JP2002517110A - オファードロードの推定および通信ネットワークにおいて使用するための応用 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 通信ネットワークにおいて、１次ステーションが該ネットワークのオファードロードを推定できかつそれに従って迅速に反応できるようにする。 【解決手段】 通信ネットワークにおいてオファードロードを推定し、かつ通信ネットワークにおいて推定されたオファードロードを使用するためのシステム、装置および方法である。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の分野】

本発明は一般的には通信システムに関し、かつより特定的にはオファードロー
ド（ｏｆｆｅｒｅｄ ｌｏａｄ）の推定または見積り、および通信ネットワーク
においてこれを使用する応用に関する。

【０００２】

【関連技術の説明】

今日の情報時代において、ますます増大する数の通信の消費者のためにインタ
ーネットアクセスおよび他のオンラインサービスを提供する高速の通信ネットワ
ークの必要性が増大している。このため、通信ネットワークおよび技術は現在の
および将来の需要に適合するため進化している。特に、多数のエンドユーザに到
達する新しいネットワークが配置されており、かつこれらのネットワークの付加
された帯域幅を効率的に使用するためにプロトコルが開発されている。

【０００３】 広く使用されてきておりかつ近い将来において重要な状態に留まっている１つ
の技術は共用媒体（ｓｈａｒｅｄ ｍｅｄｉｕｍ）通信ネットワークである。共
用媒体通信ネットワークは単一の通信チャネル（共用チャネル）が数多くのユー
ザによって共用または共有され、この場合異なるユーザからの調整のついてない
または調和されていない（ｕｎｃｏｏｒｄｉｎａｔｅｄ）送信が互いに干渉して
もよいものである。前記共用媒体通信ネットワークは典型的には前記共用チャネ
ルによって送信する数多くの２次ステーション、および前記共用チャネルの共通
の受信端に位置し、とりわけ、前記２次ステーションの前記共用チャネルへのア
クセスを調整する単一の１次ステーションを含む。通信ネットワークは典型的に
は限られた数の通信チャネルを有するから、前記共用媒体通信ネットワークは単
一の通信チャネルによって数多くのユーザが前記ネットワークへのアクセスを得
ることができるようにし、それによって残りの通信チャネルが他の目的に使用で
きるようにする。

【０００４】 前記１次ステーションが２次ステーションによる前記共用チャネルへのアクセ
スを調整するために使用できる数多くの技術が知られている。１次ステーション
が規定された性能目標に適合することができる能力は、使用される特定の技術（
単数または複数）および任意の与えられた時間に共用チャネルをアクセスしよう
と試みている２次ステーションの数（しばしば「申し出られた負荷（オファード
ロード：ｏｆｆｅｒｅｄ ｌｏａｄ）」と称される）を含む、数多くの要因に依
存する。さらに、１次ステーションが規定された性能目標に適合する能力はしば
しば該１次ステーションの前記オファードロードの時間に対する変化に適合する
能力に依存し、かつより特定的にはどれだけ迅速に１次ステーションがそのよう
な変化に適合できるかに依存する。したがって、１次ステーションはネットワー
クのオファードロードを推定し、見積りまたは予測し（ｅｓｔｉｍａｔｅ）かつ
それに従って反応できなければならない。

【０００５】

【詳細な説明】

上で述べたように、１次ステーションはネットワークのオファードロードを推
定または予測しかつそれに従って反応できなければならない。本発明はコンテン
ションまたは競争の結果（ｃｏｎｔｅｎｔｉｏｎ ｏｕｔｃｏｍｅｓ）の履歴に
基づきオファードロードを推定しまたは見積もるための技術を含む。本発明はま
た前記推定されたオファードロードを要求インターバルサイズ（ｒｅｑｕｅｓｔ
ｉｎｔｅｒｖａｌ ｓｉｚｅ）を決定しかつ通信ネットワークにおけるコンテ
ンションアクセスモード（ｃｏｎｔｅｎｔｉｏｎ ａｃｃｅｓｓ ｍｏｄｅ）を
決定するために利用する応用を含む。本発明につき種々の実施形態に関連してこ
こで説明する。

【０００６】 １．オファードロード推定モデル 本発明によれば、前記共用チャネルは個別のタイムスロットに分割され、かつ
しばしば「スロット化されたチャネル（ｓｌｏｔｔｅｄ ｃｈａｎｎｅｌ）」と
称される。該スロット化されたチャネルは引き続くフレームへと編成され、この
場合各フレームは数多くのまたはある数のスロットからなる。各フレームのスロ
ットの数は固定されたものとしあるいは可変とすることができる。便宜上、Ｔ_ｋ はフレームｋにおけるスロットの数を表わすものとする。各フレームの一部（「
要求インターバル（ｒｅｑｕｅｓｔ ｉｎｔｅｒｖａｌ）」と称される）はコン
テンションアクセス（ｃｏｎｔｅｎｔｉｏｎ ａｃｃｅｓｓ）のための要求を送
信または伝送するために使用され、かつ特に帯域幅の予約または確保（ｒｅｓｅ
ｒｖａｔｉｏｎｓ）を行なうために使用される。各々の要求インターバルにおけ
るスロットの数は固定とすることができあるいは可変とすることができる。便宜
上、Ｍ_ｋは前記フレームｋの要求インターバル（「要求インターバルｋ」と称さ
れる）におけるスロットの数を表わすものとする。ある要求を送信または伝送す
るためにＲのスロットが必要であると仮定すると、前記要求インターバルｋは従
って要求が送信できるＭ_ｋ／Ｒの要求送信機会（ｒｅｑｕｅｓｔ ｔｒａｎｓｍ
ｉｓｓｉｏｎ ｏｐｐｏｒｔｕｎｉｔｉｅｓ）を提供する。Ｍ_ｋは典型的にはＭ _ｋ ／Ｒが整数となるように選択されるが、Ｍ_ｋをそのように選択しなければなら
ないという要件はなく、かつ前記値Ｍ_ｋ／Ｒは説明の目的で実数（ｒｅａｌ ｎ
ｕｍｂｅｒ）であるとして発見的に（ｈｅｕｒｉｓｔｉｃａｌｌｙ）取り扱われ
る。

【０００７】 要求インターバルｋのような、ある要求インターバルにおける各々の要求送信
機会に対し、（１）要求送信がないか、（２）単一の要求送信があるか、あるい
は（３）複数の要求送信があることになる。単一の要求がある要求送信機会に応
じて送信された場合、説明の目的で該要求は首尾よく行なわれるものと仮定する
。複数の要求が送信される場合、該要求は衝突しかつ従って不首尾（ｕｎｓｕｃ
ｃｅｓｓｆｕｌ）であるものと仮定される。便宜上、前記３つの結果は「アイド
ル（ＩＤＬＥ）」、「成功（ＳＵＣＣＥＳＳ）」、および「衝突（ＣＯＬＬＩＳ
ＩＯＮ）」とそれぞれ称される。

【０００８】 オファードロード推定はフリッツ・シー・シャウト（Ｆｒｉｔｓ Ｃ．Ｓｃｈ
ｏｕｔｅ）により著されかつ「通信に関するＩＥＥＥ紀要（ＩＥＥＥ ｔｒａｎ
ｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ）」、ＶＯＬ． ＣＯ
Ｍ−３１，ＮＯ．４、１９８３年４月、において発行された論文に述べられてい
る。この論文は本発明に関連し、それはこの論文が同じ問題に対する、しかしな
がら、異なる環境でかつ異なる技術を使用した解決方法を提供するからである。
シャウトはオファードロードを「スロット化されたダイナミックフレーム長さの
ＡＬＯＨＡ（Ｓｌｏｔｔｅｄ Ｄｙｎａｍｉｃ Ｆｒａｍｅ Ｌｅｎｇｔｈ Ａ
ＬＯＨＡ）環境において推定または評価するよう試みており、この場合全てのデ
ータは競合状態で（ｉｎ ｃｏｎｔｅｎｔｉｏｎ）送られかつ従って予約（ｒｅ
ｓｅｒｖａｔｉｏｎ）は完全に欠如している。要するに、「衝突」結果を有する
各々のスロットに対し、シャウトはシステムの知られた最大スループット（１／
ｅ）に基づき競合するユーザの予期される数を計算し、かつそれに従ってオファ
ードロードの推定を増分する。シャウトの解決方法は、目標が要求インターバル
における競合またはコンテンションのスループットを最大にすることであるとす
れば、本発明に係わるコンテンションをベースとした予約の状況に容易に拡張で
きる。

【０００９】 しかしながら、本発明の目標は要求インターバルにおけるコンテンションのス
ループットを最大にすることではない。むしろ、本発明の目標は各々の要求イン
ターバルｋにおいて観察される「アイドル」、「成功」および「衝突」の数に基
づきオファードロードを推定しまたは評価することである。したがって、本発明
のオファードロード推定技術は実質的にシャウトのオファードロード推定技術と
異なっている。

【００１０】 説明の間単化のために、前記要求インターバルｋの間にある要求のみが送信適
格があると仮定する。特に、要求インターバルｋに先立ち送信のために得られる
または利用できる要求（「新しい」要求および衝突解消機構の一部として生成さ
れた要求を含む）のみが要求インターバルｋにおいて送信適格がある。したがっ
て、要求インターバルｋの間に送信のために利用可能になる要求は要求インター
バルｋにおいて送信されることができず、要求インターバル（ｋ＋１）まで待た
なければならない。そのような規則を固守するシステムはしばしば「ゲーテッド
（ｇａｔｅｄ）」システムと称される。

【００１１】 システムがゲーテッドである場合は、フレーム（ｋ−１）の間に送信のために
利用可能になる全ての要求は要求インターバルｋの間に送信されることになる。
便宜上、Ｎ_ｋ−１は要求インターバルｋの間に送信されるフレーム（ｋ−１）の
間に送信のために利用可能になるまたは得られる要求の合計数を表わすものとす
る。前記Ｎ_ｋ−１の要求はフレーム（ｋ−１）においてＫ_ｋ−１のスロットにわ
たりランダムに利用可能になるものとして概念化する（ｃｏｎｃｅｐｔｕａｌｉ
ｚｅｄ）することができ、従ってフレーム（ｋ−１）の間に利用可能になる要求
は次のようになる。

【数１】 ｇ_ｋ−１＝Ｎ_ｋ−１／Ｔ_ｋ−１

【００１２】 したがって、ｇ_ｋ−１はフレーム（ｋ−１）にわたるスロットごとの要求の平
均数を表わし、従って、

【数２】 Ｎ_ｋ−１＝ｇ_ｋ−１×Ｔ_ｋ−１ となる。

【００１３】 前記Ｎ_ｋ−１は要求インターバルｋにおける前記Ｍ_ｋ／Ｒの要求送信機会に送
信されるから、要求インターバルｋの間に要求送信機会ごとに送信される要求の
平均数は次のようになる。

