JP2002218004A - データを分配の際の遅延時間を低減する方法と装置 - Google Patents
データを分配の際の遅延時間を低減する方法と装置Info
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- Communication Control (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 不完全な送信／受信チャネル状態においてワ
イヤレス通信を介してデータブロックから構成されたメ
ッセージを通信するための方法と装置を改善することを
提供すること。 【解決手段】 本発明の方法と装置は、より高いレイヤ
ーのＰＤＵとパケットの遅延に基づいている。本発明
は、データブロックのスループットの平均値を最大にす
るために自動的に変調と符号化スキームを採用して遅延
を減らす。
イヤレス通信を介してデータブロックから構成されたメ
ッセージを通信するための方法と装置を改善することを
提供すること。 【解決手段】 本発明の方法と装置は、より高いレイヤ
ーのＰＤＵとパケットの遅延に基づいている。本発明
は、データブロックのスループットの平均値を最大にす
るために自動的に変調と符号化スキームを採用して遅延
を減らす。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はワイヤレス（無線）
リンクで通信するデータシステムに関し、特にデータを
ワイヤレスリンクで通信する際に全体的な遅延を低減す
るためにパケットのサイズを適合化すること及び符号化
する技術に関する。
リンクで通信するデータシステムに関し、特にデータを
ワイヤレスリンクで通信する際に全体的な遅延を低減す
るためにパケットのサイズを適合化すること及び符号化
する技術に関する。
【０００２】
【従来の技術】Enhanced General Packet Radio Servic
e（ＥＧＰＲＳ）のようなワイヤレスパケットデータシ
ステムにおいては、Automatic Repeat Request（ＡＲ
Ｑ）が無線リンクを介したエラーからの再生のために用
いられている。 無線リンク制御（Radio Link Control;
ＲＬＣ）の性能は、スループットの観点から特徴づけら
れており、一方送信されるべきパケット或いはより高い
レイヤーのプロトコルデータユニット（Protocol Data
Units;ＰＤＵｓ）のサイズは無視されていた。
e（ＥＧＰＲＳ）のようなワイヤレスパケットデータシ
ステムにおいては、Automatic Repeat Request（ＡＲ
Ｑ）が無線リンクを介したエラーからの再生のために用
いられている。 無線リンク制御（Radio Link Control;
ＲＬＣ）の性能は、スループットの観点から特徴づけら
れており、一方送信されるべきパケット或いはより高い
レイヤーのプロトコルデータユニット（Protocol Data
Units;ＰＤＵｓ）のサイズは無視されていた。
【０００３】これに関しては、Ｋ．Ｂalachndran ,Ｒ．
Ｅjzak ,Ｓ．Ｎanda著の「Efficient transmission of
ARQ feedback for EGPRS Radio link control」のIEEE
Vehicular Technology Conf.,May 1999を参照のこと。
現在９種類の変調と符号化スキーム（Modulation and C
oding Schemes;ＭＣＳｓ）がＥＧＰＲＳに対して提案さ
れており、ＭＣＳ−１が最も頑強な符号化系であり、Ｍ
ＣＳ−９が最も脆弱な符号化系である。
Ｅjzak ,Ｓ．Ｎanda著の「Efficient transmission of
ARQ feedback for EGPRS Radio link control」のIEEE
Vehicular Technology Conf.,May 1999を参照のこと。
現在９種類の変調と符号化スキーム（Modulation and C
oding Schemes;ＭＣＳｓ）がＥＧＰＲＳに対して提案さ
れており、ＭＣＳ−１が最も頑強な符号化系であり、Ｍ
ＣＳ−９が最も脆弱な符号化系である。
【０００４】それぞれのより高いレイヤーのパケット
は、複数の無線リンク制御（Radio Link Control;ＲＬ
Ｃ）ブロックに分けられる。ＲＬＣブロックのサイズと
２０ｍｓブロック周期の間に送信されるＲＬＣブロック
の数は送信用に選択されたＭＣＳに依存して変動する。
例えば、ＭＣＳ−１のＲＬＣブロックサイズは２２オク
テッドであり、ＭＣＳ−２に対するＲＬＣブロックサイ
ズは２８オクテッドである。ＭＣＳ−１からＭＣＳ−６
に対しては１個のＲＬＣブロックは各タイムスロット上
で２０ｍｓのブロック周期で送信される。ＭＣＳ−７か
らＭＣＳ−９に於いては２個のＲＬＣブロックが各タイ
ムスロットで２０ｍｓブロック周期で送信される。これ
に関する最新技術は、Ａ．Furuskar ,Ｓ．Mazur ,Ｆ．M
uller ,Ｈ．Olofsson著の「ＥＤＧＥ：enhanced data r
ates for GSM and TDMA/136 evolution,」IEEE persona
l Communications ,PP.56-66 ,June 1999とETSI GSM 0
3.60,「Digital cellular telecommunications system
(phase 2+);General Packet Radio Service（ＧＰＲ
Ｓ）;Service description:stage 2」とＫ．Ｂalachndr
an,Ｋ．Conner ,Ｒ．Ejzak , Ｓ．Ｎanda著の「A Propo
sal for EGPRS Radio link control Using Link Adapta
tion and Incremental Redundancy,」Bell Labs Techni
cal Journal,vol.4,no.3,pp.19-36,July-Sept.1999を参
照のこと。移動局が複数のスロットの機能を有する場合
には、複数のタイムスロット（ＥＧＰＲＳにおいては最
大８個）利用可能である。
は、複数の無線リンク制御（Radio Link Control;ＲＬ
Ｃ）ブロックに分けられる。ＲＬＣブロックのサイズと
２０ｍｓブロック周期の間に送信されるＲＬＣブロック
の数は送信用に選択されたＭＣＳに依存して変動する。
例えば、ＭＣＳ−１のＲＬＣブロックサイズは２２オク
テッドであり、ＭＣＳ−２に対するＲＬＣブロックサイ
ズは２８オクテッドである。ＭＣＳ−１からＭＣＳ−６
に対しては１個のＲＬＣブロックは各タイムスロット上
で２０ｍｓのブロック周期で送信される。ＭＣＳ−７か
らＭＣＳ−９に於いては２個のＲＬＣブロックが各タイ
ムスロットで２０ｍｓブロック周期で送信される。これ
に関する最新技術は、Ａ．Furuskar ,Ｓ．Mazur ,Ｆ．M
uller ,Ｈ．Olofsson著の「ＥＤＧＥ：enhanced data r
