JP4638405B2 - 通信システムにおいて移動局で行われる基地局アクセス方法および装置 - Google Patents

Description

この発明は一般に無線通信に係わるものである。特に、本発明は無線通信システムにおける多重アクセスに関するものである。

代表的な無線通信システムにおいては、複数の移動局は共通の基地局を介して通信を行う。基地局は利用できる有限の資源を有するために、移動局は基地局資源へのアクセスについて競合する。図１は代表的な現代の無線通信システム１０を示すブロック図である。このシステムは一連の基地局１４からなる。一組の移動局１２は順方向リンクチャンネル１８および逆方向リンクチャンネル２０上で基地局１４と通信する。ここで用いられる、“チャンネル”という用語は一般に共通の機能を有する、通信リンクの群は勿論のこと、基地局と特定の移動局間の単一の通信リンクの両方を引用するものである。図１は移動局のいろいろな型式を示す。例えば、図１は手持ち可搬型電話器、車載移動電話器および固定無線近距離（市内）電話器を示す。そのようなシステムは音声およびデータ・サービスを提供する。他の現代通信システムは地上基地局を介するよりも無線衛星リンクによって稼働している。

符号分割多重アクセス（ＣＤＭＡ）を用いた無線システムの工業規格は“二重モード広帯域拡散スペクトラム・セルラ・システムのための移動局−基地局互換規格（Ｍｏｂｉｌｅ Ｓｔａｔｉｏｎ−Ｂａｓｅ Ｓｔａｔｉｏｎ Ｃｏｍｐａｔｉｂｉｌｉｔｙ Ｓｔａｎｄａｒｄ ｆｏｒ Ｄｕａｌ−Ｍｏｄｅ Ｗｉｄｅｂａｎｄ Ｓｐｒｅａｄ Ｓｐｅｃｔｒｕｍ Ｃｅｌｌｕｌａｒ Ｓｙｓｔｅｍ）”と題するＴＩＡ／ＥＩＡ暫定規格、ＴＩＡ／ＥＩＡ／ＩＳ−９５、およびその後継規格（ここではまとめてＩＳ−９５として引用する）に公開されており、その内容は引用文献としてここでも取り込まれている。他のチャンネル間では、ＩＳ−９５は、移動局により基地局と通信するために使用される逆方向リンクランダムアクセス・チャンネルを規定する。アクセス・チャンネルは呼起点、ページ応答および登録というような短い信号メッセージ交換に用いられる。例えば、長距離双方向通信に関して、専用順方向リンクおよび逆方向リンクのトラフィック・チャンネル対が移動局と基地局間に確立される。アクセス・チャンネルは、その確立を容易にするためにトラフィック・チャンネルが確立する前に移動局から基地局に情報を伝送するために用いることができる。

ＩＳ−９５により規定されたアクセス・チャンネルは、基地局がアクセス・プローブを送信するためにアクセス・チャンネル資源の一部を任意に選択することを意味するランダムアクセス・チャンネルである。アクセス・チャンネルの任意性のため、一移動局だけが選択された部分にアクセスを試みるという保証はない。したがって、アクセス・プローブが送信されたとき、いくつかの理由の一つで基地局による受信が失敗することもある。基地局で受信されるパワー・レベルが現在の混信レベル（雑音レベル）に較べてあまりにも低いために失敗するかもしれない。他の基地局がアクセス・チャンネル資源の同じ部分を同時に使用しようとして衝突を起こすために失敗するかもしれない。とにかく、アクセス・プローブが基地局で受信されないときは、高い信号レベルを多分用いて、アクセス・チャンネル資源の他の部分を任意に選択し、システムにアクセスすることを試みる。最初の衝突後二つの移動局間の一連のロックステップ（密集連鎖）の失敗を避けるために、再送信過程が無作為化される。

アクセス・チャンネル資源の一部を選択するために、ＩＳ−９５によれば、基地局はＣＤＭＡ技術により規定された一またはそれ以上のアクセス・チャンネルの組の一つを任意に選択する。一旦アクセス・チャンネルが選択されると、移動局は再び現れるスロットの境界の組の一つにてアクセス・プローブの送信開始が強制される。移動局はスロットの境界を任意に選択し、送信を開始する。このような動作はスロット化アロハ動作として引用され、この技術分野においては周知である。

ランダム・アクセスの一つの鍵となる観点（ａｓｐｅｃｔ）は負荷制御である。負荷制御はアクセス・プローブが基地局で受信される割合を統計的に制御するために使用される。スロット化アロハ・システムにおける負荷制御はアクセス試行の数が増加するにつれて衝突の数も増加するために重要である。負荷がさらに増加するにつれて、システム資源が衝突で消費されることにより成功するアクセス試行が実際に減少する。そのため、スロット化アロハ・システムにおいては、システムの負荷を全負荷容量の１８％以下に保つことが望ましく、さもないと不安定な振舞いが生じるかもしれない。

負荷はまたシステムにおける混信量の関数である。混信が増加するにしたがってシステムの利用できる容量が減少する。ランダムアクセス・チャンネル上の負荷が増加するにしたがって、トラフィック・チャンネルといったシステム内の他のチャンネルに重大な混信が生じるかもしれない。ＩＳ−９５によれば、アクセス・チャンネル上の負荷は失敗したアクセス試行と引き続いてのアクセス試行の間の任意の遅れ（アクセス・プローブの後戻しと呼ばれる）の挿入により制御される。しかしながら、ＩＳ−９５は、負荷を制御するためにアクセス・チャンネルへのアクセスを迅速に有効にしたり無効にしたりする何らかの機構を欠いている。

ＩＳ−９５によると、移動局がアクセス・プローブを送信するとき、前提部における他の情報とともに移動局の電子的通し番号（ｅｌｅｃｔｒｏｎｉｃ ｓｅｒｉａｌ ｎｕｍｂｅｒ：ＥＳＮ）のような一意的な識別番号を送信する。加えるに、アクセス・プローブはプローブまたはキャリヤのユーザー・データの目的を特定するメッセージを含む。例えば、メッセージは呼起点において使用される電話番号を指定してもよい。アクセス・プローブは一般的には時間にして８０と１５０ミリ秒（ｍｓｅｃ）の間にある。

ＩＳ−９５によれば、移動局は最初に第１のレベルでアクセス・プローブを送信する。基地局が所定の時間後に認知に応答しない場合は、移動局は段々と高いパワー・レベルでアクセス・プローブを繰り返し続ける。

このアクセス方法はシステム資源の非常に有効な利用をもたらさない。第一に、アクセス・プローブはかなり長く、たとえ基地局がアクセス・プローブを受信できなくても移動局は全体のアクセス・プローブを送信し続け、かくして、システム内に役に立たないエネルギを吐き出し、移動局資源を無駄に消費し、そしてシステムの収容能力を低減させることになる。ＩＳ−９５によると、移動局が一度送信を始めると、基地局が送信パワーを増加または減少させることができるパワー制御機構は存在しない。もし逆方向リンクが深いフェードを受ければ、送信は失敗するかもしれず、そしてフェードのないときには必要でないより高いパワー・レベルで移動局はメッセージを再送信する。基地局は深いフェードの間はさらに多くのパワーを要求する手段を持たず、または続いての再送信の間にパワーの低減を要求する手段を持たない。重要なシステム資源を消費するのに加えて、ＩＳ−９５によるアクセス方法はシステムに遅れを加える重要な時間量をカバーするために伸張できる。ＩＳ−９５によると、データは、移動局と基地局間の接続のデータ量または品質に拘わらずただ一つのデータ率でアクセス・チャンネル上で送信される。

かくして、より少ない遅れを導入し、利用できるシステム資源をもっと効率よく利用する多重アクセス・システムを開発する要求がこの技術分野においてあった。

予約多重アクセス（ＲｓＭＡ）は複数の移動局への多重アクセスを提供するために使用される。システムをアクセスするために使用されるアクセス・プローブは二つの異なる部分：要求部とメッセージ部、に分割される。要求部は“ある程度一意的に”移動局を識別する数を含む。例えば、ハッシュ識別はハッシュ関数を用いて一意的に移動局を識別する長い数字から導くことができる。要求部もまた検出を容易にするために前提部を含む。要求部の長さはメッセージ部の長さに較べて小さい。

要求部はランダムアクセス・チャンネル上で送信される。例えば、一実施例において、要求部は、いくつかの要求部の長さの程度でスロット境界が接近して次々と続くスロット化アロハ・チャンネル上を送信される。

要求部が基地局により正しく検出され、資源が利用可能であれば、基地局はチャンネル割当メッセージを用いて予約アクセス・チャンネルを割り当てる。チャンネル割当メッセージはハッシュ識別を含む。移動局は予約アクセス・チャンネル上でメッセージ部を送信する。予約アクセス・チャンネルは低競合確率での通信を提供する。一実施例においては、メッセージ部はトラフィック・チャンネルのための要求または他のシステム管理メッセージを含み、またはユーザー情報のデータグラムを含んでもよい。一実施例においては、メッセージ部は可変データ率の組の一つに取ることができる。