【数３】 Ｇ_ｋ＝Ｎ_ｋ−１／（Ｍ_ｋ／Ｒ） ＝（ｇ_ｋ−１×Ｔ_ｋ−１）／（Ｍ_ｋ／Ｒ） ＝（ｇ_ｋ−１×Ｔ_ｋ−１×Ｒ）／Ｍ_ｋ

【００１４】 要求送信機会ごとに送信される要求の数の確率分布は次のように２項分布（ｂ
ｉｎｏｍｉａｌ ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｉｏｎ）によって近似することができる。

【数４】 Ｐ［ｍ］＝ この場合、Ａはフレーム（ｋ−１）の間に利用可能になる要求の数であり（す
なわち、Ａ＝Ｎ_ｋ−１、Ｂはフレームｋにおける要求送信機会の数であり（すな
わち、Ｂ＝Ｍ_ｋ／Ｒ）であり、そしてｍはある要求送信機会において送信される
要求の数を表わすランダム変数である。

【００１５】 したがって、要求インターバルｋの間の「成功」、「アイドル」および「衝突
」の結果の確率は次のように近似できる。

【数５】 Ｐ_ｋ［Ｓ］＝Ａ×（１／Ｂ）×（１−１／Ｂ）^Ａ−１

【数６】 Ｐ_ｋ［Ｉ］＝［１−１／Ｂ］^Ａ

【数７】 Ｐ_ｋ［Ｃ］＝１−Ａ×（１／Ｂ） ×［１−１／Ｂ］^Ａ−１−［１−１／Ｂ］^Ａ

【００１６】 Ｂが大きいものと仮定すると、前記２項分布Ｐ［ｍ］はポワソン分布（Ｐｏｉ
ｓｓｏｎ ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｉｏｎ）によって近似でき次のようになる。

【数８】 Ｐ［ｍ］＝［（Ａ／Ｂ）^ｍ×ｅｘｐ（−Ａ／Ｂ）］／ｍ！

【００１７】 定義上、Ｇ_ｋ＝Ａ／Ｂである。Ｇ_ｋを前記数式８におけるＡ／Ｂに代入すると
、次のようなポワソン分布を得る。

【数９】 Ｐ［ｍ］＝［Ｇ_ｋ ^ｍ×ｅｘｐ（−Ｇ_ｋ）］／ｍ！

【００１８】 したがって、要求インターバルｋの間における「成功」、「アイドル」および
「衝突」結果の確率は次のように近似できる。

【数１０】 Ｐ_ｋ［Ｓ］＝Ｇ_ｋ×ｅｘｐ（−Ｇ_ｋ）

【数１１】 Ｐ_ｋ［Ｉ］＝ｅｘｐ（−Ｇ_ｋ）

【数１２】 Ｐ_ｋ［Ｃ］＝１−Ｇ_ｋ×ｅｘｐ（−Ｇ_ｋ） −ｅｘｐ（−Ｇ_ｋ）

【００１９】 上記確率に基づき、要求インターバルｋの間の「成功」、「アイドル」および
「衝突」の結果の予期される数は次のようになる。

【数１３】 Ｅ_ｋ（Ｓ）＝Ｐ_ｋ［Ｓ］×Ｍ_ｋ／Ｒ

【数１４】 Ｅ_ｋ（Ｉ）＝Ｐ_ｋ［Ｉ］×Ｍ_ｋ／Ｒ

【数１５】 Ｅ_ｋ（Ｃ）＝Ｐ_ｋ［Ｃ］×Ｍ_ｋ／Ｒ

【００２０】 要求インターバルｋに関し、前記値Ｍ_ｋおよびＲは先験的に（ａ ｐｒｉｏｒ
ｉ）知られており、かつ要求インターバルｋの間の「成功」、「アイドル」およ
び「衝突」の結果の実際の数は測定できる。便宜上、要求インターバルｋの間に
測定された「成功」、「アイドル」および「衝突」の結果の実際の数はそれぞれ
Ｓ_ｋ，Ｉ_ｋおよびＣ_ｋと称される。これらＳ_ｋ，Ｉ_ｋおよびＣ_ｋはそれぞれ蓋然
論的に（ｐｒｏｂａｂｉｌｉｓｔｉｃａｌｌｙ）Ｅ_ｋ（Ｓ），Ｅ_ｋ（Ｉ）および
Ｅ_ｋ（Ｃ）にそれぞれ等しいから、前記要求インターバル（ｋ−１）の間の推定
されるオファードロードｇ_ｋ−１を決定するために前記数式１３、数式１４およ
び数式１５の内の任意のものを使用できる。

【００２１】 前記オファードロードを決定するために前記数式１４から作業を行ないかつ測
定された数の「アイドル」結果Ｉ_ｋを使用すると、次の変換（ｔｒａｎｓｆｏｒ
ｍａｔｉｏｎｓ）を得ることになる。

【数１６】 Ｉ_ｋ ＝Ｅ_ｋ（Ｉ） ＝Ｐ_ｋ（Ｉ）×Ｍ_ｋ／Ｒ ＝（１／Ｒ）×Ｍ_ｋ×ｅｘｐ（−Ｇ_ｋ） （Ｒ×Ｉ_ｋ）／Ｍ_ｋ＝ｅｘｐ（−Ｇ_ｋ）

【００２２】 数式３からＧ_ｋを代入しかつｇ_ｋ−１について解くと要求インターバル（ｋ−
１）の間の推定オファードロードが次のように与えられる。

【数１７】 ｇ_ｋ−１＝［Ｍ_ｋ／（Ｒ×Ｔ_ｋ−１）］ ×ｌｎ［Ｍ_ｋ／（Ｒ×Ｉ_ｋ）］ したがって、推定オファードロードｇ_ｋ−１は先験的に知られた（すなわち、
Ｍ_ｋ，ＲおよびＴ_ｋ−１）、あるいは測定可能な（すなわち、Ｉ_ｋ）値に基づき
計算できる。

【００２３】 数多くの状況において、数式１７によって決定された推定オファードロードは
実際のオファードロードの正確な推定とならないかもしれない。これは、数式８
によるポワソン分布はＢが大きい場合にのみ２項分布を近似するからである。単
一のフレームにおける要求送信機会の数に依存して、前記値Ｂは前記推定オファ
ードロードｇ_ｋ−１が正確であることを保証するのに十分大きいかもしれずある
いは十分大きくないかもしれない。単一のフレームにおける要求送信機会の数が
統計的に有意の数の要求送信機会を提供するのに十分大きくない場合は、オファ
ードロード推定モデルを適合させなければならない。

【００２４】 Ａ．サンプルウィンドウを使用するオファードロード推定 オファードロード推定モデルの最初の適合化は数多くのまたはある数の引き続
くフレームにわたり推定オファードロードを計算する。引き続くフレームの数は
統計的に有意の数の要求送信機会を提供するために十分大きくなければならず、
かつそれでもオファードロードが前記数のフレーム内で大幅に変わるほど大きく
はない。便宜上、推定オファードロードが計算されるフレームの数ｎは「サンプ
ルウィンドウ（ｓａｍｐｌｅ ｗｉｎｄｏｗ）」と称される。

【００２５】 Ｉ_ｉがサンプルウィンドウのフレームｉにおける「アイドル」の結果の数を表
わすものと仮定すると、前記サンプルウィンドウにわたる「アイドル」の結果の
合計数は次のようになる。

【数１８】 ｎ Ｉ＝ ΣＩ_ｉ ｉ＝１

【００２６】 前の数式１６にあるように、サンプルウィンドウのフレームｉにおける「アイ
ドル」の結果の数は次のようにして対応する結果の予期される数によって推定で
きる。

【数１９】 Ｉ_ｉ＝Ｅ_ｉ（Ｉ） ＝Ｐ_ｉ［Ｉ］×Ｍ_ｉ／Ｒ ＝Ｍ_ｉ／Ｒ×ｅｘｐ（−Ｇ_ｉ） したがって、

【数２０】 Ｉ＝ΣＭ_ｉ／Ｒ×ｅｘｐ（−Ｇ_ｉ） となる。

【００２７】 上述の数式１６および数式１７からの変換を使用すると、先験的に知られたま
たは測定可能な値に基づき各々のサンプルウィンドウのフレームｉに対し瞬時的
なオファードロードｇ_ｉを計算することが可能になる。適切なサンプルウィンド
ウを選択することにより、前記瞬時的なオファードロードｇ_ｉはサンプルウィン
ドウにわたり大幅に変わることはないことが予期される。したがって、瞬時的な
オファードロードｇ_ｉは各々のサンプルウィンドウのフレームｉに対して同じで
あるオファードロードｇによって近似できる（すなわち、ｇ_１＝ｇ_２＝…＝ｇ_ｎ ＝ｇ）。

【００２８】 数式３からのＧ_ｋを数式２０に代入しかつ各々のｇ_ｉに対してｇを代入すると
次の結果を得る。

【数２１】 Ｉ＝

【００２９】 前記推定オファードロードｇを除き、数式２１の全ての要素は知られているか
あるいは測定可能である。本発明の目的は数式２１から知られたまたは測定可能
な変数に基づきｇに対するエスティメイタまたは推定量関数（ｅｓｔｉｍａｔｏ
ｒ ｆｕｎｃｔｉｏｎ）を得ることであり、従ってｇ＝ｆ（Ｉ）となる。今、そ
のような関数ｆ（Ｉ）があるものと仮定し、その詳細については後に説明する。

【００３０】 ある状況においては、ネットワークの実際のオファードロードを反映するため
にそれが時間により変化するに応じて推定オファードロードを定期的に更新する
ことが望ましい。そのような状況では、推定オファードロードは実際のオファー
ドロードの変化に迅速に適合することが重要である。

【００３１】 推定オファードロードを更新する１つの方法はサイズｎの連続したばらばらの
または共通元をもたない（ｄｉｓｊｏｉｎｔ）サンプルウィンドウを考慮し、か
つ各々のサンプルウィンドウの終わりで推定オファードロードを更新することで
ある。この手法は単純であり、かつ比較的少ない更新を要求するのみである。し
かしながら、この手法はまた実際のオファードロードの変化に適合するのに比較
的低速であり、従ってもし実際のオファードロードがサンプルウィンドウの間で
大きく変化すれば非常に不正確になることがある。

【００３２】 推定オファードロードを更新するより正確な方法はすべりサンプルウィンドウ
またはスライディングサンプルウィンドウ（ｓｌｉｄｉｎｇ ｓａｍｐｌｅ ｗ
ｉｎｄｏｗ）を使用しかつ推定オファードロードを各々のフレームで更新するこ
とである。この手法はより頻繁な更新を必要とするが、オファードロードの変化
により迅速に適合する。しかしながら、実際のオファードロードがフレームの間
で大きく変化すればそれも依然として不正確になり得る。

