JP2001508987A

JP2001508987A - 通信ネットワークにおけるチャネル割り当て方法及び対応するシステム

Info

Publication number: JP2001508987A
Application number: JP51988499A
Authority: JP
Inventors: コレーティム，ヘーバ; トーム，サミル
Original assignee: Philips Electronics NV
Current assignee: Koninklijke Philips NV
Priority date: 1997-09-30
Filing date: 1998-08-19
Publication date: 2001-07-03
Also published as: CN1244318A; CN1123156C; KR20000069166A; WO1999017482A2; US6370117B1; KR100528660B1; WO1999017482A3; EP0941590A2

Abstract

(57)【要約】本発明は、動的に制御された境界ポリシーを利用するリソース割り当て方法及びシステムに関し、フレームに分割された通信チャネルを共有しなければならない２つのトラヒッククラス（固定ビットレートトラヒック、及びＶＢＲトラヒックとも呼ばれるバーストデータトラヒック）のために、システムで保証されたサービスパラメータの質を満足させるためのものである。トラヒックサブフレーム間の境界位置（ＢＰ）及び割り当ての決定自体は、トラヒック要求キュー（２１、２２）の充填レベルを監視した後に、各フレームのためのリソース割り当て器（２３）によって定められる。アプリケーションは広帯域通信のための衛星ネットワークである。

Description

【発明の詳細な説明】通信ネットワークにおけるチャネル割り当て方法及び対応するシステム本発明は、Ｎ（Ｆ）タイムスロットを含むフレームに分割された通信チャネルへの固定及び可変ビットレート（ＣＢＲ及びＶＢＲ）トラヒックを統合するための複数のユーザ局から来る待ち呼にチャネルスロットを割り当てる方法に関する。また、本発明は対応する割り当てシステムに関する。この発明は、例えば、ＶＳＡＴ端末を含む衛星ネットワークにインプリメントされ得る。ＶＳＡＴ(超小型地球局 Very Small Aperture Terminal)から衛星トランスポンダリソースへの直接のアクセスを個人ユーザに提供する衛星ネットワークは、マルチメディア通信における重要な役割を果たすよう期待されている。ユーザ端末とネットワークコントロールセンタ間でのメッセージ交換は、遅延という観点で多大なコストがかかるので、異なるトラヒックタイプを統合するリソース割り当て方針は、マルチメディアトラヒックを生成するアプリケーションをサポートできる衛星ネットワークを設計することにおける主要な側面を表現する。チャネルアクセス及び帯域幅の帰属は、伝送されるトラヒックのタイプに大いに依存し、従って、トラヒック特性におけるバリエーションはリソース割り当て方針を選択するにあたり不可欠な要因である。長い継続時間のストリームトラヒックを生成する時間に敏感なアプリケーションに対応する同期トラヒックにとって、その周期的な本質及び時間に敏感なことは、コネクションオリエンティッドのサービスモードにおいて、呼の継続時間中は固定のチャネルリソースを割り当てることを必要とさせる。その呼の全体のために１つのチャネルを帰属させることは、大きな衛星の伝播遅延がある場合には、そのようなリアルタイムトラヒックのジッタ変動を制限するために、特に不可欠である。そして、呼の全期間中同一の帯域リソースを占有するので、同期トラヒックは固定ビットレートクラスのサービスに帰すことができる。