別の実施例において、順方向リンクチャンネルは予約アクセス・チャンネル上で送信しながら移動局にパワー制御情報を送信する。さらに別の実施例において、チャンネル割当メッセージ、パワー制御情報、または両者は複数のセクター、基地局または両方から送信される。

一実施例において、基地局はまた、チャンネル割当メッセージを運ぶ順方向リンクチャンネル割当チャンネル上で特定の移動局または移動局の集合に待機メッセージを送信することができる。待機メッセージは従属移動局により次のアクセス試行を遅延させる。別の実施例において、待機メッセージは負荷を制御するためにシステムへのアクセスを迅速に無効にするために使用することができる。

本発明の特徴、目的および長所は、同様な参照符号が全体にわたり対応して同一である図面と関連して取られる以下に始まる詳細な記述からさらに明らかになるであろう。

既存技術の限界に打ち克つために、本発明はシステムへのアクセスを容易にする予約多重アクセス（ＲｓＭＡ）を用いる。効率を上げるために、アクセス・メッセージは二つの異なる部分：要求部とメッセージ部、に分割される。要求部はランダムアクセス・チャンネル上で送信される。応答においては、予約アクセス・チャンネルが割り当てられる。メッセージ部は予約アクセス・チャンネル上で送信される。予約アクセス・チャンネルの使用により、一実施例においては、閉ループ・パワー制御がアクセス・プローブのメッセージ部に適用される。他の特徴とともに、本発明はアクセス過程の効率をよくする。

本発明は例を用いることによりよく理解される。図２Ａおよび２Ｂは本発明によるＲｓＭＡにおける移動局の動作を例示するフローチャートである。図３は、図２の理解を容易にするために用いられるＲｓＭＡシステムにおける一連のチャンネルとメッセージを示す表現図である。

図２Ａを参照すると、フローはスタート・ブロック１００で始まる。ブロック１０２において、シーケンス番号とプローブ番号は０に設定される。ブロック１０４において、移動局は、システムにより支援された順方向リンクチャンネル割当チャンネルの組から順方向リンクチャンネル割当チャンネル（Ｆ−ＣＡＣＨ）を選択する。例えば、移動局は図３に示されているＦ−ＣＡＣＨ（ｎ）２００のようなｎ番目の順方向リンクチャンネル割当チャンネルを選択する。一実施例において、順方向リンクチャンネル割当チャンネルの数はプログラムすることができ、成功アクセスの数を低減するため１または０にさえ低減できる。

ブロック１０６において、移動局は対応する基地局から受信されたパイロット信号の信号品質を評価する。例えば、移動局はパイロト信号が受信される搬送波のエネルギと雑音パワー密度との比（Ｅ_Ｃ／Ｉ_Ｏ）を評価してもよい。ブロック１０８はパイロット信号品質が所定の閾値より大きいかどうかを判定する。大きくなければ、移動局は順方向リンクチャンネルが減衰した（ｆａｄｅｄ）ものと想定して、フローは信号品質が改善するまでブロック１０６に戻り続ける。地上チャンネルの急速な減衰（フェーディング）特性のために、逆フェーディング条件が一般的に全く急速的に自らを補正する。深い減衰（フェード）期間における送信を避けることにより、移動局は以下に詳細に述べるようにＦ−ＣＡＣＨ上で基地局の応答を受信する機会を増やすことができる。ブロック１０６および１０８はオプションであって、ある実施例ではこの特性を含まないかもしれない。

パイロット信号の信号品質が閾値を超えたことがブロック１０８で判定されれば、フローは、移動局が選択された逆方向リンク共通制御チャンネル（Ｒ−ＣＣＣＨ）に対応するＲ−ＣＣＣＨを任意に選択するブロック１０８に移行する。例えば、移動局は図３に示されているＲ−ＣＣＣＨ（ｃ）２０２のような、ｃ番目の逆方向リンク共通制御チャンネルを選択する。一実施例において、Ｆ−ＣＡＣＨは複数のＲ−ＣＣＣＨと関連する。ブロック１１２において、移動局は送信パワーを初期パワー・レベル（ＩＰ）に初期化する。一実施例においては、ＩＰの値は他の要素と同様にパイロット信号の信号品質に基づいて決定される。別の実施例においては、ＩＰの値は固定またはプログラム値である。フローはオフページ接続器１１４を介して図２Ｂのオフページ接続器１１６に続く。

ブロック１１８において、移動局は、要求メッセージ２１０により示されるように、Ｒ−ＣＣＣＨ（ｃ）２０２上で前提部（ｐｒｅａｍｂｌｅ）およびハッシュＩＤからなるアクセス・プローブの要求部を送信する。ハッシュＩＤは送信移動局に唯一つしかない情報から派生される。複数の周知技術の一つによれば、ハッシュ値は多数のビットからなる入力数をより短い出力数にマップするハッシュ関数により生成される。例えば、本発明の一実施例において、ハッシュ関数についての入力情報は、ＩＳ−９５によれば、移動局の装置を一意的に識別する、移動局製品により割り当てられた３２ビット数である移動局の電子的通し番号（ＥＳＮ）を含む。３２ビットを用いると、四十億以上の移動局に一意的なＥＳＮを割り当てることができる。ハッシュ関数の出力は、例えば、４０９６個の異なる“ある程度一意的な”ハッシュＩＤ値を規定する１２ビットの数である。一意的ではないけれども、このハッシュＩＤの長さは基地局のカバー領域内で作動する一以上の移動局が同一のハッシュＩＤを発生し、同時にアクセス・プローブの要求部を送信することをきわめてありそうもなくするには十分である。このハッシュＩＤの使用は、大多数の場合において領域内のすべての他のものから移動局を区別することができると同時に、ＩＳ−９５に較べて送信すべき情報を少なくすることができる。同一のハッシュＩＤを同時に使用する二またはそれ以上の移動局間で衝突が起こると、アクセス試行の幾つかまたは全てができなくなるかもしれない。そのような場合には、不成功の要求部がさらに再送信され、そして任意の後戻り期間がその後の衝突の危険を低減する。

結局、アクセスの過程の間では、移動局は基地局に対して一意的に識別されなくてはならない。しかしながら、このような一意的な識別はこの点でのシステム・アクセスで続行するためには必要ではない。ハッシュＩＤの使用はアクセス・プローブの要求部内の送信されるデータ量をかなり低減する。本発明によれば、移動局の一意的識別は要求部よりはむしろアクセス・プローブのメッセージ部内で行われる。

ブロック１２０において、移動局は、アクセス・プローブが基地局により旨く復号されるかどうかを判定するためＦ−ＣＡＣＨ（ｎ）２００を監視する。例えば、図３において、一つの筋書きでは、基地局は応答メッセージ２１２の送信により応答する。応答メッセージはそれが送信される移動局のハッシュＩＤを含む。応答メッセージはまた巡回冗長度検査（ＣＲＣ）値または他の誤り検出機構を含む。一実施例において、Ｆ−ＣＡＣＨ（ｎ）２００は幾つかのＲ−ＣＣＣＨ（ｃ）と関連し、幾つかの別の移動局向けのメッセージを伝送することができ、その各々はＣＲＣ値を含む。ブロック１２２において、移動局はＦ−ＣＡＣＨ（ｎ）上を伝送される応答メッセージを監視し、そして失敗がＣＲＣにより検出されるかどうかを判定する。失敗が検出されれば、フローは以下に説明するようにブロック１２６に続く。一実施例においては、移動局からの応答が検出されなければ、基地局は反復応答メッセージ２１２’を再送信する。図３において、移動局タイマーＤ１が反復応答メッセージ２１２’の終わりまで終了しないように、応答メッセージは最初の送信の終了後Ｄ２秒繰り返される。一実施例において、移動局は、周知の技術によって動作特性を改善するために元の応答メッセージ２１２および反復応答メッセージ２１２’からエネルギを柔らかく結合する。

失敗がブロック１２２で検出されなければ、過程はブロック１２４に移行し、そしてＦ−ＣＡＣＨ（ｎ）２００上を伝送された応答メッセージ２１２内の送信された特定のハッシュＩＤが移動局により送信されたハッシュＩＤに合致するかどうかを判定する。ハッシュＩＤが合致しなければ、または失敗がブロック１２２において復号されれば、フローはブロック１２６に続く。ブロック１２６はＤ１タイマーが終了したかどうかを判定する。アクセス・プローブの要求部が送信され、それが時間終了になるまでの時間を累積するとＤ１はリセットされる。例えば、図３において、Ｄ１タイマーの期間は、アクセス・プローブの要求部２１０の終端から始まる２重矢印線ラベルＤ１により示される。Ｄ１タイマーが終了しなければ、移動局はブロック１２０において始まるＦ−ＣＡＣＨ（ｎ）２００を監視し続ける。

