JP2001507191A - チャネル・ホッピング通信システムのアクセス方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 チャネル・ホッピング通信システムにおいてページング・ユニットとスタンバイユニットとの接続の確立は、スタンバイユニットを、あらゆるスタンバイ期間の中の起動期間の間起動する動作を含む。各起動期間の間、スタンバイユニットは、ページング・メッセージを受信するために、選択されたチャネルを監視する。この選択チャネルは複数のチャネルから選択され、その後の各起動期間の間は、該選択チャネルは、ホッピング・シーケンスと内部クロックとにより前記の複数のチャネルから指定されたチャネルの次のチャネルである。スタンバイユニットからの応答が受信されるまで、ページ列がページング・ユニットからスタンバイユニットへ繰り返し送信される。各ページ列は複数のページング・メッセージを含んでおり、各ページング・メッセージは前記の複数のチャネルのサブセットのうちの異なる１つで送信される。ページング・ユニットにより送信されるページ列は、スタンバイユニットの内部クロックの推定値に基づいて選択されて良い。

Description

【発明の詳細な説明】 チャネル・ホッピング通信システムのアクセス方法 背景 本発明は、低周波数ホッピングを使用する通信システムに関し、特に通信リン クを確立するために２つの周波数ホッピング・ユニット間を同期化する処理手順 に関する。 周波数ホップ（Frequency Hop、ＦＨ）拡散は、長い間、軍事的アプリケーシ ョンにおいて魅力ある通信形式であった。無線スペクトルのいろいろな部分で信 号を疑似ランダムに逐次送信することにより、盗聴に対する高度の安全性と、狭 帯域干渉に対する耐性との両方が得られる。高速で安価で低電力のシンセサイザ ーが出現したので、ＦＨ送受信機は商業上魅力あるものとなり、民間のアプリケ ーションにもますます利用されるようになってきている。或る無線システムでは 、ＦＨは、未知の干渉及びレイリーフェージングに対して耐性を有するので、格 別に魅力的である。その例は、例えば、９００、２４００、及び５７００ＭＨｚ の工業、科学、医療用(Industrial，Scientific and Medical、ＩＳＭ）帯域の ような無認可の帯域を使用する無線システムである。これらの帯域での無線通信 には（送信出力についての或る制限を除いて）規制が無いので、この帯域を使用 する通信システムは、どのような（即ち、全く原因不明の）干渉にも耐えること ができなければならない。ＦＨは、干渉と戦うための魅力ある手段であると思わ れる。 ＦＨシステムを２種類に、即ち低速ＦＨ及び高速ＦＨに分けることができる。 低速ＦＨ通信では、ホップで記号のバーストが送信される。従って、記号レート はホップ・レートより高い。高速ＦＨでは、１つの記号が幾つかのホップに分散 されるので、ホップ・レートは記号レートより高い。高速ＦＨは、送受信機の電 子回路の速度に、特に高い記号レートのときに、高い要件を課す。従って、高速 ＦＨは、電力消費量が多いので、携帯用には魅力がない。低速ＦＨは無線通信シ ステムが必要とする全てのシステム特徴を、即ち干渉耐性及びフェージング耐性 を提供する。 ＦＨ接続を稼働させるためには、２台のホッピング送受信機が同期している必 要がある：一方のユニットの送信（ＴＸ）ホップは他方のユニットの受信（ＲＸ ）ホップでなければならず、またその逆も同様でなければならない。いったん２ つのユニットがロックされると、それらは、接続を維持するために同じホップ・ シーケンスを適切な速度で使用する。しかし、２つのユニットを最初に同期化す ることが問題である。何らの接続も無いときには、携帯ユニットは普通はスタン バイモードとなっている。このモードでは、それは大部分の時間スリープとなっ ており、接続したがっているユニットからのページング・メッセージを聴取する ために定期的に再開する。ＦＨ方式の問題は、スタンバイしているユニットが、 何時、どんなホップ・チャネルでページング・メッセージを聴取するかページン グ・ユニットには分からないことである。その結果として、時間及び周波数の両 方が不確定となる。 従来の方法は、ページング・ユニットとスタンバイモードになっているユニッ トとの接続を確立するという問題を解決しようと試みてきている。ギリス（Gill is）に発行された米国特許第５，３５３，３４１号では、アクセスのために確保 される単一のホップ・チャネルが使われる。ページング・ユニットは、常に、確 保されているこの単一のチャネルでページング・メッセージを送信し、スタンバ イユニットは、定期的に再開して、確保されているこの１つのチャネルを監視す るだけである。このアクセス・チャネルのホッピングは無いので、周波数の不確 定性は無い。しかし、この方式には、ＦＨ方式が提供することのできる利益を欠 いているという欠点がある：即ち、確保されているチャネルが妨害機によって妨 害されると、アクセスが全くできなくなる。 フルガム他（Fulghum et al.）に発行された米国特許第５，４３０，７７５号 は、送信側及び受信側が合意したとおりに確保されているチャネルが使用される ようになっているシステムを開示している。この場合、確保されるチャネルが２ つある：即ち、１つはアクセス・チャネルを“確保する”ものであり、他方はア クセス・チャネル自体である。アクセスのこのプロセスは、予約チャネル及びア クセス・チャネルの両方がホップしなくて一定のままであるので、ＦＨが提供す ることのできる利益を欠いている。 フォスター・ジュニア（Foster，Jr）に発行された米国特許第５，５２８，６ ２３号は、送信側及び受信側の両方がアクセス処理手順時にホップし、従ってＦ Ｈ方式の利益を十分に提供するシステムを開示している。しかし、このシステム では、受信側は再開期間中に迅速にホップする必要があるのに対して、ページン グ・ユニットはゆっくりとホップする。その結果として、このシステムでは、受 信側（即ち、スタンバイしているユニット）は、ただ単に自分がページングされ ているかどうか調べるために、全ての再開期間に比較的大量の電力を消費する必 要があるという望ましくない効果がある。