JP4729073B2 - 複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法 - Google Patents

Description

本発明は、一般的にデータ通信システムに関し、さらに詳しくは、電力線搬送方式媒体アクセス制御（ＭＡＣ）プロトコルのためのチャネルアクセス方法に関する。

近年、世界はあらゆる種類の通信の需要の爆発的成長を目撃してきたが、この需要は今後増大すると予測される。電力線搬送（ＰＬＣ）は、家庭、ＳＯＨＯ、および企業環境における通信の提供に大きな役割を果たすことが期待される。ＰＬＣ通信を使用する主な魅力の１つは、通信が既存の電力会社の配線で行なわれることである。伝統的なＬＡＮケーブル配線によるネットワーク運用は、通常大規模の労力および材料費を掛けて、銅または光ファイバのケーブルを敷設する必要がある。しかしＰＬＣネットワークは、建物構造にすでに存在する電力線配線を利用するので、ケーブルの特別な敷設を必要としない。

加えて、センサおよび照明制御装置など従来の独立型電気装置が何らかの型の通信網を通して相互に通信することを可能にすることは、電気装置業界内で成長しつつある傾向である。従来、センサ、スイッチ、および制御装置はポイントツーポイント接続を使用して通信した。今日では、製造者はこれらの装置内に通信手段を組み込んで、それらが１つまたはそれ以上のローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）として構築された何らかの型の共用媒体を通して通信することを可能にしている。電気装置製造者が彼らの製品をネットワークを通して通信することを可能にするためにそれらに組み込むことのできる、様々なシステムが現在市販されている。大半の装置は電力を引き込むための配線系統にすでに結合されているので、これらの装置が通信するための便利な媒体は電力線である。

１つのそのような通信システムが、元来インテロン・コープによって開発され、ＥＩＡ６００標準として知られるＥＩＡ標準になったＣＥＢｕｓシステムである。第２の周知の通信システムは、エシェロン・コープによって市販され開発されたＬｏｎＷｏｒｋｓシステムである。ＣＥＢｕｓおよびＬｏｎＷｏｒｋｓシステムは両方とも、電力線搬送、同軸ケーブル、光ファイバケーブル、高周波（ＲＦ）、赤外線（ＩＲ）およびツイストペアケーブルをはじめ、種々の異なる媒体を介する通信のための物理およびリンク層手段を規定している。

一般的に使用されるＩＳＯ ＯＳＩ通信モデルは、物理層、リンクまたは媒体アクセス制御（ＭＡＣ）層、ネットワーク層、トランスポート層、セッション層、プレゼンテーション層、およびアプリケーション層を含む７つの層の通信プロトコルスタックを規定する。ＭＡＣ層および関連プロトコルの主な機能は、この場合電力線である物理チャネルにアクセスする効果的な方法を提供することである。基本的チャネルアクセスと共に、ＭＡＣプロトコルは理想的には、（１）ユニキャスト、マルチキャスト、およびブロードキャストをはじめ、様々な種類の可能な接続のための効率的かつ信頼できるホストパケットおよびセッショントランスポート、（２）ネットワークに接続された局のための効率的なアドレス指定方式、（３）大きい距離にわたって局が拡散された大規模ネットワーク用の中継器機能、および（４）サービス機能の品質をも提供する。

任意のＭＡＣプロトコルの主な機能は、様々な種類の可能な接続、例えばユニキャスト、マルチキャスト、およびブロードキャスト接続のための効率的かつ信頼できるホストパケットトランスポートを可能にする、効果的なチャネルアクセス方法を提供することである。

今日普及しているチャネルアクセス方式は、例えばイーサネットＬＡＮで使用されているキャリア検知多重アクセス（ＣＳＭＡ）として知られている（ＩＥＥＥ標準８０２．３）。より革新的な方式は、ワイヤレスＬＡＮで使用される衝突回避付きキャリア検知多重アクセス（ＣＳＭＡ／ＣＡ）である（ＩＥＥＥ標準８０２．１１）。どちらも、共用媒体を含むネットワークで一般的に使用され、それにより複数のノードが同時に同一媒体にアクセスすることができる。媒体は、多くのノードによって同時に共用することができる、ケーブル、ＲＦ、電力線等などの物理的媒体とすることができる。

電力線ネットワークの特徴
共用ネットワークの一例を図１に示す。一般的に１０で参照されるネットワークは、共通物理媒体１４に接続された複数の通信ノード１２（ノードＡないしＦ）を備える。共用媒体の一例は、家庭、オフィス、および企業に見られるＡＣ電力線配線グリッドである。居住環境には、近隣住宅群は戸外配線を介して結合されており、こうして巨大な共通媒体が形成される。信号は相互誘導結合により広域にわたって伝播し、それは場合によっては１つの位相で伝送された信号を他の位相に誘導することが可能である。電力線媒体は変圧器に達するまで共用されるままであり、そこから先は、劣悪な誘導結合のため、信号は信号結合器を使用することなく伝播することができる。

電力線などの共用媒体は一般的に、多種多様な信号伝播条件によって特徴付けられる。同一論理ネットワーク上の局は、相互に自由に通信することができないかもしれず、したがって隠れたノード問題が発生し、それにより媒体の一部分が他の部分からは見えなくなる。

電力線に基づくネットワークの別の特徴は、異なる論理ネットワーク上の局が同一物理ネットワークを共用することができることである。多くの場合、家庭、企業、または他の敷地は２つ以上の通信ネットワークを含む。各通信ネットワークは多数のノードから構成することができ、各ネットワークは少なくとも２つのノードを含む。同一ネットワークの全てのノードは同一通信技術を実現しており、相互に通信することができ、こうして相互運用性が可能になる（媒体を通しての伝播条件が通信を可能にすることを前提とする）。異なるネットワークのノードは異なる通信技術を実現するかもしれず、その場合、それらは相互に通信することができない。加えて、共用媒体（例えば電力線グリッド）の伝播特性には大きいばらつきや、むらがあるかもしれない。これは結果的に、２つの任意のノード間の通信路における減衰に大きいばらつきをもたらす。

隣接した住宅の電力線グリッドは配電網を介して物理的に接続されるので、図１の共用媒体は単一住宅の電力線グリッドまたは数戸の隣接した住宅（例えば１棟の建物内の数戸のアパートメント）の電力線グリッドを指すかもしれない。

したがって、物理ネットワーク全体は巨大であり、おそらく多数の家庭または企業を含んでおり、小さい論理セル、例えば単一家庭に分離することができない。これは、往々にして近隣者の配線が、同じ地域の多くの家庭または企業はユーティリティ配線の同じ電気的位相に接続されるように行なわれるためである。

電力線ネットワークの別の特徴は、チャネル減衰が非対称であるかもしれないことである。すなわち、信号伝播の相対する方向の減衰が異なるかもしれない。言い換えると、送信の両側で局に見えるインピーダンスが異なる。これは、送信および受信中に電力の不整合または他の問題を引き起こしかねない。

電力線ネットワークのさらに別の特徴は、それが本質的にアドホックであるということ、すなわち、局をいつでもネットワークに追加したり、そこから除去することができるということである。そのような型のネットワークでは、電気通信事業者ＷＡＮ、企業ネットワーク等のような他のよく制御されたネットワークにいるような、システム管理者または施設者がいない。校正測定が行なわれず、各エンドユーザは、ネットワークの他のユーザとは無関係に、かつその知識無しに装置を購入して設置する。

電力線チャネルはまた、極めて雑音が多く信頼できないものとして特徴付けられ、様々な形式の拡散スペクトル技術を使用した高度変調方式の最近の利用可能性にもかかわらず、電力線は高速で長距離にわたって通信することが難しい媒体になっている。任意の時点で、ネットワークには、白熱調光器、蛍光調光器、またはトライアック、シリコン制御整流器（ＳＣＲ）、ダイアック等のような雑音を発生する半導体スイッチング部品を利用する他の電気装置など、任意の数の雑音発生装置が存在するかもしれない。他の雑音発生装置として、ドリル、コンプレッサ等に見られるような電動機がある。

従来の媒体アクセス制御（ＭＡＣ）プロトコル
幾つかの従来のＭＡＣプロトコル技術について以下で述べる。電力線は分散環境であるので、分散プロトコルおよび方法について述べる。

多くの周知のチャネルアクセス技術がある。これらの方法の大半は次の２つのカテゴリ、すなわち（１）中央制御および（２）分散制御に分割することができる。中央制御では、チャネルマスタと呼ばれる単一の局がチャネルへの全てのアクセスを制御し、チャネルアクセスをネットワーク内の局に割り当てる。分散制御では、全ての局は、それらが特定のＭＡＣプロトコルに規定されたアクセスルールに従う限り、チャネルを争奪することができる。

一部の分配チャネルアクセス技術は一種のバックオフ機構を使用し、それにより使用中のチャネルを感知した局はバックオフし、後で送信を試みる。バックオフ時間は乱数個のタイムスロットとして選択され、ここで各タイムスロットは、チャネルにおける信号の存在を高い確率で検出する時間を表わす。これは一般的に比較的長い時間であり、プロトコルのオーバヘッドを増大する。

ＭＡＣプロトコルはまた、ネットワークにおける何らかの型の局アドレス指定を使用して、局を一意に識別する。一般的に６バイトのＭＡＣアドレスがこの目的のために使用される。ＭＡＣアドレスはチャネル競合パケットで使用され、それらはパケットサイズの大きい部分を構成する。例えば、基本チャネル競合パケットは少なくともソースＭＡＣアドレス（６バイト）および宛先ＭＡＣアドレス（６バイト）を含まなければならない。一部のＭＡＣ制御パケット、例えばチャネル競合パケットでは、ＭＡＣアドレスはパケット内容の９０％以上を構成することがある。チャネル競合パケットはチャネル上で衝突する可能性が最も高いパケットなので、それらは頻繁に再送信される。これらの送信および再送信は、全体的なＭＡＣ層オーバヘッドに大部分を貢献するオーバヘッドを構成する。

ブロードキャスト送信は、単一局によって送信され、ネットワーク内の全ての局に宛てられる送信である。論理ネットワーク内の全ての局が他の全ての局と接続できるネットワークでは、単一ブロードキャスト送信は、全ての局が該送信を受信するのに適している。しかし、そうではなく、しかも、全ての局がブロードキャスト送信を受信する必要がある場合は、より精巧なブロードキャスト送信技術を使用しなければならない。そのような送信方法は一般的にフラッディングと呼ばれ、ネットワーク上の多くの局（おそらく全局）による元のブロードキャスト送信の反復送信に基づく。

しかし、物理ネットワークが非常に大きく、多くの論理ネットワークを含む場合、単純なフラッディングは元の送信を不必要に極めて高い回数送信させることになり、物理ネットワーク全体に輻輳を引き起こす。これらの送信の回数の低減は、論理ネットワークの数を予め定めておき、同一論理ネットワークの局だけに元の送信を反復させることによって、可能になる。この方式の欠点は、異なる論理ネットワークをＭＡＣ層で定義しなければならず、それは用途によっては非現実的な要求である。

マルチキャスト送信は単一局によって予め定められた局群に送られる。多数の局からの肯定応答の管理は複雑であるので、大半のマルチキャスト送信方法はマルチキャスト送信の肯定応答をサポートしない。１つの解決策は、肯定応答を返す単一局を指定することである。この単一肯定応答は、マルチキャスト送信がチャネルで衝突しなかったことを部分的に保証するために使用することができる。しかし、それは、送信がマルチキャスト群の全ての局によって正確に受信されたことを保証するものではない。したがって、劣悪なチャネル状態中でもマルチキャスト群の全ての局からの肯定応答をサポートするＭＡＣプロトコルが必要とされている。

ＭＡＣプロトコルはまた様々な型のトラヒックをもサポートしなければならない。トラヒックは、（１）送信が所定の期間内に達成されなかった場合、トラヒックが事実上失われ、廃棄することができる、配信の時間に敏感なトラヒックである実時間トラヒックと、（２）送信をホストからの要求後いつでも任意の時間に達成することができる、配信の時間に事実上鈍感な非実時間トラヒックとに区分化することができる。

ＭＡＣ層は、上位プロトコル層に適切なサービスを提供することに責任があり、それは、優先順位の低いトラヒックより優先順位の高いトラヒックに対し、チャネルへのアクセスにおける優位の順位を与えなければならないことを意味する。ＭＡＣプロトコルの要件は、バックオフアルゴリズムに加えて、何らかの型のチャネルアクセス優先順位を提供することである。連続バックオフ期間の使用により、トラヒック型に基づくチャネルアクセス優先順位が可能になる。弱点は、これが大きいバックオフ期間を必要とし、任意の時間に所定の優先順位で送信を行なっている局の数がどれだけあるか不明なので、それによりネットワーク全体に対して計算されたのと同じバックオフサイズが、各優先順位に対して必要になることである。そのような大きいバックオフ期間はＭＡＣ層のオーバヘッドをかなり増大させる。

論理ネットワーク内の全ての局が同一論理ネットワーク内の他の全ての局と通信することができるわけではないときに、ＭＡＣ層はある種の中継器能力を提供しなければならない。これは、ネットワーク内の局がソース局と宛先局との間の介在物として働くことを要求する。ソース局と宛先局の両方と通信することのできる適切な局を選択する際に問題が生じる。ネットワークの状態は絶えず変化しているので、ネットワーク状態の事前の知識が無いため、そのような選択を行なうことは難しい。加えて、電力線ネットワークなどのアドホックネットワークでは、ネットワーク内で任意の瞬間にオンラインになっている局の知識が無く、この情報の管理はほとんど不可能である。

ＭＡＣプロトコルはまた、少なくとも上は１５００バイト（最大イーサネットフレームサイズに対応する）から下は６４バイト（最小イーサネットフレームサイズに対応する）またはそれ以下のパケットの送信を取り扱うこともできなければならない。

単純なＭＡＣプロトコルは、ひとたびチャネルが捕捉されるとパケット全体を１回の送信で伝送する。弱点は、大きいパケットの送信を完了するのに非常に長い時間を要することがあり、したがって実時間トラヒックが遅延し、最終的に廃棄されることである。したがって、元のパケットを一度に１フラグメントずつ送信されるより小さい部分にフラグメント化することを可能にするＭＡＣプロトコルが必要である。各フラグメントの間にチャネルを解放すべきであり、時間に敏感なトラヒックを持つかもしれない他の局に送信させるべきである。

他方、ヘッダのオーバヘッドおよび競合オーバヘッドは一定であり、パケットサイズに依存しないので、小サイズのパケットはＭＡＣ層のオーバヘッドをかなり増大させる。したがって、大きいパケットのフラグメント化および小さいパケットの累積の両方をサポートすることができ、したがってデータの効率的な送信を可能にすることが望ましい。

本発明は、雑音の多い共用媒体チャネルに対して使用するように意図された新規の有用な媒体アクセス制御（ＭＡＣ）プロトコルである。本発明のＭＡＣプロトコルは特に電力線に基づく通信システムに適用可能であるが、ワイヤレス、赤外線、ツイストペア等のような他の媒体、およびネットワークアクセスのような他の用途にも使用することができる。ＭＡＣプロトコルは、家庭、オフィス、企業、工場等をはじめとする様々な環境における電力線での通信用に適している。ＭＡＣプロトコルは、任意の型の接続用の、すなわちユニキャスト、ブロードキャスト、およびマルチキャストのための効率的かつ信頼できるパケットトランスポートを可能にする、効果的なチャネルアクセス機構を提供する。

ＭＡＣプロトコルは、共用媒体を使用するネットワークによる通信を提供するために使用する場合、次の能力、すなわち（１）ＣＳＭＡ／ＣＡチャネルアクセスのための効率的なバックオフ機構、（２）長いＭＡＣアドレスのオーバヘッドを低減する効率的で簡潔なリンクアドレス指定、（３）ブロードキャスト送信に対し制御されたエクスポージャを有するフラッディング方式、（４）選択的ＡＣＫを使用するマルチキャスト送信、（５）適応バックオフ方式を使用するトラヒック優先順位付けの実現、（６）第２層中継器設定プロセスの提供、および（７）短いパケットのマルチパケットトランスポートおよび長いパケットトランスポートのフラグメント化を含めることによって、先行技術のプロトコルに勝る幾つかの利点をもたらす。

ＭＡＣプロトコルは、サービスの質およびＰＬＣチャネルのスループットを著しく改善するための手段をはじめ、電力線搬送媒体の特殊な性質および独特の要件を取り扱う幾つかの機構を組み込んでいる。本発明のＭＡＣは、チャネルにおける最小限の衝突回数、ならびに送信局および受信局の両方によるチャネル捕捉を確実にするために、ＲＴＳ／ＣＴＳ機構を使用するＣＳＭＡ／ＣＡ技術を含むアクセス機構、物理的および仮想的キャリア検知機能をはじめとする要素および特徴を組み込んでいる。

該プロトコルはまた、１回のバースト内での単一イーサネットパケットの送信のサポート、ＲＴＳ／ＣＴＳ機構を使用しない短いパケットの送信のサポート、ＰＬＣに基づくブロードキャストおよびマルチキャスト送信のサポート、タイムアウトパケットの廃棄、フレーム送信ならびにブロードキャストおよびマルチキャストフレーム用のＡＲＱおよび部分ＡＲＱ、ならびに第２層中継器機構のサポートをはじめとするフレームおよびパケットトランスポートをも含む。

また、該プロトコルには、マルチレベル優先順位クラス、最大チャネル捕捉時間の限度、適応バックオフ、ならびに優先順位クラスおよび無競合期間に基づく多重コンテンションウィンドウをはじめとするサービスの質（ＱｏＳ）機能も含まれ、局が延長時間チャネルを制御することが可能になる。

管理機能は、ネットワークキー割当による論理ネットワーク定義付け、２つの４８ビットソースおよび宛先ＭＡＣアドレスではなくアドレス指定用の特殊１６ビットリンクアドレスの使用、チャネル品質に応じたレートおよびパワーの適応のサポート、ならびにＰＨＹ層およびＭＡＣ層の両方によって更新されるリンク状態の提供を含む。

本発明の多くの態様は、ファームウェアとしての埋込み装置で実行されるソフトウェアオブジェクト、ウィンドウズ（登録商標）、ＵＮＩＸ（登録商標）、ＬＩＮＵＸ等のようなオペレーティングシステムを実行するコンピュータシステム上のソフトウェアアプリケーションの一部として実行されるソフトウェアオブジェクト、特定用途向け集積回路（ＡＳＩＣ）、フィールドプログラマブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）、または機能的に同等の離散ハードウェアコンポーネントとして構成することができる。

したがって、本発明では、通信チャネルに接続された通信トランシーバのチャネルにアクセスするための方法であって、該トランシーバは、送信の開始後比較的短時間に生成され、高いフォールスアラームレートを有し、送信が開始しているかもしれないことを示す高速キャリア検出（ＦＣＤ）、および送信の開始から比較的長時間後に生成され、低いフォールスアラームレートを有し、送信が開始していることを示すキャリア検出（ＣＤ）信号を含むキャリア検知信号を提供するように適応されており、現行送信セッションの終了後に、各々の幅がＦＣＤ信号の時間に実質的に等しい複数のタイムスロットに分割されたチャネル競合期間を設定するステップと、乱数個のタイムスロット数に等しいバックオフカウントでバックオフカウンタを初期化するステップと、媒体が遊休状態の間バックオフカウンタを減分するステップと、ＦＤＣ信号の受信後バックオフカウンタを一時停止するステップと、ＣＤ信号がＣＤ時間内に到着し損なった場合バックオフカウンタの減分を再開するステップと、ＣＤ信号の受信後次の競合期間まで送信を保留するステップと、バックオフカウンタの満了後に送信を開始するステップとを含む方法を提供する。