【００３３】 前記スライディングサンプルウィンドウ手法の性能を改善するため、重み付け
機構が採用され、該機構はサンプルウィンドウにおけるｘの最も最近のフレーム
に対してより高い重みを割り当てる。したがって、ｎのフレームを有するサンプ
ルウィンドウにおいては、ｘの最も最近のフレームが重み係数αを割り当てられ
かつ（ｎ−ｘ）のより古いフレームは重み係数βを割り当てられ、ここでα＞β
である。前記サンプルウィンドウにおけるフレームの合計の重みは次のようにな
る。

【数２２】 ｎ′＝αｘ＋β（ｎ−ｘ）

【００３４】 前記重み係数βは任意的に１（ｏｎｅ）にセットでき、従って前記サンプルウ
ィンドウにおけるフレームの合計重みは次のようになる。

【数２３】 ｎ′＝αｘ＋ｎ−ｘ ＝ｎ＋（α−１）ｘ

【００３５】 前記重み係数αは前記ｘの最も最近のフレームに割り当てられる重みが次のよ
うに前記合計重みｎ′の所定の割合またはパーセンテージＸに等しくなるよう選
択される。

【数２４】 αｘ／ｎ′≒Ｘ

【００３６】 ｇが前記サンプルウィンドウ内の定数であると仮定すると、比率Ｙ＝Ｔ_ｉ−１ ／Ｍ_ｉ（すなわち、要求インターバルのサイズに対するフレームサイズの比率）
もまたｉ＝１〜ｎに対して定数になるであろう。この仮定を前記数式２１に適用
すると、次の結果を得る。

【数２５】 Ｉ＝

【００３７】 便宜上、Ｔは次のようにサンプルウィンドウ全体にわたるフレームごとのスロ
ットの数の重み付けされた平均を表わすものとする。

【数２６】 Ｔ＝［Ｔ_０＋…＋Ｔ_{ｎ−ｘ−１}＋αＴ_ｎ−ｘ＋… ＋αＴ_ｎ−１］／ｎ′

【００３８】 また、便宜上、Ｍは次のようにサンプルウィンドウ全体にわたる要求インター
バルごとのスロットの数の重み付けされた平均を表わすものとする。

【数２７】 Ｍ＝［Ｍ_１＋…＋Ｍ_ｎ−ｘ＋αＭ_{ｎ−ｘ＋１}＋… ＋αＭ_ｎ］／ｎ′

【００３９】 Ｍを数式２５に代入すると次の結果を得る。

【数２８】 Ｉ≒ｅｘｐ（−ｇ×Ｙ×Ｒ）×ｎ′×Ｍ／Ｒ この場合、Ｙ＝Ｔ_ｉ−１／Ｍ_ｉである。発見的に、前記比率Ｔ_ｉ−１／Ｍ_ｉは
比率Ｔ／Ｍによって近似でき、従ってＹ＝Ｔ／Ｍである。Ｙ＝Ｔ／Ｍを数式２８
に代入すると次の結果を得る。

【数２９】 Ｉ≒

【００４０】 ｇに対する推定量またはエスティメイタ関数は数式２９の両側の自然対数をと
りかつｇについて解くことによって次のように与えられる。

【数３０】 ｇ′＝ｆ（Ｉ）＝ この場合、ｇ′はｇに対するエスティメイタ関数である。

【００４１】 Ｂ．単一フレームを使用したオファードロード推定 前記オファードロード推定モデルの第２の適用は単一フレームにわたり推定さ
れたまたは見積られたオファードロードを計算する。単一フレームを使用するオ
ファードロードの推定は特にサンプルウィンドウにわたりオファードロードを推
定する場合に要求されるような履歴データ（ｈｉｓｔｏｒｉｃａｌ ｄａｔａ）
の維持および評価を要求しない点でのその簡単さのため望ましいものである。し
かしながら、単一フレームにわたりオファードロードを推定することに伴う１つ
の問題は単一フレームにおける要求送信機会の数が統計的に有意なサンプルを表
わさず、かつ従って該フレームに対する観察される結果が実際のオファードロー
ドを示すかもしれずあるいは示さないかもしれないことである。しかしながら、
ある結果（ｏｕｔｃｏｍｅｓ）が他の結果よりもありそうなまたは確実な（ｐｒ
ｏｂａｂｌｅ）ものであることが知られている。例えば、「アイドル」または「
衝突」結果なしに全て「成功」結果となるか、あるいは「成功」結果なしに同じ
数の「アイドル」および「衝突」結果を生じることはありそうもない（しかしな
がらあり得る）。したがって、全ての可能な結果の集合はありそうな（ｌｉｋｅ
ｌｙ）かつ従って「信頼される（ｔｒｕｓｔｅｄ）」結果を含む集合、およびあ
りそうもなくかつ従って「信頼されない（ｕｎｔｒｕｓｔｅｄ）」結果を含む集
合へと分割できる。もしある観察された結果が前記「信頼される」結果の集合内
に入る場合は、それは推定オファードロードを更新するために使用され、そうで
ない場合は観察された結果は無視されかつ推定オファードロードを更新するため
に使用されない。したがって問題は前記「信頼される」および「信頼されない」
結果の集合を規定する（ｄｅｆｉｎｅ）ことである。

【００４２】 フレームｋにはＭ_ｋ／Ｒの要求送信機会がありかつ各々の要求送信機会は「成
功」、「アイドル」または「衝突」結果になるから、前記結果の数の合計は次の
ようにＭ_ｋ／Ｒに等しくなる。

【数３１】 Ｉ_ｋ＋Ｓ_ｋ＋Ｃ_ｋ＝Ｍ_ｋ／Ｒ

【００４３】 Ｉ_ｋ，Ｓ_ｋおよびＣ_ｋが３つの軸を表わす３次元グラフへとマッピングされた
時、数式３１は図２に示されるように平面領域ＡＢＣを規定する。平面領域ＡＢ
Ｃはいずれの観察されるポイントＺ（Ｉ_ｋ，Ｓ_ｋ，Ｃ_ｋ）も前記平面領域ＡＢＣ
上に入るように要求インターバルｋの全ての可能な状態を含む。

【００４４】 前記平面領域ＡＢＣ内で、いくつかのポイントは要求インターバルｋの結果と
して他のポイントよりもよりありそうな（ｌｉｋｅｌｙ）ものである。上述のオ
ファードロード推定モデルが正確であると仮定すると、平面領域ＡＢＣ内の最も
あり得るポイントは、図３（ａ）におけるカーブＬで示されるように、それぞれ
、前記数式１３、数式１４および数式１５に従って「成功」、「アイドル」およ
び「衝突」結果の予期される数を表わすものとなる。したがって、前記カーブＬ
は予期される結果の軌跡（ｌｏｃｕｓ）を記述する。便宜上、前記平面領域ＡＢ
ＣおよびカーブＬは図３（ｂ）において２次元の図で示されている。「成功」の
最大確率はポイントＰ^＊にあり、後に詳細に説明する好ましい実施形態では、こ
れはＳ_ｋ＝０．３６８，Ｉ_ｋ＝０．３６８およびＣ_ｋ＝０．２６４にマッピング
されることに注目すべきである。

【００４５】 前記平面領域ＡＢＣの１つの重要な属性はある特定のポイントの確率が前記カ
ーブＬからのその距離に反比例することである（すなわち、ポイントがカーブＬ
に近くなればなるほど、確率がより高くなる）。したがって、前記平面領域ＡＢ
Ｃは概略的にカーブＬからの各ポイントの距離に基づき「信頼される」ポイント
を有する領域（単数または複数）および「信頼されない」ポイントを有する領域
（単数または複数）に分割することができる。

【００４６】 １つの実施形態では、前記平面領域ＡＢＣはカーブＬからの距離のみにより分
割される。図４は前記平面領域ＡＢＣの２次元の図を示し、前記平面領域ＡＢＣ
はカーブＬからの距離に従って３つの領域へと分割されている。カーブＬからの
所定の距離内に入るポイント（すなわち、領域２）は「信頼される」ポイントで
あると考えられ、一方全ての他のポイント（すなわち、領域１および３）は「信
頼されない」ポイントであると考えられる。領域２は少なくとも所定の最小確率
に適合する全てのポイントを捕える（ｃａｐｔｕｒｅｓ）から、それと共に作業
を行なうためには容易な領域ではなく、その理由はある特定のポイントが前記領
域内に入るか否かを決定することは計算機的に複雑なためである。

【００４７】 他の実施形態では、前記平面領域ＡＢＣは図５の３次元図に示されるように、
３つの面Ｓ_ｋ＝Ｓ_０，Ｉ_ｋ＝Ｉ_０およびＣ_ｋ＝Ｃ_０とのその交差部（ｉｎｔｅｒ
ｓｅｃｔｉｏｎ）に従って分割される。前記３つの面は図６の２次元図に示され
るように、もしＳ_０＝０．３６８×Ｍ_ｋ／Ｒ，Ｉ_０＝０．３６８×Ｍ_ｋ／Ｒおよ
びＣ_０＝０．２６４×Ｍ_ｋ／ＲであればポイントＰ^＊で交差する。領域ＢＢ′Ｐ ^＊ Ｅは、前記要求インターバルｋにおいて数多くの「アイドル」結果および少し
の「衝突」結果を得る状態に対応し、これはそのフレーム内の実効または有効な
オファードロードが低い場合は合理的に確実性がある（ｒｅａｓｏｎａｂｌｙ
ｐｒｏｂａｂｌｅ）。領域ＣＣ′Ｐ^＊Ｄは要求インターバルｋにおいて数多くの
「衝突」結果および少しの「アイドル」結果を得る状態に対応し、これはもしそ
のフレーム内の有効なオファードロードが高い場合は合理的に確実性がある。領
域ＥＰ^＊Ｄは要求インターバルｋにおいて数多くの「衝突」結果、数多くの「ア
イドル」結果、および少しの「成功」結果を得る状態に対応し、これは有効なオ
ファードロードにかかわりなくありそうにない。領域ＡＢ′Ｃ′は数多くの「成
功」結果（すなわち、０．３６８より大きい確率で）を得、少しの「衝突」およ
び「アイドル」結果を得る状態に対応し、これは望ましいがオファードロード推
定モデルが正確であればありそうもない。

【００４８】 全ての領域に入る、ポイントＰ^＊を除き、カーブＬ上の全てのポイントは領域
ＢＢ′Ｐ^＊ＥまたはＣＣ′Ｐ^＊Ｄに入る。したがって、領域ＢＢ′Ｐ^＊Ｅおよび
ＣＣ′Ｐ^＊Ｄは「信頼される」ポイントを含むための良好な候補である。しかし
ながら、カーブＬに近くかつ従って「信頼される」ポイントとなりそうなポイン
トが領域ＡＢ′Ｃ′およびＥＰ^＊Ｄ内にもある。これらの「信頼される」ポイン
トを捕えるために、図７の２次元図に示されるように、Ｓ_０＝０．４×Ｍ_ｋ／Ｒ
，Ｉ_０＝０．４×Ｍ_ｋ／ＲおよびＣ_０＝０．３×Ｍ_ｋ／Ｒとなるように３つの面
が再び定義または規定される。その結果、面Ｓ_０は今やポイントＰ^＊の上にあり
、かつ面Ｉ_０およびＣ_０はポイントＸにおいてポイントＰ^＊より十分下で交差す
る。領域ＡＢ′Ｃ′（すなわち、Ｓ_ｋ＞Ｓ_０）または領域ＥＸＤ（すなわち、Ｃ _ｋ ＞Ｃ_０およびＩ_ｋ＜Ｉ_０）内に入るポイントは「信頼されない」ポイントであ
ると考えられ、一方領域ＢＢ′Ｃ′ＣＤＸＥ内に入るポイントは「信頼される」
ポイントであると考えられる。