フォスター・ジュニアが記載したシス テムのもう一つの明らかな短所は、受信側から送信側へ応答メッセージがどの様 に構成されるか説明していないことである。即ち、送信側が応答があるかどうか 聴取する３．３ｍｓの応答期間が定義されている；しかし、ページ・メッセージ を受け取ったとき、受信側はこの３．３ｍｓの聴取する期間が何時始まるか分か らない。 要約 従って、本発明の目的は、スタンバイユニットのスリープ／再開期間のデュー ティー・サイクルが低く、従って低電力のスタンバイモードを与えるけれども、 同時に接続を確立する際のアクセス遅延を制限することのできる、ＦＨ方式を使 用するユニットのためのアクセス方法を提供することである。 本発明の１つの態様によれば、チャネル・ホッピング通信システムにおいてペ ージング・ユニットとスタンバイユニットとの接続を確立する方法で前記及び他 の目的が達成され、この方法は、各スタンバイ期間T_standbyのうちの起動期間T_{w ake} の間スタンバイユニットを起動するステップを含んでいる。各起動期間中に 、スタンバイユニットはページング・メッセージを受信するために選択されたチ ャネルを監視し、その選択チャネルは複数のチャネルから選択されたものであり 、後の各起動期間の間は、該選択チャネルは、ホッピング・シーケンスにより前 記複数のチャネルから指定されたチャネルの次のチャネルである。スタンバイユ ニットからの応答が受信されるまで、ページ列がページング・ユニットからスタ ンバイユニットへ繰り返し送信される。各ページ列は複数のページング・メッセ ージ を含んでおり、各ページング・メッセージは前記複数のチャネルのサブセットの うちの異なる１つで送信される。 本発明の他の態様によれば、各ページ列のためのチャネルのサブセットは、ホ ッピング・シーケンスにより指定される通りに順序づけられる。ホッピング・シ ーケンスは、例えば、疑似ランダム・シーケンスでよい。 上記の方法では、スタンバイユニットにより監視されるべきチャネルの選択は 、そのスタンバイユニットの自由作動クロックの値の関数であって良い；そして ページ列は複数のページ列から選択されて良く、その選択はページング・ユニッ トの自由作動クロックの値の関数であって良い。 本発明の他の態様によれば、異なるスタンバイ期間に異なるページ列を選択し て使うことができ、異なるページ列はチャネルの異なるサブセットで送信される 。特定のスタンバイ期間に使われるページ列を、ページング・ユニット及びスタ ンバイユニットの自由作動クロック間の時間不確定性を解決する様に選択するこ とができる。 例えば、本発明の１実施形態では、各ページ列は次の式に従って複数のチャネ ルから選択されたチャネルのサブセットで送信される： 列ｉ=｛hop_modN(k_p+iM)，hop_modN(k_p+(iM+1))，...，hop_modN(k_p+iM+(M-1))｝ ここでk_pはページング・ユニットのクロック値であり、このページング・ユニッ トのクロック値はT_standby期間毎に更新され、 Nはホッピング・シーケンスのチャネルの個数であり、 T_pageはページ・メッセージの持続時間であり、 M=INT(T_wake/T_page)-1であり、ここでMは１ページ列あたりのページ・メッセー ジの個数であり、INT()は変数の整数部分だけを残す関数であり、 いろいろなページ列の個数N_TはN_T=RNDUP(N/M)で与えられ、このRNDUP()は非整数 値を最も近い整数値に丸める関数であり、 ｉ=0，...，(N_T-1)であり、 hop_modN(X)=hop(x mod N)である。 本発明の別の実施形態では、各ページ列は下記の式に従って複数のチャネルか ら選択されたチャネルのサブセットで送信される： 列ｉ=｛hop_modN(k'_s-α+iM)，hop_modN(k'_s-α+iM+1)，...，hop_modN(k'_s-α+i M+(M-1))｝ ここでk'_sはスタンバイユニットのクロック値の推定値であり、スタンバイユニ ットのクロック値はT_standby期間毎に更新され、 αはゼロより大きな一定のオフセット値であり、 Nはホッピング・シーケンス中のチャネルの個数であり、 T_pageはページ・メッセージの持続時間であり、 M=INT(T_wake/T_page)-1であり、 ページ列の個数N_TはN_T=RNDUP(N/M)で与えられ、 ここでINT()は変数の整数部分だけを残す関数であり、RNDUP()は非整数を最も近 い整数に丸める関数であり、 i=0，...，(N_T-1)であり、 hop_modN(X)=hop(X mod N)である。スタンバイユニットの内部クロックの推定値 は、例えば、前に決定されたスタンバイユニットのクロック値とページング・ユ ニットのクロック値との間のクロック・オフセットだけ調整された、ページング ・ユニットの現在の内部クロック値から導き出される。 図面の簡単な説明 本発明の目的と利点とは、以下の詳細な説明を図面と関連させて読めば理解さ れるであろう。 図面において、図１は、本発明の周波数ホッピング送受信機のブロック図であ る。 図２ａ及び２ｂは、時分割二重及び周波数分割二重をそれぞれ利用する二重Ｆ Ｈリンクの従来技術例を示す。 図３はホップ選択を実行するための従来の手段のブロック図である。 図４は本発明の１つの態様による送受信機のスタンバイ活動のタイミング図で ある。 図５は、本発明の１つの態様による、ページ列の繰り返し送信を示すタイミン グ図である。 図６は、本発明の１つの態様による、いろいろなスタンバイ期間におけるいろ いろなページ列の送信を示すタイミング図である。 図７は、いろいろなスタンバイ期間における送信のページ列の非最適な選択の ために生じることのある非能率を示すタイミング図である。 図８は、本発明の１つの態様による、スタンバイユニットのクロックの推定値 に基づくいろいろなページ列の送信を示すタイミング図である。 図９は、本発明による、時分割二重方式での応答処理手順の実施形態である。 図１０は、本発明による、周波数分割二重方式での応答処理手順の実施形態で ある。 図１１は、本発明による応答処理手順の代替的実施形態である。 図１２は、本発明による応答処理手順の別の代替的実施形態である。 詳細な説明 次に、本発明の種々の特徴を図に関して説明する。