また、本発明では、通信チャネルに接続された通信トランシーバのチャネルにアクセスするための方法であって、現行送信セッションの終了後に、各々に優先順位が割り当てられ複数のバックオフタイムスロットに細分化される１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するステップと、特定の送信の優先順位に対応する優先順位のコンテンションウィンドウが到着するまで零個またはそれ以上のコンテンションウィンドウを保留するステップと、乱数個のバックオフタイムスロット数に等しいバックオフカウントでバックオフカウンタを初期化するステップと、媒体が遊休状態の間バックオフカウンタを減分するステップと、バックオフカウンタの満了後にチャネルをリザーブしようと試みるステップとを含む方法を提供する。

さらに、本発明では、送信の前にコンテンションフェーズが先行し、その間に１つまたはそれ以上の送信機がチャネルへのアクセスを争奪する、キャリア検知多重アクセス（ＣＳＭＡ）に基づく通信システムであって、各々に優先順位が割り当てられた１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するための手段と、各コンテンションウィンドウを複数のバックオフタイムスロットに分割するための手段と、タイムスロット中のキャリア検知信号の検出は潜在的にチャネルが使用中であることを示しており、バックオフタイマを使用して、複数のバックオフタイムスロットに等しい、無作為に選択されたバックオフ時間をカウントするように適応されたバックオフ手段と、バックオフタイマの満了後にチャネルのリザーブを試み、かつチャネルのリザーブが成功すると送信が可能になるように適応されたリザーブ手段とを備えた通信システムを提供する。

また、本発明では、キャリア検知多重アクセス（ＣＳＭＡ）フレームに基づく通信ネットワークにより送信および受信するための通信トランシーバであって、フレーム送信はコンテンションフレーム間空間（ＣＩＦＳ）によって分離され、その間に１つまたはそれ以上のノードがネットワークへのアクセスを争奪するように構成されており、ネットワークを介して受信した受信信号を生成し、かつネットワークに送信信号を出力するための結合回路と、変調方式に従って送信されるデータを変調してそこから送信信号を生成するように適応された送信機と、変調方式に従って受信信号を復調してそこから受信データ信号を生成するように適応され、かつ送信の開始後比較的短時間に生成され、高いフォールスアラームレートを有し、送信が開始しているかもしれないことを示す高速キャリア検出（ＦＣＤ）、および送信の開始から比較的長時間後に生成され、低いフォールスアラームレートを有し、送信が開始していることを示すキャリア検出（ＣＤ）信号を含むキャリア検知信号を生成するように適応された受信機と、現行送信セッションの終了後に、各々優先順位を割り当てられかつ複数のバックオフタイムスロットに細分化される１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定し、特定の送信の優先順位に対応する優先順位のコンテンションウィンドウが到着するまで零個またはそれ以上のコンテンションウィンドウを保留し、乱数個のバックオフタイムスロット数に等しいバックオフカウントでバックオフカウンタを初期化し、媒体が遊休状態の間バックオフカウンタを減分し、バックオフカウンタの満了後にチャネルをリザーブしようと試み、かつチャネルのリザーブに成功した後チャネルに送信するように適応された手段を備えた媒体アクセス制御（ＭＡＣ）と、送信機、受信機、およびＭＡＣの動作を制御し、かつＭＡＣと外部ホストとの間にインタフェースを提供するように適応されたプロセッサとを備えた通信トランシーバを提供する。

本発明ではさらに、適切にプログラムされたシステムをキャリア検知多重アクセス（ＣＳＭＡ）フレームに基づく通信システムのチャネルにアクセスさせるためにそこに具現されたコンピュータプログラムを有するコンピュータ可読記憶媒体であって、フレーム送信はコンテンションフレーム間空間（ＣＩＦＳ）によって分離され、その間に、そのようなプログラムがシステムで実行されるときに次のステップ、すなわち現行送信セッションの終了後に、各々に優先順位が割り当てられ複数のバックオフタイムスロットに細分化される１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するステップと、特定の送信の優先順位に対応する優先順位のコンテンションウィンドウが到着するまで零個またはそれ以上のコンテンションウィンドウを保留するステップと、乱数個のバックオフタイムスロット数に等しいバックオフカウントでバックオフカウンタを初期化するステップと、媒体が遊休状態の間バックオフカウンタを減分するステップと、バックオフカウンタの満了後にチャネルをリザーブしようと試みるステップと、チャネルのリザーブに成功した後チャネルに送信するステップとを実行することによって、１つまたはそれ以上の送信機がチャネルへのアクセスを争奪するように構成された、コンピュータ可読記憶媒体を提供する。

本発明ではさらに、複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、複数の局が通信チャネルへのアクセスを争奪する１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するステップと、１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウの各々に異なる優先順位を割り当てるステップと、乱数個のバックオフタイムスロット数に等しいバックオフカウントでバックオフカウンタを初期化するステップと、特定の局の送信の優先順位に対応する優先順位を有するコンテンションウィンドウが到着するまで待つステップと、その到着後、媒体が遊休状態である間バックオフカウンタを減分するステップと、バックオフカウンタの満了後通信チャネルをリザーブしようと試みるステップとを含む方法を提供する。

さらになお、本発明では、複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、複数の局が通信チャネルへのアクセスを争奪する１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するステップと、１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウの各々に優先順位を割り当てるステップと、乱数個のバックオフタイムスロット数に等しいバックオフカウントでバックオフカウンタを初期化するステップと、特定の局の送信の優先順位に対応する優先順位を有するコンテンションウィンドウが到着するまで待つステップと、その到着後、媒体が遊休状態である間バックオフカウンタを減分するステップと、バックオフカウンタの満了後通信チャネルをリザーブしようと試みるステップと、コンテンションウィンドウで通信チャネルを争奪する局の数の関数としてコンテンションウィンドウのサイズを調整するステップとを含む方法を提供する。

本発明ではまた、複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、複数の局が通信チャネルへのアクセスを争奪する１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するステップと、現行コンテンションウィンドウのサイズおよび局が送信を許可されてから１つの局が送信を開始するまでの実際の時間である時間ｔの関数としてネットワーク内の局の数を推定するステップと、ネットワーク内の局の推定数の関数として１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウのサイズを調整するステップと、各局が特定の送信に関連付けられるコンテンションウィンドウが到着するまで通信チャネルをリザーブする試みを保留するステップとを含む方法を提供する。

本発明ではまた、複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、各局が通信チャネルが使用中であることを示す仮想キャリア検知信号を生成するステップと、仮想キャリア検知信号が通信チャネルが現在使用中であることを示しており、かつ局が現在通信チャネルをリザーブしている局がそのセッションに関連付けられるリザーブカウンタを更新すべきであると判断した場合、更新されたリザーブカウンタ時間を含むメッセージをネットワークに送信するステップとを含む方法を提供する。

本発明ではさらに、複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、ネットワーク内の局間で確立された１つまたはそれ以上のセッションを検出するステップと、特定の局によって検出された各セッションの各局におけるリザーブカウンタを維持するステップと、リザーブカウンタはリザーブ時間を保持しており、各リザーブカウンタを周期的に減分するステップと、最大リザーブ時間を持つリザーブカウンタが満了したときに通信チャネルが解放されたとみなすステップとを含む方法を提供する。

本発明ではまた、複数の局を含む電力線搬送方式ネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、複数の局が通信チャネルへのアクセスを争奪する１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するステップと、１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウの各々に異なる優先順位を割り当てるステップと、各局が通信チャネルにキャリア信号が存在するかどうか検知するステップと、各局が送信を希望し、無作為のバックオフ時間を選択するステップと、特定の局の送信の優先順位に対応する優先順位に関連付けられたコンテンションウィンドウが到着するまで各局が待つステップと、合致する優先順位を有するコンテンションウィンドウ内で、無作為のバックオフ時間だけ待つステップと、バックオフ時間の満了後、通信チャネルをリザーブしようと試みるステップと、キャリア信号の存在が検出された場合、バックオフ時間のカウントダウンを中断するステップとを含む方法を提供する。

本発明ではさらに、複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、複数の局が通信チャネルへのアクセスを争奪する１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するステップと、乱数個のバックオフタイムスロット数に等しいバックオフカウントでバックオフカウンタを初期化するステップと、特定の送信に対応するコンテンションウィンドウが到着するまで待つステップと、その到着後、媒体が遊休状態の間バックオフカウンタを減分するステップと、バックオフカウンタの満了後にチャネルをリザーブしようと試みるステップと、通信チャネルをリザーブする試みが予め定められた回数失敗した後、隠れた局の存在を宣言するステップと、それに従ってバックオフタイムスロットの幅を増大するステップと、初期化し、待ち、通信チャネルのリザーブを試みるステップを繰り返すステップとを含む方法を提供する。

本発明ではまた、複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、送信セッションを複数のフレームにフラグメント化するステップと、複数の局が通信チャネルへのアクセスを争奪する１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するステップと、乱数個のバックオフタイムスロット数に等しいバックオフカウントでバックオフカウンタを初期化するステップと、特定の送信に対応するコンテンションウィンドウが到着するまで待つステップと、その到着後、媒体が遊休状態の間バックオフカウンタを減分するステップと、バックオフカウンタの満了後に複数のフレームを送信するのに充分な時間中チャネルをリザーブしようと試みるステップと、送信局から受信局へ複数のフレームを送信するステップと、フレームの１つを再送信すべきかどうかを各々示すＡＣＫビットを複数含むＡＣＫ応答を受信局が送信局に送信するステップとを含む方法を提供する。

本発明ではさらに、複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、次式：

に従って通信ネットワーク内の局の数を推定するステップを含む方法を提供する。ここでｔの期待値は次式：

によって与えられ、ここでＣＷは各局がバックオフタイムスロットをその間に無作為に選択する１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウの１つの幅を表わし、Ｎは任意の時間にチャネルを争奪する局の数であり、ｔは局が送信を許可される瞬間から１つの局が送信を開始するまでの実際の時間であり、Ｅ（ｔ）はｔの期待値である。

本発明ではまた、複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、送信局から受信局へメッセージを送信するステップと、受信局がメッセージの受信後に肯定応答メッセージを送信するステップと、送信局が肯定応答メッセージの受信に失敗した後、肯定応答要求（ＲＡ）メッセージを受信局に送るステップと、送信局が肯定応答メッセージの受信に連続して失敗した後、送信局が受信局にＲＡメッセージを繰返し送るステップとを含む方法を提供する。

図面の簡単な記述
本発明をここで、単なる実施例として、添付の図面を参照しながら説明する。
図１は電力線などの共用媒体に接続された複数の局を含む例示的通信システムを示すブロック図である。
図２はネットワークに接続された各局で実現される通信プロトコルスタックの参照モデルを示す線図である。
図３は本発明のＭＡＣプロトコルのデータフローモデルを示す線図である。
図４は本発明のＭＡＣプロトコルのブロードキャスト送信プロセスを示す線図である。
図５は本発明のＭＡＣプロトコルのマルチキャスト送信プロセスを示す線図である。
図６は本発明のＭＡＣプロトコルの長セッショントランスポート（ＬＳＴ）送信プロセスを示す線図である。
図７は本発明のＭＡＣプロトコルの短セッショントランスポート（ＳＳＴ）送信プロセスを示す線図である。
図８は本発明のＭＡＣプロトコルのフラグメント化プロセスを示す線図である。
図９は本発明のＭＡＣプロトコルのＡＣＫプロセスを示す線図である。
図１０は本発明のＭＡＣプロトコルのＡＣＫ方法を示す流れ図である。
図１１は図１０に記載したＡＣＫプロセスのＡＣＫ待ち方法部分を示す流れ図である。
図１２は図１０に記載したＡＣＫプロセスのＡＣＫ要求方法部分を示す流れ図である。
図１３は本発明のＭＡＣプロトコルの中継器設定プロセスを示す線図である。
図１４は本発明のソースに基づく中継器方法を示す流れ図である。
図１５は本発明の中継器に基づく中継器方法を示す流れ図である。
図１６は本発明のＬＡＳＲ／ＲＳＲ待ち方法を示す流れ図である。
図１７は本発明の接続確立待ち方法を示す流れ図である。
図１８は複数の優先順位付きコンテンションウィンドウに分割されたコンテンション期間を示す線図である。
図１９は複数のＣＤおよびＦＣＤタイムスロットに分割されたコンテンションウィンドウを示す線図である。
図２０Ａ及び２０Ｂは本発明のＭＡＣプロトコルのバックオフ機構を示す流れ図である。
図２１はチャネルのオーバヘッド時間対コンテンションウィンドウのサイズを示すグラフである。
図２２は本発明のＲＴＳ／ＣＴＳプロセスを示す線図である。
図２３は本発明のＲＴＳ方法を示す流れ図である。
図２４は本発明のＣＴＳ方法を示す流れ図である。
図２５は送信セッション間に挿入されるフレーム間空間を示す線図である。
図２６は制御フレームの構造を示す線図である。
図２７はＲＴＳ、ＣＴＳ、およびＲＡ制御フレームのペイロード構造を示す線図である。
図２８はＡＣＫフレームフォーマットを示す線図である。
図２９はデータフレームの構造を示す線図である。
図３０はデータフレームのペイロードヘッダ部分の構造を示す線図である。
図３１はデータフレームのフレーム情報フィールドの構造を示す線図である。
図３２はマルチキャストデータフレームのペイロード構造を示す線図である。
図３３は送信局のリンクアドレス割当方法を示す流れ図である。
図３４は受信局のリンクアドレス割当方法を示す流れ図である。
図３５は管理フレームの構造を示す線図である。
図３６は管理フレームのヘッダ部分の構造を示す線図である。
図３７は管理フレームの管理エントリ部分の構造を示す線図である。
図３８は本発明のＭＡＣプロトコル機構を実行するように適応された例示的局を示すブロック図である。

本発明は、広範囲の様々な型の通信システムおよびチャネルにわたって使用するように意図された電力線搬送（ＰＬＣ）方式媒体アクセス制御（ＭＡＣ）プロトコルである。本発明のＭＡＣプロトコルは特に、電力線搬送方式通信システムのような雑音の多い共用媒体チャネルに適用可能である。該プロトコルは、ワイヤレス、赤外線、ツイストペア等のような他の媒体、およびネットワークアクセスのような他の用途にも使用することができる。ＭＡＣプロトコルは、家庭、オフィス、企業、工場等をはじめとする様々な環境における電力線での通信に使用するのに適している。ＭＡＣプロトコルは、任意の型の接続用の、すなわちユニキャスト、ブロードキャスト、およびマルチキャストのための効率的かつ信頼できるパケットトランスポートを可能にする、効果的なチャネルアクセス機構を提供する。

１．機能の説明
１．１ アーキテクチャ
本発明のＭＡＣおよびリンク層プロトコルのアーキテクチャの概要を以下に提示し、それに続いて、該プロトコルの様々な特徴および規定の機能性をさらに詳しく説明する。ＭＡＣプロトコルを電力線搬送方式ネットワークの文脈で説明するが、本発明の範囲をそれによって限定するつもりはなく、当業者は本発明の原理を他の型のネットワークおよび媒体にも適用することができることに注意されたい。

１．１．１ ネットワーク参照モデル
ネットワークに接続された各局で実現される通信プロトコルスタックの参照モデルを描いた線図を図２に示す。該モデルは２つの通信装置２２、装置Ａおよび装置Ｂを含む。各装置は共用媒体２０（例えば電力線）に接続されたＰＨＹまたは物理層２８、本発明のＭＡＣプロトコルによって提供されるリンク層２６、およびアプリケーション層を含む上位層２４を表わすブロックを含む。装置Ａのプロトコルスタックの様々な層の各々は、破線の双方向矢印によって示すように、装置Ｂのプロトコルスタックの対応する層と通信する。上位層は、（１）外部ホストコンピューティング装置に実現しながら、ＭＡＣ層およびＰＨＹ層を電力線搬送通信用に最適化されたモデム装置に実現するか、あるいは（２）ＰＨＹ層およびＭＡＣ層が実現されるのと同じ装置に実現することができることに注目されたい。

ＰＨＹ層は媒体に物理インタフェースを、例えば電力線に電気インタフェースを提供する。ＭＡＣ層はホストにパケットトランスポートサービスを提供し、ネットワークによる通信のためにホストによって供給されるデータを送信するように機能する。ホストとＭＡＣとの間のプロトコルは、ホストからＭＡＣに指示された通り、優先順位、最大遅延、およびセキュリティ要件の仕様を提供する。ＭＡＣはホストに受信したデータを提供し、リンク障害事象の検出などの状態を折り返し報告する。

１．１．２ データフロープロセス
本発明のＭＡＣプロトコルのデータフローモデルを描いた線図を図３に示す。送信されるデータパケット３０はホストからＭＡＣに転送される。データパケットはＭａｘＬｅｎｇｔｈバイトに制限される。動作中、ホストから受け取ったデータパケットは複数のデータフラグメント３２にフラグメント化される。これらのデータフラグメントは次いでヘッダおよびフレーム制御シーケンス（ＦＣＳ）によりカプセル化され、ＭＡＣフレーム３４を形成する。最高でＭａｘＦｒａｇＮｕｍｂｅｒ個までのフレームが結合されてセッションを形成し、それによりセッションを形成する全てのフレームは順次連続的に受信局に送信される。

１．２ チャネルアクセス機構
チャネルアクセス方法は次の２つのカテゴリ、すなわち（１）チャネルマスタと呼ばれる単一の局がチャネルへの全てのアクセスを制御し、チャネルアクセスをネットワーク内の局に割り当てる中央制御と、（２）全ての局がここに記載するＭＡＣプロトコルに規定されたアクセスルールに従いながらチャネルを争奪する分散制御とに分割することができる。

本発明のＭＡＣの基本的なアクセス方法は、ランダムバックオフによる衝突回避付きキャリア検知多重アクセス（ＣＳＭＡ／ＣＡ）と呼ばれる分散アクセス法である。キャリア検知（ＣＳ）機構はＰＨＹ層によって実行される物理的ＣＳと、ＭＡＣ層によって実行される仮想ＣＳ（ＶＳＣ）とを含む。送信のために、局はランダムバックオフ間隔を選択し、それは、送信されるフレームの特定の優先順位クラスに割り当てられたコンテンションウィンドウ中、媒体が遊休状態の間減分される。局は、送信待ちのフレームの優先順位に等しいかそれ以下の優先順位クラスに割り当てられたコンテンションウィンドウ中だけ、そのバックオフ間隔を減分する。バックオフタイマが満了したとき、チャネルが依然として遊休状態であるならば、送信局は送信を開始する。キャリア検知機構が媒体は使用中であると判断した場合、現行送信後まで送信は保留される。バックオフ機構については、６．３節でさらに詳しく述べる。

１．３ 仮想キャリア検知の決定
仮想キャリア検知機構は、チャネルアクセスの信頼性を改善するために、ネットワーク上の全ての局によって実現される。仮想キャリア検知は、受信フレーム内に含まれる情報に基づいて設定される。局は受信フレーム内に含まれる情報を使用して、媒体の予想使用中条件を計算し、それは次いで仮想キャリア検知として格納される。仮想キャリア検知は、正しく受信された制御フレーム（すなわちＲＴＳ、ＣＴＳ、ＡＣＫ、ＲＡ）から、または特殊データフレームからの情報により常に更新される。同時に発生する複数の送信をサポートするために、各局は送信毎に仮想キャリア検知を維持し、それによって総合仮想キャリア検知を最大に設定する。

