JP2012257277A - 無線ネットワークにおけるロード決定 - Google Patents

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Abstract

【課題】通信システムにおけるレイテンシを改善するためのシステムおよび方法を提供する。
【解決手段】アクセスチャネルのチャネルロードが決定されることができる。決定されたチャネルロードに基づいて、バックオフ間隔が決定されることができる。ランダムバックオフ時間は、決定されることができ、ランダムバックオフ時間の間、初期のアクセスプローブの伝送は、遅延されることができる、なお、バックオフ間隔は、ランダムバックオフ時間が選択される範囲を定める。
【選択図】図３Ａ

Description

本発明は、一般に通信システムに関する。より具体的には、本発明は、通信システムにおけるチャネルロード推定(channel load estimation)に関する。
本出願は、その内容全体が参照によりここに組み込まれている、２００６年２月２７日に出願された「通信システムにおけるアクセスプローブ送信のためのバックオフコントローラ(Backoff Control for Access Probe Transmission in Communication Systems)」という名称の仮出願第１１／３６４，１４８号に関する。
無線通信システムは、第１世代アナログ無線電話サービス（１Ｇ）、（中間２．５Ｇネットワークおよび２．７５Ｇネットワークを含む）第２世代（２Ｇ）デジタル無線電話サービスおよび第３世代（３Ｇ）高速データ／インターネット可能無線サービスを含めて、様々な世代を経て発展してきた。現在、セルラーシステムおよびパーソナルコミュニケーションズサービス（ＰＣＳ）システムを含めて、多くの異なるタイプの無線通信システムが使用されている。知られているセルラーシステムの例は、セルラーアナログ先進移動電話システム(cellular Analog Advanced Mobile Phone System)（ＡＭＰＳ）と、符号分割多元接続（ＣＤＭＡ）、時分割多元接続（ＴＤＭＡ）、ＴＤＭＡのグローバルシステムフォーモバイルアクセス(Global System for Mobile access)（ＧＳＭ（登録商標））のバリエーション、およびＴＤＭＡ技術とＣＤＭＡ技術の両方を使用するより新しいハイブリッドデジタル通信システムに基づくデジタルセルラーシステムと、を含む。
ＣＤＭＡ移動体通信を提供するための方法は、ここにおいてにおいてＩＳ−９５と呼ばれる「ジュアルモード広帯域スペクトラム拡散セルラー方式のための移動局−基地局互換性標準規格(Mobile Station-Base Station Compatibility Standard for Dual-Mode Wideband Spread Spectrum Cellular System)」と題されたＴＩＡ／ＥＩＡ／ＩＳ−９５−Ａにおいて、電気通信産業協会／電気産業協会(Telecommunications Industry Association/Electronic Industries Association)によって米国で標準化された。組み合わされたＡＭＰＳシステムおよびＣＤＭＡシステムは、ＴＩＡ／ＥＩＡ標準ＩＳ−９８において説明されている。他の通信システムは、広帯域ＣＤＭＡ（ＷＣＤＭＡ）、ＣＤＭＡ２０００（例えば、ＣＤＭＡ２０００ １ｘＲＴＴ標準「１ｘ」および１ｘＥＶ−ＤＯ標準「１ｘＥＶ」など）あるいはＴＤ−ＳＣＤＭＡと呼ばれるものをカバーする、ＩＭＴ−２０００／ＵＭ、あるいは国際移動体通信システム２０００／ユニバーサル移動体通信システム、の標準規格において説明されている。
無線通信システムにおいて、移動体端末またはアクセス端末は、基地局に隣接する(adjacent)または基地局を囲む特定の地理的領域内の通信リンクまたは通信サービスをサポートする（セルサイトまたはセルとも呼ばれる）固定位置の基地局から信号を受信する。受信可能範囲を提供するのを助けるために、多くの場合、それぞれのセルは、それぞれがより小さなサービス区域または地理的領域に対応する複数のセクタに再分割される。互いに隣接して配置される基地局のアレイまたは一連の基地局は、より大きな領域全体にわたって、いくつかのシステムユーザにサービス提供することが可能な通信システムを形成する。
通常、それぞれの移動体端末は、移動体端末と基地局の間でメッセージを交換するために使用可能な制御チャネルを監視する。制御チャネルは、システムメッセージ／オーバヘッドメッセージを送信するために使用され、一方、トラヒックチャネルは、通常、移動体端末との実質的な通信（例えば、音声およびデータ）のために使用される。例えば、制御チャネルは、当技術分野で知られているように、トラヒックチャネル、制御電力レベルなどを確立するために使用できる。一般に、逆方向リンクのための２つのタイプの電力制御、開ループおよび閉ループの電力制御(open-loop and closed-loop power control)、がある。開ループ電力制御は、通常、移動体端末が基地局との連絡を確立するのに先立って発生する。閉ループ制御は、移動体および基地局が通信中である後に発生し、基地局は受信された電力レベルを測定して、電力レベル調整を移動体端末にフィードバックすることができる。
開ループ状態においては、移動体端末から基地局への初期通信信号（例えば、アクセスプローブ(access probe)のための逆方向リンク電力は、基地局またはアクセスポイントからの特殊化された信号(specialized signals)を監視することによって決定できる。例えば、ＣＤＭＡシステムでは、チャネル状態を推定し、次いで、基地局に送信し戻すための電力推定を決定するためにパイロット信号を使用することができる。チャネル状態および電力推定の正確さは、特に、システムのレイテンシ(latency)の点から、システムのパフォーマンスに大きく影響を与える可能性がある。例えば、１ｘシステムおよび１ｘＥＶシステムは、電力制御アルゴリズムに基づいて、第１の電力レベルでアクセスプローブを送信することになる。第１のアクセスの試みが成功しない場合、プローブは、成功するまで、または最大電力レベルに達するまで、ますます高まる電力レベルで再送信される。
ＣＤＭＡ２０００ １ｘ−Ａネットワークおよび１ｘＥＶＤＯネットワークにおいてアクセスチャネル上でアクセスプローブを送信するために使用される既存の開ループ電力制御アルゴリズムは不正確になる傾向にありがちで、結果として、アクセスプローブのための送信電力の過小評価をもたらす場合がある。これは、特に第１のアクセスの試み時のアクセスチャネル上のアクセスプローブの損失率の増大につながる。したがって、第１の伝送のための電力レベルを決定する際の誤りは、第１のアクセスの試みの高い不成功率につながる可能性があり、プローブが再送信されると、これはシステムレイテンシの増大を引き起こす可能性がある。アクセスプローブの再伝送を制限することによって、アクセスプローブが受けるレイテンシを削減することができる。
アクセスの試みが失敗する別の原因は、アクセスプローブ同士の間の衝突である。衝突は、２つ以上の移動体端末が同じセクタ内の同じアクセスチャネル上でアクセスプローブを送ることを試みる場合に発生する。競合する信号によって引き起こされる干渉により、基地局はアクセスプローブを成功裏に受信することができない可能性がある。したがって、衝突は、通信システムのレイテンシに影響を与え得る別の要因である。衝突の問題に対処するために、いくつかの従来のシステムは後続の再伝送時の衝突を防ぐためにランダムバックオフ時間(random backoff time)を生成することになる。しかし、従来のシステムは、第１のアクセスプローブに伴う潜在的な衝突に対処しない。したがって、システムレイテンシは、初期のアクセスプローブの試み時の衝突によって影響を受ける可能性もある。加えて、衝突確率はチャネルローディングの高まりに伴って増大するため、瞬時チャネルロードを知ることは有利であろう。しかし、従来のシステムはチャネルローディングを推定しない。
本発明の例示的な実施形態は、通信システムにおけるチャネルロード推定のためのシステムおよび方法を対象とする。
したがって、本発明の実施形態は、あらかじめ定められた間隔で(in a predetermined interval)制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定すること(estimating)、を備える方法を含むことができる。
本発明の別の実施形態は、あらかじめ定められた間隔で制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定するように構成されたロジック、を備える装置を含むことができる。
本発明の別の実施形態は、チャネルロード関連情報(channel load related information)をアクセス端末に送信すること、を備える方法を含むことができる、なお、チャネルロード関連情報は、与えられたセクタにおけるページ到着(page arrivals)の数、グループにおけるメンバーの数、マルチキャストグループ呼出(multicast group call)におけるメンバーの数、目標の数(a number of targets)、および当該目標を含む隣接するセクタ(contiguous sectors)の数、のうちの少なくとも１つである。
本発明の別の実施形態は、チャネルロード関連情報をアクセス端末に送信するための手段、を備えるシステムを含むことができる、なお、チャネルロード関連情報は、与えられたセクタにおけるページ到着の数、グループにおけるメンバーの数、マルチキャストグループ呼出におけるメンバーの数、目標の数、および当該目標を含む隣接するセクタの数、のうちの少なくとも１つである。
本発明の別の実施形態は、チャネルロードを決定するための方法を具現化する(embodying)コンピュータ可読媒体、を含むことができ、この方法は、あらかじめ定められた間隔で制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定すること、を備える。
本発明の少なくとも１つの実施形態に従う、アクセス端末およびアクセスネットワークをサポートする無線ネットワークアーキテクチャの図。 本発明の少なくとも１つの実施形態に従うアクセス端末の説明図。 様々な伝送についてのアクセスプローブシーケンス(access probe sequences)の説明図。 様々な伝送についてのアクセスプローブシーケンスの説明図。 アクセスチャネル上の様々な数の同時コンテンダ(simultaneous contenders)についての遅延を説明するグラフ。 アクセスチャネル上の様々な数の同時コンテンダについての遅延を説明するグラフ。 アクセスチャネル上の様々なロードについての最小遅延(minimum delay)および最小の最大遅延(smallest maximum delay)を説明するグラフ。 制御チャネルカプセル／パケット内で送信されているＫページのＣＤＦ(CDF of K pages)を説明するグラフ。 本発明の少なくとも１つの実施形態に従う方法を示すフローチャート。 本発明の少なくとも１つの実施形態に従うグループ通信システムの説明図。 本発明の少なくとも１つの実施形態に従う方法のフローチャート。
本発明の実施形態およびそれに付随する利点が、本発明の限定ではなく説明のためのみに提供される添付の図面と共に考慮されるとき以下の詳細な説明を参照することによって、よりよく理解されるようになるので、本発明の実施形態およびそれに付随する利点の多くのより完全な理解は容易に得られるであろう。
本発明の態様は、本発明の特定の実施形態に関する以下の説明および関連する図面において開示される。代替の実施形態は、本発明の範囲から逸脱せずに考案できる。加えて、本発明の関連する詳細をあいまいにしないように、発明のよく知られているエレメントは詳細において説明されないか、または省略される。
