が選択する際の選択肢である論理アク
セス・チャネル数が多くなれば、アクセス要求が首尾良
く送信されるチャネルを見出す可能性が高くなるという
ことである。

【００４１】図７におけるアクセス優先権の実施例で
は、ステップ７０１において、遠隔端末は、基地局が同
報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメー
タを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータ
とは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス
・チャネル数であるＭ、クラスｉがアクセス可能な論理
アクセス・チャネルの最大数であるＮ_i（Ｎ_i＞Ｎ_i+1お
よびＮ₀＝Ｍ）、および、各クラスｉ毎の再送信の試行
の最大数であるＫ_iである。

【００４２】従って、ステップ７０２では、遠隔端末
は、（それが関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であ
るか否かを判定する。必要であれば、ステップ７０４に
おいて、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｎ_i）を選択する。すなわち、論理チャ
ネルは、論理チャネル集合から選択されるが、この集合
のサイズは、要求の優先順位クラスに依存する。要求が
最高の優先順位クラスのものである場合、遠隔端末はＭ
個の論理アクセス・チャネル全てから選択を行うことが
できるが、要求の優先順位が低下すると、選択肢である
サブセットのサイズが小さくなる。代替的な実施例で
は、遠隔端末は、図５におけるＲＣＤＡＰ手法に従っ
て、この時点で、ランダム・チップ遅延を格納し次いで
選択することができる。次いで、ステップ７０６におい
て、選択した論理アクセス・チャネル上で、アクセス要
求を送信する。次に、ステップ７０８において、端末
は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信された
か否かを判定する。これは、この場合も、基地局がアク
セス要求承認メッセージを端末に送信することによって
実行すれば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセ
ス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終
了し（ブロック７１０）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおい
て用いられるパケット転送方式に従って、そのパケット
を送信することができる。しかしながら、要求が成功し
ない場合、ステップ７１２において、端末は、変数no_t
xを１だけ増分する。ステップ７１４において、no_txを
Ｋ_iと比較する。no_txがＫ_iより大きい場合、現アクセ
ス要求は取り下げられる（ステップ７１６）。再送信の
最大数に達していない場合、ステップ７１８において、
バックオフ・プロセスを実行する。代替的な実施例で
は、バックオフ・プロセスは、図６のステップ６１８で
上述したものと同じである。バックオフの後、ステップ
７２０において、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス
・スロットを待ち、次いでステップ７０４に戻ってプロ
セスを繰り返す。

【００４３】図８を参照すると、本発明の第４の実施例
による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法８
００のフローチャートが示されている。方法８００は、
図７のＶＬＣＡＰ方式の変形であることは理解されよ
う。この変形は、ＶＬＣＡＰ’と呼ばれ、特に、特別な
ＵＭＴＳアクセス・チャネル構造を考慮に入れている。
すなわち、各プリアンブル・サイン毎に８個のタイム・
オフセットがあるとしても、基地局に関連する処理の複
雑さに制限があるために、基地局には８個の並列の処理
装置が存在しない場合がある。例えば、各々が例えば
（ｉ^th，（ｉ＋４） ^th）のタイム・オフセットを捕捉す
るようにプログラムされている受信機が４個しか存在し
ない場合がある。しかしながら、タイム・オフセット
は、連続している必要はないことは認められよう。すな
わち、受信機は、受信した最初の４個のタイム・オフセ
ット、例えばタイム・オフセット１、３、５および６を
捕捉すれば良い。このため、ＶＬＣＡＰ’手法によれ
ば、優先度の低いクラスの要求には高い番号のタイム・
オフセットを割り当て、これによって、受信機は最初に
優先度の高いクラスからのアクセス要求を捕捉すること
ができる。すなわち、優先度の高いクラスの場合、これ
には低い番号のタイム・オフセットが割り当てられてお
り（例えば１ないし４）、そこから選択を行い、一方、
優先度の低いクラスには高い番号のタイム・スロットが
割り当てられており（例えば５ないし８）、そこから選
択を行う。従って、優先度の高いアクセス要求は、優先
度の低いアクセス要求に比べ、受信される可能性が高く
なる。

【００４４】図８におけるアクセス優先順位の実施例で
は、ステップ８０１において、遠隔端末は、基地局が同
報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメー
タを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータ
とは、プリアンブル・サインの最大数であるＰ（例えば
Ｐ≦１６）、タイム・オフセットの数であるＴ（例えば
Ｔ＜８）（このため、Ｍは、基地局が含む処理ユニット
数および時分割機能を表す、論理アクセス・チャネルの
合計数（ＰｘＴ）である）、および、各クラスｉ毎の再
送信の試行の最大数であるＫ_iである。

【００４５】従って、ステップ８０２では、遠隔端末
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべき
パケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であ
るか否かを判定する。必要である場合、ステップ８０４
において、遠隔端末は、（１，．．．，Ｐ）からプリア
ンブルを選択する。次いでステップ８０６では、クラス
ｉについて、遠隔端末は、（Ｔ_i，．．．，Ｔ_i’）から
タイム・オフセットを１つ選択する。Ｔ_i＜Ｔ_i+1，
Ｔ_i’＜Ｔ_i+1’，Ｔ₀＝０，Ｔ_max’＝８である。例え
ば、クラス０（優先度最高のクラス）は、タイム・オフ
セット０ないしタイム・オフセット４の間の範囲のタイ
ム・オフセット集合から選択を行うことができる。代替
的な実施例では、遠隔端末は、図５におけるＲＣＤＡＰ
手法に従って、この時点で、ランダム・チップ遅延を格
納し、次いで選択することができる。次に、ステップ８
０８において、選択したアクセス・チャネル上でアクセ
ス要求を送信する。

【００４６】次に、ステップ８１０において、端末は、
アクセス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否
かを判定する。これは、この場合も、基地局がアクセス
要求承認メッセージを端末に送信することによって実行
すれば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセス要
求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終了し
（ブロック８１２）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用
いられるパケット転送方式に従って、そのパケットを送
信することができる。

