JP2002232424A - 通信ネットワークにおけるネットワークトラヒック負荷を適応制御する方法および集中制御装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 通信ネットワークにおけるネットワークトラ
ヒック負荷の変化に応答して共用媒体への競合アクセス
を最適に制御する、適応性のある方法を提供する。 【解決手段】 共用通信媒体を有する通信ネットワーク
におけるネットワークトラヒック負荷を適応制御する方
法は、トラヒックカテゴリ許可確率を決定するステップ
３５５と、総合許可確率ＰＰを計算するステップ３６５
と、を含む。次に、前記共用通信媒体へのアクセスを競
合するステップが行われる。次に、更新されたトラヒッ
クカテゴリ許可確率を決定するステップ３７５が行われ
る。ＰＰを計算するステップと、競合するステップと、
更新するステップとは、バッファされたトラヒックが送
信されるまで繰返される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、一般的にはネット
ワークに関し、特に、多数のユーザの間で共通通信媒体
へのアクセスを共用する通信ネットワークに関する。

【０００２】

【従来の技術】通信ネットワークは通信媒体を用い、コ
ンピュータデータ、音声、音楽、ビデオ、などの形式の
情報を、ユーザの間で、またはユーザとサービスプロバ
イダとの間で伝送する。通信媒体は、ワイヤリンク、光
ファイバリンク、または無線リンクでありうる。無線リ
ンクは、無線周波数、赤外線、レーザ光、およびマイク
ロ波のリンクを含みうるが、これらに制限されるわけで
はない。実際に、ネットワークは、異なる通信リンクの
組合せを用いうる。それぞれのユーザ間において専用の
通信リンクを用いる少数のネットワークを除外すれば、
多くの情報ネットワークは、送信情報を搬送するために
共用通信媒体を用いる。共用通信媒体を用いる情報ネッ
トワークの例には、イーサネット（登録商標）、トーク
ンリング、および無線イーサネット（登録商標）（ＩＥ
ＥＥ８０２．１１）が含まれる。

【０００３】共用通信媒体を用いるネットワークにおい
ては、共用媒体へのアクセスは、ユーザの部分集合が媒
体を支配し、他のユーザが媒体を使用しえない状況を阻
止するように制御されなければならない。阻止されなけ
ればならないもう１つの状況は、余りにも多くのユーザ
が同時に情報を送信しようとし、ネットワークのどこで
も情報パケットが相互に衝突するために、どのユーザも
情報を満足に送信しえなくなる状況である。

【０００４】イーサネット（登録商標）のような、ある
ネットワークは、これらの状況を阻止しない。イーサネ
ット（登録商標）ネットワーク上のユーザは、媒体が空
き状態にあることを検出されている限り、ユーザが（デ
ータパケットの形式の）情報を発生しうるようになるや
否や、その情報を、それと同じ多さ、同じ速度で、自由
に送信しうる。もし多数のユーザからの２つまたはそれ
以上のデータパケットの間に衝突が起これば、バックオ
フ機構が動作し始め、衝突しているユーザを衝突から回
復させ、将来の衝突が起こる確率を減少させる。このデ
ータの混乱があっても、少数から中程度の数のユーザを
有するネットワークの場合は十分に動作するが、レイテ
ンシおよびスループットパフォーマンスは、ユーザの数
が増大するのに伴い激しく劣化する。

【０００５】トークンリングネットワークにおいては、
ユーザが「トークン」を所有している場合にのみ、ユー
ザはデータを送信しうる。トークンは、一人のユーザか
ら次のユーザへ環状に転送される特殊な制御パケットで
あり、それゆえトークンリングという名称がある。トー
クンの所有者は媒体を支配し、データを自由に送信しう
る。しかし、トークンリングネットワークは非効率的で
ある。そのわけは、送信すべきデータをもたないユーザ
もトークンを得るので、貴重なネットワークの帯域幅を
浪費し、一方送信すべき大量のデータを有するユーザ
は、ネットワークを回って進むトークンを待った後でな
ければ、データの送信を再開しえない。

【０００６】無線イーサネット（登録商標）（ＩＥＥＥ
８０２．１１）においては、２つのタイプの媒体共用が
行われる。競合アクセスと呼ばれる第１のタイプの媒体
共用においては、もしユーザが、十分な期間の間媒体が
空き状態であったことを検出すれば、ユーザはデータを
自由に送信しうる。無競合アクセスと呼ばれる第２のタ
イプの媒体共用においては、集中制御装置が媒体へのア
クセスを制御する。ユーザは、そのユーザが集中制御装
置によりポーリングされ終わった後にのみデータを送信
しうる。無競合アクセス中は、ネットワークはトークン
リングネットワークと同様に動作し、一方競合期間中
は、ネットワークはイーサネット（登録商標）と同様に
動作する。本質的に、無線イーサネット（登録商標）
は、イーサネット（登録商標）およびトークンリングネ
ットワークの双方の特徴を組合わせている。

【０００７】ＩＥＥＥ８０２．１１においては、ネット
ワークの設計者は、競合アクセスの方法を実現すること
を要求されるが、必ずしも無競合アクセスの方法を実現
することは要求されない。そのわけは、前者は必須のも
のとして指定されるが、後者はオプションのものである
からである。必須の方法によれば、局が送信すべき情報
を有する時は、その方法は媒体をチェックし（米国内の
ＩＥＥＥ８０２．１１においては、媒体スペクトルは
２．４ＧＨｚおよび５．２ＧＨｚの産業−科学−医学用
（ＩＳＭ）周波数帯にある）、媒体が空き状態にあるか
どうかを調べる。設計者は、２つの異なる空き状態を定
めている。第１の空き状態は、「物理的空き」として公
知であり、それは媒体上で実際の伝送が行われていない
時の状態である。第２の空き状態は、「仮想的空き」と
して公知であり、それはネットワークにおいてユーザか
らの予期された送信がない時の状態である。空き状態に
あると考えられる媒体においては、双方の空き状態が対
処されなければならない。

【０００８】新しい送信の前に、ユーザは区間〔０，Ｃ
Ｗ）からランダムバックオフ時間を選択する。この区間
は０を含むが、ＣＷは含まない。ただし、新しい送信に
対しては、ＣＷ＝ＣＷｍｉｎ＋１であり、ＣＷｍｉｎは
技術仕様において指定される所定値である。この区間
は、一般に競合ウィンドウと呼ばれる。このランダムに
選択されたバックオフ時間は、バックオフタイマ内に置
かれ、このタイマは、媒体がＤＩＦＳ間隔の間空き状態
にあったと決定された後に減少を始める。ただし、ＤＩ
ＦＳもまた、規格において定義された所定値である。し
かし、このバックオフタイマは、媒体が空き状態（双方
の空き状態）に留まっている時にのみ減少する。もし媒
体がもはや空き状態でなくなれば、バックオフタイマは
減少を停止し、バックオフタイマは、媒体がＤＩＦＳの
間空き状態になった後に減少を再開する。

【０００９】バックオフタイマがゼロに到達した時に、
ユーザはフレームを送信する。もし衝突が起これば、ユ
ーザは、前の競合ウィンドウの２倍の大きさの競合ウィ
ンドウ〔０，２^*ＣＷ）から新しいランダムバックオフ
時間を選択する。新しいバックオフ時間を有するバック
オフタイマが満了した後に、ユーザは同じフレームを再
び送信する。もしその送信が再び失敗すれば、ユーザ
は、前の競合ウィンドウの２倍の大きさの競合ウィンド
ウ〔０，４^*ＣＷ）から別のランダムバックオフ時間を
選択する。競合ウィンドウが、０およびＣＷｍａｘを含
む最大範囲〔０，ＣＷｍａｘ〕（ただしＣＷｍａｘは、
ＩＥＥＥ８０２．１１において指定された別の所定値）
に達した時は、競合ウィンドウは、フレームの将来の衝
突の発生にかかわらず、もはやサイズを増大されない。
このバックオフプロセスは、切捨て２進指数バックオフ
（ｔｒｕｎｃａｔｅｄ ｂｉｎａｒｙ ｅｘｐｏｎｅｎ
ｔｉａｌ ｂａｃｋｏｆｆ）として公知であり、送信が
成功するまで続けられる。フレームは、もしそれが、や
はりＩＥＥＥ８０２．１１規格により定められた再試行
限度または最大寿命に達したならば、除去される。フレ
ームの送信が成功した後、またはフレームが除去された
後、ユーザは、別の新しいフレームの送信の準備とし
て、ＣＷ＝ＣＷｍｉｎ＋１である競合初期ウィンドウ
〔０，ＣＷ）から選択された新しいバックオフを行う。

【００１０】競合アクセスにおける切捨て２進指数バッ
クオフプロセスの欠点は、それがネットワーク上の現在
の負荷を区別しないことであり、すなわち、それは、二
人またはそれ以上のユーザが相互に衝突しているかどう
かにかかわらず、常に競合ウィンドウを２倍する。切捨
て２進指数バックオフプロセスは、ネットワーク条件に
適応しない。適応しないことにより、切捨て２進指数バ
ックオフプロセスは、ネットワーク負荷およびネットワ
ーク条件にかかわらず同様に動作する。この結果、送信
する機会が多い時に、ユーザは、負荷の少ないネットワ
ークにおいて過度な量の時間を待たなければならなくな
る。切捨て２進指数バックオフプロセスのもう１つの欠
点は、競合が増加すると、送信すべきデータを有するそ
れぞれのユーザが、新しい送信または再試行送信のため
に同じ切捨て２進指数バックオフプロセスを用いるよう
に自動的に要求されるために、スループットおよびレイ
テンシパフォーマンスが劣化することである。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】従って、本発明は、ネ
ットワーク負荷の変化に応答して共用媒体への競合アク
セスを最適に制御する、適応性のある方法を提供するこ
とを目的とする。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明の１つの特徴は、
通信ネットワークにおけるネットワークトラヒック負荷
を適応制御する方法を提供していることであり、その方
法においては、まずネットワークトラヒック負荷を測定
し、測定されたネットワークトラヒック負荷に基づきネ
ットワークパフォーマンスメトリックを計算し、ネット
ワークトラヒック負荷を調整する。