「例示的(exemplary)」という用語は、ここにおいて、「例、事例、または例示として機能すること」を意味するために使用される。ここにおいて「例示的」として説明されるいかなる実施形態も、他の実施形態に勝って好まれるまたは有利として解釈されるべきであるとは限らない。同様に、「本発明の実施形態(embodiments of the invention)」という用語は、本発明のすべての実施形態が議論される動作の特徴、利点またはモードを含むことを要求しない。
さらに、多くの実施形態は、例えば、コンピューティングデバイスのエレメントによって実行されることになる一連の動作の点から説明される。ここで説明される様々な動作は、特定の回路（例えば、特定用途向け集積回路（ＡＳＩＣ））によって、１つまたは複数のプロセッサによって実行されているプログラム命令によって、またはそれら両方の組合せによって実行されることができること、を認識するであろう。加えて、ここで説明されるこれらの動作のシーケンスは、任意の形のコンピュータ可読記憶媒体の中で完全に具現化されるものと考えられることができ、その中に、実行時に、関連するプロセッサにここに説明される機能を実行させるであろうコンピュータ命令の対応するセット、を保存する。したがって、本発明の様々な態様は、そのすべてが特許請求される主題の範囲内であると企図されている、いくつかの異なる形で実施できる。加えて、ここで説明される実施形態のそれぞれに関して、任意のかかる実施形態の対応する形は、例えば、説明される動作を実行する「ように構成されたロジック」としてここで説明される場合がある。
ここでアクセス端末（ＡＴ）と呼ばれる高データレート(High Data Rate)（ＨＤＲ）加入者局は、移動体であってよく、または静的であってもよく、ここでモデムプールトランシーバ(modem pool transceivers)（ＭＰＴ）基地局トランシーバ（ＢＴＳ）、基地局（ＢＳ）または、より一般に、アクセスポイントと呼ばれる、１つまたは複数のＨＤＲ基地局と通信することができる。アクセス端末は、１つまたは複数のモデムプールトランシーバを介して、モデムプールコントローラ（ＭＰＣ）、基地局コントローラ（ＢＳＣ）および／または移動体スイッチングセンター（ＭＳＣ）と呼ばれるＨＤＲ基地局コントローラに対してデータパケットを送受信する。モデムプールトランシーバおよびモデムプールコントローラは、アクセスネットワークと呼ばれるネットワークの一部である。アクセスネットワークは、複数のアクセス端末間でデータパケットをトランスポートする。アクセスネットワークは、企業イントラネットまたはインターネットなど、アクセスネットワーク外部の追加のネットワークにさらに接続でき、それぞれのアクセス端末とかかる外部ネットワークの間でデータパケットをトランスポートすることができる。１つまたは複数のモデムプールトランシーバとアクティブなトラヒックチャネル接続を確立しているアクセス端末は、アクティブなアクセス端末と呼ばれ、トラヒック状態にあると言われる。１つまたは複数のモデムプールトランシーバとアクティブなトラヒックチャネル接続を確立中のアクセス端末は、接続セットアップ状態にあると言われる。アクセス端末は、無線チャネルを介して、または、例えば、光ファイバもしくは同軸ケーブルを使用した有線チャネルを介して通信する任意のデータデバイスであってよい。アクセス端末はさらに、ＰＣカード、コンパクトフラッシュ（登録商標）、外部モデムもしくは内部モデム、または無線電話もしくは有線電話を含むが、これらに限定されない、いくつかのタイプのデバイスのいずれかであってよい。それを介してアクセス端末がモデムプールトランシーバに信号を送る通信リンクは、逆方向リンクまたはトラヒックチャネルと呼ばれる。それを介してモデムプールトランシーバがアクセス端末に信号を送る通信リンクは、順方向リンクまたはトラヒックチャネルと呼ばれる。ここにおいて使用される場合、一般に、トラヒックチャネルという用語は、順方向または逆方向のトラヒックチャネルのいずれかを指すことができる。
加えて、本発明の例示的な実施形態は、無線システムならびにＣＤＭＡ１ｘシステムおよび１ｘＥＶシステムなどの特定の技術の点から説明されるが、当業者は、本発明は説明されるシステムに限定されないこと、を理解するであろう。例えば、本発明の実施形態は、アクセスネットワーク内の特定のチャネル上でロード決定を利用できる任意のシステムを含み得る。当業者は、多くの媒体上で送信される信号は、チャネルパラメータを有すると見なされてよく、当該信号は、チャネルローディングによる影響を受ける可能性があること、を理解するであろう。例えば、銅線、同軸ケーブル、光ファイバケーブルなどの有線システム上の信号は、伝送／変調周波数、変調技法、雑音源、漏話、媒体特性などによって影響を受ける可能性があるチャネルパラメータを有する。
図１は、本発明の少なくとも１つの実施形態による無線システム１００の１つの例示的な実施形態のブロック図を示す。システム１００は、パケット交換データネットワーク（例えば、イントラネット、インターネット、および／またはキャリアネットワーク(carrier network)１２６）とアクセス端末１０２、１０８、１１０、１１２の間にデータ接続性を提供しているネットワーク設備にアクセス端末１０２を接続することが可能なアクセスネットワークまたは無線アクセスネットワーク（ＲＡＮ）１２０とエアインターフェース１０４の全域で通信中のセルラー電話１０２などのアクセス端末を含み得る。ここで示すように、アクセス端末は、セルラー電話１０２、携帯情報端末１０８、ここでは、セルラーテキスト用ページャとして示されるページャ１１０、または無線通信ポータルを有する個別のコンピュータプラットフォーム１１２ですらあり得る。したがって、本発明の実施形態は、無線モデム、ＰＣＭＣＩＡカード、パーソナルコンピュータ、電話、またはそれらの任意の組合せもしくはサブコンビネーションを含むが、これらに限定されない、無線通信ポータルを含む、または無線通信能力を有する任意の形のアクセス端末上で実現できる。さらに、ここで使用される場合、「アクセス端末」、「無線デバイス」、「クライアントデバイス」、「移動体端末」という用語およびその変形物は交換可能に使用できる。さらに、ここで使用される場合、「アクセスポイント」、「モデムプールトランシーバ（ＭＰＴ）」、「ベーストランシーバステーション（ＢＴＳ）」、「基地局（ＢＳ）」という用語およびその類似の変形物は交換可能に使用できる。
図１を再び参照すると、無線ネットワーク１００の構成要素および本発明の例示的な実施形態のエレメントの相互関係は、例示された構成に限定されない。システム１００は例示に過ぎず、無線クライアントコンピューティングデバイス１０２、１０８、１１０、１１２などの遠隔アクセス端末が互いの間で、ならびに／または無線ネットワークキャリア１２６、コアネットワーク、インターネット、および／もしくは、他の遠隔サーバを含むが、これらに限定されない、エアインターフェース１０４およびＲＡＮ１２０を経由して接続された構成要素同士の間で無線で通信することを可能にする任意のシステムを含み得る。
ＲＡＮ１２０は、ＭＰＣ／ＭＳＣ１２２に送られた（通常、データパケットとして送られた）メッセージを制御する。キャリアネットワーク１２６は、ネットワーク、インターネットおよび／または公衆交換電話網（ＰＳＴＮ）によってＭＰＣ／ＭＳＣ１２２と通信することができる。あるいは、ＭＰＣ／ＭＳＣ１２２は、インターネットまたは外部ネットワークに直接的に接続することができる。通常、キャリアネットワーク１２６とＭＰＣ／ＭＳＣ１２２の間のネットワーク接続またはインターネット接続はデータを転送し、ＰＳＴＮは音声情報を転送する。ＭＰＣ／ＭＳＣ１２２は、複数の基地局（ＢＳ）またはモデムプールトランシーバ（ＭＰＴ）１２４に接続できる。キャリアネットワークに類似した様式で、ＭＰＣ／ＭＳＣ１２２は、データ転送および／または音声情報のために、通常、ネットワーク、インターネットおよび／またはＰＳＴＮによってＭＰＴ／ＢＳ１２４に接続される。ＭＰＴ／ＢＳ１２４は、データメッセージをセルラー電話１０２などのアクセス端末に無線でブロードキャストすることができる。ＭＰＴ／ＢＳ１２４、ＭＰＣ／ＭＳＣ１２２および他の構成要素は、当技術分野で知られているように、ＲＡＮ１２０を形成し得る。しかし、代替の構成を使用することもでき、本発明は例示された構成に限定されない。
図２を参照すると、セルラー電話などのアクセス端末２００（ここでは、無線デバイス）は、最終的に、キャリアネットワーク１２６、インターネットならびに／または他の遠隔サーバおよびネットワークから発生し得る、ＲＡＮ１２０から送信されたソフトウェアアプリケーション、データおよび／またはコマンドを受信ならびに実行することが可能なプラットフォーム２０２を有する。プラットフォーム２０２は、特定用途向け集積回路（「ＡＳＩＣ」２０８）、もしくは他のプロセッサ、マイクロプロセッサ、ロジック回路、または他のデータ処理デバイスに動作可能に結合されたトランシーバ２０６を含み得る。ＡＳＩＣ２０８または他のプロセッサは、無線デバイスのメモリ２１２内の任意の常住プログラムとインターフェースをとるアプリケーションプログラミングインターフェース（「ＡＰＩ」）２１０層を実行する。メモリ２１２は、読出し専用メモリもしくはランダムアクセスメモリ（ＲＡＭまたはＲＯＭ）、ＥＥＰＲＯＭ、フラッシュカード、またはコンピュータプラットフォームに共通する任意のメモリからなり得る。プラットフォーム２０２は、メモリ２１２内でアクティブに使用されないアプリケーションを維持することが可能なローカルデータベース(local database)２１４も含み得る。ローカルデータベース２１４は、通常、フラッシュメモリセルであるが、磁気媒体、ＥＥＰＲＯＭ、光媒体、ソフトディスクまたはハードディスクなど、当技術分野で知られている任意の二次記憶デバイスであってよい。内部プラットフォーム２０２構成要素は、当技術分野で知られているように、他の構成要素の中でも、アンテナ２２２、ディスプレイ２２４、プッシュツートークボタン２２８およびキーパッド２２６などの外部デバイスに動作可能に結合することもできる。
したがって、本発明の実施形態は、チャネルロード推定など、ここで説明される機能を実行する能力を含むアクセス端末を含み得る。当業者によって理解されるように、様々なロジックエレメント(logic elements)は、ここで開示される機能性を実現するために、ディスクリートエレメント、プロセッサ上で実行されるソフトウェアモジュールまたはソフトウェアとハードウェアの任意の組合せの形で実施できる。例えば、ＡＳＩＣ２０８、メモリ２１２、ＡＰＩ２１０およびローカルデータベース２１４はすべて、ここで開示される様々な機能をロード、格納および実行するために協働可能に使用でき、したがって、これらの機能を実行するためのロジックは様々なエレメントの全体にわたって分散され得る。あるいは、機能性は１つのディスクリート構成要素内に組み込むことができる。したがって、図２のアクセス端末の特徴は例示に過ぎないと考えるべきであり、本発明は例示された特徴または構成に限定されない。
ここで使用される場合、「アクセス端末」は、例えば、常駐構成論理（resident configured logic）を実行する１つまたは複数の処理回路を含み、かかるコンピューティングデバイスは、例えば、マイクロプロセッサ、デジタル信号プロセッサ（ＤＳＰ）、マイクロコントローラ、またはここで説明される演算を少なくとも実行するように構成されたプロセッサおよびロジックを含むハードウェア、ソフトウェアおよび／またはファームウェアの任意の適切な組合せを含む。本発明の実施形態に従って使用可能なアクセス端末または無線デバイスのいくつかの例は、セルラー電話または他の無線通信ユニット、携帯情報端末（ＰＤＡ）、ページングデバイス、ハンドヘルドナビゲーションデバイス、ハンドヘルドゲームデバイス、音楽またはビデオコンテンツダウンロードユニット、および他の類似の無線通信デバイスを含む。