ates for GSM and TDMA/136 evolution,」IEEE persona
l Communications ,PP.56-66 ,June 1999とETSI GSM 0
3.60,「Digital cellular telecommunications system
(phase 2+);General Packet Radio Service（ＧＰＲ
Ｓ）;Service description:stage 2」とＫ．Ｂalachndr
an,Ｋ．Conner ,Ｒ．Ejzak , Ｓ．Ｎanda著の「A Propo
sal for EGPRS Radio link control Using Link Adapta
tion and Incremental Redundancy,」Bell Labs Techni
cal Journal,vol.4,no.3,pp.19-36,July-Sept.1999を参
照のこと。移動局が複数のスロットの機能を有する場合
には、複数のタイムスロット（ＥＧＰＲＳにおいては最
大８個）利用可能である。
【０００５】ＲＬＣのエラーブロックレート（Block Er
ror Rate;BLER）は、より頑強な符号体系を用いること
により大幅に低減することが出来る。例えば、ＭＣＳ−
１のような頑強なスキーム（体系）を用いると、送信を
完了するために再伝送の繰り返し回数が少なくなる。し
かし、より頑強な符号化系は１個のＲＬＣブロック内で
送信出来るデータビットの数が減ることになる。ＭＣＳ
−９のようなあまり頑強ではない（脆弱な）スキーム
は、１個のＲＬＣブロック内により多くのビットを詰め
込むことができるが、通常のチャネル条件の下ではより
高いＢＬＥＲで動作することとなり、そして送信を完了
させるためには再送信の数が増えることになる。選択的
ＡＲＱにおいては、許容可能なスループットはＲ（１−
Ｐｅ）である。ここでＲは送信レートでＰｅはブロック
エラーレートである。これは大量のデータの転送には十
分適応できる（例えば、ファイルトランスファープロト
コル（file transfer protocol;ftp）のアプリケーショ
ンに対して）。しかし、ｗｅｂのブラウザやテレネット
のようなアプリケーションにおいては、関心事は短いパ
ケットを送信する際の遅延問題である。斯くして、短い
パケットを送信するには、長期の観点からのスループッ
ト（伝送効率）では、クオリティオブサービス（qualit
y of service）を計測することは出来ない。さらにフォ
ワードエラー修正（Forward Error Correction;FEC）
と、遅延の観点から異なるパケットサイズに対するＡＲ
Ｑとの間のトレードオフを検討するためには、ＥＧＰＲ
Ｓフレームワークが仮定されている。
ror Rate;BLER）は、より頑強な符号体系を用いること
により大幅に低減することが出来る。例えば、ＭＣＳ−
１のような頑強なスキーム（体系）を用いると、送信を
完了するために再伝送の繰り返し回数が少なくなる。し
かし、より頑強な符号化系は１個のＲＬＣブロック内で
送信出来るデータビットの数が減ることになる。ＭＣＳ
−９のようなあまり頑強ではない（脆弱な）スキーム
は、１個のＲＬＣブロック内により多くのビットを詰め
込むことができるが、通常のチャネル条件の下ではより
高いＢＬＥＲで動作することとなり、そして送信を完了
させるためには再送信の数が増えることになる。選択的
ＡＲＱにおいては、許容可能なスループットはＲ（１−
Ｐｅ）である。ここでＲは送信レートでＰｅはブロック
エラーレートである。これは大量のデータの転送には十
分適応できる（例えば、ファイルトランスファープロト
コル（file transfer protocol;ftp）のアプリケーショ
ンに対して）。しかし、ｗｅｂのブラウザやテレネット
のようなアプリケーションにおいては、関心事は短いパ
ケットを送信する際の遅延問題である。斯くして、短い
パケットを送信するには、長期の観点からのスループッ
ト（伝送効率）では、クオリティオブサービス（qualit
y of service）を計測することは出来ない。さらにフォ
ワードエラー修正（Forward Error Correction;FEC）
と、遅延の観点から異なるパケットサイズに対するＡＲ
Ｑとの間のトレードオフを検討するためには、ＥＧＰＲ
Ｓフレームワークが仮定されている。
【０００６】選択的繰り返し（selective repeat;SR）
ＡＲＱの遅延性能に関する研究が行われている。Ｍ．
Ｅ．AnagnostouとＥ．Ｎ．Protonotarios著の「Perform
ance analysis of the selective repeat ARQ protoco
l」IEEE Trans. on Communications,vol.34,no.2,pp.12
7-135,Feb.1986においては、ＲＬＣブロック遅延に関す
る詳細解析と近似解析が単一のスロットの場合で得られ
ている。Ｒ．Fantacci著の「Queueing analysis of the
selective repeat automatic repeat request protoco
l wireless packet network」IEEE transactions on Ve
hicular technologies,vol.45,no.2,pp.258-264,May 19
96の文献においては、著者はマルコフ２状態チャネルに
於いて、ＳＲ−ＡＲＱの性能を解析している。別の近似
結果がＪ．ChangとＴ．Yang著の「End-to-end delay of
an adaptive selective repeat ARQ protocol」IEEE T
ranssactions on Communications,vol.42,no.11,pp.292
6-2928,Nov.1994の文献に開示されている。上記の文献
に開示された研究は、ブロックに対する遅延のみが計算
されている。
ＡＲＱの遅延性能に関する研究が行われている。Ｍ．
Ｅ．AnagnostouとＥ．Ｎ．Protonotarios著の「Perform
ance analysis of the selective repeat ARQ protoco
l」IEEE Trans. on Communications,vol.34,no.2,pp.12
7-135,Feb.1986においては、ＲＬＣブロック遅延に関す
る詳細解析と近似解析が単一のスロットの場合で得られ
ている。Ｒ．Fantacci著の「Queueing analysis of the
selective repeat automatic repeat request protoco
l wireless packet network」IEEE transactions on Ve
hicular technologies,vol.45,no.2,pp.258-264,May 19
