JP3464799B2 - パケット伝送システムにおける競合および資源の不適当な割当ての可能性を低減する方法および装置 - Google Patents

パケット伝送システムにおける競合および資源の不適当な割当ての可能性を低減する方法および装置

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Description

【発明の詳細な説明】
発明の分野 この発明はパケット伝送システムに向けられている。
特に、この発明は要求トラフィックの競合および最終的
にはパケット伝送システム内の資源の不適当な割当て
（misallocation）の可能性を低減するための方法およ
び装置に関する。 発明の背景 パケット伝送サービスがかなりの間使用されてきてお
りかつ伝統的には無線および有線の音声および／または
データ通信のような通信システム内で使用されてきてい
る。パケット伝送サービスはまたデジタル通信システム
と組み合わせて使用されており、該デジタル通信システ
ムは、たとえば、時分割多元接続（Time Division Mu
ltiple Access:TDMA）、周波数分割多元接続（Frequen
cy Division Multiple Access:FDMA）、符号分割多
元アクセス（Code Division Multiple Access:CDM
A）またはそれらの任意の組合せのような、よく知られ
たアクセス機構の任意のものによってシステム資源の効
率的な割当てができるようにする。理解されるように、
システム資源はユーザ情報の伝送を可能にするための通
信チャネルに分割された無線周波スペクトルを含み得
る。 デジタルパケット伝送システムにおいては、システム
資源を獲得しかつ使用することを試みる場合に要求ユニ
ットが開始することができるいくつかのアクセス手順が
ある。これらのアクセス手順はどの形式の動作を要求ユ
ニットが行なおうと試みているかをシステムに通知す
る。そのような動作は、これらに限定されるものではな
いが、呼発信、位置報告、登録およびページ応答を含
む。 典型的なアクセス手順は次のように要約することがで
きる。要求ユニットがシステムアクセス要求（要求）を
要求チャネルによって通信制御装置に送信し、リトライ
タイマをスタートし、そして前記制御装置からの要求ユ
ニットに対しいつおよびどのチャネルが使用のために利
用可能であるかを通知する帯域幅承認（bandwidth gra
nt）メッセージを待つ。もし前記通信制御装置がリトラ
イタイマが経過する前に要求に応答しなければ、要求ユ
ニットは要求を再発行する（重複要求）。この手順は要
求ユニットが資源の有効な割当て（帯域幅承認）を受信
するか、最大数のリトライに到達するか、または、要求
ユニットに中止するよう通知するパケット寿命（packet
lifetime）タイマが経過するまで続けられる。 TDMAシステムにおいては、いくつかの要求がTDMAフレ
ームごとに制御装置によって受信される。それらの要求
は該要求を満足するために利用可能なタイムスロットが
割当てられるまでメモリに格納（キューイング）され
る。識別のために、各々の要求ユニットの要求は識別情
報を含んでいる。したがって、通信制御装置はそれによ
って１つのユニットのアクセス要求を他のユニットのも
のから区別するための特定の目的を有する情報を受信す
る。しかしながら、前記要求は一般的には制御装置があ
る要求ユニットの要求を他のものから区別することがで
きるような情報は含んでいない。 したがって、要求ユニットがその要求を再送信する場
合には、制御装置がその受信された要求が前記ユニット
の最初の試みであるかあるいは後の試みであるかを判定
する手段はない。したがって、上に述べた筋書きはシス
テム資源の不適当な割当てを生じる可能性が極めて高
い。 もし制御装置が前記リトライ期間内に要求ユニットの
初期要求に応答しなければ、該要求ユニットは重複要求
を発行することになる。制御装置は他の要求に対する該
重複要求の関係に関する情報を受信しないから、該制御
装置はすでに進行している要求と前記重複要求とを相関
させることができない。これは制御装置が両方の要求を
処理しかつ同じ要求ユニットに対し二重の資源を割当て
る結果となるかもしれない。要求ユニットは受信された
最初の帯域幅承認に応答するから、全てのその後の承認
された資源は使用されないこととなりかつ結果として浪
費となる。 そのような資源の時折の不適当な割当てはシステム性
能に対して破滅的なものではなく、それは前記使用され
ない資源は結局はサービスに戻されるからである。しか
しながら、不適当な割当ての発生が増大すると、あるい
は使用が激しい期間の間に不適当な割当てが行なわれる
と近代のデジタル通信システムの効率的な動作に対し侮
りがたい障害を与えることになる。したがって、要求ト
ラフィックの競合を低減しかつ最終的にデジタル通信シ
ステムにおける資源の不適当な割当ての可能性を低減す
るために遠隔ユニットによって送信される重複したアク
セス要求の数を制限するための方法および装置を提供す
ることが極めて好都合であろう。 図面の簡単な説明 図１は、RFパケット伝送システムのブロック図であ
る。 図２は、図１に示されるユーザモジュールおよび制御
