JPH11261623A - 通信ネットワークのための多重アクセス・システムにおけるアップリンクのデータ送信のためのパワー・レベルを確立する方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 時分割および周波数分割の多重無線で、送信
パワー・レベルを確立する。 【解決手段】 １つの基地局といくつかのリモート・ホ
ストとを含んでいる無線ネットワークにおけるパワー・
レベルが、先ず最初にリモート・ホストのうちの１つか
ら基地局に対して短い接続要求メッセージを定格のオー
プン・ループのパワー・レベルに相対的に設定される初
期パワー・レベルにおいて送信することによって確立さ
れる。最初の送信が不成功であった場合、パワー・レベ
ルはあらかじめ設定しておくことができる量だけインク
リメントされ、リモート・ホストから基地局への送信が
成功するまで、送信およびインクリメントのステップが
繰り返される。最後に、成功したパワー・レベルが記憶
され、その特定のリモート・ホストと無線基地局との間
のそれ以降でのデータ送信のために使われる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、無線通信ネットワ
ークにおける応用のための、「オン・デマンド多重アク
セス公平キューイング」として知られている媒体アクセ
ス制御（ＭＡＣ）プロトコルに関する。特に、本発明
は、時分割および周波数分割の半二重および全二重方式
の多重アクセス無線ネットワークにおいて、オン・デマ
ンド公平キューイングのプロトコルを使っているとき
の、初期およびそれ以降のアップリンク・データ送信の
ためのパワー・レベルを確立する方法に関する。

【０００２】

【従来の技術、及び、発明が解決しようとする課題】セ
ルラー方式の音声およびデータおよび無線ＬＡＮなどの
無線サービスは、将来において急速に成長することが期
待されている。マルチメディアのトラヒックを搬送する
ように設計されている第３世代の無線ネットワークは現
在精力的に研究されており、その主な目標は、場所また
は移動性の制約なしに、シームレスな通信、バンド幅の
高い利用可能性、および保証された「サービスの品質」
（ＱｏＳ）を提供することである。

【０００３】図１はデータ交換のための従来の技術の有
線ネットワークを示している。この図には３つの既存の
ビジネス・エンティティが示されており、その協力して
動作している機器は、通常、現在ではユーザのコンピュ
ータに対してモデムを通じてのリモートのインターネッ
ト・アクセスを提供するために利用されている。ユーザ
のコンピュータ２およびユーザのモデム４がエンド・シ
ステムを構成する。図１に示されている第１のビジネス
・エンティティはダイアル呼出し単純旧式電話システム
（ＰＯＴＳ）、または統合サービス・データ通信網（Ｉ
ＳＤＮ）を所有していて稼働させている電話会社（ｔｅ
ｌｃｏ）である。ｔｅｌｃｏはユーザと他の２つのビジ
ネス・エンティティとの間にビットまたはパケットを流
すことができる、公衆電話網（ＰＳＴＮ）６の形式での
伝送媒体を提供する。

【０００４】図１に示されている第２のビジネス・エン
ティティは、インターネット・サービス・プロバイダ
（ＩＳＰ）である。ＩＳＰはそのサービス・エリアの中
に１つまたはそれ以上のポイント・オブ・プレゼンス
（ＰＯＰ）８を採用していて、それを管理し、それに対
してエンド・ユーザがネットワーク・サービスを求めて
接続する。ＩＳＰは、通常、そのＩＳＰへの加入者があ
ることを期待して、主要な各呼出しエリアの中にＰＯＰ
を確立する。ＰＯＰ８はＰＳＴＮ６からのメッセージ・
トラヒックをイントラネット・バックボーン１０上で搬
送されるディジタル形式に変換する。イントラネット・
バックボーン１０はＩＳＰによって所有されているか、
ＭＣＩ Ｉｎｃ．などのイントラネット・バックボーン
・プロバイダからリースされるかのいずれかである。Ｉ
ＳＰは、通常、ＰＳＴＮに対する接続のためにｔｅｌｃ
ｏからの部分的またはフルのＴ１またはＴ３回線をリー
スする。ＰＯＰ８およびＩＳＰのメディア・データ・セ
ンター１４は、ルータ１２Ａを通じてイントラネットの
バックボーン１０上で一緒に接続されている。データ・
センター１４はＩＳＰのウェブ・サーバ、メール・サー
バ、アカウンティング、およびレジストレーション・サ
ーバを収容し、ＩＳＰがウェブ・コンテンツ、電子メー
ルおよびウェブ・ホスティング・サービスをエンド・ユ
ーザに対して提供できるようにする。将来の付加価値サ
ービスはデータ・センター１４の中に追加のタイプのサ
ーバを採用することによって追加することができる。Ｉ
ＳＰはパブリック・インターネット・バックボーン２０
を接続するためにルータ１２Ａを維持している。リモー
ト・アクセスのための既存のモデルにおいては、エンド
・ユーザは、通常、それぞれのｔｅｌｃｏおよびそれぞ
れのＩＳＰの両方とのサービス関係を有し、普通はそれ
ぞれから別々に料金が請求される。エンド・ユーザは最
寄りのＰＯＰをダイアルすることによって、そしてイン
ターネット・エンジニアリング・タスク・フォース（Ｉ
ＥＴＦ）ポイント・ツー・ポイント・プロトコル（ＰＰ
Ｐ）として知られている通信プロトコルを実行すること
によって、ＩＳＰにアクセスし、そのＩＳＰを通してパ
ブリック・インターネット２０にアクセスする。

【０００５】図１に示されている第３のビジネス・エン
ティティは、ルータ１２Ｂを通してアクセスされる自分
自身のプライベート・イントラネット１８を所有してい
て、それを稼働させている私企業である。企業の従業員
は企業のリモート・アクセス・サーバ１６に対してＰＯ
ＴＳ／ＩＳＤＮの呼出しを行い、そしてＩＥＴＦ ＰＰ
Ｐプロトコルを実行することによって企業のネットワー
ク１８にリモートに（たとえば、自分の家から、あるい
は路上にいる間に）アクセスすることができる。企業に
アクセスする場合、エンド・ユーザは企業のリモート・
アクセス・サーバ１６に接続するコストだけを支払う。
ＩＳＰは関与されない。その私企業はエンド・ユーザを
企業のイントラネット１８またはパブリック・インター
ネット２０のいずれかに対して接続するためにルータ１
２Ｂを維持している。

【０００６】エンド・ユーザは現在は電話を掛けるため
の費用と自分の家への電話回線の費用の両方をｔｅｌｃ
ｏに支払っている。また、エンド・ユーザはＩＳＰのネ
ットワークおよびサービスにアクセスするための費用も
ＩＳＰに対して支払わなければならない。現在、インタ
ーネット・サービス・プロバイダはインターネット・ア
クセス・サービス、ウェブ接続サービス、電子メール・
サービス、コンテンツ・ホスティング・サービス、およ
びローミングをエンド・ユーザに対して提供する。機能
および価格に基づいたマーケット・セグメンテーション
が欠けていて、マージンが低いために、ＩＳＰはマージ
ンを改善するための付加価値サービスを探している。短
期的には、機器のベンダはＩＳＰがより高速のアクセ
ス、バーチャル・プライベート・ネットワーキング（パ
ブリック・ネットワークをプライベート・ネットワーク
として安全に使うための機能およびイントラネットに接
続する機能）、ローミング・コンソーシアム、プッシュ
・テクノロジーおよび特定のサービスの品質を提供でき
るようにする、ＩＳＰに対するソリューションを提供で
きることを望んでいる。長期的には、インターネットお
よびモビリティ上で音声を提供することが望ましい。そ
のとき、ＩＳＰはこれらの付加価値サービスを使って低
マージンの厳しい束縛から脱出できるようになる。これ
らの付加価値の多くはネットワーク・サービスのカテゴ
リーに入り、そしてネットワークのインフラストラクチ
ャ機器を通じてのみ提供することができる。他の付加価
値サービスはネットワークのインフラストラクチャから
のサポートを必要とするアプリケーション・サービスの
カテゴリーに落ち、一方、依然として他のものはネット
ワーク・インフラストラクチャからのサポートを必要と
しない。特に、より高速のアクセス、バーチャル・プラ
イベート・ネットワーク、ローミング、モビリティ、音
声、サービスの品質、およびＱｏＳベースのアカウンテ
ィングなどのサービスはすべて、高度化されたネットワ
ーク・インフラストラクチャを必要とする。

【０００７】無線通信ネットワークは有線ネットワーク
の届く範囲を拡張することができる利点を有する。しか
し、無線ネットワークの周波数において得られるバンド
幅は、有線ネットワークで利用できるものより進展が遅
れることが多い。非同期転送モード（ＡＴＭ）などの有
線の広帯域システムは、マルチメディア・アプリケーシ
ョンの高度なサポートのための異なるＱｏＳ（たとえ
ば、一定ビット・レート（ＣＢＲ）、可変ビット・レー
ト（ＶＢＲ）、および利用可能ビット・レート（ＡＢ
Ｒ））のサービスを提供することができる。そのサービ
スを無線ネットワークに対して拡張することが望まれて
いる。したがって、ＡＴＭと無線ネットワークと併合す
ることに関する研究が現在多くの研究機関および研究所
において行われている。アクセス層からトランスポート
層までのすべてに影響する多くの基本的な問題が研究さ
れつつある。無線ネットワークのエア・インタフェース
における伝送形式としてＡＴＭを使うことの他に、ＡＴ
Ｍはセルラー・システムの有線インフラストラクチャに
対しても考慮されつつある。そのような有線インフラス
トラクチャは多重アクセスのエア・インタフェース技術
（たとえば、ＣＤＭＡ、ＴＤＭＡなど）をサポートする
ことができるようになる。

【０００８】マルチメディアのトラヒックをサポートす
る無線ネットワークにおいて、効率的なチャネル・アク
セスのプロトコルはすべてのトラヒックのサービスの品
質要求を依然としてサポートしながら、制限された無線
スペクトルの利用を最大化する必要がある。スロット型
アロハ（Ｓｌｏｔｔｅｄ Ａｌｏｈａ）、ＰＲＭＡなど
の、いくつかのよく知られているチャネル・アクセス・
プロトコルが、現在、無線データ・システムによって使
われている。スロット型アロハは単純なプロトコルであ
るが、それはデータ・ユーザ間の衝突を回避するか、あ
るいは解決しようとしないので、その理論的容量は０．
３７に過ぎない。さらに、スロット型アロハは可変長パ
ケットの効率的な伝送のためには適していない。

【０００９】予約ベースのプロトコルは、パケットの送
信を必要としているユーザに対して動的にチャネルのバ
ンド幅を確保することによって、衝突を回避および解決
しようと試みる。通常、そのようなプロトコルにおいて
は、チャネルはＮ個のスロットのフレームにグループ化
されているスロットに分割されている。１つのスロット
をさらにｋ個のミニスロットに細分割することができ
る。普通、Ｎ₁個のスロットが予約の目的で使われ、残
りのＮ−Ｎ₁個のスロットはデータスロットである。パ
ケットを送る必要があるユーザは、Ｍ＝Ｎ₁＊ｋ個のミ
ニスロットのうちの１つにおいて予約送信要求パケット
を送信する。その予約要求パケットが成功した場合、そ
のユーザまたは基地局がその予約を解放するまで、或る
数のデータスロットがそのユーザに割り当てられる。予
約要求パケットが成功しなかった場合、そのユーザは衝
突解決法を使ってその予約要求の送信に成功するまで、
それを再送信する。

【００１０】ハイブリッドのファイバ同軸ネットワーク
に対する多重アクセス・プロトコルがドーシ（Ｄｏｓｈ
ｉ）他によって、「ＳＴＭ、ＡＴＭに対する広帯域多重
アクセス・プロトコル、およびハイブリッド・ファイバ
‐同軸ネットワークにおける可変長データ・サービス」
（Ａ Ｂｒｏａｄｂａｎｄ Ｍｕｌｔｉｐｌｅ Ａｃｃ
ｅｓｓ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ ｆｏｒ ＳＴＭ，ＡＴＭ，
ａｎｄ Ｖａｒｉａｂｌｅ Ｌｅｎｇｔｈ Ｄａｔａ
Ｓｅｒｖｉｃｅｓ ｏｎ Ｈｙｂｒｉｄ Ｆｉｂｅｒ‐
Ｃｏａｘ ｎｅｔｗｏｒｋｓ）、Ｂｅｌｌ Ｌａｂｓ
Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ Ｊｏｕｒｎａｌ，Ｓｕｍｍｅｒ
１９９６、３６〜６５ページの中で提案されている。無
線環境に伴う多くの問題点を共有しているが、このプロ
トコルは誤りの多い無線リンク上での再送信および正し
いパケットの配送を保証するために必要な送信パワー・
レベルの確立の扱いなど、無線アクセス方式の設計にお
いて遭遇するユニークな問題に対して完全には対処しな
い。この方式は競合予約スロットのアイデアを提案する
が、それは競合スロットの数をキュー・サイズの情報に
基づいて動的に変更することができる柔軟性の高い方式
を提供しない。

【００１１】カロル（Ｋａｒｏｌ）他は「分散型キュー
イング要求更新多重アクセス（Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ
‐Ｑｕｅｕｉｎｇ Ｒｅｑｕｅｓｔ Ｕｐｄａｔｅ Ｍ
ｕｌｔｉｐｌｅ Ａｃｃｅｓｓ）」方式（ＤＱＲＵＭ
Ａ）を提案している［カロル他の「無線パケット（ＡＴ
Ｍ）ネットワークのための効率的なデマンド割り当て多
重アクセス・プロトコル（Ａｎ ｅｆｆｉｃｉｅｎｔ
ｄｅｍａｎｄ‐ａｓｓｉｇｎｍｅｎｔ ｍｕｌｔｉｐｌ
ｅ ａｃｃｅｓｓ ｐｒｏｔｏｃｏｌ ｆｏｒｗｉｒｅ
ｌｅｓｓ ｐａｃｋｅｔ（ＡＴＭ） ｎｅｔｗｏｒｋ
ｓ）」Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ １、２６
７〜２７９ページ、１９９５］。この無線アクセス方式
では、新しいユーザが衝突の解決期間の間にバンド幅を
求めて競合すること、あるいはバックオフ・タイムを調
整するために、前のラウンドでの予約スロット競合の成
功率を利用することができない。また、この方式は公平
なキューイング技法を利用せず、したがって、競合して
いるソース間で公平にバンド幅を割り当てるためのサー
ビス・タグを使用しない。

【００１２】チャネル・アクセス・プロトコルの設計に
おける１つの重要な主題は、アップリンクおよびアップ
リンクのパケットの送信順序を設定するために使われる
スケジューリング技法の選択である。すべて公平なキュ
ーイングにおける変形版である多くのスケジューラが、
有線ネットワークのために提案されている［たとえば、
Ｓ．Ｊ．ゴールスタニ（Ｇｏｌｅｓｔａｎｉ）の「広帯
域アプリケーションのためのセルフ・クロック型の公平
キューイング方式」（Ａ Ｓｅｌｆ‐Ｃｌｏｃｋｅｄ
Ｆａｉｒ Ｑｕｅｕｉｎｇ Ｓｃｈｅｍｅ Ｆｏｒ Ｂ
ｒｏａｄｂａｎｄ Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ）、Ｐｒ
ｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ ＩＥＥＥＩｎｆｏｃｏｍ，
１９９４；パレク（Ｐａｒｅｋｈ）およびガラガ（Ｇａ
ｌｌａｇｈｅｒ）の「統合型サービス・ネットワークに
おけるフロー制御に対する一般化されたプロセッサ共有
の方法：単独ノードの場合」（Ａ Ｇｅｎｅｒａｌｉｚ
ｅｄ Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ Ｓｈａｒｉｎｇ Ａｐｐｒ
ｏａｃｈ Ｔｏ Ｆｌｏｗ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｉｎ Ｉ
ｎｔｅｇｒａｔｅｄ Ｓｅｒｖｉｃｅｓ Ｎｅｔｗｏｒ
ｋｓ：Ｔｈｅ Ｓｉｎｇｌｅ Ｎｏｄｅ Ｃａｓｅ）、
ＩＥＥＥ／ＡＣＭＴｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ Ｏｎ Ｎ
ｅｔｗｏｒｋｉｎｇ，１（３）：３４４〜３５７ペー
ジ、１９９３年６月；Ｌ．チャン（Ｃｈａｎｇ）の「バ
ーチャル・クロックのアルゴリズム」（Ｖｉｒｔｕａｌ
Ｃｌｏｃｋ Ａｌｇｏｒｉｔｈｍ）、Ｐｒｏｃｅｅｄ
ｉｎｇｓ ｏｆ ＡＣＭ Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ、１２２
４〜１２３１ページ、１９９２参照］。これらはすべ
て、各サブ・クラスがそれ自身のサーバをその与えられ
たレートで所有しているかのように、バンド幅の共有に
対するアクセスを提供する効果を有する。

【００１３】パレックおびガラガの重み付けられた公平
キューイング方式は実装するのが困難であり、したがっ
て、セルフ・クロック型公平キューイング（ＳＣＦＱ）
方式がゴールスタニによって提案された。ＳＣＦＱの場
合、サービス・タグは次のように計算される。

【数１】 ここで、＾ｕ（ｔ）は時刻ｔにおいてサービスされてい
るパケットのサービス・タグであり、Ｆⁱ _kはすべてのｋ
に対してＦ^o _k＝０であるクラスｋからのｉ番目のパケッ
トに対するサービス・タグであり、Ｌⁱ _kはクラスｋのｉ
番目のパケットの長さであり、ｒ_kはクラスｋに対して
割り当てられている相対的な重みであり、そしてａⁱ _kは
クラスｋのｉ番目のパケットの到着時刻である。次に、
パケットはこれらのタグの値の順番にサービスされる。
ゴールスタニのアルゴリズムは有線ネットワークのため
に設計されているが、それは無線環境において機能する
ために修正されなければならない。特に、ゴールスタニ
のアルゴリズムはサーバ（基地局）が遠隔の場所にある
ので、キュー・サイズに関する完全な情報を持たないと
きに伝送のスケジューリングを扱う方法、あるいは消失
したパケットの再送信を扱う方法のいずれにも対処しな
い。

【００１４】ルー（Ｌｕ）他（イリノイ大学）は「理想
化された重み付き公平キューイング」アルゴリズムを提
案している［ルー他の「無線パケット・ネットワークに
おける公平なスケジューリング」Ｓｉｇｃｏｍ‘９
７］。それは無線ネットワークの特殊なニーズに対処す
るために設計されている。この方式は実際のネットワー
クにおいては一般的には入手できないような、チャネル
の状態についての完全な知識（すなわち、それが良いか
悪いか）を必要とする。また、それは正常に送信しない
パケットのサービス・タグを変更せず、再送信のプロセ
スが複雑であり、そしてバッファのオーバフローがある
ときだけでなく、遅延しているフローからパケットをド
ロップする。

【００１５】Ｒ．カウツ（Ｋａｕｔｚ）によって「無線
ＡＴＭネットワークのための分散セルフクロック型公平
キューイング・アーキテクチャ」（Ａ Ｄｉｓｔｒｉｂ
ｕｔｅｄ Ｓｅｌｆ‐Ｃｌｏｃｋｅｄ Ｆａｉｒ Ｑｕ
ｅｕｉｎｇ Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ Ｆｏｒ Ｗｉ
ｒｅｌｅｓｓ ＡＴＭ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ）、１９９７
Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ
ｏｎ Ｐｅｒｓｏｎａｌ Ｉｎｄｏｏｒ ａｎｄ Ｍｏ
ｂｉｌｅ Ｒａｄｉｏ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ
の中で提案されている別の無線アクセス方式は予約およ
びピギーバック型（ｐｉｇｇｙｂａｃｋｅｄ）（便乗
型）の予約方法の代わりにポーリング・システムを利用
する。ポーリング方式の性能は一般に予約アクセス方式
に比べて遅延およびバンド幅の利用の面で劣っている。
さらに、カウツの方式は、送信されてエラーになったパ
ケットに対してだけサービス・タグの値を変更するの
で、すべてのリモートにおけるＱｏＳが影響を受ける。
というのは、その失われたパケットの再送信によってす
べてのリモートのパッケージが遅延されるからである。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明は、無線ネットワ
ークにおいて利用できる制限されたバンド幅を効果的に
利用するための、公平なキューイング（ＦＱ）サービス
の規律（ＯＤＭＡＦＱと呼ばれる）によるオン・デマン
ド多重アクセス（ＯＤＭＡ）の方法の一態様である。こ
の方法においては、バースト性のソースは、１つのパケ
ットが空のキューに到着したときには常に、将来の送信
のためにバンド幅を予約するためのチャネル・アクセス
・パケットを送信し、一方、一定ビット・レートのソー
スはコネクションのセットアップ時に一度だけ競合する
ようにされる。分散型のセルフクロック型公平キューイ
ング・サービス規律は各種のアップリンク・ソースの送
信順序を決定するために使われ、多様なＱｏＳを提供す
ることができる。

【００１７】「オン・デマンド多重アクセス公平キュー
イング」プロトコルを採用していて、１つの基地局およ
びいくつかのリモート・ホストを含んでいる無線通信ネ
ットワークにおいて、データ送信のためのアップリンク
のパワー・レベルが初期アクセス要求メッセージの間に
確立される。それは先ず最初に定格のオープン・ループ
のパワー・レベルに相対的に設定される要求パワー・レ
ベルにおいて、リモート・ホストの１つから短い接続要
求メッセージ送信することによって行われる。そのリモ
ート・ホストの最初の送信が成功しなかった場合、その
パワー・レベルはあらかじめ設定しておくことができる
パワー・インクリメントの量だけインクリメントされ、
そしてその送信が成功するまで、送信およびインクリメ
ントのステップが繰り返される。最後に、送信が成功し
たパワー・レベルが記憶され、そのリモート・ホストと
無線ネットワークの基地局との間のそれ以降でのアップ
リンク・データの送信のために使われる。

【００１８】本発明の１つの一般的な目的は、リモート
・ホストに無線ネットワークにおいてオン・デマンドで
バンド幅を提供することである。特に、本発明の目的
は、本発明の多重アクセス・システムの任意の特定の実
施形態における、各リモート・ホストと無線ネットワー
クの基地局との間のアップリンク・データ送信のために
必要なパワー・レベルを効率的に決定する方法を提供す
ることである。

【００１９】

【発明の実施の形態】前に説明されたように、本発明の
１つの目的は、公衆電話網を回避するエンド・ユーザに
対して無線のパケット交換型データ・ネットワークを提
供し、そして無線ネットワークのエンド・ユーザにリモ
ート・ローミング機能を提供することである。これらの
目的および他の目的は、ホーム移動交換センター、フォ
ーリン（ｆｏｒｅｉｇｎ）移動交換センター、基地局
（アクセス・ポイント）およびエンド・ユーザを含む無
線データ・ネットワークにおいて達成される。ホーム移
動交換センターはホーム・レジストレーション・サーバ
およびホーム・インターワーキング機能を含む。フォー
リン移動交換センターはサービス中のレジストレーショ
ン・サーバおよびサービス中のインターワーキング機能
を含む。基地局はプロキシ・レジストレーション・エー
ジェントを含む。エンド・ユーザのモデムはユーザ・レ
ジストレーション・エージェントを含む。ユーザ・レジ
ストレーション・エージェントはプロキシ・レジストレ
ーション・エージェントに対して結合され、プロキシ・
レジストレーション・エージェントはサービス中のレジ
ストレーション・サーバに接続され、そしてサービス中
のレジストレーション・サーバはホーム・レジストレー
ション・サーバに対して接続されている。