１．４ 論理ネットワーク
論理ネットワークは、あたかも一意的に分割されたネットワークであるかのように動作する局の部分集合である。論理ネットワークの定義は、暗号化およびネットワークキー管理により提供される。各論理ネットワークは、異なる論理ネットワークに属する情報を分離するように機能するそれ独自のネットワークキーを有する。局は多数の論理ネットワークに参加することができる。

１．４．１ 局アドレス指定
２つの局間のリンクは１６ビットのリンクアドレス（ＬＡ）を用いて定義され、したがって２^１６個に近いリンクが使用可能になる。ＬＡは、送信に参加する送信局および受信局の両方を識別するために使用される。ホストは４８ビットのＭＡＣアドレスを用いてＭＡＣ層からの送信を要求する。４８ビットのＭＡＣアドレスをサポートするために、ＭＡＣ層はＭＡＣアドレスとＬＡとの間のマッピングを表わすテーブルを作成して維持する。それについては８．１節で詳述する。

１．５ パケットトランスポート
ホスト層からＭＡＣ層が受け取るパケットは、フラグメント化および結合を行なってＭＡＣフレームおよびＭＡＣセッションを形成する。フラグメント化は、ホストパケットをより小さいデータフラグメントに分離するプロセスであり、結合は多数のパケットをまとめてセッションにするプロセスである。受信局では、元のホストパケットを復元するために、各セッションが分割され脱フラグメント化される。パケットは、それが完全に復元された後でだけ、ホストに転送される。

各ホストパケットの管理は２つのパラメータ、すなわち（１）パケットが送信に有効である最大時間を決定するパケットタイムアウト、および（２）優先順位を使用して達成される。パケットトランスポートプロセスについては２節で詳述する。

１．６ セッショントランスポート
ＭＡＣプロトコルは、２つのセッションフォーマット、すなわち長セッショントランスポート（ＬＳＴ）フォーマットおよび短セッショントランスポート（ＳＳＴ）フォーマットをサポートするように適応される。ＬＳＴ型セッションは、チャネルがＲＴＳ／ＣＴＳ機構を使用して捕捉された後で送信される幾つかのデータフレームから構成される。ＳＳＴ型セッションは、チャネルを事前に捕捉せずに送信される単一データフレームから構築される。ＳＳＴ型セッションは、パケットのサイズがＦｒａｇｍｅｎｔＴｈｒｅｓｈｏｌｄバイト数を超えない場合に使用することができ、さもなければＬＳＴセッション型が使用される。セッションの送信時間はＳｅｓｓｉｏｎＴｉｍｅｏｕｔパラメータによって制限される。セッショントランスポートについては３節で詳述する。

１．７ 第２層中継器
ソース局がその宛先と通信しているとき、または通信を試みているときにリンク障害を検出した場合、中間局を使用してフレームを宛先に転送することができる。中間局は第２層中継器として機能する。動作中、再送信を含むセッション全体が中継局に送信され、次いで、それによりデータフレームが新しいセッションの下で宛先局に転送される。第２層中継器および中継器設立プロセスについては、４節で詳述する。

１．８ ブロードキャストおよびマルチキャスト
本発明のＭＡＣプロトコルは、部分または完全ＡＣＫによりブロードキャストおよびマルチキャスト送信の両方をサポートするように適応されている。ブロードキャストおよびマルチキャストＭＡＣアドレスは、上位層が送信をフィルタするように作動することを前提として、ブロードキャスト送信を使用して送信される。マルチキャスト送信は、マルチキャスト群に含まれる局を明確に識別することによって開始される。

１．９ サービスの品質
ＭＡＣプロトコルは複数の優先順位クラスの使用をサポートするように適応されており、それはいずれか１つの局がチャネルを捕獲できる時間の最大長（即ち、ＳｅｓｓｉｏｎＴｉｍｅｏｕｔ パラメータ）を制限する。本発明では、送信を待っているフレームの優先順位に等しいかそれ以下の優先順位クラスに割り当てられたコンテンションウィンドウ中にチャネルの制御を争奪する。チャネルコンテンションプロセスは、６節で詳述するバックオフアルゴリズムに従って実行される。

１．１０ ネットワーク同期化
ＭＡＣプロトコルはまた、ネットワーク同期化のための機構をも提供する。ネットワーク同期化方式は、ネットワーク内の隣接局間で８μｓ以内の同期化を達成する。同期化方式は５節および本願と同様に譲渡された「Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｓｙｎｃｈｒｏｎｉｚａｔｉｏｎ Ｍｅｃｈａｎｉｓｍ Ｆｏｒ Ｓｈａｒｅｄ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ Ｍｅｄｉａ Ｂａｓｅｄ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ」と証する米国特許第６９０７４７２号に記載されており、その全体を参照によってここに組み込む。

１．１１ チャネルサウンディング
ＭＡＣプロトコルはまた、ネットワーク内の局間のリンク品質を決定するために使用されるチャネルサウンディング機構をも提供する。局は、チャネルサウンディング型管理フレームを送信することによって、チャネルサウンディング要求を発行する。受信局は、次のパラメータを含むチャネルサウンディング応答フレームで応答する。
１．最後の送信（すなわちチャネルサウンディング要求）に対してＰＨＹ層によって計算されたチャネル品質（ＣＱ）
２．最後のＳｔａｔＩｎｔｅｒｖａｌの平均チャネル品質（ＡｖｇＣＱ）
３．再送信を含めて最後のＳｔａｔＩｎｔｅｒｖａｌ秒内に送信されたデータフレームの数（ＣＳ ＴｘＤａｔａＣｏｕｎｔｅｒ）
４．最後のＳｔａｔＩｎｔｅｒｖａｌ秒内に再送信された破損データフレームの数（ＣＳ ＴｘＦａｉｌＣｏｕｎｔｅｒ）

１．１２ 統計収集
ＭＡＣプロトコルでは、各局は、内部に格納される送信およびネットワーク統計情報を収集する。次のデータ、すなわち１リンク当たりの損傷データフレームの百分率、優先順位により送信されるデータフレームの数、優先順位により受信されるデータフレームの数、ソース毎の平均チャネル品質を含む平均チャネル品質テーブル、各局への送信に使用されるデータレート、および各局への送信パワーレベルのうちの１つまたはそれ以上を収集し、格納することができる。加えて、局は、後で９．３．２．１２節で詳述する通り、管理フレームを使用して、いずれかの他の局から統計を要求することができる。

２．パケットトランスポート
２．１ 送信型
ＭＡＣプロトコルは、３つの型の送信、すなわちユニキャスト、ブロードキャスト、およびマルチキャストをサポートするように適応されている。以下の節で、各送信型について詳述する。

２．１．１ ユニキャスト送信
ユニキャスト送信は、宛先局のイーサネットＭＡＣアドレスを介してホストからＭＡＣ層に指定される。ＭＡＣ層はＭＡＣアドレスをリンクアドレス（ＬＡ）に変換し、その後の送信にＬＡを使用する。リンクアドレス管理については、後で８．１節で詳述する。パケットは、３節で詳述するセッション送信プロセスに従って送信される。

２．１．２ ブロードキャスト送信
ブロードキャスト送信はフラッディングアルゴリズムを使用して達成され、それによりネットワーク内の全ての局はブロードキャスト送信を繰り返す。これは、全ての非分離局が送信を受信することを確実にする。多数の局を含むネットワークおよび論理ネットワークでは、メッセージは媒体全体に拡散する。本発明では、ブロードキャスト送信の拡散は、限定された領域の局だけに送信ができるように制御される。電力線搬送共用媒体における限定された範囲の送信信号のため、ネットワークは重複するセルの集合と見ることができる。

ブロードキャスト送信の拡散の制御は、１つの局から別の局に行くために必要なホップの数の概念を用いて達成される。ホップの数は、メッセージが宛先局に到達することが期待されるまでに、ソース局および中間局によってメッセージが送信される最小回数と定義される。ＭＡＣプロトコルのフラッディングブロードキャストアルゴリズムについて以下で述べる。構成可能なアルゴリズムはホップパラメータを使用して、ブロードキャストメッセージの再送信を制限する。

ホストはイーサネットブロードキャストＭＡＣアドレスを使用してブロードキャスト送信を指定する。イーサネットブロードキャストＭＡＣアドレスは、ブロードキャストリンクアドレスを用いて変換される。ブロードキャストセッションはカウンタ、メッセージが再送信される最大回数を示す活動ホップ（ＨＴＬ）フィールド、およびメッセージを一意に識別する一意のブロードキャストＩＤ番号（ＢＩＤ）を含む。ブロードキャストメッセージもまたソースＭＡＣアドレスを含み、必要ならば応答が可能である。

元の送信局はＨＴＬカウンタを要求ホップの最大数に初期化する。ブロードキャストメッセージを受信する各局は、ＨＴＬフィールドを１ずつ減分し、ＨＴＬフィールドが零でなく、かつ局がすでにメッセージを送信していなければ、メッセージを再送信する。局はブロードキャストメッセージを１回だけ再送信する。元の送信局は、メッセージが同報通信される要求領域に従ってＨＴＬフィールドを初期化する。各局は再送信の前にカウンタを減分する。ＨＴＬフィールドが零に達して再送信プロセスが終了するまで、メッセージは１ホップずつ再送信される。例えば１の初期ＨＴＬ値は再送信が無いことを示し、２の初期ＨＴＬ値は１回の再送信ができることを示す。

ＢＩＤフィールドの使用はエンドレスループを防止し、それによりすでに同報通信されたメッセージが同一局によって聴取され、再同報通信される。元のソースは未使用ＢＩＤ値のリストからＢＩＤ値をランダム化する。局がブロードキャストメッセージを受信するたびに、それはそのリスト内の未使用ＢＩＤ値を更新する。使用済みＢＩＤ値は、それが解放されて未使用リストに加えられる前にＢＩＤ Ｔｉｍｅｏｕｔのために保存される。

チャネルの争奪は、ブロードキャストリンクアドレスを持つＲＴＳフレームを使用して達成され、そのすぐ後にブロードキャスト送信が続く。各再送信は通常より大きいバックオフを使用する。ソース局はＲＴＳフレームを使用して、ブロードキャストメッセージを初期化する前にラインを捕捉する。ＲＴＳは、ブロードキャストメッセージがその後に続くブロードキャストリンクアドレスを使用して送信される。

５局のネットワークの場合の本発明のＭＡＣプロトコルのブロードキャスト送信プロセスを描いた線図を図４に示す。局１は、セッションのために分散された所望の領域に従って定義されたＨＴＬフィールドにより元のブロードキャストセッションを送信する。チャネルは局１からブロードキャストパケットの元の送信のためＲＴＳおよびＢＬＡ ＬＡを使用してリザーブされる。

元のブロードキャストセッションは局２および３によって聴取され、それは該セッションを１回だけ再送信する。再送信は局４および５によって聴取され、その後それらはセッションを再送信する。各局は、それが他の局からセッションを受信する回数に関係なく、セッションを１回だけ再送信することに注目されたい。重複セッションは各局によって廃棄される。

２．１．３ 選択的肯定応答によるマルチキャスト送信
本発明のＭＡＣプロトコルでは、マルチキャスト送信が可能であり、ソース局はマルチキャスト群内のどの局がメッセージの肯定応答を行なう必要があるかを指定することができる。ソース局は、マルチキャスト群から零個またはそれ以上の局を所望の組合せで選択することができる。ソース局は、メッセージに１ビットをセットすることによってＡＣＫを応答すべき局を指定する。メッセージは、局が応答する順序も指定する。

ホストは、次の２つの方法の一方によって、すなわち（１）イーサネットマルチキャストＭＡＣアドレス（０ｘ０１：００：５Ｅ：ｘｘ：ｘｘ：ｘｘ）を使用するか、または（２）群内の複数（例えば１６個）の局を定義する予め定められたマルチキャスト群を使用することによって、マルチキャスト送信を指定する。イーサネットマルチキャストＭＡＣアドレスはブロードキャスト送信に変換され、２．１．２節で上述したように送信される。

予め定められたマルチキャスト群は次のように取り扱われる。局は、最初にチャネルを争奪するためにＲＴＳパケットを使用する。ＲＴＳパケットはマルチキャストリンクアドレス（ＭＬＡ）を使用して送られる。マルチキャストメッセージはＲＴＳパケットのすぐ後に続く。マルチキャストメッセージは、群内の局数、局のリンクアドレス、およびＡＣＫが必要かどうかを指定する各局用の１ビットを含む。ＡＣＫを送信するように要求された各局は、バックオフまたはコンテンション無しに、アドレスリストに指定された順序でＡＣＫを送信する。マルチキャストフレーム構造については後で２．１．３節で詳述する。

５局の例示的ネットワークの場合の本発明のＭＡＣプロトコルのマルチキャスト送信プロセスを描いた線図を図５に示す。局１は最初にＲＴＳ／ＭＬＡパケットを使用して、元のマルチキャスト送信および要求されたＡＣＫの持続時間中、チャネルをリザーブする。送信されたマルチキャストメッセージは、局２、３、４および５のためのリンクアドレスを含む。メッセージはＡＣＫ要求ビットをも含み、それはこの例では「１０１１」にセットされ、局２、４、および５にはＡＣＫが必要であるが、局３には必要ないことを示している。マルチキャストメッセージを受信した後、局２、４、および５は、元のマルチキャストメッセージと同じ順序で、それらのＡＣＫパケットを送信する。

２．２ パケットタイムアウト
本発明では、ホストは、ホストから転送されるパケットの送信のための最大許容遅延と定義されるＰａｃｋｅｔ ＴｉｍｅｏｕｔをＭＡＣ層に指示することができる。Ｐａｃｋｅｔ Ｔｉｍｅｏｕｔの満了後、パケットは脱落し、送信されない。ホストがＰａｃｋｅｔ Ｔｉｍｅｏｕｔを指定しない場合、Ｄｅｆａｕｌｔ Ｐａｃｋｅｔ Ｔｉｍｅｏｕｔが使用される。

ホストからパケットを受信すると、Ｐａｃｋｅｔ ＴｉｍｅｏｕｔタイマはＰａｃｋｅｔ Ｔｉｍｅｏｕｔの値に初期化される。予め定められたＰａｃｋｅｔ Ｔｉｍｅｏｕｔ Ｔｈｒｅｓｈｏｌｄに達すると、パケット優先順位は１だけ増分され、新しい優先順位を使用してチャネルの争奪が試みられる。Ｐａｃｋｅｔ Ｔｉｍｅｏｕｔタイマが満了すると、送信が打ち切られ、パケットは脱落する。送信の打切りについては、後で３．６節で詳述する。中継器を使用する場合、ソース局はセッションの最初のデータフレームでＰａｃｋｅｔ Ｔｉｍｅｏｕｔタイマ値を送信することに注目されたい。

２．３ パケットタイムスタンプ
高位層の同期化をサポートするために、本発明のＭＡＣプロトコルは、送信および受信局の両方が送信ＭＡＣのクロックに同期化することができるように適応されている。これを達成するために、要求されたときに、送信機ＭＡＣはパケットにタイムスタンプｔ_１を加える。受信機ＭＡＣは、パケットを送信局に送信する前に、パケットにそのタイムスタンプを加える。送信局および受信局は両方とも、それらのそれぞれのＭＡＣ層のクロックにアクセスすることができる。受信機ホストは次式を用いて送信機ＭＡＣにおける時間を計算する。

ここで、
ｔは送信機における現行時間であり、
ｔ_１は送信機によってパケットに含まれるタイムスタンプであり、
ｒ_１はパケットを受信したときに受信機によって示されるタイムスタンプであり、
ｒ_２は受信機における現行時間である。
タイムスタンプｔ_１は、７．５．２．１節に示すように、送信機によってペイロードヘッダに加えられる。

３．セッショントランスポート
ＭＡＣプロトコルでは、局間の通信はセッション中に行なわれる。セッションは、コンテンションフレーム（ＲＴＳ／ＣＴＳ）、データフレーム、ＡＣＫフレーム、およびその後の再試行を含む、２局間の論理的に関連する送信と定義される。ホストから受信するパケットが結合されてセッションが形成される。結合プロセスは、大きいパケットを複数のセッションにセグメント化することや、幾つかの小さいパケットを１つのセッションに結合することを可能にする。

サポートされる２つの型のセッショントランスポートは、長セッショントランスポート（ＬＳＴ）および短セッショントランスポート（ＳＳＴ）を含む。ＬＳＴセッションでは、ＲＴＳ／ＣＴＳ機構を使用してチャネルが捕捉され、リザーブされる。セッションは最高でＭａｘＦｒａｇＮｕｍｂｅｒ個までの可変サイズのフレームから構成され、任意の所要再試行を含む。ＳＳＴセッションでは、チャネルはセッショントランスポート前にリザーブされない。セッションは単一フレームから構成され、任意の所要再試行を含む。フラグメントのサイズはＦｒａｇｍｅｎｔＴｈｒｅｓｈｏｌｄバイトに制限される。２つのセッショントランスポートの詳細な記述は、以下の節に掲げる。

送信機では、ホストからの着信データパケットが最初に１つまたはそれ以上のＭＡＣセッションに結合され、次いで複数のＭＡＣフレームにフラグメント化される。受信機では、ＰＨＹ層から受信したデータが最初にＭＡＣフレームから脱フラグメント化されてセッションを形成し、次いでパケットに解離されてホストに転送される。結合／解離およびフラグメント化／脱フラグメント化の詳細な記述は、以下の節に掲げる。

３．１ 長セッショントランスポート（ＬＳＴ）プロセス
ＬＳＴセッションは最高でＭａｘＦｒａｇＮｕｍｂｅｒ個までのデータフレームを含むことができ、それにより以下で詳述するプロセスを使用して各フレームのサイズが決定される。本発明のＭＡＣプロトコルの長セッショントランスポート（ＬＳＴ）送信プロセスを描いた線図を図６に示す。チャネルアクセスは、コンテンションフレーム間空間（ＣＩＦＳ）およびバックオフ間隔後にＲＴＳ制御フレームを用いて達成される。応答フレーム間空間（ＲＩＦＳ）が送信パケットを分離する。ＣＴＳパケットの後に、データフレームが送信され、その後にＡＣＫおよび再送信が続く。

３．２ 短セッショントランスポート（ＳＳＴ）プロセス
ＳＳＴセッションは、最高でＦｒａｇｍｅｎｔＴｈｒｅｓｈｏｌｄバイトまでのセッションの送信に使用される。ＳＳＴセッションは単一のフレーム（必要な再送信を含む）を含む。ＳＳＴパケットは、チャネルコンテンションのためにＲＴＳパケットと同様に使用され、衝突が発生したときは、ＲＴＳフレームの場合と同じバックオフプロセスが使用される。

ＳＳＴセッションはＡＣＫまたは再送信プロセスを使用してもしなくてもよい。ＡＣＫを使用しない場合には、再送信はなく、セッションは単一フレームの送信後に完了する。この場合、衝突を検出する可能性は無いことに注意されたい。本発明のＭＡＣプロトコルの短セッショントランスポート（ＳＳＴ）送信プロセスを描いた線図を図７に示す。チャネルアクセスは、ＣＩＦＳおよびバックオフ間隔後にデータフレーム自体を用いて達成される。ＲＩＦＳが送信パケットを分離する。データフレームの後に、宛先はＡＣＫで応答し、その後に再送信およびその後のＡＣＫが続く。