図において、同様の部分は 同じ参照符号で特定されている。 本発明は、スタンバイモードとなっているユニットで必要な活動が最小限で、 従って低電力のスタンバイモードが得られるアクセス処理手順を提案する。アク セスを得ようと試みるユニットは、時間不確定性問題を解決しなければならない 。それは、受信したことを受信側が知らせてくるまで、いろいろなチャネル・ホ ップ（例えば、周波数ホップ）でページング・メッセージを繰り返し送信するこ とにより、達成される。スタンバイユニットの再開時間及び再開ホップを推定す ることにより、ページング・ユニットが行う探索を相当減少させることができる 。これは、通信ユニットの自由作動クロックの使用によって達成される。スタン バイしているユニットは疑似ランダム再開シーケンスにより確定されるホップ・ チャネルで定期的に再開する。該ユニットの自由作動クロックは、該ユニットが 何時、再開シーケンスのどんなホップ・チャネルで再開してページング・メッセ ージがあるかないか監視するか決定する。ページング・ユニットは、受信側のク ロックを推定することができるならば、それが何時、どんなホップで再開するか 推定することができ、従ってアクセス遅延を減少させることができる。 クロック推定値の精度は、２つのユニットにおけるクロックの相対ドリフトと 、２つのユニットが接続時にそれらの内部クロック値を交換しあってから経過し た時間とに依存する。ドリフトが大きいほど、また経過時間が長いほど、時間及 び周波数の不確定性は大きくなり、且つ探索プロセスに要する時間が長くなる。 提案されているシステムでは、クロックは自由作動し、決して調整されない。推 定プロセスではクロック・オフセットだけが使われる。この様にして、ユニット は、自分が過去に接続したことのある他の幾つかのユニットに関するクロック・ オフセットのリストを持つことになる。 本発明を理解しやすいように、低速FH通信システムを考察する。本発明の周波 数ホッピング（ＦＨ）送受信機１００の例が図１に示されている。送受信機１０ ０は、アンテナ１０１と、ラジオ１０２と、ベースバンド・プロセッサ１０３と 、コントローラ１０４とを含んでいる。ベースバンド・プロセッサ１０３は、情 報ビットのフレームをラジオ１０２に供給する。ラジオ１０２は、信号を変調し 、その変調されている信号を適切なホップ周波数にアップコンバートし、該信号 をアンテナ１０１を介して送信する。ラジオ１０２は、ＴＸフレームを疑似ラン ダムＦＨシーケンスに従っていろいろなホップ周波数で送信する。全二重リンク の場合、ＲＸフレームは、時分割二重（ＴＤＤ）リンクの場合にはＴＸフレーム とＴＸフレームとの間で受信され、周波数分割二重（ＦＤＤ）リンクの場合には ＲＸフレームはＴＸフレームの送信と同時に受信される。ＦＤＤの場合には、Ｔ ＸホップとＲＸホップとは同一ではあり得ない。ＴＤＤ及びＦＤＤをそれぞれ利 用する二重ＦＨリンクの例が図２ａ及び２ｂに示されている。コントローラ１０ ４は、送受信機１００のコンポーネントを、次に十分に説明する原理に従って制 御する。 異なるリンクを持続する送受信機間の干渉を最小限にするために、各リンクは 独自のホップ・シーケンスを使用する。異なるリンクのフレームの衝突を最小限 にするために、異なるホップ・シーケンス間の相互相関は小さくなければならな い。衝突を抑制するエラー訂正プロトコルが、より高い層のリンク・プロトコル で実行されなければならない。代表的システムでは、各送受信機が独自のアクセ ス・コードと自由作動クロックとを持つ。アクセス・コードは、ユーザー・アド レスと見なし得るものである。アクセス・コードは使用されることになるＦＨシ ーケンスを選択し、クロックはそのシーケンスにおけるフェーズを、即ち特定の 時間にそのシーケンスのどのホップが選択されるかを決定する。ホップを選択す るための従来の手段の具体例が図３に示されている。この図は暗号化ボックス３ ０１を示しており、ここで、供給されたクロック３０５と、アクセス・コード３ ０３と、（随意に）独自の（暗号化）キー（K_e）３０７とから疑似ランダムにホ ップ・チャネルが導き出される。クロック３０５が更新される度に、暗号化ボッ クスで実行される疑似ランダム・アルゴリズムに従って新しいホップ・チャネル ３０９が選択される。 接続された２つのユニットは、その接続が続く間、同じアクセス・コードと、 同じくロックと、もし存在するならば同じキーとを使用する。いったん接続され ると、その２つのクロックの同期を維持するメカニズムを使用しなければならな い。これは、例えば、早過ぎる又は遅れた受信を示すフレーム・ヘッダ中の同期 ビット・シーケンスにより達成されることができ、それを使ってクロックレート をそれぞれ減速又は加速することができる。クロック更新に漏出メカニズム（le aky mechanism）が使用されるならば、２つのユニットは中間クロック・レート で緩やかに結合される。 ＦＨシステムに伴う問題は、２つの送受信機の最初の同期化にある。携帯用の 送受信機は、接続が存在しないときには普通はスタンバイモードになっている。 このモードでは、送受信機は、電力消費量をなるべく少なくするために、ごく僅 かな活動だけをするべきである。スタンバイモードで行われるべき手続きは、ペ ージング・メッセージがあるかないか調べるために無線チャネルを定期的に監視 することだけである。電力消費量を節約するために、スタンバイモードは下記の 特徴を有するのが望ましい： １） 殆どの時間にスタンバイユニットが全く活動しなくて、ただスリープし ていることとなるように、再開間隔／スリープ間隔のデューティー・サ イクルは低くなければならない（例えば１％）。 ２） 再開間隔T_wakeの間、ユニットは監視活動だけを行うべきであり、どん な信号も送信するべきではない。 ３） 再開期間T_wakeの間、ユニットは単一のホップ周波数だけで再開するべ きである。 ４） 新たな各再開時間に、ユニットは疑似ランダム・ホップ・シーケンスに 従って異なるホップ周波数で再開するべきである。 本発明の１つの態様による送受信機のスタンバイ活動の例が図４に示されてい る。T_standby秒毎に、ユニットのラジオ１０２の受信部は再開し、単一のホップ 周波数f_kでT_wake秒間にわたって監視をする。