JP3008496B2 - 統合サービス衛星通信網における、予想に基づく予約によるリソース割当の方法 - Google Patents

統合サービス衛星通信網における、予想に基づく予約によるリソース割当の方法

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Description

【発明の詳細な説明】 本発明は、一般的に非同期時分割技術ATM（非同期転
送モード）を利用する衛星無線通信網のためのリソース
の管理に関わる。
“狭帯域”統合サービスデジタル網により提供される
サービスの導入の後、ネットワークの立案者は、更に性
能の良いネットワークを中期的に実現する必要性を予感
していた。この必要性は次の配慮に基づくものであっ
た：“狭帯域”デジタル網では、既存の或いは“未来
の”無線通信サービスの完全な結合を許可できない。既
存のデジタル網は、非常に高通信量のデータ通信、非常
に散発的な性格のトラフィック流量を発生させるサービ
ス、或いは、より長期的には、ビデオ通信に関する要求
を十分に満足させることができない。このため、デジタ
ル技術、高通信量、および様々な型の通信の運用の柔軟
さ、という３つの要求に応えるために、非同期時系列技
術ATMが推奨されてきた。
CCITTにより定義された、“広帯域”統合サービスデ
ジタル網（RNIS−LB）の開発のための国際戦略は、３つ
の基本原理の上に立つ： − “セル”、または“パケット”とも呼ばれる情報
転送の単位。これは、ネットワークの全ての構成機構、
即ち、端末、多重化器、および交換器により処理される
基本要素である。典型的には一つのATMセルは53オクテ
ットを含み、内48オクテットは情報送信に、５オクテッ
トは当該セルのネットワーク内での仕分けに当てられ
る、 − ネットワークの各種の機構による、セルの非同期
処理、および − 接続モード技術：あらゆる情報転送に先立ち通信
が確立されていなければならない。ネットワークのノー
ドを通してのセルの送信のために確保されるノードは、
ネットワークX.25に似た型の“仮想回路”モードであ
る。
回路モードでは“狭帯域”統合サービスデジタル網の
主要成分でもあるが、回路モードを用いた古典的なネッ
トワークは、リソース管理の問題の全体を、ネットワー
クの中に呼を受け入れることで解決する：ひとたび呼が
確立されると、決められた通信量のリソースがユーザー
に予約される。勿論、或る種の通信の非常に散発的な性
格に起因する送信機構の過少利用という明白な理由のた
めに、回路モードはRNIS−LB網にはふさわしくないであ
ろう。
ATM技術は、これと反対に、パケットモード通信、つ
まり待機ファイルの働きを基礎にしている。しかしなが
ら、古典的なパケットによるネットワークの飽和管理に
通常利用される技術の場合と異なり、通信量が約百メガ
ビット／秒にも達しうる広帯域網については、ネットワ
ークの過大寸法或いはネットワークのノード間のトラフ
ィックの少しずつの管理は考えられない。これらの管理
機構は送信時間をかなり損ねるので、無効であることが
証明される。一つの解決法は問題を逆からみることであ
る：もしネットワークの飽和を管理できないのなら（送
信時間の劣化）、ネットワークへの接続の要求があった
時にリソースを割り当てる機構によって飽和を回避する
べきである。しかし、この前提条件は、予約するリソー
スの、サービスに応じた評価を強いる：定通信量または
可変通信量の一つのサービス要求に対して予約するリソ
ースを決めることは容易であるが、散発性の高い複数の
サービスに対して予約するリソースを定義することは難
しい。
ユーザー・ソースが呼の確立の要求を発信する時、こ
の要求は宛て先のアドレスだけでなく要求に付随するト
ラフィックを発送するのに必要な容量も含んでいなけれ
ばならない。この要求は、ネットワークの中を、ノード
からノードへ、仕分けアルゴリズムで決められた道を運
ばれる。呼が受け入れられるのは、ユーザー・ソースと
宛て先の間に少なくとも１本の道があり、この道のノー
ド間の結線がユーザーが必要とする送信容量を満足させ
るだけの容量を有している場合である。ここで問題が提
起される：非常に散発的な流量のトラフィックを運ぶた
めには、どのような通信容量が必要とされるか？ ネットワークの容量の完全な双方向使用は、接続が相
互間で作用し合うのであらゆる応答を困難にする。
広帯域デジタル網の実現のために既存の電話網のイン
フラストラクチャを改良することは、中期的には予想で
きない。理由は特に財政的な配慮にあり、地上の広帯域
デジタル網の実施のために利用する機構は大規模だから
である。この制約を切り抜けるための、より柔軟でより
安価である適切な解決法は、広帯域衛星通信網を使用す
ることである。しかしながら、この場合は衛星チャンネ
ルへの接続について、同様の条件で、リソースの管理の
問題が残る。
１本の衛星チャンネルの複数局間での時分割は、主と
して次の二つの技術によって考えられてきた： − リソースを双方向使用することを目的とした任意
の技術。但し、電話サービスなどの会話サービスに規定
された限界を大幅に上回るセルについては、必然的に送
信の遅れの変動を伴う。および − 予約による接続の技術。
この後者の技術では、接続が同期化による時間間隔の
“創設”を暗黙裡にもたらす任意の接続技術の場合と違
って、フレームが周期的に通信に割り当てられる。TDMA
（時分割多元接続）の原理を採用し、TDMA予約プロトコ
ルにおいて使用されるフレームのフォーマットが図２に
示される。フレームTrは一つのデータサブフレームSTDr
と一つの信号サブフレームSTSrに分けられる。サブフレ
ームSTDrとSTSrは、それぞれ、データの送信と、リソー
ス割当要求／リソース割当応答のメッセージの送信に当
てられる。
ある種の実施例では、サブフレームSTSrの長さは線通
信量に応じて変えられる。リソース割当要求を出すある
地上局STiについて、TDMA予約プロトコルは、地上局STi
がユーザー局の散発的性格のサービスにより生成された
セルのバーストを完全に受信した後に信号サブフレーム
STSr内に割り当てられた間隔ITSiの中で予約メッセージ
を送信すること、からなる。地上局から来る全ての予約