96の文献においては、著者はマルコフ２状態チャネルに
於いて、ＳＲ−ＡＲＱの性能を解析している。別の近似
結果がＪ．ChangとＴ．Yang著の「End-to-end delay of
an adaptive selective repeat ARQ protocol」IEEE T
ranssactions on Communications,vol.42,no.11,pp.292
6-2928,Nov.1994の文献に開示されている。上記の文献
に開示された研究は、ブロックに対する遅延のみが計算
されている。
【０００７】重要な尺度は、データブロックを分配する
際の時間遅延ではなく、メッセージを通信する際の時間
遅延である。メッセージに対する遅延を更に研究には、
複数のＲＬＣブロックを含むより高いレイヤーパケット
の順番通りの分配の時間遅延量を測定することが好まし
い。複数のブロックを含むより高いレベルのパッケット
の順番通りの分配の遅延時間の測定を行うと、無線通信
の現実の世界におけるデータブロックの通信する方法と
装置を改善することが出来る。
際の時間遅延ではなく、メッセージを通信する際の時間
遅延である。メッセージに対する遅延を更に研究には、
複数のＲＬＣブロックを含むより高いレイヤーパケット
の順番通りの分配の時間遅延量を測定することが好まし
い。複数のブロックを含むより高いレベルのパッケット
の順番通りの分配の遅延時間の測定を行うと、無線通信
の現実の世界におけるデータブロックの通信する方法と
装置を改善することが出来る。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】本方法の目的は、受信
チャネル状態において、不完全な送信／受信チャネル状
態において、ワイヤレス通信を介してデータブロックか
ら構成されたメッセージを通信するための方法と装置を
改善することである。
チャネル状態において、不完全な送信／受信チャネル状
態において、ワイヤレス通信を介してデータブロックか
ら構成されたメッセージを通信するための方法と装置を
改善することである。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明のデータ分配の遅
延時間を低減させる方法は、請求項１に記載した特徴を
有する。即ち、（Ａ） リンクを介して送信すべき少な
くとも１つのデータパケットを記憶するステップと、
（Ｂ） 第１の変調／符号化スキームレベルで、前記デ
ータパケットの第１セグメントを送信するステップと、
（Ｃ） より頑強な第２の変調／符号化スキームレベル
で、前記データパケットの第２セグメントを送信するス
テップとを有することを特徴とする。
延時間を低減させる方法は、請求項１に記載した特徴を
有する。即ち、（Ａ） リンクを介して送信すべき少な
くとも１つのデータパケットを記憶するステップと、
（Ｂ） 第１の変調／符号化スキームレベルで、前記デ
ータパケットの第１セグメントを送信するステップと、
（Ｃ） より頑強な第２の変調／符号化スキームレベル
で、前記データパケットの第２セグメントを送信するス
テップとを有することを特徴とする。
【００１０】本発明の他の態様において、データ分配の
遅延時間を低減させる装置は、請求項２に記載した特徴
を有する。即ち、（Ａ） リンクを介して送信すべき少
なくとも１つのデータパケットを記憶するバッファと、
（Ｂ） 第１の変調／符号化レベルで、前記データパケ
ットの第１セグメントを変調／符号化し、より頑強な第
２の変調／符号化レベルで、前記データパケットの第２
セグメントを変調／符号化する変調器及び符号化器と、
（Ｃ） 前記第１と第２のセグメントを送信する送信器
とを有することを特徴とする。第２セグメントに対しよ
り頑強な符号を用いることによりユーザに対する時間遅
延を低減することが出来る。
遅延時間を低減させる装置は、請求項２に記載した特徴
を有する。即ち、（Ａ） リンクを介して送信すべき少
なくとも１つのデータパケットを記憶するバッファと、
（Ｂ） 第１の変調／符号化レベルで、前記データパケ
ットの第１セグメントを変調／符号化し、より頑強な第
２の変調／符号化レベルで、前記データパケットの第２
セグメントを変調／符号化する変調器及び符号化器と、
（Ｃ） 前記第１と第２のセグメントを送信する送信器
とを有することを特徴とする。第２セグメントに対しよ
り頑強な符号を用いることによりユーザに対する時間遅
延を低減することが出来る。
【００１１】
【発明の実施の形態】図１においてシステム１０は、ア
ンテナ１３に接続された基地局１２を有する。システム
１０はＥＧＰＲＳシステムである。アンテナ１３はワイ
ヤレスパケットデータを無線リンクを介して送受信す
る。アンテナ１３は、無線装置を具備した自動車２０と
ポータブルコンピュータ３０と携帯電話４０とデータパ
ケットを通信する。
ンテナ１３に接続された基地局１２を有する。システム
１０はＥＧＰＲＳシステムである。アンテナ１３はワイ
ヤレスパケットデータを無線リンクを介して送受信す
る。アンテナ１３は、無線装置を具備した自動車２０と
ポータブルコンピュータ３０と携帯電話４０とデータパ
ケットを通信する。
【００１２】基地局１２は、データを他の装置に送信し
たり、或いは他の装置から受信したりするトランシーバ
１４を有する。トランシーバ１４はバッファ１６を有
し、その中に送信すべきメッセージを記憶する。メッセ
ージのデータは全てのメッセージを適切に受信するまで
バッファ１６内に保持される。メッセージは自動車２
０，ポータブルコンピュータ３０または携帯電話４０の
ようなメッセージの宛先で修正不能なエラーなしに受信
したものとする。データブロックが最初の送信中に失わ
れたり或いは破壊した場合には、再送信が宛先の装置に
より要求される。このような再送信の要求はバッファ１
６内のデータにより満たされる。全てのメッセージが分
配された後は、バッファ１６はクリアされるか或いは別
の有効データで上書きされるまで無効なものとマークさ
れる。バッファとデータブロックの送信を制御するリン
ク制御装置は、従来のシステムでもあるが、本発明の主
要な部分はデータ通信を提供するより高速且つ信頼性の
ある方法とシステムである。
たり、或いは他の装置から受信したりするトランシーバ
１４を有する。トランシーバ１４はバッファ１６を有
し、その中に送信すべきメッセージを記憶する。メッセ
ージのデータは全てのメッセージを適切に受信するまで
バッファ１６内に保持される。メッセージは自動車２
０，ポータブルコンピュータ３０または携帯電話４０の
ようなメッセージの宛先で修正不能なエラーなしに受信
したものとする。データブロックが最初の送信中に失わ
れたり或いは破壊した場合には、再送信が宛先の装置に
より要求される。このような再送信の要求はバッファ１
６内のデータにより満たされる。全てのメッセージが分
配された後は、バッファ１６はクリアされるか或いは別
の有効データで上書きされるまで無効なものとマークさ
れる。バッファとデータブロックの送信を制御するリン
ク制御装置は、従来のシステムでもあるが、本発明の主