選択されるホップ周波数は、ユー ザー・アドレスと、ユニットのクロック値kと、（随意に）独自の（暗号化）キ ー（K_e）とにより決定される。スタンバイクロックはT_standby秒毎に更新される ；従って、新たに再開する各時点で、新しいホップ周波数が監視される。 連絡を取りたがっている別のユニット（即ち、ページング・ユニット）は、そ のページング・メッセージで、スタンバイしているユニットに連絡しなければな らない。ページング・ユニットは、スタンバイモードのユニットが何時再開する か、またどんなホップ周波数で再開するかを知らない。その結果として、ページ ング・ユニットは、この時間／周波数の不確定性を解決しなければならない。そ のためにはページング・ユニットは或る程度の努力（＝電力消費）を必要とする けれども、何時までも続くことのあるスタンバイモードと比べて、ページングは 時々生じるに過ぎないので、呼の確立のための動作の殆どをスタンバイプロセス にではなくてページング・プロセスに置くのが好ましい。 呼の確立遅延は、時間及び周波数の不確定性の量により決まる。この遅延を減 少させるためには、この不確定性を制限しなければならない。本発明の第１の態 様によれば、これは、有限の長さNのスタンバイモードにおけるホップシーケン ス、即ちS={f₁，f₂...f_N}を用いて達成される。ここでf_kはホップ・チャネルで ある。受信側はこれらのホップを順に用いる：即ち、クロックがインクリメント される毎に、前記シーケンスの中の次のホップが選択される。f_Nの後、ユニット はもう一度f₁からスタートし、これを繰り返してゆく。従って、クロックはNを 法としてカウントするだけでよい。Nが小さいほど、周波数の不確定性は 小さくなるけれども、干渉に対する耐性は低くなる。時間の不確定性をなるべく 小さくするためには、シーケンス中の全てのホップ周波数が唯一無二であること 、即ちk=mの場合に限ってf_k=f_mであること、が好ましい。このことは、もし２つ のユニットがたまたま同一のホップ周波数に達したならば、その後に同じホップ 周波数と同じホップ・レートとが使用されることを条件として、それらは自動的 に同期化されるということを意味する。 ホップ・シーケンスSはスタンバイユニットのユーザー・アドレスにより決ま るので、ページング・ユニットは、スタンバイユニットと同じホップ・シーケン スを使用するために、そのユーザー・アドレスを使用する。スタンバイユニット のクロックがページング・ユニットにとっては未知であるとすると、スタンバイ ユニットが何時再開してシーケンスSのどのフェーズを使おうとするのかは、ペ ージング・ユニットには分からない。最善の処置は、再開期間T_wake中になるべ く多くの異なるホップ周波数でページング・メッセージを送信することである。 ページ・メッセージの持続時間がT_pageであるとする。この場合には、ページン グ・ユニットはINT(T_wake/T_page)個のページ・メッセージを異なるいろいろなホ ップ周波数で送ることができ、ここでINT()は入力変数の整数部分だけを残す関 数である。確実に各ページ・メッセージが少なくとも１度は完全に再開期間内に 入るようにするためには、いわゆるページ列の中のホップの回数Mは、M=INT(T_{wa ke} /T_page)-1であるのが好ましい。ページ列はページ・メッセージの固まりであ り、各ページ・メッセージは異なるホップ周波数で送信される。ページ列の中の ページ・メッセージは互いに同一であるのが好ましい。再開の時間はページング ・ユニットには分からないので、これは、他のユニットから応答を受け取るまで ページ列を繰り返し送信するべきである。本発明のこの態様の例が図５に示され ている。この例では、４に等しい長さMのページ列が示されている。各ホップで 、受信側の独自のアドレスを含むページ・メッセージ（図示されていない）が送 信される。ホップ・シーケンスの長さもN=4であるならば、ページング・ユニッ トは少なくともスタンバイ期間T_standby内にスタンバイユニットに連絡を取るこ とができる。 スタンバイモードの低デューティー・サイクルと干渉耐性との両方を一般的に 達成するためには、普通はN>Mである。このことは、前の例とは違って、ホップ ・シーケンスの全体を単一のページ列でカバーすることができないということを 意味する。従って、２つ以上のページ列が必要である。この目的のために、全部 を合わせるとホップ・シーケンスの全体をカバーする数個のページ列が定義され る。ページング・ユニットはスタンバイユニットが何時再開するかを知らないの で、送信される１つのページ列から他のページ列への変更はスタンバイ期間T_{sta ndby} 毎に１回の頻度を上回る頻度で行われるべきではない。このことは、各ペー ジ列が再開期間と少なくとも部分的に重なり合うことを保証する。期間T_standby 後に応答が受信されなければ、ページング・ユニットは他のページ列へ切り替わ ることができる。 図６はM=4、N=8の場合の、本発明のこの態様の例を示している。全体としての ホップ・シーケンスはホップ０からホップ７を含んでいる。最初のページ列はホ ップ０〜３を含んでおり、第２のページ列はホップ０と５〜７とを含んでいる。 図示されている例では、ページ・メッセージはホップ・チャネル６で第２再開期 間（k_p=1）中にスタンバイユニットに到達する。第１期間（k_p=0）中に、ページ ング・ユニットは始めの４個のホップ・チャネルを伴うページ列を使う。しかし 、第２期間（k_p=1）に、残りの４個のホップ・チャネル{4，5，6，7}の代わりに ホップ・チャネル{5，6，7，0}が選択されることに注目しなければならない。そ の理由は、ページング・ユニットは、スタンバイユニットがそのクロックをT_{sta ndby} 秒毎に更新すると予想しなければならないことにある。その様にできなけれ ば、結果として図７に示されている種類の非能率がもたらされる可能性がある。 この例では、第１ページ列７０１ホップ・チャネル７を含んでいないので、期間 T_standby後に第２ページ列７０３で２回目の試みが行われる。この第２ページ列 ７０３で、残りのホップ・チャネル、即ち{4，5，6，7}が使われる。図示されて いるように、スタンバイユニットはそのクロックを前に進めて、ホップ・チャネ ル０が監視されているので、２回目の試みも失敗する。