【００２０】プロキシ・レジストレーション・エージェ
ントはユーザ・レジストレーション・エージェントから
の要請を受け取ったときに、ケア・オブ・アドレスを含
んでいる公告を送信するためのモジュールを含む。ユー
ザ・レジストレーション・エージェントはプロキシ・レ
ジストレーション・エージェントに対してこのレジスト
レーション要求を送信するためのモジュール以外に、公
告の受信時にユーザの識別情報およびケア・オブ・アド
レスをレジストレーション要求の中に組み込むためのモ
ジュールを含む。プロキシ・レジストレーション・エー
ジェントは任意のユーザから受信した任意のレジストレ
ーション要求を、サービス中のレジストレーション・サ
ーバに対して転送するためのモジュールをさらに含む。

【００２１】サービス中のレジストレーション・サーバ
はホーム・レジストレーション・サーバのアドレスを決
定するためのフォーリン・ディレクトリ・モジュール、
レジストレーション要求を封入し、サービス中のレジス
トレーション・サーバの識別情報およびその封入された
レジストレーション要求を、そのホーム・レジストレー
ション・サーバのアドレスが決定されたときに半径内の
アクセス要求に組み込むためのモジュール、およびその
半径内のアクセス要求をホーム・レジストレーション・
サーバに対して送るためのモジュールを含む。ホーム・
レジストレーション・サーバはサービス中のレジストレ
ーション・サーバの識別情報を認証するためのホーム・
ディレクトリ・モジュール、サービス中のレジストレー
ション・サーバの識別情報が認証されたときに半径内の
アクセス要求からのインターワーキング機能（ＩＷＦ）
の要求を作るためのモジュール、およびそのインターワ
ーキング要求をホーム・インターワーキング機能に対し
て送るためのモジュールを含む。

【００２２】図２に示されている本発明を利用している
ネットワークの実施形態の中に見られるように、エンド
・システム（リモート・ホスト）２３２（たとえば、ポ
ータブルのＷｉｎｄｏｗｓ９５パソコン）は外部または
内部のモデムを経由して無線ネットワーク２３０に接続
する。これらのモデムによってエンド・システム２３２
はエアリンク２３４上で媒体アクセス制御（ＭＡＣ）フ
レームを送信および受信することができる。使われる場
合、有線または無線のリンクを経由して外付けのモデム
をＰＣまたは他のエンド・システム２３２に付加するこ
とができる。外付けのモデムは一般に固定であり、ルー
フ・トップ・マウントの方向性アンテナと同じ場所に置
くことができる。外付けのモデムは、汎用シリアル・バ
ス、並列ポート、赤外線、８０２．３またはＩＳＭ無線
リンクなどの、任意の適切なリンク方法を使って、ユー
ザのＰＣに接続することができる。内蔵モデムはエアリ
ンク上でＭＡＣフレームの送信および受信を行い、そし
て小型の全方向性アンテナを使ってラップトップのバッ
クプレーンにプラグ・インされるＰＣＭＣＩＡカードで
あることが好ましい。

【００２３】広域無線のカバレージが基地局（アクセス
・ポイント）２３６によって提供される。基地局２３６
によって提供されるカバレージの範囲は、リンクの予算
および容量などのファクタによって変わる。基地局は、
通常、個人通信サービス（ＰＳＣ）無線サービスのプロ
バイダによってセル・サイトの中に設置される。基地局
２３６はそのシステムの移動交換センター（ＭＣＳ）２
４０に対してそれぞれのカバレージ領域からのエンド・
システムのトラヒックをマルチプレックスし、有線回線
または無線のマイクロ波バックホール・ネットワーク２
３８上で提供する。

【００２４】移動交換センター２４０において、パケッ
ト・データのインターワーキング機能（ＩＷＦ）２５２
は、このネットワークに対する無線プロトコルをターミ
ネートする。ＩＰルータ２４２はＭＳＣ２４０をパブリ
ック・インターネット２４４、プライベート・インター
ネット２４６に対して、あるいはインターネット・サー
ビス・プロバイダ２４７に対して接続する。ＭＳＣ２４
０の中のアカウンティングおよびディレクトリのサーバ
２４８はアカウンティング・データおよびディレクトリ
情報を格納する。要素管理サーバ２５０は、機器を管理
する。その機器としては基地局、ＩＷＦ、およびアカウ
ンティング／ディレクトリ・サーバ２４８などがある。
アカウンティング・サーバ２４８はユーザの代わりにア
カウンティング・データを収集し、そのデータをサービ
ス・プロバイダの料金請求システムへ送る。１つの好適
な実施形態においては、アカウンティング・サーバ２４
８によってサポートされるインタフェースは料金請求シ
ステム（図２には示されていない）に対してＴＣＰ／Ｉ
Ｐ（転送制御プロトコル／インターネット・プロトコ
ル）のトランスポート上で米国マネジメント協会（Ａｍ
ｅｒｉｃａｎ Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ Ａｓｓｏｃｉａ
ｔｉｏｎ）（ＡＭＡ）の料金請求レコードのフォーマッ
トで、そのアカウンティング情報を送信する。

【００２５】本発明が利用される代表的な無線ネットワ
ークにおいて、各セルには１つの基地局およびいくつか
のリモート・ホスト（ノード）があり、追加の有線ホス
トがある場合もない場合もある。リモート・ホスト／ノ
ードは無線リンク上で基地局と通信することができる任
意の装置を含むことができる。固定長のパケットが一定
のレート（ＣＢＲトラヒック）または各種のバースト性
のランダム・プロセスに従ってリモート・ホスト（「リ
モート」）に到着する。そのパケットは、チャネルのア
クセス方式に従って、その基地局に対してアップリンク
送信されるまで、そのリモートにおいてバッファされて
いる。基地局はそのセルの内部の１つまたはそれ以上の
リモートに対して向けられているダウンリンク・パケッ
トをブロードキャストする。アップリンクおよびダウン
リンクの通信はアップリンクおよびダウンリンクのバン
ド幅を動的に共用できるようにするために、単独の周波
数チャネル上で時分割されている。本発明の方式は周波
数分割半二重方式（ＦＤＨＤ）および周波数分割全二重
方式（ＦＤＦＤ）のシステムに対しても使うことができ
る。基地局はリモート・ホスト（リモート・キュー）お
よび有線ホスト（ローカル・キュー）の両方からのパケ
ット送信の順序をスケジュールするために、ゴールスタ
ニのセルフクロック型公平キューイング・アルゴリズム
の変形版を使う。

【００２６】本発明のオン・デマンド多重アクセス公平
キューイング（ＯＤＭＡＦＱ）方式はアクセス要求チャ
ネルおよびパケット送信チャネルがスロットごとのベー
スで形成されるタイム・スロット型のシステムである。
タイム・スロットの長さは実装されている特定のシステ
ムに基づいて選定される。１つの例として、これは１つ
のＡＴＭセルのペイロードに無線およびＭＡＣ固有のヘ
ッダを加えたものを送信するのに必要な時間に等しい値
にすることができる。アップリンクおよびダウンリンク
のトラヒックのマルチプレックスはＴＤＤおよびＦＤＨ
Ｄのシステムに対する時分割デュープレックス（ＴＤ
Ｄ）に基づいている。送信するパケットを持っているリ
モート・ホストは、要求チャネルを経由して基地局に対
してアクセス要求を送信する。各リモートがそのような
要求を行う正確な方法は、そのリモートのトラヒックが
バースト性であるか、あるいは一定のビット・レートで
あるかどうかによって変わる。

【００２７】要求チャネル上での送信は多重アクセスの
ベースで行われる。正常なアクセス要求を受信すると、
基地局は要求テーブルの中の該当のエントリを更新す
る。要求テーブルはそのセルの中のすべてのリモートお
よび有線ホストのそれぞれに対して１つのエントリを含
んでいる。各エントリはリモート／有線ホストの識別タ
グおよび、サービス・タグを含んでいる関連のフィール
ドを含み、タグの値が−１である場合、その特定のホス
トが他に送信するパケットを持っていないことを示すた
めに、好みで使われている。有線ホストは基地局に対し
てローカルであるので、それらは要求アクセスのプロセ
スを実行する必要はない。

【００２８】基地局はそのアップリンクおよびダウンリ
ンクのトラヒックの送信をスケジュールし、そしてサポ
ートされているすべてのホストの現在のバンド幅のニー
ズ以外に、トラヒックの特性およびＱｏＳの要求条件に
基づいて、バンド幅を動的に割り当てる。基地局に常に
知られているすべての有線ホストの現在のキュー情報お
よび予約要求を通じて、その基地局に対して送られてい
るリモートのキュー情報によって、ホストからのパケッ
トの送信順序をスケジュールするためにサービス・タグ
が使われる。予約要求は既にスケジュールされているア
ップリンク送信の上にピギーバックされるか、あるいは
競合モードにおいて要求アクセス・チャネルを経由して
基地局に送られるかのいずれかである。

【００２９】ＯＤＭＡＦＱ方式の１つの実施形態が図２
２に示されている。リモート・ホスト２２１０は要求ア
クセス・チャネル２２２０を経由して基地局２２１２に
対してアクセスを要求する。正常な要求がスケジューラ
２２３０に送られ、それはリモート２２１０および有線
ホスト２２４０の両方に対して、それぞれの送信すべき
時期について２２３２に通知する。その時刻になると、
特定のリモート２２１０が送信チャネル２２５０を経由
して２２３４のパケットを送信する。そのリモートに送
信されるべき追加のパケットがある場合、それは送信チ
ャネル２２５０を経由して、送信中の現在のパケット２
２３４上に次のパケットに対する予約要求を２２５２と
してピギーバックする。このようにして、競合モードに
おいて次のパケットに対する要求２２１２を、要求アク
セス・チャネル２２２０を経由して送信する必要性を回
避する。

【００３０】図２３のフローチャートに示されているよ
うに、２３１０においてバッファ・キューが空であるリ
モートにパケットが到着すると、２３１４においてその
ソースがバースト性であると判定された場合、すなわ
ち、連続性の比較的高いパケットまたは他のデータのフ
ローを提供する場合、そのリモートは２３２０において
アクセス要求を行い、そして自分のパケットの到着レー
トおよび競合の持続時間について基地局（アクセス・ポ
イント）に知らせる。２３２４においてアクノレッジメ
ント（ＡＣＫ）が、そして２３２８において送信許可が
基地局から受信されたと判定されると、そのリモートは
２３３０において、その送信許可の中で指定されている
タイムスロットの中で第１のパケットを送信する。２３
３２において接続の持続時間が過ぎるまで、２３２８に
おいて基地局はリモートに送信許可を提供し続ける。そ
のコネクションの持続時間全体に対してアクセス要求は
一度だけで済む。

【００３１】対照的に、パケットが２３１０においてバ
ッファ・キューが空であるリモートに到着し、そのパケ
ットがバースト性のソースからのものであることが２３
１４において判定されたとき、すなわち、そのソースの
パケットまたは他のデータ・フローのレートが非常に不
連続なレートであった場合、そのリモートは２３５０に
おいて競合モードにおいてアクセス要求をアップリンク
要求アクセス（ＲＡ）チャネル経由で行う。そのチャネ
ルは複数の予約ミニスロットから構成されている。リモ
ートからのアクセス要求は、そのリモートの呼出しのセ
ットアップまたは呼出しのハンドオフにおいて割り当て
られたアイデンティティを含む。基地局がリモートから
の送信要求を正常に受信したとき、それは要求テーブル
の中の対応しているエントリを更新し、そのアイデンテ
ィティを持つリモートが送信するためのパケットを持っ
ていることを示し、そして次に、ダウンリンク・チャネ
ル上でアクノレッジメントをブロードキャストする。そ
のリモートは２３５４においてＡＣＫの受信を待ち、２
３５８において送信許可を待つ。パケットの送信時に、
リモートはそのキューの中に追加のパケットが残ってい
るかどうかを２３６２において判定する。残っていなか
った場合、そのパケットは２３６６において普通に送信
される。しかし、２３６２において送信を待っている他
のパケットがあった場合、リモートは次のパケットのた
めのバンド幅予約要求を現在のパケットに乗せて（ピギ
ーバックして）２３７０において送られるようにする。
このピギーバックは競合のない予約要求として働き、し
たがって、バッファが空であるリモートの到着している
パケットだけが、アクセス要求を送るためにリモートを
トリガする。

【００３２】図３〜図９Ｄに関してここで説明されてい
るのは、周波数分割半二重伝送（ＦＤＨＤ）モードおよ
び周波数分割全二重伝送（ＦＤＦＤ）モードに対する拡
張を含めて、本発明の原理に従ってインターネット・ア
クセス・システムに対する媒体アクセス制御（ＭＡＣ）
方式のためのフレームのフォーマットの説明的な例であ
る。したがって、図２３に関して説明されているオン・
デマンド多重アクセス公平キューイング（ＯＤＭＡＦ
Ｑ）方式を使って周波数分割の半二重伝送および全二重
伝送モードの両方においてネットワーク制御を提供する
ことができる。ここで示されているフレームのフォーマ
ットは例が示されているだけであり、本発明の分野の技
術に普通の技量を有する人に知られているフォーマッ
ト、そして無線送信に適しているフォーマットは発明の
範囲に入っている。

【００３３】ＦＤＨＤおよびＦＤＦＤのモードの両方に
おいて、アクセス・ポイント（ＡＰ）はリモート・ホス
トに対してダウンリンクの周波数ｆ１で送信し、一方、
リモート・モードはＡＰに対してアップリンクの周波数
ｆ２で送信する。図３および図４はダウンリンクおよび
アップリンクのフレーム構造を、それぞれＦＤＨＤの場
合に対して示している。ダウンリンクおよびアップリン
クの送信時間の長さは同じである必要でないことに留意
されたい。たとえば、ダウンリンクとアップリンクの送
信時間の比が４：１である（ダウンリンクの送信がアッ
プリンクの送信より長い）のが最適であることをトラヒ
ックのキャラクタリゼーションが示している場合、ダウ
ンリンクのフレーム・サイズに４ｘ ｍｓを割り当て、
アップリンクのフレーム・サイズにｘ ｍｓを割り当て
る場合に、最適の性能が得られる。

【００３４】図３に示されているように、本発明のＦＤ
ＨＤ方式に対するダウンリンク・フレームは物理層のオ
ーバヘッドを含む可能性がある。それらは、たとえば、
ガードおよび／またはプリアンブルのビット３１０（同
期用のビットとして使うことができる）、媒体アクセス
制御（ＭＡＣ）のヘッダ３１２、或る種のビーコン・メ
ッセージなどの各種の制御メッセージ３１４、送信許可
３２０、次のアップリンク・フレームに対するミニスロ
ット情報３５０、および送信スケジュール３２２、前の
アップリンク・フレームにおけるミニスロットの予約の
ためのアクノレッジメント（ＡＣＫ）、前のアップリン
ク・フレーム３３０の中で送信されたデータに対するア
クノレッジメント、ブロードキャスト／マルチキャスト
・データ・メッセージ３６０、ユニキャスト・データ・
メッセージ３８０、および先行している各データ・メッ
セージに対するフレーム・チェック・シーケンス（ＦＣ
Ｓ）３５５などがある。たとえば、ダウンリンク・フレ
ームは送信許可、ミニスロットの予約のためのアクノレ
ッジメント、およびユニキャスト・メッセージだけから
構成することができる。

【００３５】いくつかの制御メッセージはブロードキャ
スト・メッセージ３６０の一部分であることが好まし
く、それは負荷測度、予約ミニスロットに関する情報、
フロー制御情報、アクノレッジメント、およびパワー・
マネジメント・パラメタなどを含むことができる。負荷
測度の情報はそのＡＰについて登録されたリモート・ノ
ードの数などの、単純なものであってよい。あるいは、
アクティブなリモート・ノードの等価な数などのもっと
高度なものであってもよい。負荷測度は許可制御および
ＡＰ間での負荷バランスのために使うことができる。ミ
ニスロットの情報は次のアップリンク・フレームがあれ
ば、その中で、存在する予約ミニスロットの数、および
それらのロケーションを記述する。フロー制御情報はコ
ネクション・クッキー（Ｃｏｏｋｉｅ）（アイデンティ
ティ）およびＸｏｎ／Ｘｏｆｆの指示を含む。

【００３６】アップリンクのユニキャスト・トラヒック
に対するアクノレッジメント３４０はブロードキャスト
・メッセージの一部であるアクノレッジメント・ビット
のような単純なものであってよい。あるいは、もっと高
度なもの、たとえば、そのコネクションのアイデンティ
ティおよびアクノレッジされるべきメッセージのシーケ
ンス番号を指定する別のユニキャスト・メッセージであ
ってもよい。前者の場合、アップリンク送信がＮ個の固
定の基本スロットを備えたフレーム構造を使う場合、必
要なアクノレッジメント・ビットは最大でもＮ個で済
む。後者の場合、各メッセージが別々のフレーム・チェ
ック・シーケンス（ＦＣＳ）を持つ必要がある。「隠れ
端末（ｈｉｄｄｅｎ ｔｅｒｍｉｎａｌ）の問題」のた
めに、送信されるすべてのフレームがアクノレッジされ
る必要があることに留意されたい。

【００３７】データスロット３８０は複数のリモート・
ノードからの送信を含む。各リモート・ノードからの送
信はガード・ビット、プリアンブル・ビット、フレーム
制御ビット、アクノレッジメント、および／またはデー
タ・メッセージを含む。フレーム制御ビットのうちの１
つは「ｍｏｒｅ」ビットであり、それはそのリモート・
ノードには送信すべきデータがまだほかにあることを示
す。代わりに、単に「ｍｏｒｅ」を使うだけでなく、送
信されるために残っているバイトの数、あるいは固定サ
イズのパケットの数を特に指定することができる。

【００３８】図４に示されているように、ＦＤＨＤのア
ップリンク・フレームは一般に競合期間４１０および競
合のない期間４１５から構成される。競合期間４１０は
１つまたはそれ以上の競合スロットを含み、各競合スロ
ットは競合データスロット４２０または競合予約スロッ
ト４２２のいずれかである可能性がある。競合のない期
間４１５は前のダウンリンク・スロットに対するアクノ
レッジメント４４０および複数データスロット４８０お
よび４８６から構成される。必要な場合、これらの競合
スロット４２０および４２２は一緒にまとめられるので
はなく、フレーム全体にわたって一様に分布されるよう
にすることができる。各競合予約スロット４２２はさら
にｋ個のサブスロット４３０に分割することができ、そ
れが予約ミニスロットと呼ばれる。各ミニスロット４３
０は１つのリモート・ノードのアイデンティティを含め
るのに十分な長さ、一般には約３０バイトである。競合
スロット４２０は小さなデータ・パケットを送信するた
めのデータスロットとして利用することもできる。競合
のない期間４１５は純粋のＡＣＫフレーム４４０、純粋
のデータ・フレーム４８０、および／またはデータ４８
８およびＡＣＫ４９０の部分の両方を含んでいる組合せ
のフレーム４８６を含むことができる。

【００３９】ミニスロット４３０の数は動的に変更され
る可能性がある。たとえば、競合予約スロット４２２の
中にｋ個のミニスロットがあり、競合スロットが合計Ｎ
個ある場合、そのうちのＮ１が予約スロット４２２であ
り、それは合計Ｎ１＊ｋ個のミニスロットを含んでいる
場合、残りの（Ｎ−Ｎ１）個のスロットが現在競合のデ
ータスロットである。そのシステムに必要な予約ミニス
ロットの最小個数および最大個数がある場合、利用でき
る予約ミニスロットの数は遊んでいるミニスロットと全
体のアップリンク・キューの長さのパーセンテージに基
づいて動的に変更することができる。ミニスロットの数
を動的に変更するためのいくつかの方法が図１２Ａ〜図
１２Ｄに関連して後で説明される。

【００４０】システムに対してアクセスを得ようとして
いるリモート・ノードに対して異なる優先度を割り当て
るために、Ｍ₁＝Ｎ１＊ｋのミニスロット（ここでＮ１
は競合予約スロットの数である）各種のグループに分割
することができる。たとえば、ＭＡＣのアドレスが或る
範囲内にあるリモート・ノードのグループはＭ₂個まで
のミニスロット（ここでＭ₂＜Ｍ₁）にだけランダムにア
クセスすることが許され、一方ＭＡＣアドレスが別の範
囲内にあるリモート・ノードの高い優先度のグループは
Ｍ₁個までのミニスロットにランダムにアクセスできる
ようにすることができる。代わりに、優先度のクラスは
ＭＡＣアドレスではなく、コネクションのアイデンティ
ティに基づいてノードに対して割り当てることができ
る。優先度割り当て機能は特に有用である。たとえば、
病院または警察の職員などの緊急の応答を必要する機関
に対して特に有用であり、通常の無線モデムよりアクセ
スの優先度が高い無線モデムを提供することによって実
現することができる。また、この機能は高いアクセス優
先度に対して料金が高くなってもよい顧客に対するサー
ビス・クラスとして販売されるようにすることができ
る。

【００４１】図５に示されているように、周波数分割全
二重伝送（ＦＤＦＤ）モードにおけるアップリンク・フ
レーム５０２および５１２はダウンリンク・フレーム５
６２および５７２と同期化されている。図５の中で見ら
れるように、アップリンク・フレーム５０２は無線モデ
ムから見たように示されており、アップリンク・フレー
ム５１２はＡＰから見たように示されており、ダウンリ
ンク５６２はＡＰから見たように示されており、そして
ダウンリンク・フレーム５７２は無線モデムから見たよ
うに示されている。図５において、ＡＰは無線モデムに
対してダウンリンク・フレームｎを以前に送っていて、
それは伝播遅延時間Ｔ_pの後に受信されている。それに
応答して、エンド・システムの処理時間Ｔ_cpeの後、無
線モデムはアップリンク・フレームｎ ５０４を送信
し、それが５１４としてＡＰによって伝播遅延時間Ｔ_p
５２０の後に受信されている。その間に、ＡＰは既にダ
ウンリンク・フレームｎ＋１ ５６４の送信を開始して
いる。