【００４７】しかしながら、要求が成功しなかった場
合、ステップ８１４において、端末は、変数no_txを１
だけ増分する。ステップ８１６において、no_txをＫ_iと
比較する。no_txがＫ_iよりも大きい場合、現アクセス要
求は取り下げられる（ステップ８０８）。再送信の最大
数に達していない場合、ステップ８２０において、バッ
クオフ・プロセスを実行する。代替的な実施例では、バ
ックオフ・プロセスは、図６のステップ６１８において
上述したものと同じである。バックオフの後、ステップ
８２２において、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス
・スロットを待ち、次いでステップ８０４に戻って、プ
ロセスを繰り返す。

【００４８】ここで図９を参照すると、本発明の第５の
実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御
方法９００のフローチャートが示されている。この場合
も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）
にアップリンクされるパケットを発生または受信した遠
隔端末（例えば端末２または４）において実行すること
は理解されよう。図９に示す実施例は、以降、確率に基
づくアクセス優先順位（ＰＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、Ｐ
ＢＡＰ手法では、各加入者にアクセス優先順位クラスｉ
を与える。各アクセス優先順位クラスｉは、ある確率Ｐ
_iを有するアクセス要求を送信することができるのみで
ある。最高の優先度（クラス０）を有するものは、アク
セス要求を有する場合はいつでも、それらのアクセス要
求を常に送信する。例えば、Ｐ₀＝１（高い優先度）で
あり、Ｐ₁＝０．５（低い優先度）である。また、各々
のアクセス優先順位クラスは、再試行の最大数が異な
る。アクセス優先度の低いクラスは、再試行の最大数が
小さい。

【００４９】図９におけるアクセス優先順位の実施例で
は、ステップ９０１において、遠隔端末は、基地局が同
報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメー
タを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータ
とは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス
・チャネル数であるＭ、各クラスｉ毎の確率Ｐ_i、およ
び、クラスｉに関連する送信の試行の最大数であるＫ_i
である。ここで、Ｐ_i＝１およびＰ_i＜Ｐ_i+1，Ｋ₀＝Ｋ
_maxおよびＫ_i+1＜Ｋ_iである。

【００５０】従って、ステップ９０２では、遠隔端末
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信べきパ
ケットの受信のために新たなアクセス要求が必要である
か否かを判定する。必要であれば、ステップ９０４にお
いて、遠隔端末は、変数no_tx＝０に設定する。これ
は、再送信試行変数である。次いで、ステップ９０６で
は、遠隔端末は、ｘ＞（１−Ｐ_i）であるか否かを判定
する。ｘは、０と１との間に均一に分散するランダム変
数であることは認められよう。ｘが（１−Ｐ_i）以下で
あれば、遠隔端末は、ステップ９０８において、次の利
用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ９
０４に戻ってプロセスを繰り返す。ｘ＞（１−Ｐ_i）で
あれば、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ９１
２において、選択した論理アクセス・チャネル上でアク
セス要求を送信する。次に、ステップ９１４において、
端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信さ
れたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局が
アクセス要求承認メッセージを端末に送信することによ
って行えば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセ
ス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終
了し（ブロック９１６）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおい
て用いられるパケット転送方式に従って、そのパケット
を送信することができる。

【００５１】しかしながら、要求が成功しない場合、ス
テップ９１８において、端末は、変数no_txを１だけ増
分する。ステップ９２０では、no_txをＫ_iと比較する。
no_txがＫ_iよりも大きい場合、現アクセス要求は取り下
げられる（ステップ９２２）。再送信の最大数に達して
いない場合、ステップ９２４において、バックオフ・プ
ロセスを実行する。代替的な実施例では、バックオフ・
プロセスは、図６のステップ６１８ステップにおいて上
述したものと同じである。バックオフの後、遠隔端末
は、ステップ９０８において、次の利用可能なアクセス
・スロットを待ち、次いでステップ９０４に戻って、プ
ロセスを繰り返す。

【００５２】ここで図１０を参照すると、本発明の第６
の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制
御方法１０００のフローチャートが示されている。この
方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップ
リンクされるパケットを発生または受信した遠隔端末
（例えば端末２または４）において実行することは理解
されよう。図１０に示す実施例は、以降、再送信に基づ
くアクセス優先順位（ＲＥＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、Ｒ
ＥＢＡＰ手法では、全てのアクセス要求が、それに関連
するアクセス・パケット優先順位（ＡＰＰ）を有すると
仮定する。ＲＥＢＡＰ方式では、再送信されるアクセス
要求に、新たなアクセス要求よりも高い優先度を与え
る。かかる機構は、全ての成功した試行に対して、より
小さい平均アクセス遅延よりも、より小さい９５^thまた
は９９^th百分位数アクセス遅延を必要とするいくつかの
用途には魅力的である。全ての新たなアクセス要求に
は、最低のＡＰＰクラス（ｎ_max−１）が与えられる。
次いで、それらの優先度を、再送信数に基づいて動的に
調節する。アクセス・パケットは、Ｍ個の論理アクセス
・チャネル全てにアクセス可能であるが、アクセス・パ
ケット優先順位クラスに応じて、異なるランダム・チッ
プ遅延を選択する。最低のＡＰＰクラスは、最高の平均
ランダム・チップ遅延分布から選択を行う。失敗し、再
送信を必要とするアクセス要求は、それらのＡＰＰクラ
スを調節することが好ましい。ＡＰＰ機構に加えて、ア
クセス・サービス優先順位（ＡＳＰ）クラスも規定し得
ることを注記しておく。最高のＡＳＰ、例えばクラス０
を有する要求は、各々の再試行の度に、失敗したアクセ
ス要求のＡＰＰを自動的に増大させる。ＡＳＰがこれよ
り低い場合は、失敗した試行のＡＰＰの調節を積極的に
行わない。例えば、ＡＳＰクラス１は、２度の失敗後に
初めてアクセス要求のＡＰＰを増大し得る。

【００５３】図１０のアクセス優先順位の実施例では、
ステップ１００１において、遠隔端末は、基地局が同報
通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータ
を受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータと
は、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・
チャネル数であるＭ、および各クラスｉ毎のＡＰＰであ
る。ＡＰＰは、２つの数、すなわち各クラスｉ毎の再試
行の最大数であるＫ_iと、各クラスｉ毎のランダム・チ
ップ遅延を表すＲＮ_iとに関連する。また、ＡＰＰは、
０，．．．，ｎ_max−１の範囲であると仮定され、０
が、より高い優先度を有する。ＡＳＰを用いる場合、パ
ラメータＡＳＰおよびＳ_jも、基地局によって送信し、
遠隔端末によって受信および格納する。Ｓ_jは、クラス
ｊからのアクセス要求のＡＰＰを更新する前にクラスｊ
に必要な再送信の数を表す。このため、Ｋ_iはＡＰＰ優
先順位クラスに関連し、Ｓ_jはＡＳＰ優先順位クラスに
関連する。例えば、ＡＳＰ＝０，１，２であり、Ｓ₀＝
１，Ｓ₁＝３，Ｓ₂＝５である。