次の監視期間になってペ ージング・ユニットが再び第１ページ列７０１を使い、スタンバイユニットがホ ップ・チャネル１を監視するようになって初めて応答が受信されることになる。 M=4、N=8で考察された図６の例では、ページング・ユニットは２つのページ列 、即ち、 列A=｛hop_mod8(k_p)，hop_mod8(k_p+1)，hop_mod8(k_p+2)，hop_mod8(k_p+3)｝ 列B=｛hop_mod8(k_p+4)，hop_mod8(k_p+5)，hop_mod8(k_p+6)，hop_mod8(k_p+7)｝ を使用する。ここでk_pは、T_standby毎にインクリメントされるページング・ユニ ットのクロック値であり、 hop_modN(x)=hop(x mod N)であり、ホップ・シーケンスが循環的に使われるよう になっている。 N>2Mであるときには、３つ以上のページ列を使わなければならないことが理解 されよう。それらのページ列は、各々持続時間T_standbyで、順次に使用されるべ きである。一般に、必要なページ列の個数はN_T=RNDUP(N/M)で与えられ、ここでR NDUP()は非整数を最も近い整数に丸める関数である。 この一般的場台には、ページ列を下記の式により明示することができる： 列ｉ=｛hop_modN(k_p+iM)，hop_modN(k_p+iM+1)，...，hop_modN(k_p+iM+(M-1))｝ ここでｉ=0，...，(N_T-1)である。 チャネルでのエラーが無視されるならば、上記の方式は最大でN_T*T_standbyの 遅延内でのページ受信を保証する。スタンバイユニットのクロックk_sの値を推定 する方法があれば、この遅延を減少させることができる。スタンバイクロックが おおよそ分かっているならば、推定誤差に備えるために、予期される再開ホップ と、その予期される再開ホップの直ぐ前及び後のホップとをカバーする適切なペ ージ列を選択することができる。図６の例では、下記のページ列を使うことがで きる： 列A=｛hop_mod8(k'_s-2)，hop_mod8(k'_s-1)，hop_mod8(k'_s)，hop_mod8(k'_s+1)｝ 列B=｛hop_mod8(k'_s+2)，hop_mod8(k'_s+3)，hop_mod8(k'_s+4)，hop_mod8(k'_s+5)｝ ここでk'_sはページング・ユニットのスタンバイクロックの推定値である。本発 明のこの態様の作用を説明するために、スタンバイクロックの実際の値はk_s=５ であり、スタンバイクロックの推定値はks'＝４であると仮定する。この場合、 第１ページ列は図８と同様になる。推定値は１秒だけ間違っていたけれども、な お高速アクセスが達成される。 上記の例は、M=4、N=8の特別な場合についてのものである。一般に、ページ列 を下記の式で明示することができる： ｉ=0，...，(N_T-1)のとき； 列ｉ=｛hop_modN(k'_s-α+iM)，hop_modN(k'_s-α+iM+1)，...，hop_modN(k'_s-α+i M+(M-1))｝ ここでαはゼロより大きい一定のオフセット値である。このオフセット値αは、 クロック推定値k'_sの正及び負の誤差を説明するために、推定ホップhop_modN(k_s' )の前及び後のホップを列Aが含むように選択される。 スタンバイクロックの推定値を、前の接続で得られた情報から導き出すことが できる。即ち、２つのユニットが接続されると、それらのユニットは、両方のユ ニットのクロック値を含むパラメータを交換し合う。各ユニットは他方のユニッ トのクロック値を自分のと比較してクロック・オフセット値を決定し、その値は 、その後に、他方のユニットの現在のクロック値を推定するために自分自身のク ロック値に加えられる。接続中、クロック間は緩いロッキング・メカニズムによ り同期を保つ。例えば、各ユニットは、自分が受信した信号タイミングを、自分 が送信した信号タイミングに関して到着が早いか遅いかチェックして、自分のク ロックをそれに応じて調整することができる。アルゴリズムが漏出型（leaky、 即ち、早過ぎ／遅刻（early/late）補償が正確でない）であるならば、双方のユ ニ ットは、個々のユニットのクロック・レートの中間のクロック・レートで安定す る。 接続が切断されると、ユニットは、その接続時に決定されたクロック・オフセ ット値を維持する。各ユニットのクロックが相対的にドリフトするので、クロッ ク推定値（即ち、それぞれのユニットの、維持されているクロック・オフセット 値に自分自身のクロック値を加えることにより決定される他方のクロックの推定 値）は信頼できなくなってくる。各ユニットについて、他方のユニットの推定さ れるクロック値の不確定性は、切断から経過した時間の長さとドリフトの速度と に依存する。例えば、ユニット間の相対ドリフトが百万分のＸ（ｐｐｍ）である と仮定する。すると、１／Ｘ秒後に、一方のユニットの他方のユニットのクロッ ク値についての推定値はなお１秒の範囲内で正確であり、そして上記の技術によ れば、アクセス手続きは、スタンバイユニットの内部クロックの正確なレプリカ が分かっているときと同じく高速となる。クロック推定値k_s'はページング・ユ ニットのクロックの現存するクロック値k_pに代わるものではないことを強調して おく。むしろ、ページング・ユニットは、単に、接続が確立されたときの自分の クロック値と他方のユニットのそれとの差に基づいてオフセット値Δを決定する に過ぎない。オフセット値Δは、他方のユニットのクロック値の現在の推定値を 与えるためにページング・クロックk_pの現在の値に加算される：即ち、k_s'=k_p+ Δ。 ユニットは、好ましくは、過去に自分が接続したことのあるユニットの各々に ついての相対的推定値Δiの完全なリストを格納する。初期化の前に、該リスト を調べて、ページングされるべきスタンバイユニットについての推定値Δiがあ るか無いか確かめる。もしあれば、ページング・ユニットは、検討されているス タンバイユニットをページングするために、推定されたクロック値k_s'=k_s+Δiを 使う。 