３．３ 結合および解離
本発明では、結合プロセスは、パケットを複数のＭＡＣセッションに併合および分割するプロセスと定義される。解離は反対のプロセスであり、受信したセッションからのパケットの抽出と定義される。着信パケットは、後述する通り各局によって計算されるパラメータであるＳｅｓｓｉｏｎＣａｐａｃｉｔｙ（セッション容量）までの長さのデータセッションに分割される。

結合は、同一宛先局を持つパケットにのみ実行される。セッションの優先順位は、セッション内のパケットの最下順位になる。各セッションの始めにセッションヘッダが加えられる。セッションヘッダはセッションを解離するために使用され、セッションおよびセッション内のパケットに関する情報を含む。受信機は１ソース局当たり少なくとも１つの保留中パケットをサポートする。新しいパケットを持つ新しいセッションを受信し、受信機が着信パケットを処理するだけの充分なリソースを持たない場合、保留中パケットは廃棄される。

３．３．１ セッション容量計算
セッション容量（ＳＣ）パラメータは、次式を用いて計算される。

ここで、

であり、ここで、
ｎはセッション内のデータフレームの数（例えば最大値８）であり、
ｍはフラグメントのバイト数であり、
ＦＬはフラグメント長であり、
ＭｉｎＦＬは最小フラグメントサイズ（例えばデータフレーム当たり２０％のオーバヘッド付きで、６４バイト）であり、
Ｑは待ち行列で待っているデータバイト数であり、
Ｓｅｓｓｉｏｎ Ｔｉｍｅｏｕｔはセッションの最大持続時間であり、
ＣＱＦＬは、チャネル品質の関数としてシミュレーションによって決定され、かつ破損データフレームの百分率で表わされるフラグメント長である。
セッション容量の計算は、周期的に、またはホストによって要求されたときに、個々の局によって実行される。

３．３．２ セッションヘッダ
セッションヘッダは各セッションの第１フレームに含まれており、表１に示す通り様々な任意選択的フィールドがその後に続くセッション情報フィールドを含む可変長フィールドである。

ＢＩＤおよびＨＴＬフィールドは、送信型が０ｂ１１であるブロードキャスト送信のみに使用されることに注意されたい。ＮｕｍＯｆＰａｃｋｅｔおよびパケット長フィールドは、ＬＳＨＶ＝１の場合にのみ使用される。

３．３．２．１ セッション情報フィールド
セッション情報フィールドを以下で表２で説明する。

ＳＩＤは紛失セッションを検出するために機能することに注目されたい。紛失セッションが検出されると、完了していなかったパケットは廃棄される。ＥＯＰビットは、セッションの最後のパケットが完全であり、次のセッションを待つことなく、ホストに送信できることを合図する。ＥＯＰビットの使用により、現行セッションでパケットが終わるかどうかを決定するために次のセッションを待つ必要がなくなる。

３．４ フラグメント化および脱フラグメント化
本発明のＭＡＣプロトコルは、効率的なパケットトランスポートのために２つの異なる機構を備えている。すなわち（１）長パケットをより短いデータフラグメントにセグメント化して、チャネルが過度に長時間捕捉されて適切なサービスの質を妨げることが無いように保証し、かつ（２）幾つかの小さいパケットをより大きいデータブロックに併合する。パケットの単一ＭＡＣセッション（すなわち単一の中断されない送信）へのセグメント化または併合は、結合のプロセスと呼ばれる。解離は、受信したセッションからのパケットの抽出と定義される。

ＭＡＣセッションを複数のＭＡＣフレームに区分化するプロセスはフラグメント化と呼ばれ、図３に示されている。ＭＡＣフレーム内の各データフラグメントのサイズは、上述した式４を用いて計算される。ＭＡＣレベルのデータフレームを単一のホストパケットに再結合するプロセスは、脱フラグメント化と定義される。脱フラグメント化は各受信局で達成される。

結合プロセスの第１ステップは、ホストから受け取ったパケットを待ち行列に並ばせることである。次いで、上記の式２を使用してセッション容量と呼ばれる各セッションのサイズが決定される。次いで、待ち行列の内容がデータフラグメントにフラグメント化され、各々フレームヘッダおよびトレーラによりカプセル化される。

本発明のＭＡＣプロトコルのフラグメント化プロセスをより詳細に描いた線図を図８に示す。セッションを形成する複数のパケットが複数のデータフレームにフラグメント化される。ホストパケットのフラグメント化の結果得られたデータフレームは、セッションで順次送信として、すなわちデータフレーム０、データフレーム１等として送られる。

各ＭＡＣフレームは、フレーム（ＭＡＣ）ヘッダ、データフラグメント、およびフレーム検査シーケンス（ＦＣＳ）を含む。フレームヘッダは、セッションがその構成データフレームから脱フラグメント化することを可能にするフレームインデックスを含む。フレームは最低フレーム番号から最高フレーム番号への順序で送信され、フレーム番号値は零から始まり、各連続フラグメントに対し１ずつ増分される。

３．５ 再送信プロセス
ＭＡＣプロトコルは、その再送信プロセスの一部としてＡＣＫおよびＮＡＣＫ応答をサポートする。ＡＣＫおよびＮＡＣＫ応答はセッション毎に送信される。セッションが幾つかのフレームを含む場合には、応答はセッション内の各フレームに関する情報を含む。宛先局は、応答が必要であることを示すセッションを受け取ると必ず適切な応答を送信する。応答の送信は、ＶＣＳによって示される媒体の使用中状態に関係なく、セッションの最後のフレームの終わり後のほとんどのＲＩＦＳ期間に開始する。セッションの最後のフレームが受信されなかった場合には、受信局はＡＣＫ応答を送信しない。

ＡＣＫまたはＮＡＣＫ応答はＡＣＫ制御フレームを使用して送信され、その構造については７．４．２．２節で詳述する。ＡＣＫフレームのＡｃｋＢｉｔｓフィールドは、セッションのどのデータフレームが誤りであったかを示す。各ビットは１つのデータフレームに対するＡＣＫを表わしており、１つのＡＣＫで最大８個のフレームが表わされる。「１」の値は否定的ＡＣＫすなわちＮＡＣＫを示し、「０」の値は肯定的ＡＣＫを示す。

受信機がセッション打切り（３．６節で後述する）が発生したと判断した場合、またはそれが参加した最後のセッションの送信機ではない局からＡＣＫ要求（ＲＡ）を受信した場合、ＡＣＫフレームの代わりにＡＣＫ ＦＡＩＬフレームが送信される。

ＡＲＱ応答を受信した後で送信局が取る処置を以下に表３に列記する。

本発明のＭＡＣプロトコルのＡＣＫプロセスおよび再送信プロセスを描いた線図を図９に示す。ＡＣＫ応答時間は、最後のデータフレームの送信の終わりの後に開始する。この例では、宛先ノードは、データフレーム０および４に対してＮＡＣＫを指摘する「０００１０００１」のＡＣＫビットを送信する。それに応じて、ソースノードはデータフレーム０および４を宛先に再送信する。再送信後のＡＣＫ応答時間中に、宛先ノードは残留ＡＣＫ、例えば再送信に誤りが無いことを示す「００００００００」をソースノードに送信する。

ソースによる信頼性の高い正確な受信を達成するために、ＡＣＫフレームは最大パワーレベルおよび最低伝送速度で送信されることに注目されたい。ブロードキャスト送信はＭＡＣレベル再送信を使用しない。マルチキャスト送信は、２．３．１節で上述した通り、マルチキャスト群の各局からのＡＣＫ／ＮＡＣＫ応答を含むＭＡＣレベル再送信を使用する。

本発明のＭＡＣプロトコルのＡＣＫ方法を表わす流れ図を図９に示す。最後のフラグメントが送信された後（ステップ４０）、ソースはＡＣＫを待つ（ステップ４２）。ＡＣＫまたはＡＣＫ ＦＡＩＬのいずれかを受信する（ステップ４４）。ＡＣＫを受信した場合、ＡｃｋＢｉｔｓが零と比較され（ステップ４８）、そうである場合（すなわち肯定的ＡＣＫ）、該方法は無事に終了する。ＡｃｋＢｉｔｓが零でない場合（すなわちＮＡＣＫ）、破損したフラグメントは再送信され（ステップ５０）、該方法はステップ４２に続く。ＡＣＫ ＦＡＩＬを受信した場合（ステップ４４）、リンク障害が宣言される（ステップ４６）。

図１０に記載したＡＣＫプロセスのＡＣＫ待ち方法部分を表わした流れ図を図９に示す。第一に、現行ＡＣＫタイムアウト値にタイムアウト変数が設定される（ステップ６０）。タイムアウトが満了しなかった場合（ステップ６２）、タイムアウトは減分され（ステップ６４）、そうでなければＡＣＫ要求送信方法が実行される（ステップ６８）。ＡＣＫが無事に受信されると（ステップ６６）、該方法は終了し、そうでなければプロセスはステップ６２から繰り返される。

図１０に記載したＡＣＫプロセスのＡＣＫ要求（ＡＲ）方法部分を表わした流れ図を図１２に示す。通常、セッションの最後のフレームを送信した後、送信局はＡＣＫフレームを受信するのを待つ（ステップ７０）。ＡＣＫフレームが送信局によって受信されない場合、送信局は受信局にＡＣＫ要求（ＡＣＫ要求またはＲＡフレーム）を繰返し送信し、ＡＣＫを受信するのを待つ。ＲＡフレームを送信した後、送信局は、再試行回数が予め定められた最大値（ｍａｘ ＲＡ ｒｅｔｒｉｅｓ）を超えたかどうかを検査する（ステップ７２）。そうである場合、送信失敗が宣言され、該方法は終了する（ステップ７６）。そうでない場合、送信局は受信局にＲＡフレームを送信し（ステップ７４）、次いで局はＡＣＫを待つ（ステップ７０）。これらのステップは、ｍａｘ ＲＡ ｒｅｔｒｉｅｓ再試行回数、またはＡＣＫを受信するまで繰り返される。

３．６ セッション打切り
チャネルを無事に捕捉した後、表４に列記した次の事象に応答して、受信機はセッションを打ち切ることができる。

局はまた、チャネルを解放することができると決定した場合、媒体解放メッセージを送信することもできる。仮想キャリア検知（ＶＣＳ）信号が、通信チャネルが使用中であるがチャネルはもはや必要ではなくなったか、あるいはもはや使用できないことを示したときに、これを決定することができる。媒体解放メッセージは、リザーブカウンタの更新値を含む。媒体解放メッセージを送信する局は、（１）現行のリザーブ時間が短すぎたことが分かった場合、リザーブカウンタ値を増加し、（２）現行のリザーブ時間が長すぎる場合には、リザーブカウンタ値を低減し、あるいは（３）チャネルがもはや必要でないか使用できないことが分かった場合、すぐにチャネルを解放するために、リザーブカウンタ値を零に設定することができる。

４．第２層中継器
ＭＡＣプロトコルは、中間局を使用した送信されるセッションを参照する第２層中継を達成するように適応されている。中間局は中継器と呼ばれる。中継器は元のソース局（ＯＳ）からセッション全体を受信し、その後、セッションを元の宛先局（ＯＤ）に再送信する。

本発明のＭＡＣプロトコルの中継器設定プロセスを描いた線図を図１３に示す。ソース局がリンク障害を検出すると、それは活動ホップを零に設定した中継器探索（ＲＳ）管理フレームと呼ばれる特殊ブロードキャストメッセージを送信することによって、第２層中継器として働く局を探索することができる。ＲＳメッセージは中継局の品質要件を含む。ＲＳフレームを受信し、かつＲＳフレームに規定された要件より高いかそれに等しいパワーレベルおよびレート（ＰＬＲ）で元のソース局（ＯＳ）および元の宛先局（ＯＤ）の両方と接続することのできる局は、中継器探索応答（ＲＳＲ）フレームで応答することができる。

ＯＳはＲｅｐｅａｔｅｒ Ｓｅａｒｃｈ Ｔｉｍｅｏｕｔを待ち、その後、最高のＰＬＲ状態で応答した局をその中継器として選択する。次のステップで、２つの新しいリンクアドレス（ＬＡ）が、すなわちＯＳと中継器との間に１つ、中継器とＯＤとの間に１つが形成される。これらのＬＡは、中継器を介するセッション送信の場合にのみ使用される。ＯＳは、ＯＳと中継器との間に新しいＬＤＡを割り当てるＬＡＳフレームを、選択された中継器に送信する。中継器は、中継器とＯＤとの間の新しいＬＤＡを割り当てる第２ＬＡＳフレームをＯＤに送信する。

ＯＤ局は新しいＬＳＡを割り当てるＬＡＳＲフレームで中継器に応答する。中継器がＬＡＳＲフレームを受信した場合、それはＬＡＳＲフレームをＯＳ局に送信し、ＯＳ局はそれに応答して新しいＬＳＡをＯＳに割当、こうして中継器設定プロセスが完了する。中継器がＬＡＳＲ Ｔｉｍｅｏｕｔ時間後にＯＤ局からＬＡＳＲフレームを受信しなかった場合、それは接続が失敗したことを示す接続失敗（ＦＣ）フレームをＯＳに送信する。

中継器がＯＤ局とのリンク障害を検出すると、それはリンク障害およびリンクアドレス定義の終了を示すＲＦフレームをＯＳおよびＯＤに送信する。次いでＯＳは新しい中継器探索プロセスを開始して、異なる中継局による接続を確立することができる。ＯＳが中継器とのリンク障害を検出すると、それはソース取消し中継器（ＳＣＲ）フレームを中継器に送信し、中継器探索プロセスを再開する。

ＯＳは、各ＬＥ ｉｎｔｅｒｖａｌ毎にリンク存在（ＬＥ）フレームをＯＤ局に送信する。リンク存在応答（ＬＥＲ）フレームがソースによって受信されると、ソースはそれに応答してソース取消し中継器（ＳＣＲ）フレームを中継局に送信し、今やソースと宛先との間の直接接続が存在するので、宛先と直接通信する。

中継器として機能することのできる局が以前にＯＳまたはＯＤのいずれかと通信しなかったために、ＯＳはＲＳＲ ｔｉｍｅｏｕｔ後にＲＳＲ応答フレームを受信しない可能性があることに注意されたい。そのような場合、ＯＳは、活動ホップフィールドを零に設定して、チャネルサウンディング要求（ＣＳＲ）を持つ新しいＲＳフレームを同報通信する。要求された品質に等しいかそれ以上の品質を有する新しいＲＳフレームを受信する局は、ＯＤ局へのＣＳＲを開始し、ＯＳに対しては、ＯＤとのチャネルサウンディングプロセスの結果を含むＲＳＲフレームで応答する。ＯＳはＥｘｔｅｎｄｅｄ Ｒｅｐｅａｒｔｅｒ Ｓｅａｒｃｈ Ｔｉｍｅｏｕｔを待ち、その後、それは最良のチャネルサウンディングを持つ局を選択し、中継器設定プロセスを開始する。

ソース局に対して実行される本発明の中継器方法を表わした流れ図を図１４に示す。中継器プロセスは、リンク障害を検出した局によってトリガされる（ステップ９０）。次いで中継器探索フレームが送信され（ステップ９２）、ＬＡＳＲ／ＲＳＲ待ち方法が実行される（ステップ９４）。ＲＳＲが受信された場合、選択された中継器にＬＡＳが送信される（ステップ９６）。次いで接続確立（ＥＣ）待ち方法が実行される（ステップ９８）。ＥＣが受信された場合、中継局とのセッションが開始される（ステップ１００）。ＥＣが受信されなかった場合、ｒｅｐｅａｔｅｒ ｒｅｔｒｉｅｓがｍａｘ ｒｅｐｅａｔｅｒ ｒｅｔｒｉｅｓを超えるならば（ステップ１０８）、新しい中継局が選択され（ステップ１１０）、該方法はステップ９６に続き、さもなければもう１回ＲＳ試行が試みられ、該方法はステップ９２に続く。

ＲＳＲが受信されなかった場合（ステップ９４）、再試行がｍａｘ ＲＳ ｒｅｔｒｉｅｓを超えると（ステップ１０２）、リンク障害が宣言され（ステップ１０６）、そうでなければ再試行回数が増分され（ステップ１０４）、もう１回ＲＳ試行が試みられ、該方法はステップ９２に続く。

中継器に対して実行される本発明の中継器方法を表わした流れ図を図１５に示す。最初にＲＳフレームを受信する（ステップ１２０）。ソースおよび宛先のＰＬＲ状態が最小値より高くない場合（ステップ１２２）、該方法は終了する。そうでなければ、ＲＳＲが送信される（ステップ１２４）。ＬＡＳが受信されない場合（ステップ１２６）、局は上述の通りＣＳＲの同報通信を試みることができる。そうでなければ、ＲＣフレームが送信され（ステップ１２８）、ＬＡＳＲ／ＲＳＲ待ち方法が実行される（ステップ１３０）。ＬＡＳＲが受信されなかった場合、再試行がｍａｘ ＲＣ ｒｅｔｒｉｅｓを超えないと（ステップ１４２）、再試行が増分され（ステップ１４４）、ステップ１２８から続行されてもう１回ＲＣ送信が試みられる。そうでなければ、ＥＣを１に設定したＥＣフレームがソースに送信され（ステップ１４６）、該方法は終了する。

ＬＡＳＲフレームが受信された場合（ステップ１３０）、ＬＡＳフレームが宛先に送信され（ステップ１３２）、ＥＣを零に設定したＥＣフレームがソースに送信される（ステップ１４３）。次いでソースからセッションが受信され（ステップ１３６）、宛先とのセッションが実行される（ステップ１３８）。リンク障害が発生しなかった場合（ステップ１４０）、該方法は戻る。そうでなければ、ＥＣを１に設定したＥＣフレームがソースに送信され（ステップ１４６）、該方法は戻る。

本発明のＬＡＳＲ／ＲＳＲ待ち方法を表わした流れ図を図１６に示す。タイムアウトは最初にＲＳＲ／ＬＡＳＲ ｔｉｍｅｏｕｔの値に設定される（ステップ１５０）。タイムアウトが満了すると（ステップ１５２）、該方法はＬＡＳＲ／ＲＳＲ非受信に戻る（ステップ１６０）。さもなければ、タイムアウトが減分され（ステップ１５４）、次いでＬＡＳＲまたはＲＳＲフレームが受信されたかどうかが検査される（ステップ１５６）。そうである場合、該方法はＬＡＳＲ／ＲＳＲ受信に戻る（ステップ１５８）。

本発明の接続確立待ち方法を表わした流れ図を図１７に示す。タイムアウトは最初にＥＣ ｔｉｍｅｏｕｔの値に設定される（ステップ１７０）。タイムアウトが満了すると（ステップ１７２）、該方法はＥＣ非受信に戻る（ステップ１８０）。さもなければ、タイムアウトが減分され（ステップ１７４）、次いでＥＣフレームが受信されたかどうかが検査される（ステップ１７６）。そうである場合、該方法はＥＣ受信に戻る（ステップ１７８）。