【００５４】従って、ステップ１００２では、遠隔端末
は、（それに関連するプロセッサを介して）送信べきパ
ケットの受信のために新たなアクセス要求が必要である
か否かを判定する。必要であれば、ステップ１００４に
おいて、遠隔端末は、ＡＰＰ＝ｎ_max−１，ＡＳＰ＝
ｊ，no_tx＝０，およびａｄｊ＝０（ａｄｊについては
以下で説明する）に設定する。次いで、ステップ１００
６では、遠隔端末は、分布（ＲＮ_i，．．．，ＲＮ_i’）
からランダム・チップ遅延を選択する。ステップ１００
８において、遠隔端末は論理アクセス・チャネル
（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ１０
１０において、チップ遅延に従って、選択した論理アク
セス・チャネル上でアクセス要求を送信する。次に、ス
テップ１０１２において、端末は、アクセス要求が基地
局によって首尾良く受信されたか否かを判定する。これ
は、この場合も、基地局がアクセス要求承認メッセージ
を端末に送信することによって行えば良い（図１１のス
テップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、アク
セス優先順位制御方法は終了し（ブロック１０１４）、
遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用いられるパケット転送
方式に従って、そのパケットを送信することができる。

【００５５】しかしながら、要求が成功しない場合、ス
テップ１０１６において、端末は、変数no_txおよびａ
ｄｊを１だけ増分する。変数no_txは、遠隔端末がアク
セス要求を送信した回数を表し、ａｄｊは、Ｓ_jに到達
したか否かをチェックするために用いる変数を表す。ス
テップ１０１８では、no_txをＫ_iと比較する。no_txが
Ｋ_i以上である場合、現アクセス要求は取り下げられる
（ステップ１０２０）。しかしながら、no_txがＫ_i以下
である場合、遠隔端末は、ａｄｊがＳ_j以上であるか否
かを判定する（ステップ１０２２）。ａｄｊがＳ_j以上
でない場合、ＡＰＰはステップ１００４において設定さ
れたのと同じ値に留まる。次いで、ステップ１０２４に
おいて、バックオフ・プロセスを実行する。バックオフ
・プロセスは、図６のステップ６１８ステップにおいて
上述したものと同じとすれば良い。バックオフの後、ス
テップ１０２６において、遠隔端末は、次の利用可能な
アクセス・スロットを待ち、次いでステップ１００６に
戻って、プロセスを繰り返す。しかしながら、ａｄｊが
Ｓ_j以上である場合、ＡＰＰを１だけ減少させ（ＡＰＰ
＝ｎ−１）、これによって、再送信される要求の優先度
を上げる（ステップ１０２８）。また、ステップ１０２
８において、ａｄｊをゼロにリセットする。次いで、ス
テップ１０２４において、バックオフ・プロセスを実行
する。バックオフの後、ステップ１０２６において、遠
隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、
次いでステップ１００６に戻り、プロセスを繰り返す。

【００５６】本発明のアクセス優先順位方法論の使用
は、本明細書中に記載したように、様々な用途において
有益かつ有利であり得ることが認められよう。以下は、
かかる用途のいくつかの例を示すに過ぎない。既存の無
線アクセス・システムでは、緊急のニーズを有するユー
ザに対し、他のタイプのユーザよりも高い優先度でアク
セスを得ることを可能にするための対応は行われていな
い。本発明によるアクセス優先順位の１つの可能な実施
例は、緊急のユーザのみがアクセス可能であるように、
いくつかの論理アクセス・チャネルを予約することであ
る。別の状況では、サービス・プロバイダは、本発明に
従って、カスタマが支払うサービス料金に基づいて、異
なるタイプのカスタマを差別化することができる。ＣＥ
Ｏは、アクセス遅延を小さくすることを望む場合がある
ので、彼のメッセージを、他よりも速くネットワークを
通過可能とすることができる。好ましくは、このサービ
スをサービス優先順位と組み合わせて、ユーザがより優
れた端末の遅延を認知することができるようにする。ま
た、いくつかの実時間サービス、例えば対話式の映像に
対するアクセス遅延を小さくするために、本発明のアク
セス優先順位機構を用いて、この目的を達成することが
できる。更に、本発明は、ＵＭＴＳＭＡＣに含まれる
新たなアクセス機構を提供する。アクセス優先順位をス
ケジューリング・アルゴリズムと共に用いて、サービス
料金、緊急のニーズ、または遅延要求のいずれかに基づ
いた様々なサービスの質をカスタマに提供することがで
きる。

【００５７】添付図面を参照して、本発明の例示的な実
施例をここに記載してきたが、本発明はこれらの明確な
実施例に限定されるわけではなく、本発明の範囲および
精神から逸脱することなく、当業者によって様々な他の
変更および変形が実施可能であることは理解されよう。
例えば、フローチャートに示した実施例のいくつかの変
形を上述したが、本発明は、いずれかの実施例またはそ
の変形を、１つ以上の他の実施例またはその変形と組み
合わせることを考慮していることは認められよう。

【００５８】

【ＯＤＭＡＦＱＭＡＣプロトコル動作】ＯＤＭＡＦＱ
ＭＡＣプロトコルの全体的な動作を、図１２Ａおよび１
２Ｂのフローチャートに示す。図１２Ａは、遠隔ホスト
（端末）から見たものである。アップリンク送信のパワ
ー・レベルを確立した（１２１０）後、遠隔ホストは、
アップリンク初期競合に関与し（１２１５）、この間
に、送出すべきパケットを有する各遠隔は、ＡＰ（基地
局）にアクセス要求を送出する。これらのアクセス要求
のいくつかが同一の予約ミニスロット(reservation min
islots)内に提示されているために衝突すると（１２２
０）、衝突している遠隔ホストはアップリンク競合解消
に関与する（１２２５）。その他の場合、ＡＰは先に進
んで、アクセスを要求する遠隔ホスト間にアップリンク
帯域幅を割り当て（１２３０）、その後、それ自身のダ
ウンリンク送信のための帯域幅を割り当てる（１２３
５）。各遠隔ホストは、後続のダウンリンク送信の間に
送信許可を受信し（１２３７）、これを受信すると、そ
のキューから待機中のパケットを送信する。遠隔におけ
るキューがその時点で空でない場合（１２３８）、遠隔
は戻って別の送信許可を待ち（１２３７）、その他の場
合には新たなパケットの到着を待つ（１２３９）。

