JP3342499B2 - 多重アクセス・コンピュータ通信システムにおける通信の方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 発明の分野 本発明は、複数の端末が送信時間区間のシーケンスを
共有することによって共通の周波数スペクトルを介して
互いに通信するディジタル・データ、多重アクセス・コ
ンピュータ通信システムに関する。

従来の技術の説明 日常の業務や私生活にディジタル通信が浸透し、企業
コンピュータ資源への遠隔アクセス、テレコミューティ
ング、インターネット・アクセス、ウェブ・サーフィ
ン、遠隔および対話式教育および娯楽、対話式ビデオ・
サービスなど、画像やグラフィックス指向のデータ通信
サービスに対する需要が増大するにつれて、サービス提
供業者やネットワーク運営業者は、その需要を満たそう
と努力している。

家庭の顧客の大多数がデータ・サービスにアクセスす
るための唯一の方法は、音声帯域電話モデムを介する方
法である。現在、最速のモデムは最高で毎秒56キロビッ
トの伝送速度で動作するが、実際に一般的に使用されて
いる伝送速度はこれよりはるかに遅い。現在のモデム
は、電子メールのような狭帯域のテキスト指向サービス
しか十分にサポートすることができず、それよりはるか
に高い速度を必要とする応用分野をサポートするには不
十分である。このような新しい応用分野は、現在の音声
帯域電話モデムでは、サポートされるとしてもごくわず
かしかサポートすることができない。

新しい広帯域データ・サービスに必要なより高速の伝
送速度をサポートするために、新種の通信技法が導入さ
れた。この高速伝送速度は、毎秒１メガビットを超える
可能性がある。電話サービス提供業者、ケーブル・テレ
ビ（CaTV）サービス提供業者、無線およびセルラ・サー
ビス提供業者、さらには電力サービス提供業者までが、
多くの帯域幅を要する新規サービスを利用できるように
顧客を支援する、既存のものに代わる補足的または競争
的な通信技法やネットワーキング・ソリューション商品
の探求と開発を行っている。

CaTV広帯域データ・ネットワークは、加入者コンピュ
ータ・システムとCaTVヘッドエンド（H/E）との間の双
方向通信を提供する。この双方向通信は、このヘッドエ
ンドから、CaTV施設が接続されているディジタル・デー
タ・ネットワーク内の他の部分まで続く。加入者コンピ
ュータ・システムは、ケーブル・モデムと呼ばれる装置
を介してCaTV H/Eに接続され、ケーブル・モデムは加
入者コンピュータ・システムの内部または外部に配置す
ることができる。ケーブル・モデムは、通常のアナログ
TV視聴用に使用されるのと同じCaTVケーブルを介してH/
Eに接続される。

第１図に、双方向可能CaTVシステムの典型的なトポロ
ジを示す。これは、CaTV H/E101と加入者104とから成
る。このネットワーク・トポロジは、一方向TV放送の配
信のための最適なトポロジであるツリー・アンド・ブラ
ンチ型である。H/E101は、ツリーのルートにあり、加入
者104はリーフにある。信号品質の向上、低メンテナン
スなどのために、H/E101と加入者104の間の距離の大部
分は光ファイバ・ケーブル106で結ばれている。一連の
ファイバ・ノード102が、ネットワークの同軸ケーブル
区域107での伝送のために、光信号を電磁信号への変換
とその逆の変換を行う役割を負う。これらの二重媒体Ca
TV施設をハイブリッド・ファイバ／コアクシャル（HF
C）と呼ぶ。

各ファイバ・ノード102は、論理的近隣域105にある加
入者間にわたるサブツリーのルートにある。近隣域105
は、数百の加入者104をカバーする。加入者の家庭に達
する同軸ケーブルは、5MHz〜約750MHz、またはより新し
い施設では約1GHzの周波数範囲の信号を伝搬する。

ケーブル・モデムからH/E101までのデータ伝送は、一
般には5MHz〜42MHzの範囲の周波数帯域を占め、通例、
上流伝送と呼ばれる。このような各周波数帯域は、上流
（アップストリーム）チャネルまたは戻りチャネルと呼
ばれる。H/E101からケーブル・モデムまでのデータ伝送
は、一般には、450MHzを超える領域の周波数帯域を占
め、通例、下流（ダウンストリーム）伝送と呼ばれる。
このような各周波数帯域は下流チャネルとも呼ばれる。

ケーブル・モデムの電源投入時、H/E101は、各ケーブ
ル・モデム104に、そのケーブル・モデムがそのすべて
のメッセージ伝送をそのチャネルで試みる特定の上流チ
ャネルと、H/E101からのすべての伝送を受信する特定の
下流チャネルを割り当てる。両方向のメッセージ伝送
は、H/E101が他の決定を行うまで続く。システム管理を
容易にするために、同じ上流チャネルが割り当てられた
ケーブル・モデム104には、同じ下流チャネルも割り当
てられる。

良質の信号品質と十分な信号強度を保証するために、
CaTV101から加入者104までの経路上に両方向増幅器103
が付加される。これらの増幅器は、上流チャネルに関す
る領域と下流チャネルに関する領域の、２つの別個の周
波数領域にわたって動作するという意味で両方向であ
る。

下流チャネルでのH/E101から端末、すなわちケーブル
・モデムまでの伝送は、H/E101の排他的制御下にあり、
したがって動作が安定しており、競合がないが、上流チ
ャネルでの複数の端末からH/Eまでの伝送の調整は、よ
り難しい作業である。

各加入者における単一方向タップによって、上流伝送
が他の加入者に聴取されないようにする。したがって、
一方では、これによってシステム・セキュリティとプラ
イバシーが向上し、他方では、端末が互いに直接通信す
るとはできないように保証される。すなわち、これらの
端末は、たとえば競合解消構成要素を含む適切な媒体ア
クセス制御（MAC）プロトコルの助けによりH/E局を介し
て通信する必要がある。競合解消時、様々な端末が互い
の上流伝送を聴取することはできないため、端末はその
端末自体のメッセージ伝送の前または伝送中に他の伝送
がないか監視することができない。したがって、端末は
H/Eからの明示的な支援下でのみ伝送を調整することが
できる。

H/Eと通信するために、ケーブル・モデムはプロトコ
ル・スイートと一般に呼ばれる予め設定された規則に従
う必要がある。これらの規則は、ケーブル・モデムが a.ディジタル情報を意味のある情報メッセージに形式設
定する方法と、 b.それらのメッセージをケーブル施設で送信する方法
と、 c.通信資源、すなわちケーブルを、他の加入者のモデム
と共用する方法などを規定する。

プロトコル・スイートは、 1.加入者との間で送受信される情報がデータ・メッセー
ジを形成する方法を記述するトランスポート層と、 2.メッセージが通信ネットワークを通って伝搬され、経
路指定される方法を記述するネットワーク層と、 3.メッセージが共通の通信資源を共用する方法を記述す
る媒体アクセス（MAC）層と、 4.通信媒体で伝送するためにメッセージを作成する方法
を記述する物理層などのプロトコル層を含む。

CaTVシステムのネットワーク・トポロジおよびアーキ
テクチャは、加入者のケーブル・モデムが互いの伝送を
聴取することができないようにする。したがって、異な
るケーブル・モデムによって送信された２つ以上のメッ
セージの時間と周波数が互いに重なり合い、その結果、
それらのメッセージが伝達する情報が破壊される可能性
がある。他のメッセージ伝送からの妨害のないメッセー
ジは、MACプロトコルに、 a.メッセージ衝突を解消するために、ケーブル・モデム
間で合意され、整合性をもって実行され、場合によって
はH/Eによって支援される競合／衝突解消アルゴリズ
ム、 b.H/Eが伝送のために端末を明示的または暗示的にポー
リングすることができるようにする機能、または c.a）とｂ）との組合せを組み込むことによって実現さ
れる。

一般に、データ端末は、その時間のほとんどのあいだ
送信するものがない遊休状態であり、したがって、メッ
セージ送信がないか端末をポーリングすると、通信資源
の使用が非効率的になる可能性があると同時に、アクテ
ィブ端末は送信する順番が来るまで長時間の遅延に遭う
可能性がある。特に低トラフィック負荷によるポーリン
グ・システムの低パフォーマンスは、CaTVシステムにお
ける往復伝搬遅延およびメッセージ処理遅延と、CaTVシ
ステムに接続された加入者数の多さによって悪化する。
端末がランダムに送信し、競合解消アルゴリズムを使用
して、発生の可能性のあるメッセージ衝突に対処できる
ようにすることによって、より効率的なCaTVシステムの
使用が可能である。

ポーリング技法は、端末の大部分が何か送信するもの
を持っている場合の高トラフィック負荷時に最もよく機
能し、競合方式のランダム・アクセス技法は、低ないし
中程度のトラフィック負荷時に最もよく機能する。した
がって、CaTVベースやその他のネットワークの場合、混
成（ハイブリッド）の解決策が最適である。このような
ネットワークでは、ランダム・アクセスを使用して端末
におけるトラフィック負荷をH/Eに対して登録し、次にH
/Eは、所与のアクティブ端末のための時間区間を明示的
に確保することによって、アクティブ端末にのみ無競合
方式でポーリングすることができるようにする。衝突を
起こすメッセージ送信を競合傾向と呼び、競合のないこ
とが保証されているメッセージ送信を無競合と呼ぶ。し
たがって、ハイブリッドMACプロトコルを使用して動作
するネットワークでは、競合傾向メッセージ送信と無競
合メッセージ送信が行われる、交互の競合傾向動作フェ
ーズと無競合動作フェーズを識別することができる。

優れた競合解消アルゴリズムによって、ネットワーク
資源の効率的な使用と、同時に送信されるメッセージの
衝突の迅速な解消が行われる。多重アクセス・コンピュ
ータ通信のための競合解消アルゴリズムについては、以
下の参照資料に記載されている。D.J.オールダス（Aldo
us）「Ultimate instability of exponential back−of
f protocol for acknowledgement−based transmission
control of random access communication channels」
（IEEE Trans.on Information Theory,vol.33,No.2,pp.
219−223,1987年）、D.バートセカス（Bertsekas）およ
びD.ギャラガー（Gallager）「Data Networks」（第２
版,Prentice Hall、1992年）、C.ビスディキアン（Bisd
ikian）「A review of random access algorithm」（In
t'l Workshop on Mobile Communications,pp.123−127,
Thessaloniki,ギリシア、1996年９月）、L.ゲオルギア
ディス（Georgiadis）およびP.パパントニ・カザコス
（Papantoni−Kazakos）「A collision resolution pro
tocol for random access channels with energy detec
tors」（IEEE Trans.on Communications,vol.30,No.I1,
pp.2413−2420、1982年11月）、B.S.ツィバコフ（Tsyba
kov）「Survey of USSR Contributions to Random Mult
i−Access Communications」（IEEE Trans.on Informat
ion Theory,vol.31,No.2,pp.143−165、1985年３月）、
P.マシス（Mathys）およびP.フラジョレット（Flajole
t）「Ｑ−ary collision resolution algorithms in ra
ndom−access systems with free or blocked channel
access」（IEEE Trans.on Information Theory,vol.31,
No.2、1985年３月）、L.メラコス（Merakos）およびC.
ビスキディアン「Delay analysis of the n−ary stack
algorithm for a random access broadcast channel」
（IEEE Trans.on Information Theory,Vol.34,no.5,198
8年９月）、L.ゲオリギアディスおよびP.パパントニ・
カザコス「Limited Feedback Sensing Algorithms for
the Packet Broadcast Channel」（IEEE Trans.on Info
rmation Theory,vol.31,No.2,pp.280−294、1985年３
月）、およびW.シュー（Xu）およびG.キャンベル（Camp
bell）「A Distributed Queueing Random Access Proto
col for a Broadcast Channel」（Computer Communicat
ion Review,vol.23,No.4,pp.270−278、1993年10月）。