メッセージを受信する中央局SCが、使用できる十分な送
信容量がある時は当該地上局STiに必要容量を割り当て
る。このTDMA予約プロトコルは、信号サブフレームSTSr
によって中央局SCに正確な割当要求に関する情報を与え
るのに有利だが、それは、地上局がバーストを完全に受
信した後でしか要求を発信しない、つまりバーストを長
さを考慮に入れた上で要求を発信するからである。しか
しながら、この、セルのバーストの全体を蓄積してから
割当要求を処理することからなる“蓄積交換”管理は、
非常に長いバーストを引き起こすサービスについては満
足のいくものではない。この種の管理はある種のサービ
ス（画像バンクの検索）については受容できないほどの
送信の遅れを引き起こすからである。
本発明は上記の不都合を是正することを目的とし、更
に特定すると、散発的接続のバーストについて、地上局
がこのバーストを完全に受信し終える前に信号サブフレ
ームの中でリソース割当要求を送信することによって、
リソース割当に必要な時間を短縮する方法を供給するこ
とを目的とする。その場合、その接続の各バーストにつ
いて、リソース割当要求は、地上局における当該バース
トの完全な受信に先立って地上局から中央局へ送信され
る。すると、接続のバーストのそれぞれの長さについて
はいかなる情報も割当要求の中で送信することができな
いので、本発明は接続の確立を許可するかまたは拒否す
るかを選択的に決めるアルゴリズムを用意する。その場
合、接続が許可されると、この接続のバーストに関係す
るリソース割当要求はトラフィックがどうであろうと次
々に満足される。
このために、非同期時系列衛星無線通信網における中
央局による地上局へのリソース割当方法で、地上局はそ
れぞれの散発的な接続の実行中にユーザー局から送信さ
れるデータセルのバーストを受信し、当該バーストは時
分割多元接続の周期的フレームのデータサブフレームの
中で送信され、散発的な接続は当該接続の実行中に送信
するべきバーストの平均長さ、散発性、および最大通信
量により定義され、一つのバーストを完全に受信し終え
た地上局はそのバーストの長さを含む終了メッセージを
周期的フレームの信号サブフレームの中で中央局へ向け
て送信して、データサブフレームの中で当該バーストに
割り当てられていたリソースを当該地上局による当該バ
ースト全体の送信が終わった時に解放してやるようにす
る方法は、 − ある地上局から信号サブフレームの中で散発的な
接続の要求が来ると、確立するべき、与えられた接続の
許可または拒否を決定すること。この決定はあるアルゴ
リズムに応じて行われるが、このアルゴリズムにおいて
はバーストの平均長さと散発性は所定の定数と見なさ
れ、また、このアルゴリズムは実行中の各接続と与えら
れた当該接続の最大通信レートと平均通信レートに依存
し、与えられた散発的な当該接続に関する最大通信レー
トと平均通信レートが当該接続要求の中に含まれている
こと、 − 散発的な接続の要求が許可されると、与えられた
接続の各バーストの、地上局での受信の開始および記憶
の開始に応答して、当該地上局から中央局へ向けて、信
号サブフレームの中でリソース割当要求を送信するこ
と、および − 地上局がバーストの記憶を続けながら当該バース
トの送信を開始できるように、データサブフレームの中
の時間間隔が空き次第、中央局が、データサブフレーム
の中の時間間隔の形で当該バーストに対するリソースを
予想により予約すること、を特徴とする。
本発明の特徴の一つによると、散発的な当該接続要求
について、アルゴリズムは、実行中の散発的な接続およ
び与えられた当該接続について、特に散発的接続の定数
と最大通信レートの関数として、等価の負荷係数を計算
すること、散発的接続の平均通信量の和を計算するこ
と、上記の和と上記の等価の負荷係数の積を計算するこ
と、および上記の積が散発的接続に使用できる総容量よ
り小さい時は当該接続要求を許可することからなる。
本発明は、また、ネットワーク内のユーザー局間に定
通信量の接続が確立されるようにもする。その場合、定
通信量の接続のためのアルゴリズムは、使用できる総容
量から定通信量を引いて、散発的接続に使用できる第二
の容量を確定すること、実行中の散発的接続について上
記の積を計算すること、および使用できる第二の容量よ
り上記の積が小さい時は定通信量の接続要求を許可する
ことからなる。
本発明の他の利点と特徴は、対応する付録の図を参照
しながら行われる本発明の好ましい実施例についての以
下の記述を読むと一層はっきりするだろう。図におい
て： − 図1Aおよび1Bは、それぞれ、広帯域衛星通信網お
よびこのネットワークの散発的通信の時系列表現を示
す； − 図２は、従来の技術による、AMRT（時分割多元接
続）モードを利用するTDMA予約プロトコルにおいて使用
されるフレームのフォーマットを示す； − 図３は、
TDMA予約プロトコルの状態のダイヤグラムである； − 図４は、本発明のリソース割当方法の状態のダイ
ヤグラムである； − 図5A,5B,および5Cは、信号の交換の時系列ダイヤ
グラムであり、TDMA予約プロトコルと本発明の方法の性
能を比較するためのものである； − 図６は、広帯域デジタル網におけるトラフィック
の分割の図である； − 図7,8,および９は、本発明の方法を利用するため
の、接続の許可／拒否のアルゴリズムを練り上げるため
のダイヤグラムである； − 図10および11は、本発明の方法のパラメータの等
価性を説明するためのダイヤグラムである； − 図12は、本発明の接続の許可／拒否のアルゴリズ
ムを示す；そして − 図13は、本発明のアルゴリズムの実施のための、
接続の許可／拒否の自動制御装置の簡略なブロックダイ
ヤグラムである。
以下の記述の第一の部分では、各地上局による各受信
バーストへのリソースの割当要求の送信に関して、既知
のTDMA予約プロトコルと比較しながら、本発明の方法の
利点が紹介される。この比較は、予想によらないリソー
ス予約方式を使用する既知の全ての型のプロトコルに拡
大できるだろう。
記述の第二の部分は、中央局で実施される、接続の要
求を許可するべきか許可するべきでないかを決めること
のできる、本発明のアルゴリズムに関するものである。