初期の呼の確立時のアクセス遅延が、 １） 単一の列に含まれるホップ・チャネルの個数と、 ２） ホップ・シーケンス中のホップ・チャネルの個数と、 ３） 相対的クロック・ドリフトの大きさと、 ４） 切断から経過した時間と、 に依存することは明らかであろう。 アクセス遅延を短くすると共にスタンバイモードにおける電力消費を低くする ために、再開持続時間T_wake及びスタンバイ期間T_standbyでシステムを最適化す ることができる。 接続がいったん確立されると、ページング・ユニットは、クロック位相を、ア クセスが成功した位相に保ち続ける。その時点から、スペクトルをスタンバイユ ニットが使っていたレートより高いレートまでホップするように双方のユニット の接続クロック・レートをセットすることができる。更に、ユニットは、異なる （場合によってはもっと長い）ＦＨシーケンスで接続を継続することを決定する こともできる。それは、ページング・ホップ・パターンが接続を維持するのに理 想的なパターンより短ければ、望ましいかも知れない。 以上の記載では、ページング・ユニットからスタンバイユニットへの通信だけ について検討した。本発明の別の態様では、スタンバイユニットからページング ・ユニットへの応答はいろいろな方法で達成され得る。ホップがページ・ホップ ・シーケンスＳの中のホップと１対１に対応する応答ホップ・シーケンスS'を定 義することができる。ＴＤＤ方式の場合には、ページング・ユニットは、図９に 示されているように、Sのホップf_kでページ・メッセージを送信した直後にS'の 中の応答ホップf'_kを監視する。この例では、応答シーケンスS'は、定数１０を 加算することによってページ・シーケンスSから導き出される。従って、スタン バイユニットにおいてホップ１で受信されたページ・メッセージはホップ１１で 肯定応答される。ＦＤＤの場合には、図１０に図示されているように、ホップf_k で送信し、同時にホップf'_kで監視をする。しかし、他の応答処理手順も可能で ある。例えば、ページング・ユニットは、もっと低い頻度で応答メッセージの監 視を行ってもよい。その場合には、ページング・ユニットは、自分が何時聴取す るかを、そのページ・メッセージで表示しなければならず、或いは、スタンバイ ユニットが応答メッセージを繰り返し送信する方法が使われなければならない。 第１の方法の例が図１１に図示されている。各ページ・メッセージで、ページン グ・ユニットは、該ページング・ユニットが応答を聴取する前に何個のペー ジ・ホップが残っているかを示さなければならない。残っているホップの個数は 、各追加ページ・メッセージ毎に減ってゆく。好ましくは、ページ・メッセージ は、ページング・ユニットが聴取するホップ頻度も含むべきである。例えば、図 １１において、ページ・メッセージはホップ０〜３で繰り返し送信される。各ペ ージ・メッセージにおいてパラメータ(X，Y)が明示され、ここでXは監視ホップ であり、Yは、ページング・ユニットが応答を聴取する前にまだ残っているホッ プの個数である。第１列では、X=4であり、Yは３から０まで減少する。スタンバ イユニットはページ・メッセージをホップ２で受信する。１ホップを待ってから 、該ページ・メッセージで表示されていたようにホップ５で応答メッセージを送 信する。この方法は、ページング・メッセージで送信される必要のあるデータの 量を増大させる。別の方法では、スタンバイユニットは応答メッセージを単一の ホップ周波数で繰り返し送信する。その様な方法の例が図１２に図示されている 。各ページ列の後に、ページング・ユニットは応答をホップで聴取する。監視ホ ップ周波数は各列の後で異なる。スタンバイユニットは、ページング・メッセー ジを受信すると、そのページング・メッセージを受信したホップに対応するホッ プ周波数を使って応答メッセージを送り戻す。応答メッセージは一定回数だけ、 毎回同じ周波数で、繰り返される。簡単にするために、この例では、応答ホップ は、成功したページ・ホップ、即ちホップ番号１に等しいように選択される。ペ ージング・ユニットが第２監視イベント（ホップ番号１での）で応答を受信した 後にスタンバイユニットがその送信をどれほどの長さにわたって反復するかを該 ページング・ユニットが知らないという再発する問題を解決するために、応答メ ッセージは、例えば、スタンバイユニットが再び聴取する前にまだ何個の応答メ ッセージが残っているかを示す表示を含むことができる。これは、図１１で説明 した方法と同様である。残っているメッセージの個数の他に、スタンバイユニッ トが聴取するホップ番号を表示することができる。 本発明を特定の実施形態を参照して説明した。しかし、当業者にとっては、前 述した好ましい実施形態以外の特定の形で本発明を具体化し得ることは明白であ る。それを、本発明の範囲から逸脱することなく実行することができる。 例えば、代表的実施形態は、周波数ホッピングを利用するシステムに適用され ている。しかしながら、周波数ホッピングは、いろいろな種類のチャネル・ホッ ピングのうちの１つに過ぎない。ホップされているタイムスロットでない限りは 、コード（拡散シーケンス）や、チャネルを提供する任意のホップされるエンテ ィティーを用いるなど、他の種類のチャネル・ホッピングを使うシステムに本発 明をより一般的に適用することができる。 従って、上記好ましい実施形態は単なる実例に過ぎず、あらゆる意味で限定的 には解されるべきでない。本発明の範囲は、前述の記載ではなくて添付の請求項 により与えられ、請求項の範囲に属するあらゆる変形及び同等物も請求の範囲に 含まれるものである。