ハッシュＩＤが合致すれば、フローはブロック１２４からブロック１４６に続く。ブロック１４６は応答メッセージ２１２が待機メッセージであるかどうかを判定する。例えば、基地局は、いくらかの時間の経過後さらにアクセスを試みるよう移動局に指示する待機メッセージを送ることができる。このようにして、基地局は、これらの逆方向リンクチャンネルを用いる移動局によりもたらされる基地局負荷を制御することができる。待ち時間を無限大に設定することにより、システムは、負荷を制御するためにアクセス・チャンネルへのアクセスを迅速に無効化する機構を有する。メッセージが待機メッセージであれば、フローはオフページ接続器１４８を介して図２Ａのオフページ接続器１５８に続く。ブロック１６０において、移動局は後戻りタイマーのために用いられる擬似乱数ＰＮ（ｂ）を生成する。ブロック１６２において、移動局は別のアクセスを試みるため再入フローの前にＰＮ（ｂ）スロット時間待機する。一実施例において、待機メッセージは後戻り期間を選択するルーチンに入るよう移動局に単純に指示をする。別の実施例では、基地局は任意に選択された数により指定された待機の先端で追加時間だけ待機するよう移動局に指令することができる。さらに別の実施例では、基地局は待機時間を変えるために後戻り期間が乗算される因数を指定できる。

再び図２Ｂに戻って、待機メッセージがブロック１４６で受信されなければ、フローはブロック１５０に続く。ブロック１５０はチャンネル割当メッセージが受信されたかどうかを判定する。チャンネル割当メッセージが受信されなければ、フローは、アクセスの失敗が宣言され、そして移動局がシステム判定状態に入るブロック１５２に続く。別の実施例においては、他の型の応答メッセージがシステム中に含まれ、失敗が宣言される前に検出される。

チャンネル割当メッセージがブロック１５０で受信されれば、フローはブロック１５４に続く。チャンネル割当メッセージは、図３に示されるＲ−ＲＡＣＨ＿１２０４のような、移動局により用いられる逆方向リンク、予約アクセス・チャンネル（ｒｅｖｅｒｓｅ ｌｉｎｋ，ｒｅｓｅｒｖｅｄ ａｃｃｅｓｓ ｃｈａｎｎｅｌ：Ｒ−ＲＡＣＨ）を特定する。予約チャンネルは、同一のハッシュＩＤをもつシステムをアクセスする二またはそれ以上の移動局の有る可能性が非常に小さいため、非常に高い確率で競合することはない。加えるに、一実施例においては、予約チャンネルは、図３に示すＦ−ＰＣＣＨ＿１２０６のような、以下に説明する移動局のために閉ループ・パワー制御を提供する、順方向リンクパワー制御チャンネル（Ｆ−ＰＣＣＨ）と関連する。一実施例においては、Ｒ−ＲＡＣＨ＿１の割当に基づいて、移動局は関連するＦ−ＰＣＣＨを決定する。別の実施例においては、チャンネル割当メッセージはＲ−ＲＡＣＨおよびＦ−ＰＣＣＨの両方を特定する。

一実施例において、チャンネル割当メッセージは待機期間を指定することができる。この実施例においては、基地局は現在使用中の或るＲ−ＲＡＣＨが将来ある時間で利用できることを決定する。それはこの決定をすでに進行中のメッセージの既知の長さに基づいて、またはメッセージの既知の最大長に基づいて行ってもよい。要するに、時間遅延チャンネル割当メッセージは所定のフレーム数が経過した後で指定されたＲ−ＲＡＣＨ上で送信を始めるように移動局に知らせる。この動作型式は他の移動局により使用されるＲ−ＣＣＣＨを解放する利点があり、かくして衝突の回数を減らし、システムの全体の効率を増加させる。

ブロック１５４において、移動局は割り当てられた逆方向予約アクセス・チャンネルＲ−ＲＡＣＨ＿１２０４上でアクセス・プローブのメッセージ部２１４を送信し、以下にさらに十分に説明するように関連するＦ−ＰＣＣＨ＿１２０６上でパワー制御命令２１６を受信する。メッセージ部はページに対する応答、トラフィック・チャンネルに関する元の要求、ディジタル・データ・システムにおいてユーザー情報を持っていくデータグラム、または他の型のメッセージを含む。ブロック１５６において、移動局はアクセス試行を完了し、アクセス・ルーチンは遊休（アイドル）状態に入る。

再びブロック１２６に戻って、合致するハッシュＩＤが正しく受信された応答メッセージ中に検出される前にＤ１タイマーが終了すれば、フローはブロック１２８に続く。ブロック１２８において、プローブの計数は増加する。ブロック１３０はプローブの計数が閾値より小さいかどうかを判定する。もしそうであれば、アクセス・プローブの最大数は送信されず、そしてフローは移動局が後戻り期間についての乱数ＰＮ（ｐ）を生成するブロック１４４に続く。ブロック１４２において、フローはＰＮ（ｂ）により指定される所定数の時間スロットを待機する。ブロック１４０において、移動局はその送信パワーを増加させ、フローはアクセス・プローブがＲ−ＣＣＣＨ（ｃ）上をより高いパワー・レベルで送信されるブロック１１８に戻ってくる。

アクセス・プローブの最大数が以前に選択されたＲ−ＣＣＣＨ上で既に送信されたことがブロック１３０において判定されれば、フローはブロック１３０からブロック１３２に続く。ブロック１３２において、シーケンス数が増加される。ブロック１３４はシーケンス数が所定の閾値より小さいかどうかを判別する。もしそうであればフローはオフページ接続器１３８を介して、システムへのアクセスを試みるため、任意の遅れののち、移動局が任意に新しいＦ−ＣＡＣＨおよびＲ−ＣＣＣＨを選択する図２Ａに戻る。シーケンス数が最大シーケンス数より大きいか等しいことがブロック１３４で判定されれば、フローはブロック１３４から、アクセス失敗が宣言され、移動局がシステム判定状態に入るブロック１３６に続く。

ここで述べた動作はＩＳ−９５の中で定義されているアクセス方法に関連して多くの利点を有する。アクセス・プローブの要求部はＩＳ−９５におけるアクセス・プローブと類似の仕方でスロット化アロハ・チャンネル上で送信される。しかしながら、ＩＳ−９５によると、移動局は長さが５２０ｍｓｅｃの継続時間を有する長いＥＳＮおよびメッセージを含む全アクセス・プローブを送信する。ＩＳ−９５によると、移動局は基地局からのトラフィック・チャンネル割当メッセージについて１３６０ｍｓｅｃだけページング・チャンネルを監視する。トラフィック・チャンネル割当メッセージが受信されなければ、長さが８３２０ｍｓｅｃに及ぶ後戻り期間の挿入後ふたたび全アクセス・プローブを送信する。かくして、失敗の際には、移動局が一般には前より高いパワー・レベルで、システムにさらにエネルギを吐き出して全アクセス・プロブを再送信するまでに、９６８０ｍｓｅｃが経過する。

かくして、ＩＳ−９５によると、基地局が信号を検出できるかできないかで、一般的に１５０ｍｓｅｃまたはより多くのエネルギが逆方向リンクアクセス・チャンネル上で送信される。このように、多くのエネルギが移動局のパワー消費の効率を低下させ、システムに対して無用な混信を引き起こす無駄なアクセス試行に費やされる。加えるに、この動作型式は初期失敗の場合は重大な遅れが発生する。本発明はこれらの限界を克服するものである。

ＩＳ−９５のもとで、基地局は全アクセス・プローブが受信されるまでは移動局に対して順方向リンク接続を確立しない。そのため、基地局は長いアクセス・プローブの送信の間は移動局にパワー制御情報を伝送する方法がない。パワー制御がなければ、（高すぎる送信パワー・レベルによる）過剰パワー発生の可能性および（低すぎる送信パワー・レベルによる）繰り返し送信の可能性が増加し、かくして、システムに対する混信のレベルを増加させる。一実施例において、本発明はまたアクセス・プローブのメッセージ部について閉ループ・パワー制御を提供することによりこの限界を克服する。

周知の捕捉（受信）技術によれば、基地局による移動局の信号の検出は従来技術のアクセス・プローブにおいて送信されるエネルギの非常に小さな断片のみを必要とする。そのため、反対に、本発明は基地局による移動局の信号の検出を容易にするためアクセス・プローブの要求部を使用する。アクセス・プローブの要求部はＩＳ−９５におけるアクセス・プローブより非常に短い。例えば、一実施例において、全要求部は２．５ｍｓｅｃで送信できる。一般的に、要求部の継続時間のメッセージ部に対する比率は０．０１の程度という非常に小さいものである。

短い要求部の送信の後、移動局は送信するのを停止する。基地局が要求を受信すると、短いチャンネル割当メッセージで応答する。さらに、基地局は全てのＥＳＮよりハッシュＩＤを指定するのでメッセージは相対的に短くてもよい。例えば、一実施例において、予約アクセス・チャンネル割当メッセージは長さが３．７５ｍｓｅｃである。このように、予約アクセス・チャンネル割当メッセージの送信は重要なシステム資源を消費しない。そして、このように、移動局は基地局がその信号を検出できたかどうかについてむしろ速く報知される。例えば、図３において、応答メッセージ２１２が移動局のためのチャンネル割当メッセージであれば、移動局は基地局が要求部の送信の終わりの後、約５ｍｓｅｃでその信号を検出したことを知る。この全処理はＩＳ−９５に従ってアクセス・プローブを丁度送信するに必要な時間の約１／２０の中で行われる。