実際、本発明では、一つの接続中に送信されるバースト
のためのリソースの割当要求は当該バーストの特性とは
無関係なので、従って、全ての要求が満足されなければ
ならない。
続いての記述の中では、本発明を利用する特定の方式
が、衛星通信網の双ビーム・アーキテクチャに関して述
べられる。専門家であれば、本発明の範囲内で変更を採
り入れられることが当然、分かるであろう。例えば、本
発明は単ビーム・アーキテクチャにも、或いは衛星通信
網の任意の数のビームを含むアーキテクチャにも適用で
きる。
図1Aは双ビーム広帯域デジタル網のアーキテクチャを
図式的に表す。ネットワークは、第一のビームＡの第一
のユーザー局SU1...SUi...SUIの群と、第二のビームＢ
の第二のユーザー局の群（図には表されていない）の間
に、例えば大陸間通信の場合のような、衛星経由の通信
を確立する。“ユーザー局”という言葉は、ユーザーの
送受信機または端末を示すこともあれば、複数のユーザ
ー送受信機がつながれた局地網を示すこともある。ｉは
１からＩまでの整数であるとし、ユーザー局SUiは、ユ
ーザー・インターフェースIUiを介して、それぞれの地
上局STiに接続されている。
地上局は、その他に、衛星SAへ向けての再送信のため
に、様々なユーザー局から送信された情報を変調および
符号化する働きもする。中央管理局SCは、共通のリソー
ス、即ち少なくとも１本の搬送周波数衛星チャンネルの
瞬間的な管理、様々な地上局ST1からSTIの監督と制御、
および以下に見るような接続の確立と解除を行う。ビー
ムＢ（図には表されていない）において、一つの管理局
が“エコー”と言われる機能を実現する；この“エコ
ー”機能は、本質的に、相手側のビーム、ここではビー
ムＡへ向けて、この相手側のビームからAMRTフォーマッ
トのフレームの中で受信した信号サブフレームを再送信
することからなる。特にこの“エコー”機能は、地上局
から信号サブフレームの中で送信されてきた接続要求メ
ッセージとリソース割当要求メッセージを、接続の許可
の決定に責任をもつ中央局SCの方へ再送信することに寄
与する。既に指摘したように、広帯域デジタル技術で
は、古典的な方法による結線間の流量の管理が妨げられ
る。リソースへの接続の直前に、リソース割当の機構が
利用されなければならない。本発明のリソース割当の機
構を満足させるために、地上局STiが出す接続要求の集
合を管理することは中央局SCの役割である。
中央局SCから地上局STiに対して接続許可が出ると、
地上局STiとビームＢの他の任意の局の間で衛星SA経由
でこの接続のバーストが送信される。
図1Bに示すように、“広帯域”デジタル網の様々なユ
ーザー局に組入れられた様々な散発的サービスは、それ
ぞれの接続が行われている間に、長さＴが可変の（ａ
行）メッセージを発生し、この長さはビット数で表され
る。メッセージはネットワークの中を、上記で既に定義
したATMセル（ｂ行）の形で通過する。これらの様々な
デジタルサービスが散発的トラフィックの源になるが、
それらは、継起するメッセージ間の時間間隔ITが比較的
長いことが特徴であり、メッセージのビットは最大通信
レートDmaxで生成される。次の三つのパラメータが一つ
の源のトラフィックを定義する： − メッセージ生成の平均通信レートDmoy＝Tm/ITm。
ここでTmとITmは一つのメッセージの平均長さと二つの
メッセージ間の平均間隔を表す、 − 源のサービスの散発性SP＝Dmax/Dmoy、および − セル数で表されるバーストの平均長さ。
図1Bのｂ行に示すように、一つのデジタルサービス
（ａ行）により生成される様々なメッセージは、デジタ
ル網の中を、確立された規格に従うATMセルの形で送信
される。以下に使われる“バースト”という語は、散発
的性格のサービスのメッセージをDmaxより大きいネット
ワークの通信レートDRで送信されるセルに分割すること
から生じるATMフォーマットのセルの集合を表す。
簡明化のために、中央局SCによる地上局ST1...STi...
STIへのリソース割当方法（またはプロトコル）だけを
記述し、ATMプロトコルの基準モデルに定義された全て
の機能、例えばメッセージのバーストへの分割、ある群
の様々なユーザー局から送信され、この群の対応する地
上局により受信されるセルの配列、変調、等は考慮しな
いことにする。従って、記述に沿って定義される方法
（またはプロトコル）は、衛星経由の相互接続のより一
般的なモデルにおける“層”と見なされるべきである。
２本のビームの地上局間に確立される接続は、サービ
スの性質に応じて２種類ある： “回路モード”通信に対応する、従って、ATMセルの
“連続した”列が特徴の、定通信量の接続、および、 比較的長い時間間隔をおいたセルの列によって定義さ
れる、散発的性格の接続。
図３を参照すると、中央局SCを介して衛星SA経由の接
続を確立する地上局STiの状態E1からE5のダイヤグラム
は、バーストごとにリソースを割り当てるプロトコル、
つまりTDMA予約プロトコルに関するものである。この既
知のプロトコルは、衛星SA経由の通信の確立のための、
中央局SCによる様々な地上局へのリソースの動的な割当
に利用される。中央局SCは、その他に、衛星SA経由で確
立するべき接続について、様々な地上局STiに割り当て
るリソースを管理する。
第一の状態E1では、地上局STiはバーストを待ってい
る。既に指摘したように、これは、この地上局STiによ
り確立される散発的接続の一つによって作られるメッセ
ージのバーストの受信を待っていることを意味する（図
1A）。バーストの始まりを受信すると直ちに、地上局ST
iはこのバーストを記憶するための第二の状態E2にな
る。この記憶は、このバーストを完全に記憶するまでは
地上局STiがいかなる行動もとらないことを意味する
“蓄積交換”方式で行われる。バーストの終了を検出し
た後、地上局STiは受信したセルの数で表されるバース
トの長さLRを計算し（状態E3）、セルはビット数で表さ
れる一定の長さを持つ。バーストの長さは衛星SA経由で
バーストを送信するために地上局STiが必要とする与え
られるリソースに対応するが、その長さを計算した後、
地上局STiは、図２に示したAMRTフォーマットのフレー