上記の参照資料に記載されているアルゴリズムによっ
て、適切な再送信時点を選択することと、端末が衝突し
たメッセージをそれらのメッセージが成功裏に送信され
るまで将来の時点で繰り返し送信できるようにすること
によって、競合解消が達成される。これらのアルゴリズ
ムは、この再送信時点の選定方法が異なる。衝突に遭っ
たメッセージの送信にまだ成功していない端末を、その
特定のメッセージに関して「被衝突端末」と呼ぶ。同様
に、互いに衝突するメッセージを送信する端末を「衝突
端末」という用語で呼ぶ。

競合解消アルゴリズムの最も単純な形式によると、被
衝突端末は、その最後のメッセージ送信の結果として衝
突があったことを知ると、待機時間区間をランダムに選
択し、その時間区間が経過するまで待ってから、そのメ
ッセージを再送信する。同様の待機時間区間を選択する
他の端末がないことが望ましい。この単純なアルゴリズ
ムの欠点は、２つの端末が同時に送信を開始しない場合
でも、一方の端末がまだ送信している間に他方の端末が
送信を開始する限り、やはり依然として衝突が起こる可
能性があることである。

したがって、このアルゴリズムの効率を向上させるた
めに、端末は通例、送信の前にまず聴取してから送信の
ない時間区間を待つ。しかし、前述のように、CaTV環境
では他の端末の送信を聴取することが不可能である。し
たがって、衝突の可能性を少なくし、それによって競合
解消効率を向上させるために、送信時間軸を、端末によ
るメッセージ送信に対応するのに十分な長さの重なり合
わない時間区間に分割する。各端末はこれらの送信時間
区間の（以下「送信区間」ともいう）の境界内でのみ送
信することができ、したがってメッセージが部分的に重
なり合う可能性はなくなり、メッセージ全体が重なり合
うかまたはまったく重なり合わないかのいずれかであ
る。

文献では２つの一般的なクラスの競合解消アルゴリズ
ムが知られている。通例ALOHAクラスのアルゴリズムと
呼ばれる第１のクラスでは、すべての被衝突端末が衝突
の後ですべてのアクティブ端末に対して競合解消を行
う。このクラスのアルゴリズムは一般に、アルゴリズム
を実施するのは容易になるが、特に端末数が増えるにつ
れて、不安定さを呈することが知られている。たとえ
ば、理論上無限の数の端末を仮定すると、トラフィック
負荷とは無関係に、メッセージが成功裏に送信されるの
を待っている端末の数が無制限に増加する。このクラス
内のアルゴリズムを安定させるためには、先進的な伝送
制御技法が必要である。

第２のクラスの競合解消アルゴリズムは、競合解消プ
ロセスが木構造またはスタックを使用した図で表すこと
ができるため、通例、木構造探索アルゴリズムまたはス
タック・アルゴリズムと呼ばれる。このクラスのアルゴ
リズムでは、被衝突端末は、それらのすべての端末が同
じ送信時間区間に送信したときに、特定の衝突に遭った
端末に対してのみ、競合解消を行う。このクラスの競合
解消アルゴリズムは一般に、比較的より複雑であるが、
本質的に安定したアルゴリズムになり、第１のクラスの
アルゴリズムよりも実質的に効率と遅延特性がよくな
る。したがって、これらのアルゴリズムは、リアルタイ
ム応用分野のように待ち時間の短さや、ファイル・デー
タ転送のように高スループットを必要とするデータ・サ
ービスにとってきわめて魅力的である。

公開文献で、いくつかの木構造アルゴリズムとスタッ
ク・アルゴリズムが提案されている。これらのアルゴリ
ズムは、単一の送信時間区間に起こった競合の解消に関
するものである。一般に、木構造探索アルゴリズムで
は、衝突の後、被衝突端末のグループが固定数ｎ個のサ
ブグループに分かれ、各サブグループ内で競合解消が次
々に進められる。L.ゲオルギアディスおよびP.パパント
ニ・カザコスは、「A Collision resolution protocol
for random access channels with energy detectors」
（IEEE Trans.on Communications,vol.30,No.I1,pp.241
3−2420、1982年11月）で、単一の送信時間区間中に衝
突する端末がその次の送信時間区間中に、最初の送信時
間区間中に衝突した端末の数に応じた再送信確率を使用
して送信を行う木構造探索アルゴリズムを提案してい
る。

W.シューおよびG.キャンベルは、「A Distributed Qu
eueing Random Access Protocol for a Broadcast Chen
nel」（Computer Communication Review,vol.23,NO.4,p
p.270−278、1993年10月）で、固定数ｍ個（ただしｍ＝
２、３、...）の連続した送信時間区間にわたって発生
する衝突の解消のための木構造探索アルゴリズムであっ
て、分割パラメータｎが固定しており、ｍに等しいアル
ゴリズムを提案している。後者の状況は、往復時間内に
ただ１つの送信ではなく複数の送信を可能にすることが
できるCaTVネットワークにおける長い往復伝搬遅延を利
用しようとしている。CaTVネットワークでメッセージを
送信する端末は、次の送信の前に、その最初の送信の結
果を知るために、少なくともこの往復時間だけ待つ必要
があることに留意されたい。

競合傾向伝送と無競合伝送の両方を組み合わせたハイ
ブリッドMAC解決策が好ましいのは、すべてのトラフィ
ック負荷にわたる良好のパフォーマンスのためである。
米国特許第4736371号、5012469号、および5303234号で
は、固定したサイズと、固定したサイズの時間枠にグル
ープ化された連続した時間区間とから成る柔軟性のない
時間構造化システムで動作するALOHAタイプの競合解消
プロトコルを使用するハイブリッドMACプロトコルが開
示されている。米国特許第4745599号および4774707号で
も、ALOHAタイプの競合解消プロトコルを使用するハイ
ブリッドMACシステムが開示されている。ただし、これ
らのシステムでは、競合ベースの送信を、非同期動作フ
ェーズ中に様々な端末からの送信がランダムな時点で開
始されるという点で、非同期的に行うことができる。こ
れによって、端末の動作が簡略化されるが、部分的に重
なり合ったメッセージ送信から無駄に使われる帯域幅の
ために、ネットワーク効率の低下という犠牲がある。

木構造探索方式の競合解消プロトコルを使用するハイ
ブリッドMACプロトコルに関しては、米国特許第5390181
号および5590131号で、競合傾向送信のための固定数Ｎ
個の固定したサイズの連続送信時間区間の後に、無競合
送信のための単一の固定サイズの送信時間区間が続く構
成の反復パターンから成る柔軟性のない時間構造を持つ
ハイブリッドMACプロトコルが提案されている。後者の
特許第5590131号は前者の特許第5390181号と、関連参照
文献W.シューおよびG.キャンベルの「A Distributed Qu
eueing Random Access Protocol for a Broadcast Chan
nel」（Computer Communication Review,vol.23,No.4,p
p.270−278、1993年10月）とに基づいており、前者の特
許と比較して所与のパフォーマンス・レベルを達成する
のに必要な数Ｎを減らすための特別なアルゴリズム規則
が追加されている。しかし、パフォーマンスのこのわず
かな改善は、このアルゴリズム規則の追加による複雑さ
の増加に対応することができない。

きわめて有利であると考えられるのは、MACプロトコ
ルの効率をさらに向上させ、システム・オペレータが競
合傾向送信と無競合送信に時間区間を動的に割り当てる
柔軟性を向上させる方法である。

発明の概要 本発明は、木構造探索／スタック・クラスの競合解消
アルゴリズムを使用する通信システムである。MACプロ
トコルにおけるこの競合解消アルゴリズムは、送信時間
軸上で浮動しているように見え、周期的または何らかの
特定の所定パターンで現れる必要のない、可変数の送信
時間区間にわたって動作し、同時競合解消を実行するこ
とができる。これによって、システム・オペレータは適
切であるとみなす通りに送信時間区間を配置し、実行中
に競合傾向と無競合のメッセージ送信のトラフィック需
要に動的に対応する柔軟性が得られる。さらに、分割パ
ラメータｎやトラフィックの許可クラスのようなアルゴ
リズム・パラメータも動的に調整可能である。

したがって、本発明のMACプロトコルは、トラフィッ
ク需要の変化に合わせて絶えず調整され、競合傾向動作
フェーズと無競合動作フェーズとの間で帯域幅を転換し
て最適パフォーマンスを得ることができる。この柔軟性
は、CaTV H/Eからの競合解消支援によって端末での複
雑性を低く抑えて得られると同時に、モニタ局と通信装
置との間で本発明のMACプロトコルの複雑性のバランス
がとられる。

本発明は、第２のクラスである木構造アルゴリズムま
たはスタック・アルゴリズムにハイブリッドMACプロト
コルの競合解消アルゴリズムを使用してメッセージ送信
衝突を解消する、HFCベースのCaTVデータ通信システム
のようなシステムに関する。コンピュータ通信装置であ
る端末は、通信チャネルを介したメッセージ伝送によっ
て通信し、これらの伝送のうちの一部の伝送のメッセー
ジ内容が異なる端末から送信されたメッセージの衝突に
よって破棄される。メッセージ送信衝突を解消するため
に、重なり合わない可変存続期間の送信時間区間（TT
I）が生成され、変化する時間区間数とそれらの間の変
化する間隔の長さのクラスタにグループ化される。クラ
スタのシーケンスが形成される。シーケンス内のクラス
タの特定のTTI中に送信している任意の端末は、同じシ
ーケンス内の次のクラスタの開始の前にその端末のメッ
セージ送信の状況を知る。さらに、第１のクラスタの送
信時間区間内に衝突する端末は、第１のクラスタが属す
るクラスタのシーケンスに沿って競合解消を行う。

図面の簡単な説明 第１図は、双方向ケーブルCaTVシステムの典型的なト
ポロジを示す図である。

第２図は、上流時間軸上に分散した連続する競合傾向
送信時間区間の集合を示す線形図である。

第３図は、上流時間軸上に分散した変動する連続した
競合傾向送信時間区間のシーケンスを示す線形図であ
る。

第４（ａ）図及び第４（ｂ）図は、本発明の実施形態
の迅速で公平なメッセージ伝送を保証するアルゴリズム
のフローチャートである。

第５図は、一定した存続期間の連続したスロットのク
ラスタから成る単一のシーケンスを示す線形図である。

第６図は、（再）送信割振りメッセージの構成を示す
図である。

第７図は、フィードバック・メッセージを示す図であ
る。

第８（ａ）図及び第８（ｂ）図は、本発明の他の実施
形態の迅速で公正なメッセージ伝送を保証するアルゴリ
ズムのフローチャートである。

第９図は、競合解消プロセスの一例を表す上流伝送軸
上のサイクルを示す一連の線形図である。

第10図は、本発明の実施形態で説明するアルゴリズム
であるmsSTARTを使用して動作するシステムと、理想的
なALOHA競合解消プロトコルとのパフォーマンス比較結
果を示すグラフである。