モジュールのブロック図である。 図３は、図１のRFパケット伝送システムによって使用
されるTDMAフレーム構造を示す。 図４は、本発明に係わるフレーム制御ブロックの構造
を示す。 図５は、本発明に係わる要求キューの構造を示す。 図６は、本発明にしたがってTDMAフレーム資源を計画
するために図１の制御モジュールによって行なわれるス
テップを示すフローチャートである。 図７は、要求トラフィックの競合および資源の不適当
な割当ての可能性を低減するために図１のユーザモジュ
ールによって行なわれるステップを示す流れ図である。 図８は、本発明にしたがって要求リトライ期間をセッ
トするために図１のユーザモジュールによって行なわれ
るステップを示す流れ図である。 図９は、本発明にしたがって承認期間をセットするた
めに図１のユーザモジュールによって行なわれるステッ
プを示す流れ図である。 発明の概要 簡単に述べれば、本発明はパケット伝送システムにお
ける要求トラフィックの競合および資源の不適当な割当
てを低減するための方法および装置であり、複数の遠隔
ユニットが通信制御装置から該通信制御装置に要求を送
信することによりパケット伝送システムを要求する。各
々の遠隔ユニットは要求を前記通信制御装置に送信しか
つ第１のタイマ期間を未決着の（outstanding）要求の
数の関数としてセットするための装置構造および方法ス
テップを具備する。アクノレッジメントを受信すると、
前記遠隔ユニットは前記第１のタイマ期間より長い期間
を有する第２のタイマ期間をセットする。第１または第
２のタイマ期間の経過の関数として、前記遠隔ユニット
はその時にかつその時にのみ重複要求を送信する。遠隔
ユニットによって送信される重複要求の数を制限するこ
とにより、本発明は要求トラフィックの競合の可能性を
低減する。 前記通信制御装置は遠隔ユニットからの要求を受信し
かつ記憶するための装置構造および方法ステップを具備
する。要求の受信に応じて、制御装置は通信資源が利用
可能な場合に遠隔ユニットに対し承認を送信するか、あ
るいは資源が現在利用可能でない場合にアクノレッジメ
ントを送信する。資源が直ちに利用可能でない場合にお
けるアクノレッジメントの利用は資源の不適当な割当て
の可能性を低減する。 好ましい実施例の詳細な説明 本発明を参照すると、遠隔ユニットの比較的短いリト
ライ期間の設定はパケット伝送システムを遺失した（lo
st）または理解できない（unintelligible）サービス要
求に関連する遅延から保護する。不幸なことに、短いリ
トライ期間はパケット伝送システムを重複要求の発行に
関連する問題（すなわち、要求チャネルの衝突および可
能な資源の不適当な割当て）にさらすことになる。遠隔
ユニットのリトライ期間を長くすることは重複要求の可
能性を低減する傾向をもたらすが、それにもかかわらず
それはもし初期要求が失われあるいは通信制御装置にお
いて理解できない場合にパケット伝送システムに受入れ
がたい遅延をもたらす傾向がある。 遠隔ユニットがその初期要求が受信された時に重複要
求を発行する可能性を最小にしかつそうでない場合に迅
速な転向時間（turnaround time）を保証するために、
本発明は通信制御装置が要求の受信に応じて、パケット
伝送資源がただちに利用可能である場合に遠隔ユニット
に承認を送信するかあるいはパケット伝送資源が現在利
用可能でない場合にアクノレッジメントを遠隔ユニット
に送信できるようにする。アクノレッジメントの受信に
応じて、遠隔ユニットは承認タイマ期間をセットする。
意図的に、前記承認タイマの期間は前記リトライ期間よ
りも長くされる。前記リトライ期間または承認タイマ期
間の経過により、遠隔ユニットはその時にかつその時に
のみ重複要求を送信する。 通信制御装置からの要求アクノレッジメント（初期要
求の受信の確認）およびより長い承認時間インターバル
の使用の導入は使用が激しい期間の間における要求トラ
フィックの衝突および資源の不適当な割当てからの保護
を備えたパケット伝送システムを提供する。遠隔ユニッ
トのリトライ期間は迅速なターンアラウンド保護を備え
たパケット伝送システムを提供するためにいまや比較的
短く設定することができる。 本発明は無線および有線パケット伝送システムの分野
において用途を有する。図１は、無線周波（RF）パケッ
ト伝送システム100を示し、該システム100は制御モジュ
ール（CM）110が複数のユーザモジュール（UM）112と通
信するためにRF通信を使用する無線ローカルエリアネッ
トワーク（LAN）を具備する。各々のUM112は、ターミナ
ル、パーソナルコンピュータ、または他の情報入力／出
力装置のような、１つまたはそれ以上のユーザ装置114
に接続されている。CM110は、それらに限定されるもの
ではないが、有線または光学的リンクを含むことができ
るデータチャネル120によってパケットデータネットワ
ーク118に接続されている。 CM110は図示されたネットワーク内での通信を制御
し、かつ情報をデータネットワーク118から関連するUM1
12を介してユーザ装置114に受け渡す。CM110はまた情報
を１つのUM112から受信しかつ該情報を異なるUM112に中
継することによりローカル通信を制御する。データネッ
