JP2010514359A - 通信基盤において信頼性のある通信セッション確立を提供するための方法 - Google Patents

Abstract

一実施例では、受信機（２００）でリンク層パケットのパケット損失が損失しきい値を超えたかが検出される。送信機（１００）の上位層パケットを圧縮するために、ヘッダコンプレッサ（１０４）がリンク層パケットのパケット損失が損失しきい値を超えた場合に少ない圧縮のヘッダを送信すべきことを示すフィードバックが送信機に送信される。上位層パケットがリンク層よりも上位層にあり、リンク層パケットによって形成される。

Description

ワイドエリア無線ネットワークのような標準的な通信ネットワークは階層的インフラを有する。例えば、ワイドエリア無線ネットワークにおいて、移動体装置は、広いエリアに亘って配備された基地局（即ち、ＢＴＳ−基地送受信局）と通信し、複数の基地局が（ＢＳＣ−基地局コントローラ又はＲＣＮ無線ネットワークコントローラのような）中央化されたノードによって制御される。これらのコントローラはさらに移動体スイッチングセンター（ＭＳＣ）のような次の上位レベルのノードによって接続及び／又は制御され、又はされないこともある。

集中化された音声／データネットワークアーキテクチャにおいて、ＢＳＣ又はＲＮＣの次の上位レベルノードは、旧来的なＭＳＣの代わりにＩＰマルチメディアサブシステム（ＩＭＳ）となり得る。あるいは、ＩＰ＿ＩＭＳはＭＳＣよりも上位レベルのノードであり、複数のＭＳＣに接続され得る。

この階層的構造におけるノードは種々のハードウェア及び他のリソース制限を有する。結果として、これらのノードは承認及び過負荷制御機能を実行して、高い負荷によって不安定動作条件を作らないこと及び呼がシステムに入ることが許可された後にエンドトゥエンド接続をサポートするのに十分なリソースがあることを確実にする。例えば、緊急事態のために極度なアクセス負荷が発生したときに、大量のコールアクセス試行が拒否／遮断（ブロッキング）されることになる。

ブロッキングはインフラ階層の異なるレベルで発生する。ブロッキングが起こると、ブロッキングが起こったノードでコールリクエストが廃棄される。呼の送信者は所定時間後にアクセス接続を再試行しなければならない。

そのような状況では、呼のターゲット（送信先）は呼がそれらに向けられたことを通知されることはない。

本発明は送信側当事者と少なくとも１つの宛先側当事者の間の階層的通信システムにおいて通信セッションを確立する方法に関する。階層的通信システムは一般に階層の異なるレベルに通信ノードを有する。

一実施例では、ブロッキングノードにおけるブロッキング条件の結果としてノードで通信セッションが遮断される場合に、通信セッションに対する接続情報が記憶される。ブロッキングノードでブロッキング条件がもはや存在しない場合に、記憶された通信情報に基づいて通信セッションの確立が開始される。

一実施例では、接続情報がブロッキングノードで記憶される。ここで、開始するステップがブロッキングノードによって実行されることができる。代替的に、開始するステップが、例えばより上位レベルのノード等、ブロッキングノード以外のノードで実行されるようにしてもよい。

開始するステップは、接続情報によって示された宛先側当事者に第１の通信リクエストを送信するステップ、及び送信側当事者に第２の通信リクエストを送信するステップを含む。第１の通信リクエストは宛先側当事者に通信セッションに参加するように要求し、第２の通信リクエストは送信側当事者に通信セッションに参加するように要求する。

他の実施例によると、通信セッションの確立は、記憶された接続情報に基づいて、通信セッションがブロッキングされた後の所定期間に開始される。

本発明は、以下に与えられる詳細な説明及び説明用としてのみ与えられた添付図面からより完全に理解される。なお、同様の符号は種々の図面における対応の部分を指定する。

図１は周知の無線通信ネットワークを示す。 図２は本発明の実施例によるアドミッション制御ブロッキング及びコールバック機能を実施するためのネットワークノードの構造を示す。 図３はコールブロッキングノードが呼接続処理を実行する例のコールフロー図を示す。 図４はコールブロッキングノードよりも上位レベルでノードが呼接続処理を実行する例のコールフロー図を示す。