発明の詳細な説明 本発明について、CaTV施設に配備される新しいデータ
通信ネットワークを使用して説明するが、本発明は、他
の通信ネットワークにも等しく適用され、これには、無
線ネットワーク、セルラネットワーク、パケット無線ネ
ットワーク、無線ケーブル・ネットワーク、衛星ネット
ワーク、赤外線通信システム、ワイヤライン・ローカル
・エリア・ネットワークなどが含まれるが、これらには
限定されない。本発明のシステムは、双方向通信の２つ
の方向のそれぞれに使用される通信媒体が異なる場合が
あるハイブリッド・ネットワークでも実施することがで
きる。

第１の好ましい実施形態 この好ましい実施形態では、本発明は、H/Eが競合解
消を支援する双方向CaTVデータ・システムを介して動作
するデータ通信ネットワークに適用される。CaTV施設内
の全端末を端末のグループに区分化することができ、各
１つの端末が特定の上流チャネルで送信する。典型的に
は、このようなすべての端末に、同じ下流チャネルも割
り当てられるが、これらの端末のグループの１つが上流
チャネルをどのように共用するかに重点を置く。端末は
その都度特定のメッセージの伝送にかかわるものと仮定
するが、端末は任意の時点で複数のメッセージを送信す
ることができ、したがって、同時に複数の競合解消に関
与することがあることを理解されたい。さらに言えば、
特定のメッセージに競合解消を関連づける必要性もな
い。端末は、たとえば３つのメッセージを送信したいた
めに３つの競合解消に関与することもできる。これらの
並行した競合解消のうちのいずれか１つに際してその端
末に送信の順番が回ってくるといつでも、この３つのメ
ッセージのいずれか１つの送信を決定することができ
る。１つの端末内での複数競合解消の可能性に対処する
ために、各端末内の各競合解消プロセスは、端末がそれ
自体のメッセージのうちの２つのメッセージを同時に送
信しようと決して試みないことを条件として、実際には
別の端末によって実行されているかのように独立して進
行する。

送信するものがない端末を遊休端末とよび、それ以外
の場合の端末をアクティブ端末と呼ぶ。最初の送信の前
にアクティブになる端末を、新規参入端末と呼ぶ。新規
参入端末は、初めて送信することができる時間区間のシ
ーケンスがH/Eから通知されるまで待つ。H/Eは、この情
報を、勧誘メッセージと呼ぶ特別な制御メッセージと
（再）送信割振りメッセージで提供する。この時間区間
のシーケンス情報がH/Eによって伝えられた後、新規参
入端末は、指定された時間区間が来るのを待つ。その時
が来ると、ランダムにまたはH/Eからの可能な他の命令
に従って、新規参入端末はそれらの指定された時間区間
のうちの１つを選択し、送信する。

この後、端末はH/Eがそれらの送信の結果を通知する
のを待つ。この結果は、成功、衝突、または遊休すなわ
ち特定の送信時間区間に送信のために選択された端末が
ない状態などである。

送信が成功した端末は、ネットワークを離れるものと
みなされて遊休状態になるか、または新たに送信するメ
ッセージを持っている場合には再び新規参入端末にな
る。被衝突端末には衝突が通知され、H/Eから固有の衝
突識別値（CID）を受け取る。

本発明のこの第１の好ましい実施形態では、衝突に特
定のCID値が割り当てられた端末は、指定された送信時
間区間に送信を行うことができるようになる。これは、
（再）送信割振りメッセージ内の各CID値によって、事
前定義された規則に従ってそのCIDに関係するCIDを有す
る未解決の被衝突メッセージを持つ端末のサブグループ
からの（再）送信が可能になることを意味する。この規
則は時間的に静的または動的とすることができ、端末が
それを適用することが必要になる前に端末に知らされ
る。このような優先規則の例は以下の通りである。

端末の衝突IDであるCID_stは、（再）送信割振りメッ
セージ内のCIDと同じでなければならない（以下の実施
形態で説明する）という規則、 端末の衝突IDであるCID_stはCID_st≧CIDを満たさなけ
ればならないという規則、および システム設計者によって指定されたその他の規則であ
る。

被衝突端末は、衝突に割り当てられたCIDを記憶し、H
/Eが特定のCIDを持つ端末が再度送信できるようにする
まで待つ。その時点が来ると、H/Eはメッセージを送信
し、それに従って所与のCIDを持つ端末が所与の送信時
間区間に送信を行うことができる規則を通知する。たと
えば、この規則では、端末の送信確率を指定することが
できる。この送信の後、衝突が解消されてすべての端末
が被衝突メッセージの送信に成功するまでこのプロセス
が繰り返される。

上述のアルゴリズムは木構造探索タイプであるため、
所与のCIDは、最も最近の送信の結果としてそのCIDが割
り当てられた衝突を起こしたすべての端末が少なくとも
１回再送信するまで、再使用すなわち再割り当てされて
はならない。これによって、H/Eは特定の時間区間中に
被衝突端末のどのグループが再送信を試行することがで
きるかを制御し、その結果、きわめて効率的で柔軟性の
高い、強力な競合解消になる。

ネットワークでは、すべての端末が時間について共通
の認識を有し、送信が指定時間区間中に行われるため、
送信時間区間の開始時点とその持続時間を知っているも
のと見なされる。通信システムの初期設定中および動作
中に、すべての端末が時間時間区間を同じに解釈するよ
うにモニタ局がすべての端末を誘導する。

CaTVネットワークの場合、H/Eが、ネットワーク全体
にわたる共通の時間基準を設定するモニタ局の役割を果
たす。具体的には、送信時間区間ｘを参照する場合、開
始時刻t_bと終了時刻t_eによって記述することは、時間区
間ｘ内の送信がH/E時刻t_bとt_e中にH/Eに着信することを
意味する。

時間区間ｘの始めに開始されたどの端末からのどの送
信もH/E局のクロックがt_bを示すときにH/Eに到着するよ
うに、端末の内部クロックを端末とH/E局との間のカウ
ンタ伝搬遅延に合わせて時刻調整することができる。

端末は他の端末の競合傾向送信と衝突する可能性のあ
る競合方式で送信するか、または予約方式送信と呼ぶ無
競合方式で送信することができる。ここでは、特別に指
定された競合傾向送信時間区間上の競合傾向送信に焦点
を合わせる。一般に、これらの時間区間は、固定した存
続期間であり、スロットと呼ばれる。第２図に、上流メ
ッセージ送信が行われる上流時間軸203上に分散された
連続した競合傾向送信時間区間202の集合201を示す。個
々の送信時間区間202は、等しい存続期間であってもな
くてもよい。システムの動作のために、これらの分散し
ている可能性のある送信時間区間202または送信時間区
間の集合201あるいはその両方を区分化し、送信時間区
間202のクラスタのシーケンスにグループ化する必要が
ある。こうするのは、送信時間区間のクラスタのシーケ
ンス内の１つのクラスタ中に発生した衝突のために行わ
れた競合解消が、送信時間区間のクラスタの同じシーケ
ンスのうちの後続のクラスタの送信時間区間中に継続す
るようにするためである。連続した競合傾向送信時間区
間202の集合201の大きさは、クラスタ内の連続した送信
時間区間の数である。

第３図に、送信時間区間のクラスタ305〜308にグルー
プ化された送信時間区間202を示す。クラスタはさら
に、送信時間区間のクラスタの２つのシーケンスA301お
よびB302にグループ化される。２つの独立した競合解消
プロセスが同時に実行される。一方のプロセスは、厳密
にシーケンスA301の送信時間区間中に実行され、他方の
プロセスは厳密にシーケンスB302の送信時間区間中に実
行される。送信時間区間202のクラスタの異なるシーケ
ンスにある時間区間が互いに混じり合うかどうかに関し
て制約は課されない。

第３図の例が示すように、各クラスタ、すなわちクラ
スタのシーケンス301、302のメンバーは、連続した送信
時間区間の１つまたは複数の集合のアセンブリを含む。
たとえば、シーケンスA301のクラスタ305は、サイズ
４、２、および１の連続した送信時間区間の３個の集合
にグループ化された７個の送信時間区間202から成り、
シーケンスA301の次のクラスタ307は、サイズ６の連続
した時間区間の単一の集合にグループ化された６個の送
信時間区間202から成る。

シーケンスのサイクルは、クラスタの最初の送信時間
区間の始めから同じシーケンスの次のクラスタの最初の
送信時間区間の始めまでの経過時間を示す。あるいは、
サイクルは、クラスタの終わりから次のクラスタの終わ
りまでの経過時間を示す。本発明で使用する競合解消ア
ルゴリズムは、各反復が、アルゴリズムが競合解消を制
御する対応するシーケンスの１サイクルと一致する、反
復的アルゴリズムであることが好ましい。

サイクルの存続期間は、１つのサイクルと次のサイク
ルとで変わってもよいが、第３図に示すように、シーケ
ンスのクラスタ間には物理的またはその他のパラメータ
によって最小時間間隔が入れられる。たとえば、この最
小時間間隔は、以下のものに依存することができる。

a.最小往復伝搬遅延 b.H/Eで送信時間区間のクラスタ内の送信の結果を解析
する処理遅延 c.これらの送信の結果に関するフィードバック情報をH/
Eが送信する時間 d.送信時間区間の次のクラスタの時間区間を指定する
（再）送信割振りメッセージを送信する時間 e.H/Eおよび端末におけるその他の処理時間など シーケンス内で競合傾向送信および再送信を行う端末
は、そのシーケンス内で送信を試みる特定の各メッセー
ジごとに、そのシーケンスの１クラスタ当たり、すなわ
ち１サイクル当たり多くとも１回の送信を行う。それに
もかかわらず、端末はシーケンスおよびクラスタに関し
て何も知る必要がない。これはH/E局が追跡し、その時
点が来ると端末に送信するように通知する。シーケンス
のクラスタは、以下で説明するこの反復的競合解消アル
ゴリズムの重要な要素である。一緒に解析される送信時
間区間の１つのクラスタ内の送信およびその結果は、当
該シーケンスの次のクラスタまたは後のクラスタでどの
端末が再送信するかに影響する。