ムの中で地上局STiに割り当てられる信号の時間間隔ITS
iを待つ（状態E4）。
地上局STiに割り当てられた時間間隔ITSi中で送信す
る予約メッセージMRiの中で、地上局STiは送信するバー
ストの長さLRの情報を添えたリソース予約要求を送る。
中央局SC内のリソース割当装置が、ビームＢの端末のエ
コー再送信によって、この予約メッセージMRiを受信す
る。この割当装置は、様々な地上局ST1...STIからそれ
ぞれの予約メッセージMRi...MRIによって送信される様
々な予約要求を管理し、リソースを割り当てる。地上局
STiから出された予約メッセージMRiを中央局SCが受信す
ると、中央局SCの割当装置は、ネットワーク内のトラフ
ィックの関数である待機時間Taが終わった時点で地上局
STiにリソースを付与する。このリソースの付与は、中
央局SCから地上局STiへデータサブフレームSTDiの中の
時間間隔ITiを割り当てるという形で行われる。地上局S
Tiに割り当てられる時間間隔ITiの長さは、予約メッセ
ージMRiの中で送信されるバーストの長さに直接比例す
る。従って、地上局STiが受信したバーストの全体をATM
セルの形で送信できるように、バーストの長さLRの関数
である持続時間で、リソース（状態E5）が地上局STiに
付与される。中央局SCによるリソースつまり時間間隔IT
iの解放に対応する、地上局STiによる当該バーストの送
信の終了時に、地上局STiは第一の状態に戻り、次のバ
ーストを待つ。
広帯域デジタル網の中でのTDMA予約プロトコルの使用
は、持続時間の長いバーストの送信についての二つの相
反する点を考慮すると、不都合が起きる： − 画像、データベースのリアルタイムの検索、等の
様々な分野で使用者に高水準のサービスの質を提供する
ためには、ネットワークの“反応時間”が非常に短くな
ければならない。
− 非同期時系列技術は、先ず第一に、待機ファイル
の管理に基づくパケットモード技術である。
しかるに、図３の状態ダイヤグラムに示したように、
地上局STiから中央局SCへの予約メッセージMRiを通した
リソース割当要求が実現するのは、宛て先の地上局へバ
ーストを送信する場合に、このバーストを完全に記憶し
た後でしかない。中央局SCのリソース割当装置が予約メ
ッセージを受信するのは、TRをバーストの持続時間、2T
tを地上局STiと中央局SCの間の予約メッセージの往復送
信時間（地上−衛星−地上−衛星−地上）とする時、時
間T1＝TR＋2Ttを経た後である。予約メッセージは次に
中央局SCの割当装置の待機ファイルFIFOに記憶され、待
機時間Taを経た後に処理される。このようにして、リソ
ース、つまり実際にはデータサブフレームSTDjの時間間
隔ITiが中央局SCにより地上局STiに割り当てられるの
は、時間T2＝TR＋2Tt＋Taを経た後である。
“往復”送信時間2Ttと待機時間Taは、選ばれた実施
法のネットワークの内在的な特性（容量、線、実施）に
依存するので変えることは難しい。逆に、バーストの持
続時間TRは、そのバーストまたはそこから出るメッセー
ジの持続時間が長い時（画像サービス）、重大な遅れを
招く。
本発明の方法は、図４の状態ET1,ET2−ET2′,ET3′−
ET3およびET4のダイヤグラムに示すように、主として、
リソースの割当の遅れを削減することを目的とする。最
初、第一の状態ET1において、地上局STiはバーストを待
っている。地上局STiにより接続が確立されている間
に、生成されたバーストの始まり、即ちバーストの第一
のセルが地上局STiにより検出されると、地上局STiはこ
のバーストの記憶を開始するために第二の状態ET2に移
行する。しかしながら、TDMA予約プロトコルと違い、こ
の記憶の状態ET2において、地上局STiは信号サブフレー
ムSTSrの中で地上局STiに割り当てられた信号時間間隔I
TSiを待つ。バーストの記憶の開始に続いて時間間隔ITS
iが検出されると、地上局STiはこの時間間隔の中で、中
央局SCに向けて、割当要求メッセージMDiを送信する
（状態ET2′）。中央局SCによって受信されたこの割当
要求メッセージMDiは、リソース割当装置のメモリーFIF
Oに記憶される。地上局ST1〜STIから来た、リソース割
当要求に関する全てのメッセージMD1からMDIは、このよ
うにして、割当装置によって先着順に処理される；この
装置は、待機ファイルに記憶された様々なリソース割当
要求を順番に処理し、周期的な時間間隔ITiとして具体
化されるリソースを、使用できるリソース容量に応じ
て、対応する遠隔の様々な地上局に付与する。
このように、予約メッセージMRiが地上局STiから送信
されるのが一つのバーストを完全に受信してからである
TDMA予約プロトコルと違い、本発明の方法は、バースト
の始まりを検出すると直ちに、地上局STiから中央局SC
への割当要求メッセージMDiの送信を予想により行う。
中央局SCにより地上局STiに割り当てられたデータサ
ブフレームの中の時間間隔ITiの検出の後、割当要求メ
ッセージMDiの処理に続いて、地上局STiは時間間隔ITi
の中で当該バーストの送信を開始する。一つのバースト
を完全に記憶し終えた後、地上局STiは、状態ET3で、記
憶されたバーストの長さLRまたは持続時間TRを計算す
る。次に、このバーストの長さに関する情報が、図４の
状態ET4に示されるように、信号時間間隔ITSiの検出の
後で、地上局STiから中央局SCへ終了メッセージMFiの中
で送信される。終了メッセージMFiは、特に、地上局に
よる衛星経由の当該バースト全体の送信が終わった時
に、中央局SCに対し、バーストの長さに関する情報を与
え、割り当てられた間隔ITiを解放させる。
本発明の方法の性能と既知のTDMA予約プロトコルの性
能を比較するために、ある地上局STiと中央局SCの間に
確立された一つのバーストの送信からなる通信または接
続の実行中の信号の交換を図式的に示す図5A,5B,および
5Cを参照する。
図5Aは送信されるバーストの長さLRを時間ｔの関数と
して示す。最初の瞬間tiと最後の瞬間tfは、ユーザー局
から通信量Dmaxで送信される一つのバーストを地上局ST
iの中で記憶する範囲を定める。瞬間ｔ′ｉと瞬間ｔ′