【００４２】それぞれのリモート・ノードにおけるモデ
ムが送信許可の中の情報に働き掛けるための十分な時間
があるようにするために（たとえば、ダウンリンク・フ
レームｎの受信後に、直後のアップリンク・フレームに
ついて）、アップリンク送信時間のオフセットＯ_uが規
定されている。ここで無線モデムにおけるエンド・シス
テムの処理時間、Ｔ_cpe ５５０は、Ｏ_uより小さいと仮
定されている。したがって、無線ノードからのアップリ
ンク・フレームｎ＋１ ５０６は、ＡＰからのダウンリ
ンク・フレーム５７４の（ｎ＋１）番目の最後のビット
が、そのノードにおいて受信されてから、Ｏ_uの送信時
間後に開始される。オフセットＯ_uおよびフレームの持
続時間ｆｄは、たとえば、次のアップリンク・フレーム
の開始の前に、前のダウンリンク・フレームから送信許
可が受信されるように、モデムが競合スロットのフィー
ドバックを受信して処理するように選定される必要があ
る。フレーム・サイズｆｄはｆｄ≧２Ｔ_p＋Ｔ_AP＋Ｔ_cpe
＋Ｔ_Rであるように選定される。ここでＴ_p ５２０は遅
延時間、Ｔ_AP ５４０はＡＰの処理時間、Ｔ_cpe ５５
０はエンド・システムの処理時間、Ｔ_R ５３０は送信
許可の送信時間、そしてＯ_u≧Ｔ_cpeである。

【００４３】したがって、図５において、無線モデムが
アップリンク・フレームｎ ５０４の送信を開始すると
き、ＡＰは既にダウンリンク・フレームｎ＋１ ５６４
を送信中である。無線モデムはそれがアップリンク・フ
レームｎ ５０４の送信を開始したときには、既に５１
４のダウンリンク・フレームｎ＋１を受信中である。Ａ
Ｐは５４４のアップリンク・フレームｎを、それがダウ
ンリンク・フレームｎ＋２ ５６６の送信を開始する前
に、Ｔ_R ５３０＋Ｔ_AP ５４０の時間だけ前に５４４
のアップリンク・フレームを受信する。ダウンリンク・
フレームｎ＋１５６６は無線モデムによって伝播遅延時
間Ｔ_p ５２０の後に５７６として受信されている。無
線モデムはアップリンク・フレームｎ＋１ ５０６をエ
ンド・システムにおいて処理時間Ｔ_cpe ５５０の後に
送信し、そしてそれはＡＰにおいて５１６として伝播遅
延時間Ｔ_p ５２０だけ後に受信される。アップリンク
・フレームｎ＋２の送信５０８および受信５１８と、ダ
ウンリンク・フレームｎ＋３の送信５６８および受信５
７８に対して同様な同期化が発生する。

【００４４】基本のダウンリンクＭＡＣフレームの構造
はいくつかのサブフレームから構成されているフレーム
である。整数の数のフレームから作られているスーパフ
レームを定義することもできる。フレームの持続時間は
実際の物理的な送信レートによって変わる。たとえば、
それは２ｍｓに固定されていて、１つのフレームの中に
含まれているサブフレームの数は変化する可能性があ
る。厳しい条件がない場合、そのサブフレームの長さを
可変にすることができる。そうでない場合、その或るソ
ースの厳しい遅延時間の条件を満たすために、各フレー
ムを同期転送領域（ＳＴＲ）と非同期転送領域（ＡＴ
Ｒ）とに分割し、そのような遅延時間の条件があるソー
スが各フレームの時間内に固定のバンド幅を受け取れる
ようにするのがよい。各領域をさらに基本スロットに細
分割することができる。

【００４５】図６Ａは本発明による一般的なＭＡＣ層の
ダウンリンク・ブロードキャスト・サブフレームのフレ
ーム・フォーマットの具体例を示している。この例のＭ
ＡＣフレームには、１７バイトのＭＡＣヘッダ６２０、
フレーム・ボディ６２２、および２または４バイトのフ
レーム・チェック・シーケンス（ＦＣＳ）６２４があ
り、これ以外に物理層のオーバヘッド６０１（ガードお
よびプリアンブル・ビット）がある。ＭＡＣヘッダ６２
０は、通常は少なくともフレーム制御ビット、発信元お
よび受信先のＭＡＣアドレス、およびフレームの持続時
間を含んでいる。図６ＡのＭＡＣヘッダの具体例は、１
バイトのフレーム制御（ＦＣ）フィールド６０２、２バ
イトのフレーム持続時間フィールド６３０、６バイトの
発信元のＭＡＣアドレス６３２、６バイトの宛先ＭＡＣ
アドレス６３４、および２バイトのシーケンス制御フィ
ールド６３６を含み、シーケンス制御フィールド６３６
は１２ビットのシーケンス番号と４ビットのフラグメン
ト番号に細分割されている。明らかに、必要なハンドオ
フのタイプによって変わるが、任意の他のＭＡＣフォー
マットを使うこともできる。フレームのフォーマットは
そのシステムを最も効率的にするような方法で実装され
るのが好ましい。

【００４６】図６Ａの具体例の１バイトのフレーム制御
フィールド６０２は、２ビットのプロトコル・バージョ
ン識別子６０４、１ビットの「ｍｏｒｅ ｆｒａｇｍｅ
ｎｔ（フラグメントがまだ他にもある）」の指標６０
６、１ビットの「再送信」指標６０８、１ビットのＸｏ
ｎ／Ｘｏｆｆ信号６１６、１ビットの暗号化オン／オフ
・フラグ（ＷＥＰ）６１４、１ビットの「ｍｏｒｅ ｄ
ａｔａ（データがまだ他にもある）」指標６１２、およ
びパワー・マネジメント、オン／オフ６１０のための１
ビットのフラグを含む。これらのフィールドがすべて不
要である場合、任意の残りのビットを将来使うために予
約しておくことができる。他の実装ももちろん実現可能
であり、発明者によって考慮されている。

【００４７】本発明によるブロードキャストまたはマル
チキャストのダウンリンク・フレームのフォーマットが
図６Ｂに示されている。図６Ｂのこの特定の具体例にお
いて、フレーム・ボディ６２２は、ビーコン・メッセー
ジ６４０、前のアップリンク予約ミニスロット６２６に
対するアクノレッジメント、送信許可６５０、送信スケ
ジュール６６０、ブロードキャスト／マルチキャスト・
メッセージ６７０、および前のアップリンク・データ６
２８に対するアクノレッジメントを含む。フレーム・ボ
ディ６２２の後にフレーム・シーケンス６２４が続き、
フレーム・ボディ６２２の前にはＭＡＣヘッダ６２０が
あり、それは１バイトのフレーム制御（ＦＣ）フィール
ド６０２、２バイトのフレーム持続時間フィールド６３
０、６バイトの発信元のＭＡＣアドレス６３２、６バイ
トの宛先ＭＡＣアドレス６３４、および２バイトのシー
ケンス制御フィールド６３６から構成されている。

【００４８】図６Ｃは図６Ｂのビーコン・メッセージ６
４０（図３の３１４）のフォーマットを示している。ビ
ーコン・メッセージのボディ６１４は一般に、メッセー
ジ長フィールド、ＡＰのアイデンティティ（米国電気・
電子通信学会（ＩＥＥＥ）の標準規格８０２．１１にお
いてＥＳＳ‐ＩＤおよびＢＳＳ‐ＩＤと呼ばれてい
る）、送信のパワー・レベル、ビーコンのインターバ
ル、タイムスタンプ、負荷測度、オプションのＦＣＳお
よび機能情報を含む。ビーコン・メッセージの機能情報
は、ＦＤＦＤ／ＦＤＨＤオプション、許可されるユーザ
の最大数、最大のペイロード・サイズ、セキュリティ・
オプション（暗号化が使われているか、あるいはどのよ
うな暗号化のフォーマットがサポートされているかな
ど）、再送信の最大回数、ダウンリンク／アップリンク
の送信時間比、アップリンク・フレームのサイズ、ミニ
スロットのサイズ、サービスの品質（ＱｏＳ）の機能な
どの情報を含むことができる。負荷測度情報がある場合
は、それは一般に関連付けられているリモート・ノード
の数を含む。ビーコン・メッセージのボディ６４１はそ
の前にタイプ６４２の「制御」およびサブタイプ６４４
の「ビーコン」のフィールドが付いている。

【００４９】図６Ｄは図６Ｂの具体例の送信許可のフォ
ーマット６５０（図３の３２０）を示している。送信許
可のボディ６５１はその前にタイプ６５２の「制御」お
よびサブタイプ６５４の「送信許可」フィールドが先行
している。この具体例においては、送信許可のボディ６
５１はメッセージの長さの指標６５５と送信許可の数６
５６を含んでいる。３バイトの各送信許可６５６はリモ
ート・ノードまたはコネクション６５７のアイデンティ
ティ、開始時刻またはスロット６５８、およびそのリモ
ート・ノードまたはコネクションが許されている送信の
持続時間６５９（エンド・スロット）を含んでいる。示
されている例の中で、メッセージ長６５５は６バイトで
あり、２つの送信許可６５６が続いていることを意味し
ている。第１の送信許可６５６はリモート・ノード６５
７ ＃３に対するものであり、それは開始スロット６５
８ ＃１において送信を開始することができ、そしてエ
ンド・スロット６５９ ＃２まで送信することができ
る。第２の送信許可６５６はリモート・ノード６５７
＃５に対するものであり、それは開始スロット６５８＃
３において送信を開始し、そしてエンド・スロット６５
９ ＃５まで送信することができる。ＡＰがダウンリン
クのユニキャスト・データおよび送信許可の両方を送信
する相手の無線モデムの送信許可に対して、異なる「タ
イプ」および「サブタイプ」のラベルを使うことができ
る。送信許可およびスケジュールを組み合わせているサ
ブフレームは純粋の送信許可の後、そしてどれかの純粋
の送信スケジュールの前に送られることが好ましい。

【００５０】図６Ｅは図６Ｂの具体例の送信スケジュー
ルのフォーマットを示している。オプションの送信スケ
ジュール６６１（図３の３２２）によって、そのＡＰに
関連付けられているリモートのノードまたはコネクショ
ンが、それらに対して送られるべきデータがスケジュー
ルされていなかった場合、パワー・ダウンすることがで
きる。送信スケジュールのボディ６６１はその前にタイ
プ６６２のタイプ「制御」およびサブタイプ６６４の
「送信スケジュール」のフィールドが先行している。送
信スケジュール６６１は２つの形式のうちの１つを取る
ことができる。その第１の形式は単純であり、たとえ
ば、そのリモート・ノードまたはコネクションに対する
ユニキャスト・データの存在を示すための「１」を含ん
でいるビットマップの形式、たとえば、「０１１０００
００００１０」は、１２個のリモート・ノードのうちの
第２、第３、および第１１のノードに対するユニキャス
ト・データをそのフレームが含んでいることを示すよう
にする。第２の可能な形式は、より高度化されており、
たとえば、リモートのノードまたはコネクションのＩＤ
または開始時刻、およびそのノードが送信することを許
されている持続時間（送信許可の中に含まれているデー
タと同じもの）を含んでいる。

【００５１】図６Ｆは図６Ｂの具体例のブロードキャス
トまたはマルチキャストのペイロード・フォーマット６
７０（図３の３６０）を示している。ペイロードのボデ
ィ６７１は各種のデータ・メッセージまたは制御情報を
含むことができ、そしてその前にタイプ・フィールド６
７２およびサブタイプ・フィールド６７４が先行してい
る。これらのフィールドはペイロードのボディ６７１の
内容に従って変化する。たとえば、ペイロードのボディ
６７１が競合ミニスロットの個数およびそれぞれの位置
を含んでいる場合、そのタイプ６７４は「制御」であ
り、そしてサブタイプ６７２は「競合ミニスロット情
報」であり、一方、ペイロードのボディ６７１が無線ハ
ブからのブロードキャスト・メッセージを含んでいる場
合、タイプ６７２は「データ」であり、サブタイプ６７
２も「データ」である。

【００５２】図７Ａは本発明によるダウンリンクのユニ
キャスト・サブフレーム７００のフレーム・フォーマッ
トの具体例を示している。ユニキャストのサブフレーム
の例は制御メッセージであり、たとえば、アクノレッジ
メントおよび／または「ｍｏｒｅ ｄａｔａ」情報を伴
う関連の応答フレームおよびフロー制御要求フレーム、
およびデータ・メッセージなどである。「ｍｏｒｅ ｄ
ａｔａ」の情報は、ＭＡＣヘッダのフレーム制御７０２
のサブフィールドの中の１ビットなどの単純なものとす
ることができ、あるいは送信されるべく残っているバイ
トの数などの、より特定された表現とすることができ
る。図７Ａに示されているダウンリンク・ユニキャスト
・サブフレーム７００の例は、１バイトのフレーム制御
サブフィールド７０２、２バイトのフレーム持続時間フ
ィールド７０４、６バイトの発信元のＭＡＣアドレス７
０６、６バイトの宛先ＭＡＣアドレス７０８、および２
バイトのシーケンス制御フィールド７１０を含んでいる
ＭＡＣヘッダ７０１を含む。ダウンリンクのユニキャス
ト・サブフレーム７００の残りの部分は、ユニキャスト
のデータ・ボディ７２０およびフレーム・チェック・シ
ーケンス（ＦＣＳ）７１２から構成されている。

【００５３】図７Ｂは本発明によるダウンリンクのユニ
キャスト・データ・サブフレームに対するフロー制御の
フレームのフォーマットの具体例を示している。図７Ｂ
のこの特定の具体例において、ユニキャスト・データの
ボディ７２０はタイプ・フィールド７２２「制御」およ
びサブタイプ・フィールド７２４「フロー制御」を含
み、その後に競合アイデンティティ（ＣＣ）フィールド
７２６が続く。データ・フィールド７３０がその後に続
き、それはＸｏｎ／Ｘｏｆｆのビットを含んでいる。

【００５４】図７Ｃは本発明によるダウンリンクのユニ
キャスト・データ・サブフレームに対するデータ・フレ
ーム・フォーマットの１つの具体例を示している。図７
Ｃの具体例において、ユニキャストのデータのボディ７
２０は次のフィールド、すなわち、データ７４４、ＡＣ
Ｋ７４６、および「ｍｏｒｅ ｄａｔａ」７４８のうち
の１つまたはそれ以上を含んでいる。存在する場合、ｍ
ｏｒｅ ｄａｔａのフィールド７４８は単純に１ビット
のフラグであるか、あるいは残りのバイト数を示すこと
ができる。ＡＣＫフィールド７４６がある場合、それは
シーケンス番号またはビットマップの形を取ることがで
きる。データのボディ７２０はタイプ・フィールド７４
０「データ」から始まり、その次に、フィールドの構成
によって変わるが、値「データ」、「データ＋ＡＣ
Ｋ」、「データ＋ＡＣＫ＋Ｍｏｒｅ」、または「ＡＣ
Ｋ」を含むことができるサブタイプ・フィールド７４２
が続く。

【００５５】１つの無線モデムについてコネクションが
１つだけしかない場合、ユニキャストのサブフレーム
は、図７Ｄに示されているように、発信元のＭＡＣアド
レス・フィールドのオーバヘッドなしに、ブロードキャ
スト・サブフレームの後に付加されるように連結するこ
とができる。図７Ｄのフレームはブロードキャストのサ
ブフレーム７５０と連結されているユニキャストのサブ
フレーム７００から構成されている。ブロードキャスト
のサブフレーム７５０は６バイトの発信元のＭＡＣアド
レス７５２、６バイトの宛先アドレス７５４、１バイト
のフレーム制御サブフィールド７５６、２バイトのフレ
ーム持続時間フィールド７５８、２バイトのシーケンス
制御フィールド７６０、ブロードキャスト・データのフ
ィールド７６２、およびフレーム・チェック・シーケン
ス（ＦＣＳ）７６４から構成されている。ユニキャスト
のサブフレーム７００は６バイトの宛先ＭＡＣアドレス
７０８、１バイトのフレーム制御サブフィールド７０
２、２バイトのフレーム持続時間フィールド７０４、２
バイトのシーケンス制御フィールド７１０、タイプ・フ
ィールド７２２、サブタイプ・フィールド７２４、コネ
クションのアイデンティティ７２６、データ・フィール
ド７３０、およびフレーム・チェック・シーケンス（Ｆ
ＣＳ）７１２から構成されている。ユニキャストのサブ
フレーム７００の中のフレーム制御フィールド７０２は
オプションであり、一般にそのフレーム制御フィールド
の中のビットが頻繁に変わることが予想される場合に含
められる。ユニキャストのサブフレームのフレーム制御
フィールドが比較的静的であると期待できる場合、それ
は必要な特殊な機会において以外は省略されることが多
い。

【００５６】同期の目的のために、ＡＰはダウンリンク
のブロードキャストおよびユニキャストのサブフレーム
を、ブロードキャストおよびユニキャストのサブフレー
ムの送信時間の合計がｘ ｍｓのフレーム構造の内部に
入るようにスケジュールすることができる。ここでｘは
一般に２ｍｓである。しかし、アップリンク送信の場
合、無線モデムからのアップリンク通信はバースト・モ
ードであり、与えられたタイム・ウインドウの中で２つ
以上のモデムが送信する場合には衝突の可能性がある。
そのような衝突はＡＰにおいてのみ検出することができ
る。また、各送信のバーストは或る程度の物理層のオー
バヘッドを含む必要がある。

【００５７】これらのファクタを考慮するために、図８
Ａに示されているように、同期トラヒックに対する厳し
い遅延の条件を達成する機能を提供しながら、より良い
同期化を可能にする、アップリンク送信のためのフレー
ム構造が定義されている。示されている例の中では、各
アップリンク・フレームはその持続時間がｘ ｍｓであ
り、その中で２ｍｓのフレームが使われている。各ｘ
ｍｓのフレームはＭＡＣヘッダ８０８、同期転送領域
（ＳＴＲ）８１０、および非同期転送領域（ＡＴＲ）８
１２に細分割されている。同期転送領域８１０はＣＢＲ
ライクな一定ビット・レートのトラヒックを搬送するた
めのデータスロットを含む。図８Ａの具体例のＳＴＲ８
１０の中の各同期データスロットの長さは２７バイトで
あり、そのうちの１６バイトがペイロード・フィールド
である。

【００５８】図８Ｂに示されているように、非同期転送
領域８１２はＮ個の基本スロットに分割され、各基本ス
ロットは固定サイズのパケットを送信するためのデータ
スロット、たとえば、非同期転送モード（ＡＴＭ）のセ
ルと等価である。各基本スロットは競合予約スロット８
２０であり得る。その場合、それはさらにｋ個のミニス
ロット８２２に細分割される。たとえば、競合予約スロ
ット８２０は各ミニスロット８２２が１５バイトで、６
３バイトから構成することができる。また、基本スロッ
トはデータスロット８２４または予約済みデータスロッ
ト８２６であってもよい。

【００５９】この例における各アップリンク・フレーム
は純粋な競合に対して利用できる、少なくともＣ個の競
合スロットを含む。これらのＣ個の競合スロットの中か
ら、Ｎ₁個がバンド幅の予約のための予約ミニスロット
に変換される。残りのＣ−Ｎ₁個の競合スロットは予約
を必要としない短いバースト性のメッセージを送信する
ために使われるデータ競合スロット８２４である。Ｃお
よびＮ₁は変化する可能性がある。ＡＰは不使用の競合
データスロット８２４を追加の予約ミニスロット８２２
に変換することができる。前に説明されたように、予約
ミニスロット８２２の数は固定とするか、あるいは動的
に変化させることができる。また、予約ミニスロットは
そのフレームの一部分の中にまとめて入れられるか、あ
るいはそのフレーム全体にわたって散在させることがで
きる。ＡＰは利用できる競合スロットの数、予約ミニス
ロットの数、および次のアップリンク・フレームの中の
それらの位置を、その先行するダウンリンク・フレーム
の中にブロードキャストする。

【００６０】図８Ｂの中の予約済みデータスロット８２
６はＡＴＭのＰＤＵなどの固定のプロトコルのデータ・
ユニット（ＰＤＵ）、あるいは可変長のＰＤＵに対する
もののいずれかを意味する。ＡＴＭのＰＤＵに対する送
信バーストは５３バイトのＡＴＭセル、ＭＡＣヘッダ、
および物理層のヘッダを含む。１つの予約済みデータス
ロット８２６が各ＡＴＭのＰＤＵの送信のために割り当
てられる。可変長（ＶＬ）のＰＤＵに対する送信バース
トは可変ペイロードにＡＴＭのＰＤＵに対して必要な同
じオーバヘッドを加えたものを含む。可変長のＰＤＵの
場合、各ＡＰがＶＬのＰＤＵに対して可能な限り連続し
ている予約済みデータスロット８２６を割り当てるよう
に、セグメンテーションを最小化することが望ましい。

【００６１】競合は無駄であるので、競合を通らずに、
追加の予約済みデータスロットを要求するための予約済
み送信バーストの中の１つのフィールドがあることが理
想的となる。キューの長さの情報を使用するスケジュー
リングの規律（たとえば、セルフクロック型公平キュー
イング規律）が使われるとき、次のパケットのサイズ、
あるいは固定サイズの残っているパケットの数が、その
ソースからの将来のデータ転送のためのバンド幅を予約
するために指定される。ファースト・カム‐ファースト
・サーブ、またはラウンド・ロビンのキューイング規律
が使われているとき、ＭＡＣヘッダのフレーム制御フィ
ールドの中の「ｍｏｒｅ」ビットを同じ目的に利用する
ことができる。

【００６２】アップリンク・フレームにおいて、一定ビ
ット・レートの送信がある場合、それは競合のセットア
ップ時に決定された固定の同期転送領域（ＳＴＲ）のス
ロット位置の中にある。新しい非同期転送のために、無
線ノードのモデムはその利用できる競合ミニスロット８
２２のうちの１つをランダムに選択し、それ以降のフレ
ームにおいてＡＴＭ／ＶＬのバーストが送られるための
バンド幅を要求する。「新しい」非同期転送キューが空
であるコネクションへの新しいパケットの到着として定
義される。次に、ＡＰは衝突を識別し、そして次のダウ
ンリンク・フレームの中の予約ミニスロットのアクノレ
ッジメント・フィールドを経由して無線モデムにその衝
突／成功のステータスを通知する。代表的なアップリン
ク・フレームが図８Ｃに示されている。それは予約ミニ
スロット８２２、前のダウンリンク・フレームにおいて
受信されたデータに対するＡＣＫ８３２、およびアップ
リンク予約済みデータ・フィールド８２６を含んでい
る。ＡＰは実装されているサービス（キューイング）規
律の記述に従って、次のアップリンク・フレームに対し
てＡＴＭ／ＶＬのスロットをスケジュールする。この情
報は送信許可およびスケジュールの中のダウンリンク・
フレーム（図示せず、図３参照）を経由してそのリモー
ト・ノードにあるモデムに対して送られる。

【００６３】図８Ｄは図８Ｃのアップリンク・フレーム
予約ミニスロット８２２に対するフレーム・フォーマッ
トの例を示している。そのフレームは発信元のＭＡＣア
ドレスおよび２バイトのシーケンス制御フィールドだけ
を含んでいる小さいＭＡＣヘッダ８４０、その次のコネ
クション・アイデンティティ（ＣＣ）フィールド８４２
およびフレーム・チェック・シーケンス（ＦＣＳ）８４
４を含んでいる。