アクセス・プローブの要求部の短い継続時間のため、移動局がスロット化アロハ動作に従って送信を始めることを許されるスロット境界は次々と接近して続く。このように、衝突の確率を低減し、より多くの移動局が任意のアクセス・チャンネルにより支援されるようにする可能な通信時間数が増加する。例えば、ＩＳ−９５によると、スロット境界は秒当たり１．９２から１２．５の割合で発生する。一実施例において、本発明のスロット境界は秒当たり８００境界の程度の割合で発生する。二つの移動局が同じスロット境界の間で送信するが、パス遅れによる時間ダイバーシティのような多様性による一または両方の要求を検出することができれば、基地局はハッシュＩＤの参照により各競合する移動局を別のＲ−ＲＡＣＨに割当てることができ、かくしてシステムがある状況にある競合する移動局を捕捉できるようにする。

失敗が発生すれば、移動局は、一実施例では、４０から６０ｍｓｅｃ程度の期間Ｄ１内で失敗したことを知る。移動局は次にくる迅速に発生するスロット境界の一つで追跡（フォローアップ）要求部を送信することができ、かくして失敗によりもたらされた遅れを低減する。加えるに、要求部が短いため、システムに無用に吐き出されるエネルギ量はＩＳ−９５と比較すると非常に低減される。

一旦移動局が予約アクセス・チャンネルを割り当てられると、トラフィック・チャンネル割当処理がＩＳ−９５と全く同じように進行できる。移動局により要求される資源を指定するメッセージ部のほかに、移動局はまたアクセス・プローブのメッセージ部の中で短い前提部（ｐｒｅａｍｂｌｅ）を送信し、そのため基地局は信号を検出することができ首尾一貫した復調を実行することができる。一実施例において、メッセージ部における前提部（ｐｒｅａｍｂｌｅ）は長さが約１．２５ｍｓｅｃである。

予約多重アクセス法を使用する一つの重要な利点は、基地局から移動局への順方向リンク接続が逆方向リンク予約多重アクセス・チャンネルと並行して直ちに確立されることである。反対に、ＩＳ−９５のもとでの動作によれば、基地局は全アクセス・プローブが受信されるまでは移動局を完全に検出せず、移動局は全アクセス・プローブが送信されるまでは順方向リンク信号の監視を開始しない。しかしながら、本発明によれば、基地局は要求部の送信後、移動局を知る。Ｒ−ＲＡＣＨの割当は移動局への並行順方向リンク接続を直ちに確立することを許容する。基地局は移動局により行われる何らかの送信を迅速に検出するために移動局に割り当てられたＲ−ＲＡＣＨを監視することができる。

上に述べたように、一実施例において、システムはアクセス・プローブのメッセージ部の送信中に移動局の送信パワーの閉ループ・パワー制御を実行するために並行順方向リンクチャンネルを使用する。閉ループ・パワー制御は基地局による移動局送信パワーの制御のことを云う。基地局は基地局での実際の動作条件に基づいて適当な送信レベルを決定する。図３に示すように、一実施例において、一個のＦ−ＰＣＣＨは複数のＲ−ＲＡＣＨと関連する。多重移動局のためのパワー制御命令は、移動局が一つのＲ−ＲＡＣＨに割り当てられたときＦ−ＰＣＣＨ上のいずれの情報がそれ自身の送信に対応するかを判定できるように所定の方法でチャンネル上に時間多重される。代わりの実施例において、パワー制御パケットは、ＩＳ−９５に従ってトラフィック・チャンネル動作に対すると同じように別々のチャンネル上にデータとともにインターリーブすることができる。一実施例においては、パワー制御の割合はプログラム可能である。例えば、パワー制御命令は移動局に０、２００、４００または８００命令／秒で送ることができる。パワー制御の割合はシステム負荷のような他の要素と同様にメッセージの長さに依存する。メッセージが非常に短くてメッセージが終了した後までパワー制御が効果を取りたくない場合には、０命令／秒の割合を使用してもよい。

さて図４を参照すると、パワー制御情報パケット２５０のストリームの例示構造が示されている。各々のパワー制御情報パケット２５０はＮ個のパワー制御命令２５２Ａ−２５２Ｎを持つことができる。このように、Ｎ個の異なるＲ−ＲＡＣＨは一つのＦ−ＰＣＣＨに関連する。図４に示される実施例において、パワー制御情報パケット２５０における各々のパワー制御命令２５２は一つのＲ−ＲＡＣＨにマップし、Ｒ−ＲＡＣＨ上で通信する移動局の出力パワーを制御するために使用される。かくして、パワー制御命令２５２ＡはＲ−ＲＡＣＨ＿１上で送信する移動局の出力パワー・レベルを制御し、パワー制御命令２５２ＢはＲ−ＲＡＣＨ＿２上で送信する移動局の出力パワー・レベルを制御する、等々。上に記したように、一実施例において、システムは、幾つかのパワー制御情報パケット２５０が一つの移動局向けの一以上の命令を含み、またはＦ−ＰＣＣＨが連続パワー制御情報パケットにおいてパワー制御情報を時間多重化することによりＮ以上のＲ−ＲＡＣＨを制御できるように、可変率パワー制御を許容する。そのような場合には、関連するＲ−ＲＡＣＨへのパワー制御情報パケットのマッピングはより一様にはならないが同じ原理のもとで動作する。

一実施例において、パワー制御命令は長さが一ビットで、移動局はＩＳ−９５におけるトラフィック・チャンネルと同様な方法で一ビット値に従ってその送信パワーを上げたり下げたりする。移動局が特定のＲ−ＲＡＣＨ上で送信を始めると、移動局はパワー制御ビット・ストリーム２５０を監視し始め、特に、特定のＲ−ＲＡＣＨにマップされるパワー制御命令２５２に対する監視を始める。

さて図５を参照すると、Ｆ−ＰＣＣＨ上で受信されたパワー制御情報命令に従ってＲ−ＲＡＣＨ上で移動局により送信されるパワーを示すタイミング図が示されている。アクセス・チャンネル時間スロットの始まりで、移動局は最初のパワー・レベルでアクセス・プローブのメッセージ部の前提部を送信する。一般に、基地局は移動局の信号を取得しなければならず、それがパワー制御ビットを移動局に送信を始める前に一連の信号品質指示を累積しなければならない。この遅れは図３および図５にＤ３として示されている。図５の残りは基地局から受信される一連のパワー制御命令に応答する移動局の出力パワーの例示的シーケンスを示す。

一実施例において、Ｒ−ＲＡＣＨ上のパワー制御はＩＳ−９５に記載されたトラフィック・チャンネル上のパワー制御に類似する。さらに特に、基地局は受信信号のパワー・レベルと閾値を比較する。受信信号が閾値以下であれば、基地局は一ビットのパワーアップ命令を移動局に送信するためにパワー制御情報パケットを使用する。そうでなければ、基地局は一ビットのパワーダウン命令を移動局に送信するためにパワー制御情報パケットを使用する。一実施例において、各々のパワー制御ビットはＢＰＳＫ変調で変調され、そのため、三つの状態、即ちオフ、０度および１８０度の一つをとることができる。パワー制御に関するさらなる情報はＩＳ−９５および米国特許第５，０５６，１０９号および第５，２６５，１１９号中に見出すことができ、その両者は「ＣＤＭＡセルラ電話システムにおける送信パワーを制御する方法および装置（ＭＥＴＨＯＤ ＡＮＤ ＡＰＰＡＲＡＴＵＳ ＦＯＲ ＣＯＮＴＲＯＬＬＩＮＧ ＴＲＡＮＳＭＩＳＳＩＯＮ ＰＯＷＥＲ ＩＮ Ａ ＣＤＭＡ ＣＥＬＬＵＬＡＲ ＴＥＬＥＰＨＯＮＥ ＳＹＳＴＥＭ）」と題するもので本発明の権利人に譲渡されており、ここで全体が引用文献として組みこまれる。

このような閉ループ・パワー制御は周知の通信理論に従って移動無線電話システムの収容能力を最大化するために重要である。閉ループ・パワー制御は、一旦基地局が移動局の送信を得ると、必要とされる以上の大きなパワーでその信号を送信することによりＲ−ＲＡＣＨアクセスを始める移動局を所望のパワー・レベルに迅速に補正することを許容し、かくしてシステムにおける不要な混信を低減する。閉ループ・パワー制御は、一旦基地局が移動局の送信を得ると、必要とされるパワー以下のその信号を送信することによりＲ−ＲＡＣＨアクセスを始める移動局を所望のパワー・レベルに迅速に補正することを許容し、かくしてシステムにおける失敗の確率を低減する。