【００１３】本発明のもう１つの特徴は、共用通信媒体
に対する競合アクセスを制御する方法を提供しているこ
とであり、その方法においては、ネットワークにおいて
サポートされているそれぞれの異なるトラヒックカテゴ
リに対し許可確率の集合を割当て、次にそれぞれのユー
ザ局が、その局から送信すべきトラヒックを有するトラ
ヒックカテゴリに基づき総合許可確率を計算する。次に
諸局は、それらそれぞれの総合許可確率を用い、通信媒
体へアクセスするために相互に競合しなければならな
い。アクセスが得られた時は、その局はデータを送信し
うる。この時、現在のネットワーク負荷条件に従って許
可確率は更新される。このプロセスは、トラヒックが送
信され終わるまで繰返される。

【００１４】本発明の主な利点は、集中機構および分散
機構を組合せることにより、情報ネットワークにおける
共用媒体への競合アクセスの適応制御を可能にすること
である。本発明は、（集中化された方法の場合には）ネ
ットワークにおける諸局とアルゴリズム制御装置との間
に顕著な量の通信を必要としない。分散化された方法の
場合には、諸局間の通信は不必要である。

【００１５】本発明のさらなる利点は、本発明が、利用
可能な媒体の空き時間を、空き時間のままにしておかず
に、データの送信のために利用することである。本発明
のさらにもう１つの利点は、本発明が、ネットワークト
ラヒックの優先順位の高いトラヒックカテゴリを優先的
に処理し、それらのカテゴリが、ネットワークトラヒッ
クの優先順位の低いトラヒックカテゴリよりも早くネッ
トワークへのアクセスを許されるように保証することで
ある。本発明の上述の諸特徴は、添付図面を参照しつつ
以下の説明を考察することにより、さらに明らかに理解
されよう。

【００１６】

【発明の実施の形態】さまざまな実施例の構造および使
用法を以下に詳述する。しかし、本発明は、さまざまな
特定の状況において具体化されうる多くの応用可能な発
明上の概念を提供していることを認識すべきである。説
明される特定の実施例は、本発明を構成しかつ用いる特
定の方法の単なる例示に過ぎず、本発明の範囲を制限す
るものではない。

【００１７】通信媒体の共用は、今日利用可能である大
部分の通信ネットワークのために必要である。ユーザ対
の間に通信媒体を提供しうる十分なリソースを有するネ
ットワークは少数のみである。ユーザ対の間に接続を提
供する大抵の目的のためには、帯域幅リソースは非効率
的に使用される。多数のユーザの間での通信媒体の共用
は、媒体のもっと効率的な使用を可能にする。そのわけ
は、一人のユーザが空き状態にある時に、別のユーザが
送信すべきデータを持っていることがあるからである。
共用はまた、情報ネットワークをサポートするために必
要な媒体を小量とするために、費用効率を高める。この
ことは、空間を媒体とする無線ネットワークにおいても
同様であり、その場合は、もし共用が行われなければ、
より多くの「空間（ａｉｒ）」すなわちスペクトルが、
ネットワークをサポートするために用いられなければな
らない。

【００１８】しかし、通信媒体の共用は、ある状況にお
いて、一人より多いユーザが同時に媒体へのアクセスを
所望でき、または、媒体がすでに使用中である時にユー
ザがアクセスを所望できることを意味する。これは競合
として公知である。競合を処理するためには、（アロハ
（Ａｌｏｈａ）プロトコルのように）全く競合を処理し
ない場合から、（トークンリングプロトコルのように）
媒体に対し一時に一人のユーザのみのアクセスを与える
場合まで、多くの異なる方法が用いられてきた。

【００１９】ここで図１を参照すると、ＩＥＥＥ８０
２．１１規格「ＡＮＳＩ／ＩＥＥＥ規格８０２．１１、
１９９９年版；情報技術−システム間の電気通信および
情報交換−ローカルエリアネットワークおよびメトロポ
リタンエリアネットワーク−特定の要求、第１１部：無
線ＬＡＮ媒体アクセス制御（ＭＡＣ）および物理レイヤ
（ＰＨＹ）仕様」による典型的な無線ローカルエリアネ
ットワーク（ＬＡＮ）の設備の図（従来技術）が示され
ている。前記規格は、ここで参照してその内容を本願に
取り込むこととする。図１は、ＩＥＥＥ８０２．１１ネ
ットワークの基本構成ブロックを示している。

【００２０】図１は、第１の基本サービスセット（ＢＳ
Ｓ）１１０および第２のＢＳＳ１２０を示している。Ｂ
ＳＳは、ＩＥＥＥ８０２．１１ネットワークの基本構成
ブロックであり、その中でメンバー局が直接通信に参加
しうるカバレージエリアと考えられうる。ＢＳＳは、ア
クセスポイント（ＡＰ）により開始され、形成され、維
持される。ＢＳＳ１１０はＡＰ１３０に対応し、ＢＳＳ
１２０はＡＰ１４０に対応する。ＡＰは、分布システム
（ＤＳ）１５０に接続された局である。ＤＳは、多数の
ＢＳＳが互いに相互接続して、拡張サービスセット（Ｅ
ＳＳ）１６０を形成しうるようにする。ＤＳにおいて用
いられる媒体は、ＢＳＳにおいて用いられる媒体と同じ
であってもよく、あるいは異なっていてもよく、例え
ば、ＢＳＳが用いる媒体が無線周波（ＲＦ）であり、一
歩、ＤＳが光ファイバを用いることもありうる。ＢＳＳ
１１０の内部にはＡＰ１３０および無線局（ＳＴＡ）１
７０があり、一方、ＢＳＳ１２０の内部にはＡＰ１４０
およびＳＴＡ１８０がある。ＢＳＳは２つより多くの局
を含みうる（例えば、ＢＳＳあたり最大約２０局が今日
一般的である）が、それの有するＡＰは１つである。

【００２１】図１に示されているように、ＢＳＳ１１０
はアクセスポイント１３０を経てＤＳ１５０に接続され
ており、第２のアクセスポイント１４０はＤＳ１５０を
ＢＳＳ１２０に接続している。アクセスポイントもまた
無線局を含み、他の無線局と同様にアドレス指定されう
ることに注意すべきである。

【００２２】ＢＳＳ内の局、例えば、ＢＳＳ１１０内の
局１３０および１７０は、他のＢＳＳ内の局と干渉する
ことなしに、相互に通信しうる。しかし、ＢＳＳ内の諸
局は、それらが望む時に必ず簡単に通信することはでき
ない。それらは、衝突を最少化しパフォーマンスを最高
化するように設計された、確立されたルールのセットに
従わなければならない。

【００２３】ユーザとは、通信のために他の局を用いつ
つある他のユーザと通信するために局を用いる装置また
は機関と考えられる。従って、この説明の残部において
は、局という用語と、ユーザという用語とは、情報の損
失なしに交換可能である用語として用いる。

【００２４】前述のように、局は２つの方法の一方によ
り通信する。局は、集中制御装置によるポーリングの後
の無競合期間中に通信しうる。集中制御装置はアクセス
ポイントの成分であってもよく、あるいはネットワーク
上の別個のエンティティであってもよい。しかし、集中
制御装置は、それが制御している局と同じＢＳＳの部分
であるべきである。無競合期間中の通信は、無衝突であ
ることが保証されている。そのわけは、与えられた時刻
において、与えられたＢＳＳ内の１つの局のみが通信媒
体に対しアクセスするからである。その局がポーリング
され終わると、任意の宛先へ最大量までの情報を送信す
るために、媒体へのアクセスを与えられる。

【００２５】あるいは、その局は、競合期間中に送信を
試みうる。競合期間中に送信するためには、局はまず、
媒体が空き状態にあり、かつそのバックオフ時間が満了
しているかどうかを決定しなければならない。もしいず
れかの条件が満足されていなければ、局は送信しえな
い。しかし、たとえ双方の条件が満たされていても、な
お衝突は起こりうる。そのわけは、１つより多くの局が
同時に送信を試みているかもしれないからである。競合
期間中の送信は、一般に衝突により苦しめられ、それは
長い遅延の後の再送信を必要とする。

【００２６】ここで図２を参照すると、その時間−空間
図（従来技術）は、ＩＥＥＥ８０２．１１技術仕様によ
る競合期間中の通信を示している。図２は、時間の関数
としての通信媒体の時間−空間図２００を示している。
この時間−空間図は、ある期間の間通信媒体が使用中
（ブロック２１０）であり、もう１つの期間の間通信媒
体が空き状態（時間スパン２１５）にあることを示して
いる。第３の時間スパン２２０は、分散調整機能（Ｄｉ
ｓｔｒｉｂｕｔｅｄ ＣｏｏｒｄｉｎａｔｉｎｇＦｕｎ
ｃｔｉｏｎ）（ＤＣＦ）フレーム間スペース（ＤＩＦ
Ｓ）と呼ばれる。

【００２７】ＤＩＦＳは、競合アクセスにより通信する
局をトリガする時間スパンであり、もし局のバックオフ
タイマがゼロならばデータを送信させ、もし局のバック
オフタイマがゼロでなければそのタイマを減少させる。
局は、もし送信の終りの短いフレーム間スペース（ＳＩ
ＦＳ）内において、アドレス指定した局から受理通知を
受信すれば、送信に成功したと考え、その場合のＳＩＦ
Ｓの値もまた８０２．１１規格に定められている。

【００２８】競合期間中に通信する局は、もし媒体がＤ
ＩＦＳ境界において空き状態にあることが決定されてお
り、またもしそのバックオフタイマが満了していれば、
送信しうる。ＤＩＦＳのもう１つの見方は、もし媒体が
（物理的および仮想的の双方において）ＤＩＦＳ期間の
間空き状態にあったとすれば、局はそのバックオフカウ
ンタが満了していたとしても、媒体に対し自由に競合し
うるということである。

【００２９】使用中期間２１０の間は、他の局は媒体へ
のアクセスを許されないので、それらの局はアクセスを
延期しなければならない（スパン２５０）。空き期間２
３０の間は、局はもしそのバックオフタイマがゼロであ
れば自由に送信しうる。もしそのバックオフタイマがゼ
ロでなければ、かつもし媒体が空き状態のままになって
いれば、そのバックオフタイマは、それぞれのタイムス
ロット２４０が満了する毎に減少せしめられる。もし媒
体が使用中であれば、バックオフタイマは、どれだけ多
くのタイムスロット２４０が満了しているかにかかわら
ず凍結される。バックオフタイマは、媒体が再び空き状
態になったと決定された後に、そのカウントダウンを再
開する。バックオフタイマは、媒体が空き状態になった
１ＤＩＦＳ後までは、カウントダウンを開始しない。