競合解消は各シーケンス内で独立して行われる。次
に、送信時間区間のクラスタの単一のシーケンス内での
単一の競合解消の実行について考えてみる。極端な場合
には、各シーケンスごとに全く異なる競合解消アルゴリ
ズムを実行することができる。本発明の第１の好ましい
実施形態では、通信装置、たとえば端末は、競合傾向メ
ッセージを送信するために以下の５段階プロセスを実行
する。

a.端末が遊休状態になっている b.端末はアクティブ、すなわち新規参入端末になり、そ
の最初の送信が行えるようになるのを待つ c.送信後、端末はその送信に関するフィードバック情報
を待つ d.競合が起こった場合、端末は再送信できるようになる
のを待つ e.プロセスは、端末がメッセージの送信に成功するまで
ステップｃ）以下を反復する 第４（ａ）図に、迅速で公平なメッセージ送信を保証
するために各ステップ内で行われる一連のアルゴリズム
・ステップを示す。遊休端末における初期設定ステップ
401の後、（競合モードで）送信するメッセージがある
と判断されるまでステップ402でループが実行される。
そのようなメッセージが生成されると、ステップ403
で、そのメッセージの送信を扱うためにこのアルゴリズ
ム・プロセスのコピーが作成される。ステップ404で、
元のプロセスに戻り、（競合モードでの）他のメッセー
ジの送信のために端末を準備する。ステップ405でコピ
ー・プロセスが進められる。

送信する新しいメッセージを持つ端末である新規参入
端末は、H/Eから送信勧誘メッセージを受け取るのを待
つ（406）。この勧誘メッセージは、以下の情報を含む
ことができる。

I.許可プロパティ（AP）：この「プロパティ」を満たす
新規参入端末のみが以下の情報に関係すると見なされ
る。このプロパティには、たとえば高、低などの新規参
入端末のトラフィック・レベルの送信優先度や、端末の
特定のグループの識別情報などを関連づけることができ
る。「許可プロパティ」制約を希望しない場合、このフ
ィールドは不要である。

II.送信区間（TI）：新規参入端末が最初の送信に使用
することができる時間区間。

III.許可定数（AC）：「許可プロパティ」を満たすすべ
ての新規参入端末のうち、このACも満たす端末だけがTI
中に送信することができる。ACは、特定の期間中にトラ
フィックを生成した端末のみが送信を許可される時間区
間を表すか、または新規参入端末のうち、たとえば30％
の端末のみが送信を許可される部分を表す。後者の場
合、新規参入端末は送信することができるか否かをラン
ダムに選択する必要がある。AC制約を希望しない場合、
このフィールドは不要である。

H/Eによって送られる勧誘メッセージには、１送信時
間区間について１つずつ、いくつかの（AP:TI:AC）のト
リプレットを含むことができる。あるいは、いくつかの
TIについてAPフィールドとACフィールドが同じ場合、い
くつかのTIフィールドを組み合わせて、「送信区間開
始」フィールドと「送信区間終了」フィールドの形にす
ることもできる。この情報フィールド・トリプレットの
その他の組合せも可能である。勧誘メッセージは、H/E
によって単独で、または追加情報を含む他のメッセージ
に入れて送信することができる。（AP:TI:AC）情報フィ
ールド・トリプレットによって実行される機能は、特定
の設計上の選択に応じて、３個以上または３個以下のフ
ィールドを使用して実現することもできる。

勧誘メッセージの受信後、ステップ407で許可情報ト
リプレット（AP:TI:AC）が読み取られる。端末がAP条件
とAC条件を満たす場合（408）、ステップ411に示すよう
に、端末はメッセージを送信する前に時間区画TIが到来
するのを待つ。端末がその所与の時間区画TIについてAP
条件とAC条件を満たさない場合、ステップ409で勧誘メ
ッセージになお（AP:TI:AC）情報トリプレットが含まれ
ているか否かが判断される。情報トリプレットが他にも
ある場合、ステップ410で次のトリプレットが読み取ら
れ、ステップ407に制御が戻される。それ以上の（AP:T
I:AC）情報トリプレットが残っていない場合、端末はス
テップ406に制御を戻し、次の勧誘メッセージを待つ。

ステップ411における新規参入端末による送信の後、
または、ステップ417（第４（ｂ）図）の結果である前
に衝突された端末による再送信の後、ステップ412で端
末は送信の結果が通知されるのを待つ。H/Eによって送
信される送信通知メッセージは、フィードバック・メッ
セージと呼び、以下の情報フィールドを含むことができ
る。

I.TI:以下の情報は、この時間区間に行われた送信に関
する。

II.送信状況（TS）：送信が衝突を起こしたかどうかに
関する情報。

III.CID:送信が衝突を起こした場合、その衝突にCIDが
割り当てられる。

フィードバック・メッセージは、（TI:TS:CID）情報
フィールドのいくつかのトリプレットを含むことがで
き、そのそれぞれが指定時間区間中の送信の結果に対応
する。勧誘メッセージの場合とまったく同様に、H/Eは
フィードバック・メッセージを単独で、または追加情報
を含む他のメッセージ内に含めて送信することができ
る。CIDは衝突がある場合にのみ実際に必要になるとい
うことに鑑みて、CIDフィールドとTSフィールドを組合
せて１つのフィールドにすることもできる。この１つの
フィールド内で、CIDの特定の値によって衝突がないこ
とを示すことができ、一方、CIDの他の値によって衝突
があることとそれに割り当てられたCIDの両方を暗黙に
示すことができる。

H/Eは、端末送信にそのアドレスが含まれていること
を前提として、予約CID値を使用して、または送信端末
に明示的に応答することによって、成功した送信に明示
的に肯定応答することができる。しかし、成功した送信
は一般に、送信区間中に１つの端末しか送信しなかった
ことを意味するため、これは必ずしも必要ではない。し
たがって、その時間区間が衝突を含まないものとして示
された場合、送信端末はその送信がH/Eによって成功裏
に受け取られたものと推断することができる。その成功
裏の送信の後に、端末は現行競合解消プロセスを終了
し、将来の送信に備える。

実際上は、CID値は最小値CID_minと最大値CID_maxの間
にあり、CID_maxはCID_minより大きいか等しい。これらの
CID値の範囲は、通信ネットワークに接続されると予想
される端末の最大数、CIDフィールドのサイズ制約に依
存するか、または何らかの理由のために慎重に選定する
ことができる。H/Eは未割り当てCIDを使い果たすと、す
でに割り当てられたCIDを再使用し、それに対応する衝
突をその元のCIDを受け取った衝突とともに扱うことも
できる。CID_min＝CID_maxの場合、CIDの明示的な使用は
不要である。

この場合も、これらの情報フィールド・トリプレット
（TI:TS:CID）によって実行される機能は、特定の設計
上の選択に応じて、３個以上または３個以下のフィール
ドを使用して実現することができる。

フィールドバック情報を受け取った後、ステップ413
で、時間区間TI中の送信に対応するTSフィールドが衝突
を示しているか否かが端末によって判断される。衝突が
示されていない場合、ステップ414でメッセージは成功
裏に送信されており、競合解消プロセスはステップ415
で終了する。第４（ｂ）図に示すように、衝突が起こっ
た場合、ステップ418で端末によって、フィードバック
・メッセージから対応するCIDフィールドが読み取ら
れ、そのCIDをその衝突に割り当てる。

衝突後、衝突して特定のCIDが割り当てられた端末
は、ステップ419で、H/Eが（再）送信割振りメッセージ
を介して再度送信することができる時点を通知するまで
待つ。ステップ420で読み取られるH/Eによって送信され
た（再）送信割振りメッセージは、以下の情報フィール
ドを含むことができる。

I.CID:その最近の送信の結果、このCIDに割り当てられ
た衝突を起こした端末だけが、以下の情報フィールドに
関係する。

II.TI:最も最近の送信の結果、当該CIDが割り当てられ
た衝突を起こした端末が再送信を試行することができる
送信区間。

III.TR:最も最近の送信の結果、当該CIDが割り当てられ
た衝突を起こしたどの特定の端末が、TI中に再送信する
ことができるかを定義する送信規則。TRは、単に被衝突
端末の百分位数とするか、または指定期間内に被衝突ト
ラフィックが生成された端末のみが送信することができ
ることを示す期間とすることができる。

（再）送信割振りメッセージは、当該（再）送信割振
りメッセージによって定義された各送信時間区間ごとに
１つずつ、複数対の（TI:TR）情報フィールドを含むこ
とができ、所与のCIDについて、CIDとそれに関連付けら
れた（TI:TR）情報フィールドの複数のグループを含む
ことができる。（再）送信割振りメッセージは、H/Eに
よって単独で、または追加情報を含む他のメッセージに
含めて送信することができる。

最も最近の衝突に特定のCID値が割り当てられたすべ
ての被衝突端末が再送信するように保証するために、H/
Eは、関連づけられたTRフィールドが当該CIDを持つすべ
ての被衝突端末をカバーするようにして、各CIDごとに
２つ以上のTTIを割り当てる。たとえば、各CIDごとに、
H/Eは３つの送信区間を割り当て、当該CIDを持つ端末が
1/3の確率でその３つの送信区間のうちの１つを選択す
るように要求することができる。

TRが固定しており、既知であって、時間と共に変化し
ない場合、たとえば、再送信のために割り当てられた常
に一定した数の送信区間があり、各被衝突端末が等しい
確率でそのうちの１つを選択することができる場合、TR
はH/Eによって明示的に送信される必要がないことがあ
る。この場合、関連づけられたTIは単に「送信区間開
始」と「送信区間終了」の形で送信することができる。
本発明の範囲を逸脱することなく、CID情報フィールド
と（TI:TR）情報フィールドのその他の同等の組合せも
可能である。特定の設計上の選択に応じて、３個以上ま
たは３個以下のフィールドを使用してこれらの情報フィ
ールド・トリプレット（CID:TI:TR）によって実行され
る機能を実現することもできる。

第４（ｂ）図を参照すると、ステップ420で（再）送
信割振りメッセージからトリプレット（CID:TI:TR）が
読み取られた後、ステップ421で、当該TIのCIDおよびTR
条件が満たされているかどうかが判断される。この所与
のTIについてCIDおよびTR条件が満たされていない場
合、ステップ422で、（再）送信割振りメッセージに追
加の（CID:TI:TR）情報トリプレット、または特定のCID
に関連づけられたいずれかの（TI:TR）対が含まれてい
るかどうかが判断される。情報フィールドがまだ他にあ
る場合、ステップ423でその情報フィールドが読み取ら
れ、端末はステップ420に戻る。それ以上の（CID:TI:T
R）情報トリプレットまたは（TI:TR）が残っていない場
合、端末はステップ419に戻って次の（再）送信割振り
メッセージを待つ。

この所与のTIのCIDおよびTR条件が満たされている場
合、ステップ417で、端末をステップ411に戻すことによ
って条件解消プロセス全体が繰り返される。

第２の好ましい実施形態 前述の情報フィールドの特定の解釈に基づいて、マル
チスロットの、動的に変更可能な木構造探索タイプの競
合解消プロトコルのきわめて大規模なファミリを実施す
ることができる。特定の競合解消プロトコルの好ましい
実施形態について以下に述べる。この実施形態の説明で
使用するパラメータは、例示的なものに過ぎず、本実施
形態または前述の第１の好ましい実施形態の範囲を逸脱
することなく、異なるパラメータの組合せを選定するこ
とができる。

以下では、衝突の結果によるもの以外にメッセージの
送信中に発生するエラーがなく、上記のステップのいず
れも省かれないことを前提として、通常の動作条件下に
おけるシステムの動作を示す。エラーが発生した場合
は、単純なエラー回復技法を組み込むことができる。た
とえば、衝突後にCIDを受け取らない端末の場合、また
は、衝突に割り当てられた特定のCID値を有する被衝突
端末にH/Eが再送信を要求しないタイムアウト期間の満
了後、遊休状態に戻るなどである。