ｆおよび瞬間ｔ″ｉと瞬間ｔ″ｆは、地上局STiからビ
ームＢの任意の局へ向けての、当該バーストの送信の時
間的範囲を定めるが、それぞれ、本発明の方法を使った
場合とTDMA予約プロトコルを使った場合である。
図5Bおよび5Cは、地上局STiと中央局SCの間のバース
トの送信の相を、それぞれ、上記のプロトコルよって、
また、本発明に適合する方法によって図式的に示す。
TDMA予約プロトコルに関する図5Bにおいて、地上局ST
iは予約メッセージMRiを、“蓄積交換”方式で、バース
トを完全に記憶してからしか送信しない。
この、送信時間2Ttを経た後に中央局SCが受信する予
約メッセージMRiが中央局SCにより処理されるのは、中
央局SCのリソース割当装置の待機ファイル内に記憶され
た予約メッセージMRiの処理時間に相当する、待機時間T
aを経た後である。中央局SCによるリソースの割当は、
地上局STiへのデータサブフレームSTDiの中で時間間隔I
Tiを予約メッセージMRiに含まれるバーストの長さの情
報に応じて割り当てるという形で行われ、また、当該地
上局による当該バーストの送信に、ある時間（ｔ″ｆ−
ｔ″ｉ）だけ先行する。
本発明の方法に関する図5Cでは、割当要求メッセージ
MDiは、信号の時間間隔ITSjの検出の後でバーストの検
出が始まると、地上局STiから中央局SCに対して送信さ
れる。すると、後で見るように、中央局SCにより地上局
STiに対して、同じく待ち時間Taを経た後に通信量Ｄ′
maxが割り当てられる。しかしながら、メッセージMDiは
地上局STiがバーストの最初のセルを受信すると直ちに
送られているので、特に持続時間の長いバーストについ
ては結果として送信時間が節約される。
衛星チャンネルの中のトラフィック負荷容量の割当を
要約した図６を参照すると、衛星チャンネルの総容量Ct
の一部分は信号サブフレームSTSに当てられているが、
他の二つの部分は、それぞれ、ビームＡとビームＢの地
上局間に確立される連続的接続と散発的接続に当てら
れ、これらの部分はデータサブフレームSTDの中に含ま
れる。散発的接続に当てられる有効部分は非常に変わり
やすいが、連続的接続、つまり定通信量の接続に当てら
れる部分はよりゆっくり変化する。事実、連続的接続に
割り当てられる時間間隔ITiは、接続−割当の一回の要
求を受けて割り当てられ、一定の長さで周期的である。
本発明の方法の原理をTDMA予約プロトコルとの比較に
おいて示す記述の第一の部分では、ある地上局STiから
送信される各バーストについて全てのリソース割当要求
が満足されねばならないことが明確に立証される。割当
要求の時に、受信したバーストに必要な容量についての
情報が全く送られないからである。この場合、バースト
送信のためのあらゆる接続の許可には、ネットワークの
過負荷とネットワークの性能の崩壊の危険を伴うことを
免れない。そこで、接続または通信の拒否／許可をつめ
るアルゴリズムを確立することが必要である。今度はこ
のアルゴリズムを、記述のこの第二の部分で紹介する。
散発的トラフィックの観点からは、ある与えられた瞬
間に、実際には一つの地上局はそこへつながれている一
つのユーザー局の複数の端末のそれぞれのために複数の
接続を確立するのであるが、ここではビームのＩ個の地
上局ST1からSTIが各々一つずつの接続COM1からCOMIを確
立したと仮定する。ネットワークの配位は、ビームＡと
ビームＢの間に確立されるＩ個の接続COM1からCOMIのそ
れぞれに関係するＩ個の三つのパラメータからなる群お
よび散発的接続Csに使用できる総容量であるところのネ
ットワークの全体的パラメータによって完全に定義され
る。確立された接続の各COMiのそれぞれに関係する三つ
のパラメータは次のものである： − 一つの接続の実行中に地上局STiによりそれぞれ
生成されるバーストの平均長さLmiで、セルの数で表さ
れるもの、 − 当該接続のバーストの散発性SPi、および − 使用できる容量Csと各局から発生する最大通信レ
ートDmaxの間の負荷係数RAiで、この容量はビット／秒
で表されるもの。
図7,8,および９に示した全ての曲線は、統合サービス
デジタル衛星通信網の行動を、非同期時分割技術（AT
M）を用いてシミュレーションすることによって得たも
のである。シミュレーション・ツールはSIMSCRIPT語で
プログラムされたコンピューターである。実現されたシ
ミュレーションにおいては、特に、信号サブフレームST
Sが持続時間30マイクロ秒のフレーム全体の最小５％を
占め、また、地上−衛星−地上の送信時間が300マイク
ロ秒であると仮定されている。本発明の特徴である、記
述の第一の部分で紹介されたリソース割当方式を用いた
リソース網の性能は、ある与えられた地上局による一つ
のバーストの受信の開始とビームＢの任意の地上局に向
けての当該受信バーストの再送信の間の遅れ（単位：
秒）として測定される。この研究では、ビームＡの様々
な地上局STiとビームＢの地上局の間にそれぞれ確立さ
れる接続を特徴づける三つのパラメータは予め決められ
ており、各接続について同一であると仮定する；接続の
配位は一様なわけである。従って、様々な地上局間の
“模擬された”接続のそれぞれは、同一の、バーストの
平均長さLm、散発性SP、および負荷係数RAを特徴とす
る。パラメータの各々がネットワークの性能に、遅れに
関して与える作用を、このようにして研究する。
図７には、ビームＡの地上局STiとビームＢの地上局
の間に中央局SCを経由して確立される接続の各々につい
て同一であると仮定したバーストの平均長さLmが、秒で
表される送信の遅れR99に与える影響が示される。この
送信の遅れR99は、統計的な平均値と見なされるべきで
あり、更に正確に言うと、R99を下回る実際の遅れが得
られる確率が99％であるとして分析されるべきである。
図７において、負荷係数Cs/Dmaxは４と仮定され、様
々な曲線はそれぞれの散発性が23,45,および90の場合に
ついて描かれている。短いバースト（50セル以下）につ
いては、バーストの平均長さLmの増大は送信の遅れR99
の減少を引き起こす。この現象は、本発明のリソース割
当原理と整合性がある。実際、様々な地上局STiからそ