他方、非同期トラヒックは、例えば、時々短いバーストを生成する対話式端末は、バースト毎の予約によって、バーストの期間中そのシステムにおいて許可され、そのトラヒックはコネクションレスモードのサービスにおいて、バースト毎の予約によって、サポートされる。そのバーストは、非リアルタイム可変ビットレートクラスのサービスにマッピングされ得る。その非リアルタイムの性質は、到着バーストの予約遅延が地上ネットワークに比べて大きいという事実から発生する。（更に、結果としてのジッタは、適用されるアクセスプロトコル及びリンクの負荷状態に大いに依存するので、保証されない。）それゆえ、これらのサービスクラスを収容し、同時に各トラヒックタイプによって必要とされるサービスの質を満足させるために効率的なリソース割り当て方針が必要である。衛星の分野においては、異なるトラヒックタイプを伝送するための同じチャネルの使用を促進するためにいくつかの策が提案されてきた。一般的に、衛星のアップリンクチャネルは、固定長のＴＤＭＡ（時分割多重アクセス）フレームに分割される。これらのフレームは、そして、異なるトラヒックタイプに割り当てられた所定の数Ｌのタイムスロットに分割される。それは固定の方法(固定境界戦略、fixed boundary strategy)あるいは可変の方法（移動可能境界戦略,movable boundary strategy）で行なわれる。固定境界戦略では、各トラヒックタイプは、それに永続的に割り当てられた同一の数のタイムスロットを有し、それゆえ、そのリソースを共有するための他のタイプからの競合には会わない。この戦略は、リソースが全部使用されていない場合には非効率的であり得、それゆえ、他のタイプにより使用される機会なく、所定のトラヒックタイプにより消費される。他の戦略は、リソースの制限された共有を許容することによりこの欠点を部分的に克服している。いわゆる移動可能境界戦略は、例えば、”音声／データ統合ワイヤレスネットワークのための固定及び移動可能境界チャネルアクセススキーム”,T.E Wieselthier and A.Ephremides，IEEE Transactions on Commun ications，vol 43,nol，January 1995，pp.64-74の文書の中で説明され、それによれば、短いデータメッセージを、追加のチャネルがもしストリームトラヒックにより使用されていなければ、その追加のチャネルに割り当てることができ、、しかしながら、必要であればそのストリームトラヒックにより先取りされる。そのよな戦略は、固定境界戦略と比較して、短いデータメッセージの待ち遅延の削減を達成する（すなわちより良いチャネル使用効率を達成する）ことがわかり、それはより詳細に説明される。従来の移動可能境界戦略において、各フレームは２つの要素に細分される。それらは、ＣＢＲサブフレーム、及び非リアルタイム可変ビットレートサブフレームである。（ＮＲＴ−ＶＢＲもしくはＶＢＲサブフレームと称される。）ＣＢＲ呼は、データバースト継続時間より長い時間の間チャネルリソースを占有するので、低い負荷の状態では、使用可能なＣＢＲリソースはバーストデータに割り当てられ得る。（しかし、到着するＣＢＲ要求はそれ自身のサブフレームの中では高いプライオリティを持ち続ける。）２つのサブフレームを分離する境界は、ＶＢＲトラヒックに使用可能なタイムスロットを割り当てるためにＣＢＲの中で移動し得るが、ＣＢＲトラヒックが増加するとその位置に戻る。（すなわち、ＶＢＲトラヒックのために流用されたＣＢＲタイムスロットは、この目的のために必要である時には、すぐにＣＢＲタイムスロットとしてその元の状態に戻る。）このことは、ＣＢＲのパフォーマンスに影響を与えずにＶＢＲトラヒック平均遅延を削減させる利点がある。それに対し、ＣＢＲトラヒックは、ＶＢＲサブフレームからＶＢＲタイムスロットを使用することを許可されていない。