【００６４】図８Ｅは純粋のアクノレッジメント・アッ
プリンク・フレームに対するフレーム・フォーマットの
一例を示している。このフォーマットにおいて、フルＭ
ＡＣヘッダ８４８の次に、タイプ・フィールド８５０
「データ」およびサブタイプ・フィールド８５２「ＡＣ
Ｋ」、コネクション・アイデンティティ（ＣＣ）フィー
ルド８５４、シーケンス番号ＡＣＫフィールド８５６、
およびＦＣＳ８５８が続いている。

【００６５】図８Ｆは純粋のデータ・アップリンク・ユ
ニキャスト・フレームに対するフレーム・フォーマット
の一例を示している。このフォーマットにおいては、フ
ルＭＡＣヘッダ８６０の次に、タイプ・フィールド８６
２「データ」およびサブタイプ・フィールド８６４「デ
ータ」、コネクション・アイデンティティ（ＣＣ）フィ
ールド８５４、データ・フィールド８６６、およびＦＣ
Ｓ８５８が続いている。図８Ｇはアクノレッジメントお
よびデータのアップリンク・フレームの組合せに対する
フレーム・フォーマットの一例を示している。このフォ
ーマットにおいては、フルＭＡＣヘッダ８７０の次に、
タイプ・フィールド８７２「データ」およびサブタイプ
・フィールド８７４「データ＋ＡＣＫ」、コネクション
・アイデンティティ（ＣＣ）フィールド８５４、データ
・フィールド８７６、シーケンス番号ＡＣＫフィールド
８７８、およびＦＣＳ８５８が続いている。図８Ｈはア
クノレッジメント、データ、および「ｍｏｒｅ」アップ
リンク・フレームの組合せに対するフレーム・フォーマ
ットの一例を示している。このフォーマットにおいて
は、フルＭＡＣヘッダ８８０の次にタイプ・フィールド
８２２「データ」およびサブ・タイプ・フィールド８８
４「データ＋ＡＣＫ＋ｍｏｒｅ」、コネクション・アイ
デンティティ（ＣＣ）フィールド８５４、データ・フィ
ールド８８６、シーケンス番号ＡＣＫフィールド８８
８、ｍｏｒｅデータ・フィールド８９０、およびＦＣＳ
８５８が続いている。

【００６６】上記の具体例はアクセス制御の実装および
ネットワークへのリモート・ノードの許可のための特殊
メッセージを提供するために、ＩＥＥＥ８０２．１４標
準を採用している。特定の例として、アップリンクのバ
ンド幅が２．５６Ｍｂｐｓであるシステムにおいて、ラ
ンプ・アップ・タイム４μｓ、３２シンボルのプリアン
ブル（ＱＰＳＫを仮定して２５．０μｓ）、そしてター
ンオフ時間が４μｓである。これらのパラメータのため
に、物理層のＰＤＵの各エンドにおいて２０ビットのガ
ード・タイムおよび６４ビットのプリアンブルが必要と
なる。このシステムにおいては、２ｍｓのアップリンク
・フレームは６４０バイトに対応する。フレームがＳＴ
ＲおよびＡＴＲの両方から構成され、そしてＳＴＲの中
の各基本スロットの長さが２７バイトであると仮定し
て、１つのＳＴＲスロットを備えたフレームも、たとえ
ば、１０個の予約ミニスロット（各基本スロットが５つ
の予約ミニスロットに変換されている）、２個のデータ
競合スロット、および５個の予約済みデータスロット
を、ＡＴＭのＰＤＵまたはＶＬのＰＤＵに対して持つこ
とができる。

【００６７】図１１に示されているように、ダウンリン
クのブロードキャスト／マルチキャスト・メッセージを
ページング要求メッセージとして使うことができる。ペ
ージング要求およびそれに関連付けられている応答メッ
セージは、有線ネットワーク上のＰＣが無線ネットワー
ク上の別のＰＣを呼び出すことができるようにするため
に設けられている。ページング要求メッセージは有線の
ホストまたは別の無線のモデムが、交信したいというこ
とを無線のモデムに知らせるために有用である。受信さ
れたページング要求メッセージの中にＩＤが含まれてい
る無線モデムは、その無線モデムとアクセス・ポイント
との間に現在コネクションが存在しない場合の接続要求
以外に、ページング応答メッセージで応答する。ページ
ングの機能はローカル・サーバを必要とする。ローカル
・サーバは、必要であればＰＰＰサーバと同じ場所に置
くことができる。その方法は無線ネットワークを経由し
てアクセスされるＰＣが、より効率的にアクセスされる
ＩＰアドレスを持っていないときに普通使われる。

【００６８】図１１に示されているように、ＰＣ２ １
１０２が無線モデム１１０６に付加されているＰＣ１
１１０４に対する呼出しを起動できるようにするため
に、ページング予約メッセージが定義されている。起動
しようとしているＰＣ（ＰＣ２）１１０２は、Ｃａｌｌ
＿Ｉｎｉｔｉａｔｅメッセージ１１１０を、そのホーム
・レジストレーション・サーバ１１１６を定義するロケ
ーション／ＰＰＰサーバ１１１２に対して送信する。ホ
ーム・レジストレーション・サーバ１１１６は次に正し
いＷＨ／ＩＷＦを識別し、Ｃａｌｌ＿Ｉｎｉｔｉａｔｅ
メッセージ１１１８をＡＰ１１２０に対して中継する。
次に、ＡＰ １１２０はページング要求１１３０を、Ｐ
Ｃ１ １１０４が関連付けられている無線モデム１１０
６に対して送信する。最後に、無線モデム１１０６はＣ
ａｌｌ＿Ｉｎｉｔｉａｔｅメッセージ１１３２をＰＣ１
１１０４に対して中継する。

【００６９】その呼出しを受け付けるために、ＰＣ１
１１０４はＣａｌｌ＿Ａｃｃｅｐｔメッセージ１１４０
を無線モデム１１０６に対して送信すると同時に、それ
にＣｏｎｎｅｃｔ＿Ｒｅｑｕｅｓｔメッセージを付けて
おく。次に、無線モデム１１０６はページング応答１１
４２をＡＰ １１２０へ送信し、ＡＰ １１２０はその
メッセージ１１４４をＷＨ／ＩＷＦ １１１６へ中継す
る。また、無線モデム１１０６はそのＣｏｎｎｅｃｔ＿
ＲｅｑｕｅｓｔメッセージをＡＰ １１２０に対して中
継し、ＡＰ １１２０は同様にそれをＷＨ／ＩＷＦ １
１１６に対して中継する。ＷＨ／ＩＷＦ １１１６はＣ
ｏｎｎｅｃｔ＿Ｒｅｐｌｙメッセージ１１４５をＰＣ１
１１０４に対して送信し、そして次にＣａｌｌ＿Ａｃ
ｃｅｐｔメッセージ１１４６をロケーション・サーバ１
１１２に対して中継して戻す。最後に、ロケーション・
サーバ１１１２はＣａｌｌ＿Ａｃｃｅｐｔメッセージ１
１４８をＰＣ２ １１０２に対して中継する。

【００７０】ＯＤＭＡＦＱ方式は各ユーザからの同じメ
ッセージ・ストリームの内部で優先アクセスを提供する
ことができる。優先アクセスは一般にデータ・メッセー
ジより優先度が高い重要な制御メッセージを提供する。
予約スロットの中で無線モデムによって送信される可能
性のあるいくつかの重要な制御メッセージとしては、
（ａ）無線モデムとアクセス・ポイントとの関連付けを
要求するための関連付け要求、（ｂ）コネクションのセ
ットアップを要求するためのコネクト要求（ｃ）、ペー
ジング要求に対して応答するためのページング応答、お
よび（ｄ）しばらくの間沈黙していた後、バンド幅割り
当てを要求するためのバンド幅要求などがある。また、
各種の可能なメッセージもサービスの品質を違えるため
に異なる優先度を対応して割り当てることができる。一
般に、関連付け要求、コネクト要求、およびページング
応答メッセージはデータ・メッセージより優先度が高い
ことが期待される。１つの例として、サービス・プロバ
イダがユーザをそれ以上は許可しない場合、バンド幅要
求のメッセージには、コネクト要求およびページング応
答メッセージより低い優先度が与えられ、コネクション
をより速くセットアップすることができるようにすべき
である。データ・メッセージのうち、たとえば、ＲＴＰ
／ＵＤＰパケット上で搬送される音声信号にはｔｃｐ／
ｉｐのデータ・パケットより高い優先度が一般に与えら
れる。

【００７１】フラグメントの再送信を可能にするため
に、フラグメンテーション／再アセンブリのメカニズム
が定義されている。ＡＰおよび無線モデムは一般に、Ｍ
ＡＣ層のサービス・データ・ユニット（ＳＤＵ）が最大
のペイロード・サイズを超えた場合、あるいはダウンリ
ンクまたはアップリンクのフレームにおいて利用できる
残りの空間を超えた場合、ＭＡＣ層のサービス・データ
・ユニット（ＳＤＵ）をフラグメント化する。代わり
に、フラグメンテーションのしきい値を、ＭＡＣ／ＳＤ
Ｕがフラグメント化されるフラグメンテーションのしき
い値を定義することができる。各フラグメントにはシー
ケンス制御フィールドがある。同じＳＤＵに所属してい
るすべてのフラグメントは同じ１２ビットのシーケンス
番号を搬送するが、異なるフラグメント番号が与えられ
ている。次に、フレーム制御フィールドの中の「Ｍｏｒ
ｅ Ｆｒａｇｍｅｎｔ」ビットが最後を除いてすべての
フラグメントに対してセットされ、次にまだフラグメン
トが続いていることを示す。次に、そのフラグメントは
最も小さいフラグメント番号から最も高いフラグメント
番号への順序で送信される。

【００７２】イン・シーケンス配送要求を満たすため
に、ＡＰおよび無線モデムは、同じＳＤＵのすべてのフ
ラグメントが、新しいＳＤＵが送信される前に送信され
ることを確保する。消失しているフラグメントだけが再
送信される。エンドレスの送信遅延（同時に生じる送信
の滞貨を伴う）を避けるために、特定のソース（無線モ
デムまたはＡＰ）がＭＡＣのＳＤＵ送信タイマを維持
し、そのタイマはＭＡＣのＳＤＵがＭＡＣ層へ渡される
瞬間にスタートされる。そのタイマがあらかじめ設定さ
れているＭＡＣのＳＤＵのライフタイムを超えると、残
っているすべてのフラグメントはそのソースによって捨
てられ、そのＭＡＣのＳＤＵの送信を完了させるための
試みはなされない。

【００７３】永久的に消失したフラグメントに対してエ
ンドレスに待つことを防ぐために、受信先ステーション
はシーケンス制御フィールドのフラグメント番号の順番
にそのフラグメントを組み合わせることによって、ＭＡ
ＣのＳＤＵを再構築する。受信先ステーションが、「ｍ
ｏｒｅ ｆｒａｇｍｅｎｔ」ビットがセットされている
フラグメントを受信した場合、それは完全なＭＡＣのＳ
ＤＵをまだ受け取っていないことを知る。「ｍｏｒｅ
ｆｒａｇｍｅｎｔ」ビットがクリアされているフラグメ
ントを受信先ステーションが受信すると直ぐに、それは
そのＭＡＣのＳＤＵを再アセンブルし、それをより高い
層に対して渡す。

【００７４】受信先ステーション（無線モデムまたはＡ
Ｐなど）は、ＭＡＣのＳＤＵのタイマを維持し、そのタ
イマはＭＡＣのＳＤＵの第１セグメントの受信時に起動
される。受信先ステーションは３つのＭＡＣのＳＤＵを
同時に受信するために少なくとも３つのタイマを備えて
いることが好ましい。次に、受信先ステーションは受信
タイマが維持されていないＭＡＣのＳＤＵの受信された
フラグメントをすべて捨てる。ＭＡＣのＳＤＵの受信タ
イマがあらかじめ設定された受信のＭＡＣのＳＤＵのラ
イフ・タイムを超過したとき、すべてのフラグメントが
捨てられる。受信のＭＡＣのＳＤＵタイマが時間切れに
なった後、追加のフラグメントが受信された場合、その
フラグメントはアクノレッジされてから捨てられる。ま
た、受信先ステーションは、重複して受信されているフ
ラグメントがあればそれを捨てるが、応答としてアクノ
レッジメントは送信する。

【００７５】多重アクセス方式におけるＭＡＣプロトコ
ルの操作は次のステップを含む。それらは、アップリン
クの送信パワー・レベルの確立、アップリンクの初期競
合、アップリンクの競合の解決、アップリンクのバンド
幅の割り当て、ＡＰのダウンリンクのバンド幅の割り当
て、ダウンリンク制御フィールド経由での衝突のステー
タスの通知、および送信許可経由でのアップリンク送信
のスケジューリングである。特に、一定レートのトラヒ
ックの場合、各モデムはコネクションのセットアップ時
に、そのコネクションの持続時間全体に対してアクセス
要求が１つだけ必要であるようにするために、パケット
の到着レートをＡＰに知らせる。

【００７６】ＯＤＭＡＦＱ ＭＡＣプロトコルの操作の
全体が図１３ＡおよびＢのフローチャートに示されてい
る。リモート・ホストから見た図１３Ａの場合、１３１
０においてアップリンク送信のためのパワー・レベルを
設定した後、リモート・ホストは１３１５においてアッ
プリンクの初期競合に参加し、その間に送信するパケッ
トを持っている各リモートはアクセス要求をＡＰに送
る。これらのアクセス要求のいくつかが衝突していると
１３２０において判定された場合、それらは同じミニス
ロットの中にサブミットされ、衝突しているリモート・
ホストは１３２５においてアップリンクの競合解決に参
加する。そうでなかった場合、ＡＰは１３３０におい
て、アクセスを要求しているリモートの中でアップリン
クのバンド幅を割り当てるよに進行し、その後、それ自
身のダウンリンク送信のためのバンド幅を１３３５にお
いて割り当てる。各リモート・ホストはそれ以降でのダ
ウンリンク送信の間に１３３７において送信許可を受信
するまで待ち、その１つを受信すると、自分のキューか
ら待機中のパケットを送信する。その時、リモートにお
けるキューが空でないと１３３８において判定された場
合、そのリモートは１３３７においてさらに送信許可を
待つために戻り、そうでなかった場合、それは１３３９
において新しいパケットが到着するのを待つ。

【００７７】図１３Ｂに示されているように、ＡＰは受
信された競合予約スロットの中のアクティビティを１３
６０において監視する。正常なアクセス要求を受信した
と１３６５において判定したとき、ＡＰは１３７０にお
いて予約のアクノレッジメント（ＡＣＫ）を送信し、そ
の新しく加わったリモートをスケジュールされるリスト
１３７５に追加する。１３６５において新しい正常なア
クセス要求があったかどうかにかかわらず、ＡＰはスケ
ジュールされているリストが空でない限り、１３８０に
おいてアップリンク・データスロットを監視し、正常に
送信されたパケットを受信したと１３８５において判定
したとき、ＡＰは１３９０においてデータ・ＡＣＫで応
答する。次に、ＡＰは１３４０において自分のダウンリ
ンク・パケットをスケジュールし、１３４５において正
常に競合しているリモート・ホストのアップリンク送信
をスケジュールし、１３５０において関連付けられた送
信許可を発行し、そして次に、１３５５においてダウン
リンクのデータ・パケットを送信し、その後、１３６０
に戻って競合予約スロットの中のアクティビティを監視
する。

【００７８】オプションのチャネル保持機能を許可し、
それによってアクセス・ポイントがバンド幅の予約を解
放せずに短い時間の間、各キューが空のままになってい
ることができるようにすることが好ましい場合がある。
これによって、優先度の高いユーザが、割り当てられた
或る量の時間の間、その基地局の予約済みのバンド幅の
リストの中にとどまっているようにし、その後、それは
解放され、チャネル予約のために必要なセットアップの
シグナリング・メッセージングをすべて回避することに
よって、潜在時間の短いリアルタイム・パケット（すな
わち、音声通信などの、時間に敏感なデータのパケット
に対する遅延時間がほとんどないか、あるいは全くな
い）を助成する。この機能を利用して、キューが空であ
るとき、無線モデムにおいてタイマがトリガされる。こ
のタイマが時間切れになる前に、新しいパケットがその
無線モデムに到着する限り、その無線モデムは新しいア
クセス要求を行う必要なない。ＡＰにおいては、この機
能がオンになっていた場合、ＡＰはその無線モデムから
の最後のアップリンク・データ送信が、キューが空であ
ることを示していた場合であっても、代わりのアップリ
ンク・フレームごとに、この特定の無線モデムに対して
１つのデータスロットに対して送信許可をやはり割り当
てる。また、また、ＡＰはタイマもスタートさせる。そ
のタイマが時間切れになって、ＡＰがその無線モデムか
ら新しいパケットを受信していなかったとき、ＡＰはそ
の予約済みのバンド幅リストからその無線モデムを取り
除く。このチャネル保持機能は、バンド幅の予約プロセ
スが完了するまでに少し時間が掛かる場合に特に有用で
ある。それによって、次々にすぐ続けて到着するのでは
なく、各データ・パケットに対する競合による別のバン
ド幅予約要求を保証するほど遠くは離れていないリアル
タイム・パケットの低い潜在性を許す。しかし、このチ
ャネル保持機能を必要としないバースト性のソースの場
合、パケットが到着してバッファが空であることを知っ
たとき、そのモデムは競合ミニスロットの１つを経由し
てＡＰに対してアクセス要求をやはり送信することにな
る。

【００７９】図１７に示されているように、ＯＤＭＡＦ
Ｑを採用している無線ネットワークにおける基地局とい
くつかのリモート・ホストとの間のデータ送信のための
アップリンクのパワー・レベルを、そのリモート・ホス
トの初期アクセス要求メッセージの間に確立することが
できる。使われる方法は符号分割多重アクセス（ＣＤＭ
Ａ）の国際標準ＩＳ９５「チャネル・パワー制御」のた
めに使われている方法とよく似ている。特定のリモート
・ホストとＡＰとの間のアップリンクの送信パワー・レ
ベルが前回に記憶されていたと１７１０において判定さ
れた場合、その記憶されていたレベルがアップリンクの
データ送信のために１７１５において使われる。そうで
なかった場合、リモート・ホストは先ず最初に１７２０
において定格のオープン・レートのパワー・レベルに関
連して設定されている初期パワー・レベルにおいてショ
ート・コネクションの要求メッセージを送信する。その
リモート・ホストの最初の送信が不成功であった場合、
そして、したがって、アクノレッジメントが１３７０に
おいてＡＰから受け取られなかった場合、そのパワー・
レベルは１７４０において、あらかじめ決めておくこと
ができるパワーのインクリメントの量だけインクリメン
トされる。そして、その送信が成功するまで、送信およ
びインクリメントのステップが繰り返される。送信が最
終的に成功したときのパワー・レベルが１７３５におい
て記憶され、そしてそのリモート・ホストと基地局との
間のさらにそれ以降でのデータ送信のために１７１５に
おいて使われる。

【００８０】この好適な実施形態においては、アップリ
ンクの初期競合は次の方式を利用する。Ｍ個のミニスロ
ットが次のアップリンク・フレームにおける競合に対し
て利用できる場合、初期の（最初のときの）競合メッセ
ージが次のことに従って送信される。１．１〜Ｍの範囲
にある乱数ｘが一様分布からリモート・ノードのモデム
において発生され、２．初期競合メッセージが次のアッ
プリンク・フレームの中のｘ番目のミニスロットにおい
て送信される。

【００８１】必要な場合、キャリア・センシングも初期
競合の間に使うことができる。送信の前に、そのチャネ
ルがセンスされる。アクセスの優先度が実装されている
場合、１〜Ｍの範囲の乱数を選定する代わりに、その無
線モデムは１〜Ｉ_iの範囲を選定する。ここでＩ_iはクラ
スｉのユーザのしきい値であり、値が低いほど優先順位
が高い。すなわち、Ｉ_i+1＜Ｉ_iを示す。しかし、競合メ
ッセージが競合の予約ミニスロット要求メッセージでな
く、競合データスロットのメッセージであった場合、そ
のメッセージは次の競合データスロットの中で送信され
る。

【００８２】３つ以上のアクセス優先度クラスを提供す
ることができる。前に説明されたように、アップリンク
のフレームはＮ₁個のミニスロットを含む。たとえば、
アクセス優先度がＰのクラスがあった場合、アクセス優
先度がｉである各クラス（ここで番号が小さいほど優先
度が高いことを意味する）は１〜Ｉ_iの範囲のミニスロ
ットの中に競合を送信することができる。ここでＩ₁＝
Ｎ₁、Ｉ_i+1≦Ｉ_iである。このアクセス優先度の方式の
トップに厳格な使用の優先度を実装し、ＡＰが使用優先
度の高い競合要求を受け取ったとき、その競合をサポー
トする無線モデムに対して切り離し要求フレームを送信
することによって、使用優先度の低い既存のコネクショ
ンを切り離すことができる。

【００８３】衝突は２つまたはそれ以上の無線モデムが
同じミニスロットの中で送信するときに競合スロットの
中で発生する。また、干渉によって競合スロットの中の
データの変造が発生した場合、そのスロットのステータ
スは「衝突（ＣＯＬＬＩＳＩＯＮ）」であると宣言され
る。前に説明されたように、アップリンク・フレームの
中には２種類の競合スロットがある。それらは（１）バ
ンド幅要求メッセージのためのミニスロットを含んでい
る予約スロット、および（２）競合のスーパスロットの
中にアップリンクの短いバースト性のメッセージを含ん
でいるデータスロットである。そのＡＰにおいて、１つ
のアップリンク競合タイム・スロットの中のＲＦエネル
ギーが評価される。エネルギーが存在していなかった場
合、その競合スロットは「アイドル（ＩＤＬＥ）」と宣
言される。競合スロットのステータスは、次の条件がす
べて成立した場合に「成功（ＳＵＣＣＥＳＳ）」である
と宣言される。１）ＲＦエネルギーがそのスロットの中
で検出された。２）そのスロットの中でプリアンブルが
乱されていない。３）そのスロットの中のフレーム・チ
ェック・シーケンス（ＦＣＳ）はエラーを示していな
い。競合スロットのステータスは、そのスロットの中に
ＲＦエネルギーが検出され、そして次の条件のうちの少
なくとも１つが成立している場合に衝突（ＣＯＬＬＩＳ
ＩＯＮ）」であると宣言される。１）そのスロットの中
のプリアンブルが乱されている、あるいは２）そのスロ
ットの中のフレーム・チェック・シーケンス（ＦＣＳ）
がエラーを示している。