アクセス端末１０２とＲＡＮ１２０の間の無線通信は、符号分割多元接続（ＣＤＭＡ）、時分割多元接続（ＴＤＭＡ）、周波数分割多元接続（ＦＤＭＡ）、汎欧州デジタル移動電話方式（ＧＳＭ）、または無線通信ネットワークもしくはデータ通信ネットワークにおいて使用可能な他のプロトコルなど、様々な技術に基づき得る。データ通信は、通常、クライアントデバイス１０２、ＭＰＴ／ＢＳ１２４、およびＭＰＣ／ＭＳＣ１２２の間である。ＭＰＧ／ＭＳＣ１２２は、キャリアネットワーク１２６、ＰＳＴＮ、インターネット、仮想専用網など、複数のデータネットワークに接続でき、したがって、アクセス端末１０２がより広い通信ネットワークにアクセスすることを可能にする。前述の説明で議論されたように、かつ当技術分野で知られているように、音声伝送および／またはデータは、トラヒックチャネルが確立された後で、ＲＡＮ１２０からアクセス端末に送信できる。
（初期のランダムバックオフ(Initial Random Backoff)）
先に論じたように、通常のシステムは、アクセスプローブの初期伝送の間にランダムバックオフを実行しない。したがって、初期のアクセスプローブ時の衝突確率は後続のアクセスの試みよりも高い。加えて、成功裏に達成されているアクセスプローブの確率をさらに強化するために、チャネルロードに基づいてランダムバックオフを最適化することができる。本発明の実施形態のこれらの態様および他の態様は両方とも以下の説明において議論される。
衝突は、２つ以上のアクセスプローブが同時に送信を開始するときはいつでもアクセスチャネル上で発生する可能性がある。これは地理的に密度の高い呼領域において（例えば、グループ通信ネットワークにおいて）特にあり得る。例えば、グループ通信ネットワークにおいて、ハイパースペースにジャンプする(jump-to-hyperspace)演算に続いて、多数のアクセス端末が８０２６ページ応答を送信する場合、ＣＤＭＡ２０００ １ｘにおいてなど、多数のアクセス端末が同時にページングされて、ネットワークへのアクセスを試みる場合がある。通常、ハイパースペースにジャンプする演算は、ページメッセージを得て、ページ応答メッセージを送信するときに時間窓(time window)内で（例えば、８０ミリ秒または１６０ミリ秒の時間窓で）互いに関して同期を試みる１ｘアクセス端末を指す。
アクセスチャネル上のロードおよびランダムバックオフ間隔(random backoff interval )への衝突確率の依存は、閉形式で決定できる。これらの結果は、アクセスチャネル上のアクセスプローブの成功裏の引渡しを保証するアダプティブバックオフアルゴリズムの開発において使用できる。
本発明の実施形態に対する比較のために、通常の一連のアクセスプローブ３００が図３に例示される。第１のプローブ３１０は、第１のアクセスチャネルスロットの間に初期電力（ＰｉｎｉｔまたはＩＰ）で送信される。プローブはアクセスポイント（例えば、基地局）からの肯定応答または肯定応答タイムアウト３１４が発生するのを待つ。次いで、次のアクセスプローブ３２０が送られる前にランダムバックオフ時間３１６が決定される。例示されるように、第２のアクセスプローブ３２０ならびに後続のアクセスプローブ３３０および３４０は、肯定応答が受信されるまで、最大電力に達するまで、またはアクセスプロセスタイムアウトが発生するまで、ますます高まる送信電力を用いて送られることになる。
本発明の少なくとも１つの実施形態によるアクセスチャネル上の例示的なアクセス手順を示す基準図が図３Ｂに示される。示されるように、本発明の実施形態に関する例示的なアクセス手順は、ランダムバックオフ演算３５０が第１のアクセスプローブの伝送の前ですら実行されるという点で、一態様における標準特定された(standard-specified)手順とは異なる。
例えば、Ｎは、時間ｔ＝０においてアクセスチャネル上で送信するためのプローブを有するアクセス端末の数（例えば、チャネルロード(channel load)）を示すとする。それぞれのアクセス端末は、ＲＴ個のアクセス周期期間だけその伝送をランダムに延期し、この場合、０≦ＲＴ≦Ｄ−１である。ランダムバックオフ時間ＲＴは整数値をとってよく、間隔［０，Ｄ−１］において均等に分散され得る。一実施形態では、Ｄは事前に特定された値に固定され得る。この場合、２個のプローブは、そのランダムバックオフ時間ＲＴが第１のアクセスの試みに関して同じ場合だけ衝突することになる。衝突は、アクセスプローブ伝送が同時に始まる場合、後続のアクセスの試み時に発生する場合もある。
したがって、まさしくＶ個のスロット内でＱ個のプローブが衝突する確率は、
Figure 2012257277
として示すことができる。これらのＫ個のスロットのそれぞれにおける衝突の数は、Ｉ＝｛ｉ１，ｉ２，．．．ｉｖ，｝として提示されることができ、この場合、ｉ１，ｉ２，．．．ｉｖ＝Ｑである。その場合、
Figure 2012257277
または、単に
Figure 2012257277
である。
スロット内で発生する衝突の場合、少なくとも２個のプローブが送信されなければならない。したがって、すべてのｖ＝［１，Ｖ］およびＶ≦Ｑ／２の場合、ｉｖ≧２である。
以下の開示の理解を容易にするために、その中で使用される様々な用語に関する定義が提供される。例えば、Ｎ個のアクセスプローブのうち第１の成功裏のアクセスプローブが受ける遅延は、Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙによって示される。最小遅延はレイテンシに敏感なアプリケーションに影響を与えることになる点に留意されたい。Ｎ個のアクセスプローブのうち最後の成功裏のアクセスプローブが受ける遅延は、Ｍａｘｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙによって示される。第５０および第８０のパーセンタイル遅延(percentile delay)は、それぞれ、（Ｎ／２）および（０．８Ｎ）の成功裏のアクセスプローブが経験する遅延として定義される(defined)。ＰｒｏｂｅＢａｃｋｏｆｆおよびＤという用語は交換可能に使用でき、ＰｒｏｂｅＢａｃｋｏｆｆ＝Ｄ−１である。
加えて、以下の可変用語がここで示される式において使用される。
・Ｎは、時間ｔ＝０においてアクセスチャネル上で送信するためのプローブを有するアクセス端末の数を示す。それぞれのアクセス端末は、ＲＴ個のアクセス周期期間だけその伝送をランダムに延期し、この場合、０≦ＲＴ≦Ｄ−１である。ランダムバックオフ時間ＲＴは整数をとり、間隔［０，Ｄ−１］において均等に分散される。
・Ｄｍａｘは、Ｄの値の上限となるシステム特定のあらかじめ定められた値を示す。
・Ｖは、Ｎ個のアクセスプローブがアクセスチャネル上で送信するために競争するときに「衝突事象」が発生するアクセス周期期間の数を示す。「衝突事象」は、２個以上のアクセスプローブが同じアクセス周期期間において送信を開始するときにはいつでも発生すると言われる。
・Ｑは、Ｖ個の「衝突事象」において衝突するアクセスプローブの数を示す。したがって、０≦Ｑ≦Ｎである。
・Ｒは、互いに関して同期するＮ個のプローブがアクセスチャネル上で送信するために競争するときの第１のアクセスの試み時の成功裏のアクセスプローブの最小数を示す。
・Ｐ０は、Ｎ個のアクセスプローブがアクセスチャネル上で送信するために競争するときの第１のアクセスの試み時のＲ個のアクセスプローブの成功の最小確率を示す。
・Ｌｍａｘは、合計Ｎ個のアクセスプローブのうちの１個または複数のアクセスプローブの成功を定義する遅延測定基準を制約するあらかじめ定められた値を示す。
・
Figure 2012257277
は、Ｎ個のアクセスプローブが同時にアクセス手順を始めて、第１のアクセスの試みに先立って、ランダムな時間量（間隔［０，Ｄ−１］アクセス周期期間）だけそのプローブ伝送を延期するときにＶ個の衝突事象においてＱ個のプローブが衝突する確率を示す。
アクセスチャネル上でアクセスプローブを送信する際に受ける遅延は、Ｄの異なる設定に対するアクセスチャネル上のロードに応じて分析できる。Ｎ個のアクセスプローブのうち第１の成功裏のアクセスプローブが受ける遅延は、Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙによって示される。Ｎ個のアクセスプローブのうち最後の成功裏のアクセスプローブが受ける遅延は、Ｍａｘｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙによって示される。
図４Ａは、１ｘＥＶＤＯネットワークにおける省略時設定に対するＮに応じて、Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙ、Ｍａｘｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙ、第５０のパーセンタイルおよび第８０のパーセンタイル遅延を例示する。図４Ａにおけるそれぞれのデータポイントは、５００回の実行にわたって平均することによって計算された。Ｎ＝１の場合、Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙ＝３３．３３ミリ秒であり、プリアンブル＋ペイロードは２０個のスロットに等しいため、これは最低可能値である。Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙは、Ｎ≧２のすべての値に対しておよそ１５０〜１６０ミリ秒である。これは、省略時設定において、第１の試みの前にランダムバックオフは存在しないため、第１のアクセスの試みは、常に結果として衝突を生じさせるためである。第１の成功裏のプローブは、通常、第２のアクセスの試みにおいて成功するため、Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙの平均値＝２*（Ｐｒｅａｍｂｌｅ＋Ｐａｙｌｏａｄ）＋ＡＣＭＰｒｏｂｅＴｉｍｅｏｕｔ＋０．５*ＰｒｏｂｅＢａｃｋｏｆｆ*ＡｃｃｅｓｓＣｙｃｌｅＤｕｒａｔｉｏｎ＋最も近い周期境界との位置合わせ(Alignment)であり、これは
Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙ＝２*３３．３３＋２６．６７＋０．５*４*２６．６７＋１２*１．６７＝１６６ミリ秒
として決定され得る。
最も近いアクセス周期境界との位置合わせは、結果として、スロット１２個の追加遅延をもたらす可能性がある。加えて、ランダムバックオフを実行する結果として受ける平均遅延は常に、
Ａｖｇ＿ｄｅｌａｙ＝０．５*ＰｒｏｂｅＢａｃｋｏｆｆ*ＡｃｃｅｓｓＣｙｃｌｅＤｕｒａｔｉｏｎスロット
に等しいとは限らない。
これはバックオッフ間隔の長さに応じると考えてよく、通常、Ｄ＞Ｎの場合、０．５*ＰｒｏｂｅＢａｃｋｏｆｆ*ＡｃｃｅｓｓＣｙｃｌｅＤｕｒａｔｉｏｎの値に満たない。
図４Ｂは、代替の設定に対するＮに応じて、Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙ、Ｍａｘｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙおよび第５０および第８０のパーセンタイル遅延を例示し、（再伝送を含む）それぞれのアクセスの試みに先立ってＤ＝５である。図４Ｂにおけるそれぞれのデータポイントも、５００回の実行にわたって平均することによって計算された。 Ｎ＝１の場合、Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙ＝３３．３３＋５６ミリ秒である。第１のアクセスの試みに先立ってランダムバックオフを実行することは、結果として、５３．３４ミリ秒に等しい０．５*ＰｒｏｂｅＢａｃｋｏｆｆ（＝３２）スロットの追加遅延を生じさせる場合があるため、この値は省略時設定に対応する値よりも高い。したがって、Ｎ＝１の場合、ランダムバックオフを実行することは、遅延の点から有利ではない。