なぜならば、このスロットは、呼の全期間にわたりＶＢＲトラヒックには使用不可となるからである。本発明の目的は、ＣＢＲ接続に提供されるサービスの質を向上させるために、タイムスロットを割り当てる改善された方法を提案することである。この目的のために、本発明は、説明の前置きで説明した方法に関し、両トラヒックタイプの通常の負荷状態において、各フレームは、Ｎ（Ｃ）スロットからなる固定ビットレート（ＣＢＲ）トラヒックサブフレーム、Ｎ（Ｖ_min）スロットからなる可変ビットレート（ＶＢＲ）データトラヒックサブフレーム、及びそれらの間の、フレームの（Ｎ（Ｆ）−Ｎ（Ｃ）−Ｎ（Ｖ_min））の残りのスロットからなり共通リソースプール（ＣＲＰ）と呼ばれるサブフレームに２つの境界によって細分され、その割り当て方法は、（ａ）ＶＢＲトラヒック負荷がＣＢＲトラヒックの負荷より増加すると、割り当てられていないＣＢＲチャネルを含ませるために、それらの間の境界はＣＲＰ及びＣＢＲサブフレームの内側に移動し、（ｂ）ＣＢＲトラヒックが上昇すると、小さなＶＢＲトラヒック負荷において、前記境界はＣＲＰにおいてＶＢＲサブフレームの方向に移動し、その置換はＶＢＲトラヒックのために永続的に確保されているリソースＮ（Ｖ_min）の最小数により制限され、（ｃ）両トラヒックタイプのトラヒック負荷が高い状態では、ＣＢＲトラヒックリソースはＮ（Ｃ）に制限され、その間、フレームにおける残りのリソースＮ（Ｖ）＝Ｎ（Ｆ）−Ｎ（Ｃ）はＶＢＲトラヒックにとって使用可能となる各ステップを有する。この方法は、異なるトラヒック負荷のバリエーションに対する割り当ての決定を動的に適合させることにより、共通のタイムスロット部分において相互のリソース共有を許容するので、衛星の環境で評価された場合、ＶＢＲトラヒックのほうが低い負荷の場合にＣＢＲとＶＢＲトラヒックを統合するための従来の移動可能境界戦略より便利である。ネットワーク負荷状態に適合させるために各フレームの最初において実行されるこの方法の有利な点は、ＣＢＲトラヒックにフレーム上で使用可能なリソースを使用させると同時に、ＶＢＲトラヒックの最低を保証するので、ＶＢＲ負荷の低い場合に、ＣＢＲトラヒック遮断（blocking）の可能性及び呼のセットアップ遅延を減少させることである。ＶＢＲの待ち遅延はまた低ＣＢＲ負荷状態において減少する。この提案したスキームは、しかしながら、両トラヒックタイブの高負荷において、従来の移動可能境界戦略に収束する。本発明の他の目的は前記の方法を実行するための割り当てシステムを提案することである。この目的のために、本発明は、固定及び可変ビットレート（ＣＢＲ及びＶＢＲ）トラヒックをＮ（Ｆ）タイムスロットを含むフレームに分割される通信チャネルに統合するための、複数のユーザ局から到来する待ち呼にチャネルスロットを割り当てるシステムに関し、該システムは到来するＣＢＲ呼接続を格納するための第１の有限長ＣＢＲキューと、到来するＶＢＲメッセージを格納するための第２の無限キューと、前記フレームに関連した制御期間の開始において前記２つのキューの各々の充填レベルを監視するためのフレーム割り当て制御器とを有し、各フレームは、両トラヒックタイプの通常の負荷状態において、Ｎ（Ｃ）スロットからなるＣＢＲトラヒックサブフレーム、Ｎ（Ｖ_min）スロットからなるＶＢＲトラヒックサブフレーム、及びそれらの間の、フレームの（Ｎ（Ｆ）−Ｎ（Ｃ）−Ｎ（Ｖ_min））の残りのスロットからなり共通リソースプール（ＣＲＰ）と呼ばれるサブフレームに２つの境界によって細分され、その割り当て方法は、（ａ）ＶＢＲトラヒック負荷がＣＢＲトラヒックの負荷より増加すると、割り当てられていないＣＢＲチャネルを含ませるために、それらの間の境界はＣＲＰ及びＣＢＲサブフレームの内側に移動し、（ｂ）ＣＢＲトラヒックが上昇すると、小さなＶＢＲトラヒック負荷において、前記境界はＣＲＰにおいてＶＢＲサブフレームの方向に移動し、その置換はＶＢＲトラヒックのために永続的に確保されているリソースＮ（Ｖ_min）の最小数により制限され、（ｃ）両トラヒックタイプのトラヒック負荷が高い状態では、ＣＢＲトラヒックリソースはＮ（Ｃ）に制限され、その間、フレームにおける残りのリソースＮ（Ｖ）＝Ｎ（Ｆ）−Ｎ（Ｃ）はＶＢＲトラヒックにとって使用可能となるように実行される。