要な部分はデータ通信を提供するより高速且つ信頼性の
ある方法とシステムである。
【００１３】図２は、データ通信を行うに際し、より高
速且つ信頼性の高い本発明の方法とシステムを示す。基
地局１２'はさらにリンク適合装置１８を有し、従来技
術を改善している。リンク適合装置１８はバッファドレ
イニングモニター（図示せず）を有する。このバッファ
ドレイニングモニターとは、バッファ１６'内のデータ
が最初に完全に送信された時を決定するものである。最
初とは、リンク適合装置１８が送信のＭＣＳレベルをよ
り頑強なものに変更するよう、バッファドレイニングモ
ニターが信号を送る時間である。同様に送信要求中の自
動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'，携帯電話４
０'は、送信すべきそれぞれのメッセージのサイズを示
す。リンク適合装置１８'は、メッセージの終了点に達
すると、送信装置である自動車２０'，ポータブルコン
ピュータ３０'または携帯電話４０'が使用中のＭＣＳレ
ベルを変更する。
速且つ信頼性の高い本発明の方法とシステムを示す。基
地局１２'はさらにリンク適合装置１８を有し、従来技
術を改善している。リンク適合装置１８はバッファドレ
イニングモニター（図示せず）を有する。このバッファ
ドレイニングモニターとは、バッファ１６'内のデータ
が最初に完全に送信された時を決定するものである。最
初とは、リンク適合装置１８が送信のＭＣＳレベルをよ
り頑強なものに変更するよう、バッファドレイニングモ
ニターが信号を送る時間である。同様に送信要求中の自
動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'，携帯電話４
０'は、送信すべきそれぞれのメッセージのサイズを示
す。リンク適合装置１８'は、メッセージの終了点に達
すると、送信装置である自動車２０'，ポータブルコン
ピュータ３０'または携帯電話４０'が使用中のＭＣＳレ
ベルを変更する。
【００１４】リンク適合装置１８は、無線リンク制御
（radio link control;RLC）用のベースライン方法とし
て、トランシーバ１４'、自動車２０'，ポータブルコン
ピュータ３０'，携帯電話４０'の間の無線リンクが動作
するかをテストする。ＲＬＣは無線リンク上のノイズの
存在下で通信が出来るようにＭＣＳレベルを選択する。
以下に説明するように、メッセージの送信中にＲＬＣの
ＭＣＳレベルを賢明に選択することにより、伝送時間を
大幅にセーブできる。即ち大幅な遅延を回避することが
出来る。さらにまた選択されたＡＲＱ'ｓの遅延性能を
パケットサイズとチャネル符号化スキームの関数として
解析することも採用される。この解析は、シミュレーシ
ョンにより確認することが出来、これが本発明の利点で
ある。
（radio link control;RLC）用のベースライン方法とし
て、トランシーバ１４'、自動車２０'，ポータブルコン
ピュータ３０'，携帯電話４０'の間の無線リンクが動作
するかをテストする。ＲＬＣは無線リンク上のノイズの
存在下で通信が出来るようにＭＣＳレベルを選択する。
以下に説明するように、メッセージの送信中にＲＬＣの
ＭＣＳレベルを賢明に選択することにより、伝送時間を
大幅にセーブできる。即ち大幅な遅延を回避することが
出来る。さらにまた選択されたＡＲＱ'ｓの遅延性能を
パケットサイズとチャネル符号化スキームの関数として
解析することも採用される。この解析は、シミュレーシ
ョンにより確認することが出来、これが本発明の利点で
ある。
【００１５】ＲＬＣ ＡＲＱの手順を次に示す。送信器
すなわちトランシーバ１４'において、より高いレイヤ
ーにより提供される各パケットは、Ｋ個のＲＬＣブロッ
クに分割され、各Ｋ個のＲＬＣブロックにシーケンス番
号が割り当てられる。ＲＬＣブロックは、その後送信を
スケジュールするために、送信器のバッファ例えばバッ
ファ１６'内で待機させられ送信の順番を待つ。送信器
はウインドウを保持し、そのサイズはＲＬＣブロックが
送信されたときには１個増やし、ＲＬＣブロックが受信
器により順番に受信したと受領確認が行われたときには
１個減らす。Ｗ個のブロックの最大ウインドウサイズが
存在し、これ以上ウインドウサイズを増分することはで
きない。各ＲＬＣブロックの最初の送信時或いは再送信
時に、そのブロックのタイマー（図示せず）を入れる。
タイマーが切れた後でもブロックの受領確認が行われな
い場合には、再送信が予定される。理想的にはタイマー
はトランシーバ１４'と自動車２０'，ポータブルコンピ
ュータ３０'または携帯電話４０'の間の往復遅延時間
（或いは自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'ま
たは携帯電話４０'の１つからトランシーバ１４'への遅
延時間）に等しく設定される。この往復遅延時間は両方
向での伝搬遅延と処理遅延を含み、伝搬と処理と再送信
を阻止している。
すなわちトランシーバ１４'において、より高いレイヤ
ーにより提供される各パケットは、Ｋ個のＲＬＣブロッ
クに分割され、各Ｋ個のＲＬＣブロックにシーケンス番
号が割り当てられる。ＲＬＣブロックは、その後送信を
スケジュールするために、送信器のバッファ例えばバッ
ファ１６'内で待機させられ送信の順番を待つ。送信器
はウインドウを保持し、そのサイズはＲＬＣブロックが
送信されたときには１個増やし、ＲＬＣブロックが受信
器により順番に受信したと受領確認が行われたときには
１個減らす。Ｗ個のブロックの最大ウインドウサイズが
存在し、これ以上ウインドウサイズを増分することはで
きない。各ＲＬＣブロックの最初の送信時或いは再送信
時に、そのブロックのタイマー（図示せず）を入れる。
タイマーが切れた後でもブロックの受領確認が行われな
い場合には、再送信が予定される。理想的にはタイマー
はトランシーバ１４'と自動車２０'，ポータブルコンピ
ュータ３０'または携帯電話４０'の間の往復遅延時間
（或いは自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'ま
たは携帯電話４０'の１つからトランシーバ１４'への遅
延時間）に等しく設定される。この往復遅延時間は両方
向での伝搬遅延と処理遅延を含み、伝搬と処理と再送信
を阻止している。
【００１６】例えば、Ｐ個のブロック周期毎にフィード
バックするために、トランシーバ１４'が、受信器であ
る自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'または携
帯電話４０'をポーリングすると、受信器である自動車
２０'，ポータブルコンピュータ３０'または携帯電話４
０'は、ＡＲＱフィードバックビットマットで応答し
て、ウインドウ内で各ＲＬＣブロックのＡＣＫ／ＮＡＣ
Ｋの受信状態を与える。ＡＲＱフィードバックメッセー
ジは、全てのＲＬＣブロックが順番に受信する間でのシ
ーケンス番号を有する。
バックするために、トランシーバ１４'が、受信器であ