【００４９】 ２．推定オファードロードを使用するいくつかの応用 上で述べたように、通信ネットワークにおいてオファードロードを推定する問
題は数多くの応用を有する包括的な問題である。１つの重要な応用は推定オファ
ードロードを共有媒体通信ネットワークにおけるアクセス性能を改善するために
使用する。特に、推定オファードロードはフレームごとの要求送信機会の数のよ
うないくつかのまたはある動作パラメータ、およびネットワークがどのようにア
クセスされるかに影響を与えるいくつかのまたはあるアクセスモードパラメータ
を決定するために使用される（後により詳細に説明する）。

【００５０】 図８は、本発明の好ましい実施形態に係わる共用媒体通信ネットワーク１００
を示す。該共用媒体通信ネットワーク１００は数多くのエンドユーザ１１０_１〜
１１０_Ｎがインターネットのような遠隔外部ネットワーク１０８へとアクセスで
きるようにする。共用媒体通信ネットワーク１００はエンドユーザ１１０と外部
ネットワーク１０８との間で情報を輸送するための線渠またはコンジット（ｃｏ
ｎｄｕｉｔ）として作用する。

【００５１】 前記共用媒体通信ネットワーク１００は外部ネットワーク１０８に結合された
１次ステーション１０２を含む。１次ステーション１０２はチャネル１０６およ
び１０７によって複数の２次ステーション１０４_１〜１０４_Ｎ（集合的に「２次
ステーション（ｓｅｃｏｎｄａｒｙ ｓｔａｔｉｏｎｓ）１０４」と称されかつ
個別に「２次ステーション（ｓｅｃｏｎｄａｒｙ ｓｔａｔｉｏｎ）１０４」と
称される）と通信する。チャネル１０６は１次ステーション１０２から２次ステ
ーション１０４へと「ダウンストリーム（ｄｏｗｎｓｔｒｅａｍ）」方向に情報
を伝達し、かつ以後「ダウンストリームチャネル１０６」と称される。チャネル
１０７は２次ステーション１０４から１次ステーション１０２へと「アップスト
リーム（ｕｐｓｔｒｅａｍ）」方向で情報を伝達し、かつ以後「アップストリー
ムチャネル１０７」と称される。各々のエンドユーザ１１０は２次ステーション
１０４によって共用媒体通信ネットワーク１００へとインタフェースする。

【００５２】 好ましい実施形態では、前記共用媒体通信ネットワーク１００はデータ・オー
バ・ケーブル（ｄａｔａ−ｏｖｅｒ−ｃａｂｌｅ：ＤＯＣ）通信システムであり
、その場合ダウンストリームチャネル１０６およびアップストリームチャネル１
０７は共用される物理的媒体によって伝達される別個のチャネルである。好まし
い実施形態においては、前記共用される物理媒体はハイブリッド光ファィバおよ
び同軸ケーブル（ｈｙｂｒｉｄ ｆｉｂｅｒ−ｏｐｔｉｃ ａｎｄ ｃｏａｘｉ
ａｌ ｃａｂｌｅ：ＨＦＣ）ネットワークである。前記ダウンストリームチャネ
ル１０６はＨＦＣネットワークによって伝達される複数のダウンストリームチャ
ネルの内の１つである。前記アップストリームチャネル１０７は前記ＨＦＣネッ
トワークによって伝達される複数のアップストリームチャネルの内の１つである
。他の実施形態では、前記共用物理媒体は同軸ケーブル、光ファイバケーブル、
ツイステッドペアワイヤ、その他とすることができ、かつまた無線および衛星通
信のための空気（ａｉｒ）、大気（ａｔｍｏｓｐｈｅｒｅ）または空間（ｓｐａ
ｃｅ）を含むことができる。また、種々のアップストリームおよびダウンストリ
ームチャネルは、例えば、時分割多重化／二重化（ｔｉｍｅ−ｄｉｖｉｓｉｏｎ
ｍｕｌｔｉｐｌｅｘｉｎｇ／ｄｕｐｌｅｘｉｎｇ）による同じ物理的チャネル
とし、あるいは、例えば、周波数分割多重化／二重化（ｆｒｅｑｕｅｎｃｙ−ｄ
ｉｖｉｓｉｏｎ ｍｕｌｔｉｐｌｅｘｉｎｇ／ｄｕｐｌｅｘｉｎｇ）による同じ
物理的チャネルとすることができる。

【００５３】 好ましい実施形態に係わる共用媒体通信ネットワーク１００においては、前記
ダウンストリームチャネル１０６を含む、ダウンストリームチャネル（ｄｏｗｎ
ｓｔｒｅａｍ ｃｈａｎｎｅｌｓ）は典型的にはほぼ５０ＭＨｚより上の周波数
帯域に位置し、もちろん特定の周波数帯域はシステムによって変えることができ
、かつしばしば国に依存する。前記ダウンストリームチャネルは放送チャネル（
ｂｒｏａｄｃａｓｔ ｃｈａｎｎｅｌｓ）として分類され、それは前記ダウンス
トリームチャネル１０６のような、ある特定のダウンストリームチャネルによっ
て１次ステーション１０２によって送信される情報は全ての２次ステーション１
０４に到達するからである。前記特定のダウンストリームチャネルによって受信
するよう同調されたいずれの２次ステーション１０４も該情報を受信することが
できる。

【００５４】 好ましい実施形態の共用媒体通信ネットワーク１００においては、前記アップ
ストリームチャネル１０７を含む、アップストリームチャネル（ｕｐｓｔｒｅａ
ｍ ｃｈａｎｎｅｌｓ）は典型的にはほぼ５〜４２ＭＨｚの間の周波数帯域に位
置し、もちろん特定の周波数帯域はシステムによって変わり、かつしばしば国に
依存する。前記アップストリームチャネルは共用チャネルとして分類されるが、
その理由は１つの２次ステーション１０４のみが任意の与えられた時間にある特
定のアップストリームチャネルによって首尾よく送信することができ、かつ従っ
てアップストリームチャネルは前記複数の２次ステーション１０４の間で共用さ
れなければならないからである。もし１つより多くの２次ステーション１０４が
、アップストリームチャネル１０４のような、特定のアップストリームチャネル
によって同時に送信すれば、全ての同時送信する２次ステーション１０４からの
情報を汚染する衝突が生じる。

【００５５】 複数の２次ステーション１０４が、アップストリームチャネル１０７のような
、特定のアップストリームチャネルを共用できるようにするため、１次ステーシ
ョン１０２および２次ステーション１０４は媒体アクセス制御（ｍｅｄｉｕｍ
ａｃｃｅｓｓ ｃｏｎｔｒｏｌ：ＭＡＣ）プロトコルに関与しまたはあずかる。
ＭＡＣプロトコルは２次ステーション１０４による共用アップストリームチャネ
ル１０７へのアクセスを調和させるための１組の規則および手順を提供する。各
々の２次ステーション１０４はそのエンドユーザのためにＭＡＣプロトコルに関
与する。便宜上、ＭＡＣプロトコルの各々の関与者または参加者は「ＭＡＣユー
ザ（ＭＡＣ Ｕｓｅｒ）」と称される。

【００５６】 ＭＡＣプロトコルは２つの基本的な区分またはカデゴリ（ｃａｔｅｇｏｒｉｅ
ｓ）に入り、すなわち「コンテンションフリー（ｃｏｎｔｅｎｔｉｏｎ−ｆｒｅ
ｅ）」プロトコルおよび「コンテンションをベースとした（コンテンションベー
スド：ｃｏｎｔｅｎｔｉｏｎ−ｂａｓｅｄ）」プロトコルである。

【００５７】 コンテンションフリープロトコルにおいては、エンドユーザは制御された様式
で共用チャネルをアクセスし、従って送信は衝突が完全に避けられるように静的
に（ｓｔａｔｉｃａｌｌｙ）または適応的に（ａｄａｐｔｉｖｅｌｙ）予定され
る。時分割多元接続（ＴＤＭＡ）機構のような、静的なスケジューリングによれ
ば、所定の送信パターンが周期的に繰り返される。ユーザはそれらに個別に割り
当てられた時間インターバルの間にのみチャネル資源にアクセスすることができ
る。資源の割当てのための静的スケジューリングを備えたコンテンションフリー
プロトコルは、典型的には、ほんの一部のユーザのみが任意の時間にアクティブ
になる多数のユーザをサポートする、またはサービスする、ケーブルネットワー
クに対しては不十分である。適応的スケジューリングによれば、送信パターンは
各々のサイクルにおいて、予約（ｒｅｓｅｒｖａｔｉｏｎｓ）またはトークン受
渡しまたはトークンパッシング（ｔｏｋｅｎ ｐａｓｓｉｎｇ）によって、動的
なトラフィック需要に適合するために変更することができる。複数のアクセスチ
ャネルの一部、または別個のチャネル、が予約、またはトークンパッシングによ
るオーバヘッドをサポートするために使用される。予約機構は典型的には予約を
管理するために中央集中化されたコントローラを必要とする。これに対し、トー
クンパッシング機構は通常分散様式で実施される。適応的スケジューリングを備
えたコンテンションフリープロトコルはしばしば需要割当てマルチアクセス（ｄ
ｅｍａｎｄ ａｓｓｉｇｎｍｅｎｔ ｍｕｌｔｉｐｌｅ ａｃｃｅｓｓ）と称さ
れる。

【００５８】 コンテンションをベースとしたプロトコルにおいては、ユーザはチャネル資源
にアクセスするためにお互いに争う（ｃｏｎｔｅｎｄ）。衝突は設計によっては
避けられないが、再送信がランダムに遅延されることを要求することによって制
御され、あるいは種々の他の競争解消戦略（ｃｏｎｔｅｎｔｉｏｎ ｒｅｓｏｌ
ｕｔｉｏｎ ｓｔｒａｔｅｇｉｅｓ）を使用して解消される。ＨＦＣケーブルネ
ットワークのような、ネットワークの放送能力はしばしば前記ＭＡＣレイヤにお
ける単純化した制御を利用することができる。再送信を遅らせるための１つの手
法は２進指数バックオフ手法（ｂｉｎａｒｙ ｅｘｐｏｎｅｎｔｉａｌ ｂａｃ
ｋｏｆｆ ａｐｐｒｏａｃｈ）であり、この場合バックオフウィンドウ（ｂａｃ
ｋｏｆｆ ｗｉｎｄｏｗ）がランダムなバックオフの範囲を制限し、かつ初期バ
ックオフウィンドウは再送信のための引き続く試みにおいて２倍化される。２進
指数バックオフ手法は重い負荷における不安定につながることが知られているか
ら、ある要求に対する再送信の最大数はそうでなければ不定の（ｉｎｄｅｆｉｎ
ｉｔｅ）バックオフを切りつめるために使用できる。