【００５９】図１２Ｂに示すように、ＡＰは、受信した
競合解消スロットにおける活動を監視する（１２６
０）。成功したアクセス要求を受信すると（１２６
５）、ＡＰは、予約承認（ＡＣＫnowledgement）を送出
し（１２７０）、新たに成功した遠隔をスケジュール・
リストに加える（１２７５）。新たな成功アクセス要求
があろうとなかろうと（１２６５）、スケジュール・リ
ストが空でない限り、ＡＰはアップリンク・データスロ
ットも監視し（１２８０）、送信が成功したパケットを
受信すると（１２８５）、データＡＣＫにより応答する
（１２９０）。次いで、ＡＰは、そのダウンリンク・パ
ケットをスケジュールし（１２４０）、競合が成功した
遠隔ホストのアップリンク送信をスケジュールし（１２
４５）、関連する送信許可を発行し（１２５０）、次い
でダウンリンク・データ・パケットを送信し（１２５
５）、その後、競合解消スロットにおける活動の監視に
戻る（１２６０）。

【００６０】任意選択のチャネル保持機構を用意し、こ
れによって、アクセス・ポイントが帯域幅の予約を解除
することなく、短期間の間、各キューが空の状態に留ま
ることが可能であることが望ましい場合がある。これに
よって、優先度の高いユーザが、基地局の予約が解除さ
れる前に、割り当てられた時間量の間だけ、基地局が予
約した帯域幅リストに留まることが可能となり、チャネ
ル予約に必要なあらゆるセットアップ・シグナリング・
メッセージ送出を回避することによって、実時間パケッ
トの待ち時間の短縮化を促進する（すなわち、音声通信
のように時間に敏感なデータ・パケットについて、遅延
がほとんどまたは全くない）。この機構を利用して、キ
ューが空である場合、無線モデムにおいてタイマをトリ
ガする。このタイマが切れる前に新たなパケットが無線
モデムに到着する限り、無線モデムは新たなアクセス要
求を行う必要はない。ＡＰにおいて、この機構をオンす
ると、無線モデムからの最新のアップリンク・データ送
信によってキューが空であることが示されたとしても、
ＡＰは、１つおきのアップリンク・フレーム毎に、この
特定の無線モデムに対して、１つのデータ・スロットの
送信許可を割り当てる。また、ＡＰもタイマを始動す
る。タイマが切れ、ＡＰがその無線モデムから新たなパ
ケットを受信していない場合、ＡＰは予約帯域幅リスト
からこの無線モデムを除去する。このチャネル保持機構
は、帯域幅予約プロセスが完了するまでに一定の時間を
必要とする場合には特に有用であり、実時間パケット
が、連続的に到着しないが、各データ・パケット毎に競
合によって別個の帯域幅予約要求を認めるほどには離れ
ていない場合に、その待ち時間を短くすることができ
る。しかしながら、このチャネル保持機構を必要としな
いバースト的なソースについては、パケットが到着して
空のバッファを見出した場合、モデムはなお、競合ミニ
スロットの１つによって、アクセス要求をＡＰに送出す
る。

【００６１】図１３Ａは、アクセス制御方法の実施例を
示す。各アップリンク・フレームに、Ｎ個の競合予約ミ
ニスロットを構成する（１３１０）。Ｎ個のタイム・ス
ロットは、複数のアクセス優先順位クラスに組織されて
おり、各クラスは異なる優先度を有する。ＡＰは、ｍ個
のアクセス優先順位クラスを可能とするように構成され
ている（１３１５）。各々のアクセス優先順位クラスｉ
の遠隔ホストは、１つの競合ミニスロットをランダムに
選択し（１３２０）、アクセス要求を送信する。選択さ
れた競合ミニスロットは、１ないしＮ_iの範囲にあり、
ここで、Ｎ_(i+1)＜Ｎ_iおよびＮ₁＝Ｎである。基地局
は、アクセス要求を受信し（１３２５）、受信した競合
ミニスロットを順次調べる。現在調べられているミニス
ロットが未衝突の要求を含む場合（１３３０）、ＡＰ
は、未衝突のアクセス要求に対応する遠隔ホストにアク
セスを与える（１８３５）。現在調べられているミニス
ロットが衝突した要求を含む場合（１３３０）、ＡＰは
ＡＣＫを送出せず、関連する遠隔ノードに、コンフリク
ト解消を実行させる（１３４０）。コンフリクト解消期
間の後、ＡＰは、コンフリクトに勝利した遠隔ホストに
アクセスを与える（１３４５）。その間、他に調べるべ
きミニスロットが残っている場合（１３５０）、ＡＰは
ミニスロットの衝突について調べ続けて（１３３０）、
成功した要求元のホストにアクセスを与える（１３３
５）か、またはコンフリクト解消の結果を待つ（１３４
０）。

【００６２】図１３Ｂは、アクセス制御方法の代替的な
実施例を示すフローチャートである。Ｎ個のミニスロッ
トを、各々が異なる優先度を有する複数のアクセス優先
順位クラスに組織する。各アップリンク・フレームに、
Ｎ個の競合予約ミニスロットを構成する（１３１０）。
Ｎ個のミニスロットを、各々が異なる優先度を有する複
数のアクセス優先順位クラスに組織する。ＡＰは、ｍ個
のアクセス優先順位クラスを可能とするように構成する
（１３１５）。アクセス優先順位クラスｉおよび０に等
しいスタック・レベルを有する各遠隔ホストは、確率Ｐ
_iのアクセス要求を送信する。ここで、Ｐ_(i+1)＜Ｐ_iお
よびＰ₁＝１である（１３６０）。基地局は、アクセス
要求を受信し（１３２５）、受信した競合ミニスロット
を順次調べる。現在調べられているミニスロットが未衝
突の要求を含む場合（１３３０）、ＡＰは、未衝突のア
クセス要求に対応する遠隔ホストにアクセスを与える
（１３３５）。現在調べられているミニスロットが衝突
した要求を含む場合（１３３０）、ＡＰはＡＣＫを送出
せず、関連する遠隔ノードに、コンフリクト解消を実行
させる（１３４０）。コンフリクト解消期間の後、ＡＰ
はコンフリクトに勝利した遠隔ホストにアクセスを与え
る（１３４５）。他に調べるべきミニスロットが残って
いる場合（１３５０）、ＡＰはミニスロットの衝突を調
べ続け（１３３０）、成功した要求元のホストにアクセ
スを与える（１３３５）か、またはコンフリクト解消の
結果を待つ（１３４０）。