しかし、Ｎ≧２のすべての値に関して、発明者は第１の成功裏のアクセスプローブは、１６６ミリ秒よりも極めて少ない８７ミリ秒の平均遅延を受けることを発見した。その理由は、第１のアクセスの試みに先立ってランダムバックオフ演算を実行することは、結果として、アクセスチャネルの衝突確率においてかなりの減少をもたらし、結果として、少なくとも１個のアクセスプローブは第１のアクセスの試みにおいて概して成功するためである。第１のアクセスの試みに続いて、これらの経験（図４Ａおよび４Ｂ）は両方とも、いずれの場合も、すべての再伝送に関してＰｒｏｂｅＢａｃｋｏｆｆ＝４と同一の行動を示す。
Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙ値は、システムの初期レイテンシに直接的に影響を与える。したがって、グループ通信など、レイテンシに敏感なアプリケーションにおいて、初期レイテンシは可能な限り最小限に抑えされるべきである。加えて、グループ通信アプリケーションおよび他のレイテンシに敏感なアプリケーションの場合、第５０のパーセンタイル遅延は一部の目標アクセス端末に影響を与えて、一部の初期媒体トラヒックを失わせる可能性があるため、第５０のパーセンタイル遅延を考慮すべきである。
図５Ａを参照すると、Ｎ個のアクセスプローブを送信する際の遅延の最小値および最大値が例示される。図５Ａを使用すると、（例えば、集中型スケジューリング(centralized scheduling)によって達成される）最善の達成可能な遅延(best achievable delay)を確かめられる(ascertained)ことができる。例えば、実験１および２（図４Ａおよび４Ｂ）において達成される遅延を図５Ａに示す最小可能値(the smallest possible value)と比較すると、実験２において達成されるＭｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙは、Ｎ≧２のすべての値についての最善の可能な値(the best possible value)のおよそ２．６倍である。実験２におけるＭａｘｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙは、大きなＮ値に対するその最小可能値のおよそ２．２倍である。実際には、実験２における第５０のパーセンタイル遅延は、すべてのＮ値に対する（図５Ａにおける）Ｍａｘｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙの最小可能値に非常に近い。ランダム化されたバックオフアルゴリズムによって提供される遅延は、論理的により低い境界の２〜２．５の関数範囲内である。
初期のランダムバックオフアルゴリズムおよびＰｒｏｂｅＢａｃｋｏｆｆ／Ｄの効果に関するさらなる詳細は、同じ譲受人に譲渡された、本発明者による、＿＿に出願され、「通信システムにおけるアクセスプローブ送信のためのバックオフ制御(BACKOFF CONTROL FOR ACCESS PROBE TRANSMISSION IN COMMUNICATION SYSTEMS)」と題された、同時係属中の米国特許出願第＿＿号、アトーニドケット番号０５０８８１において見つけられることができ、その全体が参照によりここに組み込まれている、
当業者は、前述の開示から、ランダムバックオフ間隔の値は、アクセスチャネル上でアクセスプローブが経験する遅延に影響を与える可能性があることを理解するであろう。バックオフ間隔の値は、一般に、Ｎが高い場合、より高い値に設定されるべきであり、Ｎが低い場合、より小さな値に設定されるべきであること、もまた理解されることができる。バックオフ間隔を［０，Ｎ−１］に設定すると、アクセス周期期間は、初期の５個のアクセス周期内のアクセスプローブの成功確率を９５％に高めることができる（Ｎ＞３の場合に当てはまる）。初期遅延は、通常、第１のＡＮＮＯＵＮＣＥ＿ＡＣＫの到着によって決定されるため、かかる設定はグループ通信システム（例えば、プッシュツートークシステム、Ｑチャットグループ呼出）にふさわしい場合がある。したがって、Ｄ＝Ｎ（またはＮ−１）の設定を使用することは、上記に議論されたように、Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙならびに第５０のパーセンタイル遅延およびＭａｘｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙを最小限に抑えることに関して最適なパフォーマンスを生み出すことができ、これは初期遅延を改善し得る。さらに、本発明の実施形態によれば、それぞれのアクセスの試みに先立ってランダムバックオフ手順を使用することができる。なおさらに、アプリケーション層においてまたはＭＡＣ層において、アクセス端末で本発明の実施形態を実施することができる。
（アクセスチャネル上のロードを推定すること(Estimating the Load on the Access Channel)）
当業者は、前述の議論から、アクセスチャネル上のロードＮは、アクセスプローブの衝突の可能性にかなりの影響を与えることを理解されよう。さらに、Ｎ個（例えば、［０，Ｎ−１］）のアクセス周期に応じて決定される間隔全体にわたってランダムバックオフ手順を実行することは、Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙの平均値を最小限に抑えることになることが立証された。これはまたシミュレーションによっても検証された。Ｍｉｎｉｍｕｍ＿Ｄｅｌａｙは大きなＮ（＞５）値に対するアクセスチャネル上のロードの不正確な推定に対してあまり敏感でなかったことも示された。しかし、シミュレーションによって、小さなＮ（２＜Ｎ＜５）値に対して、Ｎの過小評価はより高い遅延につながる可能性あることも示された。したがって、初期のランダムバックオフ間隔を決定する際に、およびシステムパフォーマンスを改善し得る、他のロードに依存するシステム最適化のために、それぞれのプローブ伝送に関してアクセスチャネル上のロード（Ｎ）の正確な推定を使用することができる。
この項(section)では、アクセスチャネル上の特定の伝送に対するロード（Ｎ）を推定する、本発明の実施形態が説明される。一実施形態では、分散アルゴリズムは、ネットワーク内のチャネルに関する情報を監視することによって、Ｎの推定を決定されることができる。例えば、ページ周期（例えば、４２６ミリ秒または２１３ミリ秒）ごとに制御チャネル（ＣＣ）パケット（例えば、同期制御チャネル(synchronous control channel)（ＳＣＣ）パケット）内で送信されたページの数を監視することができる。制御チャネル上で送信されたページは、一般に、ページングゾーンの全域に拡散する目標に対する新たな呼に関する。呼における目標がページングゾーン内のセクタの全域で均等に拡散すると仮定すると、それぞれのアクセス端末は、そのセクタ内に位置する目標の平均数を決定することができる。この情報は、アクセス端末のセクタ内のロードの推定を決定するために使用できる。これは、以下の項においてより詳細に説明される。
以下の例は、例示だけの目的で提供され、本発明はここで説明される特定の値、仮定、チャネル、およびシステムに限定されない。呼の目標がＭ個のセクタのうちの１つの中に存在する可能性は等しく高いと仮定する。さらに、Ｋページはページング周期(paging cycle)の間に制御チャネルＭＡＣパケット上に見られると仮定する。その場合、与えられたセクタ宛のページの平均数は、
Figure 2012257277
と提示することができる。
ページが宛てられていないセクタ内で、アクセス端末はアイドル状態に入ることになる。ページを受信するアクセス端末は、ページ応答メッセージ（例えば、ＣＤＭＡの場合、Ｌ２ＡＣＫメッセージ）を送信することによって応答することになる。したがって、アクセスチャネル上のロードは、制御チャネル（ＣＣ）パケット内に到着するＫページうち１ページを受信するそれらのアクセス端末によって決定され得る。
少なくとも１ページが宛てられたセクタ内でｊページを受信する確率は、
Figure 2012257277
によって提示される。
セクタ内の予想される平均目標
Figure 2012257277
は、
Figure 2012257277
および
Figure 2012257277
によって提示される。
前述の分析において、着呼の目標がＭ個のセクタのうちの１つの中に存在する可能性は等しく高いと仮定される。Ｍ値はアクセス端末に先験的に知られていない可能性が場合によってはあり得る。Ｍ値がロード推定アルゴリズムの効果を弱めるために十分大きい可能性も場合によってはあり得る。そのような場合、以下の項で議論されるように、確率を予測する代替の技法を用いることができる。
Ｍが大きい場合または知られていない場合、セクタ内のページ到着の確率(probability of page arrival)を決定するために代替の技法を用いることができる。セクタへのページ到着の平均確率(average probability)は、セクタへのページ到着の確率の先のサンプル(prior samples)を考慮に入れることによって、決定されることができる。例えば、制御チャネル（ＣＣ）周期ｓの間の、与えられたセクタにおける実際のページ到着の数をｒｓと示し、ＣＣ周期ｓの間の、到着するページの合計数をＫｓと示すと、ｐｓ＋１によって示される、ＣＣ周期ｓ＋１の間の到着の平均確率は、以下のように決定されることができる。
Figure 2012257277
あるいは、ｐｓ＋１は、自己回帰移動平均(auto-regressive moving average)（ＡＲＭＡ）技法を使用して決定され得る。例えば、ｐｓ＋１を決定するために使用されるＡＲＭＡ技術は、
Figure 2012257277
として提示され得る。
式中、αは０≦α≦１として定義されるスカラ値である。当業者は、他の（例えば、高次の）式を使用することができ、本発明の実施形態は上記に示された式に限定されないことを理解されるであろう。
したがって、ＣＣ周期ｓに続くアクセスチャネル上のロードは、
Figure 2012257277
として決定されることができ、
式中、
Figure 2012257277
であり、ｑｓ＋１＝１−ｐｓ＋１である。
この手法を使用して、ＲＡＮはフィードバック情報（例えば、ｒｓ）をＣＣ周期ごとに与えられたセクタ内のアクセス端末に提供することができ、この場合、ｒｓは先のＣＣ周期の間にそのセクタ内のアクセス端末から受信されたページ応答の数である。
ページ応答に加えて、アクセスチャネルは、例えば、アクセス端末から発生した呼(access terminal originated calls)に起因するローディングを経験する場合もある。呼（またはローディング動作）が１秒当たりλ個の呼のレートで与えられたセクタ内のアクセス端末によって行われ、アクセス周期の期間が秒単位でＴａｃｃであると仮定し、さらに、時を違えず与えられた瞬間にセクタ内で登録されたＷ個のアクセス端末が存在すると仮定すると、アクセス端末から発生した呼に起因する、アクセスチャネル上のロード
Figure 2012257277
は、
Figure 2012257277
として決定され得る。
例えば、１．４５呼／時間の公称呼レートと共に前述の式を使用すると、セクタごとに１，０００個の登録されたアクセス端末および２６．６７ミリ秒のアクセス周期期間は以下を生み出す。
Figure 2012257277