トワーク118はイーサネット（Ethernet）ネットワー
ク、トークンリング（Token Ring）ネットワーク、ま
たは任意の他のよく知られたデータネットワークから構
成することができる。CM110およびCM112の間を受け渡さ
れる情報は以下に説明するようにパケットの形式になっ
ている。 図２は、図１に示されるユーザモジュール112を示す
ブロック図である。通信制御装置200は、関連するリー
ドオンリメモリ204、ランダムアクセスメモリ206および
ネットワークインタフェース208を備えた、マイクロプ
ロセッサ202を含む。前記ネットワークインタフェース2
08は種々の周辺装置との通信のために適切なレジスタお
よびラインドライバから構成されている。 ２方向無線機228、イーサネットI/O装置230、および
トークンリングI/O装置232を含む複数のそのような装置
がバス116を介してUM112に接続されて示されている。各
々の周辺装置228〜232は、それぞれ、バスインタフェー
ス236,238,および240を含む。これらのインタフェース
はバス116によって通信するための必要なレジスタおよ
びラインドライバを提供し、かつまたもしこれらの資源
が集積された装置によって利用可能でなければMPU,RAM,
およびROMを含むことになる。 無線機228は図１に示されるCM110とのRF通信のための
１つまたはそれ以上のアンテナ244を含む。他の図示さ
れた周辺装置、たとえば、イーサネットI/O装置230およ
びトークンリングI/O装置232は単に事実上任意のタイプ
のパケット化された情報が適切な入力／出力装置により
UM112に結合できることを示しているにすぎない。各々
のCM110もまた図２の構成を有することができる。 好ましい実施例は種々の周辺装置を通信制御装置200
に接続するネットワークインタフェース（NI）バス116
を示してるが、NIバス116は、全て技術上知られてい
る、TDMバス、双方向バス、またはパケット交換機によ
り置き換えることができる。 図３は、図１のRFパケット伝送システム100によって
使用されるTDMAフレーム構造を示す。図示のごとく、該
フレーム構造300はアクセス要求フィールド302、データ
Ackフィールド304、要求Ackまたは承認フィールド306、
フレーム同期フィールド308、およびデータフィールド3
10を具備する。本発明にかかわる各々のTDMAフレームは
長さが2msecである。 アクセス要求フィールド302はデータフィールド310内
のデータタイムスロットへのアクセスのためにUM112に
よって要求をCM110に送信するために使用される数多く
のTDMAタイムスロットを具備する。好ましい実施例によ
れば、アクセス要求フィールド302内には12個のタイム
スロットがある。これらの通信資源の割当ては特定の用
途に応じて変えることができる。 データAckフィールド304は前のTDMAフレームのデータ
フィールド310において受信されたデータパケットに対
するアクノレッジメント（データack）を送信するため
にCM110およびUM112の双方によって使用される数多くの
TDMAタイムスロットを具備する。好ましい実施例によれ
ば、これらのタイムスロットの内４つの利用可能なタイ
ムスロットがある。それらの内２つはUMからCMへの伝送
のために割当てられており、残りの２つはCMからUMへの
伝送のために専用のものとなっている。 要求Ack/承認フィールド306は要求アクノレッジメン
ト（要求ack）または帯域幅承認指示をUM112に送信する
ためにCM110によって使用される２つのTDMAタイムスロ
ットを具備する。帯域幅承認はUM112に対しデータフィ
ールド310におけるデータタイムスロットの内の特定の
ものを使用するよう指示する。要求ackはUM112に対し資
源（データまたはデータackタイムスロット）が利用可
能になるまで以下に説明する別の行動をとるよう指示す
る。このような構成により、要求Ack/承認フィールド30
6に対して確保された資源は二重の機能を有する。 フレーム同期フィールド308はフレーム同期情報をCM1
10のカバレージ領域内の全てのUM112に対し放送するた
めにCM110によって使用される３つのTDMAタイムスロッ
トを具備する。UM112はこの情報をそれらのTDMAフレー
ムをCM110のものと同期するためかつそれら自身とCM110
との間の通信経路の信号品質を評価するためにこの情報
を使用する。 データフィールド310はデータを送信するためにCM110
およびUM112の双方によって使用される数多くのTDMAタ
イムスロットを具備する。好ましい実施例によれば、TD
MAフレームごとに４つのそのような利用可能なタイムス
ロットがある。当業者にはこれら４つのタイムスロット
は使用される特定のアプリケーションに応じて種々の方
法で割当てできることが理解されるであろう。また、上
に述べたフィールドがTDMAフレーム300に現われる順
序、ならびにフィールドごとのタイムスロットの数は本
発明の精神から離れることなく変更できることも理解さ
れるであろう。 CM110は図４に示されかつフレーム制御ブロック（FC
B）と称されるRAM206のデータ構造を維持する。FCB400
はCM110が上に述べた通信資源の割当てをフレームごと
