JP2002517132A - 予約ベースｔｄｍａプロトコルのタイムスタンプ同期方法 - Google Patents

予約ベースｔｄｍａプロトコルのタイムスタンプ同期方法

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JP2002517132A JP2000551514A JP2000551514A JP2002517132A JP 2002517132 A JP2002517132 A JP 2002517132A JP 2000551514 A JP2000551514 A JP 2000551514A JP 2000551514 A JP2000551514 A JP 2000551514A JP 2002517132 A JP2002517132 A JP 2002517132A
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Abstract

(57)【要約】 媒体アクセス制御サブシステム（例えば予約ベースＴＤＭＡプロトコルを用いるもの）によって媒介される共通チャネルを通じて相互に通信する制御ノードと複数の他のノードとを含むネットワーク（例えば無線ＡＴＭネットワーク）内でタイムスタンプを同期させる方法である。方法は、第１の時間において制御ノードから第１の命令を送信する段階と、第１の命令に応じて、制御ノード及び各他のノードの中のレジスタの中に開始タイムスタンプを記憶する段階と、第１の時間よりも遅い第２の時間において制御ノードから第２の命令を送信する段階とを含む。各他のノードは開始タイムスタンプ値と現在タイムスタンプ値との間の差を計算し、計算された差を現在タイムスタンプ値に加算する。他の実施例では、制御ノードはプリセット命令を送信し、各他のノードは上記プリセット命令に応じて夫々のタイムスタンプの値を指示された初期タイムスタンプ値にプリセットする。各他のノードは現在のタイムスタンプカウンタ値を指示されたリセット値と周期的に比較し、一致が検出されると、次のプリセット値に応じて次のタイムスタンプ値補正が行われるべきであることを示す同期フラグラッチを設定する。上述の方法を実施するネットワークもまた開示される。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】 本発明は概してネットワーク内で同一チャネルの多重アクセスを可能とするシ
ステム及び方法に関連し、更に特定的には、予約ベースＴＤＭＡプロトコルを使
用するネットワーク内のタイムスタンプ同期のシステム及び方法に関連する。
【０００２】 概して、特に無線ネットワークといった通信ネットワークは典型的には、同一
チャネルを使用するネットワーク内の多数の送信器によるデータパケットの同時
伝送によるデータパケットの衝突を防止するよう設計される多重アクセスプロト
コルを使用する。広く用いられるようになったプロトコルの１つには、時分割多
重アクセス（ＴＤＭＡ）として知られるものがある。この技術の詳細な説明は、
参考文献「Telecommunications Networks: Protocols, Modeling and Analysis,
Addision-Wesley, 1997」に記載されている。概して、ＴＤＭＡプロトコルによ
れば、チャネル時間は小さな時間スロットへ分割され、各時間スロットは異なる
ノード（ユーザ）へ割り当てられる。この時間スロット割当ては、固定であって
もよく（従来のＴＤＭＡ）、又は可変であってもよい（予約ベースＴＤＭＡ）。
いずれの場合も、ノード（ユーザ）数は限られているため、データは通常はＴＤ
ＭＡ「フレーム」の中で伝送され、これは異なるユーザが受ける遅延が有限であ
ることを確実とする。
【０００３】 例えば、固定割当てＴＤＭＡでは、ＴＤＭＡフレームは全てのユーザに割り当
てられたスロットの総数を含み、その後にＴＤＭＡフレームが繰り返される。予
約ベースＴＤＭＡの場合、自然なフレーム割当てはＴＤＭＡフレームの異なる「
フェーズ」に関して行われ、これらのフェーズは典型的には、予約が要求され割
り当てられる「制御」フェーズ、異なるユーザによって夫々に割り当てられたタ
イムスロットの中でデータが伝送される「データ」フェーズとを含む。
【０００４】 ＴＤＭＡネットワーク内の全ての送信器及び受信器はＴＤＭＡフレームに関し
て同期されることが必要である。誤って同期された送受信器は、最も良い場合で
も通信できず、最悪の場合はプロトコルの中に適当なセーフガードが構築されて
いなければＴＤＭＡネットワーク全体を崩壊させうる。ＴＤＭＡフレーム同期は
、物理層の機能であるモデムのクロック同期と同じでないことが認識されねばな
らない。通常、フレーム同期は中央制御器（ＣＣ）によって実施される中央集中
制御方式によって達成されうる。しかしながら、フレーム同期は分散された方式
でも実施されうる。
【０００５】 殆どのＴＤＭＡネットワークでは、伝送用の資源を正しく割り当てるために普
遍的な時間基準が必要とされる。この普遍的な時間基準は通常は例えば午後２時
といった現在時間を特定する「タイムスタンプ」の形式で与えられる。タイムス
タンプは、中央制御器によって周期的にブロードキャストされ、最終端末（ＥＴ
）においてそれらの「タイムスタンプ」レジスタを同期させるために使用される
。
【０００６】 可変長のＴＤＭＡフレームでは、タイムスタンプを使用することによって達成
される同期は、典型的には各ＥＴ中の位相ロックループ（ＰＬＬ）の使用を必要
とし、これはかなり複雑である。更に、このために使用されるＰＬＬはタイムス
タンプスキームのパラメータが変更されるたびに、例えばタイムスタンプ伝送の
周波数が変化されるたびに再設計されねばならない。これに関して、ＥＴが多く
の異なるネットワークにおいて互換可能に使用されることを可能とするため、包
括的な同期スキームが必要とされる。
【０００７】 現在公知のフレーム同期技術では、タイムスタンプ値は共通のクロックから発