る自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'または携
帯電話４０'をポーリングすると、受信器である自動車
２０'，ポータブルコンピュータ３０'または携帯電話４
０'は、ＡＲＱフィードバックビットマットで応答し
て、ウインドウ内で各ＲＬＣブロックのＡＣＫ／ＮＡＣ
Ｋの受信状態を与える。ＡＲＱフィードバックメッセー
ジは、全てのＲＬＣブロックが順番に受信する間でのシ
ーケンス番号を有する。
【００１７】さらにまた以下の解析を行うために次の仮
定をした。 １．Ｂ個のＲＬＣブロックが２０ｍｓブロック周期内に
送信することが出来る。この数は、ＭＣＳと移動局のマ
ルチスロット容量の関数である。 ２．各ＲＬＣブロックのエラー確率は、Ｐｅにより与え
られ、ＲＬＣブロックエラーは、ブロック毎に独立して
いる。 ３．タイマーは、Ｔ個のブロック周期の往復遅延後に、
切れる。 ４．ウインドウサイズＷはパケットのサイズよりも大き
い（即ち、Ｗ＞Ｋ）、その結果プロトコルスターリング
（protocol stalling）は発生しない。 ５．ポーリング周期はＰ＝１である。その結果各２０ｍ
ｓ毎に受信器はその受領状態を送信器に通知する。 ６．受領確認通知にはエラーが存在しない。 ７．検出できないエラーは存在しない。
定をした。 １．Ｂ個のＲＬＣブロックが２０ｍｓブロック周期内に
送信することが出来る。この数は、ＭＣＳと移動局のマ
ルチスロット容量の関数である。 ２．各ＲＬＣブロックのエラー確率は、Ｐｅにより与え
られ、ＲＬＣブロックエラーは、ブロック毎に独立して
いる。 ３．タイマーは、Ｔ個のブロック周期の往復遅延後に、
切れる。 ４．ウインドウサイズＷはパケットのサイズよりも大き
い（即ち、Ｗ＞Ｋ）、その結果プロトコルスターリング
（protocol stalling）は発生しない。 ５．ポーリング周期はＰ＝１である。その結果各２０ｍ
ｓ毎に受信器はその受領状態を送信器に通知する。 ６．受領確認通知にはエラーが存在しない。 ７．検出できないエラーは存在しない。
【００１８】これ等の仮定に基づいて、基地局１２'
と、自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'または
携帯電話４０'の内の何れかの装置との間のシステム１
０'の性能は、ＲＬＣレイヤーにおけるパケットの到着
時間と、パケットを含む各ＲＬＣブロックへの受領確認
の受領時間との間の時間差として定義されたパケット遅
延（Ｄ）で特徴づけることが出来る。
と、自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'または
携帯電話４０'の内の何れかの装置との間のシステム１
０'の性能は、ＲＬＣレイヤーにおけるパケットの到着
時間と、パケットを含む各ＲＬＣブロックへの受領確認
の受領時間との間の時間差として定義されたパケット遅
延（Ｄ）で特徴づけることが出来る。
【００１９】各パケットは自分が到達したときに空のバ
ッファ（例えば、バッファ１６'）を見い出し、パケッ
トの待ち行列遅延が存在しないという動作条件を考えて
みる。待機遅延とＲＬＣブロックの送信と受領確認のみ
を考慮した場合には、パケットの遅延は次式で表され
る。
ッファ（例えば、バッファ１６'）を見い出し、パケッ
トの待ち行列遅延が存在しないという動作条件を考えて
みる。待機遅延とＲＬＣブロックの送信と受領確認のみ
を考慮した場合には、パケットの遅延は次式で表され
る。
【数１】 ここで Ａは次式で近似できる。
【数２】 これは以下の説明において遅延量として用いられる概算
（近似）値である。Ａ（Ｋ）の近似の説明を次に行う。
パケットの遅延は２つの部分、即ちドレイニング遅延
（draining delay）とテイル遅延（tail delay）からな
る。各往復遅延期間の間十分な未送信量が存在するとき
には、ＢＴ個のブロックが送信される。平均的には送信
するために残っているブロックの残余数は、一定割合、
即ち各往復周期に対してＢＴ（１−Ｐｅ）で減少する。
そのためサイズＫのパケットをドレインするためには
（近似）値である。Ａ（Ｋ）の近似の説明を次に行う。
パケットの遅延は２つの部分、即ちドレイニング遅延
（draining delay）とテイル遅延（tail delay）からな
る。各往復遅延期間の間十分な未送信量が存在するとき
には、ＢＴ個のブロックが送信される。平均的には送信
するために残っているブロックの残余数は、一定割合、
即ち各往復周期に対してＢＴ（１−Ｐｅ）で減少する。
そのためサイズＫのパケットをドレインするためには
【数３】 の往復が必要である。その結果ドレイニング遅延は、
【数４】 の往復遅延である。しかし、ブロックの残余数がＢＴ以
下の時、或いはパケット長さＫがＢＴより短い場合に
は、空乏率（depletion rate）はＢＴ（１−Ｐe）より
小さい。その理由は、各往復毎に伝送期間を充填する十
分なブロックが存在しないからである。この「テイル遅
延」はエラーレートがＰeの時に残りのブロックを成功
裏に送信するのに必要な往復回数数に依存する。パケッ
トサイズがＢＴ以下の場合には、全遅延時間は「テイル
遅延」のみからなり、これはパケットサイズに依存して
いる。より大きなパケットに対しては全遅延はＫ−ＢＴ
個のブロックに対するドレイニング遅延と残りのＢＴ個
のブロックに対するテイル遅延からなる。中間的なサイ
ズのパケットに対しては「テイル遅延」の影響は無視で
き、「テイル遅延」は、パケットサイズが十分大きいと
きには無視可能となる。このことを次に示す。Ａ（Ｋ）
に対する近似結果に基づいて遅延表示はブロック周期で
表される。ポーリング周期が１ではないときには遅延は
次式で近似できる。
下の時、或いはパケット長さＫがＢＴより短い場合に
は、空乏率（depletion rate）はＢＴ（１−Ｐe）より
小さい。その理由は、各往復毎に伝送期間を充填する十
分なブロックが存在しないからである。この「テイル遅
延」はエラーレートがＰeの時に残りのブロックを成功
裏に送信するのに必要な往復回数数に依存する。パケッ
トサイズがＢＴ以下の場合には、全遅延時間は「テイル
遅延」のみからなり、これはパケットサイズに依存して
いる。より大きなパケットに対しては全遅延はＫ−ＢＴ
個のブロックに対するドレイニング遅延と残りのＢＴ個
のブロックに対するテイル遅延からなる。中間的なサイ
ズのパケットに対しては「テイル遅延」の影響は無視で
き、「テイル遅延」は、パケットサイズが十分大きいと
きには無視可能となる。このことを次に示す。Ａ（Ｋ）
に対する近似結果に基づいて遅延表示はブロック周期で
表される。ポーリング周期が１ではないときには遅延は
次式で近似できる。
【数５】 パケットサイズ（Ｋ）の遅延は次式となる。 Ｄ（Ｋ）＝（Ａ（Ｋ）＋０．５）Ｔ
【００２０】上記の解説はある意味では直感には反して
いるが、その理由は、この方法は、通信時間を低減する
ために、ＭＣＳレベルを、より高いスループットのデー
タ送信形式からより低いスループットのデータ送信形式