のベースで管理できるようにする。図示のごとく、FCB4
00は以下のフィールドの情報を有する。データスロット
利用可能（Data_Slots_Available）フィールド402は現
在のフレームにおいてどれだけ多くのデータタイムスロ
ットが割当てのために利用可能であるかに関する情報を
含む。Ackスロット利用可能（Ack_Slots_Available）フ
ィールド404は引き続くフレームにおいてどれだけ多く
のデータackタイムスロットが割当てのために利用可能
であるかに関する情報を含む。データスロット割当て
（Data_Slots_Allocated）フィールド406は現在のフレ
ームにおいてどれだけ多くのデータタイムスロットが割
当てられているかに関する情報を含む。 次に利用可能な承認（Next_Available Grant）フィ
ールド408は本発明にしたがって帯域幅承認または要求a
ckの送信のために利用可能な次の承認タイムスロットの
識別情報を含む。次に利用可能なAck（Next_Available_
Ack）フィールド410は割当てのために利用可能な次のデ
ータackタイムスロットの識別情報を含む。 キュー開始（Queue_Start）およびキュー終了（Queue
_End）フィールド412および414は図２のRAM206における
循環的にリンクされたリスト内のそれぞれの要求構造42
0を指示する。各々の要求構造420は単一の要求に応じて
TDMAフレーム資源を計画するのに必要な情報を含む。図
示のごとく、要求構造420は以下の情報のフィールドを
含む。すなわち、データスロット割当て（Data_Slots_A
lloc）フィールド422はこの要求に対し割当てられてい
る現在のフレームにおけるデータタイムスロットの数を
含む。データスロット要求（Data_Slots_Req）フィール
ド424は現在の要求を完了するために次のフレームにお
いて必要とされるデータタイムスロットの数を含む。制
御（Control）フィールド426は前記承認または要求アク
ノレッジメント送信に加えられるべき制御情報に対する
インデクスを含む。ネクスト（Next）フィールド428は
前記リンクされたリストにおける次の要求構造420への
インデクスを含む。 キュー開始フィールド412はデータの転送のために資
源を計画するための情報を具備する前記第１のリスト構
造420を指示する。キュー終了フィールド414は新しい要
求スケジュール情報を維持するために利用できる前記第
１の空きリスト構造420を指示する。もし前記キュー開
始およびキュー終了フィールドが同じロケーションをさ
し示せば、該キューは空きである。 好ましい実施例によれば、各々の受信された要求は図
２のMPU202によって対応する要求構造420へとマッピン
グされる。 本発明によれば、各々の到来する要求はメモリに格納
される。図５はCM110の要求キュー500の構造を示す。理
解されるように、要求キュー500はRAM206内に維持され
る。動作の間、CM110によって受信された第１の要求は
次の要求（Next_request）ポインタ502によって指示さ
れる位置にファーストイン・ファーストアウト（FIFO）
様式で前記キューに格納される。各々の引き続く要求は
該キュー内に引き続くメモリ位置に格納される。好まし
い実施例によれば、前記要求キューは長さＬを有し、こ
の場合わずかに６つの要求が任意の１つの時間に該キュ
ーに格納される。比較的短いキュー長さを維持すること
により、要求および承認のリトライ期間の双方の持続期
間を制限することが可能になり、それによって遺失した
（lost）要求および／または承認に関連する遅延を低減
する。 キュー500は次の要求ポインタ502に加えて次の要求Ac
k（Next_request_Ack）ポインタ504を維持する。このポ
インタの目的はアクノレッジされていない最も古いUM要
求を識別することである。利用可能な場合、この要求を
発行したUM112に対し要求アクノレッジメントを送信す
るために余分の承認タイムスロットが使用されそれによ
って、UMにその要求が受信されたことおよび資源（デー
タタイムスロットおよびデータackタイムスロット）が
現在利用可能でないことを通知する。 最後に、キュー500は前記最も古いアクノレッジされ
た要求を指示する（indexes）次の承認（Next_grant）
ポインタ506を具備する。なんらの要求もアクノレッジ
されていない場合、前記次の要求Ackポインタ504および
次の承認ポインタ506は同じ要求をさし示している。前
記次の承認ポインタ506の目的は帯域幅承認割当てを受
信すべき次の要求を指示することである。 上記情報を備えて、CM110は、図２のROM204に格納さ
れたシステム動作命令の指示および制御の下に、FCBを
監視してどれだけ多くのデータ、データackおよび承認
タイムスロットが現在のフレームの間に利用可能である
かおよび／または割当てられるかを追跡する。少なくと
も１つのデータタイムスロットおよび１つのデータack
タイムスロットが利用可能である限り、CM110は資源を
到来および／またはキューイングされた要求に対し承認
する。したがって、各々の新しいフレームの始めに、CM