【００３０】本発明は、以下に説明するように、ＩＥＥ
Ｅ８０２．１１技術規格における現存の競合アクセスア
ルゴリズムを置換するものである。従って、説明の目的
上、説明において用いられる用語は、ＩＥＥＥ８０２．
１１技術規格において用いられている用語を反映してい
る。しかし、本発明において具体化される着想は、多数
のユーザが通信媒体を共用する他の情報ネットワークに
おいても適用される。従って、本発明は、ＩＥＥＥ８０
２．１１技術規格に固執する無線ネットワークにのみ適
用可能であると解釈すべきではない。

【００３１】ここで図３ａを参照すると、本発明の実施
例による、ハイブリッド制御装置により実行される適応
集中競合アクセスアルゴリズム３００のブロック図が示
されている。本発明の実施例によれば、アルゴリズム３
００は、ハイブリッド制御装置（ＨＣ）により実行され
る。ＨＣは、無競合期間および競合期間の双方における
無線ネットワークの帯域幅使用およびネットワークの動
作の管理と、無競合アクセスおよび競合アクセスの双方
と、に責任を有する。ＨＣは前述の集中制御装置に類似
しているが、ＨＣの方が一般に多くの機能性を有する。
多くの場合、ＨＣという用語と集中制御装置という用語
とは、交換可能であるものとして用いられる。通常は、
ＢＳＳ毎に１つのＨＣが存在し、そのＨＣは通常アクセ
スポイント（ＡＰ）内にある。ＨＣを含むアクセスポイ
ントは、一般に拡張アクセスポイント（ＥＡＰ）と呼ば
れる。

【００３２】アルゴリズム３００は、無線ネットワーク
においてサポートしているそれぞれのトラヒックカテゴ
リに対し許可確率を割当てることにより（ブロック３１
０）、無線ネットワークの起動中に開始される。本発明
の実施例によれば、異なるトラヒックカテゴリへ割当て
られる値は、無線ネットワークの構成中に指定された所
定値である。それぞれのトラヒックカテゴリ許可確率
（ＴＣＰＰ）は確率であるから、区間〔０，１〕内にあ
る。区間〔０，１〕は、ＴＣＰＰが、０および１を含
め、０と１との間の値を有しうることを示すが、ＴＣＰ
Ｐは実際には、一般に１よりも著しく小さい。さらに、
高い優先順位を有するトラヒックカテゴリは、大きいＴ
ＣＰＰを割当てられる。本発明のもう１つの実施例によ
れば、無線ネットワークの動作の過程中に、ＴＣＰＰは
媒体の負荷状態を反映して変化しうる。本発明のさらに
もう１つの実施例によれば、ＴＣＰＰが変化する時に
は、ＴＣＰＰはメモリ内へセーブされるので、次に無線
ネットワークが再初期化される時には、セーブされたＴ
ＣＰＰが復元され、デフォルト初期値の代わりに用いら
れうる。

【００３３】トラヒックカテゴリとは、ＢＳＳ内の諸局
間におけるデータトラヒック転送のサービスの品質（Ｑ
ｏＳ）をサポートするための優先権付与技術における、
無線ネットワーク上を搬送されるデータトラヒックのパ
ーティショニングである。ＱｏＳのサポートは、ネット
ワークが使用可能なレベルの通信を配信しうるように、
音声トラヒック、またはビデオトラヒックのような、あ
るクラスのネットワークトラヒックが十分な特別待遇を
受けることを保証するために必要である。例えば、本発
明の実施例によれば、無線ネットワーク上のデータトラ
ヒックは、少なくとも８つの異なるカテゴリの１つの中
へ分類される。データが受けるサービスのレベルは、そ
のデータが入れられたカテゴリにより決定される。本発
明の実施例によれば、異なるトラヒックカテゴリに対す
る許可確率は、１．０より小さいか、または１に等しく
なるように加算される。

【００３４】アルゴリズム３００が、異なるトラヒック
カテゴリのための許可確率へ初期値を割当てた後に、ア
ルゴリズム３００は、更新の動作相へ入り（ブロック３
２０および３３０）、そこでそれはネットワークのパフ
ォーマンスを絶えず注意してモニタする。もしネットワ
ークのパフォーマンスが満足なものでなければ、アルゴ
リズム３００は、媒体の負荷を変化させるためにＴＣＰ
Ｐを変更する。もし媒体の負荷が、（十分なトラヒック
が存在すると仮定して）小さ過ぎれば、ＴＣＰＰにはも
っと大きい値が割当てられ、それにより媒体の負荷は大
きくなる。一方、もし媒体の負荷が大き過ぎれば、ＴＣ
ＰＰにはもっと小さい値が割当てられ、媒体の負荷は小
さくなる。すなわち、このアルゴリズムは自己適応性を
有する。しかし、本発明の実施例によれば、アルゴリズ
ム３００は、媒体において（空き状態、満足できる送
信、または衝突のような）イベントが起こった後に、直
ちにＴＣＰＰを更新する必要はない。代わりに、アルゴ
リズム３００は、更新間隔が満了するまで待つ。更新間
隔が満了した時に、アルゴリズム３００は諸局のための
ＴＣＰＰを更新する。

【００３５】本発明の実施例によれば、更新間隔は固定
された時間間隔である。固定された更新間隔の１つが満
了した時に、アルゴリズム３００はＴＣＰＰを更新す
る。もしＴＣＰＰが、現在のネットワーク条件に対し誤
っていれば、次の更新間隔が開始された時にそれらのＴ
ＣＰＰは訂正される。

【００３６】本発明のもう１つの実施例によれば、アル
ゴリズム３００は、いくつかの更新間隔にわたりネット
ワークパフォーマンスデータを維持し、その多重更新間
隔からのデータを、ＴＣＰＰに対する更新の決定に用い
る。異なる更新間隔からのデータは、異なる重み付けを
される。例えば、最も最近の更新間隔からのデータは、
最も古い更新間隔からのデータよりも大きく重み付けさ
れる。あるいは、それぞれの更新間隔からのデータに等
しく重み付けしてもよい。多重更新間隔を含めると、Ｔ
ＣＰＰ、従って得られる媒体へのトラヒック負荷は、極
めて大きい値と極めて小さい値との間で振動することを
防止される。

【００３７】本発明のもう１つの実施例によれば、更新
間隔は固定された時間間隔ではない。その代わりとし
て、アルゴリズム３００は、ネットワークパフォーマン
スをモニタする。アルゴリズム３００は、ネットワーク
パフォーマンスのメトリックを計算し、これらのメトリ
ックを、ＴＣＰＰを更新すべき時を決定するために用い
る。例えば、もしアルゴリズム３００が、空き時間の、
衝突時間に対する比が悪化したことに気付けば、アルゴ
リズム３００はＴＣＰＰを更新してネットワークパフォ
ーマンスを修正しうる。

【００３８】本発明の実施例によれば、更新は、ネット
ワークパフォーマンスのメトリックが受入れ可能な範囲
の外へ出た時に行われる。ネットワークパフォーマンス
の１つのメトリックは、媒体が空き状態にある時間の量
の、媒体が衝突状態にある時間の量に対する比である。
最適のパフォーマンスは、この比が１にほぼ等しい時に
得られる。本発明の実施例によれば、もしこの比が、ε
をある所定のスレショルド値として範囲（１−ε，１＋
ε）の外へ出れば、アルゴリズム３００はＴＣＰＰ値を
更新する。例えば、もし空き状態のために媒体が無駄に
する時間の量が、衝突のために媒体が無駄にする時間の
量よりも少なければ、媒体が過負荷であることを示して
おり、アルゴリズム３００はＴＣＰＰの値を減少させ
る。ＴＣＰＰの値を減少させることにより、ネットワー
クにおけるトラヒックの量は減少し、従って、衝突のた
めに媒体が無駄にする時間の量も減少する。

【００３９】ここで図３ｂを参照すると、そのブロック
図は、本発明の実施例により、無線局において実行され
る適応集中競合アクセスアルゴリズム３５０を示してい
る。アルゴリズム３５０は、図３ａに示されているアル
ゴリズム３００に類似している。図３ａのアルゴリズム
３００はハイブリッド制御装置において実行されるが、
アルゴリズム３５０は無線局において実行される。本発
明の実施例によれば、ＢＳＳ内のそれぞれの局はアルゴ
リズム３５０のコピーを実行する。

【００４０】アルゴリズム３５０はブロック３５５にお
いて開始され、そこでそれはハイブリッド制御装置か
ら、それぞれのトラヒックカテゴリのための許可確率の
割当てを受取る。ＴＣＰＰを受取った後、局は、もし送
信すべきトラヒックがなければアイドル状態となる。そ
の局は、ブロック３６０において、送信すべきトラヒッ
クを得るまで待つ。

【００４１】局が送信すべきトラヒックを有する時は、
局はそのトラヒックをカテゴリ化し、理想的にはトラヒ
ックカテゴリ毎に１つのキューに入るように、それらを
キュー内へ配置する。局は次に、局が有するトラヒック
のための特定のトラヒックカテゴリにおける全ての個々
の許可確率を加算することにより、総合許可確率ＰＰを
計算する（ブロック３６５）。例えば、もし局が、カテ
ゴリ１、２、および５内にトラヒックを有すれば、総合
許可確率ＰＰは、トラヒックカテゴリ１、２、および５
におけるＴＣＰＰの和である。

【００４２】総合許可確率ＰＰを計算した後に、局は、
ハイブリッド制御装置がＴＣＰＰを更新したかどうかを
調べるためのチェックを行う（ブロック３７０）。もし
更新していれば、局は総合許可確率ＰＰを再計算する
（ブロック３７５）。アルゴリズム３５０は次に、媒体
へのアクセスのための競合を定める（ブロック３８
０）。競合アクセスアルゴリズムは、以下において説明
する。もし競合が許可されていれば、局は、キューに入
れたあるトラヒックを送信しうる。あるトラヒックが送
信されてから、局は、ほかにキューに入れられているト
ラヒックがあるかどうかを調べるためのチェックを行わ
なければならない（ブロック３８５）。もしほかにキュ
ーに入れられているトラヒックがあれば、アルゴリズム
３５０はブロック３７０へ復帰する。もしほかにキュー
に入れられているトラヒックがなければ、アルゴリズム
３５０はブロック３６０へ復帰し、送信すべき新しいト
ラヒックを待つ。もし競合が許可されていなければ、キ
ューに入れられているトラヒックは１つも送信されず、
アルゴリズム３５０はブロック３７０へ復帰する。