例示目的のみのために、本発明は図１に示す複数レベルの無線通信インフラに関して記載される。図１は異なるレベルを有する階層的態様における無線通信インフラを示す。しかし、本発明は、例えば、有線通信システム等のあらゆる階層通信システムに適用可能である。

図示するように、移動局１０は１以上の基地送受信局（ＢＴＳ）１２と無線で通信する。移動局１０は図１の無線電話機として記載されているが、移動局１０は無線電話機、無線装備されたＰＤＡ、無線装備されたコンピュータ等の無線通信を行うことができるあらゆる装置とすることができる。

基地送受信局１２は第１のレベル、レベル１、のアクセスノードである。レベル１のアクセスノードとしての基地送受信局１２は、レベル２のアクセスノードとしての基地局コントローラ（ＢＳＣ）１４と通信する。基地局コントローラ１４は、次の上位レベル、レベル３、のアクセスノードとしての移動体スイッチングセンター（ＭＳＣ）１６と通信する。

図１において、ＭＳＣは最上位レベルのアクセスノードとして示されている。しかし、他の無線通信ネットワークではさらに上位のアクセスノードレベルがあり得ることが理解できる。集中された音声／データネットワークアーキテクチャにおいて、ＢＳＣ又はＲＮＣより上にある次の上位レベルノードは、従来的なＭＳＣではなくＩＰマルチメディアサブシステム（ＩＭＳ）となり得る。あるいは、ＩＰ＿ＩＭＳはＭＳＣよりも上位レベルのノードとすることができ、複数のＭＳＣに接続され得る。本発明はあらゆる無線通信インフラに適用可能なものとして検討される。

さらに、本発明はあらゆる階層通信ネットワークに適用可能である。一般的な階層ネットワークにおいて、Ｎ層の異なるレベルのアクセスノードが存在し、各々が、例えば、コールアドミッション制御手順を実行し得る。本発明は通信の例示の形態として呼を用いて繰り返し説明されるが、本発明は２以上の当事者間で確立される通信セッションのあらゆる形態に適用可能である。通信セッションという用語は音声及びデータ通信の両方を包含すること、並びに回路交換及びデータパケット通信の両方を包含することが意図されている。

通常の呼確立について、リソースは上り経路と下り経路に沿って割り当てられる。一般に、上り経路は呼の発信元からレベルＮのノードまでに、レベル１からＮ−１のノードを介している。下り経路は一般に、潜在的に異なるレベルＮのノード（発信側のレベルＮのノードへの同等接続を有する）から送信先移動局１０まで異なるレベル１からＮ−１のノードを一般に介している。

移動体から地上へ及び地上から移動体への呼の確立の場合に、割当ての同様のシーケンスが発生する。発信元と送信先が階層の同じブランチにレベルＫ＜Ｎで属している場合に、レベルＫでの呼をレベルＮに行くことなくループバックすることが可能であり、又は呼はレベルＫより上の共通ノードを介してレベルＮノードまでルーティングされ、及び戻ることもできる。レイヤー化された通信プロトコルスタックの標準的な実施では、特定レベルの階層にあるノードが、特定のプロトコルレイヤのヘッダに埋め込まれた情報を、他のレイヤーについての特有なものの知識なしに処理するだけである。特定ノードにアクセス可能な情報は、エンドトゥエンド又はホップバイホップいずれかのルーティング方向をノードに提供するアドレス付け及びサービス情報のグレードを含み得る。