110はFCBを観察し、前にサービスされている要求を除去
し、割当てのために利用可能なデータ、承認およびデー
タackタイムスロットを予定し、かつ現在割当てられて
いるタイムスロットの数およびタイプを更新する。 図６は、本発明にしたがってTDMAフレーム資源を計画
または予定するためにROM204に格納されているオペレー
ティングシステムの命令の指示の下にCM110の通信制御
装置200によって行なわれるステップのフローチャート
である。開始ブロック600で始まって、フローはブロッ
ク602に進み、そこでCM110がUM112からの要求を受信す
る。これらの要求はブロック604において図５の要求キ
ュー500に格納される。フローはブロック606に進み、そ
こで通信制御装置200はスケジューリング割込みを待
つ。前に述べたように、各々のTDMAフレーム300は長さ
が2msecである。各々の新しいフレームのスタート時
に、スケジューリング割込みが図２のネットワークイン
タフェース装置208によって発行され、該ネットワーク
インタフェース装置208はTDMAフレーム300の境界を設定
する（delimit）よう設計されている。ネットワークイ
ンタフェース装置208からのスケジューリング割込みの
発行は制御装置200のMPU202に利用可能なフレーム資源
の計画（割当て）を開始するよう通知する。 判断ブロック608において、通信制御装置は図４のFCB
400を監視してデータタイムスロットに割当てのために
利用可能であるか否かを判定する。もし利用可能であれ
ば、フローは判断ブロック610に進み、そこで制御装置
はFCBを監視してデータackタイムスロットが割当てのた
めに利用可能であるか否かを判定する。もし利用可能で
あれば、フローはブロック612に進み、そこで承認タイ
ムスロットが要求UMへの送信のために予定される。ブロ
ック610において、FCB400、要求構造420および要求キュ
ー500は全て現在のフレームの資源ステータスを反映す
るために更新される。この動作により、サービスされる
要求はいまや要求キュー500から削除され、その対応す
る要求構造420はサービスに戻され、FCBフィールド402
〜414は最新の資源ステータスを受信しかつ図５の前記
次の承認ポインタ506が増分されて承認タイムスロット
の受信のために利用可能な次の要求をさし示す。 ブロック614における全ての更新活動の完了に応じ
て、フローは判断ブロック608へと戻り、そこで他のデ
ータタイムスロットおよびデータackタイムスロットが
割当てのために予定される。この処理は全てのTDMAフレ
ーム300のデータタイムスロット310またはデータackタ
イムスロット304が割り当てられるまで続くことにな
る。 全ての現在のフレームのデータタイムスロットまたは
データackタイムスロットが割当てられた時、フローは
判断ブロック608または610から、判断ブロック616へと
分岐し、そこで現在のフレームにおける、承認タイムス
ロット306が割り当てのために利用できるか否かを判定
するためにチェックが行なわれる。もし利用可能であれ
ば、フローは判断ブロック618に進み、そこでいずれか
のアクノレッジされていない要求が現在要求キュー500
に格納されているか否かを判定するためにチェックが行
なわれる。 もしそのような要求が図５の次の要求Ackポインタ504
によって指示される位置に存在すれば、フローはブロッ
ク620に進み、そこで承認タイムスロット306が要求アク
ノレッジメントメッセージを要求UMに送信するために予
定される（scheduled）。ブロック622において、図４の
FCB400および図５の要求キュー500が現在のフレームの
資源ステータスを再び反映するために更新される。この
動作により、FCBフィールド408は帯域幅承認または要求
アクノレッジメントを送信するために使用できる次の承
認スロットを識別するために修正され、かつ図５の次の
要求Ackポインタ504が前記要求キューにおける次のアク
ノレッジされていない要求をさし示すために増分され
る。 ブロック622における全ての更新活動の完了に応じ
て、フローは判断ブロック616に戻り、そこで全ての残
りの承認タイムスロットが要求アクノレッジメントの送
信のために予定される。全ての承認タイムスロット306
が割当てられた時、あるいは前記キューにアクノレッジ
されていない要求が残っていない場合は、フローは判断
ブロック616または618からブロック602に戻り、そこで
上に述べたスケジューリング処理が次のTDMAフレームに
対して反復されることになる。 図７は、図１のパケット伝送システム100において複
数の要求を発行する可能性を低減するためにROM204に格
納されたシステムオペレーティング命令によりプログラ
ムされるMPU202の指令および制御の下にUM112の通信制
御装置200によって行なわれるステップを示すフローチ
ャートである。スタートブロック700で始まり、フロー
はブロック702に進み、そこで通信制御装置はRAM206の
リトライカウンタを１にセットし、UM112によって発行
された要求の数のカウントを指示する。ブロック704に
おいて、前記要求UMは無線機228を介してCM112に要求を