【００４３】ここで図４を参照すると、そのブロック図
は、本発明の実施例による適応分散競合アクセスアルゴ
リズム４００を示している。図３ａおよび図３ｂに示さ
れ、かつ上述されたアルゴリズム３００および３５０
は、集中アルゴリズムであり、その意味は、ハイブリッ
ド制御装置と呼ばれる集中制御装置が存在し、それが、
アルゴリズムの動作を制御するか、またはアルゴリズム
の動作を制御するデータ／情報を供給するということで
ある。アルゴリズム４００は分散アルゴリズムであり、
その意味は、集中制御装置が存在せず、アルゴリズム４
００が、外部ソースからの（データトラヒック以外の）
入力なしに、それ自身を制御するということである。

【００４４】本発明の実施例によれば、アルゴリズム４
００は、ネットワーク内のそれぞれの局において実行さ
れる。アルゴリズム４００は、競合局が送信すべきトラ
ヒックを有するかどうかを調べるためのチェックを、そ
の競合局が行うことにより開始される（ブロック４１
０）。もしその局が、送信すべきトラヒックを有してい
なければ、アルゴリズム４００はブロック４１０に留ま
り、その局にトラヒックが到着するのを待つ。もしその
局が送信すべきトラヒックを有すれば、局はそのトラヒ
ックをキュー内へ、それらのキューのトラヒックカテゴ
リに従って配置し、そのキュー内においてトラヒックを
有するそれぞれのトラヒックカテゴリに対し許可確率を
割当てる（ブロック４２０）。トラヒックを持たないト
ラヒックカテゴリの許可確率は、ゼロにセットされる。

【００４５】トラヒックをキュー内に配置した後に、局
は、ＴＣＰＰの加算を行うことにより、総合許可確率Ｐ
Ｐを計算する（ブロック４３０）。局は、そのキュー内
においてトラヒックを有する全てのトラヒックカテゴリ
における許可確率を加算する。例えば、もし局が、カテ
ゴリ１、２、および５内にトラヒックを有すれば、総合
許可確率ＰＰは、トラヒックカテゴリ１、２、および５
におけるＴＣＰＰの和である。キューに入れられたトラ
ヒックを持たないトラヒックカテゴリのＴＣＰＰはゼロ
にセットされているので、それらのＴＣＰＰをゼロでな
いＴＣＰＰと加算しても総合許可確率ＰＰに対しなんら
影響はなく、同等の結果となる。ブロック４４０におい
ては、局は、それが加算を行ってから、アルゴリズム４
００がいずれかのＴＣＰＰを更新したかどうかをチェッ
クする。もしアルゴリズムがＴＣＰＰを更新していれ
ば、局は総合許可確率ＰＰを再計算する（ブロック４５
０）。

【００４６】このアルゴリズム４００は分散アルゴリズ
ムであるので、ＴＣＰＰを更新する集中制御装置はな
い。代わりに、アルゴリズム４００は、それ自身で更新
を行う。ネットワークパフォーマンスと、局が送信しつ
つあるトラヒックのパフォーマンスとを、局がモニタし
ていることにより、アルゴリズム４００はＴＣＰＰのチ
ェックを調整する。本発明の実施例によれば、キューに
入れられたトラヒックを有する局のみが、ＴＣＰＰの更
新を行う。本発明のもう１つの実施例によれば、キュー
に入れられたトラヒックを有するトラヒックカテゴリの
みが、アルゴリズム４００により更新される資格があ
り、キューに入れられたトラヒックをもたないトラヒッ
クカテゴリのＴＣＰＰはゼロ（０）であり、更新されな
い。アルゴリズム４００は、どのようにＴＣＰＰを調整
すべきかを決定することを助けるさまざまなメトリック
を用いる。

【００４７】本発明の実施例によれば、更新間隔は固定
された時間間隔である。固定された更新間隔の１つが満
了した時に、アルゴリズム４００はＴＣＰＰを更新す
る。もしＴＣＰＰが、現在のネットワーク条件に対し誤
っていれば、次の更新間隔が開始された時にそのＴＣＰ
Ｐは訂正される。

【００４８】本発明のもう１つの実施例によれば、更新
間隔は固定された時間間隔ではない。その代わりとし
て、アルゴリズム４００は、ネットワークパフォーマン
スをモニタし、もし空き時間の、衝突時間に対する比が
悪化したことに気付けば、アルゴリズム４００はＴＣＰ
Ｐを更新してネットワークパフォーマンスを修正しう
る。

【００４９】本発明の実施例によれば、ネットワークパ
フォーマンスの１つのメトリックは、媒体が空き状態に
ある時間の量の、媒体が衝突状態にある時間の量に対す
る比である。最適のパフォーマンスは、この比が１にほ
ぼ等しい時に得られる。本発明のもう１つの実施例によ
れば、もしこの比が、εをある所定のスレショルド値と
して範囲（１−ε，１＋ε）の外へ出れば、アルゴリズ
ム４００はＴＣＰＰ値を調整する。例えば、もし空き状
態のために媒体が無駄にする時間の量が、衝突のために
媒体が無駄にする時間の量よりも多ければ、アルゴリズ
ム４００は許可確率の値を増加させる。これは、ネット
ワークにおけるトラヒックの量を増加させ、媒体の空き
時間を減少させ、従って、ネットワークの利用を改善す
る。

【００５０】局がパフォーマンスを測定するために用い
うる、もう１つのネットワークパフォーマンスメトリッ
クは、局自身が送信するトラヒックの相対パフォーマン
スである。もし局が送信する大量のトラヒックが衝突を
起こすならば、局は、送信しつつあるトラヒックの量を
減少させるために、関連するトラヒックカテゴリのＴＣ
ＰＰを減少させうる。これはネットワークにおける総合
トラヒックを減少させ、衝突率を減少させる。この特定
のメトリックは、比較的にモニタするのが簡単である。
そのわけは、局には、それが送信するトラヒックと、い
ずれの１つが衝突したかと、がわかるからである。

【００５１】アルゴリズム４００は次に、媒体へのアク
セスのための競合を定める（ブロック４５０）。競合ア
クセスアルゴリズムは、以下において説明する。もし競
合が許可されていれば、局は、キューに入れたあるトラ
ヒックを送信しうる。あるトラヒックが送信されてか
ら、局は、ほかにキューに入れられているトラヒックが
あるかどうかを調べるためのチェックを行わなければな
らない（ブロック４７０）。もしほかにキューに入れら
れているトラヒックがあれば、アルゴリズム４００はブ
ロック４４０へ復帰する。もしほかにキューに入れられ
ているトラヒックがなければ、アルゴリズム４００はブ
ロック４１０へ復帰し、新しいトラヒックが送信のため
に局に到着するのを待つ。もし競合が許可されていなけ
れば、キューに入れられているトラヒックは１つも送信
されず、アルゴリズム４００はブロック４４０へ復帰す
る。

【００５２】通信媒体へのアクセスの競合は、多数のユ
ーザがその通信媒体を共用する場合には決定的に重要で
ある。もし競合アクセスのためのアルゴリズムが適切に
設計されていなければ、ネットワークの利用可能な帯域
幅のかなりの量が、多数のユーザにより送信されたデー
タ間の衝突によるか、または全く送信がないために空き
状態にあることにより無駄になる。

【００５３】ＩＥＥＥ８０２．１１技術規格は、衝突を
減少させて解決するために、切捨て２進指数バックオフ
として公知である方法を用いる競合アクセスアルゴリズ
ムを指定している。局が送信すべきトラヒックを得る前
に、その局は、０を含むがＣＷを含まない競合ウィンド
ウ〔０，ＣＷ）からランダムバックオフ時間を選択す
る。ただし、ＣＷ＝ＣＷｍｉｎ＋１であり、ＣＷｍｉｎ
は技術規格において指定された値である。そのランダム
バックオフ時間は、バックオフカウンタ内に置かれる。
そのバックオフカウンタは、媒体を空きスロットが通過
する毎にカウントダウンし、すなわち、局が送信を待つ
間にもし媒体が使用中になれば、バックオフカウンタは
減少しない。しかし、バックオフカウンタは、媒体がＤ
ＩＦＳ期間の間空き状態になるまで、カウントダウンを
開始、または再開せず、このＤＩＦＳの値もまた技術規
格において指定される。バックオフカウンタがゼロに到
達した時に局は送信する。もし衝突が起これば、局は競
合ウィンドウ〔０，２^*ＣＷ）から別のランダムバック
オフ時間を選択しなければならない。もし衝突が起こり
続ければ、競合ウィンドウは衝突が起こる毎にサイズを
２倍にされ続けるが、最大サイズ〔０，ＣＷｍａｘ〕は
超えない。ただしＣＷｍａｘは、技術規格において指定
された別の値である。

【００５４】技術規格に述べられている競合アクセスア
ルゴリズムは、軽度および中程度の媒体負荷に対しては
役立つが、負荷が増大すると非効率的になり故障さえす
る。バックオフタイマの満了を待つ間に費やされる時間
は、低い媒体負荷の場合には空き状態によりかなりの量
のネットワーク帯域幅を無駄にし、高い媒体負荷の場合
には衝突によりかなりの量のネットワーク帯域幅を無駄
にする。これは、競合アクセスアルゴリズムが、ＢＳＳ
内の活動状態にある全ての局からの総合的な媒体装荷の
責任をもたないからである。

【００５５】ここで図５ａを参照すると、そのブロック
図は、本発明の実施例による、確率に基づく媒体競合ア
ルゴリズム５００を示している。本発明の実施例によれ
ば、競合アルゴリズム５００は、送信すべきトラヒック
を有するそれぞれの局において実行される。競合アルゴ
リズム５００は、ネットワーク内のそれぞれの局に存在
するが、送信すべきトラヒックを有する局においてのみ
動作する。競合アルゴリズム５００は、図３ｂのブロッ
ク３８０および図４のブロック４６０において通信媒体
へアクセスを行い、もし媒体へのアクセスが得られたな
らばデータを送信するために用いられる、競合アルゴリ
ズムの例である。