【００６３】無線モデムには、ＩＤＬＥ、SUCCESSおよ
びCOLLISIONステータス情報が返信される。ＡＰは、こ
のスロット・ステータス情報を、ダウンリンク予約承認
フィールドに配する。代替的な３つの好適なコンフリク
ト解消法を用いることができる。第１の方法は、IEEE80
2.14規格に提案されており、以下の２つの新たな方法と
共に記載されている。シミュレーションの結果によっ
て、以下に述べる第２の方法が、より優れたアクセス遅
延を提供することが示されている。

【００６４】IEEE規格802.14に提案された第１のコンフ
リクト解消方法では、送信を望む各無線ノードが、予約
ミニスロットの１つをランダムに選択する。衝突が示さ
れた場合、この衝突によって影響を受けたモデムは、ラ
ンダム２進指数バックオフ方法に基づいて再送信を行
う。このバックオフ方法は、以下に従って行われる。

【００６５】１．モデムは、０ないし２^j−１の間で均
一に分布する乱数Ｉを発生する。ここで、ｊは、送信を
試みているパケットについてモデムが経験した衝突の数
である。ｊが１０よりも大きい場合、０ないし２¹⁰−１
の間の均一な分布からＩを選択する。２．モデムは、同じ種類（ミニスロットまたはデータ競
合スロット）の次のＩ−１競合スロットの機会を飛ばし
て、以前に衝突したパケットを、直後の競合スロットの
機会に再送信する。

【００６６】図１４Ａに、この方法の動作を示す。ＡＰ
へのアクセスを待つ無線ノードは、アクセス要求を送信
するための予約ミニスロットをランダムに選択する（１
４０２）。このノードが衝突によって影響を受ける場合
（１４０４）、ノードは乱数Ｉを発生し（１４０８）、
同じ種類の次のＩ−１競合スロットの機会を飛ばす（１
４１０）。ノードは、直後の競合スロットの機会に、衝
突したパケットのアクセス要求を再送信する（１４１
２）。ノードが衝突によって影響を受けない場合（１４
０４）、ノードにおけるキューが空であれば（１４０
５）、ノードはパケットを送信し（１４０６）、待機状
態に戻る（１４０２）。ノードにおけるキューが空でな
い場合（１４０５）、ＡＰから送信許可を受信した後、
ノードは、そのキューに付加された、次のパケットの送
信のための予約要求と共に、現パケットを送信し（１４
０７）、キューが空になるまで（１４０５）、送信許可
の受信後に、付加された予約要求１４０７と共にパケッ
ト送信を続け（１４０７）、最後のパケットを送信した
ら（１４０６）、その後、ノードは待機状態に戻る（１
４０２）。

【００６７】第２および第３の方法では、ＡＰは、ダウ
ンリンク同報通信メッセージを介して、全ての無線ノー
ドに対し、予約ミニスロットにおける各競合の結果を同
報通信する。第２の方法では、各無線ノードにおけるモ
デムは、スタック・レベルによって特徴付けられ、ゼロ
に等しいスタック・レベルを有する無線ノードのみが、
アクセス要求パケットを送信することを許される。ゼロ
よりも大きいスタック・レベルを有するモデムは、未処
理として見なされる。例えば、Ｍ個の予約ミニスロット
がある場合、スタック・レベル０の各遠隔ノードは、Ｍ
個のミニスロットのうち１つをランダムに選択すること
ができる。タイムスロットの終了時、無線ノードｉは、
当該タイム・スロットにおける送信の結果に基づいてス
タック・レベルを変更する。この方法によって、新たに
アクティブとなった無線ノードは、特定のコンフリクト
解消期間の間、スタック・レベル０を有する既存の無線
ノードに加わることが可能となる。要求状態にある各無
線ノードは、アクセス要求パケットを送信せずに、負の
承認（例えば衝突があったこと）を基地局（ＡＰ）から
受信した場合、スタック・レベルを１だけ増分する。一
方、無線ノードは、アクセス要求の送信の成功を示す正
の承認を基地局から受信した場合、そのスタック・レベ
ルを１だけ減少させる。アクセス要求送信に関与する各
無線ノードは、ランダムに選択を行い、そのスタック・
レベルがレベル０のままであるか、または基地局から負
の承認を受信して１だけ増分したかについて判定を行
う。

【００６８】第２の方法のルールは次の通りである。１．無線ノードが、最初にネットワークに対するアクセ
スを得ることを望むか、またはすでにアクセスを得てい
て新たなデータを送出したい場合は、要求状態に置か
れ、ゼロのスタック・レベルを割り当てられる。２．Ｍ個の予約ミニスロットがある場合、要求状態にあ
る各無線ノードは、Ｍ個の予約ミニスロットのうち１つ
を、アクセス要求パケットを送信するための割り当てミ
ニスロットとしてランダムに選択する。３．無線ノードが、ゼロに等しいスタック・レベルによ
って特徴付けられる場合、アクセス要求パケットを送信
する。しかしながら、遠隔ノードが、ゼロよりも大きい
スタック・レベルによって特徴付けられる場合、アクセ
ス要求パケットを送信しない。４．タイム・スロットの終了時に、各無線ノードは、ア
クセス要求の結果（COLLIDED、ＩＤＬＥまたはSUCCESS
のいずれか）に基づいて、そのスタック・レベルを変更
する。これは、アクセス・ポイントからのダウンリンク
・メッセージの予約承認フィールドにおいて、割り当て
ミニスロットについて報告される。Ａ．アクセス要求を送信しSUCCESS結果を受信した無線
ノードは、要求状態から外される。Ｂ．アクセス要求を送信しCOLLIDED結果を受信した無線
ノードは、スタック・レベルを１だけ増分させるか、ま
たは、ランダム・ドローの結果に応じてスタック・レベ
ルをゼロのままとする。Ｃ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無
線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０である未処
理ノード）は、割り当てミニスロットについて予約承認
フィールドにおいて報告された結果がCOLLIDEDの場合
は、スタック・レベルを１だけ増分する。Ｄ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無
線ノード（すなわちスタック・レベル＞０である未処理
ノード）は、割り当てミニスロットについて予約承認フ
ィールドで報告された結果がSUCCESSの場合は、スタッ
ク・レベルを１だけ減分する。