このシステムにおいて、前記ステップ（ｂ）は、好ましくは次の各ステップに従って編成される。（ｂ１）待ち呼のためにＣＲＰからチャネルが割り当てられる前に、前記第２のキューの長さは監視され、（ｉ）前記長さが所定の閾値より小さい場合、ＣＢＲ呼はＣＲＰサブフレームにおけるアクセスを与えられ、（ｉｉ）前記長さが前記閾値を超える場合、ＣＢＲ要求はＣＲＰサブフレームへのアクセスを拒否され、前記キューの長さが前記閾値より小さくなった場合にのみ、ＣＢＲサブフレーム又はＣＲＰサブフレームにおいてリソースの解放を待つようにされ、（ｂ２）新たなＣＢＲ呼要求が到来したときに、前記第１のキューが完全に満たされている場合、前記要求は遮断され、前記システムから削除される各ステップである。このシステムの有利な実施形態において、前記閾値は、ＣＢＲトラヒックに割り当てられたＣＲＰリソースの数の関数として動的に変化し、前記閾値は前記数が増加すると減少する。本発明は添付の図面を参照して更に詳細に説明される。図１は３種類のタイムスロット間における２つの移動可能境界を有する本発明によるフレーム構造を示す。図２は本発明による割り当てシステムの実施例を示し、図３は実行される割り当て方法を示すフローチャートである。図４は可変の負荷におけるフレーム構造と境界位置を示す。説明を明確にするために、これから説明する詳細な説明において、本発明による割り当て方法は２重移動可能境界戦略（Double Movable Boundary Strateg y）もしくは”ＤＭＢＳ”と称される。Ｎ（Ｆ）タイムスロットに分割されたフレーム構造が図１に示されている。（通信チャネルを介して相互接続された局間でのメッセージの伝送を取り扱うとき、フェードバックダウンストリームコネクション、もしくはチャネルが一般的に存在する。しかし、本発明は、アップストリームチャネルに関しており、いかなるダウンストリームコネクションにも適用される。）Ｎ（Ｆ）スロットの各フレームはそれ自身は３つの要素に細分される。それらは次の通りである。 −ＣＢＲトラヒックサブフレーム。これはＮ（Ｃ）タイムスロットを有する。ここでＮ（Ｃ）は、通常の及び高いＶＢＲ負荷状態において、ＣＢＲ呼で使用可能な全リソースを表し、本システムにより保証された要求呼の遮断率を達成するために選択される。 −非リアルタイム可変ビットレート（ＮＲＴ−ＶＢＲ）トラヒックサブフレーム、もしくはＶＢＲサブフレーム。これはＮ（Ｖ_min）タイムスロットを有する。ここでＮ（Ｖ_min）は、全ての負荷状態において、ＶＢＲトラヒックに割り当てられるリソースの最小数を表す。 −共通リソースプール（ＣＲＰ）。これはフレームにおける残りのタイムスロット（Ｎ（Ｆ）−Ｎ（Ｃ）−Ｎ（Ｖ_min））である。図１に示すように、異なるスロット間の境界が存在する。境界（Ｂ１、Ｂ２）の位置は、そのフレームに関連している制御期間の間、各フレームのためにとられるチャネル割り当ての決定により定められる。フレームの長さは、ＣＢＲ呼の周期性要求を満たすように選択され、フレームにおける１つのスロットは、予約に基づいて、各ＣＢＲ接続及び各ＶＢＲメッセージに割り当てられる。割り当て方法及びその対応する割り当てシステムは図２及び３を参照して説明される。図２に示す割り当てシステムは、チャネルリソース割り当てを競合する多数の端末を含むこと仮定している。前述したように、２種類の端末がここでは考えられている。