れぞれの接続中に送信される短いバーストについては、
中央局SCへ向けて送信される、中央局SC内のリソース割
当装置宛てのリソース割当時間に関する情報を含む、記
憶の終了メッセージMFiの送信の遅れは、バーストが短
いほど短い。その場合、衛星チャンネルのリソースの一
部は、バーストの実際の送信との比較において、相対的
に長い時間、地上局に割り当てられる。この現象を別に
すると、50セル以上のバーストについては、バーストの
平均長さの増大は送信の遅れR99の増大を引き起こす。
図８は、第一のビームＡの様々な地上局とビームＢの
地上局の間に中央局SCを経由して確立される接続の散発
性が送信の遅れR99に与える効果を示す。
図８に示した曲線も同じく、一様の配位のシミュレー
ションによって得られたもので、各接続を定義する三つ
のパラメータはそれぞれ同一である。接続の散発性の増
大は遅れR99の増大を引き起こすことに注意するべきで
ある。
図９は、負荷係数Cs/Dmaxの増大が送信の遅れR99に与
える効果を示す。本発明の方法の性能は、散発的接続に
使用できる容量Csが散発的接続の最大通信レート▲Ｄi
max▼と比較して大きくなると改善される。
図7,8,および９を参照しながら記述したような“一様
な”配位の性能の研究は、同一のパラメータ値（散発
性、バーストの平均長さ、割当係数）を持たない接続を
特徴とする多数のデジタルサービスが共存する広帯域統
合サービスデジタル網の枠内での本発明の方法の決定的
な実施を図るための実際の開発条件とは、あまりにかけ
離れている。接続の拒否または許可をつめるための方法
の実施をそこから導くためには、もっと一般的な研究が
必要とされる。ネットワークの中に共存する、様々な値
をとりうるパラメータを特徴とする不均等な接続の枠内
で、接続の研究が行われる。この不均等な配位について
の研究は、ビームＡの地上局とビームＢの地上局の間に
確立される様々な接続を特徴づける三つのパラメータを
同時に考慮してはならない。不均等であることがパラメ
ータの各々に及ぼす効果を推定するためには、パラメー
タの各々を別個に研究する必要がある。
このシミュレーションを特徴づける各種パラメータの
取りうる値は、前記の三つのパラメータに関わるもので
ある。
図10および11は、それぞれ、他の二つのパラメータRA
とSPが一様であると仮定した場合の、バーストの平均長
さLMiが不均等であることの効果、またはLmとRAが一様
であると仮定した場合の、散発性SPiが不均等であるこ
との効果を研究するのに寄与する。
図10は、地上局により中央局SC経由でそれぞれ確立さ
れたｋ個の接続のシミュレーションに関するもので、ｋ
は例えば50である。このシミュレーションにおいては、
ビームＡの地上局とビームＢの地上局の間の接続は、そ
れぞれデジタル無線通信サービスの代表的な型である二
種類であると仮定されている。全ての通信は23に等しい
同一の散発性SPiと、４に等しい同一の割当係数RAi＝Cs
/▲Ｄi max▼を持つ。
“模擬された”接続は、各自のバーストLmiの平均長
さの値が異なること、全部で二種類であることだけが違
う点である。シミュレーションの簡明化のために、バー
ストの長さのとりうる二つの値を50セルおよび200セル
とする。図10の横座標はＩ個の接続のそれぞれのバース
トの長さの算術平均 である。実線で描かれた第一の曲線は、通信の送信の遅
れR99を、ｋ個の接続のそれぞれのバースト長さの算術
平均＜Lmi＞の関数として示す。ｋ個の接続はこのよう
にバースト長さを50セルおよび200セルとして模擬され
ているので、これは、算術平均が、全ての接続が50セル
のバーストで配位されている場合の平均の最小値と全て
の接続が200セルのバースト長さにより特徴づけられる
場合の平均の最大値の間を変化することに対応する。点
線の曲線は、不均等なモデルのｋ個の接続について、そ
れぞれのバースト平均長さLmiが同一で、かつ、バース
ト平均長さの平均＜Lmi＞に等しい場合について、ｋ個
の接続のシミュレーションによって得られたものであ
る。
図10において、二つのシミュレーションについて得ら
れた曲線は非常に似ており、これは、本発明のリソース
割当方法について、異なる長さのバーストLmiを生成す
るｋ個の接続は、バーストの平均長さLmiの平均に等し
い同一のバースト長さLeqを持つｋ個の接続と等価であ
ることを意味する。これは次の式によって表される： 図11は、ｋ個の地上局STiにより中央局SC経由でそれ
ぞれ確立されたｋ個の接続のシミュレーションに関する
ものである。“模擬された”各接続について、生成され
たバーストの長さLmiは50セルに等しく、負荷係数RAi＝
Cs/▲Ｄi max▼は４に等しい。
散発性の値だけが、確立された接続ごとに異なる。シ
ミュレーションの簡明化のために、散発性のありうる数
を２種類:100と1000に限定する。図11の横座標軸はｋ個
の接続の散発性の値の算術平均＜SPi＞であり、縦座標
軸は送信の遅れR99を秒で表したものである。
実線の第一の曲線は接続の送信の遅れR99を、ｋ個の
接続の散発性の値の算術平均＜SPi＞の関数として示す
が、この遅れR99は、全ての接続の散発性の値が100の場
合の算術平均の最小値とｋ個の接続の散発性の値が1000
に等しい場合の算術平均の最大値との間を変化する。点
線の曲線は、ビームＡの地上局STiとビームＢの地上局
の間の中央局SC経由のｋ個の一様な接続のシミュレーシ
ョンによって得られており、これらの接続についてはそ
れぞれの散発性の値は同一で、以下に等しい： 図11によると、二つのシミュレーションについて得ら
れた二つの曲線はほぼ同一であり、これは、この方法に
よると、異なる散発性の値SPiを持つｋ個の接続は同一
の散発性の値SPeqを持つｋ個の接続と等価であることを
意味する。
第三のパラメータに関しては、負荷係数RAi＝Cs/▲Ｄ
i max▼は、異なる負荷係数RAiを持つｋ個の接続（負荷
係数に関して不均等な配位）とRAeqで表される等しい負
荷係数を持つｋ個の接続（一様な配位）との間の等価の
式で決めることができる。この式は次の形をとる： RAeq＝Ｆ（実行中の接続COMiについてのRAi） （eq.