【００６９】図１４Ｂに、この方法の動作を示す。ＡＰ
へのアクセスまたは新たなデータの送出を待つ無線ノー
ドは、スタック・レベルを０にセットし、要求状態に入
る（１４３２）。ノードのスタック・レベルが０である
場合（１４３４）、ノードは、アクセス要求の送信のた
めの予約ミニスロットをランダムに選択し、このアクセ
ス要求を送信する（１４３６）。要求の結果がSUCCESS
であり（１４３８）、ノードにおけるキューが空である
場合（１４３９）、ノードは現パケットを送信し、要求
状態から出て（１４４０）、待機状態に戻る（１４３
２）。ノードにおけるキューが空でない場合（１４３
９）、ＡＰから送信許可を受信した後、ノードは、その
キューに付加された、次のパケットの送信のための予約
要求と共に、現パケットを送信し（１４４１）、キュー
が空になる（１４３９）まで、送信許可の受信後に、付
加された予約要求と共にパケットの送信を続ける（１４
４１）。この時点で、残りのパケットを送信し、要求状
態から出て（１４４０）、待機状態（１４０２）に戻
る。

【００７０】予約要求（１４３６）の結果がSUCCESSで
ない場合（１４３８）、ノードはランダム・ドローに関
与し（１４４４）、そのスタック・レベルを１だけ増分
する（１４４８）か、またはそのスタック・レベルを０
のままとする（１４４６）かを知る。スタック・レベル
が０のままである（１４４６）場合、ノードは再び、ア
クセス要求の送信のための予約ミニスロットをランダム
に選択し、アクセス要求を送信する（１４３６）。スタ
ック・レベルを増分する場合（１４４８）、スタック・
レベルは０でなくなる（１４３４）。いかなる遠隔ノー
ドのスタック・レベルも０でない場合（１４３４）、以
前の予約要求の結果がCOLLIDEDであれば（１４５０）、
ノードはスタック・レベルを１だけ増分する（１４５
２）。以前の予約要求の結果がCOLLIDEDでなければ（１
４５０）、ノードはスタック・レベルを１だけ減分する
（１４５４）。

【００７１】第３のコンフリクト解消法は、第２の方法
の変形である。第３のコンフリクト解消法では、この場
合も、各無線ノードにおけるモデムをスタック・レベル
によって特徴付け、ゼロに等しいスタック・レベルを有
する無線ノードのみが、アクセス要求パケットを送信す
ることを許される。ゼロよりも大きいスタック・レベル
を有するモデムは、未処理と見なされる。第３の方法の
ルールは次の通りである。

【００７２】１．無線ノードが、最初にネットワークに
対するアクセスを得ることを望むか、またはすでにアク
セスを得ていて新たなデータを送出したい場合は、要求
状態に置かれ、ゼロのスタック・レベルを割り当てられ
る。２．Ｍ個の予約ミニスロットがある場合、要求状態にあ
る各無線ノードは、Ｍ個の予約ミニスロットのうち１つ
を、アクセス要求パケットを送信するための割り当てミ
ニスロットとしてランダムに選択する。３．無線ノードが、ゼロに等しいスタック・レベルによ
って特徴付けられる場合、アクセス要求パケットを送信
する。しかしながら、遠隔ノードが、ゼロよりも大きい
スタック・レベルによって特徴付けられる場合、アクセ
ス要求パケットを送信しない。４．タイム・スロットの終了時に、各無線ノードは、全
てのアクセス要求の結果（COLLIDED、ＩＤＬＥまたはSU
CCESSのいずれか）に基づいて、そのスタック・レベル
を変更する。これは、アクセス・ポイントからのダウン
リンク・メッセージの予約承認フィールドにおいて報告
される。Ａ．アクセス要求を送信しSUCCESS結果を受信した無線
ノードは、要求状態から外される。Ｂ．アクセス要求を送信しCOLLIDED結果を受信した無線
ノードは、スタック・レベルを１だけ増分させるか、ま
たは、ランダム・ドローの結果に応じてスタック・レベ
ルをゼロのままとする。Ｃ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無
線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０である未処
理ノード）は、予約承認フィールドの少なくとも８０％
（またはその他の何らかの所定の閾値）で報告された全
アクセス要求結果がSUCCESSまたはＩＤＬＥの場合は、
スタック・レベルを１だけ減分する。その他の場合、遠
隔ノードは、スタック・レベルを１だけ増分する。Ｄ．未処理のモデム＝ｓの場合、スタック・レベルをゼ
ロに減分し、モデムは、その要求を再送出するため、Ｍ
個のミニスロット（またはアクセス優先度を増分する場
合はＩ_i個のミニスロット）のうち１つをランダムに選
択する。

【００７３】図１４Ｃに、この方法の動作を示す。これ
は、図１４Ｂの方法の動作と同様である。ＡＰへのアク
セスまたは新たなデータの送出を待つ無線ノードは、ス
タック・レベルを０にセットし、要求状態に入る（１４
３２）。ノードのスタック・レベルが０である場合（１
４３４）、ノードは、アクセス要求の送信のための予約
ミニスロットをランダムに選択し、このアクセス要求を
送信する（１４３６）。要求の結果がSUCCESSであり
（１４３８）、ノードにおけるキューが空である場合
（１４３９）、ノードは現パケットを送信し、要求状態
から出て（１４４０）、待機状態に戻る（１４３２）。
ノードにおけるキューが空でない場合（１４３９）、Ａ
Ｐから送信許可を受信した後、ノードは、そのキューに
付加された、次のパケットの送信のための予約要求と共
に、現パケットを送信し（１４４１）、キューが空にな
る（１４３９）まで、送信許可の受信後に、付加された
予約要求と共にパケットの送信を続ける（１４４１）。
残りのパケットを送信した後に要求状態から出て（１４
４０）、待機状態（１４０２）に戻る。