第１の端末は、ＣＢＲコネクションを要求するストリームトラヒック生成アプリケーションを動作させており、第２の端末は、短いデータバーストを生成し、バースト期間の間リソースを要求するアプリケーションを動作させている。”ＣＢＲ”トラヒックとして参照されるＣＢＲ呼要求は、ポアソンの過程に従って到着し、１秒あたりλ（ｃ）呼の到着レートであるのに対し、”ＶＢＲ” トラヒックと称されるデータメッセージは、同様の過程に従って、１秒あたりλ （ｖ）パケットの到着レートで到着する。データメッセージの長さは、タイムスロットの長さと等しく、ＣＢＲ呼の平均サービス期間は、ＶＢＲデータメッセージのそれよりずっと大きい。（前者は分単位であり、後者は、フレーム長さ及びフレーム当たりのタイムスロット数に依存し、マイクロからミリ秒単位である。）図２におけるフレームリソース割り当てシステムは、到着ＣＢＲ呼接続要求を格納するための有限長ＣＢＲキュー２１と、到着バーストデータメッセージ（ＶＢＲトラヒック）を格納するための無限長キュー２２と、フレームリソース割り当て器２３を有し、フレームリソース割り当て器２３は、キュー２１及び２２の出力を受信し、図３のＤＭＢＳ制御装置動作フローチャートに従って”ＤＭＢＳ ” 方法（すなわち、それは本発明に従った到着トラヒックへのリソースの帰属を取りまとめる。）を実行するために備えられている。割り当て器２３は最初にトラヒック要求を受信し、その要求を対応するサービスキューに向けるための要求されたサービスクラスをチェックする。ＣＢＲコネクション要求がキュー２１に格納される。その長さは一般的に、サービスにより耐えられる最大許容呼セットアップ遅延の関数として定義される。（ＣＢＲバッファ長は呼要求待ち遅延を制限するために有限である。新しいＣＢＲコネクション要求が到着したときに、キューが完全にいっばいである場合、その呼は遮断され、割り当てシステムから抜ける。）その間、データバースト予約要求はキュー２２に向かい、リソースが使用可能になるのを待つ。これら２つの各キュー２１と２２の充填レベルは各制御期間の最初にモニタされ、そのモニタ動作に続いて割り当て決定がなされるとすぐに、割り当て器２３は全ての端末に情報を放送する。各フレームの最初における割り当て制御手順は、フレームの周波数Ｆ（ＦＲ）で、及び図３に示す手順に従って制御される。キュー２１（ＣＢＲトラヒックバッファー）は、待ちのコネクション要求があるかを調べるために、最初にモニタされる（”モニタＣＢＲキュー”もしくはＭＣＱ）。キュー２１が空でない（返答Ｎ）という検証（第１のテスト”２１？”）の後、進行中の呼Ｎ（ＣＧ）の数がＮ（Ｃ）より小さい（返答Ｙ）場合、これらの待ち呼はＣＢＲサブフレームにおけるスロットに割り当てられる（ＡＬＬＯＣ／ＣＢＲ）。割り当てられたＣＢＲタイムスロットの数がＮ（Ｃ）に到達した後、まだ待ち呼要求がキュー２１にある場合（第２のテスト”２１？”）、キュー２２（ＶＢＲトラヒックバッファ）はモニタされる（”モニタＶＢＲキュー”、もしくはＭＶＱ）。後者の充填レベルが所定の閾値ＴＨ１より小さい場合（返答Ｙ）、待ち呼はＣＲＰからタイムスロットを割り当てられる（ＣＲＰ−＞ＣＢＲ）。（ＶＢＲトラヒックのバーストデータの保護の手段として、長いＣＢＲ呼保持時間の間に大きなデータキューができることを回避するために、ただ１つのタイムスロット、もしくは所定の限られた数のタイムスロットが、各制御期間の最初にＣＲＰからＣＢＲトラヒックに割り当てられる。）しかし、キュー２２の充填レベルがＴＨ１を超える場合（返答Ｎ）、待ち呼要求はこのフレームでは満たされず、キュー２１に残る。（もしくは、遮断され、キュー２１が完全にいっぱいの場合にはシステムから削除される。）反対に、キュー２１が空（第１のテスト”２１？”への返答Ｙ）の場合、すなわち、ＣＢＲトラヒックバッファに待っている呼要求がない場合、ＣＲＰとＣＢＲサブフレームの両方における全ての使用していないチャネルは、（”２２？ ”において空でない場合）キュー２２において待っているデータメッセージにとって使用可能となる。（Ｒｅｍ（ＣＢＲ＋ＣＲＰ）−＞ＮＲＴ−ＶＢＲ、ここで ”Ｒｅｍ”はＣＢＲ及びＣＲＰのなかの残りのスロットを意味する。）トラヒック負荷状態の関数としての境界位置ＢＰにおける対応するバリエーション（割り当て器２３の出力において、この境界位置ＢＰの位置の例は図２に概要が示されている）は図４に示される。それは次の通りである。（ａ）両トラヒックタイプにとって通常の負荷状態の下では、フレームは図４ａのように示される。（ｂ）従来の移動可能境界戦略の場合のように、ＶＢＲトラヒック負荷がＣＢＲトラヒックの負荷より増加すると、その境界はＣＲＰの内側に移動し、全ての割り当てられていないフレームのＣＢＲタイムスロットから利益を得るために、バーストデータのためにＣＢＲサブフレームに入り得る。（図４ｂ）（ｃ）逆にＣＢＲトラヒックが上昇すると、小さなＶＢＲトラヒック負荷において、境界はＣＲＰにおいて累進的にＶＢＲサブフレームへ向って移動し、ここで、境界の移動は（図４ｃに示すように）、ＶＢＲトラヒックのために永続的に確保されているリソースＮ（Ｖ_min）の最小数により制限される。（ｄ）両トラヒックタイプのトラヒック負荷が高い状態では、ＣＢＲリソースはＮ（Ｃ）に制限され、フレームにおけるリソースの残りは、（図４ｄに示すように）Ｎ（Ｖ）＝Ｎ（Ｆ）−Ｎ（Ｃ）に等しいＶＢＲトラヒックのバーストデータにとって使用可能である。所定のフレームにおける手順の終わりにおいて、同じ手順が、続くフレーム（図３における、テスト”２２？”の出力から手順の開始入力へのコネクション次フレーム）で繰り返される。本発明は説明された実施例に明らかに限定されるわけではないということは留意すべきである。これらの実施例に基づく変更は本発明の範囲を離れることなく提案され得る。例えば、ＣＢＲ呼の許可を決定する閾値ＴＨ１の値は、システムのパフォーマンスに大きな影響を与え、結果として”ＤＭＢＳ”方法の効率に影響を与えるということは言及できる。ＴＨ１の低い値はＣＢＲトラヒックよりバーストデータ（ＶＢＲトラヒック）に有利である。それは、ＣＢＲトラヒックの遮断可能性及び呼設定遅延を増加させるというリスクを発生させることを犠牲にしてキュー２２におけるバーストデータの待ち遅延を減少させる。他方、ＴＨ１の高い値は、キュー２２の長さすなわちデータ遅延を犠牲にして、ＣＢＲ予約要求を受け付けるチャンスを増加させる。このＴＨ１の値の選択は、提供されるサービスの種類及びネットワークにより保証されるサービスパラメータの質に依存し得る。更に、その値は固定又は可変のどちらでもあり得、それは変化するトラヒック種類及び要求に依存する。この閾値の動的変更は、より多種類のサービスクラスを扱う場合に、この方法をより柔軟にし得る。更に、サポートされている同一のトラヒックにとって、動的閾値はデータトラヒックの特別の保護を提供するために使用され得る。実際には、そのような動的閾値の側面は、ＣＲＰサブフレームからＣＢＲトラヒックに割り当てられたチャネルの数が増加するにつれ、閾値ＴＨ１を減少させることにより達成され得る。ＣＢＲトラヒックに割り当てられたＣＲＰリソースの数の関数としての、閾値が動的に変化する１つの可能な表現は、次の通りである。ここで、Ｌ（ＤＴｈ）＝計算された動的閾値Ｌ（ＩＴｈ）＝初期固定閾値Ｎ（Ａ）＝ＣＢＲ呼への割り当てられたＣＲＰリソースの数である。閾値を決定する他の式は次のようにすることもできる。この第２の式はシステムにとって少しばかり良いパフォーマンスに繋がるように考えられる。

Claims