ネットワーク上に高いアクセス負荷がある間に、発信移動局１０から送信先移動局１０への通信経路上のあらゆるノードがコールアドミッションをブロッキングし得る。ノードは周知のあらゆるコールブロッキング方法を使用し得ることが理解される。

本発明の実施例によると、呼を拒否又はブロッキングする決定を下すノードは、コールリクエスト情報を廃棄するのではなく、コールリクエスト情報をメモリに記憶する。呼を後に接続するためのこの情報は元のコールリクエストパケットの複製として記憶され、又は呼接続情報は特定のノードにアクセス可能なヘッダに含まれるルーティング情報として記憶され得る。

さらなるアドミッションブロッキングを生じさせないようにするためにノード上の負荷が十分に低いレベルまで低減すると（負荷測定上の適切なヒステリシスが適用され得る）、ブロッキングノードは記憶された呼接続情報を用いて以前にブロッキングされた呼の当事者間の接続を確立する。

そのような接続を確立するためには、ノードは２つのコールリクエストを生成するための能力を有すべきである（なお、元の呼が複数当事者呼の場合には、コールリクエストの数は元の呼に参加している当事者の数に対応する）。一方のコールリクエストは元の呼の送信先の宛先に送信され、他方は元の呼の送信元に送信（コールバック）される。

図２は、本発明によるアドミッション制御ブロッキング及びコールバック機能を実施するためのネットワークノードの構造を示す。図示するように、コールアドミッション部２０は何らかの周知の方法に従って、呼をブロッキングするか否かを判断する。コールアドミッション部２０が呼をブロッキングすることを決定すると、コールリクエスト情報がコールアドミッション部２０によってメモリ２２に記憶される。

コールアドミッション部２０は呼をブロッキングすることになる条件（例えば、負荷）を監視し続ける。その条件がもはや存在しなくなると、コールアドミッション部２０はコールバック処理部２４に通知する。多くのコールブロッキング方法が、測定された負荷が第１の負荷しきい値を超えた場合に呼をブロッキングすることに基づいている。コールアドミッション部２０は、測定された負荷が第２の負荷しきい値よりも小さいときに、その条件がもはや存在しないことを判定できる。なお、第２の負荷しきい値は第１の負荷しきい値よりも小さい。第２の負荷しきい値を第１の負荷しきい値よりも小さくすることによってヒステリシス効果を与え、ブロッキングと非ブロッキング状態の間のピンポン現象を防止する。

コールバック処理部２４がコールブロッキング条件はもはや存在しないことの通知をコールアドミッション部２０から受信した場合、コールバック処理部２４はメモリ２２から呼接続情報を取得する。呼接続情報を用いて、コールバック処理部２４が本発明の一実施例に従って、２つのコールリクエストを生成する（元の呼が複数当事者の呼であった場合には、コールリクエストの数は元の呼に参加している当事者の数に対応すべきである）。一方のコールリクエストが元の呼の送信先の宛先に送信され、他方が元の呼の送信元に送信（コールバック）される。両方の接続が確立されると、呼は進むことができ、音声又はデータトラフィックが流れることになる。この実施例では、呼をブロッキングしたノードは、ブロッキングがもはや存在しなくなった後に呼を確立するのと同じノードである。下位レベルノードでこれを達成するためには、ブロッキングノードは異なるプロトコルレイヤでのエンドトゥエンドルーティング情報にアクセスし、それを理解できるべきである。これを達成するために、ノードは上位レイヤプロトコルヘッダを、それらに元のコールリクエストが供給される場合に処理することができる。これが可能でない場合には、ノードは情報を提供するためのアクセス及び能力を有する上位レベルのノードにこの情報をリクエストすることができる。