５． ネットワーク同期化
ＭＡＣプロトコルは、次の方式を使用してネットワーク同期化を任意選択的に達成するように適応されている。各局はグローバル時間（ＧＴ）タイマを維持し、次の刻時までの時間をカウントする。刻時の持続時間はＴｉｃｋ Ｉｎｔｅｒｖａｌ秒の長さである。ＧＴが次の刻時からＳｙｎｃ Ｉｎｔｅｒｖａｌ未満である場合、局はチャネルアクセス中に長いＲＴＳ／ＣＴＳフレームを使用し、それによって送信局は、長いＲＴＳフレームの刻時時間（ＴＴＴ）フィールドをＧＴ−ＲＴＳ Ｔｒａｎｓｍｉｔ ｔｉｍｅ−ＣＴＳ Ｔｒａｎｓｍｉｔ Ｔｉｍｅの値で更新する。宛先局は同一値のＴＴＴを含む長いＣＴＳフレームにより応答する。長いＲＴＳを受信する局は、それらのＧＴをＴＴＴ＋ＣＴＳ Ｔｒａｎｓｍｉｔ Ｔｉｍｅにより更新する。長いＣＴＳを受信する局は、それらのＧＴを受信したＴＴＴ値により更新する。ＴＴＴ値は制御フレームの最後のビットから測定されることに注意されたい。

初期化後、局は１秒待ってＧＴ更新を受信し、その後、局はＧＴ更新要求（ＲＧＴＵ）管理フレームを使用してＧＴ更新受信要求を送信する。該フレームは、それが有効なＬＡを持つ場合、ユニキャスト送信を使用して送信される。そうでない場合、それは活動ホップフィールドを零に設定してブロードキャスト送信を使用する。受信局（ユニキャストまたはブロードキャスト）はＧＴ更新応答（ＧＴＵＲ）管理フレームで応答する。

６． 媒体共用
本発明では、ランダムバックオフ付き変形ＣＳＭＡ／ＣＡ機構を使用して媒体共用が達成される。ＭＡＣプロトコルによって実現される媒体共用は、次の機構、すなわち仮想キャリア検知（ＶＣＳ）および物理的キャリア検知（ＰＣＳ）、チャネルリザーブ、バックオフ、ならびにフレーム間空間を使用する。各機構について以下の節で記述する。

チャネルは次の３つの状態の１つであることに注意されたい。すなわち（１）使用中−ＶＣＳまたはＰＣＳによって示される通り、セッションが進行中であることを示す。（２）コンテンション期間−セッションが終了し、チャネルが使用中でないことを示す（局は優先順位の降順にチャネルを争奪することができる）。（３）遊休−コンテンション期間が終了し、送信がまだ開始されていない場合、チャネルは遊休状態であると定義される。

６．１ 仮想キャリア検知機構
ＭＡＣプロトコルは物理的および仮想キャリア検知機能を使用して、チャネルの状態を決定する。チャネルは３つの状態の１つ、すなわち使用中、コンテンション、または遊休状態であることができる。物理的キャリア検知（ＰＣＳ）はＰＨＹ層によって提供される。仮想キャリア検知（ＶＣＳ）はＭＡＣ層によって提供される。ＰＣＳまたはＶＣＳのいずれかが使用中チャネルを示した場合、チャネルは使用中であるとみなされる。そうでない場合、チャネルはコンテンションまたは遊休のいずれかの状態である。

ＶＣＳは、現行送信セッション中に送信機または受信機のいずれかによって送信されるフレームに示されたリザーブ時間に応じて増減することができる。局は、ＶＣＳが零であり（すなわち媒体が使用中でない）、かつ物理的キャリア検知が遊休であり、チャネルが使用中でないことを示している場合にのみ、送信プロセスを開始することができる。

各受信局は、該局がその一部でないセッションに関連付けられる各ＬＡ対のためのリザーブカウンタを記録し、セッション中に適切にカウンタを更新する。ＶＣＳは全てのリザーブカウンタのうちの最大値に設定される。

６．２チャネルコンテンション期間
ＭＡＣプロトコルは、任意の数の優先順位レベルを使用して実現することのできる優先順位に基づくチャネルアクセス方法を実現する。該方法は、チャネルのトラヒック内容を適応させることができるという利点を有する。以下で、優先順位付けチャネルアクセス方法の詳細を説明する。単なる例示目的で、該方法を４つの優先順位クラスを含む実施例を使用して説明する。当業者はここに開示する原理および方法を使用して任意の数の優先順位レベルを実現することができるので、本発明をこの実施例に限定するつもりはないことに留意されたい。

優先順位を付けられた多数のコンテンションウィンドウに分割されたコンテンション期間を表わす線図を図１８に示す。コンテンション期間は４つのコンテンションウィンドウに分割される。局は、パケット待ち送信の優先順位に等しいかそれより低い優先順位クラスに割りあてられたコンテンションウィンドウ中に、チャネルの制御を争奪する。チャネルの争奪は、本書で後述するバックオフアルゴリズムに従って実行される。より高い優先順位のコンテンション期間中には、局はそのバックオフ手順を作動せず、それらのバックオフカウンタを減分しない。コンテンションウィンドウは降順に順序付けられ、それによって優先順位３は最高であり、優先順位０は最低である。この技術は、パケットが優先順位の降順に従って送信されることを確実にする。

各優先順位クラスのコンテンションウィンドウのサイズは、（１）同一優先順位クラスで送信する局の数、および（２）チャネルで発生する衝突の数に依存する。各局は、６．４節に記載する方法に従って、各優先順位クラスのコンテンションウィンドウのサイズを計算する。

上述した方法は、ネットワーク内の局間の全体的同期化を必要とせず、効果的かつ頑健であることに注目されたい。局が異なるコンテンションウィンドウサイズを使用する場合、局はそれ自身の優先順位に等しいかそれより低い優先順位レベルの間だけそのバックオフカウンタを減分するので、より高い優先順位のフレームの前に、より低い優先順位のフレームが送信される確率は非常に小さい。この特徴は、物理媒体が同一チャネルを使用する部分的に重複する多数のセルを含む、ＰＬＣに基づくネットワークでは特に重要である。局間の微小な差異を許容することによって、１つのセルから次のセルに漸次変化がもたらされる。

ＶＣＳおよびＰＣＳが使用中から遊休に変化するによって、または局が参加したばかりのセッションの終わりによって示される通り、現行セッションの終了後に、チャネルは使用中からコンテンション期間ＣＩＦＳに変化する。

送信を待っているフレームに関連付けられる優先順位のコンテンションウィンドウが開始すると、後述するバックオフアルゴリズムが開始される。バックオフカウンタが零に達すると、次いで局はチャネルを争奪する。局は、送信のためのチャネルをリザーブしようと試みることによって、チャネルを争奪する。セッション送信が保留されており、現行コンテンションウィンドウの優先順位がセッションの優先順位より低い場合には、バックオフアルゴリズムが直ちに開始される。現在保留中のセッションより高い優先順位を有する新しいセッションが到着すると、新しいセッションが保留中のセッションに代わってチャネルを争奪する。

６．３ チャネルアクセスバックオフアルゴリズム
ここで説明するバックオフプロセスは、セッションをチャネルに送信することができるようになる前に開始される。バックオフアルゴリズムが開始されるときにチャネルが遊休状態である場合、局は直ちに送信を開始する。そうでなければ、局は０とＣＷ_ｐｘとの間でバックオフをランダム化し、それは局の優先順位に対応するコンテンションウィンドウの開始時に開始される。バックオフが零に達し、チャネルが使用中でない場合、送信が開始される。セッションの送信は、６．５節で後述するチャネルのリザーブを試みることによって開始される。

局は、チャネルが使用中でなく、かつ保留中の送信の優先順位に等しいかそれより低い優先順位のコンテンションウィンドウ中の場合にのみ、バックオフ値を減分する。バックオフカウントダウン中に送信が検出されると、局は、その優先順位に等しいかそれより低い優先順位を有する次のサイクルのコンテンションウィンドウまで送信を保留し、バックオフカウンタをその前の値から減分し始める。

フレームが検出されず（すなわち誤り検出）物理的キャリア検知が不活性化された場合、コンテンションウィンドウがその前の状態から始まり、バックオフはその前の値からカウントダウンし続ける。

背景の部分で述べたとおり、バックオフタイムスロット（バックオフスロットまたはタイムスロットとも呼ばれる）に選択された時間幅は潜在的に、チャネルアクセス機構のオーバヘッドの大きい部分を構成することがあり得る。他方、タイムスロットは、他の局が送信し始めたことを局が識別できなくなるので、小さすぎてはいけない。ＭＡＣプロトコルは、タイムスロットの幅を先行技術のアルゴリズムよりかなり短い時間に設定するために、物理層によって提供される２つの信号、高速キャリア検出（ＦＣＤ）およびキャリア検出（ＣＤ）を使用する機構を備えている。

ＦＣＤ信号は、送信が開始しているかもしれないことを示す、物理層からＭＡＣ層への信号である。この信号は、送信の開始後非常に迅速に到着するが、比較的高いフォールスアラームレートを有する。ＣＤ信号もまた、非常に高い確率で送信が開始していることを示す、物理層からＭＡＣ層への信号である。この信号は送信の開始から比較的長時間後に到着するが、非常に低いフォールスアラームレートを有する。

先行技術のバックオフアルゴリズムはタイムスロットをＣＤ時間に設定する。本発明のバックオフアルゴリズムは、タイムスロットの幅をＦＣＤ時間に設定し、したがってオーバヘッドをかなり低減する。ＦＣＤ時間をタイムスロット（すなわちバックオフスロット）として選択することは、スロットタイムが充分の大きいので、ランダムバックオフ時間を使用する局が衝突せず、その一方で、それは物理層が高い確率で送信が開始されたことを識別するのに要する時間よりかなり短いという利点を有する。ここに提示する例示的実施形態では、ＦＣＤ時間とＣＤ時間との間の比率は最小限１：６であり、したがって従来のアルゴリズムを超えるかなりの利点をもたらす。

優先順位を付けた多数のコンテンションウィンドウに分割されたコンテンション期間を表わした線図を図１９に示す。コンテンションウィンドウ１９６は、多数のＣＤ時間１９４に分割された状態で示される。次いで、各ＣＤ時間は多数のＦＣＤ時間１９２にさらに分割される。本発明では、バックオフ時間をランダム化するために使用されるタイムスロットは、ＣＤ時間ではなく、むしろＦＤＣ時間である。これは局がチャネルを獲得するための必要な時間を大幅に短縮する。

本発明のバックオフアルゴリズムは、局が同時にチャネルを争奪するのを防止するように意図されている。現行の送信が完了した後、局はチャネルを争奪し始めることができる。コンテンション期間はタイムスロットに分割される。局は、それがチャネルを争奪しようと試みる前にどれだけのタイムスロット数だけ保留しなければならないかをランダム化する。保留時間中に別の局が送信を開始した場合、局は次にチャネルが空くまで待つ。タイムスロットのサイズは、様々な保留期間をランダム化する局がチャネル上で衝突しないように決定される。これは、より長い保留期間をランダム化した局は、第２局がすでに送信を開始したことを検出することを意味する。タイムスロットのサイズは通常、局がチャネル上のパケットに同期化するために要する時間に設定される。しかし、タイムスロットが大きければ大きいほど、バックオフアルゴリズムがチャネルアクセス機構に付加するオーバヘッドが大きくなる。

以下はバックオフアルゴリズムの説明である。本発明のＭＡＣプロトコルのバックオフ機構を表わした流れ図を図２０Ａおよび２０Ｂに示す。バックオフアルゴリズムは、新しいセッションをチャネルに送信する前に、セッションの優先順位に対応するコンテンションウィンドウの開始時に開始される。最初に局がホストから送信要求を受信する（ステップ２００）。次いでコンテンションウィンドウ（ＣＷ）がＣＷＭｉｎの値に設定される（ステップ２０２）。コンテンション期間の始めに、局はバックオフ時間をタイムスロットの幅の倍数、すなわち０からＣＷ_Ｐｘの間の値としてランダム化する（ステップ２０６）。チャネルが遊休状態のときにバックオフアルゴリズムが開始されると、局はすぐに送信を開始することができ、そうでなければ、送信局はバックオフをランダム化する。

チャネルがコンテンション期間である間（ステップ２０６）、局はより高い優先順位のＣＷＭｉｎを待った後（ステップ２０８）、バックオフ時間を減分する（ステップ２１０）。バックオフカウンタが零でない間に（ステップ２１２）、該方法はＶＣＰおよびＰＣＳが遊休であるか検査し、バックオフカウンタを減分する。バックオフカウンタが零に達すると（ステップ２１２）、６．５節で後述するようにチャネルをリザーブ（または獲得）しようと試みることによって、送信に取りかかる。チャネルのリザーブは、ＲＴＳまたはＲＡフレームを送信することによって達成される（ステップ２１４）。当該プロトコルは、チャネルを捕捉するように設計された２つの特殊制御パケット、すなわち送信要求（ＲＴＳ）および送信可（ＣＴＳ）を実現する。ＲＴＳおよびＣＴＳパケットは、ソース局および受信局の両方によってチャネルを捕捉しリザーブするために使用される。

ＲＴＳ／ＲＡフレームがタイムアウトになった場合（ステップ２１６）、再試行回数がＲＴＳ／ＲＺ ｆｉｒｓｔ ｒｅｔｒｙより小さければ（ステップ２２０）、ＣＷのサイズは６．４節で後述するように調整され、新しいランダムバックオフが生成される（ステップ２３２）。そうでない場合、ＣＷのサイズは調整され、新しいランダムバックオフが生成される（ステップ２２４）。ｍａｘ ＲＴＳ／ＲＡ ｒｅｔｒｉｅｓが満たされなければ、該方法はステップ２０６で遊休チャネル状態についての検査から続行される。そうでなければ、リンク障害が宣言される（ステップ２２８）。

ＲＴＳ／ＲＡフレームがタイムアウトでなければ（ステップ２１６）、局はフレームの受信について検査する（ステップ２１８）。フレームを受信した場合、該方法は戻り、そうでなければ、該方法はステップ２１６から続行される。

したがって、ＭＡＣプロトコルでは、ＦＣＤ信号が到着すると、局はバックオフカウンタの減分を停止する。ＣＤ信号がＦＣＤ信号の受信からＣＤ時間内に到着しなければ、それはＦＣＤ信号がフォールスアラームであったことを示す。次いで、局は、ＦＣＤ信号を受信する前の時点からバックオフカウンタの減分を続行する。ＣＤ信号が到着すると、局は送信を保留し、次のコンテンション期間を待つ。

局は、チャネルが使用中でなく、かつ送信を待っているセッションの優先順位に等しいかそれより低い優先順位のコンテンションウィンドウ中の場合にのみ、バックオフ値を減分する。バックオフカウントダウン中に送信が検出されると、局は、その優先順位に対応するコンテンションウィンドウに到達する次のサイクル時まで送信を保留する。その時点で、局はバックオフカウンタをその前の値から減分し始める。

バックオフカウンタが満了し、チャネルのコンテンションが成長した後、送信が行なわれる。現行送信が完了すると、局は再びランダムバックオフ間隔を選択する。バックオフ時間の機能は、各局に異なる待ち時間を持たせて、局がチャネルを争奪する時間を拡散させることである点に注目されたい。したがって、バックオフ時間は局およびコンテンション事象の数に従って設定される。

６．４ コンテンションウィンドウサイズの適応調整
各優先順位クラスのコンテンションウィンドウのサイズは、ネットワークトラヒックの現在の特徴に適応させるために変更される。本発明では、各局が待つバックオフ時間が、最後の送信からランダム時間後に開始する。ランダム時間は零からコンテンションウィンドウのサイズまでの間で選択される。

コンテンションウィンドウのサイズは、衝突の確率を決定する上で重要な役割を果たすことに注目されたい。衝突の確率に影響する別の因子は、チャネルにアクセスを試みる局の数である。例えば、２０局が同時に送信を待っていると考える。各局がサイズ１０のコンテンションウィンドウ内の乱数を選択すると、多くの衝突がある可能性が高い。他方、コンテンションウィンドウが６０に延長されると、衝突はほとんどなくなりそうである。本発明は、コンテンションウィンドウのサイズを任意の一時に送信を希望する局の数に動的に適応させる機構を提供する。

推定チャネルオーバヘッド時間対コンテンションウィンドウのサイズを表わすグラフを図２１に示す。チャネルアクセスプロセスのオーバヘッドは、（１）全ての局がバックオフ時間の満了まで送信を保留するサイレント期間と、（２）２つまたはそれ以上の局が同時に送信しようとする衝突との組合せから構成される。コンテンションウィンドウのサイズが低減すると、衝突の確率が増大し、その逆も真である。したがって、チャネルオーバヘッドを最小化する最適なＣＷサイズが存在する。これはグラフに「Ａ」と表示されたＣＷサイズによって示される。

グラフの勾配はＡ点の左側が右側より急である。Ａ点の左側に移動すると、最終的にチャネルオーバヘッドが漸近的に無限大に増加するまで、衝突の確率が増大する。Ａ点の右に移動すると、サイレント期間の増加のため、チャネルオーバヘッドは徐々に増加する。以下で指定する理由による許容誤差を考慮するために、最適値はＡ点の右側に位置するＢ点とする。

最適ＣＷサイズの推定における不正確さは主として、（１）推定プロセスの精度および信頼性の限界、ならびに（２）調整に時間がかかる負荷の経時的な動的変化による。

本発明では、コンテンションウィンドウのサイズを調整するための方法を提供する。コンテンションウィンドウのサイズは、同一優先順位クラスでチャネルで送信を行なうと推定される局数を使用して、次式を用いて適応される。

ここで

であり、ここで
バックオフ値は、各局がチャネルを争奪するまで待つランダム時間であり、
ＣＷは、各局がバックオフ値をその中でランダムに選択するコンテンションウィンドウであり、
αはシミュレーションによって決定される係数であり、
Ｎは任意の一時にチャネルを争奪する局数であり、Ｎは実際の数、Ｅ（Ｎ）は予想局数であり、
Ｋはシミュレーションによって決定される係数であり、
Ｔｉｍｅ ｏｆ ｃｏｌｌｉｄｉｎｇ ｐａｃｋｅｔはコンテンションパケットの予想送信時間であり、それはデータパケット自体または制御パケットのいずれかを含んでもよい。
１／λは局が送信するパケットを持つ確率を表わす。
αおよびＫはネットワーク仕様の一部として固定されており、各々の特定のネットワーク実現に対して計算、測定、および／またはシミュレーションによって決定されることに注目されたい。

値Ｎは、次式の１つを用いて推定することができる。

ここで、ｔの期待値は次式によって与えられる。

ここで、
ｔは、局が送信を許可された瞬間から１つの局が送信を開始するまでの実際の時間であり、
Ｅ（ｔ）はｔの期待値である。
各局はそのＣＷを送信する。全ての局は、最後の送信から現行送信の時間までの時間を測定することによってｔを決定する。送信されたＣＷおよびｔを使用して、各局はＮの予測を計算する。次いで、各局は次式を使用して新しいＮを計算する。

ここで重み係数βはシミュレーションによって決定される。次いで局は、式（７）を使用して新しいＣＷを次のように計算する。
重み係数βは２つの異なる値に、すなわちＮ_ｎｅｗ＜Ｎ_{ｅｓｔｉｍａｔｅｄ}のときはβ_１、Ｎ_ｎｅｗ＞Ｎ_{ｅｓｔｉｍａｔｅｄ}のときはβ_２に割り当てることができることに注目されたい。開始時および各々の新しい局がネットワークに参入するときに、局は大きい初期Ｎ_０を割り当てられ、そこから局はそれらの第１ＣＷ値を計算する。しかし、その後、ＣＷ値は実際のネットワークの特徴に迅速に適応する。