当業者は、セクタ内の他の動作はアクセスチャネルローディングに寄与する可能性があり、λ値内に含まれ得る点を理解されよう。例えば、ゲームアプリケーション、ストリーミングメディア、データサービス、登録、経路更新メッセージの伝送などは、λ値を増大し得る。したがって、λ値はアクセスチャネルを使用するセクタ内のすべての動作を考慮に入れる目的で調整できる。
前述の議論は、アクセスチャネル上の目標およびアクセスチャネル上で発生するローディングを考察する。したがって、アクセスチャネル上の累積ロードは、
Figure 2012257277
として提示されるこれら両方の組合せとして決定され得る。
アクセスチャネル上の（第１の試みを含まない）再伝送の平均数がＲＴである場合、アクセスチャネル上の合計ロードは、
Figure 2012257277
として決定され得る。
したがって、Ｎ値（すなわち、アクセスチャネル上のロード）は、それぞれの伝送に先立って推定できる。この値は、成功裏のプローブ伝送確率を高めて、システム遅延を削減するために使用され得るプローブバックオフ間隔(probe backoff interval)を確立するために使用できる。
グループ呼出内の目標はページングゾーンの全域で均等に分散されないが、高い確率でセクタ内の同じ場所に位置する可能性が高いことが場合によってはあり得る。そのような場合、Ｋページが分散されるセクタの数は、ずっと小さくなる（例えば、Ｍ＝１０）と仮定することができる。この場合、発明者は、Ｅａｖｇ＝１．２であることを発見した。したがって、グループ呼出に関してそれぞれのセクタ内で推定されるロードはＮ＝２．２となる。例えば、ＮはＮ＝１＋Ｅａｖｇとして計算でき、したがって、当業者によって理解されるように、追加のオフセットが計算されたチャネルロードに加えられるか、または計算されたチャネルロードを直接的に使用することができる。このＮ値を使用すると、それぞれのセクタ内の目標アクセス端末でＤに関する適切な値を決定されることができる。例えば、Ｎ値は（例えば、ＣＥＩＬまたは類似の機能を使用して）最も近い整数に切上げられてよいことを当業者は理解されよう。この整数値は、ランダムバックオフ間隔を確立する目的でＤ＝Ｎの場合に直接的に使用できる。
グループ呼出(group calls)は、直接呼出(direct calls)と比較して、ページングゾーン内の少数のセクタ内に集中した目標アクセス端末を有する特性を示すと仮定すると、それぞれの目標アクセス端末は、その目標アクセス端末がＣＣカプセル内に「見る」ページが直接呼出に属するかまたはグループ呼出に属するかを区別するための能力を有し得る。これは、アクセスチャネル上のロードを推定するために使用できる。グループ呼出と直接呼出と区別する技法は、次の副項(subsection)で説明される。
（グループ呼出を直接呼出から区別するための技法(Technique to Distinguish a Group Call from Direct Calls)）
グループ呼出の顕著な特性は、グループ呼出は通常、多数のページをページングゾーン内のそれぞれのセクタ内の制御チャネル上のパケット内で素早く連続的に送信させることである。一方、直接呼出は、忙しい時間の間ですら、制御チャネル（ＣＣ）パケット内で６以上のページを送信させることがほとんどない。したがって、アクセス端末がＣＣパケット内の多数のページ（例えば、６以上）に気づくと、アクセス端末は、１つのグループ呼出（または複数のグループ呼出）が直接呼出と一緒に行われているという結論を非常に高い正確さで下すことができる。これを理解するために、以下の仮定を使用する以下の例を考慮されたい。
・キャリアごとにセクタ内で登録されたユーザの平均数＝３３３
・実験によって得られるデータによる忙しい時間の間のユーザごとの直接呼出の平均数はおよそ１．４５である
・ページングゾーンのサイズ＝５０セクタ。位置ベースのページングを使用する場合、この値はさらに小さくなり得る。
・ネットワーク内のページングゾーンの合計数＝Ｍ
・与えられたページングゾーン内のアクセス端末によって行われる呼の目標がＭ個のページングゾーンのうちのいずれかの中に存在する可能性は等しく高い。
前述の仮定を使用すると、ページングゾーンの中に到着する呼の平均数はページングゾーン内から発生する呼の平均数に等しいことが明らかにされ得る。したがって、ページングゾーン内から発生する呼の平均数（ＡｖｇＣａｌｌｓＰＺ）は、
ＡｖｇＣａｌｌｓＰＺ＝（３３３＊１．２９＊５０）／３６００＝６．７呼／秒
として決定され得る。
したがって、１秒当たりのセクタゾーンごとのページの平均数（例えば、ＳＯ８０２６ページ）でもある、ページングゾーンの中に到着する呼の平均数は、６．７ページ／秒に等しい。（音声呼出に典型的な）ポアソン呼到着モデル(Poisson call arrival model)を仮定し、（例えば、最後の２１３ミリ秒内に到着した呼に対応する物理層パケット上で）Ｐ（Ｋ）だけＫページが送信される確率を示す、制御チャネルカプセル内で送信されているＫページのＣＤＦが図５Ｂに例示される。
したがって、連続ページが５以上である確率は非常に低い（＜１％）。結果として、制御チャネルの物理層パケット内に６以上のページが見られる場合はいつでも、グループ呼出は直接呼出と共に起こるという結論を高い統計的確率で下すことができる。呼が直接呼出に属するか、またはグループ呼出の一部であるかに関するこの決定に基づいて、アクセスチャネル上の瞬時ロードを決定するために適切なモデルを使用することができる。
加えて、ＣＣカプセル内のＫページの一部(some of the K pages)が直接呼出に属するであろうと同時に、他のページ(others)がグループ呼出に属するであろうことがあり得る。しかし、グループ呼出に関する呼の到着率は、直接呼出と比べて比較的低いため、この事象の確率は比較的低くなると予想され、チャネルローディングを推定する目的で無視されてよい。
前述の開示に照らして、当業者は、本発明の実施形態は先に論じた一連の動作、演算および／または機能を実行する方法を含むことを認識されよう。例えば、図６に例示されるように、少なくとも１つの実施形態は、あらかじめ定められた間隔で制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定すること（６１０）を備える方法を含む。ロード関連メッセージの数は、制御チャネル（ＣＣ）パケットの数として決定され、あらかじめ定められた間隔はページ間隔ごと(every page interval)である。
さらに、ロード関連メッセージの数は、ページの数（Ｋ）であってよく、チャネルロードｃａを推定することは、ページゾーン内のセクタの数（Ｍ）を決定することと、上記に議論されたように、指定されたセクタ内の目標の確率（ｊ）を決定することとをさらに含む。
図６を参照すると、この方法は推定されたチャネルロードに基づいてバックオフ間隔を決定すること（６２０）をさらに含み得る。ランダムバックオフ時間を決定すること（６３０）ができ、この場合、バックオフ間隔はそこからランダムバックオフ時間が選択される範囲を定める(defines)。加えて、ランダムバックオフ時間の間、初期のアクセスプローブの伝送を遅延させること（６４０）ができる。したがって、上記で議論されたようにアクセスプローブの衝突に起因するシステムレイテンシを削減するためにチャネルロード推定を使用することができる。例えば、バックオフ間隔は、［０，Ｎ−１］アクセス周期として決定されることができ、この場合、Ｎは推定されたチャネルロードであり、アクセス周期は、アクセスプローブを送信するために使用されるチャネルの間隔である。
前述の説明で議論されたように、本発明の実施形態は、すべてのアプリケーションの利益になる可能性があるが、特に遅延に敏感なアプリケーションにとって重要な、システムレイテンシを改善することができる。グループ通信システムは、ここで開示される発明の実施形態によってもたらされる削減された接続時間をうまく利用することが可能な、遅延に敏感なシステムの例である。グループ通信システムは、プッシュツートーク（ＰＴＴ）システム、ネットブロードキャストサービス（ＮＢＳ）、ディスパッチシステム、または一対多方向型(point-to-multi-point)通信システムとして知られている場合もある。通常、アクセス端末ユーザのグループは、それぞれのグループメンバーに割り当てられたアクセス端末を使用して互いに通信することができる。「グループメンバー」という用語は、互いに通信することが許可されたアクセス端末ユーザのグループを示す。グループ通信システム／ＰＴＴシステムは、複数のメンバーの間にあると考えることができるが、このシステムはこの構成に限定されず、一対一ベースで個々のデバイス同士の間の通信に適用できる。
グループは、既存のインフラストラクチャに対してかなりの変更を要求せずに、既存の通信システム上で動作することができる。したがって、コントローラおよびユーザは、符号分割多元接続（ＣＤＭＡ）システム、時分割多元接続（ＴＤＭＡ）システム、汎欧州デジタル移動電話方式（ＧＳＭ）システム、衛生通信システム、陸線システムおよび無線システムの組合せなど、インターネットプロトコル（ＩＰ）を使用してパケット情報を送受信することが可能な任意のシステムにおいて動作できる。
グループメンバーは、ＡＴ１０２、１０８、および１１２など、割り当てられたアクセス端末（ＡＴ）を使用して互いに通信することができる。ＡＴは、有線デバイスであってよく、または、地上波無線電話、プッシュツートーク容量を有する有線電話、プッシュツートーク機能性を備えた衛星電話、 無線ビデオカメラ、スチールカメラ、音楽録音機もしくは再生機などの音声デバイス、ラップトップコンピュータもしくはデスクトップコンピュータ、ページングデバイス、またはそれらの任意の組合せなどの無線デバイスであってもよい。さらに、それぞれのＡＴは、セキュアモード、または非セキュア（クリア）モードのいずれかで情報を送受信することができ得る。アクセス端末の参照は、示された例または列挙された例に限定されるようには意図されてはおらず、インターネットプロトコル（ＩＰ）に従ってパケット情報を送受信するための能力を有する他のデバイスを包含し得る、ということが理解されるべきである。
グループメンバーが、グループ内の他のメンバーに情報を送信することを望む場合、そのメンバーは、分散ネットワーク上の伝送用にフォーマットされた要求を生成する、ＡＴ上のプッシュツートークボタンまたはキーを押すことによって伝送特権を要求することができる。例えば、この要求は、無線でＡＴから１つまたは複数のＭＰＴ（すなわち基地局）に対して送信できる。データパケットを処理するための、よく知られている相互動作機能（ＩＷＦ）、パケットデータサービングノード（ＰＤＳＮ）、またはパケット制御機能（ＰＣＦ）を含み得るＭＰＣ／ＭＳＣは、ＭＰＴ／ＢＳと分散ネットワークＲＡＮ１２０の間に存在し得る。しかし、この要求は、公衆電話網（ＰＳＴＮ）を介してキャリアネットワーク１２６に送信されることもできる。キャリアネットワーク１２６は、その要求を受信して、それを分散ネットワーク１２０に提供することができる。
図７を参照すると、１つまたは複数のグループ通信サーバ７３２は、分散ネットワーク１２０に対するその接続を介してグループ通信システムのトラヒックを監視することができる。グループ通信サーバ７３２は、様々な有線インターフェースおよび無線インターフェースを介してネットワーク１２０に接続できるため、グループ参加者に対する地理的近接性は必要ではない。通常、グループ通信サーバ７３２は、ＰＴＴシステム内のグループメンバー（ＡＴ７７０、７７２、７７４、７７６）のアクセス端末／無線デバイス同士の間の通信を制御する。示される無線ネットワークは例に過ぎず、それにより遠隔モジュールが互いの間で、ならびに／または無線ネットワークキャリアおよび／もしくはサーバを含むが、これらに限定されない無線ネットワークの構成要素同士の間で無線で通信する任意のシステムを含み得る。一連のグループ通信サーバ７３２は、グループ通信サーバＬＡＮ７５０に接続できる。