3） 上記の式（eq.1）、（eq.2）、および（eq.3）は、そ
れぞれ、三つのパラメータ、即ち、バーストの長さ、散
発性、および負荷係数の研究から導出されたが、それら
は、本発明の方法を決定的に実施するための、接続の一
様な配位と接続の不均等な配位の等価特性に基づいた、
ある接続の拒否または許可のつめを確立する、負荷の管
理のアルゴリズムを構想させてくれる。
先に、いずれか一つの地上局STiにより確立される接
続は三つのパラメータ、即ち、生成されるバーストの長
さLmi,散発性SPi,および負荷係数RAi＝Cs/▲Ｄi max▼に
より定義されることを見た。任意の一つの地上局STiか
らのｋ番目の接続要求DCiに対して、“必要最小総容量"
CMRTOTと呼ばれる一つの変数が定義され、これが当該接
続要求DCiを中央局SCが許可するべきか或いは拒否する
べきかを評価させてくれる。ｋ番目の接続についての変
数CMRTOTの値は、既に確立されている（ｋ−１）個の接
続のそれぞれの三つのパラメータおよびｋ番目の接続の
三つのパラメータに依存する。これは次の式で表され
る： CMRTOT＝ｆ（Lm1,...Lmk;...,SP1,... SPk;Cs/▲Ｄ1 max▼,....Cs/▲Ｄk max▼） この式において、括弧内のパラメータは任意に選択さ
れた地上局により既に確立された、またはこれから確立
されるｋ個の接続の三つのパラメータを表す。
（eq.1）と（eq.2）から推定された等価性を考慮する
と、上の式を次の形で書くことができる： CMRTOT＝ｇ（Leq,SPeq,Cs/▲Ｄ1 max▼...., Cs/▲Ｄk max▼） 統計的平均データが、等価の値LeqとSPeqは、それぞ
れ、常に上限LsupとSPsupを下回ることを証明してい
る。これらの上限は、ネットワークのトラフィックの配
位がどうであれ、平均長さLmiと散発性SPiを上回るので
ある。
従って、式は次のように書ける： CMRTOT＝ｇ（Lsup,SPsup,Cs/▲Ｄ1 max▼...., Cs/▲Ｄk max▼） LsupとSPsupの値は一定だと仮定されているので、式
は更に次の形に簡単化できる： CMRTOT＝ｈ（Cs/▲Ｄ1 max▼....,Cs/▲Ｄk max▼） 式（eq.3）で数学的に表された、負荷係数RAi＝Cs/▲
Ｄi max▼に関して不均等な配位と負荷係数に関して一様
な配位の間の等価特性が、上に与えられた必要最小総容
量CMRTOTを決める関数ｈの簡単化に寄与する。
実際、式（eq.3）によると、異なる負荷係数RA1＝Cs/
▲Ｄ1 max▼からRAk＝Cs/▲Ｄk max▼を持つｋ個の接続
は、RAeqに等しい同一の負荷係数を持つｋ個の接続と等
価である。
負荷係数RAeqと必要最小総容量CMRTOTの間の関係を確
立するために、バースト長さと散発性を一定と仮定し、
それぞれ、LsupとSPsupであるとする。この関係は以下
に述べるようにして得られる。
いずれか一つの地上局がこれから確立する、与えられ
たｋ番目の接続COMKについて、パラメータ▲Ｄk max▼と
▲Ｄk moy▼だけが接続要求メッセージDCkの中で供給さ
れなければならない。確立するｋ番目の接続に対して式
（eq.3）を用い、接続の散発性とバースト平均長さにつ
いての等価の値をそれぞれSPeqとLeqと仮定して、実行
中の（ｋ−１）個の接続の最大通信レートとこれから確
立する新たなｋ番目の接続の最大通信レートの関数とし
て、ｋ個の接続についての等価な負荷係数RAeqを導出す
る。この結果から、以下に紹介される本発明のアルゴリ
ズムは、ｋ個の接続要求DCiのそれぞれの中で送信され
る接続の平均通信レート▲Ｄi moy▼の和の計算を行う。
次に、等価の負荷係数RAeq（負荷に関して一様な配位）
に平均通信レートの和 を掛けて、必要最小総容量CMRTOTを得る。与えられたｋ
番目の接続は、この必要最小総容量CMRTOTが散発的接続
Scに使用できる総容量を下回れば許可され、そうでなけ
れば拒否される。
今度は本発明の方法を実施するためのアルゴリズム
を、図12を参照しながら更に詳しく紹介する。
中央局SC内で接続の許可／拒否のつめを行う自動制御
装置は、確立されようとしている、散発的正確の、与え
られたｋ番目の接続の、接続要求DCkを見分ける。する
と、この自動制御装置は、接続要求DCkの中で送信され
る最大通信量▲Ｄk max▼と、実行中の接続の予め記憶さ
れている最大通信量を使って、式（eq.3）に従って、全
ての接続に関係する負荷係数RAeqをそこから導出する。
自動制御装置は、次に、接続要求DCkの中で送信され
る平均通信量▲Ｄk moy▼と実行中の（ｋ−１）個の接続
の予め記憶されている平均通信レートの和を出すので、
SOMが得られる。
得られた和SOMに等価の負荷係数RAeqを掛ける。掛け
算の結果CMRTOTを、散発的接続に使用できる総容量Csと
比較する。この容量Csが必要最小総容量CMRTOTを上回る
場合だけ、接続は許可される。
連続的性格の接続の場合、接続に必要な容量は、散発
的性格の接続に使用できる容量Csに動的に影響する。
このアルゴリズムによると、図12の右側の、これから
確立する、ビットレートＤの、連続的性格の、与えられ
た新たな接続要求に対して、散発的接続に使用できる新
たな容量Ｃ′ｓは、この与えられた新たな接続要求の出
される前に使用できた容量CsからビットレートＤを引い
たものである。確立される散発的通信についての必要最
小総容量CMRTOTが、前と同様に計算され、使用できる新
たな容量Ｃ′ｓと比較される。もしこの新たな容量Ｃ′
ｓが容量CMRTOTを上回ると、接続は許可され、そうでな
いと拒否される。従って、連続的性格の接続要求の場合
は、この要求が実行中の散発的接続の必要最小総容量に
影響しないなら、結果として散発的接続が妨げられるこ
とがないなら、その接続は許可される。
上記のアルゴリズムの実施のための、中央局SC内で接
続の拒否／許可をつめるための自動制御装置の図が、図
13に示される。回路はマイクロプロセッサ130,プログラ
ム・メモリーROM131,実行中の接続の最大通信量▲Ｄi
max▼のメモリー132,実行中の接続の平均通信量▲Ｄi
moy▼のメモリー133,ファイルFIFO134,受信回路135,お
よび送信回路136を含む。プログラム・メモリー131は、
図12に示されるアルゴリズムに対応する低レベル言語の
プログラムを記憶する。
メモリー131,132,133,および134,およびマイクロプロ
セッサ130は、アドレスバスBAおよびデータバスBDによ
って接続されている。
ビームＡに向けてエコー・チャンネル内を再送信され