生される。例えば、ＩＥＥＥ１３９４標準によれば、ローカル１３９４シリアル
バスの中でのクロック分布は、現在のｂｕｓ＿ｔｉｍｅ（即ちタイムスタンプ）
を含むｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔ（サイクル開始）パケットを周期的に送信するサ
イクルマスター（即ち中央制御器）によって達成される。この「再同期」は理想
的には１２５ｍｓ毎に行われる。しかしながら、ｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔパケッ
トの伝送は、ｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔパケットが送信される必要があるときにロ
ーカル１３９４シリアルバスが他のノードによって使用されており、それにより
ｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔパケットを送信する前にノードがその伝送を終了するま
でサイクルマスターが待つことを要求するため、僅かに遅延されうる。
【０００８】 ここで図１を参照するに、１３９４サイクルマスターにおいてｃｙｃｌｅ＿ｓ
ｔａｒｔパケットを発生する方法を説明する。更に特定的には、２４．５７６Ｍ
Ｈｚのマスタクロックレートで動作する水晶発振器２０の出力は、サイクルカウ
ンタ２２へ入力される。フレーム同期は、ローカル１３９４シリアルバスによっ
て相互接続される全ての１３９４ノードの中のサイクルカウンタを同期させるこ
とによって達成される。サイクルカウンタ２２の出力はそれに応じて１２５ｍｓ
毎に状態機械２６へトリガ信号を送信するモジュロ１２５ｍｓブロック２４へ渡
される。
【０００９】 状態機械２６は、モジュロ１２５ｍｓブロック２４によって送信されるトリガ
信号に応じて１３９４物理（ＰＨＹ）層２８へチャネル要求信号を送信する。チ
ャネルが使用可能になったとたんに、１３９４ＰＨＹ層２８は状態機械２６へチ
ャネル使用可能信号を送信する。チャネル使用可能信号に応じて、状態機械２６
はｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔパケット用のパケットヘッダを準備し、現在のｂｕｓ
＿ｔｉｍｅ（タイムスタンプ値）を発生するよう正しい時点においてサイクルカ
ウンタ２２の内容をラッチするためレジスタ３０へイネーブル信号を送信する。
処理における全ての遅延は、レジスタ３０へのイネーブル信号を処理遅延の量に
よって正しく遅延させることによって容易に考慮に入れられ得る。
【００１０】 受信器（即ちｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔパケットを受信する各ノード）において
、そのノードの中のサイクルカウンタはｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔパケットを介し
て受信された適当なｂｕｓ＿ｔｉｍｅに設定されねばならない。このタスクを達
成するための方法を、図２を参照して説明する。更に特定的には、受信器ノード
のＰＨＹ層３３は、ｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔパケットを受信し、これをｃｙｃｌ
ｅ＿ｓｔａｒｔパケットが実際にｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔパケットであることを
確認するために復号化するｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔヘッダ復号化ブロック３５を
含むリンク層へ送信する。同時に、ｂｕｓ＿ｔｉｍｅ値はｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒ
ｔパケットから抽出され、レジスタ３７へロードされる。処理遅延ブロック３９
は、（復号化動作及び／又はｂｕｓ＿ｔｉｍｅ値をレジスタ３７へロードするた
めの）任意の処理遅延を、レジスタ３７の出力へ、又はｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔ
ヘッダ復号化ブロック３５によって出力されるロード信号へ加える。ロード信号
は、レジスタ３７の内容の和をロードすること及びサイクルカウンタ４１の中へ
遅延を処理することを可能とする受信器ノードのサイクルカウンタ４１のロード
端子へ印加される。
【００１１】 サイクルカウンタ４１をリセットする間にサイクルが正確であることが非常に
重要であることが認識されるべきであり、即ち、サイクルマスターによって伝送
されるｂｕｓ＿ｔｉｍｅがｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔパケットが送信される正確な
時間に対応せねばならず、各受信器ノードにおける処理遅延が非常に精密に決定
されねばならないことを意味する。
【００１２】 １２５ｍｓ毎にサイクルカウンタ４１をリセットすることは、異なる水晶発振
器から得られるクロックが相互に大きくドリフトしないことを確実とする。殆ど
のプロトコルは、その間にタイムスタンプ更新が送信されねばならない間隔を有
する。そうでなければ、タイミングジッタは特定の適用、例えばＭＰＥＧ復号化
器によって扱われうるものよりも大きくなる。
【００１３】 ＩＥＥＥ８０２．１１は同様のプロトコルを有する。更に特定的には、ＩＥＥ
Ｅ８０２．１１標準によれば、ＩＥＥＥ１９３４標準によるｃｙｃｌｅ＿ｓｔａ
ｒｔパケットのブロードキャストと同様に、「ビーコン」が周期的にブロードキ
ャストされる。ビーコンは、他のフィールドと共に、タイムスタンプ値及びタイ
ムスタンプ間隔を含む。タイムスタンプ間隔は、ＩＥＥＥ１３９４標準では１２
５ｍｓサイクル時間に固定されているのに対して、ＩＥＥＥ８０２．１１標準で