に変更させるからである。
いるが、その理由は、この方法は、通信時間を低減する
ために、ＭＣＳレベルを、より高いスループットのデー
タ送信形式からより低いスループットのデータ送信形式
に変更させるからである。
【００２１】上記の解説による直感に反した結果を証明
するために、即ち本発明の方法と装置を証明するために
シミュレーションを行った。これ等のシミュレーション
の結果を考慮し、そしてそれを用いて基地局１２'と、
移動局である自動車２０'，ポータブルコンピュータ３
０'，携帯電話４０'の間のパケット遅延を低減するため
に、システム１０'、即ちＥＧＰＲＳシステムにおける
変調と符号化スキームＭＣＳの選択を導出する。
するために、即ち本発明の方法と装置を証明するために
シミュレーションを行った。これ等のシミュレーション
の結果を考慮し、そしてそれを用いて基地局１２'と、
移動局である自動車２０'，ポータブルコンピュータ３
０'，携帯電話４０'の間のパケット遅延を低減するため
に、システム１０'、即ちＥＧＰＲＳシステムにおける
変調と符号化スキームＭＣＳの選択を導出する。
【００２２】図３，４にＡに対するシミュレーションと
解析結果を示す。図３、４はＭＣＳ５，ＭＣＳ６，ＭＣ
Ｓ７の比較に用いられたパラメータの一部とＭＣＳ−７
の遅延を示し、より高いスループットの符号化スキーム
はタイプＨＴ−１００（ＧＳＭ hilly terrain （山岳
地方）model,100kmph mobile speed（携帯電話の速
度））のチャネル状態では、ＳＮＲはそれぞれ１２ｄ
Ｂ，１８ｄＢ，２２ｄＢに等しくなる。往復遅延時間は
８０ｍｓである。即ちＴ＝４である。ＭＣＳ符号のパラ
メータの一部を図３（表１）に示す。同図から判るよう
に解析結果はシミュレーション結果と良く一致する。
解析結果を示す。図３、４はＭＣＳ５，ＭＣＳ６，ＭＣ
Ｓ７の比較に用いられたパラメータの一部とＭＣＳ−７
の遅延を示し、より高いスループットの符号化スキーム
はタイプＨＴ−１００（ＧＳＭ hilly terrain （山岳
地方）model,100kmph mobile speed（携帯電話の速
度））のチャネル状態では、ＳＮＲはそれぞれ１２ｄ
Ｂ，１８ｄＢ，２２ｄＢに等しくなる。往復遅延時間は
８０ｍｓである。即ちＴ＝４である。ＭＣＳ符号のパラ
メータの一部を図３（表１）に示す。同図から判るよう
に解析結果はシミュレーション結果と良く一致する。
【００２３】本発明の直感に反した方法と装置の利点
は、シミュレーションにより証明された。従来技術で説
明したように本発明に対する満たすことのできないニー
ズは、ユーザーが知覚する遅延を最小にするような適宜
の変調と符号化スキーム（modulation and coding sche
me;MCS）を提供することである。これを検証するために
図５−７はＭＣＳ５からＭＣＳ７の変調と符号化スキー
ムの比較を示す。
は、シミュレーションにより証明された。従来技術で説
明したように本発明に対する満たすことのできないニー
ズは、ユーザーが知覚する遅延を最小にするような適宜
の変調と符号化スキーム（modulation and coding sche
me;MCS）を提供することである。これを検証するために
図５−７はＭＣＳ５からＭＣＳ７の変調と符号化スキー
ムの比較を示す。
【００２４】図５−７において変調と符号化スキームＭ
ＣＳ−５，ＭＣＳ−６，ＭＣＳ−７はＥＧＰＲＳで用い
られており、これ等を比較する。図５に於いては、チャ
ネルのＳＮ比は１２ｄＢである。このような条件の下に
於いて、ＭＣＳ−５の遅延はＭＣＳ−７よりも小さいこ
と（即ち、より強いＭＣＳ−５の符号化系が好まい）が
観測できる。チャネルの信号対ノイズ（ＳＮ比）の条件
が改善されたときには（各図に示すように）ＭＣＳ−５
（より強い符号化）を用いる利点はなくなる。チャネル
損失を無くすためのより頑強な符号化系と、伝送レート
を上げるより脆弱な符号化系との間のトレードオフは、
図５−７の移動通信システムに於いてより顕著となる。
１８ｄＢの信号対ノイズ比（ＳＮＲ）に於いて、ＭＣＳ
−６はパケットサイズが１０kbit以上の時に３つの符号
化スキームの中で最良の性能を示す。非常に良好なチャ
ネル条件の下では（図６に示すように２２ｄＢのＳＮ
比）の場合にはＭＣＳ−７がパケットサイズが４２kbit
以上の時には最良の遅延性能を示す。
ＣＳ−５，ＭＣＳ−６，ＭＣＳ−７はＥＧＰＲＳで用い
られており、これ等を比較する。図５に於いては、チャ
ネルのＳＮ比は１２ｄＢである。このような条件の下に
於いて、ＭＣＳ−５の遅延はＭＣＳ−７よりも小さいこ
と（即ち、より強いＭＣＳ−５の符号化系が好まい）が
観測できる。チャネルの信号対ノイズ（ＳＮ比）の条件
が改善されたときには（各図に示すように）ＭＣＳ−５
（より強い符号化）を用いる利点はなくなる。チャネル
損失を無くすためのより頑強な符号化系と、伝送レート
を上げるより脆弱な符号化系との間のトレードオフは、
図５−７の移動通信システムに於いてより顕著となる。
１８ｄＢの信号対ノイズ比（ＳＮＲ）に於いて、ＭＣＳ
−６はパケットサイズが１０kbit以上の時に３つの符号
化スキームの中で最良の性能を示す。非常に良好なチャ
ネル条件の下では（図６に示すように２２ｄＢのＳＮ
比）の場合にはＭＣＳ−７がパケットサイズが４２kbit
以上の時には最良の遅延性能を示す。
【００２５】一般的にパケットサイズ（ＢＴのサイズ）
が非常に小さいのときには、最も頑強な符号化系（図５
−７のＭＣＳ５）が最良の通信を提供する。パケットサ
イズが増加するにつれて異なる符号化系へ間を切り替え
る交点が存在する。交点の存在する場所は、テイル遅延
とドレイニング遅延に依存する。パケットサイズが十分
に大きいとドレイニング遅延が主要なファクタとなり、
最小の遅延を生成するような変調と符号化スキームが最
も高い長期スループットを達成する。斯くして変調と符
号化スキームの選択は、従来の方法とシステムにより選
択されてきた一般的なチャネル状態のもとでは、スルー
プットのベースのみに依存することは出来ない。そうで
はなくて、変調と符号化スキームの選択は、例えば音
声、ＦＴＰ、テルネット、ｗｅｂブラウジング等で用い
られる基となるアプリケーション及び遅延を低減するた
めのチャネル状態に合わせる必要がある。
が非常に小さいのときには、最も頑強な符号化系（図５
−７のＭＣＳ５）が最良の通信を提供する。パケットサ
イズが増加するにつれて異なる符号化系へ間を切り替え
る交点が存在する。交点の存在する場所は、テイル遅延
とドレイニング遅延に依存する。パケットサイズが十分
に大きいとドレイニング遅延が主要なファクタとなり、
最小の遅延を生成するような変調と符号化スキームが最
も高い長期スループットを達成する。斯くして変調と符
号化スキームの選択は、従来の方法とシステムにより選
択されてきた一般的なチャネル状態のもとでは、スルー
プットのベースのみに依存することは出来ない。そうで
はなくて、変調と符号化スキームの選択は、例えば音
声、ＦＴＰ、テルネット、ｗｅｂブラウジング等で用い