送信する。 ブロック706において制御装置200は以下の式で決定さ
れる持続時間を有するリトライタイマをスタートさせ
る。
【数１】 Ｑ Uniform（0,2R-1）/S＋Ｔ この場合、Ｑはサービスを受けていないメモリに記憶
された係属中の要求の数であり、Ｒは重複パケットが送
信された回数であり、ＴはCM110がリトライ期間内に要
求に応答することを保証するために必要とされる最小の
時間量であり、かつＳはCM110からパケット伝送サービ
スを要求するためにUM112にとって利用可能なTDMAフレ
ームごとのタイムスロットの数である。理解されるよう
に、関数Uniform（0,2R-1）は一様な確率分布にもとづ
く０および2R-1の間のランダムな値を提供する。好まし
い実施例によれば、Ｔは次の式によって決定される。
【数２】 Ｔ＝（Ｌ−１）／（Ｎ−１） この場合Ｌは要求キュー500の長さであり、かつＮはT
DMAフレームごとの承認タイムスロット306の数である。 好ましい実施例によれば、Ｌは６に等しくかつＮは２
に等しく、したがってＴ＝５ TDMAフレームまたは10ミ
リセカンドである。リトライ期間の経過に応じて、前記
要求UM112は以下に述べるように重複要求を発行するこ
とになる。 判断ブロック708において、要求アクノレッジメント
がCM110から受信されているか否かを判定するためにチ
ェックが行なわれる。それが受信されていないものと仮
定すると、ブロック710において要求承認がCM110から受
信されている否かを判定するためにチェックが行なわれ
る。要求承認が受信されていないものと仮定すると、ブ
ロック712においてブロック706でセットされたリトライ
タイマがタイムアウトしたか否かを（経過したか否か）
を判定するためにチェックが行なわれる。リトライタイ
マがタイムアウトしていないものと仮定すると、フロー
は判断ブロック708に戻る。 要求アクノレッジメントが判断ブロック708において
受信されたものと仮定すると、フローはブロック714に
進み、そこで制御装置200はリトライタイマをディスエ
ーブルし、かつ次の式で決定される持続時間を有する承
認タイマ（grant timer）をスタートさせる。
【数３】 Ｑ Uniform（0,2R-1）/S＋T1 この場合Ｑはサービスを受けていないメモリに格納さ
れた係属中の要求の数であり、Ｒは重複要求が送信され
た回数であり、T1は、いったんCM110が要求ackを送信し
たとき、CM110が承認と共にUM112に応答することを保証
するために必要とされる最小の時間量であり、かつＳは
CM110からパケット送信サービスを要求するUM112にとっ
て利用可能なTDMAフレームごとのタイムスロットの数で
ある。 好ましい実施例によれば、T1は次の式によって決定さ
れる。
【数４】 T1＝N1/N2（2L−１） この場合N1は最大サイズのデータパケットを通信する
のに必要なデータタイムスロットの数であり、N2はTDMA
フレームごとのデータタイムスロットの合計数であり、
かつＬは要求のキュー500の長さである。好ましい実施
例によれば、N1＝4,N2＝４およびＬ＝６である。したが
って、T1＝11 TDMAフレームまたは22ミリセカンドであ
る。承認タイマの経過に応じて、要求UM112は以下に説
明するように重複要求を発行することになる。 判断ブロック716において、CM110からの承認が受信さ
れているか否かを判定するためにチェックが行なわれ
る。それが受信されていないものと仮定すると、フロー
はブロック718に進み、そこでブロック714においてセッ
トされた承認タイマがタイムアウトしているか否か（経
過しているか否か）を判定するためにチェックが行なわ
れる。承認タイマがタイムアウトしていないものと仮定
すると、フローはブロック716に戻る。承認タイマがCM1
10から承認を受信する前に経過したものと仮定すると、
フローはブロック720に進み、そこでRAM206のリトライ
カウンタが増分されかつフローはブロック704に戻り、
そこでUM112が重複要求を発行することになる。 CM110から受信された、承認がブロック710または716
のいずれかで検出されたものと仮定すると、フローはブ
ロック722に進み、そこで前記要求UM112がステップ724
において開始する前にデータを送信するため利用可能な
TDMAタイムスロットを使用する。 CM110から要求アクノレッジメントまたは承認を受信
する前に、判断ブロック712においてリトライタイマが
経過したものと仮定すると、フローはブロック726に進
み、そこでRAM206のリトライカウンタが増分されかつフ
ローはブロック704に戻り、そこでUM112が重複要求を発
行することになる。UM112によって送信される重複要求
の数を制限することにより、本発明は要求トラフィック
の競合および最終的にはシステム資源の不適当な割当て
の可能性を低減するよう動作する。この手法はCM110の
処理の遅れがUMに複数の要求を発行させる傾向となる大
きなトラフィックの期間の間に特に有用である。 図８は、本発明にしたがって要求リトライ期間をセッ
トするためにUM112によって行なわれるステップの流れ
図である。スタートブロック800で始まり、フローはブ
ロック810に進み、そこで図２の通信制御装置200のMPU2