６．４．１ 隠れノード問題を考慮した調整方法
チャネルにおける衝突は２つの状況で発生することがある。すなわち、（１）２つまたはそれ以上の局が同一ランダムバックオフを選択した場合、および（２）２つの局が相互に隠れている場合、である。第２の場合、局は相互に聴取できないが、ネットワークの他の局を聴取することはできる。この場合、１つの局が、他の局が終了しないうちに送信を開始する可能性がある。

第１の衝突状況では、衝突局は再送信を希望し、したがってチャネルの争奪を希望する局群の一部となる。これはＣＳＭＡ／ＣＡ方法の正常な挙動であり、本発明の適応ＣＷサイズアルゴリズムは、ＣＷサイズパラメータを最適化するように設計される。

隠れノードは肯定応答を受信せず、再送信を希望しないので、第２の衝突状況はより複雑である。このパターンは、再送信回数が使い果たされるまで繰り返される。上位通信層に通知され、その結果パケットが再び生成され、結果的に、上位通信層が接続を閉じるまで無限ループが生じる。

本発明では、有限数のコンテンションを可能にし、その後で局が隠れノードの疑いがある、すなわち特定の数の肯定応答を受信できないことは、障害が通常の衝突によるものではないことを示すと宣言することによって、無限ループの発生を回避することができる。

１つの局がその送信を終了した後で、第２のノードがその送信を開始すると、無限ループは回避される。これは、両方の局が衝突パケットまたはそれ以上のサイズのタイムスロットを使用するランダムバックオフ時間を選択する場合に、保証することができる。隠れノードの状況が疑われる場合、関係する全ての局は、衝突パケットまたはそれ以上のサイズ単位でランダムバックオフ数を選択する。この場合、ＣＷはＹ×ｃｏｌｌｉｄｉｎｇ ｐａｃｋｅｔ ｔｉｍｅ ｕｎｉｔｓとなり、ここでＹは、予め定められるかまたは動的に設定される係数である。したがって、局はネットワークの残りに対して相対的に大きいバックオフ値を選択する。しかし、最終的に両局とも相互に衝突することなく送信する。

６．５ チャネルのリザーブ
上述の通り、バックオフカウンタが零に達すると、局は、ＬＳＴの制御フレームまたはＳＳＴのＳＳＴフレームのいずれかを使用して、リザーブカウンタ更新情報を持つフレームを送信することによって、チャネルをリザーブしようとする。送信中に、再送信またはセッション打切りが発生した場合、チャネルのリザーブは必要に応じて更新される。

６．５．１ 長セッショントランスポートのチャネルリザーブ
局は、送信要求（ＲＴＳ）制御フレームを送信することによってチャネルをリザーブする。ＲＴＳフレームは、宛先からのＡＣＫパケットを含む新しい送信に必要なリザーブ時間を含む。宛先局は、ＲＴＳフレームの終わりからＲＩＦＳ秒以内に送信可（ＣＴＳ）フレームで応答する。ＣＴＳフレームは、ＲＴＳパケットからコピーされたリザーブ時間を含む。

本発明のＲＴＳ／ＣＴＳプロセスを表わした線図を図２２に示す。受信機が着信伝送を処理するだけの充分なリソースを持たない場合、それはＣＴＳ Ｆａｉｌフレームで応答する。加えて、ＲＴＳおよびＣＴＳフレームは、伝送の信頼性を最大にするために、送信機の最大パワーレベルおよび最低伝送速度を使用して送信される。

送信機がＣＴＳフレームを受信した後、それはＣＴＳフレームの終わり後のほとんどのＲＩＦＳでセッションデータフレームを送信し始める。再送信の場合、ＡＣＫ、ＲＡおよび第１フレームはチャネルのリザーブを更新する。リザーブの計算については６．５．３節で後述する。セッション打切りの場合、上で３．６節で述べた通り、チャネルは解放される。送信機がＣＴＳ Ｔｉｍｅｏｕｔ後にＲＴＳに対するＣＴＳ応答を受信しない場合、送信機は衝突が発生したと推測して、６．６節に記載するリザーブ再試行プロセスを呼び出す。

６．５．２ 短セッショントランスポートのチャネルリザーブ
ＳＳＴのチャネルリザーブは、ＡＣＫ付きのＳＳＴでのみ有効である。ソース局はリザーブ値を含むＳＳＴフレームを送信する。宛先局は、必要ならば再送信時間に等しいリザーブ時間を含むＡＣＫフレームで応答する。ＡＣＫフレームが受信されなければ、ソース局は衝突が発生したと推測して、６．６節に記載するリザーブ再試行プロセスを呼び出す。

６．５．３ リザーブの計算
全てのリザーブ時間は、送信前に１バイトのサイズに適合するように圧縮される。該バイトはＲＥＳフィールドによって表わされる。各受信局はＲＥＳフィールドを圧縮解除し、圧縮解除されたリザーブ時間を使用してＶＣＳタイマを更新する。リザーブ時間は、ＶＳＣタイマを更新するためにも使用されたフレームの最後に受信したビットからカウントされる。任意の適切な圧縮および圧縮解除技術を使用することができ、本発明の作用にとって重要ではない。リザーブ時間は以下の表６に記載する通り計算される。

６．６ リザーブ再試行プロセス
ソース局がリザーブフレームへの応答を受信し損なうか、または不良ＣＲＣ８もしくはＣＲＣ１６のあるフレーム（ＲＴＳまたはＳＳＴフレームのいずれか）を受信した場合、局は衝突が発生したと推測して、リザーブ再試行プロセスを呼び出す。ソース局が応答でない有効なフレームを受信すると、ソース局は送信を保留し、次のコンテンション期間を待つ。

本発明のＲＴＳ方法を表わした流れ図を図２３に示す。第１ステップは、ＲＴＳ Ｆｉｒｓｔ ｒｅｔｒｉｅｓ回、リザーブフレームを送信することである（ステップ２４０、２４２、２４４、２４６）。ＲＴＳ Ｆｉｒｓｔ ｒｅｔｒｉｅｓ後に応答が受信されなかった場合（ステップ２４６）、局は新しいバックオフをランダム化し、リザーブフレームを再送信する（ステップ２４８、２５０、２５２、２５４、２５６）。このステップはＭＡＸ ＲＴＳ Ｒｅｔｒｉｅｓ回繰り返される。

ＭＡＸ ＲＴＳ Ｒｅｔｒｉｅｓ後に応答が受信されなかった場合（ステップ２５６）、ソース局はＲＴＳ Ｆａｉｌフレームを送信し、新しいＬＡ割当プロセスを呼び出す（ステップ２５８、２６０）。ＬＡ割当プロセスが失敗すると、局は宛先局のリンク障害を宣言し（ステップ２６２）、該方法は戻る。ＣＴＳフレームをソース局が受信すると（ステップ２４２または２５２）、保留中のセッションのデータフレームの送信が始まる（ステップ２６４）。

１回目のＲＴＳ／ＲＡ Ｆｉｒｓｔ ｒｅｔｒｉｅｓ再試行中に、送信機は再送信の前にＢａｃｋｏｆｆ ＳｌｏｔＴｉｍｅまたはＢａｃｋｏｆｆ ＳｌｏｔＴｉｍｅ＊２のバックオフ値をランダム化する。次回のＭＡＸ ＲＴＳ／ＲＡ Ｆｉｒｓｔ ｒｅｔｒｉｅｓ再試行中に、送信機はＣＷ_Ｐｘ値を２倍に増加し、各再送信前に新しいバックオフ値をランダム化する。ＣＷ_Ｐｘの値はＣＷ_{Ｐｘ−ＭＡＸ}を超えてはならない。

ＣＷ_Ｐｘの値は、チャネルのリザーブに成功するたびに２分の１に低減され、コンテンションウィンドウが経過して送信が開始されない場合にその都度、６．２節に記載した式によって計算された値に初期化される。

本発明のＣＴＳ方法を表わす流れ図を図２４に示す。タイムアウトは最初にＣＴＳ Ｔｉｍｅｏｕｔの値に設定される（ステップ２７０）。タイムアウトが発生しない間（ステップ２７２）、タイムアウトは減分され（ステップ２７４）、ＣＴＳフレームが受信されたかどうかの検査が実行される（ステップ２７６）。ＣＴＳフレームが受信された場合、該方法は受信されたＣＴＳを戻し（ステップ２８０）、そうでなければ、該方法はステップ２７２のタイムアウト検査から続行される。タイムアウト後に、該方法はタイムアウトで戻る（ステップ２７８）。

６．７ フレーム間空間
媒体上のフレーム間の時間間隔はフレーム間空間を構成し、信号伝播および局処理時間のため必要である。ＭＡＣプロトコルの場合、後述する通り、３つのフレーム間空間値が定義される。送信セッション間に挿入されるフレーム間空間を表わした線図を図２５に示す。

コンテンションフレーム間空間（ＣＩＦＳ）は、前セッションの終わりと新しいコンテンション期間の始めとの間の空間と定義される。新しいセッションは、最高優先順位および零バックオフの場合、前セッションの終わりから少なくともＣＩＦＳ後に開始することができる。

応答フレーム間空間（ＲＩＦＳ）は、フレーム送信の終わりとその関連応答の始めとの間の時間と定義される。応答が期待されない場合、ＣＩＦＳが有効であることに注意されたい。

延長フレーム間空間（ＥＩＦＳ）は、局が媒体の状態の完全な知識を持たない場合の状態に対して定義される。これは、局がフレームの一部分だけを聴取するとき、受信したフレームの誤りが復号を難しくしているとき、または局が最初にネットワークに参加するときに発生することがある。ＥＩＦＳは、進行中のセッションに対して衝突を引き起こすのを防止するために、他のフレーム間空間より著しく長くすることが好ましい。

７．フレームフォーマット
７．１ フレーム型
ＭＡＣプロトコルは２つのフレーム構造型、すなわちデータフレームおよび制御フレームを規定する。どちらのフレーム型もＰＨＹヘッダ（フレーム制御）セクション、ペイロードセクション、およびフレーム検査シーケンス（ＦＣＳ）（すなわちＣＲＣ）、および状態セクションから構成される。両方のフレーム型の構造、内容、および機能の詳細を以下の節で提示する。

７．２ ビット順序
データは、最初に最上位バイトから、最上位ビットを先頭に物理層に提示され、ここでビット番号７は１バイトのＭＳＢである。ここに提示する線図は、最上位ビットまたはバイトを左側に示している。

７．３ フレーム構造
制御フレーム用のフレームフォーマットは、フレーム制御の後に続くペイロードおよびフレーム検査シーケンス（ＦＣＳ）／状態から構成される。フレーム制御は、ペイロードを復号するために受信機によって使用される、後述する制御情報を含む。ペイロードは、フレームの型に応じて３から２０４８バイトの間の変動バイト容量を有する。

７．３．１ フレーム制御ヘッダ
フレーム制御ヘッダは、制御フレームおよびデータフレームに対して異なるサイズおよび異なる内容属性を有する。制御フレームは２４ビットのフレーム制御を使用するが、データフレームは４０ビットのフレーム制御を使用する。

７．３．２ ペイロード
ペイロードは、制御フレームおよびデータフレームに対して異なるサイズおよび異なる内容を有する。制御フレームは３バイトの固定ペイロードを有するが、データフレームは４〜２０４８バイトで変動できる可変ペイロードを有する。

７．４ 制御フレーム
制御フレームの構造を表わした線図を図２６に示す。制御フレームは長さが固定されており、そのフォーマットは、２４ビットのフレーム制御の後に続く３バイトのペイロードおよび８ビットのフレーム検査シーケンス（ＦＣＳ）／状態を含む。

７．４．１ フレーム制御ヘッダ（制御フレーム）
フレーム制御は、ＰＨＹ層によって使用されるフレームに関するパラメータを提供する。宛先局はフレーム制御情報を使用して、フレーム型およびフレームパラメータを識別する。フレーム制御は２４ビットのフィールドである。ビットフィールド定義を下の表７に示す。

７．４．１．１ 条件付き送信
条件付き送信ビット（ＣＴ）が「１」ならば、最後に受信したパケットのＣＲＣがＯＫであった場合にのみ、局は送信する。それが「０」に設定されているならば、最後のパケットのＣＲＣに関係なく、局は送信する。このビットは「０」に設定される。

７．４．１．２ データ／制御フレーム型
「０」に設定されたデータ／制御フレームビット（ＤＣ）はデータフレームを示し、「１」は制御フレームを示す。このビットは「０」に設定されて制御フレームを示す。

７．４．１．３ レート
レートビットは、フレームを送信するために使用されるレートを示す。「０」のレートビットはフルレート（すなわち４μｓのシンボル持続時間）を示し、「１」のレートはハーフレート（すなわち８μｓのシンボル持続時間）を示す。

７．４．１．４ フレーム型
フレーム型（ＦＴ）フィールドは、どの制御フレームが送信されるかを示す。フレーム型フィールドの値を下の表８に列記する。

７．４．１．５ Ｔｘ待ち時間
Ｔｘ待ち時間は、送信要求から送信を開始するまでの遅延時間を示す６ビットのフィールドである。Ｔｘ待ち時間の分解能は４μｓである。

７．４．１．６ ネットワークＩＤ
３ビットのネットワークＩＤフィールドは、モデムのネットワークＩＤを示す。このフィールドはＭＡＣによって設定可能である。ネットワークＩＤのデフォルト値は「０００」である。

７．４．１．７ 確認ビット
確認ビットは、前フレームの受信がＯＫであったかどうかをソース局に示す。このビットは宛先局でＰＨＹ層によって設定される。「０」の値は最後のフレームが破損したことを示し、「１」の値は最後のフレームが無事に受信されたことを示す。確認ビットは受信側でのみ有効である。該ビットはソース局のＭＡＣ層によって「０」に設定される。

７．４．２ 制御フレームのペイロード構造
７．４．２．１ ＲＴＳ、ＣＴＳ、ＲＡ
ＲＴＳ、ＣＴＳ、ＲＡ制御フレームのペイロード構造を表わした線図を図２７に示す。３バイトのペイロードは１バイトのリンク宛先アドレス（ＬＤＡ）、１バイトのリンクソースアドレス（ＬＳＡ）、および１バイトのリザーブフィールドを含む。フレーム検査シーケンス（ＦＣＳ）／状態がペイロードの後に続く。

７．４．２．２ ＡＣＫ構造
ＡＣＫフレームフォーマットを表わした線図を図２８に示す。ＡＣＫフレームは１バイトのＸＭＡＣアドレス、１バイトの肯定応答ビット（ＡｃｋＢｉｔｓ）フィールド、および１バイトのリザーブフィールドを含む。フレーム検査シーケンス（ＦＣＳ）／状態がペイロードの後に続く。

ＸＭＡＣフィールドは６バイトのソースＭＡＣ局アドレスのＸＯＲプロダクトである。ＸＭＡＣの第１ビットは、６バイトのソース局ＭＡＣアドレスの各々のビット０のＸＯＲである。ＸＭＡＣの第２ビットは、６バイトのソース局ＭＡＣアドレスの各々のビット１のＸＯＲであり、以下同様である。

ＡｃｋＢｉｔｓフィールドはデータフレームの受信を確認するために使用される。ＡｃｋＢｉｔｓフィールドの各ビットは、１フラグメントのＡＣＫに対応する。ＡｃｋＢｉｔｓフィールドにおけるＡＣＫビットの位置は、セッション内のフレームインデックスに対応する。「０」は肯定的ＡＣＫを示し、「１」はＮＡＣＫを示す。

リザーブフィールドは、破損データフレームの再送信用のチャネルをリザーブするために使用される。

７．４．２．３ ＦＡＩＬ制御フレーム
各制御フレームはフェイル接続指示オプションを有する。フェイル制御フレームは、全てのＲＥＳビットが「０」に設定された通常の制御フレームと同じである。

７．４．３ フレーム検査シーケンスおよび状態
送信指示におけるフレーム検査シーケンス（ＦＣＳ）は、８ビット巡回冗長検査（ＣＲＣ）を含む８ビットフィールドである。ＰＣＳは、次の８次の標準生成多項式を使用して計算される。

Ｐ_８生成多項式は最長生成多項式ではない。受信指示における状態バイトは、下の表９に記載する。

７．５ データフレーム
データフレームの構造を描いた線図を図２９に示す。データフレームフォーマットは、４０ビットのフレーム制御ヘッダの後に続く４ないし２０４８バイトの可変ペイロードおよび８／１６ビットのＦＣＳ／状態フィールドから構成される。

７．５．１ フレーム制御ヘッダ（データフレーム）
フレーム制御ヘッダは、宛先局のアドレスに関する情報に加えて、宛先局がフレーム型を識別するために使用する情報を含む。フレーム制御ヘッダは４０ビットのフィールドである。フレーム制御ヘッダのビットフィールドの定義を下の表１０に列記する。

７．５．１．１ １シンボル当たりのビット数
ＰＰフィールドは、１シンボル当たりのビット数を示す。「００」のＰＰ値は、１シンボル当たり４ビットを示す。「０１」は１シンボル当たり５ビットを示し、「１０」は１シンボル当たり６ビットを示し、「１１」は１シンボル当たり７ビットを示す。

７．５．１．２ 倍速
倍速（ＤＲ）ビットは、フレームを倍速で伝送するかどうかを指示する。このレートで動作しながら、１シンボル当たり最高６ビットまで使用することができる。「０」の値はレートはＲおよびＰＰフィールドに従うことを示す。「１」の値は倍速動作を示し、ＰＰフィールドは「１１」にすることはできない。

７．５．１．３ ペイロード長
ペイロード長フィールドは、ペイロードフィールドの長さをバイト単位で示す。該フィールドは２つのフィールド、すなわち３ＭＳＢビットのデータ長を表わすＭＳＢ ＬＥＮおよび８ＬＳＢビットのデータ長を表わすＬＳＢ ＬＥＮフィールドに分割される。１１ビットのペイロード長フィールドは、２０４８バイトの最大長を持つペイロードが可能である。

７．５．２ データフレームのペイロード構造
データフレームの構造を表わした線図を図２９に示す。データフレームのペイロード部分は４〜２０バイトのペイロードヘッダ、可変長セッションヘッダ、および０〜２０４３バイトのデータフレームを含む。ペイロードの前に４０ビットのフレーム制御が先行し、ペイロードの後に８／１６ビットのフレーム検査シーケンス（ＦＣＳ）／状態フィールドが続く。

７．５．２．１ データフレームのペイロードヘッダ
データフレームのペイロードヘッダ部分の構造を表わした線図を図３０に示す。ペイロードヘッダは可変長であり、４バイト（ＶＬＡ＝１のＳＳＴの場合）から１９バイト（ＶＬＡ＝０のＳＳＴで、中継器を使用する場合）までの間で変動することができる。ペイロードヘッダは次のフィールド、すなわち１６ビットのフレーム情報フィールド、８ビットのＬＤＡ（ＶＬＡ＝１の場合のみ）、８ビットのＬＳＡ（ＶＬＡ＝１の場合のみ）、８ビットのフレームインデックスフィールド（ＬＳＴセッションのみ）、４８ビットの宛先ＭＡＣアドレス（ＶＬＡ＝０のＳＳＴフレームのみ）、４８ビットのソースＭＡＣアドレス（ＶＬＡ＝０のＳＳＴフレームのみ、かつ第１フレームまたはＳＳＴフレームのみ）、８ビットのリザーブ（ＲＥＳ）フィールド（第１フレームまたは第１再送信またはＳＳＴフレームのみ）、１６ビットのパケットタイムアウトフィールド（セッションが中継器に送られる場合のみ）、１バイトのセッションヘッダ長フィールド（ＬＳＨＶ＝１の場合のみ）、および２バイトの送信機タイムスタンプフィールド（ＴＳＥ＝１の場合のみ）を含む。