図３はコールブロッキングノードが呼接続処理を実行する例示のコールフロー図を示す。図示するように、例示は、上り経路内のレベルＫのノードがノードでの過負荷のためにコール送信元（即ち、送信元当事者）からのコールリクエストをブロッキングするものとする。その後の時間で、ブロッキングノードはブロッキング条件がもはや存在しないところまで負荷が減少したことを判定する。そして、ブロッキングノードは呼を確立することを開始する。図示するように、ブロッキングノードはコールリクエスト（又はコールバック）を送信当事者に送信し、コールリクエストを宛先（又は送信先）当事者に送信する。コールリクエスト及びコールバック双方が被呼当事者に応答され、応答がレベルＮでの「呼制御」ノード（例えば、ＭＳＣ）に到達したときに、呼は確立されたものとみなされる。

「呼制御」ノードはシグナリングメッセージを処理及び生成し、エンドトゥエンド呼制御に関するアクションを実行することができるノードである。標準的な通信システムでは、そのようなノードはノード階層のより上位のレベルに位置する一方で、より下位のレベルのノードのみがローカルアクセス制御、ルーティング及びリソース管理を実行する。呼制御ノードはコールＩＤ若しくはセッションＩＤ又は送信元及び宛先アドレスの組合せ並びに発信側及び終端側エンティティの通信ポート等によって呼を識別する。これらの識別子等を用いて、呼制御ノードは両方の応答を同じ呼に関係するものとして認識し、接続を確立することができる。代替的に、呼制御ノードは発信側当事者からのコールバックへの応答を必要としなくてもよい。その代わり、呼制御ノードはブロッキングノードによって渡された呼を通常の新たな呼として扱ってもよい。発信側当事者へのコールバックは、以前にかけられた呼が現在進行していることを発信側当事者に通知するためだけに使用される。呼制御ノードはコールバック当事者からの応答を廃棄することができる。

送信元（即ち発信元）当事者へのコールバック及び宛先当事者へのコールリクエストはブロッキングノードによって並列に生成されることができる（不図示）。代替的に、送信元当事者へのコールバック及び宛先当事者へのコールリクエストの一方が、送信元当事者へのコールバック及び宛先当事者へのコールリクエストの他方への応答が受信された後に、シーケンス的に行われるようにしてもよい。

本発明は送信元当事者と宛先当事者の間の接続を確立するための当該方法に限定されないことが分かる。限定されるのではなく、多数の他の選択がネットワークに実施されてブロッキング条件が既に存在しなくなったときに接続を確立することができる。

例えば、コールバックを開始するノードは元の呼を拒否したのと同じノードである必要はない。この場合、ブロッキングノードのコールバック処理部２４はその経路上（上り又は下り）のより上位レベルのノードをリクエストして、呼接続のためのアンカーポイントとして動作することができる。

この場合、コールバックを開始するノードは（必ずしもそうではないが）元の呼を拒否したノードよりも階層の上位レベルに属する可能性が高い。ブロッキングノードは、より上位層でのプロトコルヘッダに埋め込まれ、（コールバックノードがそのレベルの階層に属するであろう）上位レベルの階層のノードにアクセス可能なエンドトゥエンドルーティング情報を持つ必要がない。このオプションを実施するために、ルーティング情報は元の呼を拒否したノード（即ち、ブロッキングノード）、又はコールバックを生成するより上位レベルのノード（即ち、コールバックノード）に記憶されることができる。

ルーティング情報がブロッキングノードで記憶された場合、コールバックトリガは、ブロッキングノードの負荷がブロッキングしきい値をある量だけ下回ったことに基づくようにすることができる。これが起こると、ブロッキングノードはリクエストが発信ノードへのコールバックを必要とすることの表示とともに元のコールリクエストをコールバックノードに転送する。

より上位レベルのノードで記憶されるルーティング情報において、ルーティング情報はブロッキングの発生の前又はブロッキングの後のいずれかでコールバックノードに配信されなければならない。ルーティング情報がブロッキングの前に上位レベルのノードに予め記憶されている場合、ブロッキングが異なるノードで発生した事実は、ブロッキング時又は後の時間のいずれかにブロッキングノードから上位レベルノードに通信される。例えば、コールアドミッション部２０はブロッキング表示をその呼についての上位レベルノードに送信し、これが上位レベルノードにルーティング情報を記憶するように命令する。