【００８４】図１８Ａは本発明の１つの態様による、ア
クセス制御のための方法の実施形態を示している。Ｎ個
の競合予約ミニスロットが各アップリンク・フレーム１
８１０の中で構成されている。そのＮ個のミニスロット
は複数のアクセス優先度クラスに編成されていて、各ク
ラスはその優先度が異なっている。１８１５において、
そのＡＰはＮ個のアクセス優先度クラスを許可するよう
に構成される。１８２０においてアクセス優先度クラス
ｉの各リモート・ホストは１つの競合ミニスロットをラ
ンダムに拾ってアクセス要求を送信する。拾われた競合
ミニスロットは１〜Ｎ₁の範囲内にある。ここでＮ_(i+1)
＜Ｎ_iそしてＮ₁＝Ｎである。１８２５において基地局は
そのアクセス要求を受信し、受信された競合ミニスロッ
トを順次調べる。１８３０において、現在調べられてい
るミニスロットが衝突していない要求を含んでいると判
定された場合、ＡＰは１８３５においてその衝突してい
ないアクセス要求に対応しているリモート・ホストに対
してアクセスを許可する。現在調べられているミニスロ
ットが衝突している要求を含んでいると１８３０におい
て判定された場合、ＡＰはＡＣＫを送信せず、それによ
ってその影響されているリモート・ノードが衝突解決を
１８４０において実行するようにさせる。衝突解決期間
の後、ＡＰは１８４５において「勝った（ｗｉｎｎｉｎ
ｇ）」リモート・ホストに対してアクセスを許可する。
話変わって、１８５０において調べられるべきミニスロ
ットがまだ他に残っていると判定された場合、ＡＰは１
８３０においてミニスロットの衝突をチェックし続け、
１８３５において正常に要求しているホストに対してア
クセスを許可するか、あるいは１８４０において衝突解
決の結果を待つかのいずれかを行う。

【００８５】図１８Ｂは本発明の１つの態様によるアク
セス制御のための方法の代わりの実施形態を示している
フローチャートである。これはそれぞれ優先度が異なる
複数のアクセス優先度クラスに編成されている。１８１
０において各アップリンク・フレームの中でＮ個の競合
予約ミニスロットが構成される。そのＮ個のミニスロッ
トはそれぞれ優先度が異なる複数のアクセス優先度クラ
スに編成される。１８１５においてＡＰはＮ個のアクセ
ス優先度クラスを許すように構成される。次に、１８６
０において、アクセス優先度クラスがｉであって、スタ
ック・レベルが０に等しい各リモート・ホストは、確率
Ｐ_iでアクセス要求を送信する。ここでＰ_(i+1)＜Ｐ_i、
そしてＰ₁＝１である。１８２５において基地局はその
アクセス要求を受信し、受信された競合ミニスロットを
順次調べる。１８３０において現在調べられているミニ
スロットが衝突していない要求を含んでいると判定され
た場合、ＡＰは１８３５においてその衝突していないア
クセス要求に対応しているリモート・ホストに対してア
クセスを許可する。１８３０において現在調べられてい
るミニスロットが衝突している要求を含んでいると判定
された場合、ＡＰはＡＣＫを送信せず、それによって、
影響されているリモート・ノードが衝突解決を１８４０
において行うようにさせる。衝突解決の期間の後、ＡＰ
は１８４５において「勝った」リモート・ホストに対し
てアクセスを許可する。１８５０において、調べられる
べきミニスロットがまだ他に残っていた場合、ＡＰは１
８３０へ戻ってミニスロットの衝突をチェックし続け、
１８３５において正常に要求しているホストに対してア
クセスを許可するか、あるいは１８４０において衝突解
決の結果を待つかのいずれかを行う。

【００８６】ＩＤＬＥ、ＳＵＣＣＥＳＳおよびＣＯＬＬ
ＩＳＩＯＮのステータス情報は無線モデムへ逆に伝えら
れる。ＡＰはそのスロットのステータス情報をダウンリ
ンク予約アクノレッジメントのフィールドの中に置く。
使用できる好適な衝突解決の方法は３種類ある。第１の
方法はＩＥＥＥ標準８０２．１４の中で提案されてお
り、２つの新しい方法と一緒に以下に説明される。シミ
ュレーション結果は、説明されている第２の方法がより
良いアクセス遅延を提供することを示している。

【００８７】ＩＥＥＥ標準規格８０２．１４の中で提案
されている第１の衝突解決方法において、送信したい無
線ノードは予約ミニスロットのうちの１つをランダムに
拾う。衝突が示されていた場合、その衝突によって影響
されたモデムは、ランダム・バイナリ指数関数的バック
オフの方法に基づいて再送信する。このバックオフの方
法は次のように操作する。１．モデムは０〜２^j−１の
範囲に一様に分布している乱数Ｉを発生する。ここでｊ
はそのモデムが送信を試みているパケットに対して経験
した衝突の回数である。ｊが１０より大きい場合、Ｉは
０〜２¹⁰−１の範囲の一様分布から選択される。２．そ
のモデムは同じ種類のＩ−１個の競合スロットの機会を
（ミニスロットまたはデータ競合スロットのいずれか）
をスキップし、そしてその以前に衝突したパケットを次
の直後の競合スロットの機会において再送信する。

【００８８】この方法の動作が図１４Ａに示されてい
る。ＡＰにアクセスするために待機している無線ノード
は、１４０２において、アクセス要求を送信する１つの
予約ミニスロットをランダムに拾う。１４０４におい
て、そのノードが衝突によって影響されていると判定さ
れた場合、そのノードは１４０８において乱数Ｉを発生
し、１４１０において同じ種類の次のＩ−１個の競合ス
ロットの機会をスキップする。次に、そのノードは１４
１２においてその衝突したパケットに対するアクセス要
求を直ぐ次の競合スロットの機会において再送信する。
１４０４においてそのノードが衝突によって影響されて
いないと判定された場合、１４０５においてそのノード
におけるキューが空であった場合、そのノードは１４０
６においてそのパケットを送信し、待機状態１４０２へ
戻る。１４０５においてそのノードのキューが空でない
と判定された場合、ＡＰからの送信許可を受信した後、
そのノードは１４０７において現在のパケットをそのキ
ューの中の次のパケットの送信のためのピギーバックさ
れた予約要求と一緒に送信し、そのキューが１４０５に
おいて空であると判定されるまで、送信許可を受信した
後に１４０７においてピギーバックされた予約要求を付
けたパケットを送信し続け、キューが空になると最後の
パケットが１４０６において送信され、その後、そのノ
ードは待機状態１４０２へ戻る。

【００８９】第２および第３の方法においては、ＡＰは
ダウンリンクのブロードキャスト・メッセージを経由し
てすべての無線ノードに対して、予約ミニスロットの中
の各競合の結果をブロードキャストする。第２の方法に
おいては、各無線ノードの中のモデムはスタック・レベ
ルによって特徴付けられ、そしてスタック・レベルが０
に等しい無線ノードだけがアクセス要求パケットを送信
することが許可される。スタック・レベルの値が０より
大きいモデムは滞貨があるとみなされる。たとえば、Ｍ
個の予約ミニスロットがあるとき、スタック・レベルが
０である各リモート・ノードはＭ個のミニスロットのう
ちの１つをランダムに拾うことができる。１つのタイム
スロットの終りにおいて、無線ノードｉはそのタイム・
スロットの中の送信の結果に基づいてスタックのレベル
を変更する。この方法によって、新しくアクティブな無
線ノードが特定の衝突解決期間の間に、スタック・レベ
ルが０である既存の無線ノードに加わることができる。
要求状態にある各無線ノードはそれがアクセス要求パケ
ットを送信せず、そして指定のアクノレッジメントを
（たとえば、衝突があった）基地局（ＡＰ）から受け取
った場合、自分のスタック・レベルを１だけインクリメ
ントする。他方、無線ノードはアクセス要求の送信に成
功したことを示している肯定のアクノレッジメントを基
地局から受け取った場合、無線ノードは自分のスタック
・レベルをデクリメントする。アクセス要求送信に参加
する各無線ノードは、そのスタック・レベルがレベル０
にとどまるか、あるいは基地局からの指定のアクノレッ
ジメントの受信時にインクリメントされるかどうかを決
定するためにランダムに「抽選のようなことを行う（ｆ
ｌｉｐｓ ａ ｃｏｉｎ）」。

【００９０】第２の方法の規則は次の通りである。 １．無線ノードが最初にネットワークに対するアクセス
を得たいとき、あるいはアクセスを得ていて、新しいデ
ータを送りたいとき、そのノードは要求状態に置かれ、
０のスタック・レベルが割り当てられる。 ２．Ｍ個の予約ミニスロットがあるとき、要求状態にあ
る各無線ノードはＭ個の予約ミニスロットのうちの１つ
を、アクセス要求パケットを送信する自分に割り当てら
れたミニスロットであるとしてランダムに拾う。 ３．その無線ノードが０に等しいスタック・レベルによ
って特徴付けられると、それはアクセス要求パケットを
送信する。しかし、そのリモート・ノードが０以外のス
タック・レベルによって特徴付けられているとき、それ
はアクセス要求パケットを送信しない。 ４．そのタイム・スロットの終りにおいて、各無線ノー
ドはアクセス・ポイントからのダウンリンク・メッセー
ジの予約アクノレッジメント・フィールドの中で自分に
割り当てられているミニスロットに対して報告されてい
るアクセス要求の結果（衝突、アイドルまたは成功のい
ずれか）に基づいて、自分のスタック・レベルを変更す
る。

【００９１】Ａ．アクセス要求を送信して「成功」の結
果を受け取った無線ノードは要求状態から取り除かれ
る。 Ｂ．アクセス要求を送信して「衝突」の結果を受け取っ
た無線ノードは自分のスタック・レベルを１だけインク
リメントするか、あるいは自分のスタック・レベルを０
のままにしておくかを、ランダムな抽選の結果に基づい
て実行する。 Ｃ．要求状態にあって、アクセス要求を送らなかった無
線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０で滞貨を持
っているノード）は、その割り当てられたミニスロット
に対する予約アクノレッジメント・フィールドの中で報
告される結果が「衝突」であった場合、自分のスタック
・レベルを１だけインクリメントする。 Ｄ．要求状態にあって、アクセス要求を送信しなかった
無線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０で滞貨状
態にあるノード）は、その割り当てられたミニスロット
に対する予約アクノレッジメント・フィールドの中でレ
ポートされている結果が「成功」であった場合、自分の
スタック・レベルを１だけデクリメントする。

【００９２】この方法の動作が図１４Ｂに示されてい
る。ＡＰにアクセスするため、あるいは新しいデータを
送信するために待機している無線ノードは、１４３２に
おいてそのスタック・レベルを０に設定し、要求状態に
入る。１４３４においてそのノードのスタック・レベル
が０であると判定された場合、そのノードは１４３６に
おいてアクセス要求の送信のために１つの予約ミニスロ
ットをランダムに拾う。その要求の結果が１４３８にお
いて「成功」であると判定され、そしてそのノードにお
けるキューが１４３９において空であると判定された場
合、そのノードは１４４０において現在のパケットを送
信し、要求状態から脱出して待機状態から１４３２へ戻
る。１４３９において、そのノードが空でないと判定さ
れた場合、ＡＰから送信許可を受信した後、そのノード
は１４４１において現在のパケットを、そのキューの中
の次のパケットの送信のためのピギーバックされた予約
要求と一緒に送信し、１４３９においてそのキューが空
であると判定されるまで、送信許可を受け取った後、ピ
ギーバックされた予約要求を１４４１において送信し続
け、キューが空になったとき、それは１４４０において
残りのパケットを送信し、要求状態から脱出して待機状
態１４０２へ戻る。

【００９３】予約要求の結果が１４３６において「成
功」でなかったと判定された場合、そのノードは１４４
４においてランダムな抽選に参加し、１４４８において
そのスタック・レベルをインクリメントするか、あるい
は１４４６においてそのスタック・レベルを０のままに
しておくかどうかを決定する。スタック・レベルが１４
４６において０にとどまる場合、そのノードはふたたび
１４３６においてアクセス要求の送信のために１つの予
約ミニスロットをランダムに拾い、そのアクセス要求を
送信する。スタック・レベルが１４４８においてインク
リメントされた場合、そのスタック・レベルは１４３４
において０ではない値になる。１４３４において任意の
リモート・ノードのスタック・レベルが０でないと判定
された場合、１４５０において前の予約要求の結果が
「衝突」であった場合、そのノードは１４５２において
自分のスタック・レベルを１だけインクリメントする。
１４５０において前の予約要求の結果が「衝突」でなか
ったと判定された場合、そのノードは１４５４において
自分のスタック・レベルを１だけデクリメントする。

【００９４】第３の衝突解決方法は第２の方法の修正版
である。第３の衝突解決方法においては、各無線ノード
にあるモデムはスタック・レベルによってふたたび特徴
付けられ、そしてスタック・レベルが０である無線ノー
ドだけがアクセス要求パケットを送信することが許可さ
れる。スタック・レベルが０より大きいモデムは滞貨を
持っているとみなされる。第３の方法の規則は次の通り
である。 １．無線ノードが最初にネットワークに対するアクセス
を得たいとき、あるいはアクセスを得ていて、新しいデ
ータを送りたいとき、そのノードは要求状態に置かれ、
０のスタック・レベルが割り当てられる。 ２．Ｍ個の予約ミニスロットがあるとき、要求状態にあ
る各無線ノードはＭ個の予約ミニスロットのうちの１つ
を、アクセス要求パケットを送信する自分に割り当てら
れたミニスロットであるとしてランダムに拾う。 ３．その無線ノードが０に等しいスタック・レベルによ
って特徴付けられると、それはアクセス要求パケットを
送信する。しかし、そのリモート・ノードが０以外のス
タック・レベルによって特徴付けられているとき、それ
はアクセス要求パケットを送信しない。 ４．そのタイム・スロットの終りにおいて、各無線ノー
ドはアクセス・ポイントからのダウンリンク・メッセー
ジの予約アクノレッジメント・フィールドの中で自分に
割り当てられているミニスロットに対して報告されてい
るアクセス要求の結果（「衝突」、「アイドル」または
「成功」のいずれか）に基づいて自分のスタック・レベ
ルを変更する。

【００９５】Ａ．アクセス要求を送信して「成功」の結
果を受け取った無線ノードは要求状態から取り除かれ
る。 Ｂ．アクセス要求を送信して「衝突」の結果を受け取っ
た無線ノードは自分のスタック・レベルを１だけインク
リメントするか、あるいは自分のスタック・レベルを０
のままにしておくかを、ランダムな抽選の結果に基づい
て実行する。 Ｃ．要求状態にあって、アクセス要求を送信しなかった
無線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０で滞貨を
持っているノード）は予約アクノレッジメント・フィー
ルドの少なくとも８０％（あるいは何らかの他のあらか
じめ定められたしきい値）が「成功」または「アイド
ル」のいずれかであるとレポートされた場合、自分のス
タック・レベルを１だけデクリメントする。そうでなか
った場合、そのリモート・レベルは自分のスタック・レ
ベルを１だけインクリメントする。 Ｄ．滞貨を持っているモデムのスタック・レベルが０ま
でデクリメントされたとき、そのモデムはＭ個のミニス
ロット（あるいは無線優先度が実践されている場合はＩ
_i個のミニスロット）のうちの１つをランダムに拾って
その要求を再送信する。

【００９６】この方法の動作が図１４Ｃに示されてお
り、そしてそれは図１４Ｂの方法の図と似ている。１４
３２においてＡＰにアクセスするため、あるいは新しい
データを送信するために待機している無線ノードが自分
のスタック・レベルを０に設定し、そして要求状態に入
る。１４３４においてそのノードのスタック・レベルが
０であると判定された場合、１４３６において、そのノ
ードはアクセス要求の送信のために１つの予約ミニスロ
ットをランダムに拾い、そしてそのアクセス要求を送信
する。１４３８において、その要求の結果が「成功」で
あると判定され、そして１４３９においてそのノードに
おけるキューが空であると判定された場合、そのノード
は１４４０において現在のパケットを送信し、そして要
求状態から脱出して待機状態１４３２へ戻る。１４３９
においてそのノードにおけるキューが空でないと判定さ
れた場合、ＡＰから送信許可を受け取った後、そのノー
ドは１４４１において現在のパケットを、そのキューの
中の次のパケットの送信のためのピギーバックされた予
約要求と一緒に送信し、送信許可を受け取った後、１４
４１においてピギーバックされた予約要求と一緒にパケ
ットを送信し続ける。それは１４３９においてキューが
空であると判定されるまで続けられ、そしてキューが空
になったときに１４４０において残りのパケットを送信
し、その後、要求状態から脱出して、待機状態１４０２
へ戻る。

【００９７】１４３６における予約要求の結果が、１４
３８において「成功」でないと判定された場合、そのノ
ードは１４４４においてランダムな抽選に参加し、１４
８４において自分のスタック・レベルを１だけインクリ
メントするか、あるいは１４４６において自分のスタッ
ク・レベルを０のままにするかどうかを知る。１４４６
においてスタック・レベルが０のままになった場合、そ
のノードは１４３６においてアクセス要求の送信のため
に１つの予約ミニスロットをふたたびランダムに拾い、
そしてそのアクセス要求を送信する。１８４８において
スタック・レベルがインクリメントされた場合、そのス
タック・レベルは１４３４において０でないと判定され
ることになる。任意のリモート・ノードのスタック・レ
ベルが１４３４において０でないと判定された場合、１
４６０において前のサイクルの間でのすべての予約要求
の結果が、或る「しきい値」のパーセンテージより大き
いか、あるいはそれに等しいために「衝突している」と
１４６０において判定された場合、そのノードは１４６
２において自分のスタック・レベルを１だけインクリメ
ントする。前の予約要求に対する結果が、１４６０にお
いて「衝突していない」と判定された場合、そのノード
は１４６４において自分のスタック・レベルを１だけデ
クリメントする。

【００９８】隠れ端末の問題のために、送信されたすべ
てのフレームがアクノレッジされる必要があることに留
意されたい。アクノレッジメントのメッセージは競合モ
ードにおいては送られてはならない。したがって、送信
スケジュールおよび送信許可はダウンリンクのＭＡＣユ
ニキャスト・フレームをアクノレッジするためのメカニ
ズムとして使われる。無線モデムがダウンリンクのブロ
ードキャスト・フレームを受信したとき、それは先ず最
初に送信スケジュールおよび送信許可を解釈する。その
無線モデムがデータを送信する番でなかった場合、そし
てその無線モデムがユニキャスト・フレームの受信者で
あった場合（すなわち、その無線モデムのＩＤがその送
信スケジュールの中にあった場合）、その無線モデムは
その直後のアップリンク・フレームの中にユニキャスト
・フレームに対するアクノレッジメント・メッセージを
スケジュールする。すべてのアクノレッジメント・メッ
セージが先ず最初に送信され、その後、任意のデータ・
メッセージが送信許可によって許可される。ダウンリン
ク・フレームの中で送信許可およびユニキャスト・メッ
セージの両方を受け取った無線モデムの場合、これらの
モデムがそれぞれのアップリンク・データ送信の最後に
それぞれのアクノレッジメントをピギーバックすること
ができるように、異なる送信許可が発行される。アップ
リンクのユニキャスト・フレームをアクノレッジするた
めに、ＡＰはユニキャストのアクノレッジメント・メッ
セージをスケジュールするか、あるいはそのアクノレッ
ジメント・メッセージをダウンリンクのデータ送信の上
にピギーバックするかのいずれかを行う。

【００９９】前に述べられたように、利用できる予約ミ
ニスロットの数を動的に変更することができる。たとえ
ば、競合予約スロットの中にｋ個のミニスロットがあ
り、合計Ｎ個のスロットがあって、そのうちのＮ１個が
合計Ｎ１＊ｋ個のミニスロットを含んでいる予約スロッ
トである場合、残りのの（Ｎ−Ｎ１）個のスロットはデ
ータスロットである。ＮＵＭ＿ＲＡ＿ＭＩＮおよびＮＵ
Ｍ＿ＲＡ＿ＭＡＸがそれぞれそのシステムに必要な予約
ミニスロットの最小および最大の数である場合、利用で
きる予約ミニスロットの数はアイドルのミニスロットと
アップリンクの合計のキューの長さのパーセンテージに
基づいて動的に変化する可能性がある。

【０１００】アクセス要求を行うためにリモート・ノー
ドに対して利用できる予約ミニスロットの合計数を動的
に調整するための４つの方法が開発されている。これら
の各方法において、任意の時刻における合計のアップリ
ンク・キューの長さは「ｑ」であり、任意の時刻におい
てアイドルであるミニスロットのパーセンテージが「ｉ
ｄｌｅ」であり、任意の時刻において１つのフレームの
中のミニスロットの数が「ｎｏ＿ｍｉｎｉ」であり、そ
して任意の時刻において１つのフレームの中の競合して
いないデータスロットの数は「ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ」であ
る。基地局（ＡＰ）は利用できるミニスロットの数がど
の程度迅速に変えられるかを調整する。判定プロセスの
繰返しごとに、基地局は利用できる予約ミニスロットの
数をリモート・ノードに対してブロードキャストする。
その基地局の判定はこれらの方法の１つの結果に基づい
ている。各方法に対して、リモート・ノードはそれぞれ
のアップリンクのデータ送信の間に基地局に対してアッ
プリンク・キューの長さの情報をピギーバックしてい
る。

【０１０１】予約ミニスロットの数を動的に調整するた
めの方法１のソフトウェアによる実装が以下に与えら
れ、そして図１２Ａのフローチャートの中でも図式的に
示されている。 Ｉｆ（（ｑ＞ＨＩＧＨ＿ＴＨＲＥＳＨ）＆＆（ｉｄｌｅ＞ＩＤＬＥ＿ＴＨＲＥＳ Ｈ１））｛ Ｉｆ（Ｓｔａｔｅ！＝１）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ−ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＋１； Ｓｔａｔｅ＝１ ｝ ｝ Ｉｆ（（ｑ＜ＬＯＷ＿ＴＨＲＥＳＨＯＬＤ）＆＆（ｉｄｌｅ＜ＩＤＬＥ＿ＴＨＲ ＥＳＨ２））｛ Ｉｆ（Ｓｔａｔｅ＝＝１）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ＋ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ−１； Ｓｔａｔｅ＝０ ｝ ｝