メッセージ部の分離は、メッセージ部の送信中のパワー制御の装備と同様にまたシステムに柔軟性を与える。例えば、無線データ・システムにおいて、移動局はかなり長い遊休期間の間に間隔をおいたデータの短いバーストを発生しそうである。移動局がデータのバーストをもつたび毎にトラフィック・チャンネルを確立するよりは、ユーザ・データを運ぶためにまさに記述されたアクセス処理を利用することが有利かもしれない。例えば、アクセス・プローブのメッセージ部は運送者のトラフィックのデータグラムを含んでいるかもしれない。

本発明はいろいろな理由でデータグラムの送信に特によく向いている。ＩＳ−９５によると、ただ一つのデータ率、４８００ビット／秒、がアクセス・プローブの送信に利用できる。本発明によれば、システムはアクセス・モードの間にいろいろなデータ率を支持することができる。一般に、移動局がその送信パワーを増やし、そのためたとえ各ビットの期間が低減されても、各ビット（Ｅｂ）に当てられるエネルギがかなり一定であれば増大されたデータ率が許容される。例えば、一実施例において、十分な送信パワーが利用できれば、移動局はそのデータ率を９６００ビット／秒、１９．２キロビット／秒または３８．４キロビット／秒に増やすことができる。より高いデータ率の利用は移動局が低いデータ率でより速くメッセージを伝送することを許容し、そのためチャンネルをより短時間で使い、システムにおける輻輳を低減する。より高いデータ率の利用はまた大きいデータグラムの伝送に関連する時間遅れを減少させる。より高いデータ率の利用は、Ｒ−ＲＡＣＨ上で作動する閉ループ・パワー制御が移動局にそれが必要とする程度までのみ送信パワーを増やすようにするため、実用的である。

加えるに、予約チャンネルの利用はシステムの負荷制御を許容する。負荷制御は、それが入来信号のデータ率を考慮するため、単純に永続させるより知能的である。予約チャンネルが増やしたデータ率でデータを伝送すれば、システム容量のかなりの部分をまた消費する。一実施例において、移動局は要求部の前提部（ｐｒｅａｍｂｌｅ）の中に所望のデータ率の指示を含む。別の実施例では、移動局はメッセージ部の前提部の中に所望のデータ率の指示を含ませることができる。また別の実施例では、基地局は移動局の信号の内在する特徴を参照してデータ率を決定する。基地局は現在のシステムの負荷を決定するためにデータ率を用いる。システムの負荷が所定の閾値に達すれば、基地局は、例えば、特定のまたは要求する全ての移動局に待機メッセージを送信し始めるか、または特定のまたは全ての移動局に指定されたデータ率を使用するよう指令することができる。

本発明の一実施例において、システムは順方向リンク上、逆方向リンクまたは両方の上で擬似的なよりゆるいハンドオフ動作を組み込んでいる。図６は多重セクター化基地局のカバー領域セクターを示す表現図である。多重セクター化基地局２７０は三つの異なるセクターカバー領域２７２Ａ−２７２Ｃに信号を送信する。セクターカバー領域２７２Ａ−２７２Ｃは基地局に関連する連続カバー領域を提供するためカバー重複領域２７４Ａ−２７４Ｃに或る程度重複している。カバー重複領域２７４Ａ−２７４Ｃ内では、システムの信号レベルは移動局が二つの交差するセクターを介して基地局と双方向通信を確立するに十分である。そのような動作は、本発明の権利人に譲渡され、ここで全体が引用文献として組み込まれた、「共通基地局のセクター間でハンドオフを行う方法および装置（ＭＥＴＨＯＤ ＡＮＤ ＡＰＰＡＲＡＴＵＳ ＦＯＲ ＰＥＲＦＯＲＭＩＮＧ ＨＡＮＤＯＦＦ ＢＥＴＷＥＥＮ ＳＥＣＴＯＲＳ ＯＦ Ａ ＣＯＭＭＯＮ ＢＡＳＥ ＳＴＡＴＩＯＮ）」と題する米国特許第５，６３５，８７６号に詳述されている。

図７は多重セクター化基地局２７０のブロック図である。アンテナ２８０Ａ−２８０Ｃはセクターカバー領域２７２Ａ−２７２Ｃからそれぞれ信号を受信する。一実施例において、一またはそれ以上のアンテナ２８０Ａ−２８０Ｃは二またはそれ以上の独立したアンテナ素子からなる多様性（ｄｉｖｅｒｓｉｔｙ）アンテナである。アンテナ２８０Ａ−２８０Ｃは受信エネルギを高周波（ＲＦ）処理ブロック２８２Ａ−２８２Ｃにそれぞれ供給する。ＲＦ処理ブロック２８２Ａ−２８２Ｃは、多数の周知技術のあるものを利用してディジタル標本を作成するため受信信号エネルギをダウン−コンバートし、そして量子化する。

復調器２８４Ａ−２８４Ｃはディジタル標本を受信し、その中に含まれる逆方向リンク信号を復調する。一実施例において、復調器２８４Ａ−２８４Ｃは一組の復調器素子と探索器素子から構成され、そのような素子は、本発明の権利人に譲渡され、ここで全体が引用文献として組み込まれた、「拡散スペクトラム多重アクセス通信システムのセル・サイト復調アーキテクチャ（ＣＥＬＬ ＳＩＴＥ ＤＥＭＯＤＵＬＡＴＩＯＮ ＡＲＣＨＩＴＥＣＴＵＲＥ ＦＯＲ Ａ ＳＰＲＥＡＤ ＳＰＥＣＴＲＵＭ ＭＵＬＴＩＰＬＥ ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮ ＳＹＳＴＥＭＳ）」と題する米国特許第５，６５４，９７９号に開示されている。‘９７９特許によれば、各々の復調器は一組の復調素子からなり、その各々は一つの逆方向リンク信号の多重パス伝搬に割り当てることができる。復調素子の出力は結合されて最終信号を生成する。

移動局がよりゆるいハンドオフにあれば、二またはそれ以上の復調器２８４が移動局から同じ逆方向リンクトラフィック・チャンネル信号を復調するように割り当てられる。復調器２８４は一セクター以上から受信されたトラフィック・チャンネル信号をさらに合同できる信号組合わせブロック２８８に復調された信号を出力する。信号組合わせブロック２８８の出力は、合同出力にさらに信号処理を施す信号処理ユニット２９０に接続される。

信号生成ブロック２９２は順方向リンク信号を生成する。信号生成ブロック２９２は移動局の位置によって一またはそれ以上の変調器２８６Ａ−２８６Ｃに順方向リンク信号を供給する。双方向通信が確立されたこれらのセクターだけが移動局にトラフィック・チャンネルを送信し、かくして移動局に使用されていないこれらのセクターにおける混信を低減する。変調器２８６Ａ−２８６Ｃは無線リンク送信のための信号を変調し、ＲＦ処理ブロック２８２Ａ−２８２Ｃにその信号をそれぞれ送る。ＲＦ処理ブロック２８２Ａ−２８２Ｃはディジタル・ビットをアナログ信号に変換し、それらを所望の送信周波数にアップ−コンバートする。アンテナ２８０Ａ−２８０Ｃは対応するカバー領域２７２Ａ−２７２Ｃに信号を放射する。

従来技術によれば、よりゆるいハンドオフ技術は、持続双方向通信が基地局と移動局の間で確立されているトラフィック・チャンネルにのみ関連する。ＩＳ−９５によれば、アクセス・プローブは、移動局がカバー重複領域に位置するかどうかに拘わらず、多重セクター化基地局の単一セクターにより受信されるだけである。同様に、ＩＳ−９５によれば、チャンネル割当メッセージは、移動局がカバー重複領域に位置するかどうかに拘わらず、多重セクター化基地局の単一セクターだけから送信される。

一般に、各Ｒ−ＣＣＣＨはまさに一セクターに関連し、そしてアクセス・プローブの要求部は一セクターだけにより検出される。本発明の一実施例において、基地局２７０は所謂同時放送（サイマルキャスト）モードにある基地局の全セクター中にＦ−ＣＡＣＨを放送すべく配列されている。このように、カバー重複領域に位置する移動局は一セクターに要求メッセージ２１０を送信するが一以上のセクターから応答メッセージ２１２を受信することができ、かくして、移動局により受信された合同信号エネルギを増加させ、移動局による成功受信の確率を増加させる。アクセス処理の間のこの型式の擬似的なよりゆるいハンドオフ動作は順方向リンクトラフィック・チャンネル上でのよりゆるいハンドオフによく似ている。かくして、図７において、信号生成ブロック２９２はＦ−ＣＡＣＨを生成し、応答メッセージが生成される要求部の起点に関わりなく各変調器２８６Ａ−２８６Ｃにそれを送る。これら同じ原理は多重セクターからのＦ−ＰＣＣＨの送信に適用することができる。別の実施例において、移動局によるＦ−ＣＡＣＨおよびＦ−ＰＣＣＨの受信の信頼性はセクター内で送信ダイバーシティを用いて改善される。この実施例において、同じ情報のレプリカが所定のセクター内のいろいろなアンテナ素子上で、直交符号ダイバーシティ、時分割反復送信、および遅延送信など、一またはそれ以上のダイバーシティ技術を用いて、送信される。