特定の条件下で、端末がその衝突のために指定された
CID値とは異なるCID値を使用することに決め、そのCID
値を使用して競合解消を続けることがある。そのような
状況は、CIDが周知の規則に従って割り振られ、端末
が、競合解消中にその端末に不公平な優位が与えられな
いCID値を選定する場合にのみ許される。

この実施形態では、前述のすべての送信時間区間が、
単位時間として等しい長さをとるものとみなし、これを
スロットと呼ぶ。スロットは、整数値０、１、２、
３、...によって指標付けされ、スロットのクラスタの
シーケンスのうちの各クラスタ内のスロットは連続して
いるものとする。すなわち、各シーケンス内のクラスタ
は連続したスロットの厳密に１つの集合を含むものとす
る。第５図に、一定した存続期間の連続スロット501か
ら成るクラスタ201の単一のシーケンスを示す。各クラ
スタは、連続したスロットの単一の集合を含む。このシ
ーケンスの１サイクル502も示す。

物理的限界のため、連続カウントは不可能であり、そ
れを超えると時間がラップアラウンドする、すなわち時
間が...M−３、Ｍ−２、Ｍ−１、０、１、2,...のよう
にカウントされる、十分に大きな数値Ｍが存在するもの
とする。この例では、時間は32個の２進数／ビットを必
要とするフィールドで説明する。すなわち、Ｍは2³²＝
4,294,967,296である。さらに、勧誘メッセージは、
（再）送信割振りメッセージ内で送信することができ
る。（再）送信割振りメッセージ内に、メッセージのう
ちの勧誘関連情報と再送信/CID関連情報を含む部分を識
別する手段を設ける。（再）送信割振りメッセージは、
以下の情報を提供するビット・フィールドを含む。

I.許可プロパティ：システム内で生成されたメッセージ
・トラフィックは、１、２、...、８のように高くなる
優先度で指標付けされた８段階の優先レベルに属する。
H/Eは、システム内に新規参入端末を入れたい場合、８
ビットの「許可プロパティ」フィールドで、どの優先レ
ベルのメッセージをどのスロットで許可するかを示す。
具体的には、優先度ｘのメッセージ（ただし、ｘは１か
ら８までの範囲）は、ビット位置を左から右の順に１、
２、...8とカウントした場合にその位置が「許可プロパ
ティ」フィールドの内の位置ｘの右ではない、フィール
ド内の一番右の「１」に対応するスロットで送信され
る。たとえば、８ビットの「許可プロパティ」フィール
ドが11010000を示している場合、端末は、新規参入端末
を受け入れるように現行（再）送信割振りメッセージで
指定された３グループのスロットがあることを知る。具
体的には、このようなスロットのグループの第１のグル
ープは、最低優先度１の新規参入端末のみに関係し、第
２のグループは優先度２および３に関係し、第３のグル
ープは優先度４以上に関係する。３番目の位置に「０」
があるため、優先度３の新規参入トラフィックはそれ自
体のスロット・グループを持たず、優先度２の新規参入
トラフィックとひとまとめに扱われる。優先度４以上の
新規参入トラフィックスについても同様である。

II.勧誘メッセージ情報:8ビットの「許可プロパティ」
フィールドがヌル、すなわち00000000の場合、その
（再）送信割振りメッセージは新規参入勧誘情報をまっ
たく含まない。

III.送信時間区間：新規参入端末の特定のグループによ
って使用される連続したスロットの数を表す８ビットの
数字。新規参入端末は、最初の送信のためにこれらのス
ロットのうちのいずれかをランダムに選択するものとみ
なされる。端末が同じクラスタ内の後続の時間区間の絶
対時間を判断するのを助けるために、最初の送信時間区
間の絶対時間を設けなければならないのは明らかであ
る。

IV.許可定数：定義された時間境界を表し、この時間境
界より前にトラフィックを生成した許可可能な優先度の
トラフィックを持つ新規参入端末のみが送信を許可され
る。あるいは、H/Eによって百分位数が与えられる。こ
の場合、端末は最初の送信を行うのに適格であるかどう
かをランダムに選択する必要がある。

V.CID:最も最近の送信の結果、当該CID値が割り当てら
れている衝突を起こした端末に対して、（再）送信割振
りメッセージによって定義されたスロットで再送信する
準備をするように指示する８ビットのCIDフィールド。
各CID値は、送信後にH/Eによってフィードバック・メッ
セージで割り当てられる。CIDには１、２、３、...の範
囲の値が割り当てられることが前提とされ、CID＝０は
衝突のないスロットを示すのに使用するために予約され
ている。CID値は、最も最近の送信の結果、このCIDが割
り当てられた衝突を起こしたすべての端末が少なくとも
１回再送信するまでは、再使用されない。次に述べる送
信規則によって、すべての被衝突端末が再び（再）送信
するように保証される。

８ビットのCIDフィールドによって、CID値を使い果た
すまでに、2²⁵⁵個、約5.7^＊10⁷⁶を超えるメッセージの
最初の衝突の解消が可能になる。衝突を示す各CIDフィ
ールドごとに、以下の２つのフィールドも設けられる。

i.送信時間区間:TI（CID）。最も最近の送信の結果、当
該CIDが割り当てられた衝突を起こした端末による再送
信に使用されるスロットの数を表す４ビット数値。

ii.送信規則:TR（CID）。分割パラメータを表す４ビッ
ト数値。原則として、最も最近の送信の結果、当該CID
が割り当てられている衝突を起こした各端末は、１とTR
（CID）の間の数値ｋを選択する。ｋがTI（CID）よりも
大きい場合、端末は、H/Eがその所与のCIDのために次に
再送信スロットを指定するまで待つ。ｋがTR（CID）よ
り小さいか等しい場合、端末はそれらのTI（CID）スロ
ットのうちのｋ番目のスロットで送信する。

この例示の実施形態で検討した（再）送信割振りメッ
セージ・フィールドの詳細な説明を、（再）送信割振り
メッセージの実際の形式設定を図示した第６図に示す。
単一の（再）送信割振りメッセージによって、スロット
201（第５図）の単一のクラスタ内のすべての競合傾向
スロット501（第５図）が定義されるものとする。
（再）送信割振りメッセージには以下のフィールドがあ
る。

フィールド601、Msg_ID（１オクテット、すなわち８
ビット）：当該メッセージを（再）送信割振りメッセー
ジとして識別する固有メッセージIDを含む。第６図で
は、このID番号は２進数「00000001」である。

フィールド602、LNG（１オクテット）：オクテット数
で表された当該メッセージの全長を含む。（再）送信割
振りメッセージは必ずしも固定サイズではないため、こ
の長さフィールドは、端末が（再）送信割振りメッセー
ジの終わりを識別する助けになる。

フィールド603、Start_S1（４オクテット）：当該
（再）送信割振りメッセージによって識別されたクラス
タ内の最初のスロットに対応する絶対時間を識別する。
このクラスタ内の他のスロットは、このスロットを基準
にして加法方式で識別される。すなわち、当該メッセー
ジによって定義されたスロットのグループ内の各特定の
スロットごとに、各特定のスロットを含むグループの前
に定義されたそれらのグループ内のすべてのスロットの
数がまずStart_S1値に加算される。

フィールド604、Priorities（優先度）（４オクテッ
ト）：上記で定義した「許可プロパティ」を含む。この
フィールドの各非ゼロ要素ごとに、追加の５フィールド
605〜609がある。

フィールド605、＃Inv_S1（１オクテット）:1ずつ増
分される。このフィールドには、「勧誘スロット」の
数、たとえば、Prioritiesフィールド604内の対応する
「１」によって許可された新規参入端末のグループによ
って使用される一群のスロットの数が入る。このフィー
ルドによって、新規参入端末に少なくとも１、最大で25
6の連続スロットを割り当てることができる。

フィールド606、Time_Bd（４オクテット）:Time_Bd60
6の時間境界の前に生成され、Prioritiesフィールド604
内の対応する「１」によって識別された新規参入端末か
らのメッセージのみが、等確率で選択される１＋＃Inv_
S1フィールド605のスロットのいずれかで送信される。

フィールド607、CID（１オクテット）：再送信のため
にTI（ID）スロット608を使用することになる被衝突端
末のグループを識別する。

フィールド608、TI（CID）（４ビット）:1ずつ増分さ
れる。最も最近の衝突に当該CIDが割り当てられた端末
の再送信のために使用されるスロットの数が入る。これ
によって、少なくとも１、最大16のスロットを割り当て
ることができ、再送信規則TR（CID）にも「合格」する
許可可能スロットのサブグループは等確率でこれらのス
ロットのいずれかを選択する。

フィールド609、TR（CID）（４ビット）:1ずつ増分さ
れる。このフィールドには、（１＋TI（CID））スロッ
トでの送信を選択するために使用される分割パラメータ
が入る。TR（CID）は、常にTI（CID）と等しいかより大
きい。（１＋TI（CID））スロットで送信することを許
可されることができる各端末は、（１＋TI（CID））÷
（１＋TR（CID））の確率で送信を行うことを選択する
ことになる一方、１−［（１＋TI（CID））÷（１＋TR
（CID））］の確率で送信を据え置く。送信をすること
を選択した場合、等確率で（１＋TI（CID））個のスロ
ットのいずれかで送信することを選択する。

Prioritiesフィールド（604）にｘ個の１がある場合
（ただしｘは０から８までの範囲）、ｘ対の「＃Inv_S
l:Time_Bd」フィールド605、606もある。したがって、L
NG＝７＋5x＋2y（ただしｙはCID:TI（CID）:TR（CID）
フィールド607〜609の数）である。したがって、LNGと
ｘが与えられると、Prioritiesフィールド604からＹ＝
0.5（LNG−７−5x）としてｙを計算することができる。

複数のシーケンスが許可される場合、シーケンスIDフ
ィールドが追加される。

新規参入端末のスロット情報フィールド、すなわち＃
Inv_S1605およびTime_Bd606は、送信優先度を高めるよ
うに左から右の順に順序づけされるが本システムの特定
の実施態様において、順序の逆転が予めわかっており、
したがってすべての端末とH/Eがこれらのフィールドの
優先順序について一様な解釈を有する限り、この順序は
逆にすることもできる。

端末が現行のスロットのクラスタで送信することがで
きるかどうかを調べるために、何らかの決定を行う必要
がある。まず、端末の衝突は、現行（再）送信割振りメ
ッセージで与えられたCIDと一致するCIDを持っている
か、またはPrioritiesフィールド604で許可された優先
レベルに属する優先レベルのメッセージを持つ新規参入
端末でなければならない。後者の場合、端末はそのメッ
セージがTime_Bdフィールド606の制限を満たす場合にの
み送信することができる。端末が送信するのに適格であ
る場合、端末はどの特定のスロットで送信することがで
きるかをランダムに選択する必要があり、これには乱数
発生機構の使用が必要である。

rand（Ｎ）が、整数１、２、...、Ｎの範囲の乱数発
生の結果であるものとする。すなわち、rand（Ｎ）は１
からＮまでの範囲である。その場合、 rand（１＋＃Inv_S1） によって、（１＋＃Inv_S1）のうち、適切な許可を持つ
新規参入端末が送信することができるスロットが識別さ
れる。