（１つまたは複数の）グループ通信サーバ７３２は、ここでは、キャリアネットワーク１２６上に存在するとして示される、ＰＳＤＮ７５２など、無線サービスプロバイダのパケットデータサービスノード（ＰＤＳＮ）に接続できる。それぞれのＰＳＤＮ７５２は、パケット制御機能（ＰＣＦ）７６２を介して基地局７６０の基地局コントローラ７６４とインターフェースをとることができる。ＰＣＦ７６２は基地局７６０内に配置され得る。キャリアネットワーク１２６は、（通常、データパケットの形で）ＭＳＣ７５８に送られたメッセージを制御する。ＭＳＣ７５８は、１つまたは複数の基地局７６０に接続できる。キャリアネットワークと類似の様式で、ＭＳＣ７５８は、通常、データ転送のためのネットワークおよび／またはインターネットと音声情報のためのＰＳＴＮの両方によってＢＴＳ７６６に接続される。当技術分野でよく知られているように、ＢＴＳ７６６は、最終的に、セルラー電話７７０、７７２、７７４、７７６などの無線ＡＴと無線でメッセージをブロードキャストおよび受信する。したがって、グループ通信システムの詳細はさらに議論されない。
前述の説明で議論されたように、グループメンバー（例えば、ＡＴ７７０、７７２、７７４、７７６）は、アクセスプローブの成功裏の第１の伝送確率を高め、それにより、ＰＴＴレイテンシを削減して、システムパフォーマンスを改善するために本発明の実施形態を利用することができる。したがって、本発明の実施形態は、図６の方法を実行するように構成されたロジックを備えるアクセス端末を含み得る。さらに、本発明は特定された実施形態に限定されない。したがって、アクセス端末内のロジックは、ここで議論された機能、アルゴリズム、式、シーケンスおよび／または動作のうちのいずれかを実行するように構成できる。
加えて、サーバ（例えば、グループ通信サーバ、ＲＡＮ、通信ネットワークに動作可能に結合されたネットワークデバイス、またはそれらの組合せ）は、アクセスプローブの成功裏の第１の伝送確率を高めるためにアクセス端末と協働的に動作できる。ここで使用される場合、サーバという用語は、任意のデバイスおよび／または無線ネットワークの一部であるか、またはここで説明される機能を実行することが可能な無線ネットワークに動作可能に結合されたデバイスの組合せとして広く解釈されることが意図される。したがって、本発明の一実施形態では、サーバは、アナウンスメッセージ、アクセス端末に対する初期メッセージまたは初期ページの一部として、グループ呼出における参加者の数（例えば、チャネルロード推定（ポテンシャル(potential)N)）を送信することができる。加えて、メッセージは、グループ呼出の一部として指定されたセクタ／セル内のアクセス端末の数を列挙するように構成できる。例えば、マルチキャストオプションを使用してＱチャットグループ呼出（または類似のグループ通信）が行われた場合、この構成は有用であり得る。一般に、この情報は、すべてのグループ呼出に関して利用できる。さらに、上記で議論されたように、サーバは、制御チャネル（ＣＣ）周期ｓの間の、与えられたセクタにおけるページ到着の数（例えば、ｒｓ）を提供することができる。
通常、マルチキャストグループ呼出において、目標がページングゾーン内の多くのセクタの全域に広がる場合、順方向リンク上には無線リソース節約(radio resource savings)が存在しないため、マルチキャスト呼出は有利ではない。したがって、マルチキャスト呼出は、通常、呼の目標が少数のセクタ内の同じ場所に位置するときはいつでも起動されることが予想できる。実際に、マルチキャスト呼出は、ユーザが同じ場所に位置する可能性が極めて高い、公衆安全区域または建築現場区域などの事前定義されたグループに限定することもできる。
ネットワーク内の少なくとも１つのセクタがＲ個の隣接するセクタ内の少なくともＦ個の目標を有することが予想されるときはいつでもマルチキャストグループ呼出が起動されると仮定すると、マルチキャスト呼出の結果として、セクタ内のアクセスチャネル上のロードは、前述の項で議論されたロード決定アルゴリズムに関する公式においてＫ＝ＦおよびＭ＝Ｒと仮定することによって決定され得る。Ｋは大きく、Ｍは小さい可能性があるため、アクセスチャネル上のロードを予測する際のアルゴリズムの正確さはかなり改善する。
例えば、マルチキャストグループ呼出において、同じアナウンスメッセージはグループ通信サーバによってマルチキャスト呼出の目標に送られるため、セクタ内の目標は同じアナウンスメッセージを受信する。その場合、そのセクタ内にあるマルチキャスト呼出の目標は、同時にアクセスチャネル伝送手順を開始することになる。結果として、第１のアクセスの試み時の衝突確率は非常に高い。
グループ通信サーバがアナウンスメッセージの一部としてグループ呼出内の目標の合計数を含む場合、マルチキャスト呼出の目標は、このマルチキャスト呼出の結果として、アセスチャネル上の最大ロードを推論することができる。加えて、ＲＡＮが隣接するセクタの与えられたグループ内のマルチキャスト呼出の目標の相対的な位置を知っている場合、ＲＡＮは、隣接するセクタのそのグループ内に存在する目標に関してさらにアナウンスメッセージ内の目標の数を修正することができる。結果として、マルチキャスト呼出に関するアクセスチャネル上のピークロードはさらに洗練される。マルチキャスト呼出の結果として、アクセスチャネル上の平均ロードおよびピークロードの知識は、マルチキャスト呼出の目標がアクセスチャネル上の瞬時ロードをよりよく特徴づけることを可能にすることになる。例えば、ピークロードに関する上限境界として、最大グループメンバーを使用することができる。
さらに、サーバ（例えば、ＲＡＮ）は、アクセス端末に対するそのページングゾーン内のセクタの合計数を特定することができる。アクセス端末は、アクセス端末がページング周期ごとに制御チャネル上で見る（直接呼出ならびにグループ呼出の両方を含む呼の数に比例すると見なされ得る）ページの数に基づいてＮの推定を決定するためにこの情報を使用することができる。サーバがページングゾーンよりもより密な粒度でアクセス端末の地理的位置を追跡して、そのアクセス端末が存在する可能性が最も高い少数のセクタにページを送信するように構成される場合、それぞれのアクセス端末はそのセクタ範囲内にあるまたは隣り合うセクタ内にある制御チャネル上のページを聴取することができる。例えば、ＲＡＮは、アクセス端末により頻繁にその位置を送信させること（例えば、ＲｏｕｔｅＵｐｄａｔｅメッセージ）によって、より密な粒度（例えば、７個〜１０個のセクタ）でアクセス端末を追跡することができる。この位置情報は、ＲＡＮがアクセス端末にページングするためにまたは任意のモバイル中断された呼出セットアップトラヒックをセクタの小さなグループだけに送信するために使用できる。これは、結果として、前述の式において使用されたようなＭ（セクタ）の削減をもたらすことになる。これは、バックオフ間隔を正確に確立するためのアクセス端末の能力を拡張することが可能な、チャネルロード（Ｎ）を推定するための能力をさらに拡張することができる。
したがって、本発明の実施形態は、チャネルロード推定を送信するように構成されたロジックを含むサーバおよび、チャネルロード推定を受信するように構成されたロジックと、チャネルロード推定に基づいてバックオフ間隔を決定するように構成されたロジックと、ランダムバックオフ時間を決定するように構成されたロジックであって、バックオフ間隔がそこからランダムバックオフ時間が選択される範囲を定義するロジックと、ランダムバックオフ時間の間、初期のアクセスプローブの伝送を遅延させるように構成されたロジックと、を含むアクセス端末を備える通信システムを含むことができる。上記で議論されたように、チャネルロード推定は、グループ呼出における参加者の数であり、初期通信において（例えば、初期ページおよび／またはアナウンスメッセージにおいて）サーバからアクセス端末に送信できる。
加えて、本発明の実施形態は、先に論じた一連の動作、演算、および／または機能を実行する方法を含む。例えば、図８に例示されるように、少なくとも１つの実施形態は、チャネルロード関連情報をアクセス端末に送信すること（８１０）を備える方法を含むことができる。上記に議論されたように、チャネルロード関連情報は、与えられたセクタにおけるページ到着の数、グループにおけるメンバーの数、マルチキャストグループ呼出におけるメンバーの数、目標の数、当該目標を含む隣接するセクタの数、のうちの少なくとも１つであり得る。この情報は、グループ通信開始メッセージ（例えば、アナウンスメッセージ）の一部として送信されることができる（８２０）。さらに、グループ通信は、目標の数を目標の合計数から限定された数の隣接するセクタ内の目標の数に変更するためにさらに修正されることができる（８３０）。なおさらに、当業者は、アクセス端末でのチャネルロードを決定する目的で、（例えば、前述の説明において議論されたような）アルゴリズムにおいて使用されるページの数（Ｋ）およびセクタの数（Ｍ）を、目標の数（Ｆ）および隣接するセクタの数（Ｒ）に置き換えるために、８３０あるいは８１０からの情報が使用されることができること、を理解するであろう。
当業者は、情報および信号が、様々な異なる技術および技法を使用して表わされることができること、を理解するであろう。例えば、上記の説明の全体にわたって参照され得るデータ、命令、コマンド、情報、信号、ビット、記号、およびチップは、電圧、電流、電磁波、電磁場または磁性粒子、光場もしくは光粒子、またはそれらの任意の組合せによって表すことができる。
さらに、当業者は、ここで開示された実施形態に関して説明された様々な例示的な論理ブロック、モジュール、回路およびアルゴリズムステップは、電子ハードウェア、コンピュータソフトウェア、またはそれら両方の組合せとして実施されることができること、理解するであろう。ハードウェアおよびソフトウェアのこの交換可能性を明瞭に例示するために、様々な例示的な構成要素、ブロック、モジュール、回路およびステップは上で、それらの機能性の点から一般に説明されている。かかる機能性がハードウェアとして実施されるかまたはソフトウェアとして実施されるかは、特定のアプリケーションおよびシステム全体に課せられた設計制約に依存する。当業者は、説明された機能性をそれぞれの特定のアプリケーションに関する様々な様式で実施することができるが、かかる実施決定は本発明の範囲からの逸脱を引き起こすものと解釈されるべきではない。
ここで開示された実施形態に関して説明された様々な例示的な論理ブロック、モジュールおよび回路は、汎用プロセッサ、デジタル信号プロセッサ（ＤＳＰ）、特定用途向け集積回路（ＡＳＩＣ）、フィールドプログラマブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）もしくは他のプログラマブルロジックデバイス、ディスクリートゲートもしくはトランジスタロジック、ディスクリートハードウェアコンポーネント、またはここで説明された機能を実行するように設計されたそれらの任意の組合せを用いて実施または実行できる。汎用プロセッサはマイクロプロセッサであってよいが、代替では、プロセッサは従来のプロセッサ、コントローラ、マイクロコントローラ、または状態機械であってよい。プロセッサはまた、コンピューティングデバイスの組合せ、例えば、ＤＳＰとマイクロプロセッサの組合せ、複数のマイクロプロセッサ、ＤＳＰコアと共に１つもしくは複数のマイクロプロセッサ、または任意の他のかかる構成としても実施できる。
ここで開示された実施形態に関して説明された方法、シーケンスおよび／またはアルゴリズムは、ハードウェアの形で直接的に、プロセッサによって実行されるソフトウェアモジュールの形で、またはそれら２つの組合せの形で実施できる。ソフトウェアモジュールは、ＲＡＭメモリ、フラッシュメモリ、ＲＯＭメモリ、ＥＰＲＯＭメモリ、ＥＥＰＲＯＭメモリ、レジスタ、ハードディスク、着脱可能ディスク、ＣＤ−ＲＯＭ、または当技術分野で知られている任意の他の形の記憶媒体の中に存在し得る。例示的な記憶媒体は、プロセッサがその記憶媒体から情報を読み取り、その記憶媒体に情報を書き込むことができるようにプロセッサに結合される。代替では、記憶媒体はプロセッサと一体であり得る。プロセッサおよび記憶媒体はＡＳＩＣ内に存在し得る。ＡＳＩＣはユーザ端末（例えば、アクセス端末）内に存在し得る。代替では、プロセッサおよび記憶媒体はユーザ端末内のディスクリート構成要素として存在し得る。