は可変である。ＩＥＥＥ１３９４標準と同様、チャネルがすぐに使用可能でなけ
れば、ビーコンの伝送は遅延されうる。ＩＥＥＥ１３９４と同様、タイムスタン
プ値がビーコンパケットの伝送の正確な時間に対応せねばならないことが主な要
件である。
【００１４】 ＩＥＥＥ１３９４及びＩＥＥＥ８０２．１１は共に予約ベースプロトコルでな
いことが認識されうるべきである。両方の場合、まず特定の受信器ノードのため
のアクセスを決定するためにアービトレーションフェーズが開始される。ｃｙｃ
ｌｅ＿ｓｔａｒｔ及びビーコンパケットでさえ、まず伝送の前にチャネルの使用
のアービトレーションを行わねばならない。
【００１５】 予約ベースＴＤＭＡプロトコルでは、タイムスタンプベースアプローチについ
て多くの問題がある。第１の問題は、タイムスタンプ値の伝送もまた予約されね
ばならず、続いて、他のデータもまた伝送のためにキューに入れられねばならな
いことである。（多くの他の機能を管理するために使用されねばならない）プロ
セッサ資源の有効な使用を確実とするため、このキュー動作は通常は予めスケジ
ューリングされる。しかしながら、タイムスタンプ値は伝送の正確な時間まで得
られない。更に、タイムスタンプ値の後のデータパケット値をキューに入れるこ
とは、タイムスタンプ値が獲得される前には行われ得ない。もちろん、データス
トリームを２つの別個のキュー、即ち一方はタイムスタンプ値を保持するキュー
、他方はデータを保持するキュー、の間で切り換えることが可能である。しかし
ながら、この解法はかなり複雑であり、正確な同期を必要とする。
【００１６】 この問題のより詳細な理解は、予約ベース媒体アクセス制御（ＭＡＣ）プロト
コルを使用する無線非同期転送モード（ＡＴＭ）ネットワークの場合を考慮する
ことによって得られる。ＭＡＣプロトコル実施は、C.Y.Ngo及びS.N.Hulyalkarに
よる「A Detailed MAC Sub-System Description for BS-Oriented WATM LAN@, W
P3, D3.1, Aug. 15, 1996」に記載されるように、周期的制御データフレーム（
ＣＤＦ）に依存する。各ＣＤＦは、多くのフェーズを含み、この間に制御及びデ
ータ情報の両方は基地局（ＢＳ）から無線端末（ＷＴ）へ送信される。図３は、
かかる一般的な構造を実施するための４つのフェーズ、即ちＢＳ＿ＳＩＧ；ＤＮ
＿ＤＡＴＡ；ＵＰ＿ＤＡＴＡ；及びＥ＿ＢＵＲＳＴを含む。これらのフェーズの
夫々の簡単な説明は以下の通りである。
【００１７】 ＢＳ＿ＳＩＧ：このフェーズ中、ＢＳはダウンリンク用の制御情報を送信する
。タイムスタンプパケットはこのフェーズ中に送信されると想定される。ＢＳに
おいて、プロセッサはＢＳからパケットの伝送を開始する。ＷＴにおいて、ＷＴ
はＢＳからのパケットの受信のプロセスを開始する。
【００１８】 ＤＮ＿ＤＡＴＡ：このフェーズ中、ＢＳはＷＴ用のデータパケットを送信する
。ＢＳにおいて、プロセッサはＵＰ＿ＤＡＴＡフェーズ中にＷＴによって送信さ
れたパケットを解釈している。ＷＴにおいて、プロセッサはＵＰ＿ＤＡＴＡフェ
ーズ中の伝送の次のバーストのためのＰＨＹ ＦＩＦＯを記憶している。
【００１９】 ＵＰ＿ＤＡＴＡ：このフェーズ中、ＷＴはＢＳ用のデータ及びシグナリングパ
ケットを送信する。シグナリングは、スーパースロットを用いて送信される。Ｂ
Ｓにおいて、プロセッサはＢＳ＿ＳＩＧ及びＤＮ＿ＤＡＴＡフェーズ中の伝送の
次のバーストのためのＰＨＹ ＦＩＦＯを記憶している。ＷＴにおいて、プロセ
ッサはＢＳ＿ＳＩＧ及びＤＮ＿ＤＡＴＡフェーズ中にＢＳによって送信されるパ
ケットを解釈している。
【００２０】 Ｅ＿ＢＵＲＳＴ：このフェーズ中、ＵＰ＿ＤＡＴＡフェーズ中の伝送用に空間
を現在割り当てられていないＷＴは、ＷＡＴＭネットワークに入りたいか否かを
示す。ＷＴ及びＢＳのプロセッサは共に、Ｅ＿ＢＵＲＳＴフェーズを実施してい
る。
【００２１】 ハードウエア設計は、ＣＤＦの４つのフェーズを計算するための基礎としての
同一のタイムスタンプ値を維持するＢＳ及び各ＷＴに基づく。パケットを効率的
に通信し転送するために、全ては同じ時間期間を維持せねばならない。全ては、
基地局の値を複製することによってそれらのタイムスタンプ値を周期的に同期さ
せねばならず、全てはＢＳから開始時間命令を得なければならない。
【００２２】 ＭＡＣプロセッサは、ＷＴ及びＢＳの両方のために割込駆動されることが想定
される。ＢＳはシステム全体のタイミングを決定する。タイムスタンプ値を基準
として使用して、各フェーズが動作するときの正確な時間を決定する。このタイ
ミング情報は、ＢＳ＿ＳＩＧＮ＿ｎフェーズ中に送信される。全てのフェーズは
夫々に連続するため、ＷＴ及びＢＳはタイミング情報に基づいて次のフェーズの
ためのカウンタを設定し、これは次にカウンタがあふれたときにプロセッサに対
する割込みをトリガする。プロセッサは割り当てられた時間中の夫々のフェーズ
のフェーズの間にその機能を終了し、次のフェーズのために準備ができていなく
てはならない。
【００２３】 タイムスタンプ同期のために、ＢＳはＢＳ＿ＳＩＧフェーズ中にタイムスタン
プ値を送信することが想定されうる。しかしながら、ＢＳは、ＰＨＹ＿ＦＩＦＯ
に、ＢＳ＿ＳＩＧ及びＤＢ＿ＤＡＴＡフェーズ中の伝送用のパケットを記憶して
いることに注意すべきである。しかしながら、タイムスタンプ値はＢＳ＿ＳＩＧ
フェーズ中に決定されねばならず、ＵＰ＿ＤＡＴＡフェーズ中は獲得されえない
。従って、通常の伝送ストリームは、タイムスタンプ値が伝送時間中にタイムス
タンプレジスタからロードされることを可能とするために停止されねばならない
。この解法は、直接データパスと競合するため望ましくない。
【００２４】 上述の問題は考慮される特定のプロトコルによるものでなく、概してプロトコ
ルの予約ベース特性によるものであり、それにより特定の時間において何が伝送