（１＋TI（CID））÷（１＋TR（CID））の確率で、ま
たは １−［（１＋TI（CID））÷（１＋TR（CID））の確率
でなく再送信することを選択するのに、端末は（１＋TI
（CID））をrand（１＋TR（CID））と比較するだけでよ
い。前述のように、TI（CID）フィールドおよびTR（CI
D）フィールドの内容は、それらのフィールドを解釈す
る前に１だけ増分する必要がある。rand（１＋TR（CI
D））が（１＋TI（CID））より小さいか等しい場合、
（１＋（TI（CID））個のスロットのいずれかでランダ
ムに送信することができる。実際には、現行（再）送信
割振りメッセージによって被衝突端末の当該CIDグルー
プのために指定されたスロットのグループ内の最初のス
ロットから数えて、スロットrand（１＋TR（CID））で
送信することができる。一方、rand（１＋TR（CID））
が（１＋TI（CID））より大きい場合、端末は現行クラ
スタで送信することができない。後者の場合、H/Eは当
該CIDを持つ残りの端末が送信することができる後続ク
ラスタ内の追加のスロットを割り当てる。

最も最近の送信によって衝突がおこり、割り当てられ
たCIDを有するすべての被衝突端末が再送信を保証され
る。前述のように、まず、最も最近の送信の結果として
当該CIDを有する衝突を起こしたすべての端末が再送信
できるようにしてからでなければ、H/Eは所与のCID値を
再割当てしない。

第６図に戻って参照すると、＃Inv_S1605、TI（CID）
フィールド608、およびTR（CID）フィールド609の選択
は、H/Eが新しい各（再）送信割振りメッセージを使用
して行う。これらのパラメータの選択は、知識によっ
て、またはネットワーク上のトラフィック条件の推定値
によって、または分割方策によって決定することができ
る。たとえば、最も単純な場合、分割パラメータをたと
えばTI（CID）＝TR（CID）＝２と固定することができ
る。一方、H/Eが、衝突に少なくともｋ個の送信が含ま
れていたと推定することができる場合、H/Eはそれらの
端末が再送信するときに、ｋに依存する確率、たとえば
1/kの確率で再送信するように要求することができる。
たとえば、これはTI（CID）＝TR（CID）＝ｋ−１と設定
することによって実現することができる。また、高トラ
フィック負荷の下や競合解消がその初期段階にある場
合、H/Eは被衝突端末をより多くのスロットに「広げ
る」ことができ、それによって大きなTR（CID）を使用
することができる。その後、衝突が進むにつれて、特定
のスロットにおける再送信に関与する端末の数が次第に
少なくなると予想して、H/EはパラメータTR（CID）を小
さくして未使用スロットを回避し、それによってシステ
ムの使用効率を向上させる。

最も最近の送信の結果、衝突を起こし、当該CIDが割
り当てられていた端末の部分的送信から知識が得られる
につれて、TR（CID）の用途が変化することもある。こ
れが起こるのは、クラスタ内のスロットの数が、最も最
近の衝突に割り当てられた同じCID値を持つすべての端
末の再送信に対応するのに十分でなく、そのうちのいく
つかの端末が送信のために後続のクラスタを持つ必要が
ある状況である。

たとえば、最も最近の送信の結果衝突を起こし、CID
＝５が割り当てられていた端末を、送信のために３つの
スロットを必要とする３つのサブグループに分割するも
のとする。さらに、現行クラスタ内で、これらの３つの
スロットのうちの２つのスロットしか対応させることが
できないものとする。すなわち、現行クラスタのために
H/Eはすでに、情報（CID＝5:TI（５）＝1:TR（５）＝
２）が入った（再）送信割振りメッセージを送信してい
るとする。したがって、最も最近の送信が衝突になり、
CID＝５が割り当てられていた2/3しか送信しない。前述
のように、TI（CID）フィールドおよびTR（CID）フィー
ルドの内容はそれらを解釈する前に１だけ増分する必要
がある。

その結果、H/Eは、これらの端末の残りの1/3が、現行
クラスタが属する同じシーケンスのうちの後続クラスタ
で送信することができるようにし、その際、H/Eは、通
常は情報（CID＝5:TI（５）＝0:TR（５）＝０）を含む
（再）送信割振りメッセージを送信する。しかし、CID
＝５の端末が送信する現行クラスタの２つのスロットで
送信した端末がないと仮定した場合、CID＝５の端末が
再び送信することができる後続クラスタの残りの１スロ
ットで衝突が起こるのは確実である。この知識を得てお
り、この確実な衝突を回避するには、H/Eは次の（再）
送信割振りメッセージで、最初に予想した（CID＝5:TI
（５）＝0:TR（５）＝０）ではなく情報（CID＝5:TI
（５）＝2:TR（５）＝２）を送ることができる。

送信後、端末はH/Eから第７図に示すフィードバック
・メッセージによってその送信の結果が通知されるのを
待ち、衝突があった場合には、その衝突にCIDが割り当
てられるのを待つ。単一のフィードバック・メッセージ
に、スロット201（第５図）の単一のクラスタ内の競合
傾向スロット501（第５図）のクラスタ内のすべての送
信の、送信状況、CID、およびその他のすべての関連情
報が含まれる。フィードバック・メッセージには以下の
フィールドがある。

フィールド701、Msg_ID（１オクテット）：当該メッ
セージをフィードバック・メッセージとして識別する固
有メッセージIDを含む。第７図のフィードバック・メッ
セージの場合、このID番号は８ビットの２進数00000010
である。

フィールド702、LNG（１オクテット）：オクテット数
単位で表された当該メッセージの全長を含む。フィード
バック・メッセージは必ずしも固定サイズではないた
め、この長さフィールドは、端末がフィードバック・メ
ッセージの終わりを識別する助けになる。

フィールド703、Start_S1（４オクテット）：当該フ
ィードバック・メッセージによって識別されているスロ
ットのシーケンス内の最初のスロットに対応する絶対時
間を識別する。Start_S1は、当該フィードバック・メッ
セージが参照する連続送信スロットのクラスタを特に識
別する。

フィールド704、CID_X（１オクテット）:CID_x（ｘは
１からＮまでの範囲）が０に等しい場合、これは、クラ
スタ内のｘ番目のスロットに非衝突が含まれていたこと
を意味する。端末がこのスロットで送信した場合、その
端末はその送信が成功したと見なしその現行競合解消を
終了することができる。それに対して、CID_xが０より
大きい場合、これはクラスタ内のｘ番目のスロットに衝
突が含まれていたことを意味する。さらに、その衝突に
はCID＝CID_xが割り当てられる。衝突した送信にCID_x
が割り当てられた端末は、再送信可能な時点を判断する
ために、（再）送信割振りメッセージに同じCID値が入
れられるまで待つ。

パラメータＮは、当該フィードバック・メッセージが
参照する送信時間区間のクラスタ内のスロット数を表
す。メッセージの長さLNG702は、LNG＝６＋Ｎを満た
し、したがってＮ＝LNG−６である。複数のシーケンス
が割り振られる場合、シーケンスIDフィールドを追加す
ることができる。

すでに割り当てられたCID値を再割当てしてはならな
い。最も最近の送信の結果が衝突だった端末がまだある
間は、最も最近の送信が衝突になったすべての端末が少
なくとも１回再送信する前に、その衝突に割り当てられ
たCIDを他の衝突に割り当ててはならない。H/Eは、どの
衝突にどのCIDを割り当てたかを、暗黙的または明示的
に追跡しなければならない。これにより、所望の場合に
は衝突解決の優先処理を行うことができる。

次に、連続（再）送信割振りメッセージ内でH/EがCID
を呼び出す順序について説明する。連続（際）送信割振
りメッセージ内でCIDが呼び出される順序は、衝突が解
消される順序に影響を及ぼす。許可プロパティと制約に
よって通信システムに新規参入端末が入るのを許可する
際の優先度を規制することができるようにするのと同様
に、（再）送信割振りメッセージでのCIDの呼出し順序
を使用して、衝突を解消する順序に関する優先度を表す
ことがができる。

たとえば、単一優先度システム、すなわち端末によっ
て生成されるトラフィック・ストリーム間に区別がない
システムを想定してみる。CIDは、新しい各衝突に最小
の未割り当てCID値が割り当てられるように増分順序で
割り当てられる。衝突を解消する時が来ると、現在割り
当てられている最大のCIDを持つ衝突から開始され、割
り当てられている各CIDがすべて減分される。最も最近
の送信が当該CIDが割り当てられた衝突を起こしたすべ
ての端末が少なくとも１回再送信するとただちにCID値
が割り当て解除になる。

高優先度と低優先度のトラフィックが存在するシステ
ムにおいて、低優先度の衝突の前の高優先度トラフィッ
ク間の衝突は、以下のようにして行うことができる。シ
ステムが遊休状態の間、すなわちすべての端末が遊休状
態の間、H/Eは優先度フィールド604（第６図）内の情報
11000000を使用して新規参入端末を絶えず勧誘する。こ
の情報によって、先頭の「１」によって示されたすべて
の低優先度端末と、２番目の「１」によって示されたす
べての高優先度端末が、「＃Inv_S1:Time_Bd」情報フィ
ールド対605、606（第６図）に従って送信を勧誘され
る。

高優先度端末が先に応答した場合、H/Eは優先度フィ
ールド604（第６図）を必要に応じて00000000または010
00000に設定することによって、高優先度端末の競合解
消が完了するまで、低優先度端末を遮断することができ
る。低優先度端末が先に応答した場合、H/Eはそれらの
端末の競合解消を初期設定する。しかし、H/Eは、優先
度フィールド604（第６図）内の情報01000000を使用し
て高優先度端末の勧誘を続ける。

H/Eが低優先度端末の競合解消を管理している間に高
優先度端末が勧誘に応答した場合、高優先度端末の衝突
に、低優先度端末の衝突に割り当てられたCIDよりも高
い、十分な大きさのCIDを割り当てることができる。こ
のCID割り当て方針と共に、H/Eが（再）送信割振りメッ
セージ内でCIDを呼び出す順序のための前述の減分CID方
針を使用して、H/Eは自動的にまず高優先度端末の競合
解消に先に切り替わる。これと同じ技法、すなわち高優
先度競合に、それまでに他の衝突に割り当てられたもの
よりも高いCIDを割り当てる方式は、システムの遊休期
間の後に、H/Eによって（再）送信割振りメッセージで
送られた勧誘に対して高優先度と低優先度の両方の端末
が応答する場合に対処するためにも使用することができ
る。