同様に、この原理は同じ領域で動作する他の基地局にも拡張できる。かくして、移動局がアクセス・プローブの要求部を送信すると、検出基地局を取り囲む地帯における一組の基地局が応答メッセージの送信に応答する。これら同じ原理は多重基地局からのＦ−ＰＣＣＨの送信に適用できる。アクセス処理の間のこの型式の擬似的なゆるい（ソフト）ハンドオフ動作は順方向リンクトラフィック・チャンネル上でのソフトハンドオフによく似ている。

上に述べたように、ＩＳ−９５によれば、基地局は全体の、むしろ長いアクセス・プローブが基地局で受信されるまでは完全に移動局の信号を検出しない。かくして、ＩＳ−９５によれば、トラフィック・チャンネルに適用されるよりゆるいハンドオフ技術は、アクセス・プローブが指令されるセクターが他のセクターに対する信号を識別できず、そのためそれらもまた信号を検出するかもしれないので、アクセス処理に適用できない。これに対して、本発明によれば、多数のアクセス・プローブが容易に識別可能なＲ−ＲＡＣＨ上で送信される。かくして、一実施例において、複数のセクターがＲ−ＲＡＣＨを復調し、対応する信号エネルギ出力を供給する。例えば、要求部２１０がカバー領域セクター２７２Ａに関連するＲ−ＣＣＣＨ上で受信されると、各復調器２８４Ａ−２８４Ｃは移動局に割り当てられたＲ−ＲＡＣＨの復調を試みる。このように、移動局がカバー重複領域２７４Ａ−２７４Ｃの一つ内に位置していれば、アクセス・プローブのメッセージ部は対応する各セクターの復調器２８４により受信される。最終信号は信号通信ブロック２８８により合同され、合同信号に基づく単一のパワー制御指示が生成される。上に述べたように、パワー制御指示は同時放送Ｆ−ＰＣＣＨ上で一以上のセクターから送信できる。アクセス処理の間のこの型式の擬似的なよりゆるいハンドオフ動作は逆方向リンクトラフィック・チャンネル上でのよりゆるいハンドオフによく似ている。

同様に、この原理は同じ領域で動作する他の基地局にも拡張できる。かくして、移動局がアクセス・プローブの要求部を送信すると、検出基地局を取り囲む地帯における一組の基地局がＲ−ＲＡＣＨの復調を試みる。アクセス処理の間のこの型式の擬似的なゆるいハンドオフ動作は逆方向リンクトラフィック・チャンネル上でのゆるいハンドオフによく似ている。

逆方向リンク上の擬似的なよりゆるいハンドオフ、擬似的なゆるいハンドオフまたはこの両方の抱合はＲ−ＲＡＣＨ上のパワー制御の適当な動作を容易にする。移動局の信号をかなりのレベルで受信することができる各基地局およびセクターが移動局に送信されるパワー制御命令に寄与できなければ、移動局の信号強度は寄与のない基地局で過剰になり、それにより通信を妨害する。そのため、一実施例において、各周辺の基地局およびセクターはＲ−ＲＡＣＨ上で移動局からの信号の復調を試み、移動局に送られるパワー制御命令に寄与する。

図８は例示移動局構成のブロック図である。アンテナ３０２は基地局への無線リンク上で信号を受信および送信する。ＲＦ信号処理ブロック３０４はアンテナ３０２に接続されている。ＲＦ信号処理ブロック３０４は多くの周知技術のあるものを利用してディジタル標本を生成するため受信信号エネルギをダウン−コンバートおよび量子化する。ＲＦ信号処理ブロック３０４は変調器／復調器（モデム）３０６に接続されている。モデム３０６は量子化エネルギを受信し、コントローラ３０８の制御下で入力信号を復調する。一実施例において、モデム３０６は、本発明の権利人に譲渡され、ここで全体が引用文献として組み込まれた、米国特許第５，７６４，６８７号「拡散スペクトラム多重アクセス通信システムの移動復調器の構成（ＭＯＢＩＬＥ ＤＥＭＯＤＵＬＡＯＲ ＡＲＣＨＩＴＥＣＴＵＲＥ ＦＯＲ Ａ ＳＰＲＥＡＤ ＳＰＥＣＴＲＵＭ ＭＵＬＴＩＰＬＥ ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮ ＳＹＳＴＥＭＳ）」に従って動作する。モデム３０６はまたコントローラ３０８の制御のもとで無線リンク上で送信の信号を変調する。変調された信号は、ディジタル・ビットをアナログ信号に変換してアンテナ３０２上で送信のため所望の送信周波数にアナログ信号をアップ−コンバートするＲＦ信号処理ブロック３０４に接続される。一実施例において、図２Ａおよび２Ｂに示されているブロックはメモリ３１０に記憶された一連の処理ユニットにより実行され、コントローラ３０８により達成される。一実施例において、移動局は機能実行のための特定用途向けＩＣ（ＡＳＩＣ）を含む。別の実施例においては、処理ブロックはプログラム可能な記憶デバイスに記憶される。

本発明は、幾つかのＣＤＭＡチャンネルが時分割技術を用いてさらにチャンネル化されているＣＤＭＡシステムに関連して記述されたけれども、他のチャンネル化技術はこの中で述べられている一般原理から利益を得ることができる。例えば、時分割多重アクセス（ＴＤＭＡ）および周波数多重アクセス（ＦＤＭＡ）チャンネルは本発明の原理に従って利用できる。その他に、チャンネル上のメッセージは符号化されインターリーブされる。メッセージは反復することができ、エネルギは信頼性を改善するために合同される。直角位相技術はデータがチャンネル上を搬送される割合（率）を上げるために使用することができる。

他の代わりの実施例は図２Ａおよび２Ｂに示されているブロックの簡単な再配列を含め、ここに論じられた原理の考察に基づきこの技術分野に熟達する者には直ちに明らかになるであろう。例えば、要求部の中で送信される移動局の識別子のサイズを低減することにより得られる利点はハッシュ関数の利用は別として他の方法におけるサイズの低減から得られるかもしれない。一実施例において、移動局は移動局の仮の識別子としてある程度一意的な識別を任意に選択できるかもしれない。ある別の実施例においては、一旦移動局がアクセス・プローブの要求部を送信すると、それはＦ−ＣＡＣＨと同様にパイロット信号の強度を監視する。パイロット信号の強度は相対的に高いがＦ−ＣＡＣＨが応答メッセージを搬送しなければ、移動局は、基地局が信号レベルが低すぎるために要求部を検出しないと判定する。そのため、移動局は、恣意的な遅れを挿入しないで、より高い信号レベルで要求部を再送信する。

一実施例において、基地局は放送アクセス制御メッセージを周期的に送信する。アクセス制御メッセージはシステムの負荷条件を判定するため移動局により使用される。アクセス制御メッセージは、メッセージが全ての移動局による受信を目的とするアクセス制御メッセージであることを示す値を含むメッセージ型フィールドを構成する。アクセス制御メッセージはまた、後戻りタイマー値を決定するため移動局により用いられる値を含む永続パラメータ・フィールドを構成する。アクセス制御メッセージはまた、負荷／フロー制御のために永続性試験において用いられる最小値を示す値を含む最小待ち時間フィールドを構成する。最小待ち時間フィールドがその最大値に設定されれば、アクセスは中断される。他のシステムの構成情報および関連パラメータはＩＳ−９５におけるページング・チャンネルのような順方向リンク共通制御チャンネル上で搬送することができる。

別の実施例において、移動局はアクセス・プローブのメッセージ部とともにパイロット・サブチャンネルを送信する。パイロット・サブチャンネルを含ませることは多くの周知技術のあるものにより行うことができる。サブチャンネルは、移動局がＦ−ＰＣＣＨを受信するパワー・レベルに関して基地局にパワー制御情報を供給するため移動局により使用される。すなわち、Ｆ−ＰＣＣＨに配分されるパワーがシステム資源を維持するために最小受け入れ可能なレベルに調節されるように、移動局は基地局に増加または減少命令を伝えるためにパイロット・チャンネルの小部分を利用する。

さらに別の実施例において、移動局が伝送すべき短いメッセージを持っていれば、付加データがすぐ続いていること、およびチャンネル割当が要求されていないことを基地局に指示する全部が０（または他の予め選択された値）に設定されたハッシュＩＤとともにＲ−ＣＣＣＨ上で要求メッセージを送信する。続くデータは、例えば、約５ｍｓｅｃ以内で伝送され、そのため、短すぎて閉ループ・パワー制御を用いることの大きな利益を得ることができない。そのような場合には、予約アクセス・チャンネルの割当を待つよりは任意のアクセス・チャンネル上でこの情報を伝達することがさらに有効である。要求メッセージはそれがＲ−ＣＣＣＨ上で送信されるからパワー制御の支配を受けない。