02が要求キュー500をレビューしてそこに格納された未
決着の要求の数（Ｑ）を決定する。好ましい実施例によ
れば、未決着の要求はCMによってアクノレッジされてい
ないものである。したがって、未決着の（outstandin
g）要求はCMからそれぞれの要求アクノレッジメントま
たは承認をまだ受信していない。前に送信された要求に
関連して、UMによって要求アクノレッジメントを受信す
ることはその要求を未決着のものの列から除去するため
の充分な確証（confirmation）を構成することが理解さ
れるべきである。 ブロック820において、RAM206のリトライカウンタは
この要求に関連してUM112によって発行された重複要求
の数（Ｒ）を決定するために問い合わせを受ける。ブロ
ック830において、前の数式２にしたがって最小リトラ
イ期間が確立される。ブロック840において、フレーム
構造300がシステム資源を要求するためにUM112にとって
利用可能なタイムスロットの数（Ｓ）を決定するために
監視される。ブロック850において、要求リトライ期間
が前述の数式１にしたがってセットされる。 図９は、本発明にしたがって承認期間をセットするた
めにUM112によって行なわれるステップの流れ図であ
る。スタートブロック900で始まり、フローはブロック9
10に進み、そこで図２の制御装置200のMPU202は未決着
の要求の数（Ｑ）を決定するために要求キュー500を読
み取る。前に述べたように、未決着の要求はCMから要求
アクノレッジメントまたは承認を未だ受信していないも
のである。ブロック920において、RAM206のリトライカ
ウンタがこの要求に関連してUM112によって発行される
重複要求の数（Ｒ）を決定するために問い合わせされ
る。ブロック930において、前述の数式４にしたがって
最小承認期間が確立される。 ブロック940において、図３のフレーム構造300が監視
されてシステム資源を要求するためにUM112にとって利
用可能なタイムスロットの数（Ｓ）を決定する。次に、
ブロック950において、承認タイマ期間が前述の数式３
にしたがって設定される。 UM112によって送信される重複アクセス要求の数を制
限することにより、本発明は要求トラフィックの競合の
可能性を低減する。理解されるように、競合の低減によ
って実現される利点の一つは部分的にはシステム処理お
よびターンアラウンド遅延の低減による増強されたスル
ープットである。本発明によって示唆された改善された
資源のスケジューリングに関連した低減された競合は資
源の不適当な割当てに関連する遅延を低減することによ
り総合的なシステムスループットをさらに改善するよう
動作する。この手法は要求トラフィックの競合の可能性
が増大する大きなユーザトラフィックの期間の間に特に
有用である。
フロントページの続き (72)発明者 ロビンス・カレン イー アメリカ合衆国イリノイ州 60047、レ イク・ズーリック、ノース・レイクウッ ド・レーン 23913 (72)発明者 ハミルトン・アール リー アメリカ合衆国イリノイ州 60047、パ ラタイン、スチュアート・レーン 430 (56)参考文献 特開 平３−292016（ＪＰ，Ａ) 米国特許5008883（ＵＳ，Ａ) 米国特許5172375（ＵＳ，Ａ) 米国特許4763320（ＵＳ，Ａ) 米国特許4982400（ＵＳ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H04J 3/16 H04L 12/28 ＪＩＣＳＴファイル（ＪＯＩＳ) ＩＮＳＰＥＣ（ＤＩＡＬＯＧ) ＷＰＩ（ＤＩＡＬＯＧ)

Claims (10)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】複数の遠隔ユニットがTDMAパケット伝送シ
    ステム内の通信制御装置から該制御装置にアクセス要求
    を送信することによりTDM資源を要求する前記TDMAパケ
    ット伝送システムにおける、要求の競合および資源の不
    適当な割当ての可能性を低減するための遠隔ユニットで
    あって、 前記通信制御装置にアクセス要求を送信するための送信
    機、 前記送信機に結合され、前記遠隔ユニットによって発行
    された未決着のアクセス要求の数の関数として決定され
    る第１の期間を有する第１のタイマをスタートさせるた
    めの手段、 前記送信機に結合され、パケット伝送資源が利用可能で
    ない場合に前記通信制御装置からアクノレッジメントを
    受信するための受信機、 前記受信機および前記第１のタイマに結合され、前記ア
    クノレッジメントの受信の関数として、前記第１のタイ
    マをディスエーブルしかつ前記第１の期間より大きな期
    間を有する第２のタイマをスタートさせるための手段、 前記第１および第２のタイマに結合され、前記第１の期
    間または第２の期間の経過に応じて重複要求を前記制御
    装置に送信するための送信機、 を具備する要求の競合および資源の不適当な割当ての可
    能性を低減するための遠隔ユニット。
  2. 【請求項２】前記遠隔ユニットは周波数スペクトルおよ
    びTDMタイムスロットからなるグループからTDM資源を選