第３の好ましい実施形態 上述の第２の実施形態の主要な目的は、競合解消プロ
セスのあらゆるフェーズを追跡する負担をH/Eに負わせ
ることであった。その結果、各通信端末、たとえばケー
ブル・モデムにおける本提案の競合解消アルゴリズムの
きわめて単純な実施態様になる。CaTVベースの通信ネッ
トワークのような消費者指向市場では、このような手法
により、単一のCATV H/E当たり数百個ないし数千個に
なると予想されるケーブル・モデムのコストが大幅に低
下する。しかし、単一のモニタ局当たりの通信端末がわ
ずかしかない状況や、モニタ局がまったくない状況も考
えられる。そのような状況では、システムの複雑性とイ
ンテリジェンスをすべての通信装置により均一に分散さ
せることが望ましいであろう。

モニタ局の存在によって特徴づけられるCaTVタイプの
ネットワークに焦点を合わせると、特定の上流チャネル
に送信し、特定の下流チャネルで受信する端末のグルー
プのあるネットワークにおけるモニタ局の主な役割は、
大規模な地理的に分散したネットワーク全体にわたる共
通タイミング基準を設けることである。また、モニタ局
は、（再）送信割振りメッセージを介して、端末からの
競合傾向送信の送信時間区間と無競合送信の送信時間区
間を定義し、フィードバック・メッセージを介して送信
の結果を端末に報告する。

モニタ局の説明を簡単にするために、送信時間区間の
長さは等しいものとし、スロットと呼ぶものとする。ス
ロットの持続期間が単位時間として使用される。連続ス
ロット501（第５図）の集合とクラスタ201（第５図）と
の間にも同じ関係があり、シーケンス内の各クラスタは
連続スロットの単一の集合体から成る。各クラスタ内の
スロット数は動的に変化する。スロット数単位で表され
たクラスタのサイズは、モニタ局から通信端末に送信さ
れる（再）送信割振りメッセージによって決まる。シス
テム内にはスロットのクラスタの多くのシーケンス30
1、302（第３図）が存在できるが、それらのシーケンス
の各１つのシーケンスは１つの競合解消プロセスに関連
づけられる。クラスタの追加のシーケンスにおける競合
解消は独立したプロシージャであるが、それ以外の点で
は後述のものと同じプロシージャである。

クラスタ内の各衝突ごとに、固定数ｎ（ｎ＝２、
３、...）のスロットが、それらの非衝突メッセージの
再送信にランダムに使用されるように将来のクラスタ内
で確保される。固定システム・パラメータｎは、通信装
置内にハードワイヤードで組み込むか、またはプログラ
マブルにして、システム初期設定時に設定できるように
することができる。さらに、衝突には上述の各実施形態
のようにCIDは割り当てられない。これは、端末自体
が、フィードバック・メッセージのシーケンスを観察
し、再び再送信することができるクラスタと、そのクラ
スタ内のスロットとを見つけることを意味する。

システム動作をさらに単純にするために、上述の各実
施形態とは異なり、新規参入端末は、H/Eから受け取る
最初の（再）送信割振りメッセージによって規定（定
義）された連続スロットの最初のクラスタで自由に送信
することができる。システム内にクラスタの複数のシー
ケンスがある場合、端末はそのすべての後続再送信を、
最初の送信を行ったクラスタの同じシーケンスに属する
クラスタ上で行う。

上記のすべてによって、モニタ局と端末の間で流れる
競合解消制御情報量が大幅に簡素化される。競合解消を
促進するためにモニタ局が行う必要がある処理量がこれ
によって簡素化される。

第６図および第７図に示す（再）送信割振りメッセー
ジおよびフィードバック・メッセージの詳細を提示する
代わりに、（再）送信割振りメッセージに、少なくとも
以下の情報を入れる。

（ａ）規定されたクラスタ内の最初のスロットに対応す
る絶対時間と、 （ｂ）クラスタ内のスロット数Ｍ。

後者は、スロット・サイズが等しく、単位時間と見なさ
れることと、クラスタ内のスロットが連続しているとい
う知識を利用する。フィードバック・メッセージは、対
応するクラスタの各スロット内での各送信の送信状況、
たとえば衝突、遊休、成功を含むものとみなす。フィー
ドバック・メッセージは、そのフィードバック・メッセ
ージを対応するクラスタに関連づける識別子を任意選択
により含むことができる。モニタ局は、そのクラスタか
らのすべての送信を受け取って処理するとただちに、ク
ラスタのフィードバック・メッセージを送信することが
できる。往復伝搬遅延および処理遅延がわかっているた
め、端末は特定のクラスタのフィードバック・メッセー
ジをいつ受け取るかをきわめて正確に予測することがで
きる。

第８（ａ）図に、第３の実施形態のステップのフロー
チャートを示す。ステップ801〜805は、第４（ａ）図に
示し、前述したフローチャートのステップ401〜405に対
応する。これらのステップは、新規参入端末による新し
いメッセージ生成と、生成したばかりのメッセージの送
信を扱うプロセスのコピーの作成について説明してい
る。

ステップ806で、新規参入端末は、新たに生成された
メッセージを初めて送信するスロットのクラスタを規定
する（再）送信割振りメッセージを受け取るのを待つ。
最初のそのようなメッセージＭを受け取った後、ステッ
プ807でそのクラスタに含まれるスロットの数、すなわ
ちクラスタのサイズが判断される。ステップ808で、端
末は内部変数COUNTを、値random｛0,1,...,M−１｝に設
定する。ただし、random｛A,...,L｝は、中括弧の中の
要素の１つのランダムな選択を示す・ ステップ809で、COUNTが、最も最近に受け取った
（再）送信割振りメッセージで規定されているスロット
数Ｍより小さいかどうかが判断される。ステップ808で
のCOUT変数の初期設定規則に従って、新規参入端末は常
にＭより小さいCOUNTを有する。

COUNTがＭより小さい場合、ステップ810で、送信のた
めのスロットのクラスタが到着するまで待った後、スロ
ット数COUNTで送信を行う。ただし、クラスタ内のスロ
ットには最早から最後の順に｛0,1,...,M−１］のよう
に指標付けされることを前提とする。これは、新規参入
端末が、当該クラスタのＭ個のスロットのうちのいずれ
かのスロットで等確率で送信することを意味する。他の
送信確率分布も考えられるが、この一様分布は最も単純
で、より自然であり、より公平である。ステップ811
で、端末は対応するフィードバック・メッセージを待
ち、それ自体の送信の結果と、同一クラスタ内の他の送
信の結果を知る。

フィードバック・メッセージを受け取った後、ステッ
プ812で、送信の結果、衝突に遭ったどうかが判断され
る。端末のメッセージ送信が衝突に遭わなかった場合、
ステップ813で端末はそのメッセージを競合モードで成
功裏に送信しており、ステップ814でこの競合解消は終
了する。それに対して、端末がステップ818で衝突に遭
った場合、ステップ820（第８（ｂ）図）で変数COUNTが
値（ｎ^＊col｛COUNT｝＋random｛0,1,...,n−１｝）に
設定される。ただし、col｛COUNT｝は端末が送信したの
と同じクラスタ内の、端末が送信したスロットの左側で
発生した衝突の数、すなわちスロット0,1,...,COUNT−
１内の衝突の数を表す。一貫性をもって行われる限り、
端末が送信したスロットの右側で発生した衝突を代わり
にカウントすることもできる。COUNT変数を更新したた
め、端末はこの競合解消プロセスを繰り返すことができ
る。

ステップ821（第８（ｂ）図）での待機後、後続の
（再）送信割振りメッセージを受け取る。このメッセー
ジによって、端末がその競合解消を続ける次のクラスタ
が決定する。ステップ807と同様に、この新しい（再）
送信割振りメッセージから、ステップ822（第８（ｂ）
図）でこの次のクラスタ内のスロット数Ｍがわかる。CO
UNT変数を更新し、クラスタのサイズＭを知った後、端
末はステップ809（第８（ａ）図）から始まるプロセス
を繰り返す。

ステップ809で検査されたCOUNTがＭより小さくない場
合、端末はステップ815で、この最も最近に受け取った
（再）送信割振りメッセージによって規定されたスロッ
トのクラスタでの送信を差し控える。それにもかかわら
ず、このクラスタ内での送信の結果を含むフィードバッ
ク・メッセージを待ち、ステップ816で受け取る。これ
は、この実施形態と上述の２つの実施形態との主な相違
点の１つである。上述の実施形態では、端末はその端末
自体の送信のフィードバック情報を追跡するだけでよか
った。ステップ817で、このフィードバック・メッセー
ジが読み取られ、そのCOUNT変数が値（ｎ^＊col｛Ｍ｝＋
COUNT−Ｍ）に更新される。ただし、col｛Ｍ｝はスロッ
ト0,1,...,M−１で発生した衝突の数、または言い換え
ると、当該クラスタ内の合計衝突数を表す。この時点
で、システム・パラメータｎが端末にすでにわかってい
るため有利である。競合解消に関与する端末に、このパ
ラメータを常に同じ値に動的に更新する手段をもたせる
ことによって、より強力なシステムが可能になる。この
時点でプロセスの制御はステップ819から821（第８
（ｂ）図）に移される。

表１に、送信を待つ各端末で実行されるアルゴリズム
をまとめる。スロットのクラスタの特定のシーケンス内
のスロットの各クラスタごとに、このアルゴリズムが１
サイクル行われる。

第９図に、端末によって実行される競合解消プロセス
の例を表す、上流時間軸203上のサイクル901〜904のシ
ーケンスを示す。各サイクル内には、端末が送信を試行
する、0,1,...,M−１と指標付けされた連続スロットの
対応するクラスタがある。サイクルの持続期間も数Ｍも
１つのサイクルから次のサイクルで固定している必要は
ないことに留意されたい。クラスタ905〜908のシーケン
スは、送信時間区間305〜308（第３図）および201（第
５図）のクラスタのシーケンスの１つに対応する。衝突
が起こったスロットは括弧付きで図示されており、たと
えばクラスタ905のスロット（１）および（２）は衝突
を含むが、同じクラスタのスロット０および３は衝突を
含まない。すなわちこれらのクラスタには、遊休状態
か、または単一の成功した送信が含まれている。

スタック908〜910は、このアルゴリズムの動作を提示
するのを助けるものであり、どの端末でも実施されな
い。スタックはセルから成り、その内容は、１サイクル
に１回更新される。スタック・セルには、現行クラスタ
でメッセージの送信を許可されていない端末が入れられ
る。各サイクルで、スタック・セルにはＭ、Ｍ＋１、Ｍ
＋２、...と指標付けされる。ただし、Ｍは対応するサ
イクルのクラスタ内のスロット数である。たとえば、サ
イクル（ｉ−１）901とそれに対応するクラスタ905およ
びスタック908について検討してみると、クラスタには
４個のスロットがあり、０、１、２、３と指標付けさ
れ、スタック・セルには、４から始まって５、などのよ
うに指標付けされている。