られる基となるアプリケーション及び遅延を低減するた
めのチャネル状態に合わせる必要がある。
【００２６】システムの複数の符号化スキームの間の交
点は、リンクが１人のユーザ専用でパケット遅延を最小
にするのが目的のものに適用可能である。共用チャネル
においては、チャネルのスループットを最大にすること
が目的であるが、符号化スキームの間の交点は異なって
いる。パケットの送信は２つの相（フェーズ）「ドレイ
ニング相」と「テイル相」から構成されているために、
ドレイニング相においてはパケットサイズは一定の割合
で減少する。一方テイル相においてはパケットサイズは
減少するが、その比率は減っていく。その理由は各往復
に於いては伝送インターバルを充填するのに十分なブロ
ックが存在しないからである。共用チャネルを統計的に
共有する複数のユーザーが存在する場合には、１人のユ
ーザーのアイドルスロットは他のユーザーにより埋めら
れる。システムの負荷が高いときには共用チャネルは決
してアイドル状態とは成らない。その場合には複数のユ
ーザーのシステムは、各システムの自分のパケットを共
用チャネル内でピークレートでもってドレイニングす
る。このような場合、変調と符号化スキームはドレイニ
ングレートを最大にするため、即ち最も長周期スループ
ットが高いものが選択される。本発明の方法と装置は、
システムの負荷が低い場合或いはユーザーによるチャネ
ルの共用が可能でないような場合に適切な変調と符号化
スキームを選択する指針を与えることが出来る。
点は、リンクが１人のユーザ専用でパケット遅延を最小
にするのが目的のものに適用可能である。共用チャネル
においては、チャネルのスループットを最大にすること
が目的であるが、符号化スキームの間の交点は異なって
いる。パケットの送信は２つの相（フェーズ）「ドレイ
ニング相」と「テイル相」から構成されているために、
ドレイニング相においてはパケットサイズは一定の割合
で減少する。一方テイル相においてはパケットサイズは
減少するが、その比率は減っていく。その理由は各往復
に於いては伝送インターバルを充填するのに十分なブロ
ックが存在しないからである。共用チャネルを統計的に
共有する複数のユーザーが存在する場合には、１人のユ
ーザーのアイドルスロットは他のユーザーにより埋めら
れる。システムの負荷が高いときには共用チャネルは決
してアイドル状態とは成らない。その場合には複数のユ
ーザーのシステムは、各システムの自分のパケットを共
用チャネル内でピークレートでもってドレイニングす
る。このような場合、変調と符号化スキームはドレイニ
ングレートを最大にするため、即ち最も長周期スループ
ットが高いものが選択される。本発明の方法と装置は、
システムの負荷が低い場合或いはユーザーによるチャネ
ルの共用が可能でないような場合に適切な変調と符号化
スキームを選択する指針を与えることが出来る。
【００２７】特許請求の範囲に記載した括弧内の参照番
号は本発明の一実施例の対応関係を示すもので本発明の
範囲を限定するものと解釈してはならない。
号は本発明の一実施例の対応関係を示すもので本発明の
範囲を限定するものと解釈してはならない。
【図１】従来技術にかかるワイヤレスシステムを表すブ
ロック図。
ロック図。
【図２】本発明のワイヤレスシステムを表すブロック
図。
図。
【図３】様々なＭＣＳレベルの結果を表す図。
【図４】様々なＭＣＳレベルのシミュレーションの結果
を表す図。
を表す図。
【図５】様々なＭＣＳレベルのシミュレーションの結果
を表す図。
を表す図。
【図６】様々なＭＣＳレベルのシミュレーションの結果
を表す図。
を表す図。
【図７】様々なＭＣＳレベルのシミュレーションの結果
を表す図。
を表す図。
１０ システム １２ 基地局 １３ アンテナ １４ トランシーバ １６ バッファ １８ リンク適合装置 ２０ 自動車 ３０ ポータブルコンピュータ ４０ 携帯電話
フロントページの続き (71)出願人 596077259 600 Ｍｏｕｎｔａｉｎ Ａｖｅｎｕｅ, Ｍｕｒｒａｙ Ｈｉｌｌ， Ｎｅｗ Ｊｅ ｒｓｅｙ 07974−0636Ｕ．Ｓ．Ａ. (72)発明者 クリシュナ バラチャンドラン アメリカ合衆国、07748 ニュージャージ ー州、ミドルタウン、クノルウッド ドラ イブ 1506 (72)発明者 カーク ケイ チャン アメリカ合衆国、07751 ニュージャージ ー州、モーガンビル、レジーナ ロード ６ (72)発明者 リチャード ポール エジャック アメリカ合衆国、60187 イリノイ州、ウ ィートン、アーボー 710 (72)発明者 ウェイ ルオ アメリカ合衆国、07724 ニュージャージ ー州、イートンタウン、イートンクレスト ドライブ 48Ａ (72)発明者 サンジブ ナンダ アメリカ合衆国、08510 ニュージャージ ー州、クラークスバーグ、ロビンズ ロー ド 34 Ｆターム(参考） 5K030 GA15 HA08 JL01 LD19 5K034 AA03 DD03 EE10 HH01 HH12 MM14 5K067 AA33 BB04 BB21 CC08 DD53 EE02 EE10 HH23
Claims (19)
- 【請求項１】（Ａ） リンクを介して送信すべき少なく
とも１つのデータパケットを記憶するステップと、 （Ｂ） 第１の変調／符号化スキームレベルで、前記デ
ータパケットの第１セグメントを送信するステップと、 （Ｃ） より頑強な第２の変調／符号化スキームレベル
で、前記データパケットの第２セグメントを送信するス
テップとを有することを特徴とするデータを分配の際の
遅延時間を低減する方法。 - 【請求項２】（Ａ） リンクを介して送信すべき少なく
とも１つのデータパケットを記憶するバッファと、 （Ｂ） 第１の変調／符号化レベルで、前記データパケ
ットの第１セグメントを変調／符号化し、より頑強な第
２の変調／符号化レベルで、前記データパケットの第２
セグメントを変調／符号化する変調器及び符号化器と、 （Ｃ） 前記第１と第２のセグメントを送信する送信器
とを有することを特徴とするデータを分配の際の遅延時
間を低減する装置。 - 【請求項３】通信チャネルを介して可変長のユーザーデ
ータパケットを送信するデータ通信システムに於いて、 （Ａ） 通信チャネル上で伝送用の各データパケットを
分割する手段と、 （Ｂ） 各データセグメントを送信するために異なった
変調と符号化スキームを選択するために、リンク適合装
置を用いる手段と、 （Ｃ） チャネル品質とパケット遅延性能の両方に基づ
いて、各パケット伝送用に変調と符号化スキームを選択
する手段とを有することを特徴とする通信チャネルを介
して可変長のユーザーデータパケットを送信するデータ
通信システム。 - 【請求項４】各パケットサイズは、既知で、ＭＣＳはパ
ケットに対しより遅延量の小さいものが選択されること
を特徴とする請求項３記載のシステム。 - 【請求項５】前記ＭＣＳは、パケットのｘ％に対し遅延
量の小さいものを選択するここでｘは所望のクオリティ
オブサービスに依存することを特徴とする請求項４記載