【００７４】予約要求（１４３６）の結果がSUCCESSで
ない場合（１４３８）、ノードはランダム・ドロー(ran
dom draw)に関与し（１４４４）、そのスタック・レベ
ルを１だけ増分する（１４４８）か、またはそのスタッ
ク・レベルを０のままとする（１４４６）かを知る。ス
タック・レベルが０のままである（１４４６）場合、ノ
ードは再び、アクセス要求の送信のための予約ミニスロ
ットをランダムに選択し、アクセス要求を送信する（１
４３６）。スタック・レベルを増分する場合（１４４
８）、スタック・レベルは０でなくなる（１４３４）。
いかなる遠隔ノードのスタック・レベルも０でない場合
（１４３４）、以前のサイクルの間の全予約要求の結果
が、ある閾値の割合以上でCOLLIDEDであれば（１４６
０）、ノードはスタック・レベルを１だけ増分する（１
４６２）。以前の予約要求の結果がCOLLIDEDでなければ
（１４６０）、ノードはスタック・レベルを１だけ減分
する（１４６４）。

【図面の簡単な説明】

【図１】ＵＭＴＳアクセス・ネットワークのブロック図
である。

【図２】ＵＭＴＳに関連するプロトコル・スタックの図
である。

【図３】ＵＭＴＳにおいて用いるための非コヒーレント
ＲＡＣＨ受信機のブロック図である。

【図４Ａ】ＵＭＴＳＲＡＣＨにおいて用いられるアク
セス・スロットを示す図である。

【図４Ｂ】ＵＭＴＳＲＡＣＨにおいて用いられるラン
ダム・アクセス・バーストの構造を示す図である。

【図５】本発明の第１の実施例による、遠隔端末におけ
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。

【図６】本発明の第２の実施例による、遠隔端末におけ
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。

【図７】本発明の第３の実施例による、遠隔端末におけ
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。

【図８】本発明の第４の実施例による、遠隔端末におけ
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。

【図９】本発明の第５の実施例による、遠隔端末におけ
るアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図
である。

【図１０】本発明の第６の実施例による、遠隔端末にお
けるアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す
図である。

【図１１】本発明による、基地局におけるアクセス優先
順位制御方法のフローチャートを示す図である。

【図１２Ａ】遠隔ホスト側から見た、全体的なＯＤＭＡ
ＦＱプロトコル動作を表すフローチャートを示す図であ
る。

【図１２Ｂ】基地局側から見た、全体的なＯＤＭＡＦＱ
プロトコル動作を表すフローチャートを示す図である。

【図１３Ａ】ＯＤＭＡＦＱアクセス制御方法の実施例を
表すフローチャートを示す図である。

【図１３Ｂ】ＯＤＭＡＦＱアクセス制御方法の代替的な
実施例を表すフローチャートを示す図である。

【図１４Ａ】３つのＯＤＭＡＦＱ競合解消方法の１つを
表すフローチャートを示す図である。

【図１４Ｂ】３つのＯＤＭＡＦＱ競合解消方法の１つを
表すフローチャートを示す図である。

【図１４Ｃ】３つのＯＤＭＡＦＱ競合解消方法の１つを
表すフローチャートを示す図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者オン−チンユエアメリカ合衆国 07748 ニュージャーシィ，ミドルタウン，ブレヴィンズアヴェニュー 57 (72)発明者クインジングザングアメリカ合衆国 07747 ニュージャーシィ，マタワン，ミドルセックスロード 301