されるべきかに関する決定はこれらの時間より前もって行われねばならないこと
が認識されるべきである。
【００２５】 この問題に対する１つの解法は、ＢＳ＿ＳＩＧフェーズ中にタイムスタンプパ
ケットのみを送信することである。しかし、５３バイトセルを用いる無線ＡＴＭ
では、タイムスタンプ値はたった４バイトでありうるため、これは資源の無駄で
ある。更に一般的には、タイムスタンプ情報のみの伝送のために固定スロットを
使用することはネットワーク資源の無駄をもたらす。これに関して、「最小の」
スロット割当てなしではチャネル時間を予約することが可能でないため、この固
定スロットは全ての予約ベースプロトコルの本質的な面であることが認識される
べきである。最小の時間スロットがタイムスタンプ値のみを送信するのに要求さ
れる時間よりもまだかなり大きいことにより、問題が生ずる。
【００２６】 上述のことより、予約ベースＴＤＭＡプロトコルネットワークにおけるタイム
スタンプ同期の方法のために、上述の欠点及び現在利用可能な技術の短所を克服
する技術が必要とされることが認められ得る。本発明はこの技術におけるこの必
要性を満たす。
【００２７】 本発明は、媒体アクセス制御サブシステム（例えば予約ベースＴＤＭＡプロト
コルを用いたもの）によって媒介される共通のチャネルを通じて相互に通信する
制御ノード及び複数の他のノードを含むネットワーク（例えば無線ＡＴＭネット
ワーク）内でタイムスタンプを同期させる方法に関する。方法は、第１の時間に
おいて制御ノードから第１の命令を送信する段階と、第１の命令に応じて、制御
ノード及び各他のノードの中のレジスタの中に開始タイムスタンプを記憶する段
階と、第１の時間よりも遅い第２の時間において制御ノードから第２の命令を送
信する段階を含む。各他のノードは、開始タイムスタンプ値と現在タイムスタン
プ値との間の差を計算し、計算された差を現在タイムスタンプ値に加算する。他
の実施例では、制御ノードはプリセット命令を送信し、各他のノードは上記プリ
セット命令に応じて夫々のタイムスタンプの値を指示された初期タイムスタンプ
値にプリセットする。各他のノードは現在のタイムスタンプカウンタ値を指示さ
れたリセット値と周期的に比較し、夫々の現在のタイムスタンプカウンタ値と指
示されるリセット値との間の一致が検出されると、次のプリセット値に応じて次
のタイムスタンプ値補正が行われるべきであることを示す同期フラグラッチを設
定する。
【００２８】 本発明はまた上述の方法を実施するネットワークに関する。 本発明の上述及び他の特徴、目的、及び利点は、以下の説明を添付の図面と共
に読むことによってより明らかに理解されよう。
【００２９】 ここで図４を参照するに、無線ＡＴＭネットワーク内のフレーム同期のために
本発明の典型的な実施において使用される媒体アクセス制御（ＭＡＣ）サブシス
テム５１のハードウエアブロック図が示されている。概して、このハードウエア
は、ＭＡＣプロトコルにおける変形及び改善を入れるためにかなりプログラム可
能である。これは、ＭＡＣ層のスケジューリング及び管理機能が最小量の遅延又
はパケット損失で実行されることを可能とするためＡＴＭ及び物理（ＰＨＹ）層
の間にバッファリングされたデータ路を与える。
【００３０】 ダウンロードデータ路は、第２のパイプへのスイッチが必要であればパケット
損失なしにこれを実行することができ、同時にＵＴＯＰＩＡデータレートといっ
た高いデータレートを順応させることができるようＡＴＭデータフローを緩和す
るための入力ＦＩＦＯ５３と、スケジューリングが行われる２つのＳＡＲＡＭ又
は優先順位が付けられたバッファ５５と、ＰＨＹ層データレートを順応させるた
めの出力ＦＩＦＯ５７とを含む。アップロードデータ路は、パケットを収集する
ＳＡＲＡＭ又はアップロードバッファ５９を含み、ＭＡＣ層データへのＲＡＭア
クセスを可能とし、ＡＴＭ層への順次アクセスを続ける。メールボックス６１（
例えばデュアルポートＲＡＭ即ちＤＰＲＡＭ）は、例えばパラメータ及びステー
タス情報の交換を可能とするＭＡＣ及びＡＴＭ層の間のメールボックス機能のた
めに設けられる。一対のプログラム可能論理装置（ＰＬＤ）６２及び６３は、イ
ンターフェース、データ路、及びタイムキーピング機能を制御するために使用さ
れる。プロセッサ又はマイクロプロセッサユニット（ＭＰＵ）６５は、全てのス
ケジューリング及び管理機能を実行するために符号化される（プログラムされる
）。
【００３１】 実際の典型的な実施では、２つのプログラム可能装置６２、６３は、Ａｌｔｅ
ｒａＦＰＬＤであり、ＡＡｌｔｅｒａ＿１＠及びＡＡｌｔｅｒａ＿２と称され、
ＭＰＵ６５はＲ３０００クラスのＩＤＴ７９Ｒ３０４１ ＭＩＰＳ ＲＩＳＣプ
ロセッサである。Ａｌｔｅｒａ＿１は、プロセッサ対話用のメモリマップ、命令
及びステータスレジスタを実施するアドレスラッチ及びチップ選択復号化器と、
ＵＴＯＰＩＡを通じてＡＴＭ層とインタフェース接続されるよう設定される信号
とを含む。Ａｌｔｅｒａ＿２はタイムスタンプカウンタ及び６つの比較器、即ち
ＣＤＦのフェーズに対する４つの比較器、ビーコン又はタイムスタンプの再複製
間隔のための１つの比較器、及び関連づけのためのもう１つの比較器と共にプロ
セッサを補完する。更に、Ａｌｔｅｒａ＿２は、物理層インタフェース信号セッ
ト、及びプロセッサと対話するための命令及び状態レジスタを含む。
【００３２】 最大の柔軟性及び効率のため、無線ＡＴＭ（ＷＡＴＭ）ネットワーク内の基地
局（ＢＳ）及び各無線端末（ＷＴ）の両方における使用のために共通のハードウ
エア設計が使用される。これは、必要に応じてハードウエアをＢＳ又はＷＴのい
ずれかの使用のために適合させるために、ＥＥＰＲＯＭ６９（又は他の適当なメ
モリ装置）の中に二組の操作コードを与え、二組の操作コードのうちの選択され
た方をパワーアップ時にＳＲＡＭ７１（又は他の適当なメモリ）の中へ呼び出す
ためにスイッチ選択又は他の適当な技術を用いることによって達成される。