のシステム。 - 【請求項６】前記ＭＣＳは、μ＋ａσの値が低くなるよ
う選択され、ここでμはパケットに対する予測遅延であ
り、σは遅延の標準偏差であり、ａは所望のクオリティ
オブサービスに依存して選択される正の値であることを
特徴とする請求項４記載のシステム。 - 【請求項７】前記ＭＣＳは、チャネルの往復遅延時間に
依存することを特徴とする請求項３記載のシステム。 - 【請求項８】前記ＭＣＳは、実際のパケットサイズでは
なく一般的なパケットサイズに依存することを特徴とす
る請求項３記載のシステム。 - 【請求項９】前記ＭＣＳは、パケット当たりの予測遅延
量が低くなるよう選択されることを特徴とする請求項８
記載のシステム。 - 【請求項１０】前記ＭＣＳは、ユーザーデータ内の未送
信量と、残りのデータを送信する際に予測遅延が低くな
るよう選択されることを特徴とする請求項３記載のシス
テム。 - 【請求項１１】あるＭＣＳは、バッファの未送信量がｘ
より大きいときに選択され、 別のＭＣＳは、バッファの未送信量がｙより小さいとき
に選択されることを特徴とする請求項１０記載のシステ
ム。 - 【請求項１２】前記ＭＣＳは、パケット当たりのユーザ
ーデータのバッファの未送信量と各パケットを送信する
際の予測遅延の低さに基づいて決定されることを特徴と
する請求項３記載のシステム。 - 【請求項１３】あるＭＣＳは、バッファの未送信量がｘ
より大きいときに選択され、 別のＭＣＳは、バッファの未送信量がｙより小さいとき
に選択されることを特徴とする請求項１２記載のシステ
ム。 - 【請求項１４】ｘは、ｙに等しいことを特徴とする請求
項１３記載のシステム。 - 【請求項１５】ｘの決定は、最も低い予測遅延となるよ
うに選択されたＭＣＳが最も高いスループットとなるよ
うに決定されることを特徴とする請求項１３記載のシス
テム。 - 【請求項１６】通信チャネルを介して長さの異なるデー
タパッケトによりデータ通信を行う方法に於いて、 （Ａ） 通信チャネル上で送信用の各データパケットを
分割するステップと、 （Ｂ） 各データセグメントを送信用するための複数の
変調と符号化スキームからリンク適合に従ってある変調
と符号化スキームを決定するステップとを有することを
特徴とする通信チャネルを介して可変長のデータパッケ
トによりデータ通信を行う方法。 - 【請求項１７】各パケットセグメントを伝送するために
変調と符号化スキームの選択は、チャネル品質とパケッ
ト遅延性能の両方に基づいて行われることを特徴とする
請求項１６記載の方法。 - 【請求項１８】各パケットセグメントを伝送するために
変調と符号化スキームの選択は、チャネル品質に基づい
て行われることを特徴とする請求項１６記載の方法。 - 【請求項１９】各パケットセグメントを伝送するために
変調と符号化スキームの選択は、パケット遅延性能に基
づいて行われることを特徴とする請求項１６記載の方
法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US09/750,834 US6567375B2 (en) | 2000-03-13 | 2000-12-29 | Method and apparatus for packet size dependent link adaptation for wireless packet |
| US09/750834 | 2000-12-29 |
Publications (3)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002218004A true JP2002218004A (ja) | 2002-08-02 |
| JP2002218004A5 JP2002218004A5 (ja) | 2004-09-09 |
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Family
ID=25019348
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001112621A Expired - Lifetime JP3802363B2 (ja) | 2000-12-29 | 2001-04-11 | データを分配の際の遅延時間を低減する方法と装置 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
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| KR (1) | KR100822513B1 (ja) |
| CN (1) | CN100471098C (ja) |
| BR (1) | BR0106148A (ja) |
| CA (1) | CA2341917C (ja) |
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| CN100384263C (zh) * | 2005-10-18 | 2008-04-23 | 华为技术有限公司 | 改善接续过程中消息传输时延的方法 |
| KR100837696B1 (ko) * | 2006-08-08 | 2008-06-13 | 한국전자통신연구원 | 단말기 수신성능을 이용한 채널 운영 방법 및 그에 따른 무선통신 시스템 |
| CN109981483A (zh) * | 2017-12-27 | 2019-07-05 | 中国移动通信集团山东有限公司 | 一种面向小包实时业务感知的lte调度方法及装置 |
| CN112118192B (zh) | 2019-06-20 | 2022-11-18 | 华为技术有限公司 | 一种数据量整形方法、网络设备以及计算机程序产品 |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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| US6167031A (en) * | 1997-08-29 | 2000-12-26 | Telefonaktiebolaget Lm Ericsson (Publ) | Method for selecting a combination of modulation and channel coding schemes in a digital communication system |
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2001
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- 2001-12-17 BR BR0106148A patent/BR0106148A/pt not_active Application Discontinuation
Also Published As
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