【００５９】 大部分のコンテンションをベースとしたプロトコルは衝突を該衝突に関与する
ユーザの数に関するフィードバック情報を使用して解決しまたは解消する。もし
競合する送信の数が前記フィードバックから決定できれば、パケット送信時間ご
とに１パケットに任意的に近いチャネルスループットが原理的に達成できること
が知られているが、手におえないほどの複雑さを有する。単純化のために、通常
使用されるフィードバック情報は３進または３元的にゼロ、１またはそれ以上の
送信を示し、あるいは２進的にちょうど１つの送信またはそれ以外を示す。

【００６０】 コンテンションをベースとしたプロトコルの例は「アロハ（ＡＬＯＨＡ）」マ
ルチアクセスプロトコルとして知られている。連続的なまたはスロット化されな
い時間で動作する、その元のバージョンは「スロット化されないアロハ（アンス
ロッテドアロハ：Ｕｎｓｌｏｔｔｅｄ ＡＬＯＨＡ）」と称される。離散的また
はスロット化された時間で動作する、他のバージョンは「スロット化されたアロ
ハ（Ｓｌｏｔｔｅｄ ＡＬＯＨＡ）」と称される。スロット化されないおよびス
ロット化されたアロハのふるまいおよび性能は広く研究されてきており、かつそ
れらの最大スロープットはそれぞれ１／（２ｅ）および１／ｅであることがよく
知られている。

【００６１】 ＨＦＣケーブルネットワークに適した１つの形式のＭＡＣプロトコルは予約シ
ステムを使用し、その場合共用チャネルによってデータを送信することを望む各
々のＭＡＣユーザは予約を行なうことを要求される。適応スケジューリングを備
えたコンテンションフリー・プロトコルにおいては、懸案の送信を有するユーザ
は送信資源を予約しなければならない。予約のためのプロトコルはそれ自体マル
チアクセスプロトコルである。

【００６２】 共用媒体通信ネットワーク１００においては、数多くのユーザは１次ステーシ
ョン１０２への送信のためにアップストリームチャネル１０７を共用する。しか
しながら、任意の時間において、これらのユーザのほんの一部が実際にビジーで
ある可能性がある。もし静的スケジューリング（ｓｔａｔｉｃ ｓｃｈｅｄｕｌ
ｉｎｇ）を備えたコンテンションフリー・プロトコル（例えば、ＴＤＭＡ）が使
用されれば、アイドルのユーザに割り当てられる資源が浪費される。この効率の
悪さは特にシステムの負荷が軽い場合に耐えられないものである。コンテンショ
ンをベースとしたプロトコルは軽い負荷の下でも良好にふるまうが、過剰な衝突
のためオファードロードが高い場合は限られたスループットを有する。

【００６３】 予約をベースとしたシステム（ｒｅｓｅｒｖａｔｉｏｎ−ｂａｓｅｄ ｓｙｓ
ｔｅｍ）のスループットは予約制御チャネルに割り当てられる利用可能な帯域幅
の割合またはパーセンテージによって制限される。予約チャネルに関する需要を
低減するための１つの手法は付加的な要求をピギーバック伝送（ｐｉｇｇｙ−ｂ
ａｃｋｉｎｇ）する（すなわち、送信データに加えてある要求を含める）ために
データパケットにおける小さなフィールドを割り当てることである。

【００６４】 定常状態の動作の間に、予約を行なうために待機するユーザの数は典型的には
少なく、特にピギーバックが許容されている場合には少ない。したがって、予約
プロトコルはコンテンションの解消を備えたコンテンションをベースとしたプロ
トコルであることが有利である。伝統的なコンテンションをベースとしたプロト
コルと異なり、ユーザは典型的にはデータパケットを争わず、その代わりデータ
パケットよりかなり小さな特別の予約パケットを争うことになる。

【００６５】 コンテンションをベースとした予約を備えたマルチアクセスシステムにおいて
は、送信すべきデータを有するがまだ予約を行なっていない各々のＭＡＣユーザ
は１次ステーション１０２によって提供されるコンテンション機会（ｃｏｎｔｅ
ｎｔｉｏｎ ｏｐｐｏｒｔｕｎｉｔｉｅｓ）を待機する。各々のコンテンション
機会は１次ステーションによって選択されたグループのＭＡＣユーザに提供され
、かつ該特定のグループにおけるＭＡＣユーザの各々が、該ＭＡＣユーザが送る
べきデータを有していれば、ある特定の時間に予約のために争うことができるよ
うにする。

【００６６】 各々のコンテンション機会（コンテンション・オポチュニティ）に続き、１次
ステーション１０２はＭＡＣユーザによるコンテンションを監視しかつ各々のコ
ンテンション機会に対するコンテンションの結果、特にＭＡＣユーザが争ってい
ないか、ちょうど１つのＭＡＣユーザが争ったか、あるいは１つより多くのＭＡ
Ｃユーザが争ったか否か、を決定する。便宜上、前記コンテンションの結果はそ
れぞれ「アイドル（ＩＤＬＥ）」、「成功（ＳＵＣＣＥＳＳ）」および「衝突（
ＣＯＬＬＩＳＩＯＮ）」と称される。１次ステーション１０２は次にフィードバ
ック情報をＭＡＣユーザに送り各々のコンテンション機会に対するコンテンショ
ンの結果を指示する。該フィードバック情報は各々のＭＡＣユーザが、とりわけ
、それ自身のコンテンションの試みが首尾よく行なわれたか否か、かつ従って帯
域幅の予約のその要求が受け入れられたか否かを決定できるようにする。

【００６７】 単純なＴＤＭＡシステムに対する予約システムの利点は、コンテンションモー
ドにおいてもあるいは時分割モードにおいても、予約のために使用される要求パ
ケットが大部分のデータパケットよりもかなり小さいという事実から生じる。コ
ンテンションをベースとした予約システムにおいては、「アイドル」または「衝
突」結果によって浪費される帯域幅は実際のデータ送信のために使用される帯域
幅に比較してかなり小さい。要求パケットのサイズのデータパケットのサイズに
対する比率がｖ＜＜１であり（充分小さく）、かつ簡単な「スロット化されたア
ロハ」マルチアクセス機構がコンテンションをベースとした予約のために論理制
御チャネルにおいて使用されるものとする。その場合、そのようなシステムにお
いて達成可能な、時間ユニットあたりのデータパケットにおける最大スループッ
トＳは次の式で与えられることが証明できる。

【数３２】 Ｓ＝１／（１＋ｖ／Ｓｒ）＝１／（１＋ｖｅ） この場合、Ｓｒは「スロット化されたアロハ」に対する最大スループットであ
り、これは１／ｅに等しい（バーテカス（Ｂｅｒｔｓｅｋａｓ）およびガレージ
ャ（Ｇａｌｌａｇｅｒ）による、データネットワーク（Ｄａｔａ Ｎｅｔｗｏｒ
ｋｓ）、セクション４．５、プレンティスホール、１９８７年を参照）。

【００６８】 予約をベースとしたＭＡＣプロトコルは図９に示されるように、各々のＭＡＣ
ユーザに対し状態図によって高いレベルで表現できる。ＭＡＣユーザは「不活動
（インアクティブ：ＩＮＡＣＴＩＶＥ）」状態でスタートし、かつそれが送信す
べきデータを持たないかあるいはそれが要求を送信する機会を待機している限り
においてそこに留まっている。ＭＡＣユーザが送信すべきデータを受けた場合、
ＭＡＣユーザは、ユニキャスト・ポーリング（ｕｎｉｃａｓｔ ｐｏｌｌｉｎｇ
）の場合のように、アップストリーム帯域幅を争うことが要求されなければ、要
求を送信するためにコンテンションフリー機会を受信したことに応じて活動（ア
クティブ：ＡＣＴＩＶＥ）状態に移る。そうでない場合は、ＭＡＣユーザはコン
テンションのための送信機会における要求を受信しかつ送信するに応じて「コン
テンション（ＣＯＮＴＥＮＴＩＯＮ）」状態へと移る。「コンテンション」状態
においては、ＭＡＣユーザはそれがそれ自身のための首尾よい予約を行なうこと
ができるまで、あるいはシステムのオーバロードのためその要求が拒絶されるま
で、チャネルへのアクセスを争う。この状態で首尾よい予約を行なったことに応
じて、ＭＡＣユーザは「活動」状態へと遷移する。この場合、ＭＡＣユーザはそ
のデータを送信する機会を受け、かつそれが送信すべきデータを有する限り「活
動」状態に留まっている。システムのオーバロードの間は、コンテンションの解
消（ｃｏｎｔｅｎｔｉｏｎ ｒｅｓｏｌｕｔｉｏｎ）までの要求は所定の数の試
みの後にさらなる再送信の機会を否定され得る。これが生じると、ＭＡＣユーザ
は「コンテンション」状態から「不活動」状態へと移動する。ＭＡＣユーザが「
活動」状態にある間に新しいデータが到着すれば、ＭＡＣユーザはそれが送信す
るデータにピギーバック要求（ｐｉｇｇｙｂａｃｋ ｒｅｑｕｅｓｔ）を含める
ことを許容されるようにすることができる。そのデータの全てを送信すると、Ｍ
ＡＣユーザは「不活動」状態へと戻る。

【００６９】 前記１次ステーション１０２によって提供される各々の要求送信機会に対して
、１次ステーションは（１）何らの送信も受信せず、ＭＡＣユーザが予約要求を
送信しなかったことを示されるか、（２）予約要求を受信し、単一のＭＡＣユー
ザが予約要求を送信しかつそのＭＡＣユーザを識別したことを示されるか、ある
いは（３）衝突（ｃｏｌｌｉｓｉｏｎ）を受信し、１つより多くのＭＡＣユーザ
が予約要求を送信したことを示される。便宜上、前記３つのフィードバック状態
はそれぞれ「アイドル」、「成功」および「衝突」と称される。

【００７０】 １次ステーション１０２はコンテンションをベースとした予約の結果に基づき
将来の要求送信機会およびデータ送信機会をスケジューリングまたは計画する。
もし首尾よい予約が行なわれれば（すなわち、もし前記コンテンションの結果が
「成功」であれば）、１次ステーション１０２は対応するエンドユーザのＱｏＳ
要求に基づきＭＡＣユーザに帯域幅を割り当て、それによってＭＡＣユーザがユ
ーザ情報コンテンションフリーを共用チャネルによって送信できるようにする。
これに対して、もし複数のＭＡＣユーザが応答すれば（すなわち、前記コンテン
ションの結果が「衝突」であれば）、１次ステーション１０２は付加的な要求送
信機会を提供することによって衝突を解消するうえでの助けとなるよう試みる。