    択する、請求項１に記載の遠隔ユニット。
  3. 【請求項３】さらに未決着の要求の数Ｑを決定するため
    の手段、送信された要求の数Ｒを決定するための手段、
    最小リトライインターバル時間Ｔを確立するための手
    段、通信制御装置からTDM資源を要求するために利用可
    能なTDMフレームごとのタイムスロットの数Ｓを決定す
    る手段、そしてＱ Uniform（0,2R-1）/S＋Ｔの関数と
    して第１のタイマ期間を計算するための手段を具備す
    る、請求項１に記載の遠隔ユニット。
  4. 【請求項４】さらに、未決着の要求の数Ｑを決定するた
    めの手段、送信された要求の数Ｒを決定するための手
    段、最小承認インターバル時間T1を確立するための手
    段、通信制御装置からTDM資源を要求するために利用可
    能なTDMフレームごとのタイムスロットの数Ｓを決定す
    るための手段、そしてＱ Uniform（0,2R-1）/S＋T1の
    関数として第２のタイマ期間を計算するための手段を具
    備する、請求項１に記載の遠隔ユニット。
  5. 【請求項５】複数の遠隔ユニットが通信制御装置から該
    制御装置に複数の要求を送信することによりTDM資源を
    要求するTDMAパケット伝送システムにおける、要求トラ
    フィックの競合およびTDM資源の不適当な割当ての可能
    性を低減する方法であって、 遠隔ユニットにおいて、 要求を送信しかつそれに応じて第１のタイマをスタート
    させる段階であって、該第１のタイマは前記遠隔ユニッ
    トによって発行された未決着の要求の数の関数として決
    定される動的なインターバルを有するもの、 前記制御装置からアクノレッジメントを受信する段階、 前記アクノレッジメントの受信の関数として、前記第１
    のタイマをディスエーブルしかつ前記第１の期間より持
    続時間が大きな第２の期間を有する第２のタイマをスタ
    ートさせる段階、および 前記第１または第２のタイマの経過に応じてのみ重複要
    求を送信し、それによって要求トラフィックの競合の可
    能性を低減する段階、そして 前記通信制御装置において、 前記遠隔ユニットから要求を受信する段階、 該要求をメモリに格納する段階、 要求の受信に応じてかつTDM資源が利用可能である場合
    に前記遠隔ユニットに承認を送信する段階、および 要求の受信に応じてかつTDM資源が利用可能でない場合
    に前記遠隔ユニットにアクノレッジメントを送信し、そ
    れによってTDM資源の不適当な割当ての可能性を低減す
    る段階、 を具備する要求トラフィックの競合およびTDM資源の不
    適当な割当ての可能性を低減する方法。
  6. 【請求項６】さらに前記第１のタイマ期間を、 未決着の要求の数Ｑを決定する段階、 送信された要求の数Ｒを決定する段階、 最小リトライインターバル時間Ｔを確立する段階、 前記通信制御装置からパケット伝送サービスを要求する
    ために利用可能TDMAフレームごとのタイムスロットの数
    Ｓを決定する段階、そして 前記第１の期間をＱ Uniform（0,2R-1）/S＋Ｔの関数
    として計算する段階、 によって設定する段階を具備する、請求項５に記載の方
    法。
  7. 【請求項７】前記最小リトライ期間Ｔを確立する段階は
    さらに、 要求を格納するための長さＬを有するキューを提供する
    段階、 アクノレッジメントを送信するために利用可能なTDMAフ
    レームごとのタイムスロットの数Ｎを決定する段階、そ
    して 最小リトライインターバル時間Ｔを（Ｌ−１）／（Ｎ−
    １）の関数として計算する段階、 を具備する請求項６に記載の方法。
  8. 【請求項８】さらに、アクノレッジメントの受信に応じ
    て前記遠隔ユニットが前記第１のタイマをディスエーブ
    ルする段階を具備する、請求項５に記載の方法。
  9. 【請求項９】さらに、前記第２のタイマ期間を、 未決着の要求の数Ｑを決定する段階、 送信された要求の数Ｒを決定する段階、 最小承認タイマ期間T1を確立する段階、 前記通信制御装置からパケット伝送サービスを要求する
    ために利用可能なTDMAフレームごとのタイムスロットの
    数Ｓを決定する段階、そして 前記第２のタイマ期間をＱ Uniform（0,2R-1）/S＋T1
    の関数として計算する段階、 によって設定する段階を具備する、請求項５に記載の方
    法。
  10. 【請求項１０】前記最小承認時間インターバルT1を確立
    する段階はさらに、 要求を格納するための長さＬを有するキューを提供する
    段階、 最大サイズのデータパケットを通信するために必要なデ
    ータスロットの数に等しい数N1を決定する段階、そして TDMAフレームごとのデータタイムスロットの合計数に等
    しい数N2を決定する段階、そして 前記時間T1をN1/N2（2L−１）の関数として計算する段
    階、 を具備する、請求項９に記載の方法。
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