【００５６】競合アルゴリズム５００は、競合局が乱数
Ｘを発生することにより開始される（ブロック５１
０）。本発明の実施例によれば、乱数Ｘは、区間〔０，
１〕上に一様に分布する確率変数から発生せしめられ
る。指数、カイ二乗、ガウス、などのような他のタイプ
の分布を有する乱数も用いられうるが、それらのゆがん
だ分布は、ある送信を他の送信よりも有利に扱うことに
なる。乱数Ｘを発生した後に、競合局はブロック５２０
において、それを総合許可確率ＰＰと比較する。この総
合許可確率ＰＰは、図３ｂのステップ３６５および図４
のステップ４３０において計算されたものであり、キュ
ーに入れられたトラヒックを有する全てのトラヒックカ
テゴリにおける個々の許可確率の和である。

【００５７】もし乱数Ｘが総合許可確率ＰＰより小さい
か、またはそれに等しければ、局は通信媒体へアクセス
することを許される。局は、トラヒックカテゴリＮから
のトラヒックを送信し、ただしＮは以下の基準から選択
される（ブロック５３０）。

【００５８】

【数１】 ここで、ＴＣＰＰ_iは、トラヒックカテゴリｉにおける
許可確率であって、もしトラヒックカテゴリｉが局から
送信すべきトラヒックをもたなければゼロにセットされ
る。

【００５９】上記の式は、もっと簡単にいうと、もしＸ
が区間

【数２】 内にあれば、カテゴリＮ内のトラヒックは送信される、
ということができる。Ｎ＝０という特殊な場合があり、
その場合は、上記区間は（０，ＴＣＰＰ₁〕となる。ト
ラヒックの送信後、競合アルゴリズム５００は終了する
（ブロック５５０）。

【００６０】ここで図５ｂを参照すると、そのグラフ表
示図は、トラヒックカテゴリＮを乱数Ｘによって選択す
る上述の基準を示している。数直線５７０は、０と１と
の間の区間を示す。数直線５７０は、いくつかのセグメ
ントを示しており、それぞれのセグメントはトラヒック
カテゴリ許可確率に等しい。第１のセグメント５８０は
トラヒックカテゴリ０のＴＣＰＰを表し、第２のセグメ
ント５８５はトラヒックカテゴリ１のＴＣＰＰを表す。
第３のセグメント５５９はトラヒックカテゴリＮのＴＣ
ＰＰを表す。最終セグメントの終りが、数直線の終りと
一致する必要はないことに注意すべきである。最終セグ
メントの終りは、総合許可確率ＰＰに等しい。

【００６１】目盛り５９５は、数直線５７０上における
乱数Ｘの位置を表す。目盛り５９５は、トラヒックカテ
ゴリＮのＴＣＰＰを表すセグメント５９０の内部にある
ので、局はトラヒックカテゴリＮからトラヒックを送信
しうる。

【００６２】もし乱数Ｘが総合許可確率ＰＰよりも大き
ければ、局は通信媒体にアクセスすることを許されない
（ブロック５４０）。媒体アクセスのための競合が許さ
れないので、競合アルゴリズム５００は終了する。競合
が拒否されたので、トラヒックは送信されておらず、局
は、後に再び競合することを許された時に、再び競合ア
クセスを試みなければならない。もし他局がトラヒック
を送信しなければ、局は同じ競合アルゴリズム５００を
用い、まさに次のタイムスロット中に再び競合しうる。

【００６３】本発明の実施例によれば、もし局が媒体内
への送信を許されたが、その送信が成功せず、例えば、
それが他局からの送信と衝突すれば、その局は、媒体が
ＤＩＦＳ期間の間空き状態になった後に、同じ競合アル
ゴリズム５００を用いて再び競合を試み、それはいま
は、図３ｂのブロック３７０および３７５、および図４
のブロック４４０および４５０により、異なるＴＣＰ
Ｐ、従ってＰＰの値を有する。競合アルゴリズム５００
が用いられる毎に、ブロック５２０および図５ｂにおい
て用いるために、新しい乱数Ｘが、前に発生された乱数
とは無関係に発生される。

【００６４】ネットワークパフォーマンスを改善するた
めに、確率に基づく競合アクセスをどのように用いるべ
きかの例をあげると、次のようになる。もしネットワー
クにおけるトラヒックが、単一のタイムスロット内に容
易に適合する短い諸データフレームから成り、かつ１つ
のトラヒックカテゴリのみが存在し、またもしネットワ
ーク内に通信する５つの局があったとすれば、トラヒッ
クカテゴリのための許可確率は０．２０にセットされう
る。その時統計的には、５つの空きスロットのシーケン
ス内のそれぞれの空きスロット中において、５つの局の
１つが媒体へアクセスすることを許される。これは、確
率に基づく競合アクセスを用いる利点を示す。そのわけ
は、空きスロットが利用可能となると直ちに、それがト
ラヒックを満足に送信するために用いられる十分な確率
が得られるからである。

【００６５】ここで図６ａを参照すると、そのブロック
図は、本発明の実施例による、バックオフに基づく媒体
競合アルゴリズム６００を示している。本発明の実施例
によれば、競合アルゴリズム６００は、送信すべきトラ
ヒックを有するそれぞれの局において実行される。競合
アルゴリズム６００は、ネットワーク内のそれぞれの局
に存在するが、送信すべきトラヒックを有する局におい
てのみ動作する。競合アルゴリズム６００は、図３ｂの
ブロック３８０および図４のブロック４６０において通
信媒体へアクセスを行い、もし媒体へのアクセスが得ら
れたならばデータを送信するために用いられる、競合ア
ルゴリズムの例である。

【００６６】競合アルゴリズム６００は、競合局が乱数
Ｘを発生することにより開始される（ブロック６１
０）。本発明の実施例によれば、乱数Ｘは、区間〔０，
１〕上に一様に分布する確率変数から発生せしめられ
る。この乱数Ｘは、次にバックオフ時間Ｊを計算するた
めに用いられる（ブロック６２０）。バックオフ時間Ｊ
は、次の式を用いて計算される。

【００６７】

【数３】Ｊ＝〔ｌｏｇ（Ｘ）／ｌｏｇ（１−ＰＰ）〕 ただし、〔Ｙ〕はＹを超えない最大の整数を表す。

【００６８】本発明の実施例によれば、バックオフ時間
Ｊの計算に用いられる対数は、１０を底とする対数であ
る。しかし、自然対数を用いても同等の結果が得られ
る。例えば、もしＸ＝０．３３およびＰＰ＝０．４５な
らば、次のようになる。

【００６９】

【数４】 Ｊ＝〔ｌｏｇ（０．３３）／ｌｏｇ（１−０．４５）〕 ＝〔ｌｏｇ（０．３３）／ｌｏｇ（０．５５）〕 ＝〔−０．４８／−０．２６〕 ＝〔１．８５〕 ＝１．０ もしＸ＝０．０５およびＰＰ＝０．４５ならば、Ｊ＝
５．０となる。

【００７０】バックオフ時間Ｊは、空きタイムスロット
をカウントダウンするバックオフタイマ内に置かれる。
しかし、バックオフタイマは、媒体がＤＩＦＳの間空き
状態になるまで、カウントダウンしない。バックオフタ
イマが満了した時に（ブロック６３０）、局は送信す
る。局は、トラヒックカテゴリＮからのトラヒックを送
信し、ただしＮは以下の基準から選択される（ブロック
６４０）。

【００７１】

【数５】 ここで、

【数６】 、Ｚはトラヒックカテゴリの数であり、ＴＣＰＰ_iは、
局から送信すべきトラヒックをもたないトラヒックカテ
ゴリにおいてはゼロにセットされる。

【００７２】上式は次のように簡単に言える。もしＣ^*
Ｘが区間

【数７】 内にあれば、カテゴリＮ内のトラヒックは送信される。
Ｎ＝０という特殊な場合があり、その場合は、上記区間
は（０，ＴＣＰＰ₁〕となる。上述の基準は、図６ｂに
グラフ形式で示されている。トラヒックの送信後、競合
アルゴリズム６００は終了する（ブロック６６０）。

【００７３】本発明の実施例によれば、もし局が媒体内
への送信を許されたが、その送信が成功せず、例えば、
それが他局からの送信と衝突すれば、その局は、媒体が
ＤＩＦＳ期間の間空き状態になった後に、同じ競合アル
ゴリズム６００を用いて再び競合を試み、それはいま
は、図３ｂのブロック３７０および３７５、および図４
のブロック４４０および４５０により、異なるＴＣＰ
Ｐ、従ってＰＰの値を有する。競合アルゴリズム６００
が用いられる毎に、ブロック６２０および図６ｂにおい
て用いるために、新しい乱数Ｘが、前に発生された乱数
とは無関係に発生される。

【００７４】ここで図７を参照すると、そのブロック図
は、本発明の実施例による集中競合アクセスのためのハ
ードウェアサポートを有するハイブリッド制御装置（Ｈ
Ｃ）７００を示している。ＨＣ７００は、ネットワーク
においてサポートされるそれぞれのトラヒックカテゴリ
のための、許可確率の割当て、保持、および更新に責任
があるプロセッサ７１０を有する。プロセッサ７１０
は、ＴＣＰＰをメモリ７２０内に記憶する。

【００７５】ＨＣ７００は、通信媒体７４０に結合せし
められたネットワークモニタ７３０を有する。ネットワ
ークモニタ７３０は、媒体上の負荷をモニタし、媒体が
空き状態にあった時間の量、媒体が衝突状態にあった時
間の量、媒体が満足な送信状態にあった時間の量、満足
に送信されたフレームの数、不満足に送信されたフレー
ムの数、などのようなネットワークパフォーマンスメト
リックを発生する。ネットワークモニタ７３０が発生し
たパフォーマンスメトリックは、ＴＣＰＰを更新するた
めにプロセッサ７１０により用いられる。例えば、もし
媒体の空き時間の、媒体の衝突時間に対する比が、１よ
り遥かに小さい（＜＜）か、または遥かに大きい（＞
＞）とすれば、ＴＣＰＰに対する調整は、その比が１よ
りわずかにに小さい（＜）か、またはわずかに大きい
（＞）時に行われる調整よりも大きい。

【００７６】パフォーマンスメトリックは、ＴＣＰＰを
強制的に更新するためにも用いられる。本発明のもう１
つの実施例によれば、パフォーマンスメトリックは、Ｔ
ＣＰＰの更新をトリガするために用いられる。例えば、
もし媒体の空き時間の、媒体の衝突時間に対する比が、
εを所定値とする時に間隔（１−ε，１＋ε）の外にあ
れば、ＴＣＰＰは更新される。