【００７１】 好ましい実施形態においては、ＭＡＣプロトコルはマルチメディア・ケーブル
ネットワーク・システム（Ｍｕｌｔｉｍｅｄｉａ Ｃａｂｌｅ Ｎｅｔｗｏｒｋ
Ｓｙｓｔｅｍ：ＭＣＮＳ）と通常称されるプロトコルを含み、これはＭＣＮＳ
データオーバケーブル・サービスインタフェース仕様無線周波インタフェース仕
様ＳＰ−ＲＦＩ−Ｉ０２−９７１００８暫定仕様（ＭＣＮＳ Ｄａｔａ−Ｏｖｅ
ｒ−Ｃａｂｌｅ Ｓｅｒｖｉｃｅ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ Ｓｐｅｃｉｆｉｃａｔ
ｉｏｎｓ Ｒａｄｉｏ Ｆｒｅｑｕｅｎｃｙ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ Ｓｐｅｃｉ
ｆｉｃａｔｉｏｎ ＳＰ−ＲＦＩ−Ｉ０２−９７１００８ Ｉｎｔｅｒｉｍ Ｓ
ｐｅｃｉｆｉｃａｔｉｏｎ）（以後、「ＭＣＮＳプロトコル仕様」と称する）と
題する文献に規定されており、その内容は参照のため全体として本明細書に導入
される。このＭＣＮＳプロトコル仕様においては、１次ステーション１０２はケ
ーブルモデル終端システム（Ｃａｂｌｅ Ｍｏｄｅｍ Ｔｅｒｍｉｎａｔｉｏｎ
Ｓｙｓｔｅｍ：ＣＭＴＳ）と称され、かつ２次ステーション１０４はケーブル
モデム（Ｃａｂｌｅ Ｍｏｄｅｍｓ：ＣＭｓ）と称される。前記ＣＭＴＳはパケ
ット処理、資源共用、およびＭＣＮＳ ＭＡＣおよび物理レイヤ機能の管理の責
務を有する。各々のＣＭはＣＭＴＳに対してスレイブとして動作する。ダウンス
トリームチャネル１０６によって前記ＣＭＴＳによって送信されたＭＡＣプロト
コルデータユニット（Ｐｒｏｔｏｃｏｌ Ｄａｔａ Ｕｎｉｔｓ：ＰＤＵｓ）は
ユニキャスト（ｕｎｉｃａｓｔ）を介して個々のＣＭに、あるいはマルチキャス
ト（ｍｕｌｔｉｃａｓｔ）または放送（ｂｒｏａｄｃａｓｔ）を介して選択され
たグループのＣＭｓへと向けることができる（ａｄｄｒｅｓｓｅｄ）。アップス
トリームチャネルにおいては、ＭＡＣ ＰＤＵは任意のＣＭによってＣＭＴＳへ
と送ることができる。ＭＣＮＳは可変長のＭＡＣ ＰＤＵｓをサポートする。

【００７２】 前記ＭＣＮＳプロトコル仕様はスロット化されたアップストリームチャネルを
利用し、従ってアップストリームチャネル１０７は引き続くタイムスロットへと
分割される。ＭＡＣプロトコルは異なる種別の情報を伝達するために複数のスロ
ット形式をサポートする。各々のタイムスロットは１つのユニットの情報（例え
ば、データパケットまたは制御パケット）を伝送することができる。前記ＭＣＮ
Ｓプロトコル仕様はさらにアップストリームチャネル１０７を引き続くフレーム
へと分割し、この場合各フレームはある数のまたは多数のスロットを含む。前記
ＣＭＴＳはダウンストリームチャネル１０６によってＭＡＰとして知られた帯域
幅割当て情報エレメントを含む制御メッセージを送信することにより１つのグル
ープのＣＭｓに帯域幅を割り当てる。ＭＡＰはある与えられた送信フレーム内の
送信機会の割当てを規定する。帯域幅は、フレームごとに、ユーザデータに対す
るもののみならずコンテンションをベースとした予約要求（または、単に要求）
に対する送信機会に関して割り当てられる。コンテンション機会における首尾よ
い送信は将来のデータ送信機会の予約を生じる結果となる。

【００７３】 より特定的には、前記アップストリームチャネル１０７はミニスロット（ｍｉ
ｎｉ−ｓｌｏｔｓ）の流れとしてモデル化され、規制された時間刻時（ｔｉｍｅ
ｔｉｃｋｓ）でＴＤＭＡに供する。ミニスロットを用いることはＣＭＴＳと全
てのＣＭｓとの間の厳格なタイミング同期を意味する。したがって、ＣＭＴＳは
これらのミニスロットを識別しかつ周期的に機会を整列できるようにして全ての
ＣＭｓがそれらの同期を維持できるようにするための時間基準を発生する責務を
有する。ＣＭｓによるミニスロットへのアクセスはＣＭＴＳによって制御される
。これを達成するため、ＣＭＴＳはダウンストリームチャネルによって規定され
た将来の時間インターバルにおける各々のアップストリームのミニスロットの利
用を記述するＭＡＰ（マップ）を送信する。このメッセージは、ある意味では、
将来の時間インターバルにおいて各々のミニスロットをその利用へと「マッピン
グする（ｍａｐｓ）」。もちろん、前記ＭＡＰはＣＭＳが前記マッピングされた
ミニスロットにおいて送信するのに十分な時間を与えるためにそれが記述する有
効な時間インターバルよりも早くＣＭＴＳによって送られなければならない。

【００７４】 前記ＭＣＮＳプロトコル仕様においては、各々のフレームは個別のまたは離散
的なインターバルへと編成される。少なくとも３つの異なるインターバル形式が
規定される。要求インターバルはコンテンションモードにおいて要求（または、
小さなデータパケット）を送信するために割り当てられたある数のまたは多数の
ミニスロットを含む。維持インターバル（メンテナンスインターバル：ｍａｉｎ
ｔｅｎａｎｃｅ ｉｎｔｅｒｖａｌ）はＣＭｓの登録のために割り当てられたあ
る数のまたは数多くのミニスロットを含む。データ承認インターバルはデータパ
ケットを送信するために割り当てられたある数のまたは数多くのミニスロットを
含む。前記ＭＡＰはフレームにおいて異なるインターバルを規定する数多くのま
たはある数の情報エレメント（ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ ｅｌｅｍｅｎｔｓ：Ｉ
Ｅｓ）を含む。

【００７５】 図１０は、本発明の好ましい実施形態に係わる例示的な１次ステーション１０
２を示すブロック図である。この好ましい実施形態においては、１次ステーショ
ン１０２は共通のシャシー内に適合する個々のカード上に構成された数多くのま
たはある数の機能モジュールを含む。前記共有媒体通信ネットワーク１００内で
通信を可能にするために、１次ステーション１０２は少なくとも最小数の組の機
能モジュールを必要とする。特に、該最小数の組の機能モジュールはアダプタモ
ジュール２１０、ＭＡＣモジュール２２０、送信機モジュール２４０、および受
信機モジュール２３０を具備する。好ましい実施形態においては、前記最小数の
組の機能モジュールは１次ステーション１０２が単一のダウンストリームチャネ
ルおよび８つまでのアップストリームチャネルをサポートできるようにする。説
明の便宜上かつ簡単化のために、以下に説明する例示的な実施形態は単一のアッ
プストリームチャネル１０７に言及するが、当業者には複数のまたは多数のアッ
プストリームチャネルも同様にしてサポートできることが理解されるであろう。

【００７６】 アダプタモジュール２１０は１次ステーション１０２と２次ステーション１０
４との間でデータおよび制御メッセージの流れを制御する。アダプタモジュール
２１０はメモリ２１２に結合された制御論理２１８を含む。制御論理２１８は、
とりわけ、２次ステーション１０４から受信されたデータおよび制御（例えば、
要求）メッセージを処理するためのロジックまたは論理部、および２次ステーシ
ョン１０４に送信するためのデータおよび制御（例えば、ＭＡＰ）メッセージを
発生するための論理部を含む。メモリ２１２は制御論理２１８によってのみ使用
される専用メモリ２１６、およびデータおよび制御メッセージを交換するために
制御論理２１８およびＭＡＣ論理２２４（後に説明する）によって共用される共
用メモリ２１４に分割される。

【００７７】 制御論理２１８およびＭＡＣ論理２２４は共用メモリ２１４において３つのリ
ング構造（図示せず）を使用してデータおよび制御メッセージを交換する。２次
ステーション１０４から受信されたデータおよび制御（例えば、要求）メッセー
ジはＭＡＣ論理２２４によって共用メモリ２２４内の受信キュー（Ｒｅｃｅｉｖ
ｅ Ｑｕｅｕｅ）に格納される。制御論理２１８によって発生された制御（例え
ば、ＭＡＰ）メッセージは制御論理２１８によって共用メモリ２１４内のＭＡＣ
送信キューに格納される。２次ステーション１０４への送信のためのデータメッ
セージは制御論理２１８によって共用メモリ２１４のデータ送信キューに格納さ
れる。制御論理２１８は前記受信キューを監視してデータおよび制御（例えば、
要求）メッセージを得る。ＭＡＣ論理２２４はＭＡＣ送信キューを監視して制御
（例えば、ＭＡＰ）メッセージを得、かつデータ送信キューを監視してデータメ
ッセージを得る。

【００７８】 ＭＡＣモジュール２２０は１次ステーション１０２内でＭＡＣ機能を実施しま
たは構成する。ＭＡＣモジュール２２０はインタフェース２５０によって共用メ
モリ２１４にかつローカルメモリ２２２に結合されたＭＡＣ論理部２２４を含む
。ＭＡＣ論理部２２４は前記共用メモリ２１４におけるデータ送信キューおよび
ＭＡＣ送信キューを監視する。ＭＡＣ論理部２２４はインタフェース２５３によ
ってキューイングされたデータおよび制御（例えば、ＭＡＰ）メッセージを送信
機モジュール２４０のエンコーダ／変調器２４１に送る。ＭＡＣ論理部２２４は
またインタフェース２５５によって受信機モジュール２３０から受信されたデー
タおよび制御（例えば、要求）メッセージを処理する。ＭＡＣ論理部２２４は受
け入れたデータおよび制御メッセージをインタフェース２５０によって共用メモ
リ２１４の受信キューに格納する。