７．５．２．１．１ フレーム情報
データフレームのフレーム情報の構造を表わした線図を図３１に示す。１６ビットのフレーム情報フィールドは、下の表１１に列記したフィールドを含む。

プロトコルバージョンフィールドは、使用中のＭＡＣバージョンを示す。送信機は、使用中のバージョンが１つだけであると想定して、これらのビットを「００」に設定する。ＰＶが「００」以外である場合、受信機はフレームを廃棄する。Ｌ／Ｓ型フィールドは、フレームがＬＳＴまたはＳＳＴセッションを含むかどうかを示す。「０」はＬＳＴセッションを示し、「１」はＳＳＴセッションを示す。送信型フィールドは送信の型を次のように示す。すなわち、「００」はユニキャスト送信、「１０」はマルチキャストデータフレーム、「１１」はブロードキャストデータフレームである（「０１」は予備である）。

データ型フィールドは、データフレームの型を次のように示す。すなわち、「０」はデータフレームを示し、「１」は管理フレームを示す。優先順位ビットは現行データセッションの優先順位を決定し、「００」は最下位の優先順位であり、「１１」は最上位である。

第１フレーム／ＡＣＫフィールドはＬＳＴおよびＳＳＴセッションに対して異なる意味を有する。ＬＳＴセッションの場合、このフィールドは、フレームが第１フレームであるかそれとも第１再送信であるかを次の通り示す。すなわち「０」は２番目ないし８番目のフレームを示し、「１」は第１フレームまたは第１回の再送信を示す。ＳＳＴセッションの場合、このフィールドは、宛先局からＡＣＫが要求されているか否かを示す。「０」はＡＣＫが要求されていないことを示し、「１」はＡＣＫが要求されていることを示す。

ＬＳＨＶフィールドは、セッションが２個以上のパケットを含むかどうかを示す。セッションヘッダが２個以上のパケットから構成される場合、ペイロードヘッダはセッションヘッダ長フィールドを含む。０のＬＳＨＶ値は、セッションが単一のパケットを含むことを示し、１の値はセッションが２個またはそれ以上のパケットを含むことを示す。ＴＳＥフィールドは、タイムスタンプフィールドが存在するかどうかを示すべく機能する。０のＴＳＥ値はタイムスタンプが無いことを示し、１の値はタイムスタンプが存在することを示す。

有効ＬＡ（ＶＬＡ）フィールドはＳＳＴフレームでのみ有効である。ＬＳＴフレームでは、このビットは送信機によって「０」に設定され、受信機では無視される。フレーム情報フィールドのＶＬＡビットは、ＬＡアドレスが有効であるかどうかを示すために使用される。「０」はＬＡが有効でないことを示し、「１」はＬＡが有効であることを示す。ＬＡが有効でない場合、ソースおよび宛先ＭＡＣアドレスが使用される。

７．５．２．１．２ フレームインデックス
８ビットのフレームインデックスフィールドは２つのサブフィールド、すなわち４ビットの総フレームフィールドおよび４ビットのフレームインデックスを含む。総フレームはセッション内のフレームの総数を表わし、フレームインデックスはセッション内のフレームのインデックスを表わす。

７．５．２．２ フレーム検査シーケンス／状態
送信機では、２つのＦＣＳがある。（１）フレーム制御ヘッダの最後の８ビットを含むヘッダＦＣＳ、および（２）ペイロードフィールドの後に続くデータＦＣＳである。受信機では、７．４．３節で上述した通り、ペイロードフィールドの終わりに状態バイトが挿入される。ヘッダＣＲＣは制御フレームの８ビットＣＲＣと同じである（７．４．３節参照）。データＦＣＳは１６ビットの巡回冗長検査（ＣＲＣ）を含む１６ビットのフィールドである。データＦＣＳは次の１６次の標準生成多項式を使用して計算される。

７．５．３ ブロードキャストペイロード構造
ブロードキャストペイロードは、ペイロードヘッダが２つの追加フィールド、すなわちブロードキャストＩＤ（ＢＩＤ）および活動ホップ（ＨＴＬ）フィールドを含むという差異以外は、通常のデータペイロードと同様である。３．３．２節を参照されたい。

７．５．４ マルチキャストペイロード構造
マルチキャストデータフレームのペイロード構造を表わした線図を図３２に示す。マルチキャストペイロードは２バイトのフレーム情報（７．５．２．１．１節参照）、１バイトのフレームナンバリング（ＬＳＴセッションにのみ存在する）（７．５．２．１．１節参照）、１バイトのＲＥＳ（第１フレームまたは第１回再送信またはＳＳＴにのみ存在する）、１バイトのセッションヘッダフィールド、マルチキャスト群内の局数を表わす１バイトのＮｕｍＯｆＬＡ、宛先「ｘ」のための１６ビットのＬＤＡｘ、ＬＳＡｘフィールド、ペイロードデータの後に続き、宛先「ｘ」からＡＣＫを要求する１バイトのＡｃｋＢｉｔｓを含む。ＡｃｋＢｉｔｓは全バイトを完成するために零を埋め込まないことに注意されたい。フレーム情報フィールドの送信型ＴｘＴフィールドはマルチキャスト送信を示すために「１０」に設定されることに注意されたい。またフレーム情報フィールドは、２ビットＰＶ、１ビットＬ／Ｓ、１ビットＤＴ、１ビットＦＦ、２ビットＰ、および７ビットのリザーブフィールドをも含む。

８．層管理
８．１ リンクアドレス割当プロセス
上述の通り、６バイトのＭＡＣアドレスは、ネットワークの各局を識別するために使用される。各局に６バイトを使用する必要性は、ＭＡＣアドレスが論理ネットワークにおける局だけでなく、物理的エンティティとしての局の一意の識別でもあるという事実に起因する。しかし、論理ネットワークでは、アドレス空間のサイズを低減するために、論理アドレスを割り当てることができる。例えば、論理ネットワークが最高２５６個までの局を持つ場合、１バイトの論理アドレスで充分であり、こうしてアドレスサイズが８０％以上削減される。上述の通り、アドレスはＲＴＳおよびＣＴＳフレームで使用され、したがってアドレスのオーバヘッドが低減され、それによってＭＡＣ層の全体的オーバヘッドが著しく低減される。

中央制御ネットワークにおける論理アドレスの展開は次の通りである。ネットワークに参加する各局は、中央制御装置によって論理アドレスが割り当てられる。分散ネットワークでは、論理アドレスを割り当てるプロセスは、分散的方法でも行なわなければならない。分散ネットワークで論理アドレスを割り当てることの主要な問題は、局がすでに使用されている論理アドレスを選択しないことを確実にすることである。

論理アドレスが一意であることを確実にするために、本発明は局間で実行される合同プロセスを提供する。本発明はまた、メモリ割当およびアドレス探索時間の観点から非常に効果的なリンクアドレスの実現をも可能にする。本発明のＭＡＣプロトコルでは、１バイトのソースおよび１バイトの宛先アドレスから成る２バイトの論理アドレスの使用ではなく、代わりに２バイトのリンクアドレス（ＬＡ）を使用する。各送信に、２バイトの論理アドレスと同じオーバヘッドを有する単一の２バイトＬＡを使用するだけである。ＬＡは、ネットワーク内の局の一意のアドレスを表わす論理およびＭＡＣプロトコルアドレスとは対照的に、２つの局間のリンクを識別する一意のアドレスである。リンクアドレス（局アドレスとは対照的に）を使用する利点は、同一アドレスサイズおよびオーバヘッド（すなわち２バイト）を維持しながら、論理アドレスを使用した場合の２^８に比較して２^１６というずつと大きいアドレス空間が得られることである。

ネットワーク内の２つの局間の新しい接続がセットアップされると、これらの２つの局間に新しいＬＡが設定される。ＬＡは２つの１バイト部分、すなわちリンクソースアドレス（ＬＳＡ）およびリンク宛先アドレス（ＬＤＡ）から構成される。ＬＳＡは送信局に関連付けられ、ＬＤＡは受信局に関連付けられる。ＬＳＡおよびＬＤＡは、各局によって維持されるアドレステーブルに格納された未使用値から、各局によってランダムに選択される。値は０ｘ００から０ｘＦＤまでの範囲とすることができる。値０ｘＦＦはＬＳＡおよびＬＤＡのどちらにも正当ではなく、ＢＬＡブロードキャスト送信の場合にのみ使用されることに注意されたい。

各局は、他の局に関連付けられた全ての割当済みＬＡのアドレステーブルを維持する。１つまたはそれ以上の中継器を使用する場合、各局に２つ以上のＬＡが割り当てられることがある。すでにＬＡを設定している局との新しいＬＡを設定する要求を受け取った局は、古いＬＡを廃棄し、新しいＬＡを設定する。

リンクアドレスは、１対の局間の全ての送信に使用される。各局は、各リンクに１つのエントリがあるＬＳＡとLＤＡの定義された対のアドレステーブルを維持する。各局はまた、二重リンクリストを維持することなどによって、ＭＡＣアドレスとリンクアドレスとの間の双方向マッピングを格納するテーブルも維持する。一般的に、リンクアドレスはリンクアドレステーブルを用いて設定される。テーブルは２５６の長さを持ち、各レコードは８ビットのリンクアドレスと、成功したフレーム送信数および失敗したフレーム送信数、誤って受信されたフレーム数、送受信されたＡＣＫ数、再送信回数等のような様々な統計関連データとを格納するように適応される。テーブルに格納される０ｘＦＦの値は、リンクアドレスが利用可能であることを示す。電源投入時、およびリセット後、テーブルの内容は０ｘＦＦに初期化される。０ｘＦＦＦＦのブロードキャストリンクアドレス付きのメッセージは、各局によってブロードキャスト送信と認識される。したがって、２５６番目のエントリはリザーブされ、ユニキャストメッセージに使用することはできない。

送信ソース局は、リンクアドレステーブルの利用可能なアドレスエントリからアドレスをランダムに選択する。選択されたアドレスはテーブルの索引として役立ち、ソース局用のＬＤＡである。局は選択されたＬＤＡを宛先受信局に送信する。次いで宛先局は、そのリンクアドレステーブルにおけるその利用可能なアドレスエントリからランダムにエントリを選択する。宛先局は受信したＬＤＡをテーブルに格納する。ＬＤＡが格納されたアドレスはＬＳＡであり、ソース局に返送される。受信後、ソース局は受信したＬＳＡをテーブルのＬＤＡアドレスの箇所に格納する。

メッセージを送信する場合、ソース局は、宛先ＭＡＣアドレスを使用して最初にＬＡを探索することによってＬＡを形成する。次いでＬＤＡ（すなわちテーブルの索引アドレス）およびＬＳＡ（すなわちＬＤＡアドレスにおけるテーブルの内容）を使用して、ＬＡが形成される。

宛先局では、ＬＡが検査されて、メッセージがその局に宛てられたものかどうかが決定される。これは、ＬＡの後半部（すなわちソースによって送られたＬＳＡ）をそのテーブルの索引アドレスとして使用し、内容をメッセージのＬＡの前半部（すなわちソースによって送られたＬＤＡ）と比較することによって行なわれる。

リンクアドレス割当プロセスは、長いＲＴＳおよび長いＣＴＳフレームの両方を使用し、あるいは２つの管理フレームリンクアドレスセット（ＬＡＳ）およびリンクアドレスセット応答（ＬＡＳＲ）を使用することによって、達成することができる。ＬＡＳフレームは開始局によって送信され、ＬＡのＬＤＡ部分を含む。ＬＡＳＲフレームは宛先局によって送信され、ＬＡのＬＳＡ部分を含む。リンクアドレスを設定するプロセスについて、以下の節で述べる。

８．１．１ 管理フレームを使用するリンクアドレス設定
本発明では、２つの局がリンクアドレスを使用して相互に通信する。ＬＡＳおよびＬＡＳＲ管理パケットを使用して２つの局間にリンクアドレスを設定するために、以下のプロセスを使用する。しかし、リンクアドレスを設定する前に、ＡＣＫおよびＶＬＡ＝０を持つＳＳＴパケットを使用して通信が達成される。

送信局のリンクアドレス割当方法を表わした流れ図を図３３に示す。最初に、送信局は空きＬＤＡのリストから新しいＬＤＡをランダムに選択する（ステップ２９０）。次いで新しいＬＤＡを持つＬＡＳフレームが受信局に送られる（ステップ２９２）。次いで送信局は宛先局からＬＡＳＲフレームを受信するのを待つ（ステップ２９４）。ＬＡＳＲフレームを受信すると、アドレステーブルが受信したＬＳＡにより更新される（ステップ３０２）。そうでない場合、ＬＡＳＲタイムアウトに達すると（ステップ２９６）、プロセスはＭＡＸ ＬＡＳ ｒｅｔｒｉｅｓ回繰り返される（ステップ２９８）。最大再試行回数後もＬＡＳＲフレームを受信しない場合、リンク障害が宣言される（ステップ３００）。

受信局のリンクアドレス割当方法を表わした流れ図を図３４に示す。送信局からＬＡＳフレームを受信する（ステップ３１０）。次いで宛先局はＬＳＡの利用可能なプールから新しいＬＳＡをランダムに選択する（ステップ３１２）。次いで宛先局は、受信したＬＤＡによりそのアドレステーブルを更新し、こうしてＬＡを完成する（ステップ３１４）。次いでそれは、選択されたＬＳＡをＬＡＳＲフレームで送信局に送信し（ステップ３１６）、それにより、それは送信局のアドレステーブルに記録される。

ＬＡＳＲが肯定応答されない場合、宛先局は新しいＬＡを「疑わしい」と標識するが、そのエントリをそのＬＡテーブルから削除しない。新しいＬＡを使用して送信局によってセッションが開始されると、受信局はＬＡ状態を「設定された」と変更する。受信局が送信機と新しいセッションを開始しなければならない場合、「疑わしい」ＬＡは使用されず、新しいＬＡが設定される。

８．１．２ 長いＲＴＳ ＣＴＳフレームを使用するリンクアドレス設定
チャネルは長いＲＴＳおよび長いＣＴＳ制御フレームを使用して捕捉される。送信局は長いＲＴＳのＬＤＡフィールドを使用してＬＤＡを割り当て、受信局は長いＣＴＳのＬＳＡフィールドを使用してＬＳＡを割り当てることによって応答し、こうして新しいＬＡが完成する。長いＲＴＳおよびＣＴＳフレームを使用する利点は、ホストデータパケットを送信する前にＬＡが設定されるまで待つ必要が無いことである。

８．１．３ リンクアドレス重複解消法
上述したＬＡアルゴリズムは、大きいリンクアドレス空間（２^１６個の可能なリンクアドレス）とあいまって、衝突の可能性を著しく軽減する。しかし、極端な場合には重複リンクアドレスが発生することがある。本発明のＭＡＣプロトコルは、重複リンクアドレスを解消する機構を含む。重複リンクアドレスの発生は、次の影響のいずれかを引き起こすことがある。（１）２つの局からのＣＴＳ応答フレームが衝突し、ソース局での受信を妨げるか、または（２）１つのＣＴＳ応答フレームだけを間違った局から受信するか、または（３）両方の局がソース局で正しく受信されるＣＴＳ応答フレームで応答する。

第１の場合は、ソースが宛先局に送信できないので、リンク障害を招く可能性がある。この型の重複アドレス問題を解決するために、ソース局はリンク障害を宣言する前に、（管理フレーム法を使用して）新しいリンクアドレスを設定しようとする。

第２および第３の場合は、間違った局がパケットを受信する結果を招く可能性がある。この型の重複アドレス問題を解決するために、ソース局はパケットに宛先局のＭＡＣアドレスを挿入する。パケットを受信すると、宛先局はＭＡＣアドレスを検査し、一致しない場合、宛先局はパケットを廃棄し、新しいＬＡを設定する。そうでない場合、処理は上述の通り進行する。

８．２ パワーおよびレートの適応
パワーおよびレートの適応プロセスは、物理層が送信セッション中にそのパワーおよびレート設定値を変更するように適応されていることを前提とする。アルゴリズムは、この能力を持つ物理層を備えて実現されたトランシーバに適している。ＭＡＣプロトコルは、ネットワークの接続性および信頼性を向上するために、進行中の接続のパワーレベルおよびレートを変更するように適応されている。ＭＡＣ層は、チャネルから収集された統計を利用してレートおよびパワーを管理する。

パワーレベルおよびレートの組合せは、パワーレベルおよびレート（ＰＬＲ）状態と定義される。ＰＬＲ状態は１からｍまでの範囲であり、ＰＬＲ状態１は最低パワーレベルおよび最高レートに対応し、ＰＬＲ状態ｍは最大パワーレベルおよび最低レートに対応する。各リンクに対し、送信機は、後で提示する式１１を使用して、破損したデータフレームの百分率ＰｒＥｒｒＤａｔａを動的に計算する。

ＰＬＲ状態はセッション中は変化しない。ＰＬＲを増加するか、減少するか、それとも変化させないかの決定は、セッションの第１ＲＴＳフレームの送信前に、送信機によって実行される。フラグメントの長さＦｒａｇｍｅｎｔＬｅｎｇｔｈは、伝送速度に従って決定される。ＭａｘＦｒａｇＮｕｍｂｅｒデータフレームの送信がＳｅｓｓｉｏｎ Ｔｉｍｅｏｕｔを超えると、フラグメントの長さは、Ｓｅｓｓｉｏｎ Ｔｉｍｅｏｕｔ限界に適合するように低減される（３．３節参照）。

ＡＣＫフレームのリザーブフィールドは、送信機によって使用される伝送速度に従って計算される。セッションが終了すると、送信機は送信に使用されたパワーレベルおよびレートを記録する。パワーレベルおよびレートの記録は、同一リンクでの次回の送信のために使用される。

本発明では、各局が、収集された統計を格納するために、ＮｅｉｇｈｂｏｒｅｄＳｔａｔｉｏｎｓと命名されたデータベースを維持する。ＮｅｉｇｈｂｏｒｅｄＳｔａｔｉｏｎｓデータベースは、該局によって維持される各リンクに対し１つのエントリを含む。各エントリは次のフィールドを含む。
ＬａｓｔＰＬ このリンクで使用された最後のパワーレベル
ＬａｓｔＲａｔｅ このリンクで使用された最後のレート
ＰｒＥｒｒＤａｔａ 破損データフレームの百分率
ＬａｓｔＰＬおよびＬａｓｔＲａｔｅフィールドは、局がセッションを終了するときに更新されることに注意されたい。量ＰｒＥｒｒＤａｔａは、次の通り２つのカウンタを使用して計算される。

ここで、
ＴｏｔａｌＮｕｍＯｆＲｅｃＤａｔａは、このリンクから受信したデータフレームの総数（誤りデータフレームを含む）であり、
ＥｒｒＤａｔａＦｒａｍｅは、このリンクを介して受信した誤りデータフレームの数であり、
αは統計履歴に割り当てられた重みである。
ＴｏｔａｌＮｕｍＯｆＲｅｃＤａｔａおよびＥｒｒＤａｔａＦｒａｍｅ量は、局がセッションを受信または送信するときに更新される。量ＰｒＥｒｒＤａｔａは、ＰＬＲ状態の変更後に零にリセットされる。