【００７７】本発明のもう１つの実施例によれば、ＴＣ
ＰＰの更新が必要な時は、プロセッサ７１０に対し、更
新の必要を通知するための更新フラグ（図示せず）が表
明される。この更新フラグは、（更新が一定の時間間隔
で行われる場合には）満了したタイマにより表明され、
または、（不規則な時間間隔で行われる更新の場合は）
パフォーマンスメトリックが所望範囲の外へ出た時にネ
ットワークモニタ７３０により表明される。その時、プ
ロセッサ７１０は、所定の固定量だけ、またはパフォー
マンスメトリックに依存する可変量だけ、ＴＣＰＰに対
する調整を行う。

【００７８】図７には、通信媒体７４０が物理接続であ
るように示されている。しかし、本発明の実施例によれ
ば、通信媒体７４０は、データを伝送しうるどのような
媒体でもよい。異なる可能な通信媒体の例には、ワイヤ
（電力線、電話線、ツイストペア、同軸ケーブル、多導
体ワイヤ、など）、光ファイバ（シングルモードおよび
マルチモード）、無線（高周波無線周波数、赤外線、マ
イクロ波、レーザ光、など）が含まれるが、これらに制
限されるわけではない。

【００７９】ここで図８を参照すると、そのブロック図
は、本発明の実施例による、集中競合アクセスおよび分
散競合アクセスの双方のためのハードウェアサポートを
有する局８００を示している。本発明の実施例によれ
ば、局は、集中制御装置からのＴＣＰＰを受入れうべき
であり（集中動作）、または、それ自身のＴＣＰＰを発
生しうるべきである（分散動作）。図８に示されている
局８００は、いずれのモードにおいても動作しうる。局
８００は、とりわけＴＣＰＰの受信または割当て、およ
び保持に責任があるプロセッサ８１０を有する。プロセ
ッサ８１０は、ＴＣＰＰを記憶するメモリ８２０に結合
している。

【００８０】プロセッサ８１０には、媒体競合ユニット
８３０も結合している。媒体競合ユニット８３０は、通
信媒体８４０へのアクセスの競合に対し責任を有する。
本発明の実施例によれば、通信媒体８４０へのアクセス
のために競合する方法は、確率的競合、および適応バッ
クオフを用いる競合を含めていくつかある。局８００が
通信媒体８４０に対するアクセスを得た時は、その局
は、プロセッサ８１０およびメモリ８２０の双方に結合
している送信機８５０を用いてデータを送信する。

【００８１】分散アクセス機構をサポートするために、
局はさらにネットワークモニタ８６０を有する。ネット
ワークモニタ８６０は、図７において説明したネットワ
ークモニタ７３０と同様に働く。ネットワークモニタ８
６０は、ＴＣＰＰに対する調整を助けるため、またＴＣ
ＰＰの更新を強制的に行う時を知るための、ネットワー
クのパフォーマンスメトリックを保持する。

【００８２】本発明のもう１つの実施例によれば、ＴＣ
ＰＰの更新が必要な時は、プロセッサ８１０に対し、更
新の必要を通知するための更新フラグ（図示せず）が表
明される。この更新フラグは、（更新が一定の時間間隔
で行われる場合には）満了したタイマにより表明され、
または、（不規則な時間間隔で行われる更新の場合は）
パフォーマンスメトリックが所望範囲の外へ出た時にネ
ットワークモニタ８６０により駆動される。

【００８３】ここで図９を参照すると、その時間−空間
図９００は、本発明の実施例による確率に基づく競合ア
ルゴリズムの動作を示している。時間−空間図９００
は、通信媒体上のトラヒックフレームを時間の関数とし
て示す。

【００８４】時間空間図９００は、通信媒体のスーパフ
レームの開始時から始まる。通信媒体のスーパフレーム
の開始時は、通信媒体におけるターゲットビーコン送信
時刻（ＴＢＴＴ）により示されている。ビーコンフレー
ム９０５は一般に、ＴＢＴＴにおいて、またはＴＢＴＴ
の後に、アクセスポイント（またはハイブリッド制御装
置）により送信され、全ての局を共通のタイムベースに
同期させ、また全ての局に媒体アクセスの準備をさせる
ために用いられる。ビーコンフレーム９０５はまた、更
新されたＴＣＰＰをＢＳＳ内の諸局へ一斉送信するため
にも用いられる。

【００８５】ＩＥＥＥ８０２．１１技術仕様によれば、
スーパフレームは、無競合期間および競合期間の２部分
に分解される。無競合期間はゼロ期間、または指定され
た最大期間までのものでありうる。競合期間は、スーパ
フレームの残りの期間の間持続する。無競合期間の終り
は、ＣＦ終了フレーム９１０により示される。

【００８６】ブロック９１５は、通信媒体が、１つの分
散調整機能（ＤＣＦ）フレーム間スペース（ＤＩＦＳ）
より長い期間にわたり空き状態にないことを示し、この
ＤＩＦＳは、局が媒体のために競合できる前に、通信媒
体に対し待たなければならない時間の最小量である。強
調されている領域９２０は、通信媒体における空きＤＩ
ＦＳ期間を示す。

【００８７】通信媒体が１ＤＩＦＳ期間の間空き状態に
あれば、送信すべきトラヒックを有する局は、アクセス
のために競合し始めることができる。本発明の実施例に
よれば、その局は、空きスロット９２５毎に１回、アク
セスのために競合しうる。図９は、局が、ある他の局が
媒体へのアクセスを得る前に（ブロック９３０として示
されている）、４つの空きスロットにおいて競合を試み
ることを示しており、他の局が媒体へのアクセスを得た
時には、その局はアクセスを得る試みを停止する。

【００８８】第２のＤＩＦＳの媒体空き間隔の後には、
その局は、再び媒体へのアクセスを得ることを試みる。
数回の試みの後に、その局は媒体へのアクセスを得て、
あるトラヒックフレームを送信しうるようになる（ブロ
ック９３５）。点線のブロック９４０は、その局が期待
する受理通知を示すが、その局が送信したフレームのア
ドレス指定された局から、それを受信していない。すな
わち、ブロック９３５における送信は失敗したのであ
る。

【００８９】第３のＤＩＦＳの空き間隔が始まり、局は
再びアクセスを得ることを試みるが、いくつかの空きス
ロットが通過した後に、スーパフレームの終りが到着し
つつあり、局が有するトラヒックを送信するための、ま
た対応する受理通知を受信するための、十分な時間がな
いと局が決定した時は、局は試みをやめる。このプロセ
スは、次のスーパフレームが開始されると繰返される。

【００９０】適応性アルゴリズムは、そのアルゴリズム
が動作する条件に依存して、そのアルゴリズムの働き方
を変える能力を有する。上述のように、通信媒体上の負
荷に依存してＴＣＰＰおよびバックオフ時間の量を動的
に再割当てする適応性アルゴリズムは、ネットワーク内
のユーザが、現在の条件を最もよく利用するために通信
方法を変えうるようにする。ＴＣＰＰおよびバックオフ
時間は、まさに、媒体上の負荷の関数としてユーザの行
動を調整するために変化させうるネットワークアクセス
パラメータの２つの例である。

【００９１】本発明のもう１つの実施例によれば、媒体
上の負荷が変化する時に、ユーザの行動を調整するため
に変化させうるもう１つのネットワークアクセスパラメ
ータは、競合ウィンドウのサイズである。競合ウィンド
ウは、前述のように、そこから乱数を選択する区間であ
る。この数は、次にバックオフタイマをセットするため
に用いられる。競合ウィンドウの例は、空き状態の通信
媒体における最初の競合のためのバックオフ時間を選択
するために用いられるウィンドウ〔０，ＣＷ）である。

【００９２】もし競合ウィンドウが、例えば〔０，２^*
ＣＷ）に拡大されれば、ユーザが送信を試みる前に待た
なければならない媒体空き時間の平均量は、最初の競合
ウィンドウ〔０，ＣＷ）の１／２ＣＷではなく、ＣＷと
なる。競合ウィンドウの拡大の効果は、媒体上の総合負
荷を減少させることである。もし競合ウィンドウが減少
すれば、媒体上の総合負荷は増加する。

【００９３】本発明のもう１つの実施例によれば、媒体
上の負荷が変化した時にユーザの行動を調整するために
変化するもう１つのネットワークアクセスパラメータ
は、ＤＩＦＳ期間の値である。ＩＥＥＥ８０２．１１技
術規格によれば、ＤＩＦＳ期間は、媒体が空き状態にな
った後に、ユーザが媒体のために競合することを試みる
前に待たなければならない時間の量である。ＤＩＦＳ期
間は固定値であり、ネットワークの適切な動作のために
は決定的に重要である。しかし、もしＤＩＦＳ期間が変
化したとしても、ＤＩＦＳ期間が適切なネットワーク機
能を保証する最小値よりも小さくならない限り、媒体が
空き状態になった後にユーザが待たなければならない時
間の量は、媒体負荷に依存して調整されうる。

【００９４】本発明の実施例によれば、ＤＩＦＳ期間は
トラヒックカテゴリの優先順位に依存して変化する。高
い優先順位を有するトラヒックカテゴリは、小さいＤＩ
ＦＳ値を割当てられ、従って、通信媒体が空き状態にな
った後に待たなければならない時間の量が短くなる。低
い優先順位のトラヒックカテゴリは、大きいＤＩＦＳ値
を割当てられ、それらのトラヒックカテゴリは、待たな
ければならない時間の量が長くなる。本発明のもう１つ
の実施例によれば、ＳＩＦＳ、ＰＩＦＳ、ＥＩＦＳ（拡
大フレーム間スペース）のような他の時間間隔もまた、
トラヒックカテゴリの優先順位に依存して変化しうる。
上述のように、ＳＩＦＳ、ＰＩＦＳ、ＥＩＦＳの時間間
隔が、適切なネットワーク機能のために要求される最小
値より小さくなるように調整されない限り、時間間隔の
調整はネットワークに対し不利な影響は与えない。

【００９５】一般に、ネットワークトラヒック負荷は、
さまざまなネットワークアクセスパラメータにより制御
される。これらのアクセスパラメータは、局が共用通信
媒体へのアクセスの競合を開始しうる時を決定する。Ｉ
ＥＥＥ８０２．１１技術規格により指定されているよう
に、アクセスパラメータは静的なものであり、ネットワ
ーク条件を反映して変化することはできない。アクセス
パラメータは、トラヒックが時間に影響されやすい情報
であるか、または時間に影響されにくいファイル転送で
あるかにかかわらず、ネットワーク内の全てのトラヒッ
クに対し同じである。