【００７９】 送信機モジュール２４０は２次ステーション１０４にデータおよび制御（例え
ば、ＭＡＰ）メッセージを送信するためにダウンストリームチャネル１０６への
インタフェースを提供する。送信機モジュール２４０はダウンストリームチャネ
ル１０６およびエンコーダ／変調器２４１に動作可能に結合された送信機フロン
トエンド２４２を含む。エンコーダ／変調器２４１はインタフェース２５３によ
って前記ＭＡＣ論理部２２４から受信されたデータおよび制御（例えば、ＭＡＰ
）メッセージを処理するための論理部を含む。より詳細には、エンコーダ／変調
器２４１は所定の１組の符号化パラメータに従ってデータおよび制御（例えば、
ＭＡＰ）メッセージを符号化するためのエンコーディングまたは符号化論理、お
よび所定の変調モードに従って前記符号化されたデータおよび制御（例えば、Ｍ
ＡＰ）メッセージを変調するための変調論理を含む。前記送信機フロントエンド
２４２はエンコーダ／変調器２４１からの変調された信号をダウンストリームチ
ャネル１０６へと送信するための論理を含む。より詳細には、送信機フロントエ
ンド２４２はダウンストリームチャネル１０６の中心周波数への同調のためのチ
ューニング論理、および前記送信された変調信号をろ波するためのろ波論理を含
む。エンコーダ／変調器２４１および送信機フロントエンド２４２は調整可能な
パラメータを含み、これらは送信機フロントエンド２４２のためのダウンストリ
ームチャネル中心周波数、およびエンコーダ／変調器２４１のための変調モード
、変調シンボルレート、および符号化パラメータを含む。

【００８０】 受信機モジュール２３０は、とりわけ、２次ステーション１０４からデータお
よび制御（例えば、要求）メッセージを受信するためにアップストリームチャネ
ル１０７へのインタフェースを提供する。受信機モジュール２３０はアップスト
リームチャネル１０７にかつ復調器／デコーダ２３１に動作可能に結合された受
信機フロントエンド２３２を含む。受信機フロントエンド２３２はアップストリ
ームチャネル１０７から変調された信号を受けるための論理を含む。より詳細に
は、受信機フロントエンド２３２はアップストリームチャネル１０７の中心周波
数に同調するためのチューニング論理、および前記受信された変調信号をろ波す
るためのろ波論理を含む。前記復調器／デコーダ２３１は受信機フロントエンド
２３２から受信されたろ波された変調信号を処理するための論理を含む。より詳
細には、前記復調器／デコーダ２３１は所定の変調モードに従って前記変調信号
を復調するための復調論理、および２次ステーション１０４からのデータおよび
制御（例えば、要求）メッセージを復元するために所定の１組のデコードパラメ
ータに従って前記復調された信号をデコードするためのデコード論理を含む。前
記受信機フロントエンド２３２および復調器／デコーダ２３１の双方は調整可能
なパラメータを含み、これらは受信機フロントエンド２３２のためのアップスト
リームチャネル中心周波数、および復調器／デコーダ２３１のための変調シンボ
ルレート、変調プリアンブルシーケンス、およびデコード用パラメータを含む。

【００８１】 好ましい実施形態においては、１次ステーション１０２は受信機モジュール２
３０および送信機モジュール２４０の双方に関する調整可能なパラメータが構成
される構成インタフェース（ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎ ｉｎｔｅｒｆａｃｅ
）２５４を含む。前記構成インタフェース２５４はＭＡＣ論理２２４を復調器／
デコーダ２３１、受信機フロントエンド２３２、エンコーダ／変調器２４１、お
よび送信機フロントエンド２４２へと動作可能に結合する。前記構成インタフェ
ース２５４は好ましくは技術的に知られた直列周辺インタフェース（Ｓｅｒｉａ
ｌ Ｐｅｒｉｐｈｅｒａｌ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ：ＳＰＩ）バスである。

【００８２】 図１１は、本発明の好ましい実施形態に係わる例示的な２次ステーション１０
４を示すブロック図である。２次ステーション１０４はエンドユーザ１１０とイ
ンタフェースするためのユーザインタフェース３１０を含む。エンドユーザ１１
０によって送信されたデータはユーザインタフェース３１０によって受信されか
つメモリ３０８に格納される。２次ステーション１０４はまたメモリ３０８に結
合された制御メッセージプロセッサ３０４を含む。該制御メッセージプロセッサ
３０４はエンドユーザ１１０のために前記ＭＡＣプロトコルにおけるＭＡＣユー
ザとして関与する。特に、制御メッセージプロセッサ３０４は送信機３０２によ
って１次ステーション１０２に対しデータおよび制御（例えば、要求）メッセー
ジを送信し、前記送信機３０２はアップストリームチャネル１０７によってデー
タおよび制御（例えば、要求）メッセージを送信するよう動作可能に結合されて
いる。制御メッセージプロセッサ３０４はまた受信機３０６によって１次ステー
ション１０２から受信されたデータおよび制御（例えば、ＭＡＰ）メッセージを
処理し、前記受信機３０６はダウンストリームチャネル１０６によってデータお
よび制御（例えば、ＭＡＰ）を受信するよう動作可能に結合されている。

【００８３】 前記ＭＣＮＳ ＭＡＣプロトコルにおける性能に影響を与える重要な考慮事項
は各々のフレームにおける要求インターバルに割り当てられたミニスロットの数
である。フレームＴ_ｋごとのスロットの数が実質的に一定であると仮定すると、
要求インターバルに割り当てられるミニスロットの数は他のインターバル、特に
データインターバル、に割り当てられるミニスロットの数に影響を与える。要求
インターバルに割り当てられる多数のミニスロットは衝突の可能性を低減するが
、データを送信するために割り当てられるミニスロットの数も低減しかつ従って
、システムのデータスループットを低減する。さらに、要求インターバルに割り
当てられる少数のミニスロットは衝突の可能性を増大することがありかつ従って
、首尾よい要求が前記ＣＭＴＳに到達することを防止することによってシステム
のデータスループットを低減する可能性がある。好ましくは、要求インターバル
におけるスロットの数は「成功」結果の可能性を最大にするよう選択される。も
しオファードロードが高ければ、これは典型的には要求インターバルのスロット
の数を増大することを意味し、かつもしオファードロードが低ければ要求インタ
ーバルにおけるスロットの数を低減する。したがって、オファードロードは要求
インターバルごとのスロットの数を選択する上でのキーとなるまたは重要な考慮
事項である。

【００８４】 前記ＭＣＮＳ ＭＡＣプロトコルにおける性能に影響を与える他の重要な考慮
事項は使用されるコンテンションアクセスの形式または種別である。前記ＭＣＮ
Ｓプロトコル仕様によれば、少なくとも２つの形式のコンテンションアクセスが
サポートされる。第１の形式のコンテンションアクセスにおいては、２次ステー
ション１０４は要求インターバルの間に要求メッセージを送信することのみが許
容される。第２の形式のコンテンションアクセスにおいては、２次ステーション
１０４は要求インターバルの間に要求メッセージまたは小さなデータメッセージ
を送信することを許容される。第２の形式のコンテンションアクセスは少しの衝
突しかない場合に性能を改善することができるが、数多くの衝突がある場合には
性能を低下させることがある。したがって、第２の形式のコンテンションアクセ
スは実際のオファードロードが低い場合にのみ利用され、第１の形式のコンテン
ションアクセスは実際のオファードロードが高い場合に使用されることになるで
あろう。したがって、オファードロードは前記ＭＣＮＳ ＭＡＣプロトコルにお
けるコンテンションアクセスの形式を選択する上での重要な考慮事項である。

【００８５】 前記ＭＣＮＳ ＭＡＣプロトコルにおいては、オファードロードは先験的に（
ａ ｐｒｉｏｒｉ）知られていない。したがって、オファードロードはサンプル
ウィンドウ技術あるいはここに説明された単一フレーム技術を使用して、典型的
にはそのＭＡＰ発生論理の要素として、制御論理２１８によって、推定または評
価されなければならない。

【００８６】 Ａ．サンプルウィンドウ技術の応用 数式３０からのエスティメイタ関数ｇ′は複数のまたは数多くの変数を使用し
て得られた。これらはサンプルウィンドウサイズを表わす変数ｎ、サンプルウィ
ンドウにおける重み付けされたフレームの数を表わす変数ｘ、および重み係数α
を得るために数式２４において使用されるパーセンテージ変数（ｐｅｒｃｅｎｔ
ａｇｅ ｖａｒｉａｂｌｅ）を表わす変数Ｘを含む。

【００８７】 本発明の好ましい実施形態によれば、前記変数ｎは１６フレームに等しい。前
記変数ｎはサンプルウィンドウにおける要求送信機会の統計的に有意の数がある
ように十分大きく、しかしながらサンプルウィンドウにわたりオファードロード
が大きく変わるほど大きくない。数式２１を参照すると、あるサンプルウィンド
ウにおける各フレームに対する瞬時的なオファードロードｇ_ｉは該サンプルウィ
ンドウにわたり大きく変化せず、かつ従って、該瞬時的オファードロードｇ_ｉは
各々のサンプルウィンドウのフレームｉに対して同じであるオファードロードｇ
によって近似できることが発見的に受け入れられた（すなわち、ｇ_１＝ｇ_２＝…
＝ｇ_ｎ＝ｇ）。前記ＭＣＮＳ ＭＡＣプロトコルのシミュレーションは１つのフ
レームは持続期間において滅多に５ミリセカンドを超えず、かつ１００ミリセカ
ンドの時間インターバルの間のオファードロードの変動は典型的にはその元の値
の１０パーセントより小さいことを示している。したがって、前記瞬時的オファ
ードロードはサンプルウィンドウのサイズｎがほぼ２０フレームより小さければ
、ｇによって近似できる。

【００８８】 本発明の好ましい実施形態によれば、前記変数ｘは３に等しく、かつ前記変数
Ｘは０．４に等しく、従ってαは３に等しい。これらのパラメータ値の選択は重
み付けを備えたスライディングウィンドウ手法がなぜ使用されるかを理解するこ
とにより明らかになるであろう。

【００８９】 第１の可能性は各々のサンプルウィンドウの終わりに前記推定オファードロー
ドを更新することであったことを思い出すべきである。この手法は非常に不正確
であり、かつ実際のオファードロードのまわりにおける前記推定されたオファー
ドロードの発振または振動につながり得る。その理由を理解するため、あるサン
プルウィンドウｊの終わりにおいて、オファードロードが少なく見積もられたと
仮定する。推定されたオファードロードは次のサンプルウィンドウ（ｊ＋１）に
おける各フレームに対する要求インターバルのサイズを選択するために使用され
るから、前記ＣＭＴＳは次のサンプルウィンドウ（ｊ＋１）における各々のフレ
ームに対する要求インターバルのサイズをそれが実際あるべき値よりも小さな値
にセットするであろう。これはサンプルウィンドウ（ｊ＋１）のフレーム１にお
ける衝突につながる。これらの衝突した要求がサンプルウィンドウ（ｊ＋１）の
フレーム２において再送信されるから、衝突の確率はさらにフレーム２において
増大される。このプロセスはサンプルウィンドウ（ｊ＋１）の終わりまで続き、
最終的に該ウィンドウの終わりにおいて極めて高い確率の衝突につながり、かつ
従って非常に少ない数の「アイドル」の結果を生じることになる。その結果、推
定オファードロードは大きく増大し、オファードロードの過大見積り（ｏｖｅｒ
−ｅｓｔｉｍａｔｉｏｎ）につながる。同様に、この過大見積りはサンプルウィ
ンドウ（ｊ＋２）における要求インターバルのサイズをそれらがあるべきものよ
り大きく生じさせ、サンプルウィンドウ（ｊ＋２）の終わりにおいて多数の「ア
イドル」結果を生じることになる。その結果はオファードロードの過小評価また
は過小見積り（ｕｎｄｅｒ−ｅｓｔｉｍａｔｉｏｎ）であり、前記サイクルを反
復させかつ従って推定オファードロードが実際のオファードロードのまわりでふ
らつくようにさせる。