【０１０２】図１２Ａに示されているように、１２０１
においてアップリンク・キューの合計の長さが高い方の
しきい値（ＨＩＧＨ）より大きかった場合、１２０２に
おいてアイドルのミニスロットのパーセンテージ（ＩＤ
ＬＥ）が第１のアイドルしきい値（ＩＤＬＥ１）より大
きくないと判定された場合、ミニスロットの数（Ｎ）は
不変のままになる。しかし、１２０２においてアイドル
のミニスロットのパーセンテージが第１のアイドルしき
い値より大きいと判定された場合、そして１２０３にお
いてその状態が「１」であると判定された場合（ミニス
ロットの数は減らされたばかりではなかったことを意味
する）、そのフレームの中のミニスロットの数は１２０
４において或る値ｋだけ減らされ、そのフレームの中の
データスロットの数（ＳＬＯＴＳ）は１だけ増やされ、
その状態が「１」に設定される。１２０１においてアッ
プリンクのキューの長さの合計が高い方のしきい値より
大きくないと判定された場合、そして１２０５において
アップリンクのキューの長さの合計が低い方のしきい値
（ＬＯＷ）より小さいと判定された場合、そして１２０
６においてアイドルのミニスロットのパーセンテージが
第２のアイドルしきい値（ＩＤＬＥ２）より小さくない
と判定された場合、ミニスロットの数は不変のままとな
る。しかし、１２０６においてアイドルのミニスロット
のパーセンテージが第２のアイドルしきい値より小さい
と判定され、そして１２０７においてその状態が「１」
（ミニスロットの数が減らされたばかりであることを意
味する）と判定された場合、そのフレームの中のミニス
ロットの数は１２０４においてｋだけ増やされ、そのデ
ータスロットの数が１だけ減らされ、そしてその状態は
「０」に設定される。４つのすべての方法において、し
きい値およびｋの値は必要に応じてあらかじめ指定する
ことができる。

【０１０３】予約ミニスロットの数を動的に調整するた
めの方法２のソフトウェアによる実装が以下に与えら
れ、そして図１２Ｂのフローチャートの中でも図式的に
示されている。図１２Ｂおよび図１２Ｄの方法におい
て、ＨＩＧＨ２＞ＨＩＧＨ１、そしてＬＯＷ２＞ＬＯＷ
１である。 Ｉｆ（（ｑ＞ＨＩＧＨ２）＆＆（ｉｄｌｅ＞ＩＤＬＥ＿ＴＨＲＳＨ１））｛ Ｉｆ（Ｓｔａｔｅ＝＝０）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ−２ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＋２； Ｓｔａｔｅ＝２ ｝ ｅｌｓｅ ｉｆ（Ｓｔａｔｅ＝＝１）｝ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ−ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＋１； Ｓｔａｔｅ＝２ ｝ ｝ ｅｌｓｅ ｉｆ（（ｑ＞ＨＩＧＨ１）＆＆（ｉｄｌｅ＞ＩＤＬＥ＿ＴＨＲＳ Ｈ１））｝ Ｉｆ（Ｓｔａｔｅ＝＝０）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ−ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＋１； Ｓｔａｔｅ＝１ ｝ ｝ Ｉｆ（（ｑ＜ＬＯＷ１）＆＆（ｉｄｌｅ＜ＩＤＬＥ＿ＴＨＲＥＳＨ２））｛ Ｉｆ（Ｓｔａｔｅ＞０）｛ Ｉｆ（Ｓｔａｔｅ＝１）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ＋ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＋１； Ｓｔａｔｅ＝０； ｝ ｅｌｓｅ｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ＋２ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ−２； Ｓｔａｔｅ＝０； ｝ ｝ ｝ ｅｌｓｅ ｉｆ（（ｑ＜ＬＯＷ２）＆＆（ｉｄｌｅ＜ＩＤＬＥ＿ＴＨＲＥＳ Ｈ２））｛ Ｉｆ（Ｓｔａｔｅ＝＝２）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ＋ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ−１； Ｓｔａｔｅ＝１ ｝ ｝

【０１０４】図１２Ｂに示されているように、アップリ
ンクのキューの長さの合計が１２１０において第１の高
い方のしきい値（ＨＩＧＨ２）より大きいと判定された
場合、そしてアイドルのミニスロットのパーセンテージ
が１２１１において第１のアイドルしきい値より大きく
ないと判定された場合、ミニスロットの数は不変のまま
となる。しかし、１２１１においてアイドルのミニスロ
ットのパーセンテージが第１のアイドルしきい値より大
きいと判定され、そして状態が１２１２において「０」
（ミニスロットの数が増加されたばかりであることを意
味する）と判定された場合、１２１３においてそのフレ
ームの中のミニスロットの数は２ｋだけ減らされ、その
スロットの中のデータスロットの数は２だけ増やされ、
そしてその状態は「２」に設定される。１２１４におい
て状態が「１」と判定された場合、そのフレームの中の
ミニスロットの数は１２１５においてｋだけ減らされ、
そのフレームの中のデータスロットの数は１だけ増やさ
れ、そして状態は「２」に設定される。

【０１０５】図１２Ｂの方法において、アップリンクの
キューの長さの合計が、１２１０において第１の高い方
のしきい値より大きいと判定された場合、アップリンク
のキューの長さの合計が１２１０において第２の高い方
のしきい値（ＨＩＧＨ１）より大きいと判定された場
合、そしてアイドルのミニスロットのパーセンテージが
１２１７において第１のアイドルのしきい値より大きく
ないと判定された場合、ミニスロットの数は不変のまま
となる。しかし、１２１７においてアイドルのミニスロ
ットのパーセンテージが第１のアイドルしきい値より大
きいと判定され、そして１２１８において状態が「０」
と判定された場合、そのフレームの中のミニスロットの
数は１２１９においてｋだけ減らされ、そのフレームの
中のデータスロットの数は１だけ増やされ、そして状態
は「１」に設定される。

【０１０６】アップリンクのキューの長さの合計が１２
１０において第１の高い方のしきい値より大きくないと
判定され、そして１２２０において第２の高い方のしき
い値より大きくないと判定されたが、１２２１において
第１の低い方のしきい値「ＬＯＷ１」より小さくなく、
１２２０において第２の低い方のしきい値「ＬＯＷ２」
より小さくないと判定された場合、ミニスロットの数は
不変のままとなる。しかし、アップリンクのキューの長
さの合計が１２２０において第２の高い方のしきい値よ
り大きくないと判定され、１２２１において第１の低い
方のしきい値より低くないと判定されたが、１２２１に
おいてその低い方のしきい値より小さいと判定された場
合、アイドルのミニスロットのパーセンテージが１２２
３において第２のアイドルしきい値より小さいと判定さ
れ、そして状態が１２２４において「２」である（ミニ
スロットの数が減らされたばかりであることを意味す
る）と判定された場合、そのフレームの中のミニスロッ
トの数は１２２５においてｋだけ増やされ、そのフレー
ムの中のデータスロットの数は１だけ減らされ、そして
状態は「１」に設定される。

【０１０７】アップリンクのキューの長さの合計が１２
２０において第２の高い方のしきい値より大きくないと
判定され、そして１２２１において第１の低い方のしき
い値より小さくないと判定された場合、アイドルのミニ
スロットのパーセンテージが１２２６において第２のア
イドルしきい値より小さいと判定され、そして状態が１
２２４において「０」でないと判定された場合、１２２
８において状態が「１」と判定された場合、そのフレー
ムの中のミニスロットの数は１２３０においてｋだけ増
やされ、そのフレームの中のデータスロットの数は１だ
け減らされ、そして状態は「０」に設定されるが、状態
が「２」であった場合、そのフレームの中のミニスロッ
トの数は１２２９において２ｋだけ増やされ、そのフレ
ームの中のデータスロットの数は２だけ減らされ、そし
て状態は「０」に設定される。

【０１０８】予約ミニスロットの数を動的に調整するた
めの方法３のソフトウェアによる実装が以下に与えら
れ、そして図１２Ｃのフローチャートの中で図式的にも
示されている。 Ｉｆ（（ｑ＞ＨＩＧＨ＿ＴＨＲＥＳＨ）＆＆（ｉｄｌｅ＞ＩＤＬＥ＿ＴＨＲＥＳ Ｈ１））｛ Ｉｆ（ｎｏ＿ｍｉｎｉ＞ＮＵＭ＿ＭＩＮＩ＿ＭＩＮ）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ−ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＋１； ｝ ｝ Ｉｆ（（ｑ＜ＬＯＷ＿ＴＨＲＥＳＨＯＬＤ）＆＆（ｉｄｌｅ＜ＩＤＬＥ＿ＴＨＲ ＥＳＨ２））｛ Ｉｆ（ｎｏ＿ｍｉｎｉ＜ＮＵＭ＿ＭＩＮＩ＿ＭＡＸ）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ＋ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ−１； ｝ ｝

【０１０９】図１２Ｃに示されているように、アップリ
ンクのキューの長さの合計が１２４０において高い方の
しきい値より大きいと判定された場合、アイドルのミニ
スロットのパーセンテージが１２４１において第１のア
イドルしきい値より大きくないと判定された場合、ミニ
スロットの数は不変のままとなる。しかし、１２４１に
おいてアイドルのミニスロットのパーセンテージが第１
のアイドルしきい値より大きいと判定された場合、そし
て１２４２においてミニスロットの数が許されているミ
ニスロットの最小の個数（ＭＩＮ）より大きい場合、そ
のフレームの中のミニスロットの数は１２４３において
ｋだけ減らされ、そしてそのフレームの中のデータスロ
ットの数は１だけ増やされる。アップリンクのキューの
長さの合計が１２４０において高い方のしきい値より大
きくないと判定され、アップリンクのキューの長さの合
計が１２４４において低い方のしきい値より小さいと判
定され、そしてアイドルのミニスロットのパーセンテー
ジが１２４５において第２のアイドルしきい値より小さ
くないと判定された場合、ミニスロットの数は不変のま
まとなる。しかし、アイドルのミニスロットのパーセン
テージが１２４５において第２のアイドルしきい値より
小さいと判定され、ミニスロットの数が１２４６におい
て許されているミニスロットの最大の数（ＭＡＸ）より
小さいと判定された場合、そのフレームのミニスロット
の数は１２４７においてｋだけ増やされ、そしてそのフ
レームの中のデータスロットの数は１だけ減らされる。

【０１１０】予約ミニスロットの数を動的に調整するた
めの方法４のソフトウェアによる実装が以下に与えら
れ、そして図１２Ｄのフローチャートの中で図式的にも
示されている。 Ｉｆ（（ｑ＞ＨＩＧＨ２）＆＆（ｉｄｌｅ＞ＩＤＬＥ＿ＴＨＲＥＳＨ１））｛ Ｉｆ（ｎｏ＿ｍｉｎｉ＞ＮＵＭ＿ＭＩＮＩ＿ＭＩＮ）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ−２ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＋２； ｝ ｝ ｅｌｓｅ ｉｆ（（ｑ＞ＨＩＧＨ１）＆＆（ｉｄｌｅ＞ＩＤＬＥ＿ＴＨＲＥ ＳＨ１））｛ Ｉｆ（ｎｏ＿ｍｉｎｉ＞ＮＵＭ＿ＭＩＮＩ＿ＭＩＮ）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ−ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＋１； ｝ ｝ Ｉｆ（（ｑ＜ＬＯＷ１）＆＆（ｉｄｌｅ＜ＩＤＬＥ＿ＴＨＲＥＳＨ２））｛ Ｉｆ（ｎｏ＿ｍｉｎｉ＜ＮＵＭ＿ＭＩＮＩ＿ＭＩＮ）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ＋２ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ−２； ｝ ｝ ｅｌｓｅ ｉｆ（（ｑ＜ＬＯＷ２）＆＆（ｉｄｌｅ＜ＩＤＬＥ＿ＴＨＲＥＳ Ｈ２））｛ Ｉｆ（ｎｏ＿ｍｉｎｉ＞ＮＵＭ＿ＭＩＮＩ＿ＭＡＸ）｛ ｎｏ＿ｍｉｎｉ＝ｎｏ＿ｍｉｎｉ＋ｋ； ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ＝ｎｏ＿ｓｌｏｔｓ−１； ｝ ｝

【０１１１】図１２Ｄに示されているように、アップリ
ンクのキューの長さの合計が１２５０において第１の高
い方のしきい値より大きいと判定され、アイドルのミニ
スロットのパーセンテージが１２５１において第１のア
イドルしきい値より大きくないと判定された場合、ミニ
スロットの数は不変のままとなる。しかし、アイドルの
ミニスロットのパーセンテージが１２５１において第１
のアイドルしきい値より大きいと判定され、そしてミニ
スロットの数が１２５２において許されているミニスロ
ットの最小個数より大きいと判定された場合、そのフレ
ームの中のミニスロットの数は１２５３において２ｋだ
け減らされ、そのフレームの中のデータスロットの数は
２だけ増やされる。アップリンクのキューの長さの合計
が１２５０において第１の高い方のしきい値より大きく
ないと判定され、アップリンクのキューの長さの合計が
１２５４において第２の高い方のしきい値より大きいと
判定され、そしてアイドルのミニスロットのパーセンテ
ージが１２５５において第１のアイドルしきい値より大
きくないと判定された場合、ミニスロットの数は不変の
ままとなる。しかし、アイドルのミニスロットのパーセ
ンテージが１２５５において第１のアイドルしきい値よ
り大きいと判定され、そしてミニスロットの数が１２５
６において許されているミニスロットの最小個数より大
きいと判定された場合、そのフレームの中のミニスロッ
トの数は１２５７においてｋだけ減らされ、そのフレー
ムの中のデータスロットの数は１だけ増やされる。

【０１１２】図１２Ｄの方法において、アップリンクの
キューの長さの合計が１２５０において第１の高い方の
しきい値より大きくないと判定され、そして１２５４に
おいて第２の高い方のしきい値より大きくないと判定さ
れたが、１２５８において第１の低い方のしきい値およ
び１２６２において第２の低い方のしきい値の両方より
小さくないと判定された場合、ミニスロットの数は不変
のままとなる。しかし、アップリンクのキューの長さの
合計が１２５４において第２の高い方のしきい値より大
きくないと判定され、１２５８において第１のしきい値
より小さくないと判定されたが、１２６２において第２
の低い方のしきい値より小さくないと判定され、アイド
ルのミニスロットのパーセンテージが１２６３において
第２のアイドルしきい値より小さいと判定され、そして
ミニスロットの数が１２６４において許されている最大
の個数より小さいと判定された場合、そのフレームの中
のミニスロットの数は１２６５においてｋだけ増やさ
れ、そのフレームの中のデータスロットの数は１だけ減
らされる。

【０１１３】アップリンクのキューの長さの合計が１２
５４において第２の高い方のしきい値より大きくないと
判定され、そして１２５８において第１の低い方のしき
い値より小さくないと判定された場合、アイドルのミニ
スロットのパーセンテージが１２５９において第２のア
イドルのしきい値より小さいと判定され、そしてミニス
ロットの数が１２６０において許される最大の個数より
小さいと判定された場合、そのフレームの中のミニスロ
ットの数は１２６１において２ｋだけ増やされ、そして
そのフレームの中のデータスロットの数は２だけ減らさ
れる。

【０１１４】モデムからのアップリンクのバンド幅要求
に対する応答におけるＡＰの役割は、それらが純粋の予
約ミニスロットの中、あるいはピギーバックの形式で到
着したかどうかにかかわらず、高いバンド幅効率を卓越
したサービスの品質（ＱｏＳ）の管理との間のバランス
を実現するためにアップリンクの送信を制御することで
ある。一定ビット・レートのＣＢＲトラヒックに対する
ＱｏＳの条件は極端に重要であって厳しいが、それらは
比較的従来のデータ・トラヒックに対して自由である。
したがって、ＡＰにおけるバンド幅割り当ての方式の１
つの目標は、高度な統計的マルチプレキシングを実現す
るためにこれらの多様なＱｏＳ要求条件を利用すること
である。ＡＰがダウンリンクのトラヒックを各種のコネ
クションからどのように送信すべきかを決定するため
に、ＡＰはダウンリンクのスケジューリング・システム
を必要とする。同様に、関連付けられた無線モデムから
のアップリンク送信を調整するために、ＡＰは各無線モ
デムのアップリンク送信の機会をスケジュールするため
のシステムを必要とする。そのスケジューリング・シス
テムはラウンドロビン、厳格な優先順位またはファース
ト・カム・ファースト・サーブのアルゴリズムなどの単
純なものであってもよいが、あるいは公平キューイング
のアルゴリズムなどの、より複雑なものとすることもで
きる。前に説明されたように、すべてば公平キューイン
グにおける変形版である多くのスケジューラが提案され
てきている。

【０１１５】アップリンクのスケジュール・システムは
ダウンリンクのスケジュール・システムと必ずしも同じ
でなくてもよいが、単純な実施形態の場合、同じものを
選定することができる。明らかに、スケジューリング・
システムはエンド・ユーザに対してサービスの品質を提
供することが望まれる。ＡＴＭネットワークの場合のよ
うに、異なるアプリケーションの多様なＱｏＳニーズに
対応するために、異なるサービス・クラスを定義するこ
とができる。可能なサービス・クラスとしては一定ビッ
ト・レート（ＣＢＲ）、リアルタイムおよび非リアルタ
イムの可変ビット・レート（ＲＴ ＶＢＲ、ＮＲＴ Ｖ
ＢＲ）、無指定ビット・レート（ＵＢＲ）、および利用
可能ビット・レート（ＡＢＲ）などがある。異なるサー
ビス・クラスのＱｏＳの条件を満たすためには、バンド
幅およびバッファ・リソースを割り当てるための、静的
な優先順位付けを必要としない方法であることが必要で
ある。

【０１１６】無線モデムが地理的に分散されている場合
において、ダウンリンクおよびアップリンクのスケジュ
ーリングをＡＰが実行するために、すべての送信キュー
（すなわち、有線および無線のホストの両方に対する送
信キュー）を完全に見ることができる唯一のロケーショ
ンである基地局に対して、無線モデムが関連の情報を渡
すためのメカニズムが必要である。アクセス・ポイント
に関連付けられているすべてのホストに対してサービス
・タグを計算するための方法が少なくとも２つある。こ
れらの方法においては、関連付けられている無線モデム
が通信している有線ホストはそのアクセス・ポイントに
永久的に関連付けられていると仮定される。１つの方法
においては、基地局はそのシステムのバーチャル・タイ
ムおよびサービス・クラスの割り当てられているシェア
を各無線モデムに対してブロードキャストすることがで
きる。次に、各無線モデムは自分自身のサービス・タグ
を計算し、それについてデータ送信におけるアクセス要
求パケットまたはピギーバッキングによって基地局に知
らせる。代わりに、無線モデムは自分のキューのサイズ
を基地局に単純に知らせる（ふたたびアクセス要求パケ
ット経由で、あるいはデータ送信におけるピギーバッキ
ングによって）ことができ、そして基地局は有線のホス
トに対するもの以外に、各基地局に対するサービス・タ
グを計算することができる。第２の方法はダウンリンク
のバンド幅の利用の面で、より効率的である。というの
は、基地局は割り当てられているサービス・シェア（動
的に変化し得る）を各無線モデムに対して送信する必要
がないからである。

【０１１７】第１の方法の一実施形態が図１５Ａに示さ
れている。基地局はシステムのバーチャル・タイムを１
５１０においてリモート・ホストに対してブロードキャ
ストする。各リモート・ホストはサービス・タグの値を
１５１５において新しく到着したパケットのそれぞれに
対して計算し、次に１５２０においてそのうちの最初の
タグの値を基地局へ送信する。送信許可が、１５３０に
おいてそのリモート・ホストから受け取られたサービス
・タグの値および利用できるデータスロットに基づい
て、基地局において割り当てられる。送信許可が１５４
０においてリモート・ホストに対してブロードキャスト
され、そして次にそのパケットが、１５４０においてそ
の送信許可によって指定された順序でリモートから受信
される。１５４５においてパケットが消失しているか、
あるいはエラーで受信された場合、それを送信している
リモートはＡＰによる通知を通して、あるいはＡＰの応
答からのＡＣＫを受信するのに失敗したことを通しての
いずれかによって、この問題について気付かされる。次
に、その送信しているリモートは１５５０において自分
のキューに入っているすべてのサービス・タグの値を、
送信が失敗したパケットを含めて再計算する。この手順
は１５５５においてすべてのスケジュールされたパケッ
トが検査されたと判定されるまで継続し、その後、シス
テムがふたたび１５１０において現在のバーチャル・タ
イムをブロードキャストする。

【０１１８】第２の方法の一実施形態が図１５Ｂに示さ
れている。パケットのカウントが１５６０において各リ
モート・ホストから基地局へ送信され、各パケット・カ
ウントは固定サイズのパケットの数、あるいはリモート
・ホストから基地局へ送信されるべき可変長パケットの
長さのいずれかを表している。基地局は１５６５におい
て各リモート・ホストに対してサービス・タグの値を計
算し、１５３０において、リモート・ホストもサービス
・タグおよび利用できるデータスロットに基づいて送信
許可を割り当て、その送信許可を１５３５においてリモ
ートに対してブロードキャストする。パケットが１５４
０において、その送信許可によって送信された順序で、
リモートから受信される。パケットが消失したか、ある
いはエラーで受信されたことが１５４５によって判定さ
れた場合、ＡＰは１５７０においてそのリモート・ホス
トに対するサービス・タグの値を再計算する。この手順
は１５５５においてすべてのスケジュールされたパケッ
トが調べられたことが判定されるまで継続し、その後、
リモート・ホストは１５６０においてそれぞれのパケッ
ト・カウントを基地局に対して送信する。

【０１１９】図１５ＡおよびＢの方法において、送信さ
れたパケットが消失していた場合、基地局（アクセス・
ポイント）または無線モデムは、現在のシステムのバー
チャル・タイムに基づいてキューに入っているすべての
パケットに対して新しいサービス・タグの値を再計算す
る。代わりの実施形態においては、ＡＰまたは無線ノー
ドはパケットのキューおよびラインのヘッドのタグを維
持する。この方式においては、パケットが消失していた
場合、ラインのヘッドのタグだけが変更される必要があ
る。ラインのヘッドのパケットが正常に送信されると、
キューに入っている残りのパケットが正しいタグ（再計
算されたラインのヘッド・タグ＋適切なインクリメン
ト）を自動的に受信する。この代替実施形態は使用する
ＣＰＵの数が少ないという利点がある。ポーリングのシ
ステムにおける再送信は一般的にＲ．カウツの「無線の
ＡＴＭネットワークに対する分散型のセルフクロック型
公平キューイング・アーキテクチャ」１９９７年のＩｎ
ｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ ｏｎ
Ｐｅｒｓｏｎａｌ Ｉｎｄｏｏｒ ａｎｄ Ｍｏｂｉｌ
ｅ Ｒａｄｉｏ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ（パー
ソナル室内および移動無線通信に関するシンポジウム）
の中で説明されている。しかし、カウツはパケットが消
失したときのタグの値を再計算するための本発明の技法
については説明していない。

【０１２０】パケットが失われた後のサービス・タグを
再計算するための方法は、そのような消失がよく発生す
る無線システムにおいて非常に重要であることは明らか
である。半二重方式の場合、アクセス・ポイントにおけ
るアップリンクおよびダウンリンクのキューの両方が、
それらが同じバンド幅を共有しているかのように、すな
わち、システムのバーチャル・タイムが１つだけしかな
いかのように管理される。全二重方式の場合、アップリ
ンクおよびダウンリンクのトラヒックに対して別々のシ
ステム・バーチャル・タイムを使うことができる。ま
た、ダウンリンクの送信のためにリモート・ホストが１
つまたはそれ以上の別々のグループに分割され、各グル
ープは異なる優先度および異なるシステム・バーチャル
・タイムを受信することが望ましい。モデムがその初期
アクセス要求に対するアクノレッジメントを受信する
と、そのモデムはＡＰから送信許可を受信するまで待
つ。モデムがパケットを送信するたびに、それは自分の
バッファの中にパケットが残っているかどうかを示す。
このピギーバッキングはモデムに対する競合のないバン
ド幅予約として役立つ。