【特許請求の範囲】１．固定及び可変ビットレート（ＣＢＲ及びＶＢＲ）トラヒックをＮ（Ｆ）タイムスロットを含むフレームに分割される通信チャネルに統合するための、複数のユーザ局から到来する待ち呼にチャネルスロットを割り当てる方法であって、両トラヒックタイプの通常の負荷状態において、各フレームは、Ｎ（Ｃ）スロットからなるＣＢＲトラヒックサブフレーム、Ｎ（Ｖ_min）スロットからなるＶＢＲトラヒックサブフレーム、及びそれらの間の、フレームの（Ｎ（Ｆ）−Ｎ（Ｃ）−Ｎ（Ｖ_min））の残りのスロットからなり共通リソースプール（ＣＲＰ）と呼ばれるサブフレームに、２つの境界によって細分され、その割り当て方法は、（ａ）ＶＢＲトラヒック負荷がＣＢＲトラヒックの負荷より増加すると、割り当てられていないＣＢＲチャネルを含ませるために、それらの間の境界はＣＲＰ及びＣＢＲサブフレームの内側に移動し、（ｂ）ＣＢＲトラヒックが上昇すると、小さなＶＢＲトラヒック負荷において、前記境界はＣＲＰにおいてＶＢＲサブフレームの方向に移動し、その置換はＶＢＲトラヒックのために永続的に確保されているリソースＮ（Ｖ_min）の最小数により制限され、（ｃ）両トラヒックタイプのトラヒック負荷が高い状態では、ＣＢＲトラヒックリソースはＮ（Ｃ）に制限され、その間、フレームにおける残りのリソースＮ（Ｖ）＝Ｎ（Ｆ）−Ｎ（Ｃ）はＶＢＲトラヒックにとって使用可能となる各ステップを有する方法。２．固定及び可変ビットレート（ＣＢＲ及びＶＢＲ）トラヒックをＮ（Ｆ）タイムスロットを含むフレームに分割される通信チャネルに統合するための、複数のユーザ局から到来する待ち呼にチャネルスロットを割り当てるシステムであって、該システムは到来するＣＢＲ呼接続を格納するのための第１の有限長ＣＢＲキューと、到来するＶＢＲメッセージを格納するための第２の無限キューと、前記フレームに関連した制御期間の開始において前記２つのキューの各々の充填レベルを監視するためのフレーム割り当て制御器とを有し、各フレームは、両トラヒックタイプの通常の負荷状態において、Ｎ（Ｃ）スロットからなるＣＢＲトラヒックサブフレーム、Ｎ（Ｖ_min）スロットからなるＶＢＲトラヒックサブフレーム、及びそれらの間の、フレームの（Ｎ（Ｆ）−Ｎ（Ｃ）−Ｎ（Ｖ_min））の残りのスロットからなり共通リソースプール（ＣＲＰ）と呼ばれるサブフレームに２つの境界によって細分され、その割り当て方法は、（ａ）ＶＢＲトラヒック負荷がＣＢＲトラヒックの負荷より増加すると、割り当てられていないＣＢＲチャネルを含ませるために、それらの間の境界はＣＲＰ及びＣＢＲサブフレームの内側に移動し、（ｂ）ＣＢＲトラヒックが上昇すると、小さなＶＢＲトラヒック負荷において、前記境界はＣＲＰにおいてＶＢＲサブフレームの方向に移動し、その置換はＶＢＲトラヒックのために永続的に確保されているリソースＮ（Ｖ_min）の最小数により制限され、（ｃ）両トラヒックタイプのトラヒック負荷が高い状態では、ＣＢＲトラヒックリソースはＮ（Ｃ）に制限され、その間、フレームにおける残りのリソースＮ（Ｖ）＝Ｎ（Ｆ）−Ｎ（Ｃ）はＶＢＲトラヒックにとって使用可能となる各ステップに従って実行されるシステム。３．前記ステップ（ｂ）は、（ｂ１）待ち呼のためにＣＲＰからチャネルが割り当てられる前に、前記第２のキューの長さは監視され、（ｉ）前記長さが所定の閾値より小さい場合、ＣＢＲ呼はＣＲＰサブフレームにおけるアクセスを与えられ、（ｉｉ）前記長さが前記閾値を超える場合、ＣＢＲ要求はＣＲＰサブフレームへの゛アクセスを拒否され、前記キューの長さが前記閾値より小さくなった場合にのみ、ＣＢＲサブフレーム又はＣＲＰサブフレームにおいてリソースの解放を待つようにされ、（ｂ２）新たなＣＢＲ呼要求が到来したときに、前記第１のキューが完全に満たされている場合、前記要求は遮断され、前記システムから削除される各サブステップを有する請求項２に記載のシステム。４．前記閾値は、ＣＢＲトラヒックに割り当てられたＣＲＰリソースの数の関数として動的に変化し、前記閾値は前記数が増加すると減少する請求項３に記載のシステム。