【００９０】 また、第２の可能性はスライディングサンプルウィンドウを使用しかつ重み付
けを使用することなく各々のフレームの終わりにおいて推定オファードロードを
更新することであることを思い出すべきである。シミュレーション結果はこの手
法が各々のサンプルウィンドウの終わりにおいて推定オファードロードを更新す
るよりもかなり良好であることを示しているが、この手法はまた実際のオファー
ドロードのまわりでふらつく傾向があり得る。その理由を理解するため、あるフ
レームｋの終わりにおいて、オファードロードが少なく見積もられたと仮定する
。したがって、次のフレーム（ｋ＋１）における要求インターバルはそれがある
べき値より小さくなり、フレーム（ｋ＋１）において「衝突」結果を生じる確率
がより高くなる。しかしながら、推定オファードロードは１６フレームのウィン
ドウにわたり決定されるから、フレーム（ｋ＋１）における「衝突」結果の増大
した確率は推定オファードロードに対して少しの影響しか与えず、従って推定オ
ファードロードは少し増大する傾向にあるが過小評価された状態に留まっている
。この過小評価はフレーム（ｋ＋２）および引き続くフレームにおいてより多く
の衝突を引き起こすことになり、それは実際のオファードロードは増大した数の
再送信のため推定オファードロードよりも急速に増大するからである。いくつか
のフレームの後に、サンプルウィンドウは多数の「衝突」結果を有するこれらの
フレームをますます多く含み始め、オファードロードの過大見積もりにつながる
。いったん推定オファードロードが過大見積もりされると、要求インターバルの
サイズはそれらがあるべきものより大きくセットされることになり、多くの「ア
イドル」結果を生じることになる。前と同様に、推定オファードロードは１６フ
レームのウィンドウにわたり決定されるから、引き続くフレームにおける「アイ
ドル」結果の数が増大することは推定オファードロードに対して少しの影響しか
与えず、従って前記推定オファードロードはやや低減する傾向にあるが過大見積
もりされた状態に留まっている。いくつかのフレームの後に、サンプルウィンド
ウは多数の「アイドル」結果を有するこれらのフレームをますます多く含み始め
、オファードロードの過小評価につながり、前記サイクルを反復させかつ従って
推定オファードロードを実際のオファードロードのまわりで変動させる。

【００９１】 これらの例は実際のオファードロードにおける変化に対する応答があまりにも
低速である場合に実際のオファードロードに関してふらつきまたは変動が起こり
得ることを示している。前記サンプルウィンドウ手法を参照すると、もし該サン
プルウィンドウが小さければ低速応答の問題は存在しないであろう。しかしなが
ら、サンプルウィンドウのサイズを低減することはまた同じウィンドウにおける
要求送信機会の数を低減し、これは推定または見積もりの精度を低下させる。し
たがって、サンプルウィンドウは比較的大きくしておかなければならないが、推
定オファードロードは迅速に適応しなければならない。

【００９２】 もちろん解決方法は最も最近のフレームを強調する重み係数を加えかつさらに
多数のフレームを考慮することである。上で述べたように、ｘの最も最近のフレ
ームは重み係数αを与えられ、一方より古い（ｎ−ｘ）のフレームは任意的に１
にセットされるデータの重み係数を与えられる。該重み係数は高速の応答および
正確な推定オファードロードを得るために適切に選択されなければならない。も
しα／βの比率があまりにも小さいか、あるいはもしｘが大きすぎる場合は、最
も最近のフレームに対し十分な重みが与えられず、かつ従って推定オファードロ
ードはあまりにも低速で適応することになる。これに対し、もし前記比率α／β
が大きすぎれば、あまりにも大きな重みが最も最近のフレームに与えられ、かつ
従って推定オファードロードは不正確になるであろう。

【００９３】 シミュレーションの結果はｘが３に等しくかつＸが０．４に等しく、従ってα
が３に等しい場合に良好な性能が得られることを示している。ｘのこの選択は前
記ＭＣＮＳ ＭＡＣプロトコルの予期される動作と適合する。前記開始パックオ
フウィンドウのサイズがＭ_ｋ／Ｒを超えずかつ終了パックオフウィンドウのサイ
ズが２ｘＭ_ｋ／Ｒを超えないから、フレーム（ｎ−２）における衝突からの任意
の再送信はフレーム（ｎ−１）およびｎにおいて全て、高い確率で、示すことに
なろう。同じ理由で、（ｎ−２）の前のフレームにおける衝突の影響はフレーム
ｎにおいて最小または極小（ｍｉｎｉｍａｌ）になる。したがって、フレーム（
ｎ−２），（ｎ−１）およびｎはフレーム（ｎ＋１）に対する実際のオファード
ロードを最も表わしており、かつ従って前のフレームよりも重く重み付けされる
。

【００９４】 Ｂ．単一フレーム技術の応用 本発明の好ましい実施形態によれば、前記制御論理２１８は、それぞれ、Ｉ_ｋ ，Ｓ_ｋおよびＣ_ｋと称される、要求インターバルｋの間の「アイドル」、「成功
」および「衝突」結果の数を決定する。要求インターバルｋの間の「アイドル」
、「成功」および「衝突」結果の数に基づき、制御論理２１８は前記結果が「信
頼される」あるいは「信頼されない」ポイントを表わすか否かを決定する。特に
、前記結果はもしＳ_ｋ＞Ｓ_０であるかもしＣ_ｋ＞Ｃ_０でありかつＩ_ｋ＜Ｉ_０であ
れば「信頼されない」ポイントを表わすとみなされかつ無視される（ここで、Ｓ _０ ＝０．４×Ｍ_ｋ／Ｒ，Ｉ_０＝０．４×Ｍ_ｋ／ＲおよびＣ＝０．３×Ｍ_ｋ／Ｒで
ある）。そうでない場合は、前記結果は「信頼される」ポイントを表わすとみな
されかつ推定オファードロードを更新するために使用される。

【００９５】 ここで説明された全ての論理部は個別部品、集積回路、フィールドプログラマ
ブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）またはマイクロプロセッサのようなプログラム可
能な論理装置と組合わせて使用されるプログラム可能な論理部、またはそれらの
任意の組合わせを含む任意の他の装置を使用して実施できる。プログラム可能な
論理部またはロジックはリードオンリメモリチップ、コンピュータメモリ、ディ
スク、または他の記憶媒体のような有形の（ｔａｎｇｉｂｌｅ）媒体に一時的に
または永久的に固定することができる。プログラム可能な論理部はまた搬送波（
ｃａｒｒｉｅｒ ｗａｖｅ）に構成されたコンピュータ用データ信号に固定して
、前記プログラム可能な論理部がコンピュータ用バスまたは通信ネットワークの
ようなインタフェースによって伝送できるようにすることができる。全てのその
ような実施形態は本発明の範囲内に入るものと考える。

【００９６】 本発明はその本質または本質的な特性から離れることなく他の特定の形式で実
施できる。説明された実施形態は全ての点において例示的なものであり制限的な
ものではない。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の好ましい実施形態に係わる共用チャネルを示す時間線図であり、該共
用チャネルはコンテンションアクセスを提供するための要求インターバルを含む
引き続くフレームへと分割されている。

【図２】 本発明の好ましい実施形態に係わる可能なコンテンション結果の組または集合
を表わす平面領域ＡＢＣを示す３次元グラフである。

【図３】 本発明の好ましい実施形態に係わる平面領域ＡＢＣ内の予期される結果の軌跡
を示す３次元グラフ（ａ）、および本発明の好ましい実施形態に係わる平面領域
ＡＢＣ内の予期される結果の軌跡を示す２次元グラフ（ｂ）である。

【図４】 本発明の好ましい実施形態に係わる予期される結果の軌跡からのポイントの距
離に基づき３つの領域に分割された平面領域ＡＢＣを示す２次元グラフである。

【図５】 本発明の好ましい実施形態に係わる３つの面Ｓ_０，Ｉ_０およびＣ_０で交差する
平面領域ＡＢＣを示す３次元グラフである。

【図６】 本発明の一実施形態に係わる平面領域ＡＢＣ内の「成功」結果の最大の可能性
のポイントにおいて交差する３つの面Ｓ_０，Ｉ_０およびＣ_０を示す２次元グラフ
である。

【図７】 本発明の好ましい実施形態に係わる３つの面Ｓ_０，Ｉ_０およびＣ_０を示す２次
元グラフである。

【図８】 本発明の好ましい実施形態に係わる共用媒体通信ネットワークを示すブロック
図である。

【図９】 本発明の好ましい実施形態に係わるＭＡＣユーザのための３つの可能な状態を
示す状態図である。

【図１０】 本発明の好ましい実施形態に係わる１次ステーションを示すブロック図である
。

【図１１】 本発明の好ましい実施形態に係わる２次ステーションを示すブロック図である
る。

【符号の説明】

１００ 共用媒体通信ネットワーク １１０_１，…，１１０_Ｎ エンドユーザ １０８ 遠隔外部ネットワーク １０２ １次ステーション １０４_１，…，１０４_Ｎ ２次ステーション １０６ ダウンストリームチャネル １０７ アップストリームチャネル

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ， ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，Ｉ Ｔ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＧＷ，ＭＬ， ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，Ｋ Ｅ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＬ，ＳＺ，ＵＧ，ＺＷ)，Ｅ Ａ(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，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＤ，ＧＥ，Ｇ Ｈ，ＧＭ，ＨＲ，ＨＵ，ＩＤ，ＩＬ，ＩＮ，ＩＳ，ＪＰ ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ， ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，Ｍ Ｗ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ， ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＷ (72)発明者 リー・ホウェイ・チョウ アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 02141 ケンブリッジ マイケル・ウェイ 16 Ｆターム(参考） 5K032 AA01 CA08 CC05 DA01

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 通信ネットワークにおいて要求インターバルのサイズを選択
   する方法であって、 少なくとも１組のコンテンション結果に基づき前記ネットワークにおけるオフ
   ァードロードを推定する段階、そして 前記推定されたオファードロードに基づき前記要求インターバルのサイズを選
   択する段階、 を具備することを特徴とする通信ネットワークにおける要求インターバルのサ
   イズを選択する方法。