【０１２１】サービス・タグの計算が図１６に示されて
いる。先ず最初にＡＰは１６１０において各ノードが割
り当てたサービス・シェアに基づいてサービス・タグの
インクリメントを計算する。次に、各ノード・パケット
には１６１２において適用可能な公平キューイングのア
ルゴリズムに従ってサービス・タグが割り当てられる。
次にパケットが１６１４においてその割り当てられたサ
ービス・タグの順番に従ってサービスされる。１５１６
において、パケットが以前にキューが空であったノード
から到着した場合、その新しく送信しているノードのパ
ケットには１６１８において現在サービス中のパケット
のタグ＋そのノードのサービス・タグ・インクリメント
から開始してサービス・タグが割り当てられる。１６２
０においてパケットの送信においてエラーが発生したと
判定された場合、そのパケットのサービス・タグは１６
２２において現在のタグ＋そのノードに対するサービス
・タグのインクリメントの値に再割り当てされる。次
に、そのノードに対する残りのパケットが１６２２にお
いて新しいサービス・タグを受け取り、それは前のサー
ビス・タグにそのノードのサービス・タグのインクリメ
ントを加えた値となる。これはそのノードに対するすべ
てのサービス・タグの直接再計算によるか、あるいは存
在している場合はラインのヘッドのタグの再計算による
かのいずれかによって行うことができる。ラインのヘッ
ドのタグの場合、そのラインのヘッドのパケットが正常
に送信されると、キューに入っているそのノードに対す
る残りのパケットは、次に正しいタグを自動的に受信す
る。他のすべてのノードのサービス・タグはこのノード
に対するパケットの再送信によって影響されないままに
なることに留意されたい。これは他のノードによって経
験されるＱｏＳが影響されないことを意味している。

【０１２２】本発明の１つの態様のこの好適な実施形態
において、アクセス・ポイントが関連付けられているす
べての無線モデムに対して送信許可を送る順序は、上記
のセルフクロック型公平キューイングのアルゴリズムに
基づいている。アクセス・ポイントが各種のダウンリン
ク・コネクションにサービスする順序も、セルフクロッ
ク型の公平キューイングのアルゴリズムに基づいてい
る。たとえば、システムは１６ユニットおよび３セッシ
ョンの容量を持ち、そのセッションＩＤは１、２、３で
あり、そしてそのセッション共有はｒ₁＝１、ｒ₂＝２、
そしてｒ₃＝３とそれぞれすることができる。計算を簡
単にするためにどのセッションの長さも常にＬ＝８であ
るとした場合、各パケットは送信されるのに０．５タイ
ム・ユニット掛かる。その時、サービス・タグのインク
リメント、すなわち、 Ｌ／ｒ_i はセッション１、２、および３に対してそれぞれ８、
４、および２である。時刻ｔにおいてセッション１が４
つのパケットを含み、セッション２が８個のパケットを
含み、そしてセッション３はｔ＝３までに滞貨がなくな
る場合、式（１）に従って、セッション１のパケットは
サービス・タグ８、１６、２４、および３２を受け取
る。同様に、セッション２のパケットはサービス・タグ
４、８、１２、１６、２０、２４、２８、および３２を
受け取る。

【０１２３】図９Ａは時刻ｔ＝０におけるこの例のパケ
ットのサービス・タグを示している。サービス・タグ８
９０２、サービス・タグ１６ ９０４、サービス・タ
グ２４ ９０６、およびサービス・タグ３２ ９０８を
伴ったセッション１のパケットは、セッション２からの
パケット９１２、９１４、９１６、９１８、９２０、９
２２、および９２４とインターリーブされる。サービス
・タグ４を有しているセッション２からのパケット９１
０が現在サービス中である。

【０１２４】図９Ｂはセッション３からパケットが到着
する直前の、時刻ｔ＝３における残りのキューに入って
いるパケットのサービス・タグを示している。サービス
・タグ２０を備えているセッション２からのパケット９
１８が現在サービス中である。図９Ｃはセッション３か
ら９個のパケット９３０、９３２、９３４、９３６、９
３８、９４０、９４２、９４４および９４６が到着した
直後の、時刻ｔ＝３におけるパケットのサービス・タグ
を示している。セッション３の最初のパケット９３０に
対するサービス・タグは２２から始まることに留意され
たい。というのは、そのパケットが到着したとき、その
時点でサービスされていたパケットのサービス・タグが
２０であったからである。したがって、サービス・タグ
のインクリメントが２である場合、セッション３の最初
のパケット９３０はサービス・タグ２２を受け取ること
になる。したがって、セッション３からのそれ以降のサ
ービス・タグは２４、２６、２８である。

【０１２５】図９Ｄは時刻ｔ＝４．５におけるキューに
入っている残りのパケットのサービス・タグを示してい
る。セッション１からのサービス・タグ２４を伴ったパ
ケット９０６の送信がエラーになっている。したがっ
て、アクセス・ポイントは、送信される必要があるこの
パケット９５０に対して３２の新しいサービス・タグを
再計算する。また、アクセス・ポイントはセッション１
からの残りのパケットのサービス・タグも再計算する。
それはこのケースにおいて他のパケット９５２（図９Ｃ
の中の９０８）１つだけに影響し、パケット９５２は４
０の新しいサービス・タグを受け取る。このように、特
定のセッションからの１つのパケットの再送信は他のセ
ッションのサービスの品質に影響しない。

【０１２６】リモート・ホストのＰＣがデータ・サービ
スを受けたいとき、それは接続メッセージを無線モデム
に対して送信する。このメッセージを受信すると、無線
モデムはＡＰから絶えず送信されているブロードキャス
ト・フレームを監視する。ビーコン・メッセージはこの
ブロードキャスト・フレームの一部であり、タイミング
情報、このネットワークのＥＳＳ‐ＩＤ、そのＡＰのＢ
ＳＳ‐ＩＤ、競合スロットに関する情報、ＡＰの負荷測
度などを提供する。次に、その無線モデムは自分が関連
付けたいＡＰを選定し、ＭＡＣ層関連付け要求フレーム
を送信する。関連付け要求フレームは競合モードで送信
されるので、衝突が発生する可能性がある。無線モデム
はそのＡＰからの関連付け応答フレームを受信しなかっ
た場合、関連付け要求フレームを再送信する必要があ
る。最大回数だけ試行した後、その無線モデムは接続失
敗メッセージをリモート・ホストのＰＣに対して送信
し、その無線モデムがこの時点においてＡＰに関連付け
ることができないことを示す。

【０１２７】無線モデムからの関連付け要求フレームを
受け取ると、ＡＰはその無線モデムを正しく認証した
後、ステータス・コードが「成功（ｓｕｃｃｅｓｓｆｕ
ｌ）」である関連付け応答フレームをそのモデムに対し
て送信する。認証はネットワーク層において行われる。
ユーザがその無線モデムを経由してコネクションを要求
すると、接続要求がアクセス・ポイントによって無線ハ
ブに対して転送される。次に、その無線ハブはそのユー
ザを認証する。そのユーザが正しく認証された場合、ユ
ニークなコネクション・クッキーが無線ハブからそのア
クセス・ポイントに対して提供される。同じユーザから
の異なるコネクションに対して異なるＱｏＳを提供する
ことが望ましい場合、異なるコネクション・クッキーが
同じユーザに対して割り当てられる。同様に、異なるユ
ーザに対して異なるＱｏＳを提供することが望ましい場
合（同じ無線モデムからのものであり得る場合において
も）、各ユーザには異なるコネクション・アイデンティ
ティが与えられる。

【０１２８】その無線モデムが正常に認証されなかった
場合、該当の理由コードが付いた関連付け応答フレーム
が送信される。関連付けに失敗したことに対する可能な
異なる各理由をカバーするために、異なる理由コードを
定義することができる。ＭＡＣ層のレジストレーション
をネットワーク層のレジストレーションと組み合わせた
い場合、その関連付けの要求フレームはＡＰがネットワ
ーク層のレジストレーション・パケットをその要求して
いる無線ハブに対して送信することができるために十分
なログイン情報を含んでいる必要がある。この場合、Ａ
Ｐは無線ハブからそれ以上の応答を受信するまで、その
関連付け応答フレームを送信しない。

【０１２９】ＭＡＣ層のレジストレーションがネットワ
ーク層のレジストレーションと組み合わせられない場
合、ＡＰはその関連付けの応答フレームを送信する前
に、無線ハブに対してＭＡＣ層のレジストレーションを
中継することができる。ＭＡＣ層のレジストレーション
とネットワーク層のレジストレーションの分離は、その
ネットワーク・ソフトウェアが他の物理的実装に対して
再使用可能であることが望ましい場合に有用である。ま
た、異なるユーザが異なる接続要求を行うために同じ無
線モデムを使っている場合、その無線モデムは１つのＭ
ＡＣ層のレジストレーションだけを行うために必要とな
る可能性があるが、複数のネットワーク層のレジストレ
ーションを行う必要も依然としてあり得る。各無線モデ
ムごとにユーザが一人だけしかいない場合、ＭＡＣ層の
レジストレーションとネットワーク層のレジストレーシ
ョンとを組み合わせることは、レジストレーション・プ
ロセスの間のエアリンク・フレームの数を減らすのに役
立つ。

【０１３０】リモート・ホストのＰＣから再接続メッセ
ージを受信すると、無線モデムは次の手順を経由してア
クセス・ポイントに再度関連付けを行う。 １．その無線モデムは再関連付け要求のフレームをアク
セス・ポイントに対して送信う。 ２．その再関連付け応答フレームが「成功」のステータ
ス・コードで受信された場合、その無線モデムは再接続
成功のメッセージをＰＣに対して送信する。 ３．再関連付け応答フレームが「成功」以外のステータ
ス・コードで受信された場合、その無線モデムは再接続
失敗のメッセージをＰＣに対して送信する。アクセス・
ポイントは局の再関連付けをサポートするために、次の
ように動作する。

【０１３１】１．再関連付け要求フレームが１つの局か
ら受信され、そしてその局が認証されているときは常
に、アクセス・ポイントは「成功」を意味しているステ
ータス値で再関連付け応答を送信する。 ２．ステータスの値が「成功」であった場合、その局に
対して割り当てられるコネクション・クッキーがその応
答の中に含まれている。 ３．その再関連付けが成功であったとき、アクセス・ポ
イントはそのＭＡＣフィルタ・テーブルを適宜更新す
る。また、アクセス・ポイントは無線ハブにこの再関連
付けについて知らせる。 ４．再関連付け要求が成功しなかった場合、アクセス・
ポイントはその無線モデムに対して該当の理由コードを
付けて再関連付け応答を送信する。

【０１３２】何らかの理由で、ＰＣまたはアクセス・ポ
イントのいずれかが相手側との関連付けを解除したい場
合、接続解除要求フレームが送信される。ＰＣは切り離
しメッセージを無線モデムに対して送信し、アクセス・
ポイントに対して切り離し要求フレームを送信するよう
無線モデムをトリガする。そのアクセス・ポイントはＰ
Ｃによって起動された切り離し動作の成功または失敗を
示す切り離し応答フレームによって応答する。無線モデ
ムは切り離し応答メッセージ経由でこの応答をＰＣに対
して中継して戻す。

【０１３３】過負荷状態、あるいは他のユーザに対して
より高い優先度が与えられたときなどのいくつかの状況
下において、アクセス・ポイントは以前にそのアクセス
・ポイントに関連付けられた特定の無線モデムの関連付
けを解除する必要があり得る。その場合、そのアクセス
・ポイントは関連付け解除の要求メッセージをその無線
モデムに対して送信する。その無線モデムは関連付け解
除の応答フレームによってアクセス・ポイントに対して
応答し、そしてその関連付け解除のメッセージを、その
無線モデムに対して付加されているすべてのＰＣに対し
て中継する。また、アクセス・ポイントは無線モデムを
経由してＰＣに対して中継される切り離し要求メッセー
ジを経由して、特定のコネクションを切り離すこともで
きる。２台以上のＰＣをサポートする無線モデムの場
合、無線モデム全体をディスエーブルしたい場合でない
限り、関連付け解除要求メッセージは使用されない。

【０１３４】無線モデムが通信できるアクセス・ポイン
トのリストに基づいて、無線モデムは次の基準（番号の
小さいほど優先順位が高い）を最もよく満たすＡＰを選
定することによって、どのＡＰと関連付けるかを決定す
る。 １．信号対妨害比、ＲＳＳＩおよびＳＮＲが最良であ
る。 ２．負荷が最も少ない（すなわち、等価な関連付けられ
ているユーザの数が最小である）。 ３．通信するのに必要な電力が最小である。

【０１３５】アップリンク／ダウンリンクの送信時間比
は動的に調整することができる。これを実装するための
１つの方法はアップリンクのデータ送信の上にピギーバ
ックされている「ｍｏｒｅ」ビットまたはアップリンク
・キューのサイズの情報を利用する。そのセル／セクタ
の内部で現在アクティブであるすべてのリモート・ノー
ドからこの情報を受け取ると、アクセス・ポイントはア
ップリンク／ダウンリンクのキュー・サイズの合計に関
する完全な情報を有することになり、そしてこの情報を
使って、合計のアップリンク／ダウンリンクのキュー・
サイズ情報に基づいてアップリンク／ダウンリンクの比
を動的に調整することができる。これを行うための１つ
の単純な方法は、しきい値ベースの技法を使う方法であ
る。アップリンク／ダウンリンクの合計のキュー・サイ
ズ比がｋ１以下に下がると、アクセス・ポイントはアッ
プリンク／ダウンリンク比をｓ１に設定し、アップリン
ク／ダウンリンクのキュー・サイズの比がｋ２（ｋ２＞
ｋ１）を超えて増加すると、アクセス・ポイントはアッ
プリンク／ダウンリンク比をｓ２（ｓ２＞ｓ１）に設定
する。現時点では、トラヒックのキャラクタリゼーショ
ンは４：１の比率が適切であることを示しているように
思われる。

【０１３６】図１０に示されているように、フレーム１
０１０は４つの予約ミニスロット１０１２、２つのアッ
プリンク・スロット１０２０、３つのダウンリンク・ス
ロット１０３０、およびビーコン・メッセージ１０４０
を含んでいる。ビーコン・メッセージ１０４０は合計の
スロット数および次のフレーム１０５０の中に存在する
ことになるダウンリンク・スロットの数を指定している
情報を含んでいる。フレーム１０５０はこの情報を反映
して、同じ数の予約ミニスロット１０１２（４）を含ん
でいるが、アップリンクのスロット１０２０の数は３で
あり、そしてダウンリンクのスロットは１０３０の数は
２であり、その他に、次のフレームに対するアップリン
ク／ダウンリンクの送信時間比などを規定している新し
いビーコン・メッセージ１０６０を含んでいる。

【０１３７】ＰＣのフロー制御のために、無線モデムは
各方向（アップリンク／ダウンリンク）に対するバッフ
ァの占有度の高い方のしきい値および低い方のしきい値
を設定し、そしてバッファの占有度を監視する。アップ
リンク・トラヒックに対するバッファの占有度が高い方
のしきい値に達すると、フロー制御信号（Ｘｏｆｆ）が
無線モデムからＰＣに対して送られる。アップリンク・
トラヒックに対するバッファの占有度が低い方のしきい
値以下に落ちると（以前に高い方のしきい値を超えた
後）、無線モデムは「Ｘｏｎ」信号をＰＣに対して送
る。ダウンリンク・トラヒックに対するバッファの占有
度が高い方のしきい値に達すると、無線モデムはメッセ
ージをアクセス・ポイントに対して送る時点で、フレー
ム制御フィールドの中にあるＸｏｎ／Ｘｏｆｆのビット
を「オン」にセットする。送られるべきアップリンク・
フレームがない場合は長さ０のメッセージが送られる。
そのようなフレームは高い優先度の制御フレームと考え
られる。

【０１３８】周波数分割半二重伝送バージョンの場合、
無線モデムおよびアクセス・ポイントはアップリンクお
よびダウンリンクのメッセージの両方をバッファするた
めのメモリを維持する。周波数分割全二重伝送バージョ
ンの場合、ＡＰはアップリンクおよびダウンリンクのメ
ッセージの両方に対する１つのバッファを維持する。代
表的なバッファ・サイズはＦＤＨＤの場合はモデムおよ
びＡＰにおいて１００ｋバイトとなり、ＦＤＦＤの場合
はＡＰにおいて２００ｋバイトとなる。無線モデムのバ
ッファは、通常、ダウンリンクとアップリンクのトラヒ
ックの間でｋ₁：１の比率に区画化される。

【０１３９】アクセス・ポイントのバッファもダウンリ
ンク・トラヒックとアップリンク・トラヒックの比のｋ
₂：１に区画化される。ふたたび、トラヒックのキャラ
クタリゼーションは４：１（ダウンリンクの容量がアッ
プリンクの容量の４倍大きい）のが適切であることを示
唆しているようにみえる。ダウンリンクのバッファ占有
度が高い方のしきい値に達すると、アクセス・ポイント
は「Ｘｏｆｆ」メッセージを無線ハブに対して送る。ダ
ウンリンクのバッファの占有度が低い方のしきい値に達
すると（高い方のしきい値を以前に超えた後）、それは
「Ｘｏｎ」メッセージを無線ハブに対して送る。アップ
リンクのバッファの占有度が高い方のしきい値に達する
と、アクセス・ポイントは次のブロードキャスト・フレ
ームを関連付けられているすべての無線モデムに送る時
点で、そのフレーム制御フィールドの中の「Ｘｏｎ」ビ
ットをセットする。アップリンクのバッファの占有度が
低い方のしきい値に達すると（高い方のしきい値を以前
に超えた後）、アクセス・ポイントは次のブロードキャ
スト・フレームを送信する時点で、そのフレーム制御フ
ィールドの中の「Ｘｏｆｆ」ビットをクリアする。さら
に、もっと高度なフロー制御方式がアクセス・ポイント
によって使われ、各無線モデムのバッファの占有度（両
方の方向における）についての追跡管理が行われ、そし
てアップリンク・バッファの高い方のしきい値違反の場
合は特定の無線モデムに対してＸｏｎ／ＸｏｆｆのＭＡ
Ｃフレームが送信され、あるいはダウンリンク・バッフ
ァの高い方のしきい値違反の場合は、該当のコネクショ
ンＩＤが無線ハブに対して知らされる。

【０１４０】本発明の１つの態様は許可制御をサポート
できることである。ＰＣのユーザが無線モデム経由で接
続要求をサブミットすると、その接続要求がネットワー
ク層のレジストレーション・メッセージに変換され、そ
のメッセージがエアリンクを経由してＡＰに対して送信
される。ＡＰはこの新しい接続要求を許可するかどうか
を決定する必要がある。許可制御の技法は、許可される
コネクションの合計数が最大数より小さい場合にどの新
しい接続要求も許可するような、単純なものとすること
ができる。しかし、単純な許可制御技法はすべての許可
されたユーザに対してサービスの品質を保証することが
できず、結果としてバンド幅の利用率を高めることはで
きない。

【０１４１】したがって、単純な方式よりは他の許可制
御技法の方が良い場合がある。特定の許可制御プログラ
ムはいくつかの技法の組合せを利用することさえでき
る。たとえば、各接続要求が遅延の条件、バンド幅の条
件、およびトラヒック・ディスクリプタを指定している
場合、ＡＰは先ず最初にその新しいコネクションを許可
することによって既に許可されているコネクションのサ
ービスの品質が満足されなくなるかどうかを判定するた
めに、各種の性能測度（たとえば、消費される合計のバ
ンド幅、平均の遅延時間）を計算することができる。そ
の新しいコネクションを許可しても、既に許可されてい
るすべてのコネクションのサービスの品質が維持される
場合、その新しいコネクションは許可される。そうでな
い場合、その新しい接続要求は拒否される。Ｋ．Ｍ．レ
ーゲ（Ｒｅｇｅ）の「ＡＴＭに対する等価バンド幅およ
び関連の許可基準‐性能の調査」（Ｅｑｕｉｖａｌｅｎ
ｔＢａｎｄｗｉｄｔｈ ａｎｄ Ｒｅｌａｔｅｄ Ａｄ
ｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｒｉｔｅｒｉａ ｆｏｒ ＡＴＭ
Ｓｙｓｔｅｍｓ）Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｊｏｕ
ｒｎａｌ ｏｆ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ Ｓｙｓ
ｔｅｍｓ、第２巻、１８１〜１９７ページ（１９９４）
に記述されている等価のバンド幅関連の許可技法は、無
線環境におけるこの問題を処理するための小修正を行う
ことによって使うことができる。たとえば、レーゲはバ
ンド幅の条件が１つだけしかなく、そしてＱｏＳの条件
の組が１つだけしかないと仮定している。ここで、アッ
プリンク／ダウンリンクのための複数のバンド幅要求お
よび異なるＱｏＳ条件をサポートするためにレーゲの方
法が拡張される。無線モデムとＡＰとの間の無線距離お
よび、したがって、経験される可能性のあるＦＥＲに基
づいてバンド幅要求に対する調整もサポートされる。

【０１４２】別の例においては、各接続要求は必要な平
均ビット・レートおよびトラヒックのバースト性ファク
タを指定する。ＡＰは或る期間の間、両方向において各
コネクションによって送信されるバイトの数に関する情
報を収集する。また、ＡＰは両方向におけるコネクショ
ン・トラヒックに対するバースト性ファクタも測定す
る。この測定された情報に基づいて、ＡＰは両方向（ア
ップリンク／ダウンリンク）における潜在的な平均コネ
クションのビット・レートおよび各コネクションのバー
スト性ファクタを求めることができる。次に、ＡＰは許
可されているコネクションの等価な数を計算する。新し
い接続要求が到着すると、ＡＰは、許可されているコネ
クションの新しい等価個数が指定のしきい値を超えるか
どうかを計算する。しきい値を超過した場合、その接続
要求は拒否される。そうでない場合、それは受け入れら
れる。

【０１４３】測定される量は妨害に関連している各種の
測度であってよい。これがバンド幅リミットのシステム
ではなく、妨害リミットのシステムであった場合、その
新しいコネクションが許可されるべきかどうかを知るた
めに、ＡＰはその測定された妨害に基づいて各リモート
・ホストに対するフレーム・エラー・レート（ＦＥＲ）
の測度を測定する。無線ネットワークにおける測定され
た量に基づいて、新しいコネクションを許可するための
この方法の一実施形態が図２０に示されている。アップ
リンクのフレーム・エラー・レート、アップリンクの平
均ビット・レート、アップリンク・トラヒックのバース
ト性ファクタ、およびパケット消失レートが、２０１０
において各リモート・ホストに対する基地局において測
定される。ダウンリンクのフレーム・エラー・レート、
ダウンリンクの平均ビット・レート、ダウンリンク・ト
ラヒックのバースト性ファクタ、およびパケット消失レ
ートが、２０１５において各許可されているリモート・
ホストにおいて測定され、次にダウンリンクのＦＥＲが
２０２０において基地局へ送られる。この手順は２０２
５において継続され、現在許可されているすべてのリモ
ート・ホストがそれぞれのＦＥＲの測定値を基地局に対
して送ることができる。そのリポーティングのプロセス
は定期的、あるいはトリガ型のいずれかとすることがで
きる。１つの代替実施形態においては、各リモートはダ
ウンリンクの平均ビット・レート、トラヒックのバース
ト性ファクタ、およびパケット消失レートも基地局に対
して送る。