一実施例において、チャンネル割当メッセージは、基地局が同じアクセス・スロット内で多重要求部メッセージを受信したことをアクセスする移動局に報知するために使用する１ビット標識を有する。このように、Ｆ−ＣＡＣＨ上で応答を待つ移動局は、より高いパワー・レベルまたは同じパワー・レベルで要求部を再送信すべきか、または割当メッセージを待ち続けるべきかをさらに迅速に決定する。この特性は送信の遅れを低減するために利用できる。

別の実施例において、チャンネル割当メッセージは、予約チャンネル上で有効になっている閉ループ・パワー制御より前に、その送信パワーを調節するために移動局により使用されるパワー制御補正値を含んでもよい。この方法では、基地局は、移動局の送信の要求部上で検出される受信エネルギと同様に、例えば、要求され、または割り当てられたデータ率に基づいて信頼できる通信を支援するに必要な調整を決定する。

またさらなる実施例において、クラス待機メッセージはシステムにアクセスを試みる移動局のクラスの振舞いを有効にするために使用される。クラス待機メッセージは、クラス・マーク閾値より小さいか、または等しいクラス・マークを有するその移動局が永続および戻りパラメータの異なる組を使用することを強いられるか、または更新されたアクセス・パラメータを得るためにシステムにアクセスを試みることをやめ、適当なオーバーヘッド・チャンネルを監視することに逆戻りさせられるかを指示する。クラス・マーク閾値より大きいクラス・マークを有するその移動局は、既存または更新のどちらかの永続および後戻りパラメータを用いて、システムへのアクセスを継続することが容認される。このようにして、システムは負荷を制御するために優先的方法で迅速にアクセスを無効にする機構を有する。

さらに別の実施例において、システムにアクセスを希望する移動局はシステム負荷の評価を引き出すためにＦ−ＰＣＣＨ、Ｆ−ＣＡＣＨまたは両者の上での動きを監視できる。この評価は移動局のアクセスの挙動、例えば永続、後戻り、データ率、等々に影響するパラメータを割り当てるために使用できる。この方法はある動作環境における要求チャンネルの効率を上げるために効果的に使用できる。

一実施例において、本発明は一組の二値符号系列を署名として用いるシステムに組み込まれる。例えば、システムにアクセスするために移動局により基地局に送信される前提部（ｐｒｅａｍｂｌｅ）は署名と呼ばれる所定の、区別が可能な符号系列の組の一つである。移動局はシステムにアクセスを試みる時間毎に送信すべき署名の一つを選択する。例えば、移動局は１６個の異なる１ｍｓｅｃ長の署名の一つを選択し、一連の１．２５ｍｓｅｃ時間スロットの一つの期間にそれを送信する。または、移動局は移動局の一意的に識別する数に基づいて署名を生成することができる。

基地局はすべての時間スロットにおける１６個の署名の各々についてＲ−ＣＣＣＨを監視する。基地局が署名を検出すると、基地局は移動局により用いられる署名を反映するメッセージでＦ−ＣＡＣＨ上で移動局に応答する。例えば、一実施例において、基地局は、移動局により用いられる同じ二値符号系列で変調されたメッセージを用いてＦ−ＣＡＣＨ上で移動局に応答する。別の実施例において、基地局は、所定の方式で移動局により用いられる署名に関連する別の二値符号系列により変調されたメッセージで応答する。別の実施例においては、基地局は移動局により使用される署名を表すフィールドを含めることによりＦ−ＣＡＣＨ上で応答する。例えば、１６個の署名が利用可能であれば、基地局は４ビットのフィールドによりそれが応答するアクセス・プローブのいずれかの署名を指定できる。このようにして、ハッシュ関数を送信するオーバーヘッド負担がＦ−ＣＡＣＨおよびＲ−ＣＣＣＨの両方の上で除去され、かくしてこれらの仕事で費やされるシステム資源の量を減らすことができる。

一実施例において、各署名は、１６回繰り返され、１６ビットのマスクに従って変調される２５６ビットの系列からなる。逆方向リンク上で、系列は黄金符号の一部分とすることができ、そのような例はジョン・プローキス著：ディジタル通信、第二版（マックグローヒル・ブック・カンパニー（１９８９年））の８３３および８３４頁に記載されている。順方向リンク上では、系列は、この技術分野では周知である直交可変拡散要素（ＯＶＳＦ）符号、または可変長あるいは長さ２５６の階層ウォルシュ符号とすることができる。このようにして、Ｆ−ＣＡＣＨ上での順方向リンク送信は他の順方向リンク送信に直交する。

一実施例において、Ｆ−ＣＡＣＨ上で基地局により用いられる一またはそれ以上の二値符号系列は基地局での負荷のレベルを指示するために予約される。例えば、二値符号系列の一つは最大負荷が限度を超えてしまったことを指示することができ、かくして永続パラメータまたは両方に従って後戻り処理に入るため、負荷指示器が消えるまで待機するよう移動局に指示する。この実施例においては、Ｒ−ＣＣＣＨ上で署名を送信した後、移動局は、負荷のレベルを示す一またはそれ以上の署名と同様に送信された署名に対応する応答メッセ−ジを検出するためにＦ−ＣＡＣＨを監視する。

一実施例において、Ｆ−ＣＡＣＨ上で基地局により送信される二値符号系列の極性は移動局に情報を伝達する。例えば、符号系列の極性は移動局にパワー制御情報を伝達するために使用できる。一つの極性はＲ−ＣＣＣＨ上で用いられるレベル以上にＲ−ＲＡＣＨ上で移動局が送信するレベルを増加させるよう移動局に指示でき、逆の極性はＲ−ＣＣＣＨ上で用いられるレベル以下にＲ−ＲＡＣＨ上で移動局が送信するレベルを減少させるよう移動局に指示できる。極性はまたＲ−ＲＡＣＨ上で移動局が送信するデータ率を設定または限定するために使用することもできる。

署名の使用は信号を変調するために使用される半一意的ＩＤ（例えばハッシュＩＤ）の限られた数の利用を特徴とすることができる。一実施例において、任意に選択された署名は移動局に関連するハッシュ関数に従って変調される。別の実施例においては、ハッシュＩＤは署名で変調されたメッセージの中のデータとして伝送される。基地局がＦ−ＣＡＣＨ上で応答するとき、応答メッセージがハッシュＩＤを指示できる。ハッシュＩＤの使用は、二つの移動局が同時に同じ署名を使用するが基地局がただ一つを検出すれば、間違って捕獲する確率を低減する。その信号が検出されない移動局がＲ−ＲＡＣＨ上で他の移動局のハッシュＩＤを含むメッセージを復号すれば、Ｒ−ＲＡＣＨの送信が別の移動局に向けたものであることを斯くして判定することができる。

一実施例において、ハッシュＩＤはＦ−ＣＡＣＨ上で潜在的に伝送される。例えば、チャンネル割当メッセージを変調するために使用される二値符号系列はハッシュＩＤの一意関数である。かくして、ハッシュＩＤは移動局向けの他のデータとともに明確には送信されないが、その代わりＦ−ＣＡＣＨ上で用いられる符号を選択または変更するために用いられる。移動局はそれ自身のハッシュＩＤに基づいて導かれた符号系列を用いてＦ−ＣＡＣＨを復調し、旨く認知を復号すれば、割り当てられたＲ−ＲＡＣＨチャンネル上でメッセージの残りを送信するよう続行できる。一実施例において、他のすべての順方向リンクチャンネルに直交する別個の順方向リンクチャンネルはハッシュＩＤおよび他のデータを伝送するために使用される。別の実施例においては、ハッシュＩＤは、ハッシュＩＤおよび他のデータを伝送するために使用される順方向リンクチャンネルで用いられる既存の系列を変更するために使用される。このように、Ｆ−ＣＡＣＨ上で用いられる二値符号系列は署名、ハッシュＩＤまたは両者の関数とすることができる。

本発明はその精神または本質的な特徴から逸脱することなく他の特定の形態に組み込むことが可能である。ここに記述されている実施例はあらゆる点において単に例示的であり、かつ限定されないものと考えるべきであり、発明の範囲は、したがって、これまでの記述よりは添付請求範囲により示される。請求範囲の等価性の意味および範囲内における全ての変形はこの範囲内に包含されるものである。

代表的な現代の無線通信システムのブロック図である。 予約多重アクセス（ＲｓＭＡ）における移動局の動作を示すフローチャートである。 予約多重アクセス（ＲｓＭＡ）における移動局の動作を示すフローチャートである。 ＲｓＭＡシステムにおける一連のチャンネルを示す表現図である。 順方向パワー制御共通チャンネルのための例示データ構造を示す表現図である。 閉ループ・システムにおける移動局送信パワーを図示するグラフである。 多重基地局のカバー領域セクターを示す表現図である。 多重基地局のブロック図である。 例示的移動局構成のブロック図である。