ブロッキング条件がもはや存在しなくなると、ブロッキングノードでのコールバック処理部２４はコールバックトリガを上位レベルノードに発することができる。コールバックトリガは上位レベルノードが送信元当事者と宛先当事者の間で呼を確立することを開始すべきであることを示す。代替的に、コールアドミッション部２０がトリガを送信してもよい。このトリガは負荷ブロッキング条件がもはや存在しないことを示す。上位レベルノードはこのトリガに応じて送信元当事者と宛先当事者の間で呼を確立することを開始する。

図４に、コールブロッキングノードよりも上位レベルのノードが呼接続処理を実行する例のコールフロー図を示す。図示するように、例示は、上り経路におけるレベルＫのノードがそのノードでの過負荷のために呼発信元（即ち、送信元当事者）からのコールリクエストをブロックするものとする。後のある時間に、ブロッキングノードはブロッキング条件がもはや存在しない点まで負荷が減少したと判断する。そして、ブロッキングノードは呼を確立することを開始する。さらに示すように、破線はブロッキングが発生した後のブロッキングノードからコールバックノードへのルーティング情報の選択的な送信を示す。

ブロッキング条件がもはや存在しなくなると、ブロッキングノードはトリガを上位レベルノードに送信する。それに応じて、上位レベルノードはコールバックを送信元当事者に、コールリクエストを宛先（即ち、送信先）当事者に送信する。コールリクエスト及びコールバック双方が被呼当事者によって応答され、応答がレベルＮの「呼制御」ノード（例えば、ＭＳＣ）に到達したときに呼は確立されたものとみなされる。この実施例では、コールバックシグナリング交換は、呼を識別し、両当事者からの応答を互いに関連付けるための（呼制御ノードによって割り当てられた）埋込みコールＩＤを有していてもよい。

送信元（即ち、発信）当事者へのコールバック及び宛先当事者へのコールリクエストは上位レベルノードによって並列に生成される（不図示）。代替的に、送信元当事者へのコールバック及び宛先当事者へのコールリクエストの一方が、送信元当事者へのコールバック及び宛先当事者へのコールリクエストの他方が受信された後に続けて行われるようにしてもよい。

さらに、図４はブロッキングノードと呼確立動作を実行する上位レベルノードの間が１レベル離れたものを示しているが、２レベル以上がこれらのノードの間に存在してもよい。

さらなる代替例として、ブロッキングノードが呼に関する状態情報を全く保持しない場合、ブロッキングノードは、呼をブロッキングしてから開始されたタイマーの終了時にトリガを上位レベルノードに送信することもできる。

コールバック再試行による処理の影響を制限するために当技術で周知の種々のバックオフスキームが用いられ得る。許容されるコールバック試行の最大数が制限されるようにしてもよい。

本発明は、例えば緊急の場合のように、ネットワークが異常に高いコールアクセス量を経験する場合に、呼確立の信頼性を大幅に改善する。

本発明が記載されたが、同じことが多数の態様に変形し得ることは明らかである。このような変形例は発明から離れたものとして解釈されるものではなく、全てのそのような修正は本発明の範囲に含まれることが意図される。

Claims (10)