【００３３】 実際の典型的な実施例では、ブートコード及び二組の操作コード（ＢＳ及びＷ
Ｔ）を保持するためにＡＭ２９Ｆ０１０１２８Ｋ ＥＥＰＲＯＭ装置が用いられ
、動的パラメータ及び一般的なワークスペースの記憶のためにＩＤＴ７１２５６
１２８ＫＳＲＡＭが用いられる。スケジューリング及びＭＡＣ管理機能が実行さ
れる実際のバッファは、一つのポートを通じてランダムアクセスが行われ、他の
ポートを通じて順次アクセスが行われる、ＩＤＴ７０８２５デュアルポートＲＡ
Ｍ（ＤＰＲＡＭ）である。これらは、順次ポートを通じて入力されるデータがラ
ンダムアクセスポートを通じてＭＰＵによって操作され、やはり順次ポートを通
じて次の層へ渡されることを可能とする。
【００３４】 概して、基本的な概念は、タイムスタンプ情報を、タイムスタンプ値の伝送の
正確な決定論的なスケジューリングを（予め）可能とするよう送信し、所与の（
固定の）タイムスロット中にタイムスタンプ値のみを送信する必要性を除去する
ことである。
【００３５】 本発明の第１の実施例によれば、「ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔ（タイ
ムスタンププリセット）」命令はＢＳによってネットワーク内の全てのＷＴへ送
信される。ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔ命令を受信すると、全てのＷＴは
それらのタイムスタンプをゼロ（又は物理層によって生ずる遅延に等しい値）に
プリセットする。これは（第二の実施例に対して）１つのステップを除去し、大
局的な時間情報の損失をもたらす。
【００３６】 本発明の第二の実施例によれば、タイムスタンプ情報は２つのステップで送信
される。まず、ＢＳによって「ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｇｅｔ（タイムスタンプ獲
得）」命令が送信され、これに応じて現在のタイムスタンプ値はＢＳを含む全て
の端末においてレジスタの中に記憶される。次に、後の時間に、「ｔｉｍｅｓｔ
ａｍｐ＿ｌｏａｄ（タイムスタンプロード）」命令が送信され、これは最後のｔ
ｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｇｅｔ命令の間にＢＳレジスタ内に記憶されたタイムスタン
プ値を送信する。次に、受信器はＢＳレジスタの中に記憶されたタイムスタンプ
値とそれらの受信器の中の記憶されたタイムスタンプ値との差を計算し、この差
をそれらの受信器の現在のタイムスタンプ値に加える。
【００３７】 第１の実施例の基本的な手順は以下の通りである。ＢＳ及び全てのＷＴは夫々
、補正が行われるであろうことを示す同期フラグラッチをいつ設定するかを決定
するために、それらのタイムスタンプカウンタの現在値を（全ての端末に対して
同じである）固定値と比較する。例えば、値は、補正が命令される前に１０μｓ
毎にネットワーク内で全てのタイムスタンプ間に１μｓのスキューが生ずること
を可能とするよう選択されうる。全てのプロセッサは、ＣＤＦのダウンリンクフ
ェーズ中にこれらの同期フラグについてポーリングし、設定されていれば、この
イベントを同時に検出する。すると次のＣＤＦのＢＳ＿ＳＩＧフェーズ中にタイ
ムスタンプ値補正が行われる。タイムスタンプ値補正は、単に全てのＷＴに対す
る適当なヘッダバイトでありうるｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔ命令を送信
するＢＳによって開始される。
【００３８】 全てのＷＴ及びＢＳは、全ての端末が時間的にできる限り近くヘッダバイトに
対して作用することを確実にするためにそれらのＰＨＹ層インタフェースにおい
てこのヘッダバイトを探す。それらの間の遅延は、一定である物理路の遅延のみ
である。タイムスタンプ値補正は、プロセス全体が決定論的であるよう、プロセ
ッサの介在無しに完全にハードウエアによって行われることが望ましい。
【００３９】 ここで図５を参照するに、ＢＳのｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔブロック
８０及びＰＨＹ層インタフェース８２が示されている。ＰＨＹ層インタフェース
８２は、指定されたＢＳ＿ＳＩＧフェーズが開始したときにｔｉｍｅｓｔａｍｐ
＿ｐｒｅｓｅｔバイトを送信されるべき最初のバイトとして保持するＰＨＹ Ｆ
ＩＦＯ８４を含む。ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔバイトは、ｔｉｍｅｓｔ
ａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔブロック８０の中でＰＨＹ層８６及びバイトレジスタ８８
の両方へ同時に送信される。比較器８９は、レジスタ８８によって捕捉されたｔ
ｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔ値を固定のタイムスタンプ（ＴＳ）ヘッダ値９
０と比較し、一致が検出されると、状態機械９２を始動させる。
【００４０】 状態機械９２は、始動された後、タイムスタンプカウンタ９４の中に記憶され
た現在のタイムスタンプ値を読み出し、読み出された現在のタイムスタンプ値を
タイムスタンプレジスタ９６の中へロードする。状態機械９２は次に、タイムス
タンプカウンタ９４を物理層を通じた遅延に対応する一定のオフセット（プリセ
ット）値９５でプリセットする（ＢＳでは、ゼロからこの遅延を差し引く）。次
に、状態機械９２は、続くデータに対する誤った比較を防止するために、バイト
レジスタ比較器８９を使用不可とする。比較器９８は、タイムスタンプカウンタ
９４によって出力される現在のタイムスタンプ値を固定値１００と比較し、一致
が検出されると、補正が行われるであろうことを示す同期フラグラッチ１０２を
設定する。上述のように、この固定値は、補正が命令される前に１０μｓ毎にネ