符号の説明

２５０…パワー制御情報パケット ２５２…パワー制御命令 ２７０…多重セクター化基地局 ２７２Ａ−２７２Ｃ…セクターカバー領域 ２８０Ａ−２８０Ｃ…アンテナ ２８４…復調器 ２８８…信号組合わせブロック ２９０…信号処理ユニット ２９２…信号発生ユニット ２８６Ａ−２８６Ｃ…変調器 ２８２Ａ−２８２Ｃ…ＲＦ処理ブロック ２８４Ａ−２８４Ｃ…復調器 ３０２…アンテナ ３０４…ＲＦ処理ブロック ３０６…変調器／復調器モデム ３０８…コントローラ ３１０…メモリ

Claims (44)

1. 通信システムにおいて移動局で行われる基地局アクセス方法であって、
   複数の署名系列から署名系列を選択することと；
   前記移動局から前記署名系列を使用してアクセス要求を送信することと；
   前記アクセス要求に応答し前記選択された署名系列もしくは前記選択された署名系列に関連付けられた署名系列のうちの少なくとも１つで変調されたチャンネル割当てメッセージが基地局から受信されたかどうかを決定することと；
   前記チャンネル割当てが受信されていないと決定された場合、前記アクセス要求を再送信することと；
   を備えた方法。
2. 前記複数の署名系列は、複数の符号系列を備える、請求項１の方法。
3. 前記チャンネル割当てメッセージが受信されたかどうかを決定することは、前記符号系列を使用するメッセージが前記基地局から受信されたかどうかを決定することを備える、請求項１の方法。
4. 前記チャンネル割当てメッセージが受信されたかどうかを決定することは、前記署名系列の指示を含むメッセージが前記基地局から受信されたかどうかを決定することを備える、請求項１の方法。
5. 前記チャンネル割当てメッセージが受信されたかどうかを決定することは、前記移動局によって使用された署名系列を示すフィールドが前記チャンネル割当てメッセージ内にあるかどうかを決定することを備える、請求項１の方法。
6. 前記複数の署名系列は複数の二値符号系列を備える、請求項１の方法。
7. 前記基地局からの前記チャンネル割当てメッセージが受信されない場合、ランダムな遅延を決定することをさらに備える、請求項１の方法。
8. 前記基地局からの前記チャンネル割当てメッセージが受信されない場合、前記アクセス要求を再送信するための送信パワーを増加することをさらに備える、請求項７の方法。
9. 前記基地局からの前記チャンネル割当てメッセージが受信されない場合、前記アクセス要求を再送信することは、ランダムな遅延期間の後に前記アクセス要求を再送信することを備える、請求項１の方法。
10. 前記チャンネル割当てはパワー制御補正値を含み、前記方法は前記パワー制御補正値に基づいて前記移動局からの将来の伝送の送信パワーを調節することをさらに備える、請求項１の方法。
11. 前記チャンネル割当てメッセージは、低い競合確率を与える予約アクセス・チャンネルの割当てを備える、請求項１の方法。
12. 前記複数の署名系列は、１６個の異なる１ｍｓｅｃ長の署名を備える、請求項１の方法。
13. 前記アクセス要求を再送信することは、前記署名系列を使用して前記アクセス要求を再送信することを備える、請求項１の方法。
14. 前記署名系列を使用してアクセス要求を送信することは、前記署名系列を使用して変調された前記アクセス要求を送信することを備える、請求項１の方法。
15. 複数の署名系列から署名系列を選択するように構成されたコントローラと；
    アクセス要求内の前記署名系列を変調するように構成された変調器と；
    前記アクセス要求を送信するように構成された送信機と；
    を備え、
    前記コントローラは、前記アクセス要求に応答し前記選択された署名系列もしくは前記選択された署名系列に関連付けられた署名系列のうちの少なくとも１つで変調されたチャンネル割当てメッセージが基地局から受信されたかどうかを決定するようにさらに構成され、前記送信機は、前記チャンネル割当てが受信されていないと前記コントローラによって決定された場合に、前記アクセス要求を再送信するように構成された、
    移動局。
16. 前記複数の署名系列は、複数の符号系列を備える、請求項１５の移動局。
17. 前記コントローラは、前記符号系列を使用するメッセージが前記基地局から受信されたかどうかを決定することによって、前記チャンネル割当てメッセージが受信されたかどうかを決定する、請求項１６の移動局。
18. 前記コントローラは、前記署名系列の指示を含むメッセージが前記基地局から受信されたかどうかを決定することにより、前記チャンネル割当てメッセージが受信されたかどうかを決定する、請求項１５の移動局。
19. 前記コントローラは、前記チャンネル割当てメッセージが受信されたかどうかを決定するために、前記署名系列を含んでいるメッセージが前記基地局から受信されたかどうかを決定するように構成された、請求項１５の移動局。
20. 前記複数の署名系列は、複数の二値符号系列を備える、請求項１６の移動局。
21. 前記コントローラは、前記基地局からの前記チャンネル割当てメッセージが受信されない場合、ランダムな遅延を決定するように構成される請求項１５の移動局。
22. 前記送信機は、前記基地局からの前記チャンネル割当てメッセージが受信されない場合、前記アクセス要求を再送信するための送信パワーを増加するように構成された、請求項２１の移動局。
23. 前記送信機は、前記基地局からの前記チャンネル割当てメッセージが受信されない場合、ランダムな遅延期間の後に前記アクセス要求を再送信するように構成された、請求項１５の移動局。
24. 前記チャンネル割当てメッセージは、低い競合確率を与える予約アクセス・チャンネルの割当てを備える、請求項１５の移動局。
25. 前記複数の署名系列は、１６個の異なる１ｍｓｅｃ長の署名を備える、請求項１５の移動局。
26. 前記送信機は、前記署名系列を使用して前記アクセス要求を再送信するように構成された、請求項１５の移動局。
27. 前記送信機は、前記署名系列を使用して前記変調されたアクセス要求を送信するように構成される請求項１５の移動局。
28. 複数の署名系列から署名系列を選択する手段と；
    移動局から前記署名系列を使用してアクセス要求を送信する手段と；
    前記アクセス要求に応答し前記選択された署名系列もしくは前記選択された署名系列に関連付けられた署名系列のうちの少なくとも１つで変調されたチャンネル割当てメッセージが基地局から受信されたかどうかを決定する手段と；
    前記チャンネル割当てが受信されていないと決定された場合、前記アクセス要求を再送信するように構成された送信機と；
    を備えた装置。
29. 前記複数の署名系列は、複数の符号系列を備える、請求項２８の装置。
30. 前記決定する手段は、前記符号系列を使用しているメッセージが前記基地局から受信されたかどうかを決定する手段を備える、請求項２９の装置。
31. 前記決定する手段は、前記署名系列の指示を含むメッセージが前記基地局から受信されたかどうかを決定する手段を備える、請求項２８の装置。
32. 前記決定する手段は、前記署名系列を含んでいるメッセージが前記基地局から受信されたかどうかを決定する手段を備える、請求項２８の装置。
33. 前記複数の署名系列は、複数の二値符号系列を備える、請求項２８の装置。
34. 前記基地局からの前記チャンネル割当てメッセージが受信されない場合、ランダムな遅延を決定する手段をさらに備える、請求項２８の装置。
35. 前記基地局からの前記チャンネル割当てメッセージが受信されない場合、前記アクセス要求を再送信するための送信パワーを増加する手段をさらに備える、請求項３４の装置。
36. 前記送信機は、前記基地局からの前記チャンネル割当てメッセージが受信されない場合、ランダムな遅延期間の後に前記アクセス要求を再送信するように構成された、請求項２８の装置。
37. 前記チャンネル割当てはパワー制御補正値を備え、前記装置は前記パワー制御補正値に基づいて前記装置からの将来の伝送の送信パワーを調節する手段をさらに備える、請求項２８の装置。
38. 前記チャンネル割当てメッセージは、低い競合確率を与える予約アクセス・チャンネルの割当てを備える、請求項２８の装置。
39. 前記複数の署名系列は、１６個の異なる１ｍｓｅｃ長の署名を備える、請求項２８の装置。
40. 前記送信機は、前記署名系列を使用して前記別のアクセス要求を送信するように構成された、請求項２８の装置。
41. 前記送信機は、前記署名系列を使用して前記変調されたアクセス要求を送信するように構成された、請求項２８の装置。
42. コントローラによって使用される命令を備えたコンピュータ読出し可能な媒体であって、前記命令は、
    複数の署名系列から署名系列を選択する命令と；
    移動局から前記署名系列を使用してアクセス要求を送信する命令と；
    前記アクセス要求に応答し、前記選択された署名系列もしくは前記選択された署名系列に関連付けられた署名系列のうちの少なくとも１つで変調されたチャンネル割当てメッセージが基地局から受信されたかどうかを決定する命令と；
    前記チャンネル割当てが受信されていないと決定された場合、前記アクセス要求を再送信する命令と；
    を備えた、コンピュータ読出し可能な媒体。
43. 前記コンピュータ読出し可能な媒体はメモリを備える、請求項４２のコンピュータ読出し可能な媒体。
44. 前記コンピュータ読出し可能な媒体はプログラム可能な記憶装置を備える、請求項４２のコンピュータ読出し可能な媒体。

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