1. 方法であって、
   受信機（２００）でリンク層パケットのパケット損失が損失しきい値を超えたかを検出するステップ（Ｓ１０）、及び
   送信機（１００）の上位層パケットを圧縮するために、ヘッダコンプレッサ（１０４）が該リンク層パケットのパケット損失が該損失しきい値を超えた場合に少ない圧縮のヘッダを送信すべきことを示すフィードバックを該送信機に送信するステップであって、該上位層パケットが該リンク層よりも上位層にあり、該リンク層パケットによって形成される、送信するステップ（Ｓ１６）
   からなる方法。
2. 請求項１の方法において、該検出するステップがリンク層レベルで実行される方法。
3. 請求項２の方法であって、さらに、
   該リンク層パケットのパケット損失が該喪失しきい値を超えた場合に該リンク層パケット損失が該損失しきい値を超えたことをリンク層から該受信機のディコンプレッサ（１４４）に報告するステップであって、該ディコンプレッサが該上位層パケットを脱圧縮するためのものである、報告するステップからなり、
   該送信するステップが該ディコンプレッサによって実行される方法。
4. 方法であって、
   受信機（２００）で順序外れリンク層パケットの程度が程度しきい値を超えたかを検出するステップ（Ｓ１１）、及び
   送信機（１００）の上位層パケットを圧縮するために、ヘッダコンプレッサ（１０４）が該順序外れリンク層パケットの程度が該程度しきい値を超えた場合に少ない圧縮のヘッダを送信すべきことを示すフィードバックを該送信機に送信するステップであって、該上位層パケットが該リンク層よりも上位層にあり、該リンク層パケットによって形成される、送信するステップ（Ｓ１６）
   からなる方法。
5. 請求項４の方法において、該検出するステップがリンク層レベルで実行される方法。
6. 請求項５の方法であって、さらに、
   該順序外れリンク層パケットの程度が該程度しきい値を超えた場合に該順序外れリンク層パケットの程度が該程度しきい値を超えたことをリンク層から該受信機のディコンプレッサ（１４４）に報告するステップであって、該ディコンプレッサが該上位層パケットを脱圧縮するためのものである、報告するステップからなり、
   該送信するステップが該ディコンプレッサによって実行される方法。
7. 方法であって、
   送信機（１００）で、（ｉ）送信されたリンク層パケットのパケット損失が損失しきい値を超えたか、及び（ｉｉ）順序外れ受信リンク層パケットの程度が程度しきい値を超えたかの少なくとも１つを検出するステップ（Ｓ２０、Ｓ２１）、及び
   該送信されたリンク層パケットのパケット損失が該損失しきい値を超えた場合、該順序外れ受信リンク層パケットの程度が該程度しきい値を超えた場合の少なくとも一方の場合に上位層パケットのコンプレッサ（１０４）の状態を変化させるステップであって、該上位層パケットが該リンク層よりも上位層にあり、該リンク層パケットによって形成される、変化させるステップ（Ｓ２４）
   からなる方法。
8. 請求項７の方法において、該変化させるステップが、該送信されたリンク層パケットのパケット損失が該損失しきい値を超えかつ最も新しい送信リンク層パケットに対してアクノリッジメントが受信されない場合、又は該順序外れ受信パケットの程度が該程度しきい値を超えかつ最も新しい送信リンク層パケットに対してアクノリッジメントが受信されない場合に、該コンプレッサの状態を変化させる方法。
9. 方法であって、
   受信機（２００）でリンク層パケットのパケット損失が損失しきい値を超えたか、該受信機で順序外れリンク層パケットの程度が程度しきい値を超えたか、の一方を検出するステップ（Ｓ３０）、
   該受信機で乏しいＲＦ条件が存在することを検出するステップ（Ｓ３１）、及び
   該リンク層パケットのパケット損失が該損失しきい値を超えかつ該受信機で該乏しいＲＦ条件が存在する場合、又は該受信機で該順序外れリンク層パケットの程度が該程度しきい値を超えかつ該受信機で該乏しいＲＦ条件が存在する場合に上位層パケットのコンプレッサ（１４４）の状態を変化させるステップであって、該上位層パケットが該リンク層よりも上位層にあり、該リンク層パケットによって形成される、変化させるステップ（Ｓ３２）
   からなる方法。
10. 請求項９の方法において、該変化させるステップが、該ディコンプレッサから該コンプレッサへのフィードバックが供給されない状態に該ディコンプレッサの状態を変化させる方法。

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