ットワーク内で全てのタイムスタンプ間に１μｓのスキューが生ずることを可能
とするよう選択されうる。
【００４１】 ここで図６を参照するに、ＷＴのｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔブロック
１１０及びＰＨＹ層インタフェース１１２が示される。ＷＴのｔｉｍｅｓｔａｍ
ｐ＿ｐｒｅｓｅｔブロック１１０はＢＳのｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔブ
ロックと同一であり、従って、二つのブロック中の同様の要素は同じ参照番号で
示され、但し、ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔブロック１１０中の要素を示
す参照番号にはプライム（’）が付されている。また、各ＷＴのハードウエアは
同一となることが認められよう。ＷＴにおいて、ヘッダバイトはパケットの最初
のバイトとして受信される。これは同時にバイトレジスタ８８’及びアップロー
ドバッファ１１２の中に記憶される。比較器８９’は、バイトレジスタ８８’に
よって捕捉されたｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔ値を固定タイムスタンプ（
ＴＳ）ヘッダ値９０’と比較し、一致が検出されると、状態機械９２’を始動さ
せる。
【００４２】 状態機械９２’は、始動された後、タイムスタンプカウンタ９４’の中に記憶
された現在のタイムスタンプ値を読み出し、読み出された現在のタイムスタンプ
値をタイムスタンプレジスタ９６’の中へロードする。状態機械９２’は次に、
タイムスタンプカウンタ９４’を物理層を通じた遅延に対応する一定のオフセッ
ト（プリセット）値９５’でプリセットする。次に、状態機械９２’は、続くデ
ータに対する誤った比較を防止するために、バイトレジスタ比較器８９’を使用
不可とする。比較器９８’は、タイムスタンプカウンタ９４’によって出力され
る現在のタイムスタンプ値を固定値１００’と比較し、一致が検出されると補正
が行われるであろうことを示す同期フラグラッチ１０２’を設定する。
【００４３】 タイムスタンプ値補正プロセスは両端で同一のハードウエアによって行われる
ため、近い同期が達成される。ＢＳと各ＷＴとの間の遅延の量は、単に信号の伝
搬遅延である。
【００４４】 保持レジスタ９６及び９６’の中に記憶されるタイムスタンプ値は、必要に応
じて同一送受信器内でＭＡＣ層とインタフェース接続されうる他のプロトコル層
に対するする補正を計算するために使用されうる。この動作を容易とするため、
ＢＳはそのＴＳレジスタ値を典型的には次のＧＳ＿ＳＩＧフェーズにおいて（Ａ
／Ｄバスを通じて）別個のメッセージの中で送信せねばならない。すると、各Ｗ
Ｔは、ＢＳのＴＳレジスタ値とそのＷＴのＴＳレジスタ値との間の差を決定し、
従ってＢＳからの時間オフセットの量を決定する。他のプロトコル層はこのオフ
セットを所望であればそれらのタイムスタンプ値を補正するために使用しうる。
従って、この場合、ＭＡＣ層は大局的な時間基準を失うが、それでもなおフレー
ム同期を達成することが可能である。
【００４５】 ここで図７を参照するに、本発明の第二の実施例によって設計され、ＢＳ及び
ＷＴの両方に共通なｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｌｏａｄブロック１２１のブロック図
が示されている。容易にわかるように、ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｌｏａｄブロック
１２１は図５及び６に夫々示されるｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔブロック
８０及び１１０の簡単な変更を構成する。従って、同様の要素は同じ参照番号で
示され、但し、ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｌｏａｄブロック１２１の要素を示す参照
番号にはダブルプライム（”）が付されている。
【００４６】 以下明らかとなるように、本実施例では、大局的な時間基準はＭＡＣ層の中に
維持されうる。この実施例では、タイムスタンプ情報は２つのステップで送信さ
れる。まず、上述のｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｐｒｅｓｅｔ命令と同様の「ｔｉｍｅ
ｓｔａｍｐ＿ｇｅｔ」命令が送信される。この命令はパラメータを有さず、１バ
イト中で符号化されうる。ＢＳ及び全てのＷＴは、このｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｇ
ｅｔ命令が検出されたときに、夫々のタイムスタンプ（ＴＳ）レジスタ９６”を
ロードする。第二に、ＢＳは、最後のｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｇｅｔ命令が送信さ
れたときにそのＴＳレジスタ９６”の中に保持されるタイムスタンプ値をパラメ
ータとする「ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｌｏａｄ」を発行する。各ＷＴはすると、受
信されたＢＳのタイムスタンプ値とそのＷＴのＴＳレジスタ９６”の中に保持さ
れたタイムスタンプ値との間の差を計算し、次にこの差（オフセット）値をオフ
セットレジスタ１２３の中に記憶する。次に、ＷＴにおけるプロセッサはＡＬＯ
ＡＤ＠命令を送信し、これは加算器１２５にオフセットレジスタ１２３からのオ
フセット値をタイムスタンプカウンタ９４”の現在値へ加算させ、次に和をタイ
ムスタンプカウンタ９４”の中へ再びロードさせる。この操作は時間によって重
大な影響を受けるものではないことが認識されるべきである。
【００４７】 この実施例は、最大で３２ビットでありうる加算器１２５の追加的な複雑さを