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】無線通信システムの遠隔端末におけるア
クセス優先順位制御方法であって、送信されたアクセス要求信号が該無線通信システムにお
ける基地局で受信されなかったことが判定された後に、
予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連
する異なるバックオフ遅延からバックオフ遅延を選択す
る段階と、該バックオフ遅延の後に、新たなアクセス要求信号を選
択した論理アクセス・チャネル上で該基地局に送信する
段階とからなることを特徴とする方法。
【請求項２】請求項１の方法において、より高いアク
セス優先順位クラスには、より小さいバックオフ遅延が
関連付けられることを特徴とする方法。
【請求項３】請求項１の方法において、より低いアク
セス優先順位クラスには、より大きいバックオフ遅延が
関連付けられることを特徴とする方法。
【請求項４】請求項１の方法において、送信されたア
クセス要求信号が該基地局によって受信されなかったこ
とを判定する該段階は、該アクセス要求信号の受信を示
す該基地局からの承認信号の受信を監視する段階を含む
ことを特徴とする方法。
【請求項５】請求項１の方法であって、更に、該基地
局が該以前に送信されたアクセス要求を受信しなかった
ことを判定した後、該基地局に対して行われたアクセス
要求送信試行の数を示す変数を増分する段階を含むこと
を特徴とする方法。
【請求項６】請求項５の方法であって、更に、該アク
セス要求送信試行変数を送信試行の最大許容可能数を示
す値と比較する段階を含み、該最大許容可能送信試行値
は該予め確立されたアクセス優先順位クラスの関数であ
ることを特徴とする方法。
【請求項７】請求項６の方法であって、更に、該アク
セス要求送信試行変数が該最大許容可能送信試行値より
も大きい場合、該アクセス要求を取り下げる段階を含む
ことを特徴とする方法。
【請求項８】請求項８の方法において、該アクセス要
求送信試行変数が該最大許容可能送信試行値以下である
場合、該バックオフ遅延選択段階を実行することを特徴
とする方法。
【請求項９】請求項１の方法において、該予め確立さ
れたアクセス優先順位クラスは、サービス・レベル、メ
ッセージ内容および遅延要求のうち１つに関連すること
を特徴とする方法。
【請求項１０】請求項１の方法であって、更に、該基
地局から該バックオフ遅延を受け取る段階からなること
を特徴とする方法。
【請求項１１】請求項１の方法において、該バックオ
フ遅延が、該予め確立されたアクセス優先順位クラスに
それぞれ関連するバックオフ遅延のランダムな分布に関
連付けられており、該選択されたバックオフ遅延が、該
分布の１つから選択されることを特徴とする方法。
【請求項１２】請求項１の方法であって、更に、送信
のための該論理アクセス・チャネルを論理アクセス・チ
ャネル集合から選択する段階を含み、該集合がある数の
論理アクセス・チャネルを含み、該数が該予め確立され
たアクセス優先順位クラスの関数であることを特徴とす
る方法。
【請求項１３】請求項１の方法であって、更に、複数
の論理アクセス・チャネルに関連するプリアンブル集合
およびタイム・オフセット集合からプリアンブルおよび
タイム・オフセットを選択することによって、送信のた
めの該論理アクセス・チャネルを選択する段階を含むこ
とを特徴とする方法。
【請求項１４】請求項１３の方法において、該タイム
・オフセット集合は該予め確立されたアクセス優先順位
クラスの関数であることを特徴とする方法。
【請求項１５】請求項１の方法において、該予め確立
されたアクセス優先順位クラスには確率が関連付けられ
ており、アクセス要求信号は、該アクセス要求信号が関
連付けられた該クラスの該割り当てられた確率に従って
送信されるようになっていることを特徴とする方法。
【請求項１６】請求項１の方法において、該無線通信
システムがＵＭＴＳであることを特徴とする方法。
【請求項１７】請求項１の方法において、該選択した
論理アクセス・チャネルがＲＡＣＨであることを特徴と
する方法。
【請求項１８】無線通信システムの基地局におけるア
クセス優先順位制御方法であって、予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連
するバックオフ遅延を同報通信する段階と、該遠隔端末からアクセス要求信号が受信された該無線通
信システムにおける遠隔端末に承認信号を送信する段階
とからなることを特徴とする方法。
【請求項１９】無線通信システムにおけるアクセス優
先順位制御のための装置であって、送信されたアクセス要求信号が該無線通信システムにお
ける基地局で受信されなかったことが判定された後に、
予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連
するバックオフ遅延からバックオフ遅延を選択すると共
に、該バックオフ遅延の後に、新たなアクセス要求信号
を選択した論理アクセス・チャネル上で該基地局に送信
するように構成された遠隔端末からなることを特徴とす
る装置。
【請求項２０】請求項１９の装置において、該遠隔端
末が移動端末であることを特徴とする装置。
【請求項２１】請求項１９の装置において、該遠隔端
末が固定端末であることを特徴とする装置。
【請求項２２】請求項１９の装置において、より高い
アクセス優先順位クラスには、より小さいバックオフ遅
延が関連付けられることを特徴とする装置。
【請求項２３】請求項１の装置において、より低いア
クセス優先順位クラスには、より大きいバックオフ遅延
が関連付けられることを特徴とする装置。
【請求項２４】請求項１９の装置において、送信アク
セス要求信号が該基地局によって受信されなかったこと
の判定は、該アクセス要求信号の受信を示す該基地局か
らの承認信号の受信を該遠隔端末が監視することを含む
ことを特徴とする装置。
【請求項２５】請求項１９の装置において、更に、該
基地局が該以前に送信されたアクセス要求信号を受信し
なかったことを判定した後、該遠隔端末が、該基地局に
対して行われたアクセス要求送信試行の数を示す変数を
増分することを特徴とする装置。
【請求項２６】請求項２５の装置において、更に、該
遠隔端末が、該アクセス要求送信試行変数を送信試行の
最大許容可能数を示す値と比較し、該最大許容可能送信
試行値は該予め確立されたアクセス優先順位クラスの関
数であることを特徴とする装置。
【請求項２７】請求項２６の装置において、更に、該
アクセス要求送信試行変数が該最大許容可能送信試行値
よりも大きい場合、該遠隔端末が該アクセス要求を取り
下げることを特徴とする装置。
【請求項２８】請求項２７の装置において、該アクセ
ス要求送信試行変数が該最大許容可能送信試行値以下で
ある場合、該遠隔端末が該バックオフ遅延選択段階を実
行することを特徴とする装置。
【請求項２９】請求項１９の装置において、該予め確
立されたアクセス優先順位クラスは、サービス・レベ
ル、メッセージ内容および遅延要求のうち１つに関連す
ることを特徴とする装置。
【請求項３０】請求項１９の装置において、更に、該
遠隔端末が該基地局から該バックオフ遅延を受け取るこ
とを特徴とする装置。
【請求項３１】請求項１９の装置において、該バック
オフ遅延が、該予め確立されたアクセス優先順位クラス
にそれぞれ関連するバックオフ遅延のランダムな分布に
関連付けられており、該選択されたバックオフ遅延が、
該分布の１つから選択されることを特徴とする装置。
【請求項３２】請求項１９の装置において、更に、該
遠隔端末が、送信のための該論理アクセス・チャネルを
論理アクセス・チャネル集合から選択し、該集合がある
数の論理アクセス・チャネルを含み、該数が該予め確立
されたアクセス優先順位クラスの関数であることを特徴
とする装置。
【請求項３３】請求項１９の装置において、更に、複
数の論理アクセス・チャネルに関連するプリアンブル集
合およびタイム・オフセット集合からプリアンブルおよ
びタイム・オフセットを選択することによって、該遠隔
端末が送信のための該論理アクセス・チャネルを選択す
ることを特徴とする装置。
【請求項３４】請求項３３の装置において、該タイム
・オフセット集合は該予め確立されたアクセス優先順位
クラスの関数であることを特徴とする装置。
【請求項３５】請求項１９の装置において、該予め確
立されたアクセス優先順位クラスには確率が関連付けら
れており、アクセス要求信号は、該アクセス要求信号が
関連付けられた該クラスの該割り当てられた確率に従っ
て送信されるようになっていることを特徴とする装置。
【請求項３６】請求項１９の装置において、該無線通
信システムがＵＭＴＳであることを特徴とする装置。
【請求項３７】請求項１の装置において、該選択した
論理アクセス・チャネルがＲＡＣＨであることを特徴と
する装置。
【請求項３８】無線通信システムにおけるアクセス優
先順位制御のための装置であって、予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連
するバックオフ遅延を同報通信すると共に、該無線通信
システムにおける遠隔端末であって、ここからアクセス
要求信号が受信された該遠隔端末に承認信号を送信する
ように構成された基地局からなることを特徴とする装
置。