ＰＬＲ状態の変更は次のように行われる。ＰｒＥｒｒＤａｔａがＤｅｃＰＬＲＴｈｒｅｓｈｏｌｄより高い場合、送信機はＰＬＲ状態を低減する。ＤｅｃＰＬＲＴｈｒｅｓｈｏｌｄは、ＰＬＲ状態１からＰＬＲ状態ｎまでＰＬＩｎｃＴｈｒｅｓｈｏｌｄに等しい。ＤｅｃＰＬＲＴｈｒｅｓｈｏｌｄは、ＰＬＲ状態ｎ＋１からＰＬＲ状態ｍまでＲＤｅｃＴｈｒｅｓｈｏｌｄに等しい。特定のリンクのレートを低減した後、送信機はそのリンクの全てのカウンタをリセットする。

ＰｒＥｒｒＤａｔａがＮｕｍＯｆＧｏｏｄＳｅｓｓｉｏｎｓに対しＩｎｃＰＬＲＴｈｒｅｓｈｏｌｄより低い場合、送信機はＰＬＲ状態を増加する。ＮｕｍＯｆＧｏｏｄＳｅｓｓｉｏｎｓは、ＰＬＲ状態１からＰＬＲ状態ｎまでＰＬＤｅｃＴｈｒｅｓｈｏｌｄに等しい。ＮｕｍＯｆＧｏｏｄＳｅｓｓｉｏｎｓは、ＰＬＲ状態ｎ＋１からＰＬＲ状態ｍまでＲＩｎｃＴｈｒｅｓｈｏｌｄに等しい。リンクのレートを増加した後、送信機はそのリンクの全てのカウンタをリセットする。

ＴＣＰプロトコルに適応させるために、初期ＰＬＲレベルは最低レベルに設定され、接続性を確保し、ＩｎｃＰＬＲＴｈｒｅｓｈｏｌｄおよびＤｅｃＰＬＲＴｈｒｅｓｈｏｌｄは小さい値から始まり、それらの最終値まで、各ＰＬＲ状態と共に増加する。

８．３ 統計
本発明では、局は収集統計要求フレーム（ＲＧＳ）を使用して、他の局から統計を受信する。要求を受信した局は、収集統計応答（ＧＳＲ）フレームを使用して応答する。ＧＳＲフレームは、ＭＡＸ ＨＴＬを零に初期化して、ブロードキャストセッションとして送信される。任意選択的に、各局は、ＳｔａｔＩｎｔｅｒｖａｌ毎に定期的にＭＡＸ ＨＴＬを零に初期化して、ＧＳＲフレームを同報通信するように適応される。加えて、各局は、過去のＳｔａｔＩｎｔｅｒｖａｌ秒間にそれが送信した優先順位の型を含む管理フレームを同報通信する。局は受信した情報をそれらの統計に追加し、それにしたがってＣＷＭｉｎ値を計算する。

９．層管理フレーム
ＭＡＣプロトコルは、幾つかの異なる型の管理フレームを提供するように適応される。管理フレームの構造を表わした線図を図３５に示す。管理フレームフォーマットはＳＳＴデータフレームフォーマットに基づいており、２８ビットのフレーム制御ヘッダに続く１１／１５バイト管理ヘッダ、可変長管理エントリ（ペイロード）、および１６ビットのＦＣＳを含む。

９．１ フレーム制御ヘッダ（管理フォーマット）
フレーム制御ヘッダのフォーマットは、上記７．５．１節で詳述したデータフレームのそれと同一である。

９．２ 管理ヘッダ
管理フレームのヘッダ部分の構造を表わした線図を図３６に示す。管理ヘッダは、ＳＳＴヘッダを示すフラッグをセットした１０／１４バイトのペイロードヘッダの後に続く１バイトの管理エントリ数フィールドを含む。ＳＳＴヘッダについては、上記７．５．１節に記載されている。

９．３ 管理エントリ
管理フレームの管理エントリ部分の構造を表わした線図を図３７に示す。各管理エントリは、１バイトの管理型（ＭＴ）フィールドの後に続く可変長管理データ（ＭＤ）フィールドを含む。

９．３．１ 管理型
管理型フィールド（ＭＴ）の可能な値を下の表１２に列記する。

９．３．２ 管理データ
９．３．２．１ リンクアドレスセット（ＬＡＳ）
ＬＡＳエントリは、２つの局間のリンクアドレス（ＬＡ）を割り当てるために使用される（８．１節参照）。ＬＡＳエントリは、リンク宛先アドレス（ＬＤＡ）から成る１バイトの管理エントリを含む。

９．３．２．２ リンクアドレスセット応答（ＬＡＳＲ）
ＬＡＳＲエントリは受信局がリンクアドレス割当プロセス中にＬＡＳフレームを肯定応答するために使用される（８．１節参照）。ＬＡＳＲエントリは、リンクソースアドレス（ＬＳＡ）を含む１バイトの管理エントリである。

９．３．２．３ 中継器探索（ＲＳ）
ＲＳエントリは、潜在的な中継局を探索するために、ソース局によってブロードキャストセッションとして送信される（４節参照）。ＲＳエントリは、６バイトの元の宛先ＭＡＣ（ＯＤＭ）アドレスの後に続く６バイトの元のソースＭＡＣ（ＯＳＭ）アドレスを含む、１２バイトの管理エントリである。

９．３．２．４ ソース取消し中継器（ＳＣＲ）
ＳＣＲエントリは、中継器としてのその役割を停止させるために、元のソースから中継器に送信される。ＳＣＲエントリは、６バイトの元の宛先ＭＡＣアドレス（ＯＤＭ）を含む６バイトの管理エントリである。

９．３．２．５ リンク存在（ＬＥ）
ＬＥエントリは、２つの局間に直接リンクが存在するかどうかを検査するために、元のソース局から元の宛先局に送信される。ＬＥエントリは管理データを持たない。

９．３．２．６ リンク存在応答（ＬＥＲ）
ＬＥＲエントリは、ＬＥを受信したことを示すために受信機によって送信される。ＬＥＲエントリは管理データを持たない。

９．３．２．７ フェイル接続（ＦＣ）
ＦＣエントリは、元の宛先局との通信が失敗したこと、および送信を行なうことができるかまたはできないことを示すために、中継器によって元のソース局に送信される。ＦＣは、６バイトの元の宛先ＭＡＣアドレスを含む１バイトの管理エントリである。

９．３．２．８ 長いＲＴＳ／ＣＴＳ
上述の通り、同期化およびリンクアドレスの割当のために、ＭＡＣプロトコルは長いＲＴＳおよびＣＴＳフレーム送信を達成するように適応される。長いＲＴＳ／ＣＴＳエントリは、下の表１３に示す通り、ＬＤＡ／ＬＳＡの後に続くＲＥＳおよびＴＴＴの４バイトの管理エントリを含む。

９．３．２．９ 中継器探索応答（ＲＳＲ）
ＲＳＲエントリは、中継局によってＲＳフレームの肯定応答として送信される。ＲＳＲエントリは、宛先ＭＡＣアドレスの後に続くソースＭＡＣアドレス、中継器とＯＳ局との間のＰＬＲ状態、および中継器とＯＤ局との間のＰＬＲ状態を含む１４バイトの管理エントリである。ＲＳＲ管理エントリフィールドの定義を下の表１４に提示する。

９．３．２．１０ チャネルサウンディング要求（ＲＣＳ）
ＲＳＣエントリは、チャネルサウンディングパラメータを要求するために局によって送信される。ＲＣＳは管理データを持たない。

９．３．２．１１ チャネルサウンディング応答（ＣＳＲ）
ＣＳＲエントリは、ＲＣＳフレームへの応答として局によって送信される。ＣＳＲフレームは、下の表１５に記載する通り、ＣＱ、ＡｖｇＣＱ、ＣＳ ＴｘＤａｔａＣｏｕｎｔｅｒおよびＣＳ ＴｘＦａｉｌＣｏｕｎｔｅｒを含む２バイトの管理エントリである（１．１１節参照）。

９．３．２．１２ 収集統計要求（ＲＧＳ）
ＲＧＳエントリは、局によって他の局の統計パラメータを要求するために送信される。ＲＣＳは管理データを持たない。

９．３．２．１３ 収集統計応答（ＧＳＲ）
ＧＳＲエントリは、局によってＲＧＳフレームへの応答として送信される（１．１２節参照）。ＧＳＲは、下の表１６に示す統計パラメータを含む１９バイトの管理エントリである。

９．３．２．１４ グローバル時間更新要求（ＲＧＴＵ）
ＲＧＴＵエントリはグローバル時間を要求するために局によって送信される（１．１０節参照）。ＲＧＴＵは管理データを持たない。

９．３．２．１５ グローバル時間更新応答（ＧＴＵＲ）
ＧＴＵＲエントリは、局によってＲＧＴＵフレームへの応答として送信される（１．１０節参照）。ＧＴＵＲは１６ビットの刻時時間（ＴＴＴ）を含む２バイトの管理エントリである。

９．３．３ 管理フレーム優先順位
セッション前に送信される管理フレームには、セッションより１つ高い優先順位が割り当てられる（そのような優先順位レベルが存在する場合）。これらのフレームは、ＬＡＳ、ＬＡＳＲ、長いＲＴＳ／ＣＴＳ、ＲＳ、ＲＳＲ、ＣＳＲ、ＬＥ、ＬＥＲ、およびＦＣを含む。局が即座に使用する重要な情報を含む応答として送信される管理フレームには、最高の優先順位が割り当てられる。これらのフレームは、ＲＣＳ、ＣＳＲ、ＲＧＴＵ、およびＧＴＵＲを含む。一般用途および局の連続動作のための情報を要求するか含む管理フレームには最も低い優先順位が割り当てられる。これらのフレームはＲＧＳおよびＧＳＲを含む。

媒体アクセスコントローラを組み込んだ局
本発明の媒体アクセスコントローラ（ＭＡＣ）を組み込んだノード装置の一例について、今から説明する。本発明のＭＡＣプロトコル機構を実行するように適応させた例示的局を描いたブロック図を図３８に示す。一般的に３２０で参照される局は、通信機能を実行する（例えばＭＡＣ機能性を含むＯＳＩスタックプロトコル機能を実現する）ために、独立して動作することができ、あるいは交換機、ルータ、ハブ、ブロードバンドモデム、ケーブルモデム、ＰＬＣ方式モデム等のようなネットワーク装置内に組み込むことができる局を表わす。ノード装置は、アプリケーションプロセッサ３３０、および該プロセッサと通信する、関係のある静的、動的、揮発性、および／または不揮発性メモリ（図示せず）を備える。アプリケーションプロセッサはまた、ホストインタフェース３３２を介して、ホストコンピューティング装置３３４とも通信する。ホストは１つまたはそれ以上の他のネットワークを通じて通信するように適応させることができる。

局はまた、局を共用媒体３４０にインタフェースするように機能する媒体結合回路機構３２２をも含む。送信回路機構３２４および受信回路機構３２６は、媒体結合回路機構を介して媒体を通じて通信する。Ｒｘ回路機構は、受信データだけでなく、チャネルコンテンション期間中にＭＡＣによって使用されるＦＣＤおよびＣＤキャリア検出信号をも提供するように適応される。媒体アクセスコントローラ（ＭＡＣ）３２８は、一方の側では、送信回路機構に送信データを提供し、かつ受信回路からデータを受信するように機能する。プロセッサ側では、それはアプリケーションプロセッサにインタフェースする。ＭＡＣは、上述した方法および技術を使用して共用媒体へのアクセスの制御を含む、本発明のＭＡＣプロトコル層の機能性を実現するように適応される。

媒体アクセス制御は、ソフトウェアで実現し、磁気ディスク、フロッピーディスク、フラッシュメモリカード、ＥＥＰＲＯＭベースのメモリ、バブル記憶装置、ＲＡＭ記憶装置、ＲＯＭ記憶装置等のようなコンピュータ可読媒体に常駐するように適応させることができる。ソフトウェアはまた、全体的または部分的に、コンピュータシステムのプロセッサ内の静的または動的主記憶装置またはファームウェアに常駐することもできる。プロセッサはマイクロコントローラ、マイクロコンピュータ、マイクロプロセッサ、デジタル信号プロセッサ、ＦＰＧＡコア、ＡＳＩＣコア等をはじめとする、任意の適切な処理手段を含むことができる。特に、媒体アクセス制御ソフトウェアは、プロセッサによって実行されたときに、コンピュータシステムに本書で上述したいずれかのＭＡＣ層方法のステップを実行させる一連の命令を備える。

代替実施形態では、本発明は、集積回路、特に特定用途向け集積回路（ＡＳＩＣ）、フィールドプログラマブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）またはチップセットにおける上述した方法および装置の実現、ワイヤレスモデルの実現、電力線モデムの実現、交換システム製品、および送信システム製品に適用することができる。ソフトウェアとハードウェアの組合せを実現し、前者では複雑な動作を実行し、後者では時間が重視される動作を実行することもできることに注意されたい。

本書で使用する場合、交換システム製品という用語は、構内交換機（ＰＢＸ）、加入者を相互接続する中央局交換システム、ならびにブロードバンドエッジスイッチまたはアクセスマルチプレクサおよび関連シグナリングおよびサポートシステムサービスによって供給することができるサービスプロバイダのネットワークの中心に配置されるトール／タンデム交換局およびブロードバンドコアスイッチを意味すると解釈するものとする。送信システム製品という用語は、サービスプロバイダがその加入者とループシステムなどそのネットワークとの間の相互接続を達成するために使用する製品であって、広域にわたるサービスプロバイダの交換システムならびに関連するシグナリングおよびサポートシステムおよびサービス間の多重化、アグリゲーション、およびトランスポートを達成する製品を意味すると解釈するものとする。

請求の範囲は、本発明の精神および範囲内に該当する発明のそのような全ての特徴および利点を含むつもりである。当業者は多数の修正および変形を容易に思いつくので、本発明はここに記載した限定数の実施形態に限定されないつもりである。したがって、全ての適切な変形、修正、および等価物は、本発明の精神および範囲内に該当するものとみなすことができることを理解されたい。

電力線などの共用媒体に接続された複数の局を含む例示的通信システムを示すブロック図である。 ネットワークに接続された各局で実現される通信プロトコルスタックの参照モデルを示す線図である。 本発明のＭＡＣプロトコルのデータフローモデルを示す線図である。 本発明のＭＡＣプロトコルのブロードキャスト送信プロセスを示す線図である。 本発明のＭＡＣプロトコルのマルチキャスト送信プロセスを示す線図である。 本発明のＭＡＣプロトコルの長セッショントランスポート（ＬＳＴ）送信プロセスを示す線図である。 本発明のＭＡＣプロトコルの短セッショントランスポート（ＳＳＴ）送信プロセスを示す線図である。 本発明のＭＡＣプロトコルのフラグメント化プロセスを示す線図である。 本発明のＭＡＣプロトコルのＡＣＫプロセスを示す線図である。 本発明のＭＡＣプロトコルのＡＣＫ方法を示す流れ図である。 図１０に記載したＡＣＫプロセスのＡＣＫ待ち方法部分を示す流れ図である。 図１０に記載したＡＣＫプロセスのＡＣＫ要求方法部分を示す流れ図である。 本発明のＭＡＣプロトコルの中継器設定プロセスを示す線図である。 本発明のソースに基づく中継器方法を示す流れ図である。 本発明の中継器に基づく中継器方法を示す流れ図である。 本発明のＬＡＳＲ／ＲＳＲ待ち方法を示す流れ図である。 本発明の接続確立待ち方法を示す流れ図である。 複数の優先順位付きコンテンションウィンドウに分割されたコンテンション期間を示す線図である。 複数のＣＤおよびＦＣＤタイムスロットに分割されたコンテンションウィンドウを示す線図である。 本発明のＭＡＣプロトコルのバックオフ機構を示す流れ図である。 本発明のＭＡＣプロトコルのバックオフ機構を示す流れ図である。 チャネルのオーバヘッド時間対コンテンションウィンドウのサイズを示すグラフである。 本発明のＲＴＳ／ＣＴＳプロセスを示す線図である。 本発明のＲＴＳ方法を示す流れ図である。 本発明のＣＴＳ方法を示す流れ図である。 送信セッション間に挿入されるフレーム間空間を示す線図である。 制御フレームの構造を示す線図である。 ＲＴＳ、ＣＴＳ、およびＲＡ制御フレームのペイロード構造を示す線図である。 ＡＣＫフレームフォーマットを示す線図である。 データフレームの構造を示す線図である。 データフレームのペイロードヘッダ部分の構造を示す線図である。 データフレームのフレーム情報フィールドの構造を示す線図である。 マルチキャストデータフレームのペイロード構造を示す線図である。 送信局のリンクアドレス割当方法を示す流れ図である。 受信局のリンクアドレス割当方法を示す流れ図である。 管理フレームの構造を示す線図である。 管理フレームのヘッダ部分の構造を示す線図である。 管理フレームの管理エントリ部分の構造を示す線図である。 本発明のＭＡＣプロトコル機構を実行するように適応された例示的局を示すブロック図である。

Claims (6)

1. 複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、
   前記複数の局が前記通信チャネルへのアクセスを争奪する１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するステップと、
   前記１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウの各々に優先順位を割り当てるステップと、
   乱数個のバックオフタイムスロット数に等しいバックオフカウントでバックオフカウンタを初期化するステップと、
   特定の局の送信の優先順位に対応する優先順位を有するコンテンションウィンドウが到着するまで待つステップと、
   その到着後、前記チャネルが遊休状態である間前記バックオフカウンタを減分するステップと、
   前記バックオフカウンタの満了後前記通信チャネルをリザーブしようと試みるステップと、
   前記コンテンションウィンドウで前記通信チャネルを争奪する前記複数の局の数の関数としてコンテンションウィンドウのサイズを調整するステップと
   を含む方法。
2. 前記コンテンションウィンドウのサイズは、局が前記通信チャネルをリザーブし損なうと増加される請求項１に記載の方法。
3. 前記コンテンションウィンドウのサイズは、局が前記通信チャネルのリザーブに成功すると減少される請求項１に記載の方法。
4. 前記通信チャネルを争奪する前記複数の局の前記数は、次式に従って推定される請求項１に記載の方法：
   

   

   ここでｔの期待値は次式：
   

   

   によって与えられ、ここでＣＷは各局がバックオフ値をその間に無作為に選択するコンテンションウィンドウであり、Ｎは任意の時間に前記通信チャネルを争奪する局の数であり、ｔは局が送信を許可される瞬間から１つの局が送信を開始するまでの実際の時間であり、Ｅ［ｔ］はｔの期待値である。
5. 複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、前記複数の局が前記通信チャネルへのアクセスを争奪する１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウを設定するステップと、
   現行コンテンションウィンドウのサイズおよび局が送信を許可されてから１つの局が送信を開始するまでの実際の時間である時間ｔの関数として前記ネットワーク内の局の数を推定するステップと、
   前記ネットワーク内の局の推定数の関数として前記１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウの各々のサイズを調整するステップと、
   各局が特定の送信に関連付けられるコンテンションウィンドウが到着するまで前記通信チャネルをリザーブする試みを保留するステップと
   を含む方法。
6. 複数の局を含むネットワークの通信チャネルにアクセスする方法であって、次式：
   

   

   に従って前記通信ネットワーク内の局の数を推定するステップを含む方法：
   ここでｔの期待値は次式：
   

   

   によって与えられ、ここでＣＷは各局がバックオフタイムスロットをその間に無作為に選択する１つまたはそれ以上のコンテンションウィンドウの１つの幅を表わし、Ｎは任意の時間にチャネルを争奪する局の数であり、ｔは局が送信を許可される瞬間から１つの局が送信を開始するまでの実際の時間であり、Ｅ（ｔ）はｔの期待値である。

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