導入する。しかしながら、この操作は時間によって重大な影響を受けないため、
３２ビット全加算器を実施する必要はない。例えば、多数のクロックサイクルに
亘って加算を行うことにより４ビット加算器を使用し、この時間期間中はタイム
スタンプカウンタ９４”を使用不可とすることが可能である。このクロックサイ
クルの損失は、プロセッサソフトウエアによってオフセットレジスタ１２３の中
で順応されるべきである。
【００４８】 Ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｌｏａｄ命令が送信される前に、多数のｔｉｍｅｓｔａ
ｍｐ＿ｇｅｔ命令が送信されうることが可能である。この場合、ＢＳは各ｔｉｍ
ｅｓｔａｍｐ＿ｇｅｔ命令の後にＴＳレジスタ９６”の値を複製し、全ての係る
値の合計と等しいパラメータと共にｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｌｏａｄ命令を送信し
うる。ＷＴは各ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｇｅｔ命令の後にＴＳレジスタ９６”の中
の全ての値の和を計算し、次にｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｌｏａｄ命令を通じて受信
されたパラメータ値とこの計算された和との差を計算し、オフセットレジスタ１
２３をこの差の値で設定する。
【００４９】 タイムスタンプ値の伝送を２つのステップへ分けることにより、データ及びタ
イムスタンプパケットは実際の伝送時間の前に伝送のためにスケジューリングさ
れえ、従ってＭＡＣプロトコルのためのソフトウエアの設計における大きな柔軟
性を可能とする。
【００５０】 本発明は上述において詳細に説明されたが、当業者によって明らかとなるであ
ろう本発明の概念の多くの変形及び／又は変更は添付の請求項に記載される本発
明の精神及び範囲を逸脱しないことが理解されるべきである。
【００５１】 例えば、ｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｇｅｔ及びｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｌｏａｄ命令
の両方はＢＳといった同一の端末（ノード）によって始動される必要は無いこと
が理解されるべきである。むしろ、従来技術より公知であるように、ネットワー
ク内の全てのノードがネットワーク制御ノード又はＢＳとして作用するよう任意
の時間において動的に再割当てされうるネットワークを使用することが可能であ
る。かかるネットワークは従って、分散された同期の可能性を与える。従って、
現在は制御ノードとして割り当てられているノードは当該の命令、例えばｔｉｍ
ｅｓｔａｍｐ＿ｇｅｔ又はｔｉｍｅｓｔａｍｐ＿ｌｏａｄ命令を発生するために
使用されうる。
【図面の簡単な説明】
【図１】 ＩＥＥＥ１３９４シリアルバスのサイクルマスターのｃｙｃｌｅ＿ｓｔａｒｔ
パケット発生部を示すブロック図である。
【図２】 ＩＥＥＥ１３９４シリアルバスに接続された受信器ノードのｂｕｓ＿ｔｉｍｅ
リセット部を示すブロック図である。
【図３】 無線ＡＴＭネットワーク用の予約ベースＭＡＣプロトコルにおいて使用される
周期的制御データフレーム（ＣＤＦ）の構造を示す図である。
【図４】 本発明の典型的な実施例において使用されるＭＡＣサブシステムを示すブロッ
ク図である。
【図５】 本発明の第１の実施例によって実施される基地局のタイムスタンププリセット
ブロックを示すブロック図である。
【図６】 本発明の第１の実施例によって実施される無線端末のタイムスタンププリセッ
トブロックを示すブロック図である。
【図７】 本発明の第２の実施例によって実施される基地局及び無線端末のタイムスタン
プロードブロックを示すブロック図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 Ｇｒｏｅｎｅｗｏｕｄｓｅｗｅｇ １， 5621 ＢＡ Ｅｉｎｄｈｏｖｅｎ， Ｔｈ ｅ Ｎｅｔｈｅｒｌａｎｄｓ (72)発明者 スタイナー，レオン オランダ国，5656 アーアー アインドー フェン，プロフ・ホルストラーン ６ Ｆターム(参考） 5K028 HH02 HH03 MM08 MM12 NN01 NN31 NN57 SS24 SS28 5K047 AA18 CC06 GG11 GG16 HH43 HH55 MM24 MM28 MM56 【要約の続き】 正が行われるべきであることを示す同期フラグラッチを 設定する。上述の方法を実施するネットワークもまた開 示される。

Claims (17)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 媒体アクセス制御サブシステムによって媒介される共通チャ
    ネルを通じて相互に通信する制御ノードと複数の他のノードとを含むネットワー
    ク内でタイムスタンプを同期させる方法であって、 第１の時間において制御ノードから第１の命令を送信する段階と、 第１の命令に応じて、制御ノード及び各他のノードの中のレジスタの中に開始
    タイムスタンプを記憶する段階と、 第１の時間よりも遅い第２の時間において制御ノードから第２の命令を送信す
    る段階と、 各他のノードが開始タイムスタンプ値と現在タイムスタンプ値との間の差を計
    算し、計算された差を現在タイムスタンプ値に加算する段階とを含む方法。
  2. 【請求項２】 媒体アクセス制御システムは予約ベースＴＤＭＡプロトコル
    を使用する、請求項１記載の方法。
  3. 【請求項３】 第１の命令はタイムスタンプ獲得命令を含み、第２の命令は
    タイムスタンプロード命令を含む、請求項１記載の方法。
  4. 【請求項４】 ネットワーク内のノードのうち任意の選択された１つのノー