【００９６】本発明は、現在のネットワーク条件をモニ
タしてアクセスパラメータを変化させ、ネットワークパ
フォーマンスを改善する方法を開示している。本発明は
また、優先順位を付与されたネットワークトラヒックを
用い、高い優先順位のネットワークトラヒックが、低い
優先順位のネットワークトラヒックに対し特別待遇を受
けることを保証する。

【００９７】本発明を説明用の実施例に関連して説明し
てきたが、この説明は限定的な意味に解釈すべきではな
い。説明用の実施例のさまざまな改変および組合せ、お
よび本発明の他の実施例は、本説明を参照する時当業者
にとって明らかとなろう。従って、添付の特許請求の範
囲は、そのような改変または実施例のいずれをも包含す
るように意図されている。

【００９８】以上の説明に関して更に以下の項を開示す
る。 （１）共用通信媒体を有する通信ネットワークにおける
ネットワークトラヒック負荷を適応制御する方法におい
て、前記ネットワークトラヒック負荷を決定するステッ
プと、前記ネットワークトラヒック負荷に基づきネット
ワークパフォーマンスメトリックを計算するステップ
と、前記ネットワークパフォーマンスメトリックに基づ
き前記ネットワークトラヒック負荷を調整するステップ
と、を含む前記方法。

【００９９】（２）前記共用通信媒体が複数の局により
共用され、送信すべきトラヒックを有する局のみが、ト
ラヒック負荷をモニタし、ネットワークパフォーマンス
メトリックを計算し、かつトラヒック負荷を調整する、
第１項記載の方法。

【０１００】（３）前記ネットワークパフォーマンスメ
トリックが、前記共用通信媒体が空き状態にある時間の
量と、前記共用通信媒体が衝突状態にある時間の量と、
前記共用通信媒体が満足すべき伝送状態にある時間の量
と、満足に送信されたフレームの数と、不満足に送信さ
れたフレームの数と、これらの組合せと、から成るグル
ープから選択される、第１項記載の方法。

【０１０１】（４）前記ネットワークトラヒック負荷を
決定するステップが、前記共用通信媒体のことごとくの
タイムスロットにおける前記共用通信媒体の状態をモニ
タするステップを含む、第１項記載の方法。 （５）前記ネットワークトラヒック負荷を決定するステ
ップが、ハイブリッド制御装置により行われる、第４項
記載の方法。

【０１０２】（６）前記共用通信媒体が複数の局により
共用され、前記ネットワークトラヒック負荷を決定する
ステップがそれぞれの局により行われる、第４項記載の
方法。 （７）前記調整ステップが、前記ネットワークパフォー
マンスメトリックに基づき、ネットワークアクセスパラ
メータに対する調整を計算するステップと、前記ネット
ワークアクセスパラメータを決定するステップと、を含
む、第１項記載の方法。

【０１０３】（８）前記共用通信媒体が複数の局により
共用され、前記ネットワークアクセスパラメータがそれ
ぞれの局により決定される、第７項記載の方法。 （９）前記ネットワークアクセスパラメータが、競合ウ
ィンドウサイズ、トラヒックカテゴリ許可確率、ＤＩＦ
Ｓ値、ＰＩＦＳ値、ＳＩＦＳ値、ＥＩＦＳ値、更新間隔
値、更新間隔スレショルド、バックオフ時間量、および
これらの組合せから成るグループから選択される、第７
項記載の方法。

【０１０４】（１０）前記ネットワークアクセスパラメ
ータがハイブリッド制御装置により決定される、第７項
記載の方法。 （１１）前記共用通信媒体が複数の局により共用され、
前記ネットワークアクセスパラメータがそれぞれの局へ
ビーコンフレームにより送信される、第７項記載の方
法。

【０１０５】（１２）共用通信媒体を有する通信ネット
ワークにおけるネットワークトラヒックを適応制御する
方法において、（１）トラヒックカテゴリ許可確率を決
定するステップと、（２）総合許可確率ＰＰを計算する
ステップと、（３）前記共用通信媒体へのアクセスを競
合するステップと、（４）更新されたトラヒックカテゴ
リ許可確率を決定するステップと、（５）バッファされ
たトラヒックが送信されるまでステップ（２）からステ
ップ（４）までを繰返すステップと、を含む前記方法。

【０１０６】（１３）トラヒックカテゴリ許可確率を決
定するステップが、集中制御装置が前記トラヒックカテ
ゴリ許可確率を割当てるステップを含む、第１２項記載
の方法。 （１４）前記共用通信媒体が複数の局により共用され、
トラヒックカテゴリ許可確率を決定するステップが、そ
れぞれの局が前記トラヒックカテゴリ許可確率を割当て
るステップを含む、第１２項記載の方法。

【０１０７】（１５）複数のトラヒックカテゴリが存在
し、トラヒックカテゴリ許可確率がそれぞれのトラヒッ
クカテゴリに対し割当てられる、第１２項記載の方法。 （１６）総合許可確率ＰＰを計算するステップが、それ
ぞれのトラヒックカテゴリに対し割当てられた前記トラ
ヒックカテゴリ許可カテゴリを加算するステップであ
る、第１５項記載の方法。

【０１０８】（１７）前記共用通信媒体が複数の局によ
り共用され、前記総合許可確率計算ステップが送信すべ
きトラヒックを有する局により行われる、第１２項記載
の方法。 （１８）前記アクセス競合ステップが、競合している局
が送信を許可されるかどうかを決定するステップと、適
切なトラヒックカテゴリからのトラヒックを送信するス
テップと、を含む、第１２項記載の方法。

【０１０９】（１９）前記決定ステップが、乱数Ｘを発
生するステップと、前記競合している局に、前記乱数Ｘ
が前記総合許可確率ＰＰより小さいか、または前記総合
許可確率ＰＰに等しい場合に限り、送信の許可を与える
ステップと、を含む、第１８項記載の方法。

【０１１０】（２０）適切なトラヒックカテゴリからの
トラヒックを送信する前記ステップが、トラヒックカテ
ゴリＮからのトラヒックを送信するステップを含み、こ
こでＮは、

【数８】 であり、ただしＴＣＰＰ_iは、トラヒックカテゴリｉに
おけるトラヒックカテゴリ許可確率であって、もしトラ
ヒックカテゴリｉが前記競合している局から送信すべき
トラヒックをもたなければゼロにセットされる、第１８
項記載の方法。

【０１１１】（２１）前記アクセス競合ステップが、バ
ックオフタイマをセットするステップと、競合している
局が送信しうるかどうかを決定するステップと、適切な
トラヒックカテゴリからのトラヒックを送信するステッ
プと、を含む、第１２項記載の方法。

【０１１２】（２２）バックオフタイマをセットする前
記ステップが、乱数Ｘを発生するステップと、前記乱数
Ｘに基づきバックオフ時間を計算するステップと、前記
バックオフタイマを前記バックオフ時間にセットするス
テップと、を含む、第２１項記載の方法。

【０１１３】（２３）バックオフ時間を計算する前記ス
テップが、Ｊ＝〔ｌｏｇ（Ｘ）／ｌｏｇ（１−ＰＰ）〕
を用い、ここで〔Ｙ〕はＹを超えない最大の整数を表
し、ＰＰは前記総合許可確率である、第２２項記載の方
法。

【０１１４】（２４）前記決定ステップが、前記共用通
信媒体が使用中である時にバックオフタイマを凍結する
ステップと、前記共用通信媒体が、点調整機能のフレー
ム間スペース期間の間空き状態であった後に、バックオ
フタイマを減少させるステップと、前記バックオフタイ
マが満了するまで待つステップと、を含む、第２１項記
載の方法。

【０１１５】（２５）適切なトラヒックカテゴリからの
トラヒックを送信する前記ステップが、トラヒックカテ
ゴリＮからのトラヒックを送信するステップを含み、こ
こでＮは、

【数９】 であり、ただし

【数１０】 、Ｚはトラヒックカテゴリの総数であり、ＴＣＰＰ
_iは、トラヒックカテゴリｉにおけるトラヒックカテゴ
リ許可確率であって、もしトラヒックカテゴリｉが前記
競合している局から送信すべきトラヒックをもたなけれ
ばゼロにセットされる、第２１項記載の方法。

【０１１６】（２６）更新されたトラヒックカテゴリ許
可確率を決定する前記ステップが、前記媒体が空き状態
にある時間量の、前記媒体が衝突状態にある時間量に対
する比が、最適値からどれだけ遠いかに比例する量だ
け、前記トラヒックカテゴリ許可確率を更新する、第１
２項記載の方法。

【０１１７】（２７）更新されたトラヒックカテゴリ許
可確率を決定する前記ステップが、一定の固定時間間隔
毎に行われる、第１２項記載の方法。 （２８）前記共用通信媒体が複数の局により共用され、
更新されたトラヒックカテゴリ許可確率を決定する前記
ステップが、送信すべきトラヒックを有するそれぞれの
局により行われる、第１２項記載の方法。

【０１１８】（２９）更新されたトラヒックカテゴリ許
可確率を決定する前記ステップが集中制御装置において
行われる、第１２項記載の方法。 （３０）更新されたトラヒックカテゴリ許可確率を決定
する前記ステップが、規則的な時間間隔で行われ、ネッ
トワークパフォーマンスメトリックによりトリガされ
る、第１２項記載の方法。

【０１１９】（３１）前記ネットワークパフォーマンス
メトリックが、εを所定値とする時に間隔（１−ε，１
＋ε）の外部にある、前記媒体が空き状態にある時間量
の、前記媒体が衝突状態にある時間量に対する比であ
る、第３０項記載の方法。

【０１２０】（３２）メモリと、前記メモリに結合した
プロセッサであって、前記プロセッサがトラヒックカテ
ゴリ許可確率を発生しまた更新する回路を含む前記プロ
セッサと、共用通信媒体および前記プロセッサに結合せ
しめられたネットワークモニタであって、前記ネットワ
ークモニタがネットワークパフォーマンスメトリックを
保持する回路を含む前記ネットワークモニタと、前記プ
ロセッサに結合せしめられる確率更新信号フラグであっ
て、前記確率更新信号フラグが前記プロセッサに前記ト
ラヒックカテゴリ許可確率を更新するように通知する前
記確率更新信号フラグと、を含む集中制御装置。