【０１４４】そのコネクションの平均の、およびピーク
のビット・レート、トラヒックのバースト性ファクタ、
および各コネクションのパケット消失レートに基づい
て、等価バンド幅が２０３０において各リモート・ホス
トに対して基地局において計算される。これらの計算は
リモート・ホストから受信される新しい情報から絶えず
交信され、２０４０において既に許可されているコネク
ションの等価な数を計算するために基地局によって使わ
れる。新しいコネクションが２０４５において要求され
ている場合、基地局はその要求されているコネクション
によって要求されている平均レートおよびパケット消失
レートの効果を等価バンド幅に基づいて考慮し、２０５
０において許可されているすべてのコネクションのサー
ビスの品質が、その新しいコネクションが許可された場
合でも維持できるかどうかを２０５０において計算す
る。２０５５においてＱｏＳが維持できると判定された
場合、その新しいコネクションは２０６０において許可
され、そうでなかった場合、その新しいコネクションは
２０６５において許可を拒否される。

【０１４５】厳格な使用の優先度許可基準も実装するこ
とができる。たとえば、２つのユーザ優先度クラス、す
なわち、クラス１およびクラス２がある場合、システム
は低い方の優先度クラス２のユーザを最大Ｋ₁だけ許可
し、ユーザの合計数をＭ（Ｍ≧Ｋ₁）とすることができ
る。ＡＰがクラス１の新しいユーザの１つから接続要求
を受け取ると、現在の関連付けられているユーザの数、
ｋ_mに基づいて決定を行う。ｋ_m≦Ｍの場合、クラス１の
新しいユーザを許可する。そうでない場合、クラス２の
ユーザのどれかを切り離すことができるかどうかをチェ
ックする。切り離すことができる場合、ＡＰはクラス２
のユーザの１つを切り離し、そして新しいクラス１のユ
ーザを許可する。

【０１４６】この使用優先度許可方式においては、低い
方の優先度のユーザを許可するための２つの方法があ
る。システム性能の条件が、低い方の優先度のユーザが
許可された後、切り離すのが適切であるようになってい
る場合、低い方の優先度のユーザは関連付けられている
ユーザの合計数がＭより小さい場合に限って許可され
る。しかし、クラス１の新しいユーザが現われた場合、
ＡＰはそのクラスの新しいユーザを許可するために既に
許可されているクラス２のユーザのうちの１つに対して
切り離しメッセージを送ることになる。１つの具体例に
おいては「最近使われことが最も少なかったものを選
ぶ」（ｌｅａｓｔ ｒｅｃｅｎｔｌｙ ｕｓｅｄ）技法
が、ＡＰが切り離すことになる既に許可されているクラ
ス２のユーザを識別するために使われる。

【０１４７】システムの性能条件が、低い方の優先度の
ユーザが許可された後で切り離すのが不適切であるよう
な場合、ＡＰは次の方法でクラス２のユーザを許可す
る。ｋ_m＜Ｍであって、その新しいユーザがクラス２の
ユーザである場合、ＡＰはクラス２の関連付けられてい
るユーザの数、すなわち、Ｉ_mが、Ｉ_m＜Ｋ₂であるかど
うかを判定する。Ｉ_m＜ｋ₂であった場合、クラス２のそ
の新しいユーザが許可される。そうでない場合、クラス
２のその新しいユーザは許可されない。この方法は多重
優先度クラスに拡張することができる。

【０１４８】図１９は本発明の１つの態様によるリモー
ト・ホストの許可を制御するための、この具体例を示し
ているフローチャートである。図１９の実施形態のネッ
トワークはリモート・ホストの少なくとも２つの優先度
クラスをサポートし、そして許可されるリモート・ホス
トの合計数の最大値、および低い方の優先度のリモート
の許可される数の最大値の両方を有している。基地局が
１９１０においてまだ許可されていないリモート・ホス
トから接続要求を受け取ると、基地局は１９１５におい
てそのホストが高い方の優先度クラスに属しているかど
うかを判定する。そうであった場合、許可されているリ
モート・ホストの数がリモート・ホストの合計数の最大
値より少ないと１９２０において判定された場合、その
まだ許可されていなかった高い方の優先度のホストが１
９２５において許可される。許可されているリモート・
ホストの合計数がリモート・ホストの合計数の最大値よ
り小さくないと１９２０において判定された場合、低い
方の優先度クラスの既に許可されているリモート・ホス
トがないと１９３０において判定された場合、その要求
しているホストは１９３５において許可を拒否される。
１９３０において既に許可されているホストの１つが低
い方の優先度クラスのホストであった場合、そしてそれ
が許可された時点において切り離し可能であることを示
していたと１９４０において判定された場合、その低い
方の優先度のクラスのリモート・ホストは１９４５にお
いて切り離され、その高い方の優先度クラスからの要求
しているリモート・ホストを１９２５において許可する
ことができるようにする。１つの実施形態においては、
低い方の優先度クラスのうちの最近使われることが最も
少なかったリモート・ホストが切り離されることが好ま
しい。１９１０において基地局において受信された接続
要求が、低い方の優先度クラスに属しているまだ許可さ
れていないリモート・ホストからの要求であると１９１
５において判定された場合、許可されているリモート・
ホストの合計個数が許可可能な最大の数より少ないと１
９５０において判定された場合、そして要求している低
い方の優先度のリモート・ホストが処理不十分な状態で
切り離されても差し支えないことを示していると１９５
５において判定された場合、その低い方の優先度のホス
トは１９２５において許可される。許可されているリモ
ート・ホストの合計数が最大値より小さいと１９５０に
おいて判定された場合、そしてまだ許可されていない低
い方の優先度のリモート・ホストが処理途中での切り離
しが不適切であることを示していると１９５５において
判定された場合、その低い方の優先度のリモート・ホス
トは、既に許可されている低い方の優先度のホストの数
が或るしきい値より小さいと１９６０において判定され
た場合にのみ、１９２５において許可される。それ以外
の場合、その要求している低い方の優先度のホストは１
９３５において許可を拒否される。これはあたかも、許
可されているユーザの合計数が許される最大値より少な
くなかったと１９５０において判定されたかのように行
われる。

【０１４９】この許可制御技法の代わりの実施形態にお
いては、低い方の優先度のクラスのユーザ（たとえば、
クラス２のユーザ）は、現在関連付けられているすべて
のクラスのユーザの合計数が第２のしきい値より小かっ
た場合に許可される。その第２のしきい値は普通はその
低い方の優先度のクラスの現在関連付けられているユー
ザの数に部分的に基づいて（第２のしきい値として）い
るのではなく、高い方の優先度のユーザに対するしきい
値より小さい。この実施形態においては、現在関連付け
られているユーザの合計数がＱ_iより小さかった場合
（Ｑ_i+1＜Ｑ_iおよびＱ_i＝Ｍ）、優先度クラスｉからの
新しいユーザは許可される。

【０１５０】１つの実施形態においてはＡＰは各コネク
ションに対して次の情報を収集する。（ｉ）平均の使用
レート、（ｉｉ）ネットワークをそのコネクションが最
後に使った時刻、（ｉｉｉ）フレーム・エラー・レー
ト、（ｉｖ）パケット消失レート。次に過負荷制御の方
法によって、このＡＰは込み合っているときには低い方
の優先度のユーザを切り離すことができる。代わりに低
い方の優先度のユーザを切り離す代わりに、それらのユ
ーザを負荷の低い近くの他のＡＰに対してリダイレクト
することができる。

【０１５１】ダウンリンク／アップリンクのバッファの
占有度が高い方のしきい値を超えた場合、そのアクセス
・ポイントは、好適な実施形態においては、これが特定
のコネクションまたはコネクションのグループによって
発生したかどうかを判定する。それが特定のコネクショ
ンによって生じた場合、アクセス・ポイントはそのコネ
クションに対してフロー制御信号を送り、それがさらに
データを送るのを防止する。さらに、そのアクセス・ポ
イントは割り当てられているバンド幅が可変であること
が許せるということをコネクションのセットアップ時に
示した任意のユーザに対して割り当てられているバンド
幅の共有を減らすことができる。

【０１５２】多くのコネクションに対するダウンリンク
・フレームのエラー・レートの測定値が増加しつつある
ことが分かった場合、そのＡＰは他のアクセス・ポイン
トからの妨害のレベルが増えている可能性がある。許可
されているすべてのユーザは一般的に２つのカテゴリー
に分類することができる。それらはサービスの中断を許
すものと許さないものである。妨害レベルが増加してい
るために込み合っているとき、アクセス・ポイントはサ
ービスの中断を許容する許可されているユーザのクラス
を、残りのユーザに対してより多くのバンド幅を割り当
てることができるようにするために切り離すことを選択
することができる（利用できるバンド幅が増えることに
より再送信のための機会を多くすることができる）。

【０１５３】特定の１つのコネクションだけがそのダウ
ンリンク・フレーム・エラー・レートが高くなってきて
いる場合、そのアクセス・ポイントはその性能が悪化し
てきているコネクションが高い方の優先度のコネクショ
ンである場合に、他のコネクションを切り離すことを選
択することができる。たとえば、特定の高い方の優先度
のコネクションがそのアップリンクのフレーム・エラー
・レートが高くなっているとき、アクセス・ポイントは
その高い方の優先度のコネクションに対してより多くの
バンド幅を与えるために、他のユーザを切り離すことが
できる。関連付けられているすべてのコネクションの大
半が、そのアップリンク・フレームのエラー・レートが
高くなっている場合、そのＡＰは代わりに込み入ってい
る信号を無線ハブへ送り、無線ハブは他のアクセス・ポ
イントのアクションを調整することができる。それはそ
れらのアクセス・ポイントが新しいユーザを受け入れ、
そして低い方の優先度のユーザを落とすことを禁止する
ためにこれらのアクセス・ポイントに対して信号を送信
することなどによって行うことができる。

【０１５４】また、短いバースト性のメッセージにおい
て突然の増加が発生する機会もあり得る。そのアクセス
・ポイントにおけるアップリンクまたはダウンリンクの
キューのいずれかにおいて短いパケットが長い間キュー
の中に積み上げられ、それに対して割り当てられている
生存時間の値を超過する場合、それらは捨てられ、結果
としてそのアクセス・ポイントにおけるボトルネックを
処理するためにパケットの消失レートが増加する。その
ような過負荷の状態においては、アクセス・ポイントは
優先度の低いいくつかのユーザを一時的に切り離すこと
を選択することができる。説明された可能なアクション
の他の組合せも適切な場合がある。その基地局によって
決定される正確な組合せは、そのネットワークの中で観
察される特定の込み入った状態によって変わる。

【０１５５】過負荷制御のための方法の特定の実施形態
が図２１のフローチャートに示されている。図２１にお
いて分かるように、アップリンクのフレーム・エラー・
レートは２１１０において、アップリンクの平均ビット
・レート、アップリンク・トラヒックのバースト性ファ
クタ、およびパケット消失レートに基づいて各リモート
・ノードに対して絶えず測定される。同様に、ダウンリ
ンクのフレーム・エラー・レートは各リモート・ホスト
においてダウンリンクの平均ビット・レート、ダウンリ
ンク・トラヒックのバースト性ファクタ、およびパケッ
ト消失レートに基づいて２１１５において測定され、そ
して次に各ＦＥＲが２１１０において基地局に対して送
られる。この手順は２１２５において継続され、現在許
可されているすべてのリモート・ホストが、それぞれの
ＦＥＲを基地局に対して送ることができる。過負荷状態
が存在している場合、フロー制御のメッセージが少なく
とも１つのリモート・ホストと基地局との間でデータ・
フローを制御するために、２１３０においてフロー制御
のメッセージが送られる。生存時間のしきい値を基地局
におけるパケットが超過していると２１３５において判
定された場合、そのパケットは２１４０において捨てら
れ、指定された時間の間フレーム・エラー・レートのし
きい値を、フレーム・エラー・レートが超過していると
２１４５において判定されたコネクション、およびそれ
らのコネクションが中断されてもよいことを示したと２
１５０において判定されたコネクションは２１５５にお
いて切り離される。

【０１５６】特定のサービスの品質を得るために、各接
続要求は次の情報を含む。それらはバンド幅要求、遅延
時間の条件、「消失許容／禁止」のタグ、「サービスの
中断許可」フラグ、許容できるパケット消失レート、お
よびピークのデータ・レートから構成されるトラヒック
・ディスクリプタ、平均データ・レート、および各方
向、すなわち、アップリンクおよびダウンリンクの方向
に対する潜在的なバースト性ファクタである。たとえ
ば、遅延の条件が２０ｍｓであって、そして「消失許
容」が指定されているコネクションはそれが送信するメ
ッセージ、あるいはそれが受け取ると想定されるメッセ
ージがその無線モデムまたはアクセス・ポイントにおけ
るキューの中に２０ｍｓ以上の間入っていた場合、その
パケットは捨てられる。そのユーザが遅延条件を指定し
たが、それを「消失禁止」としてそれ自身を分類する場
合、そのユーザに向けられているパケットはバッファの
オーバフローが起こるまでは捨てられない。バンド幅の
要求、遅延の条件、パケットの消失レート、およびトラ
ヒック・ディスクリプタはすべて許可制御技法の中で使
われる。

【０１５７】この分野の技術において知られている任意
の方法を使ってデータのセキュリティ機能を実装するこ
とができる。１つの例は米国電気・電子通信学会（ＩＥ
ＥＥ）の標準規格８０２．１１の有線のローカル・エリ
ア・ネットワーク（ＬＡＮ）と等価な方法を採用するこ
とである。その有線の等価なプライバシー（ＷＥＰ）の
機能は８０２．１１の標準規格の中で無線のＬＡＮが不
用意に盗聴されることについてオーソライズされたユー
ザを保護するために定義されている。ペイロードの暗号
化はそのＷＥＰのオプションがオンになっていない限り
オンにはされない。各サービス・プロバイダはユーザ固
有のキー以外に、すべてのユーザに対して共有されるキ
ーを割り当てる。そのキーは定期的に変更され、選定さ
れるキーの長さおよびそのキーが変更される頻度によっ
てセキュリティの機能が効果的になる。

【０１５８】新しいアクセス制御および許可制御および
衝突解決の方式の好適な実施形態が上で説明されている
が、これらの実施形態は例を示すことを意図しているだ
けであり、したがって、限定するものではない。上記の
内容に照らして、この分野の技術に熟達した人によって
小変更および変形版が作られることはあり得る。したが
って、開示されている本発明の特定の実施形態について
行われたそのような変更は、特許請求の範囲によって定
義されている本発明の適用範囲および精神の範囲内にあ
ることを理解されたい。特許法によって必要とされる詳
細および特定性を伴って本発明が記述されてきたが、開
封特許状（Ｌｅｔｔｅｒｓ Ｐａｔｅｎｔ）によって保
護されるべき請求および出願の範囲は付属の特許請求の
範囲に説明されている。

【図面の簡単な説明】

【図１】従来の技術のネットワークの概略図である。

【図２】本発明の１つの態様によるネットワークの概略
図である。

【図３】本発明の周波数分割半二重方式の実施形態に対
するダウンリンクおよびアップリンクのフレーム構造の
例を示しているフレーム・ダイアグラムである。

【図４】本発明の周波数分割半二重方式の実施形態に対
するダウンリンクおよびアップリンクのフレーム構造の
例を示しているフレーム・ダイアグラムである。

【図５】本発明の周波数分割全二重方式の実施形態に対
する、同期化されたダウンリンクおよびアップリンクの
フレーム構造のフレーム・ダイアグラムである。

【図６Ａ】本発明の１つの実施形態による、一般的なＭ
ＡＣ層ダウンリンクのブロードキャスト・サブフレーム
を含んでいるフレームを示す。

【図６Ｂ】ブロードキャストまたはマルチキャストのダ
ウンリンク・フレームのフォーマットを示す。

【図６Ｃ】図６Ｂの実施形態に対するビーコン・メッセ
ージのフォーマットを示す。

【図６Ｄ】図６Ｂの実施形態に対する送信許可フォーマ
ットを示す。

【図６Ｅ】図６Ｂの実施形態に対する送信スケジュール
のフォーマットを示す。

【図６Ｆ】図６Ｂの実施形態に対するブロードキャスト
またはマルチキャストのペイロードのフォーマットを示
す。

【図７Ａ】本発明の１つの実施形態による、ダウンリン
クのユニキャスト・サブフレームを有している１つのフ
レームを示す。

【図７Ｂ】本発明の１つの実施形態による、ダウンリン
クのユニキャスト・データのサブフレームに対するフロ
ー制御フレームのフォーマットを示す。

【図７Ｃ】本発明の１つの実施形態による、ダウンリン
クのユニキャスト・データのサブフレームに対するデー
タ・フレームのフォーマットを示す。

【図７Ｄ】ブロードキャストのサブフレームの後に連結
されるユニキャストのサブフレームを示す。

【図８Ａ】本発明の１つの実施形態による、アップリン
ク送信フレームに対するフレーム・フォーマットを示
す。

【図８Ｂ】図８Ａのフレームの非同期転送領域を示す。

【図８Ｃ】本発明の１つの実施形態による、予約ミニス
ロットを有しているアップリンク・フレームを示す。

【図８Ｄ】本発明の１つの実施形態による、予約ミニス
ロットのためのフレーム・フォーマットを示す。

【図８Ｅ】本発明の１つの実施形態による、純粋なアク
ノレッジメント・アップリンク・フレームのためのフレ
ーム・フォーマットを示す。

【図８Ｆ】本発明の１つの実施形態による、純粋なデー
タ・アップリンク・ユニキャスト・フレームのためのフ
レーム・フォーマットを示す。

【図８Ｇ】本発明の１つの実施形態による、アクノレッ
ジメントとデータ・アップリンク・フレームとの組合せ
に対するフレーム・フォーマットを示す。

【図８Ｈ】本発明の１つの実施形態による、アクノレッ
ジメント、データ、および「残りの（ｍｏｒｅ）」アッ
プリンク・フレームの組合せに対するフレーム・フォー
マットを示す。

【図９Ａ】本発明の１つの実施形態の中で、時刻ｔ＝０
におけるパケットのタグを示している時間ラインを示
す。

【図９Ｂ】図９Ａの例におけるセッション３の到着から
パケットの直ぐ前の時刻ｔ＝３におけるパケットのタグ
を示している時間ラインを示す。

【図９Ｃ】図９Ａの例において、セッション３の到着か
らの９個のパケットの直ぐ後の時刻ｔ＝３における、パ
ケットのタグを示している時間ラインを示す。

【図９Ｄ】図９Ａの例において、時刻ｔ＝４．５におけ
るパケットのタグを示している時間ラインを示す。

【図１０】本発明の１つの実施形態によるアップリンク
／ダウンリンク比の動的な調整を示す図である。

【図１１】本発明の１つの実施形態のページング機能の
動作を示す概略図である。

【図１２Ａ】本発明の１つの実施形態による、予約ミニ
スロットの数を動的に変更するために利用できる、異な
る方法を示すフローチャートである。

【図１２Ｂ】本発明の１つの実施形態による、予約ミニ
スロットの数を動的に変更するために利用できる、異な
る方法を示すフローチャートである。

【図１２Ｃ】本発明の１つの実施形態による、予約ミニ
スロットの数を動的に変更するために利用できる、異な
る方法を示すフローチャートである。

【図１２Ｄ】本発明の１つの実施形態による、予約ミニ
スロットの数を動的に変更するために利用できる、異な
る方法を示すフローチャートである。

【図１３Ａ】本発明の１つの実施形態による、リモート
・ホストから見た場合の、総合的なＭＡＣプロトコルの
動作を示すフローチャートである。

【図１３Ｂ】本発明の１つの実施形態による、基地局か
ら見た場合の、総合的なＭＡＣプロトコルの動作を示す
フローチャートである。

【図１４Ａ】本発明の実施形態による、３つの競合解決
方法を示すフローチャートである。

【図１４Ｂ】本発明の実施形態による、３つの競合解決
方法を示すフローチャートである。

【図１４Ｃ】本発明の実施形態による、３つの競合解決
方法を示すフローチャートである。

【図１５Ａ】本発明のバンド幅を共有するための方法の
１つの実施形態を示すフローチャートである。

【図１５Ｂ】本発明のバンド幅を共有するための方法の
代わりの実施形態を示すフローチャートである。

【図１６】本発明の１つの実施形態による、パケット・
サービス・タグの割り当てを示すフローチャートであ
る。

【図１７】本発明の方法の１つの態様に従って、アップ
リンク・データの送信のためのパワー・レベルの確立を
示すフローチャートである。

【図１８Ａ】本発明によるアクセス制御のための方法の
１つの実施形態を示すフローチャートである。

【図１８Ｂ】本発明によるアクセス制御のための方法の
代わりの実施形態を示すフローチャートである。

【図１９】本発明によるリモート・ホストの許可の制御
のための方法の１つの実施形態を示すフローチャートで
ある。

【図２０】本発明の１つの態様に従って、測定された量
に基づいて新しいコネクションを許可する方法の１つの
実施形態を示すフローチャートである。

【図２１】本発明の１つの態様に従って、ネットワーク
内の過負荷制御のための方法の１つの実施形態を示すフ
ローチャートである。

【図２２】本発明の公平なキューイングによるオン・デ
マンド多重アクセス方式のブロック図である。

【図２３】本発明の多重アクセス方式の動作を示すフロ
ーチャートである。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 無線通信ネットワークにおいて初期アク
   セス要求メッセージによってアップリンク・データ送信
   のためのパワー・レベルを確立するための方法であっ
   て、前記ネットワークは１つの基地局と複数のリモート
   ・ホストとを含み、前記ネットワークはオン・デマンド
   多重アクセス公平キューイングのプロトコルを採用し、
   前記方法は、 前記リモート・ホストのうちの最初のものから、定格の
   オープン・ループのパワー・レベルに相対的に設定され
   た初期送信パワー・レベルにおいて、短い接続要求メッ
   セージを送信するステップと、 その送信が不成功であった場合、前記送信パワー・レベ
   ルをパワー・インクリメントの量だけ増やすステップ
   と、 送信が成功するまで送信およびインクリメントの前記ス
   テップを繰り返すステップと、 送信が成功したパワー・レベルを記憶し、前記記憶され
   たパワー・レベルを前記オン・デマンド多重アクセス公
   平キューイングのプロトコルを利用しているデータ送信
   に対して使うステップとを組み合わせて含む方法。