    ドは、異なる時間において制御ノードとして動作するよう割り当てられ得る、請
    求項１記載の方法。
  5. 【請求項５】 媒体アクセス制御サブシステムによって媒介される共通チャ
    ネルを通じて相互に通信する制御ノードと複数の他のノードとを含むネットワー
    ク内でタイムスタンプを同期させる方法であって、 制御ノードからプリセット命令を送信する段階と、 各他のノードが上記プリセット命令に応じて夫々のタイムスタンプの値を指示
    された初期タイムスタンプ値にプリセットする段階と、 各他のノードが現在のタイムスタンプカウンタ値を指示されたリセット値と周
    期的に比較し、夫々の現在のタイムスタンプカウンタ値と指示されるリセット値
    との間の一致が検出されると、次のプリセット値に応じて次のタイムスタンプ値
    補正が行われるべきであることを示す同期フラグラッチを設定する段階とを含む
    方法。
  6. 【請求項６】 媒体アクセス制御サブシステムは予約ベースＴＤＭＡプロト
    コルを使用する、請求項５記載の方法。
  7. 【請求項７】 ネットワーク内のノードのうち任意の選択された１つのノー
    ドは、異なる時間において制御ノードとして動作するよう割り当てられ得る、請
    求項５記載の方法。
  8. 【請求項８】 制御ノードと、 複数の他のノードと、 制御ノード及び複数の他のノードによって共通に使用される通信チャネルへの
    アクセスを媒介する媒体アクセス制御サブシステムとを含むネットワークであっ
    て、 制御ノード及び複数の他のノードは夫々、 指定された伝送時間において制御ノードによって伝送される制御パケットのプ
    リセット命令バイトを記憶する比較器レジスタと、 プリセット命令バイトの値と指示されたヘッダ値とを比較し、一致が検出され
    るとトリガ信号を出力する第１の比較器と、 タイムスタンプカウンタと、 タイムスタンプレジスタと、 同期フラグラッチと、 トリガ信号に応じて、タイムスタンプカウンタの中に記憶されたタイムスタン
    プ値を読出し、読み出されたタイムスタンプ値をタイムスタンプレジスタの中へ
    ロードし、タイムスタンプカウンタを指示されたプリセット値でプリセットする
    状態機械と、 タイムスタンプによって記憶された現在のタイムスタンプ値を指示されたリセ
    ット値と比較し、一致が検出されると、次のプリセット命令バイトに応じて次の
    タイムスタンプ値補正が行われることを示すため同期フラグラッチを設定する第
    ２の比較器とを含むネットワーク。
  9. 【請求項９】 制御ノードのための指示されたプリセット値はゼロである、
    請求項８記載のネットワーク。
  10. 【請求項１０】 各他のノードのための指示されたプリセット値は物理層を
    通じた遅延に対応する、請求項８又は９記載のネットワーク。
  11. 【請求項１１】 媒体アクセス制御サブシステムは予約ベースＴＤＭＡプロ
    トコルを使用する、請求項８記載のネットワーク。
  12. 【請求項１２】 指定された伝送時間は制御データフレームのＢＳ＿ＳＩＧ
    フェーズに対応する、請求項８記載のネットワーク。
  13. 【請求項１３】 ネットワーク内のノードのうち任意の選択された１つのノ
    ードは、異なる時間において制御ノードとして動作するよう割り当てられ得る、
    請求項８記載のネットワーク。
  14. 【請求項１４】 制御ノードと、 複数の他のノードと、 制御ノード及び複数の他のノードによって共通に使用される通信チャネルへの
    アクセスを媒介する媒体アクセス制御サブシステムとを含むネットワークであっ
    て、 制御ノード及び複数の他のノードは夫々、 制御ノードによって伝送される制御パケットの命令バイトを記憶する比較器レ
    ジスタと、 プリセット命令バイトの値と指示されたヘッダ値とを比較し、一致が検出され
    るとトリガ信号を出力する第１の比較器と、 タイムスタンプカウンタと、 タイムスタンプレジスタと、 同期フラグラッチと、 オフセットレジスタと、 トリガ信号に応じて、タイムスタンプカウンタの中に記憶されたタイムスタン
    プ値を読出し、読み出されたタイムスタンプ値をタイムスタンプレジスタの中へ
    ロードする状態機械と、 第１の時間よりも遅い第２の時間において制御ノードによって伝送された最後
    のタイムスタンプ値とタイムスタンプレジスタの中に記憶される現在のタイムス
    タンプ値との間の差を計算し、この差をオフセット値としてオフセットレジスタ
    の中へ記憶するプロセッサ回路と、 オフセットレジスタの中に記憶されたオフセット値をタイムスタンプカウンタ
    の現在値へ加算し、その和をタイムスタンプカウンタの中へ再ロードする、加算
    器と、 タイムスタンプによって記憶された現在のタイムスタンプ値を指示されたリセ
    ット値と比較し、一致が検出されると、次のプリセット命令バイトに応じて次の
    タイムスタンプ値補正が行われることを示すため同期フラグラッチを設定する第
    ２の比較器とを含むネットワーク。
  15. 【請求項１５】 制御ノードによって伝送された最後のタイムスタンプ値は
    、前の命令バイトが伝送された時間において制御ノードのタイムスタンプレジス
    タの中に記憶されるタイムスタンプ値に対応する、請求項１４記載のネットワー
    ク。
  16. 【請求項１６】 媒体アクセス制御サブシステムは、予約ベースＴＤＭＡプ
    ロトコルを使用する、請求項１４記載のネットワーク。
  17. 【請求項１７】 ネットワーク内のノードのうち任意の選択された１つのノ
    ードは、異なる時間において制御ノードとして動作するよう割り当てられ得る、
    請求項１４記載のネットワーク。
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