る接続要求メッセージDCiを運ぶ信号サブフレームSTSr
は受信回路135により受信され、復号化され、マイクロ
プロセッサ130に印加される。受信回路135は、特に、復
調、復号化、および同期化の機能を保証する。ある接続
が許可されると、図12に示したアルゴリズムに従う計算
が、マイクロプロセッサにより、等価の負荷係数RAeqを
導出するためには特にメモリー132内の最大通信レート
を読み取ることによって、また、RAeqから必要最小総容
量CMRTOTを計算するためにはメモリー133内の平均通信
レートを読み取ることによって行われた後に、記述の第
一の部分で紹介されたようなリソース割当装置がこの接
続の各バーストに対して用いられるので、実行中の他の
接続要求による影響を受けることがない。
フロントページの続き (72)発明者 セレ ドミニーク フランス国， 91190 ジフ シュール イヴェッティ アリー ドゥ ラ ク レリエール 148番地 (72)発明者 トンドリオー マーク フランス国， 31320 カスタネット, プラス デ シャルム ４番地 (56)参考文献 特開 昭63−9322（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−199129（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−168435（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−157428（ＪＰ，Ａ) 特開 昭59−228447（ＪＰ，Ａ) Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＩＥＥＥ，Ｖｏｌ. 79，Ｎｏ．２，ｐ．170−189 ＩＮＦＯＣＯＭ’89，Ｎｏ．２，ｐ. 632−640 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H04L 12/56

Claims (4)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】−非同期時分割衛星無線通信網（SA）にお
    ける中央局（SC）による地上局（STi）へのリソース割
    当方法で、 地上局はそれぞれの散発的な接続の実行中にユーザー局
    （SUi）から送信されるデータセルのバーストを受信
    し、当該バーストは時分割多元接続（TDMA）の周期的フ
    レーム（Tr）のデータサブフレーム（STDr）の中で送信
    され、散発的な接続（COMi）は当該接続の実行中に送信
    するべきバーストの平均長さ（Lm）、散発性、および最
    大通信レート（▲Ｄi max▼）により定義され、一つのバ
    ーストを完全に受信し終えた地上局（STi）はそのバー
    ストの長さを含む終了メッセージ（MRi,MFi）を周期的
    フレーム（Tr）の信号サブフレーム（STSr）の中で中央
    局（SC）へ向けて送信して、データサブフレーム（ST
    Dr）の中で当該バーストに割り当てられていたリソース
    を当該地上局による当該バースト全体の送信が終わった
    時に解放する方法において、 − ある地上局（STi）から信号サブフレーム（STSr）
    の中で散発的な接続の要求（DCk）が来ると、確立する
    べき、与えられた新たな散発的接続（COMk）の許可また
    は拒否を決定すること、この決定はあるアルゴリズムに
    応じて行われ、このアルゴリズムにおいてはバーストの
    平均長さと散発性は所定の定数（Leq,SPeq）と見なさ
    れ、また、このアルゴリズムは実行中の各接続と与えら
    れた当該接続の最大通信レートと平均通信レートに依存
    し、与えられた散発的な当該接続に関する最大通信レー
    ト（▲Ｄk max▼）と平均通信レート（▲Ｄk moy▼）が当
    該接続要求（DCk）の中に含まれ、 − 散発的な接続の要求が許可されると、与えられた接
    続の各バーストの、地上局での受信の開始および記憶の
    開始に応答して、当該地上局（STi）から中央局（SC）
    へ向けて、信号サブフレーム（STSr）の中でリソース割
    当要求（MDi）を送信し、 − 地上局がバーストの記憶を続けながら当該バースト
    の送信を開始できるように、データサブフレームの中の
    時間間隔が空き次第、中央局が、データサブフレーム
    （STDr）の中の時間間隔（ITi）の形で当該バーストに
    対するリソースを予想により予約することを特徴とする
    リソース割当方法。
  2. 【請求項２】−散発的な当該接続要求（DCk）につい
    て、アルゴリズムは、実行中の散発的な接続および与え
    られた当該接続（COMk）について、特に散発的接続の定
    数と最大通信レート（▲Ｄi max▼）の関数として、等価
    の負荷係数（RAeq）を計算すること、散発的接続の平均
    通信レート（▲Ｄi moy▼）の和（SOM）を計算するこ
    と、上記の和（SOM）と上記の等価の負荷係数（RAeq）
    の積（CMRTOT）を計算すること、および上記の積（CMR
    TOT）が散発的接続に使用できる総容量（CS）より小さ
    い時は当該接続要求（DCk）を許可することからなるこ
    とを特徴とする、請求の範囲１に記載の方法。
  3. 【請求項３】−地上局により上記のネットワークを通し
    て、定通信レート（Ｄ）の接続が確立される方法におい
    て、定通信レートの接続要求のための上記のアルゴリズ
    ムは、使用できる総容量（CS）から定通信レート（Ｄ）
    を引いて、散発的接続に使用できる第二の容量
    （Ｃ′Ｓ）を確定すること、実行中の散発的接続につい
    て上記の積（CMRTOT）を計算すること、および使用でき
    る第二の容量（Ｃ′Ｓ）より上記の積（CMRTOT）が小さ
    い時は定通信レートの接続要求を許可することからなる
    ことを特徴とする、請求の範囲２に記載の方法。
  4. 【請求項４】−上記の所定の定数（Leq,SPeq）が、それ
    ぞれ、全ての接続のバースト平均長さ（Lmi）と散発性
    （SPi）の上限（Lsup,SPsup）に等しいことを特徴とす
    る、請求の範囲１から請求の範囲３のいずれかに記載の
    方法。
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