新規参入端末911〜914は常に、クラスタのいずれかの
スロットをランダムに選択することによって遭遇した最
初のクラスタで送信する。衝突後、衝突した各端末グル
ープが等確率で３グループに分かれる。このような衝突
ごとに、それに対応するグループがシーケンス内の次の
クラスタのスロットで送信を試みる。クラスタに収まら
ない端末は、通常のスロットであるかのようにスタック
の対応するセルに入れられる。たとえば、クラスタ905
のスロット番号１および２における衝突を考え、これら
のスロットを905−１および905−２として示す。クラス
タ905内の最初の衝突であるスロット905−１で衝突した
端末は、３つのサブグループに分かれ、各サブグループ
が、クラスタ906の最初の３個のスロットで送信する。
この３個のスロットをスロット906−０、906−１、906
−２と呼ぶ。スロット905−２で衝突した端末が再び３
つのサブグループに分かれ、これらはクラスタ905内で
の２番目の衝突であるため、スロット905−１内で衝突
した端末が使用するように確保されていたスロット906
−０、906−１、906−２に続く３つのスロットで送信を
試みる。

クラスタ906には５個のスロットしかなく、したがっ
て、スロット905−２で衝突した端末の分割後に３つの
サブグループすべてを受け入れることはできない。３番
目のサブグループは、スタック909の最初のセルに移動
され、これに便宜上、番号５と指標付けする。すなわ
ち、クラスタ906内にスロット906−５があったとすれ
ば、これらの端末はそのスロットで送信することができ
たことになる。スタックのセル内にすでにあった端末
は、より大きい番号の付いたセルにシフトする。たとえ
ば、スタック908内の下位２つのセル４および５にあっ
た端末は、スタック909内の１つ上のセルに移動し、ク
ラスタ906のスロットで送信することができなかった不
運な３番目のサブグループのための空きを作る。スタッ
ク内の端末は、そのスタックのより下位のセルにシフト
し、１つのクラスタに直前のクラスタ内の衝突端末の分
割の結果できたサブグループを受け入れるのに必要なス
ロット数より多くのスロットがある場合は、最終的に前
記１つのクラスタの実際の送信スロットに入る。これを
サイクル（ｉ＋１）および（ｉ＋２）について示す。サ
イクル（ｉ＋１）中のクラスタ907は衝突を含まず、し
たがって、スタック910のセル４および５にある端末
は、サイクル（ｉ＋２）でクラスタ908のスロット０お
よび１にシフトし、従って送信することができる。

クラスタのうちの異なるスロットで送信する端末は、
将来のクラスタで決して互いに衝突することはなく、し
たがってこのアルゴリズムはアルゴリズム木構造探索に
属する。クラスタ内で衝突する端末は常に、それらの端
末の分割の後、最初のクラスタ内の左側の追加の衝突の
分割を受け入れるように、次のクラスタ内の左側に十分
な空きを残す。端末は最終的に成功裏に送信し、スタッ
クの各セルと各クラスタの各スロットをシフトしてい
く。前述のように、このスタックはシステムの動作を視
覚化するための工夫に過ぎず、このスタックを実現また
は実施する端末はない。

スタック・セルおよびクラスタの送信スロットを一貫
した方法で移動するには、各端末は、各端末が第８
（ａ、ｂ）図および表１に示すアルゴリズムの流れに従
って更新する内部変数COUNTを使用するだけでよい。各
サイクルで、サイクルの初めのCOUNT変数の値によっ
て、端末がそのサイクル中に送信するかどうか、肯定の
場合には、どのスロットで送信するか、またはスタック
のセル番号COUNTに入るかが決定される。クラスタ内で
の送信の後、すべての被衝突端末と、当該クラスタで送
信しなかったすべての端末、すなわちスタック内のセル
で待機している端末は、それぞれの端末のCOUNT変数を
更新し、次のクラスタのサイズＭがCOUNT＜Ｍを満たす
場合に次のクラスタのスロット番号COUNTで送信する
か、またはスタックのセル番号COUNTにシフトする。

第９図に示す例の場合、パラメータｎは故意に値３に
設定されているが、これは、ｎが固定している場合、こ
の選択によって最高のパフォーマンスが得られることが
示されたためである。本明細書で参照した従来技術か
ら、常に１サイクル当たり１つのスロットしかない場
合、無限端末ポアソン・トラフィック・モデルに基づい
て得られる最大スループットは以下の通りであることが
わかる。

（ａ）ｎ＝２の場合:1スロット当たり0.360メッセージ （ｂ）ｎ＝３の場合:1スロット当たり0.401メッセージ （ｃ）ｎ＝４の場合:1スロット当たり0.399メッセージ （ｄ）ｎがそれ以上の値の場合:1スロット当たりのメッ
セージ数は単調に減少する これと同じ条件で、最高のALHAベースのプロトコルは
１スロット当たり0.368メッセージのスループットを達
成することができる。

第10図に、ｎ＝３の、マルチスロットｎアレイ・スタ
ックアルゴリズム（msSTART）と呼ぶ、本実施形態で説
明したアルゴリズムによって動作するシステムのパフォ
ーマンス（実線）110、120、130、140と、理想的なALOH
A競合解消プロトコルのパフォーマンス（破線）115、12
5、135、145との比較を示す。実施不可能であるが、最
高パフォーマンスのALOHAタイプ・プロトコルの限界を
示す理想的なALOHAプロトコルによると、各クラスタの
初めに、送信または再送信を待つ端末の正確な数がわか
っており、したがって、それらの端末はすべて、その数
に反比例する確率でクラスタのスロットで送信する。こ
の図の結果では、ブロックと呼ぶすべてのサイクルは固
定した持続期間であるものとみなしているが、１ブロッ
ク当たりの競合傾向スロット数であるクラスタのサイズ
は変化することがある。これらの曲線は、システムに対
して与えられた負荷λの増大に伴う、固定サイズメッセ
ージのパケットが経験する平均遅延Ｅ（Ｄ）を示す。遅
延Ｄは、無限端末ポアソン・トラフィック・モデルを仮
定した端末によってパケットが生成された時点から、当
該パケットが成功裏に送信されるブロックの終わりまで
に経過したランダムな時間のカウントである。Ｄの整数
部は、パケットの送信に要するアルゴリズムの反復数を
表す。

１個および２個の競合スロット（CS）と共に示された
曲線110、115、120、125の場合、１クラスタ当たり１個
または２個の競合傾向スロットが常に存在するものとす
る。2:8CSと共に示された曲線130、135の場合、連続し
たクラスタ内の競合傾向スロットの数は、２と８の間で
交互に変化するものとする。最後に、4:10:16CSと共に
示された曲線140、145の場合、クラスタ内の競合傾向ス
ロットの数は、ランダムに選択された４、10、または16
CSであるものとする。あらゆる場合において、分割パラ
メータｎが値３に固定されたmsSTARの使用は、低負荷で
は理想的なALOHAに匹敵するパフォーマンスを示し、よ
り高い負荷では理想的なALOHAを一貫してしのぐ。

本発明について、本発明の例示の好ましい実施形態に
関して具体的に示し、説明したが、請求の範囲によって
のみ限定されるべき本発明の主旨および範囲から逸脱す
ることなく、本発明には上記およびその他の態様および
詳細の変更を加えることができることが、当業者ならわ
かるであろう。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平５−63671（ＪＰ，Ａ) 特開 平９−205454（ＪＰ，Ａ) 特開 平10−210061（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H04L 12/28 - 12/46 H04J 3/16 H04N 7/173

Claims (9)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数の端末と第１の通信チャネルとを備
   え、前記端末が前記第１の通信チャネルを介したメッセ
   ージ送信を使用して通信する、多重アクセス・コンピュ
   ータ通信システムにおける通信の方法であって、 （ａ）可変持続期間を有する複数の重なり合わない送信
   時間区間を生成するステップと、 （ｂ）前記時間区間を複数のクラスタにグループ化する
   ステップと、 （ｃ）前記クラスタの複数のシーケンスを形成するステ
   ップと、 （ｄ）前記時間区間中に前記第１の通信チャネルを介し
   て前記端末から前記メッセージ送信を送信するステップ
   とを含み、 前記時間区間の数と前記時間区間の間の時間間隔が、各
   クラスタ内で違っており、 各シーケンスを構成する前記クラスタのうちの１つのク
   ラスタの終了時点から当該シーケンスを構成する前記ク
   ラスタのうちの次のクラスタの開始時点までの時間間隔
   が、当該シーケンス内で送信する任意の前記端末が前記
   クラスタのうちの次のクラスタの開始の前に前記メッセ
   ージ送信の状況情報を知るような時間間隔に設定されて
   いる、方法。
2. 【請求項２】前記時間区間が固定サイズである、請求項
   １に記載の方法。
3. 【請求項３】前記シーケンスを構成する各クラスタ内の
   前記時間区間が連続した時間区間の集合内にある、請求
   項１に記載の方法。
4. 【請求項４】前記シーケンスを構成する連続クラスタの
   開始時点間の時間間隔が一定である、請求項１に記載の
   方法。
5. 【請求項５】クラスタの異なるシーケンスが固有のシー
   ケンスIDによって識別される、請求項１に記載の方法。
6. 【請求項６】前記第１の通信チャネルが様々な相互接続
   通信媒体を含む、請求項１に記載の方法。
7. 【請求項７】一のシーケンスを構成する第１のクラスタ
   内の前記メッセージ送信の後に、第１のクラスタ内の前
   記メッセージ送信の内容が前記端末からの前記メッセー
   ジ送信の衝突によって破棄される場合に、前記状況情報
   を通して前記メッセージ送信が不成功であると判断さ
   れ、前記端末が、当該シーケンスを構成する第１のクラ
   スタに続く第２のクラスタの開始の前に前記内容が破棄
   されることを知る、請求項１に記載の方法。
8. 【請求項８】前記状況情報が前記メッセージ送信を成功
   又は不成功として識別する、請求項１に記載の方法。
9. 【請求項９】複数の端末と、モニタ局と、複数の第１の
   通信チャネルと、複数の第２の通信チャネルとを備え、
   前記第１の通信チャネルが前記第２の通信チャネルに含
   まれず、前記端末が前記第１の通信チャネル上で送信
   し、前記モニタ局が前記第２の通信チャネル上で他の端
   末に送信し、前記第１の通信チャネル及び前記第２の通
   信チャネルの各々ごとに前記端末のサブセットが存在
   し、当該端末が前記第１の通信チャネルのうち１つの通
   信チャネル上でメッセージ送信を行い、前記第２の通信
   チャネルのうちの１つの通信チャネル上で前記モニタ局
   から受信する、多重アクセス・コンピュータ通信システ
   ムにおける通信の方法であって、 （ａ）可変持続期間を有する複数の重なり合わない送信
   時間区間を生成するステップと、 （ｂ）前記時間区間を複数のクラスタにグループ化する
   ステップと、 （ｃ）前記クラスタの複数のシーケンスを形成するステ
   ップと、 （ｄ）前記時間区間中に前記第１の通信チャネルを介し
   て前記端末から前記メッセージ送信を送信するステップ
   とを含み、 前記時間区間の数と前記時間区間の間の時間間隔が、各
   クラスタ内で違っており、 各シーケンスを構成する前記クラスタのうちの１つのク
   ラスタの終了時点から当該シーケンスを構成する前記ク
   ラスタのうちの次のクラスタの開始時点までの時間間隔
   が、当該シーケンス内で送信する任意の前記端末が前記
   クラスタのうちの次のクラスタの開始の前に前記メッセ
   ージ送信の状況情報を知るような時間間隔に設定されて
   おり、 前記状況情報が前記メッセージ送信を成功又は不成功と
   して識別する、方法。