したがって、本発明の実施形態は、ここで開示された方法、アルゴリズム、ステップおよび／または機能に従って方法を具現化するコンピュータ可読媒体を含むことができる。例えば、本発明の実施形態は、無線通信システムにおいて方法を具現化するコンピュータ可読媒体を含むことができ、この方法は、あらかじめ定められた間隔で制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定すること、を備える。ここに説明されたさらなる態様もまた、コンピュータ可読媒体の中に含まれることもでき、推定されたチャネルロードに基づいてバックオフ間隔を決定すること；ランダムバックオフ時間を決定すること、なお、バックオフ間隔は、ランダムバックオフ時間が選択される範囲を定める；ランダムバックオフ時間の間、初期のアクセスプローブの伝送を遅延させること；のような方法を、具現化する。したがって、ここで開示された方法、アルゴリズム、ステップおよび／または機能に従って、方法を具現化するコンピュータ可読媒体の実施形態はこれらの例に限定されない。
前述の開示は本発明の例示的な実施形態を開示するものの、添付の特許請求の範囲によって定められた本発明の範囲から逸脱せずにここに様々な変更および修正を行うことができる点に留意されたい。ここで説明された本発明の実施形態による方法クレームの機能、ステップおよび／または動作は、任意の特定の順序で実行されなくてよい。さらに、本発明のエレメントは単数で説明または特許請求される場合があるが、単数への限定が明示的に指定されない限り、複数が企図される。
前述の開示は本発明の例示的な実施形態を開示するものの、添付の特許請求の範囲によって定められた本発明の範囲から逸脱せずにここに様々な変更および修正を行うことができる点に留意されたい。ここで説明された本発明の実施形態による方法クレームの機能、ステップおよび／または動作は、任意の特定の順序で実行されなくてよい。さらに、本発明のエレメントは単数で説明または特許請求される場合があるが、単数への限定が明示的に指定されない限り、複数が企図される。
以下に、本願出願の当初の特許請求の範囲に記載された発明を付記する。
［付記］
［１］ あらかじめ定められた間隔で制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定すること、
を備える方法。
［２］ 前記ロード関連メッセージの数は、同期制御チャネル（ＳＣＣ）パケットの数として決定され、そして、前記あらかじめ定められた間隔は、ページ間隔ごとである、［１］記載の方法。
［３］ セクタにおける目標の確率（ｊ）を決定すること、
をさらに備え、
前記チャネルロードは、ページの数（Ｋ）およびページングゾーンにおけるセクタの数（Ｍ）に基づいて推定される、［１］記載の方法。
［４］ 前記セクタにおける目標の前記確率は、
Figure 2012257277
 として決定される、［３］記載の方法。
［５］ 指定されたセクタにおける目標の予想される数を決定すること、
をさらに備える［３］記載の方法。
［６］ 目標の前記予想される数は、
Figure 2012257277
 として決定される、
但し、ｑ＝１−１／Ｍである、［５］記載の方法。
［７］ 前記チャネルロード推定は、前記指定されたセクタにおける目標の前記予想される数に基づく、［５］記載の方法。
［８］ 前記確率は、
Figure 2012257277
 として決定され、ｑ ｓ＋１ ＝１−ｐ ｓ＋１ である、但し、ｐ ｓ＋１ は、ＣＣ周期ｓ＋１の間の到着の平均確率である、［３］記載の方法。
［９］ ｒ ｓ は、制御チャネル（ＣＣ）周期ｓの間の、与えられたセクタにおけるページ到着の数であり、Ｋ ｓ は、ＣＣ周期ｓの間に到着するページの合計数であり、ｐ ｓ＋１ は
Figure 2012257277
 として提示される、［８］記載の方法。
［１０］ ｒ ｓ は、無線アクセスネットワークによって前記セクタ内のアクセス端末に提供される、［９］記載の方法。
［１１］ ｐ ｓ＋１ の前記値は、自己回帰移動平均（ＡＲＭＡ）技法を使用して決定される、［８］記載の方法。
［１２］ 前記ＡＲＭＡ技法は、
Figure 2012257277
 として与えられる、
但し、αは、０≦α≦１として定義されるスカラ値である、［１１］記載の方法。
［１３］ 目標の前記予想される数は、
Figure 2012257277
 として決定される、［８］記載の方法。
［１４］ 前記チャネルロードを推定することは、
前記セクタにおけるアクセス端末から発生した呼に起因する、前記アクセスチャネル上のロードを決定すること、
をさらに備える、［３］記載の方法。
［１５］ アクセス端末から発生した呼に起因する前記ロードは、
Figure 2012257277
 として決定される、
但し、λは、１秒当たりの呼のレートであり、Ｔ ａｃｃ は、秒単位のアクセス周期の期間であり、Ｗは、前記セクタ内に登録されたアクセス端末の数である、［１４］記載の方法。
［１６］ 前記推定されたアクセスチャネルロードは、受信されたページ
Figure 2012257277
 に起因する前記ロードと、アクセス端末から発生した呼
Figure 2012257277
 に起因する前記ロードと、の合計に基づいている、［１４］記載の方法。
［１７］ 前記推定されたアクセスチャネルロードは、前記アクセスチャネル上の再伝送の平均数がＲＴであることの補償を含み、その場合、前記アクセスチャネル上の合計ロードは
Figure 2012257277
 として決定されることができる、［１４］記載の方法。
［１８］ 前記チャネルロード（Ｎ）推定は、
Figure 2012257277
 として決定される、［３］記載の方法。
［１９］ 前記推定されたチャネルロードに基づいてバックオフ間隔を決定することと；
ランダムバックオフ時間を決定することと、なお、前記バックオフ間隔は、前記ランダムバックオフ時間が選択される範囲を定める；
前記ランダムバックオフ時間の間、初期のアクセスプローブの前記伝送を遅延させることと；
をさらに備える［１］記載の方法。
［２０］ 前記バックオフ間隔は、
［０，Ｎ−１］アクセス周期として決定される、
但し、Ｎは、前記推定されたチャネルロードであり、アクセス周期は、前記アクセスプローブを送信するために使用されるチャネルについての間隔である、
［１９］記載の方法。
［２１］ あらかじめ定められた間隔で制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定するように構成されたロジック、
を備える装置。
［２２］ 前記ロード関連メッセージの数は、同期制御チャネル（ＳＣＣ）パケットの数として決定され、そして、前記あらかじめ定められた期間はページ間隔ごとである、［２１］記載の装置。
［２３］ 前記チャネルロードは、ページの数（Ｋ）およびページグゾーンにおけるセクタの数（Ｍ）に基づいて推定され、
前記装置は、
セクタにおける目標の確率（ｊ）を決定するように構成されたロジック、
をさらに備える、［２１］記載の装置。
［２４］ 前記セクタにおける目標の前記確率は、
Figure 2012257277
 として決定される、［２３］記載の装置。
［２５］ 指定されたセクタにおける目標の予想される数を決定するように構成されたロジック をさらに備える［２３］記載の装置。
［２６］ 目標の前記予想される数は、
Figure 2012257277
 として決定される、
但し、ｑ＝１−１／Ｍである、［２５］記載の装置。
［２７］ 前記チャネルロード推定は、前記指定されたセクタにおける目標の前記予想される数に基づく、［２５］記載の装置。
［２８］ 前記確率は、
Figure 2012257277
 として決定され、ｑ ｓ＋１ ＝１−ｐ ｓ＋１ である、但し、ｐ ｓ＋１ は、ＣＣ周期ｓ＋１の間の到着の平均確率である、［２３］記載の装置。
［２９］ ｒ ｓ は、制御チャネル（ＣＣ）周期ｓの間の、与えられたセクタにおけるページ到着の数であり、Ｋ ｓ は、ＣＣ周期ｓの間に到着するページの合計数であり、ｐ ｓ＋１ は、
Figure 2012257277
 として与えられる、［２８］記載の装置。
［３０］ ｒ ｓ は、無線アクセスネットワークによって、前記セクタにおけるアクセス端末に提供される、［２９］記載の装置。
［３１］ 前記推定されたチャネルロードに基づいてバックオフ間隔を決定するように構成されたロジックと；
ランダムバックオフ時間を決定するように構成されたロジックと、なお、前記バックオフ間隔は、前記ランダムバックオフ時間が選択される範囲を定める；
前記ランダムバックオフ時間の間、初期のアクセスプローブの前記伝送を遅延させるように構成されたロジックと;
をさらに備える［２１］記載の装置。
［３２］ 前記バックオフ間隔は、
［０，Ｎ−１］アクセス周期として決定される、
但し、Ｎは、前記推定されたチャネルロードであり、アクセス周期は、前記アクセスプローブを送信するために使用されるチャネルについての間隔である、
［３１］記載の装置。
［３３］ チャネルロード関連情報をアクセス端末に送信すること、
を備え、
前記チャネルロード関連情報は、与えられたセクタにおけるページ到着の数、グループにおけるメンバーの数、マルチキャストグループ呼出におけるメンバーの数、目標の数、および前記目標を含む隣接するセクタの数、のうちの少なくとも１つである、
方法。
［３４］ 前記チャネルロード関連情報は、グループ通信を確立するためのメッセージにおいて送信され、前記メッセージは、前記グループ通信の目標の前記数を含む、［３３］記載の方法。
［３５］ 目標の前記数を、目標の合計数から、限定された数の隣接するセクタ内の目標の数に変更するために前記メッセージを修正すること、
をさらに備える［３４］記載の方法。
［３６］ チャネルロードを決定するために、アルゴリズムにおいて使用されるページの数（Ｋ）およびセクタの数（Ｍ）を、目標の数（Ｆ）および隣接するセクタの数（Ｒ）に置き換えること、
をさらに備える［３３］記載の方法。
［３７］ アクセス端末にチャネルロード関連情報を送信するための手段、
を備え、
前記チャネルロード関連情報は、与えられたセクタにおけるページ到着の数、グループにおけるメンバーの数、マルチキャストグループ呼出におけるメンバーの数、目標の数、および前記目標を含む隣接するセクタの数、のうちの少なくとも１つである、システム。
［３８］ 前記チャネルロード関連情報は、グループ通信を確立するためのメッセージにおいて送信され、そして、前記メッセージは、前記グループ通信の目標の前記数を含む、［３７］記載のシステム。
［３９］ 目標の前記数を、目標の合計数から、限定された数の隣接するセクタ内の目標の数に変更するために前記メッセージを修正するための手段、
をさらに備える［３８］記載のシステム。
［４０］ チャネルロードを決定するために、アルゴリズムにおいて使用されるページの数（Ｋ）およびセクタの数（Ｍ）を、目標の数（Ｆ）および前記限定された隣接するセクタの数（Ｒ）に置き換えるための手段、
をさらに備える［３７］記載のシステム。
［４１］ チャネルロード関連情報を送信するための前記手段は、サーバであり、置き換えるための前記手段は、前記サーバと通信中のアクセス端末である、［４０］記載のシステム。
［４２］ チャネルロードを決定するための方法を具現化しているコンピュータ可読媒体であって、前記方法は、
あらかじめ定められた間隔で、制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定すること、
を備える、コンピュータ可読媒体。