【０１２１】（３３）前記確率更新信号フラグが規則的
な時間間隔で表明される、第３２項記載の集中制御装
置。 （３４）ネットワークパフォーマンスメトリックが規定
値を超えた時に、前記確率更新信号フラグが表明され
る、第３２項記載の集中制御装置。

【０１２２】（３５）前記トラヒックカテゴリ許可確率
の送信のための送信機をさらに含む、第３２項記載の集
中制御装置。 （３６）前記トラヒックカテゴリ許可確率の更新に続い
て、前記トラヒックカテゴリ許可確率の送信が行われ
る、第３５項記載の集中制御装置。

【０１２３】（３７）メモリと、前記メモリに結合した
プロセッサであって、前記プロセッサがトラヒックカテ
ゴリ許可確率を発生しまた更新する回路を含む前記プロ
セッサと、共用通信媒体および前記プロセッサに結合せ
しめられた媒体競合ユニットであって、前記媒体競合ユ
ニットが前記共用通信媒体へのアクセスを競合する前記
媒体競合ユニットと、を含む局において、前記媒体競合
ユニットが、前記共用通信媒体に結合せしめられる媒体
状態フラグであって、前記媒体状態フラグが前記共用通
信媒体の状態を表す前記媒体状態フラグと、前記共用通
信媒体および前記プロセッサに結合せしめられる局状態
フラグであって、前記局状態フラグが送信のための前記
局の状態を示す前記局状態フラグと、を含み、前記局
が、前記プロセッサおよび前記共用通信媒体に結合せし
められた送信機をさらに含み、前記送信機が情報を送信
する、前記局。

【０１２４】（３８）タイマが事前指定された数の空き
スロットを数え終わった時に、前記局状態フラグが表明
される、第３７項記載の通信局。 （３９）前記プロセッサが発生した乱数が、前記プロセ
ッサが計算した総合許可確率より小さいか、またはそれ
に等しい時に、前記局状態フラグが表明される、第３７
項記載の通信局。

【０１２５】（４０）前記共用通信媒体が空き状態にあ
ることが前記通信媒体により検出された時に、前記媒体
状態フラグが表明される、第３７項記載の通信局。 （４１）前記媒体状態フラグおよび前記局状態フラグの
双方が表明された時に、前記局が情報を送信することを
許可される、第３７項記載の通信局。

【０１２６】（４２）前記共用通信媒体および前記プロ
セッサに結合せしめられたネットワークモニタであっ
て、前記ネットワークモニタはネットワークパフォーマ
ンスメトリックを計算する前記ネットワークモニタと、
前記プロセッサに結合せしめられる確率更新信号フラグ
であって、前記確率更新信号フラグは前記トラヒックカ
テゴリ許可確率が更新を必要とすることを示す前記確率
更新信号フラグと、をさらに含む、第３７項記載の局。

【０１２７】（４３）前記プロセッサは、確率更新信号
フラグが表明された時に前記トラヒック確率許可確率を
更新する、第４２項記載の通信局。 （４４）前記確率更新信号フラグが一定の時間間隔で表
明される、第４３項記載の通信局。 （４５）前記確率更新信号フラグは、ネットワークパフ
ォーマンスメトリックが事前指定された値を超えた時に
表明される、第４３項記載の通信局。

【０１２８】（４６）前記プロセッサに結合せしめられ
るトラヒックカテゴリ許可確率更新フラグをさらに含
み、前記トラヒックカテゴリ許可確率更新フラグは前記
トラヒックカテゴリ許可確率が更新され終わったことを
示す、第３７項記載の通信局。 （４７）前記局が集中制御装置から前記トラヒックカテ
ゴリ許可確率を受取る、第４６項記載の通信局。

【０１２９】（４８）前記トラヒックカテゴリ許可確率
更新フラグは、前記局が前記トラヒックカテゴリ許可確
率の更新を受取った時に表明される、第４６項記載の通
信局。 （４９）前記プロセッサは、前記トラヒックカテゴリ許
可確率更新フラグが表明された時に新しい総合許可確率
を計算する、第４８項記載の通信局。

【０１３０】（５０）共用通信媒体と、前記共用通信媒
体に結合した少なくとも２つの局であって、それぞれの
局が相互に通信することができる前記少なくとも２つの
局と、を含む通信ネットワークにおいて、それぞれの局
が、メモリと、前記メモリに結合したプロセッサであっ
て、前記プロセッサがトラヒックカテゴリ許可確率を発
生しまた更新する回路を含む前記プロセッサと、前記共
用通信媒体および前記プロセッサに結合せしめられた媒
体競合ユニットであって、前記媒体競合ユニットが前記
共用通信媒体へのアクセスを競合する前記媒体競合ユニ
ットと、を含み、前記媒体競合ユニットが、前記共用通
信媒体に結合せしめられる媒体状態フラグであって、前
記媒体状態フラグが前記共用通信媒体の状態を表す前記
媒体状態フラグと、前記共用通信媒体および前記プロセ
ッサに結合せしめられる局状態フラグであって、前記局
状態フラグが送信のための前記局の状態を示す前記局状
態フラグと、を含み、前記局が、前記プロセッサおよび
前記共用通信媒体に結合せしめられた送信機をさらに含
み、前記送信機が情報を送信する、前記通信ネットワー
ク。

【０１３１】（５１）前記局の１つが集中制御装置をさ
らに含む、第５０項記載の通信ネットワーク。 （５２）それぞれの局が、それ自身のトラヒックカテゴ
リ許可確率を指定しまた更新する、第５０項記載の通信
ネットワーク。 （５３）集中制御装置をさらに含む、第５０項記載の通
信ネットワーク。

【０１３２】（５４）通信ネットワークにおける共用通
信媒体に対する競合は、空き状態にある多くのネットワ
ーク帯域幅の浪費と、衝突から回復してのデータの送信
と、の間の精密平衡動作を含む。本発明は、共用媒体に
対するアクセスのための新しい競合適応概念と、確率お
よびバックオフを用いる競合アクセスのための新しい適
応アルゴリズムと、を含む。１つの実施例においては、
共用通信媒体を有する通信ネットワークにおけるネット
ワークトラヒック負荷を適応制御する方法は、トラヒッ
クカテゴリ許可確率を決定するステップ（３５５）と、
総合許可確率ＰＰを計算するステップ（３６５）と、を
含む。次に、前記共用通信媒体へのアクセスを競合する
ステップが行われる。次に、更新されたトラヒックカテ
ゴリ許可確率が決定される（３７５）。ＰＰを計算する
ステップと、競合するステップと、更新するステップと
は、バッファされたトラヒックが送信されるまで繰返さ
れる。

【０１３３】本願は、２０００年１２月１８日付出願の
「競合アクセスの最適制御のための適応アルゴリズム」
と題する仮特許出願第６０／２５６，４２１号に対する
優先権を主張する。その仮出願は、ここで参照して、そ
の内容を本願に取り込むこととする。

【０１３４】（関連出願に対するクロスリファレンス）
本発明は、出願者を共通とする、２００１年９月２８日
付出願の「ローカルエリアネットワークにおけるサービ
スの品質（ＱｏＳ）をサポートするための統一されたチ
ャネルアクセス」と題する特許出願第０９／９６７，１
６４号、代理人事件番号ＴＩ−３２１５９、および２０
０１年９月２８日付出願の「オーバラップするカバレー
ジ環境における共用通信チャネルアクセス」と題する特
許出願第０９／９６６，３９３号、代理人事件番号ＴＩ
−３２７００に関連する。これらの出願は、ここで参照
することにより、その内容の全体を本願に取り込むこと
とする。

【図面の簡単な説明】

【図１】無線ローカルエリアネットワークの代表的な
（従来技術の）構成を示す。

【図２】無線ローカルエリアネットワークにおける、競
合期間中の（従来技術の）競合アクセスを示す時空図で
ある。

【図３ａ】本発明の実施例による、ハイブリッド制御装
置において実行される適応集中競合アクセスアルゴリズ
ムを示す。

【図３ｂ】本発明の実施例による、無線局において実行
される適応集中競合アクセスアルゴリズムを示す。

【図４】本発明の実施例による適応集中競合アクセスア
ルゴリズムを示す。

【図５】ａは、本発明の実施例による、確率に基づく媒
体競合アルゴリズムを示す。ｂは、本発明の実施例によ
る、送信するために特定のトラヒックカテゴリからトラ
ヒックを選択するアルゴリズムのグラフ表示図である。

【図６】ａは、本発明の実施例による、バックオフに基
づく媒体競合アルゴリズムを示す。ｂは、本発明の実施
例による、送信するために特定のトラヒックカテゴリか
らトラヒックを選択するアルゴリズムのグラフ表示図で
ある。

【図７】本発明の実施例による、集中競合アクセスのた
めの組込みサポートを有するアクセスポイントを示す。

【図８】本発明の実施例による、集中競合アクセスおよ
び分散競合アクセスの双方のための組込みサポートを有
する局を示す。

【図９】本発明の実施例による、確率に基づく媒体競合
アルゴリズムの動作を示す時間−空間図である。

【符号の説明】

７１０ プロセッサ ７２０ メモリ ７３０ ネットワークモニタ ７４０ 通信媒体 ８１０ プロセッサ ８２０ メモリ ８４０ 通信媒体 ８６０ ネットワークモニタ

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 共用通信媒体を有する通信ネットワーク
   におけるネットワークトラヒック負荷を適応制御する方
   法において、 前記ネットワークトラヒック負荷を決定するステップ
   と、 前記ネットワークトラヒック負荷に基づきネットワーク
   パフォーマンスメトリックを計算するステップと、 前記ネットワークパフォーマンスメトリックに基づき前
   記ネットワークトラヒック負荷を調整するステップと、
   を含む前記方法。
2. 【請求項２】 メモリと、 前記メモリに結合したプロセッサであって、前記プロセ
   ッサがトラヒックカテゴリ許可確率を発生しまた更新す
   る回路を含む前記プロセッサと、 共用通信媒体および前記プロセッサに結合せしめられた
   ネットワークモニタであって、前記ネットワークモニタ
   がネットワークパフォーマンスメトリックを保持する回
   路を含む前記ネットワークモニタと、 前記プロセッサに結合せしめられる確率更新信号フラグ
   であって、前記確率更新信号フラグが前記プロセッサに
   前記トラヒックカテゴリ許可確率を更新するように通知
   する前記確率更新信号フラグと、を含む集中制御装置。