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，Ｌ Ｕ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ， ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，ＫＥ，ＬＳ，Ｍ Ｗ，ＳＤ，ＳＺ，ＵＧ，ＺＷ)，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ，ＴＪ，ＴＭ)，ＡＬ，ＡＭ ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ， ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＥ，Ｅ Ｓ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＧＷ，ＨＵ，ＩＤ ，ＩＬ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ， ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，Ｍ Ｇ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ， ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ，Ｙ Ｕ，ＺＷ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １． チャネル・ホッピング通信システムにおいてページング・ユニットとスタ ンバイユニットとの接続を確立する方法であって、この方法は、 全てのスタンバイ期間T_standbyの中の起動期間T_wakeの間、該スタンバイユニ ットを起動させるステップと、 各起動期間の間に、該スタンバイユニットにページング・メッセージの受信の ために選択されたチャネルを監視させるステップであって、その選択チャネルは 複数のチャネルから選択され、その後の各起動期間に対して、該選択チャネルは 、ホッピング・シーケンスにより前記の複数のチャネルから指定されたチャネル の次のチャネルであるステップと、 該スタンバイユニットから応答が受信されるまで、該ページング・ユニットか ら該スタンバイユニットへページ列を繰り返し送信するステップとを含んでおり 、 各ページ列は複数のページング・メッセージを含んでおり、各ページング・メ ッセージは複数のチャネルのサブセットのうちの異なる１つで送信されているこ とを特徴とする方法。 ２． 各ページ列について、前記サブセットのチャネルは、該ホッピング・シー ケンスにより指定された通り並べられることを特徴とする請求の範囲第１項に記 載の方法。 ３． 該ホッピング・シーケンスは疑似ランダム・シーケンスであることを特徴 とする請求の範囲第２項に記載の方法。 ４． 該疑似ランダム・シーケンスは、有限であって、該スタンバイユニットの アドレスにより決定されることを特徴とする請求の範囲第３項に記載の方法。 ５． 該スタンバイユニットによって監視されるべきチャネルの選択は該スタン バイユニットの自由作動クロックの値の関数であり、 該ページ列は複数のページ列から選択され、その選択は該ページング・ユニッ トの自由作動クロックの値の関数であることを特徴とする請求の範囲第１項に記 載の方法。 ６． 各ページ列の持続時間は該起動期間T_wakeに実質的に等しいことを特徴と する請求の範囲第１項に記載の方法。 ７． 各ページ列の持続時間は該起動期間T_wakeより短いことを特徴とする請求 の範囲第１項に記載の方法。 ８． ページ列を該ページング・ユニットから該スタンバイユニットへ繰り返し 送信するステップは、 第１スタンバイ期間中に用いられる第１ページ列を選択し、 第１スタンバイ期間中に該第１ページ列を該ページング・ユニットから該スタ ンバイユニットへ繰り返し送信し、 その後のスタンバイ期間中に用いられる第２ページ列を選択することを含んで おり、該第２ページ列は、該第１ページ列を送信するために用いられたのとは異 なるチャネルのサブセットで送信されることを特徴とする請求の範囲第１項に記 載の方法。 ９． 各ページ列は、式: 列ｉ=｛hop_modN(k_p+iM)，hop_modN(k_p+iM+1)，...，hop_modN(k_p+iM+(M-1))｝ に従って複数のチャネルから選択されたチャネルのサブセットで送信され、ここ でk_pはページング・ユニットのクロック値であり、このページング・ユニットの クロック値はT_standby期間毎に更新され、 Nはホッピング・シーケンスのチャネルの個数であり、 T_pageはページ・メッセージの持続時間であり、 M=INT(T_wake/T_page)-1であり、INT()は変数の整数部分だけを残す関数であり、 ページ列の個数N_TはN_T=RNDUP(N/M)で与えられ、このRNDUP()は非整数値を最も 近い整数値に丸める関数であり、 ｉ=0，...，(N_T-1)であり、 hop_modN(x)=hop(x mod N)であることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方 法。 １０． 各ページ列は、式： 列ｉ=｛hop_modN(k'_s-α+iM),hop_modN(k'_s-α+iM+1),...，hop_modN(k'_s-α+iM+ (M-1))｝ に従って複数のチャネルから選択されたチャネルのサブセットで送信され、 ここでk'_sはスタンバイユニットのクロック値の推定値であり、スタンバイユニ ットのクロック値はT_standby期間毎に更新され、 αはゼロより大きな一定のオフセット値であり、 Nはホッピング・シーケンス中のチャネルの個数であり、 T_pageはページ・メッセージの持続時間であり、 M=INT(T_wake/T_page)-1であり、ここでINT()は変数の整数部分だけを残す関数で あり、 ページ列の個数N_TはN_T=RNDUP(N/M)で与えられ、 ここでRNDUP()は非整数を最も近い整数に丸める関数であり、 ｉ=0，...，(NT-1)であり、 hop_modN(X)=hop(X mod N)であることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方 法。 １１． 該スタンバイユニットのクロックの推定値は、前に決定されたスタンバ イユニットのクロック値とページング・ユニットのクロック値との間のオフセッ トだけ調整された、ページング・ユニットの現在のクロック値から決定されるこ とを特徴とする請求の範囲第１０項に記載の方法。 １２． 前に決定されたオフセットは、将来にアクセスを試みるときのために不 揮発性メモリーに格納されることを特徴とする請求の範囲第１１項に記載の方法 。 １３． 該チャネル・ホッピング通信システムは、周波数ホッピング通信システ ムであることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。 １４． 該チャネル・ホッピング通信システムは、コード・ホッピング通信シス テムであることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。 １５． チャネル・ホッピング通信システムにおいてページング・ユニットとス タンバイユニットとの接続を確立するための装置であって、この装置は、 全てのスタンバイ期間T_standbyの中の起動期間T_wakeの間、該スタンバイユニ ットを起動するための手段と、 各起動期間の間に、該スタンバイユニットにページング・メッセージの受信の ために選択されたチャネルを監視させるための手段であって、その選択チャネル は複数のチャネルから選択され、その後の各起動期間の間は、該選択チャネルは 、ホッピング・シーケンスにより前記の複数のチャネルから指定されたチャネル の次のチャネルである手段と、 該スタンバイユニットから応答が受信されるまで、該ページング・ユニットか ら該スタンバイユニットへページ列を繰り返し送信する手段とを含んでおり、 各ページ列は複数のページング・メッセージを含んでおり、各ページング・メ ッセージは複数のチャネルのサブセットのうちの異なる１つで送信されることを 特徴とする装置。 １６． 各ページ列について、前記サブセットのチャネルは、ホップ・シーケン スにより指定された通り並べられることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載 の装置。 １７． 該ホッピング・シーケンスは疑似ランダム・シーケンスであることを特 徴とする請求の範囲第１６項に記載の装置。 １８． 該疑似ランダム・シーケンスは、有限であって、該スタンバイユニット のアドレスにより決定されることを特徴とする請求の範囲第１７項に記載の装置 。 １９． 該スタンバイユニットによって監視されるべきチャネルの選択は該スタ ンバイユニットの自由作動クロックの値の関数であり、 該ページ列は複数のページ列から選択され、その選択は該ページング・ユニッ トの自由作動クロックの値の関数であることを特徴とする請求の範囲第１５項に 記載の装置。 ２０． 各ページ列の持続時間は該起動期間T_wakeに実質的に等しいことを特徴 とする請求の範囲第１５項に記載の装置。 ２１． 各ページ列の持続時間は該起動期間T_wakeより短いことを特徴とする請 求の範囲第１５項に記載の装置。 ２２． ページ列を該ページング・ユニットから該スタンバイユニットへ繰り返 し送信する手段は、 第１スタンバイ期間中に用いられる第１ページ列を選択するための手段と、 第１スタンバイ期間中に該第１ページ列を該ページング・ユニットから該スタ ンバイユニットへ繰り返し送信するための手段と、 その後のスタンバイ期間中に用いられる第２ページ列を選択するための手段と を含んでおり、該第２ページ列は、該第１ページ列を送信するために用いられた のとは異なるチャネルのサブセットで送信されることを特徴とする請求の範囲第 １５項に記載の装置。 ２３． 各ページ列は、下記の式： 列ｉ=｛hop_modN(k_p+iM)，hop_modN(k_p+iM+1)，...，hop_modN(k_p+iM+(M-1))｝ に従って複数のチャネルから選択されたチャネルのサブセットで送信されるよう になっており、 ここでk_pはページング・ユニットのクロック値であり、このページング・ユニッ トのクロック値はT_standby期間毎に更新され、 Nはホッピング・シーケンスのチャネルの個数であり、 T_pageはページ・メッセージの持続時間であり、 M=INT(T_wake/T_page)-1であり、INT()は変数の整数部分だけを残す関数であり、 ページ列の個数N_TはN_T=RNDUP(N/M)で与えられ、このRNDUP()は非整数値を最も近 い整数値に丸める関数であり、 ｉ=0，...，(N_T-1)であり、 hop_modN(x)=hop(x mod N)であることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の 装置。 ２４． 各ページ列は下記の式： 列ｉ=｛hop_modN(k'_s-α+iM)，hop_modN(k'_s-α+iM+1)，...，hop_modN(k'_s-α+i M+(M-1))｝ に従って複数のチャネルから選択されたチャネルのサブセットで送信されるよう になっており、 ここでk'_sはスタンバイユニットのクロック値の推定値であり、スタンバイユニ ットのクロック値はT_standby期間毎に更新され、 αはゼロより大きな一定のオフセット値であり、 Nはホッピング・シーケンス中のチャネルの個数であり、 T_pageはページ・メッセージの持続時間であり、 M=INT(T_wake/T_page)-1であり、ここでINT()は変数の整数部分だけを残す関数で あり、 ページ列の個数N_TはN_T=RNDUP(N/M)で与えられ、 ここでRNDUP()は非整数を最も近い整数に丸める関数であり、 ｉ=0，...，(NT-1)であり、 hop_modN(X)=hop(X mod N)であることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の 装置。 ２５． 該スタンバイユニットのクロックの推定値は、前に決定されたスタンバ イユニットのクロック値とページング・ユニットのクロック値との間のオフセッ トだけ調整された、ページング・ユニットのクロックの現在のクロック値から決 定されることを特徴とする請求の範囲第２４項に記載の装置。 ２６． 将来にアクセスを試みるときに用いるために、前に決定されたオフセッ トを格納しておくための不揮発性メモリーを更に含んでいることを特徴とする請 求の範囲第２５項に記載の装置。 ２７． 該チャネル・ホッピング通信システムは周波数ホッピング通信システム であることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の方法。 ２８． 該チャネル・ホッピング通信システムはコード・ホッピング通信システ ムであることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の装置。