［４３］ 前記方法を具現化することは、
セクタにおける目標の確率（ｊ）を決定すること、
をさらに備えており、
前記チャネルロードは、ページングゾーンにおけるセクタの数（Ｍ）とページの数（Ｋ）とに基づいて推定される、［４２］記載のコンピュータ可読媒体。
［４４］ 前記方法を具現化することは、
前記推定されたチャネルロードに基づいてバックオフ間隔を決定することと；
ランダムバックオフ時間を決定することと、なお、前記バックオフ間隔は、前記ランダムバックオフ時間が選択される範囲を定める；
前記ランダムバックオフ時間の間、初期のアクセスプローブの前記伝送を遅延させることと；
をさらに備える、［４２］記載のコンピュータ可読媒体。

Claims (44)

  1. あらかじめ定められた間隔で制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定すること、
    を備える方法。
  2. 前記ロード関連メッセージの数は、同期制御チャネル（ＳＣＣ）パケットの数として決定され、そして、前記あらかじめ定められた間隔は、ページ間隔ごとである、請求項１に記載の方法。
  3. セクタにおける目標の確率（ｊ）を決定すること、
    をさらに備え、
    前記チャネルロードは、ページの数（Ｋ）およびページングゾーンにおけるセクタの数（Ｍ）に基づいて推定される、
    請求項１に記載の方法。
  4. 前記セクタにおける目標の前記確率は、
    Figure 2012257277
     として決定される、
    請求項３に記載の方法。
  5. 指定されたセクタにおける目標の予想される数を決定すること、
    をさらに備える請求項３に記載の方法。
  6. 目標の前記予想される数は、
    Figure 2012257277
     として決定される、
    但し、ｑ＝１−１／Ｍである、
    請求項５に記載の方法。
  7. 前記チャネルロード推定は、前記指定されたセクタにおける目標の前記予想される数に基づく、請求項５に記載の方法。
  8. 前記確率は、
    Figure 2012257277
     として決定され、ｑｓ＋１＝１−ｐｓ＋１である、但し、ｐｓ＋１は、ＣＣ周期ｓ＋１の間の到着の平均確率である、
    請求項３に記載の方法。
  9. ｒｓは、制御チャネル（ＣＣ）周期ｓの間の、与えられたセクタにおけるページ到着の数であり、Ｋｓは、ＣＣ周期ｓの間に到着するページの合計数であり、ｐｓ＋１は
    Figure 2012257277
     として提示される、請求項８に記載の方法。
  10. ｒｓは、無線アクセスネットワークによって前記セクタ内のアクセス端末に提供される、請求項９に記載の方法。
  11. ｐｓ＋１の前記値は、自己回帰移動平均（ＡＲＭＡ）技法を使用して決定される、請求項８に記載の方法。
  12. 前記ＡＲＭＡ技法は、
    Figure 2012257277
     として与えられる、
    但し、αは、０≦α≦１として定義されるスカラ値である、
    請求項１１に記載の方法。
  13. 目標の前記予想される数は、
    Figure 2012257277
     として決定される、請求項８に記載の方法。
  14. 前記チャネルロードを推定することは、
    前記セクタにおけるアクセス端末から発生した呼に起因する、前記アクセスチャネル上のロードを決定すること、
    をさらに備える、請求項３に記載の方法。
  15. アクセス端末から発生した呼に起因する前記ロードは、
    Figure 2012257277
     として決定される、
    但し、λは、１秒当たりの呼のレートであり、Ｔａｃｃは、秒単位のアクセス周期の期間であり、Ｗは、前記セクタ内に登録されたアクセス端末の数である、
    請求項１４に記載の方法。
  16. 前記推定されたアクセスチャネルロードは、受信されたページ
    Figure 2012257277
     に起因する前記ロードと、アクセス端末から発生した呼
    Figure 2012257277
     に起因する前記ロードと、の合計に基づいている、請求項１４に記載の方法。
  17. 前記推定されたアクセスチャネルロードは、前記アクセスチャネル上の再伝送の平均数がＲＴであることの補償を含み、その場合、前記アクセスチャネル上の合計ロードは
    Figure 2012257277
     として決定されることができる、請求項１４に記載の方法。
  18. 前記チャネルロード（Ｎ）推定は、
    Figure 2012257277
     として決定される、請求項３に記載の方法。
  19. 前記推定されたチャネルロードに基づいてバックオフ間隔を決定することと；
    ランダムバックオフ時間を決定することと、なお、前記バックオフ間隔は、前記ランダムバックオフ時間が選択される範囲を定める；
    前記ランダムバックオフ時間の間、初期のアクセスプローブの前記伝送を遅延させることと；
    をさらに備える請求項１に記載の方法。
  20. 前記バックオフ間隔は、
    ［０，Ｎ−１］アクセス周期として決定される、
    但し、Ｎは、前記推定されたチャネルロードであり、アクセス周期は、前記アクセスプローブを送信するために使用されるチャネルについての間隔である、
    請求項１９に記載の方法。
  21. あらかじめ定められた間隔で制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定するように構成されたロジック、
    を備える装置。
  22. 前記ロード関連メッセージの数は、同期制御チャネル（ＳＣＣ）パケットの数として決定され、そして、前記あらかじめ定められた期間はページ間隔ごとである、請求項２１に記載の装置。
  23. 前記チャネルロードは、ページの数（Ｋ）およびページグゾーンにおけるセクタの数（Ｍ）に基づいて推定され、
    前記装置は、
    セクタにおける目標の確率（ｊ）を決定するように構成されたロジック、
    をさらに備える、
    請求項２１に記載の装置。
  24. 前記セクタにおける目標の前記確率は、
    Figure 2012257277
     として決定される、請求項２３に記載の装置。
  25. 指定されたセクタにおける目標の予想される数を決定するように構成されたロジック をさらに備える請求項２３に記載の装置。
  26. 目標の前記予想される数は、
    Figure 2012257277
     として決定される、
    但し、ｑ＝１−１／Ｍである、
    請求項２５に記載の装置。
  27. 前記チャネルロード推定は、前記指定されたセクタにおける目標の前記予想される数に基づく、請求項２５に記載の装置。
  28. 前記確率は、
    Figure 2012257277
     として決定され、ｑｓ＋１＝１−ｐｓ＋１である、但し、ｐｓ＋１は、ＣＣ周期ｓ＋１の間の到着の平均確率である、請求項２３に記載の装置。
  29. ｒｓは、制御チャネル（ＣＣ）周期ｓの間の、与えられたセクタにおけるページ到着の数であり、Ｋｓは、ＣＣ周期ｓの間に到着するページの合計数であり、ｐｓ＋１は、
    Figure 2012257277
     として与えられる、請求項２８に記載の装置。
  30. ｒｓは、無線アクセスネットワークによって、前記セクタにおけるアクセス端末に提供される、請求項２９に記載の装置。
  31. 前記推定されたチャネルロードに基づいてバックオフ間隔を決定するように構成されたロジックと；
    ランダムバックオフ時間を決定するように構成されたロジックと、なお、前記バックオフ間隔は、前記ランダムバックオフ時間が選択される範囲を定める；
    前記ランダムバックオフ時間の間、初期のアクセスプローブの前記伝送を遅延させるように構成されたロジックと;
    をさらに備える請求項２１に記載の装置。
  32. 前記バックオフ間隔は、
    ［０，Ｎ−１］アクセス周期として決定される、
    但し、Ｎは、前記推定されたチャネルロードであり、アクセス周期は、前記アクセスプローブを送信するために使用されるチャネルについての間隔である、
    請求項３１に記載の装置。
  33. チャネルロード関連情報をアクセス端末に送信すること、
    を備え、
    前記チャネルロード関連情報は、与えられたセクタにおけるページ到着の数、グループにおけるメンバーの数、マルチキャストグループ呼出におけるメンバーの数、目標の数、および前記目標を含む隣接するセクタの数、のうちの少なくとも１つである、
    方法。
  34. 前記チャネルロード関連情報は、グループ通信を確立するためのメッセージにおいて送信され、前記メッセージは、前記グループ通信の目標の前記数を含む、請求項３３に記載の方法。
  35. 目標の前記数を、目標の合計数から、限定された数の隣接するセクタ内の目標の数に変更するために前記メッセージを修正すること、
    をさらに備える請求項３４に記載の方法。
  36. チャネルロードを決定するために、アルゴリズムにおいて使用されるページの数（Ｋ）およびセクタの数（Ｍ）を、目標の数（Ｆ）および隣接するセクタの数（Ｒ）に置き換えること、
    をさらに備える請求項３３に記載の方法。
  37. アクセス端末にチャネルロード関連情報を送信するための手段、
    を備え、
    前記チャネルロード関連情報は、与えられたセクタにおけるページ到着の数、グループにおけるメンバーの数、マルチキャストグループ呼出におけるメンバーの数、目標の数、および前記目標を含む隣接するセクタの数、のうちの少なくとも１つである、
    システム。
  38. 前記チャネルロード関連情報は、グループ通信を確立するためのメッセージにおいて送信され、そして、前記メッセージは、前記グループ通信の目標の前記数を含む、請求項３７に記載のシステム。
  39. 目標の前記数を、目標の合計数から、限定された数の隣接するセクタ内の目標の数に変更するために前記メッセージを修正するための手段、
    をさらに備える請求項３８に記載のシステム。
  40. チャネルロードを決定するために、アルゴリズムにおいて使用されるページの数（Ｋ）およびセクタの数（Ｍ）を、目標の数（Ｆ）および前記限定された隣接するセクタの数（Ｒ）に置き換えるための手段、
    をさらに備える請求項３７に記載のシステム。
  41. チャネルロード関連情報を送信するための前記手段は、サーバであり、置き換えるための前記手段は、前記サーバと通信中のアクセス端末である、請求項４０に記載のシステム。
  42. チャネルロードを決定するための方法を具現化しているコンピュータ可読媒体であって、前記方法は、
    あらかじめ定められた間隔で、制御チャネル上のロード関連メッセージの数に基づいてチャネルロードを推定すること、
    を備える、
    コンピュータ可読媒体。
  43. 前記方法を具現化することは、
    セクタにおける目標の確率（ｊ）を決定すること、
    をさらに備えており、
    前記チャネルロードは、ページングゾーンにおけるセクタの数（Ｍ）とページの数（Ｋ）とに基づいて推定される、
    請求項４２に記載のコンピュータ可読媒体。
  44. 前記方法を具現化することは、
    前記推定されたチャネルロードに基づいてバックオフ間隔を決定することと；
    ランダムバックオフ時間を決定することと、なお、前記バックオフ間隔は、前記ランダムバックオフ時間が選択される範囲を定める；
    前記ランダムバックオフ時間の間、初期のアクセスプローブの前記伝送を遅延させることと；
    をさらに備える、
    請求項４２に記載のコンピュータ可読媒体。
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