JPS58219838A - マルチアクセス方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 本発明Ｆ１１つの通信媒体を複数のユーザで共有してパ
ケット通信を行なうマルチアクセス方式に関する。

第１図に示されるような人工衛星を通信媒体として用い
るマルチアクセス方式としては％ＴＤＭＡ（時分割多重
）方式とアロＩ・（以下ＡＬＯＨＡとする）方式がよく
知られている。前者はチャンネルーザにそれぞれ固定的
に割り当てたものである。

この方式はユーザ数が少なく、各ユーザのトラヒックが
大きい場合には非常圧優れているが、ユーザ数が多く、
各ユーザのトラヒックが小さい場合には、チャンネルの
利用率は非常に低くなシ、平均遅延時間が非常に大きく
なるという欠点をもつ。

又、トラヒックの不均衡がある場合も都合が悪い。

後者のアロハ方式には最初に考えだされた純アロハ方式
とその改良形であるスロットアロハ方式がある。ここで
はスロットアロハ方式について述べる。この方式は第２
図に示しているようにチャンネルをＴＤＭＡ方式と同様
にタイムスロットに切シ、各ユーザは送信要求があれば
、このタイムスロットに同期して即パケットを送出し、
複数のユーザが送出していて衝突が起これば、ランダム
に再送を行なうものである。この方式はユーザ数が多く
、各ユーザのトラヒックが小さい場合に優れている。

しかしながらチャンネル容量ＩＫ対し、この方式の最大
スループットは０．３６８と低く、これを越えて送信す
ると、衝突ばかシ起こしてデッドロック状態を起こす。

し念がってユーザ数が多く、かつ各ユーザのトラヒック
が広い範囲にわたって変動する場合、どちらの方式も適
合しない。この場合、トラヒックに応じて、自動的ＫＡ
ＬＯＨＡモードを取ったり、ＴＤＭＡモードを取ったり
するような方式が考えられる。文献り、　Ｋｌｅｉｎｒ
ｏｃｋ　ａｎｄ　Ｙ、　Ｙｅｍｉｎｉ、　＠ＡｎＯｐｔ
ｉｍａｌ　ａｄａｐｔｉｎｅ　ｓｃｈｅｍｅ　ｆｏｒ　
ｍｕｌｔｉｐｌｅａｃｃｅｓｓ　ｂｒｏａｄｃａｓｔ　
ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ、＊　　ＩＣＣＣｏｎｆ、
　Ｐｒｏｃ、、　Ｃｈｉｃａｇｏ、　ＩＬ、　Ｊｕｎｅ
　１９７７、に記されている方式は上記の考えを実現し
ており、低トラヒツクのときはＡＬＯＨＡモードとな夛
、高トラヒツクのときはΦＤＭＡモードとなっている。

しかしながら、このような動作を行なわせるためには、
パケットの送出要求を行なっているユーザの総数が各ユ
ーザにわかっていなければならず、したがってこのため
の情報をサブチャンネルをもうけて送らなければならな
いという欠点がある。文献Ｇｌｅｎｎ　Ｒｉｃａｒｄ　
ａｎｄ　Ａｓｈｏｋ　Ｋ、　Ａｇｎａｗａｌａ。

彎Ｄｙｎａｍｉｃ　ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　ｏｆ　ｐａ
ｃｋｅｔ　ｒａｄｉｏ　５ｌｏｔａ紳ｐｒｅｓｅｎｔｅ
ｄ　ａｔ　Ｔｈ１ｒｄ　Ｂｅｒｋｅｌｅｙ’Ｗｏｒｋｓ
ｈｏｐ　ｏｎＤｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ　Ｄａｔａ　Ｍａ
ｎａｇｅｍｅｎｔ　ａｎｄ　ＣｏｍｐｕｔｅｒＮｅ　ｔ
ｗｏｒｋｓ、　Ａｕｇ、　１９７８．　に記・されてい
る方式は最初ＡＬＯＨＡモードで初め、各ユーザはチャ
ンネルの状態を観測し、混んでくると−せいＫＴＤＭＡ
モードに切り換え、ＴＤＭＡモードで空が出てきたスロ
ットはＡＬＯｌ（Ａモードに切り換えるものである。仁
の方式はサブチャンネルを必要としないが、２〜３のユ
ーザのトラヒックのみが増えた場合、−せいに各ユーザ
がＴ　ＤＭＡモードに切り換わっても処理できず、した
がって前記のユーザに多くのスロットを割り当てる操作
を更に必要とする。

ＴＤＭＡモードに切り換えるために１スロツトを前もっ
て割り当てておく必要がアル、ユーザの増減に対応する
のが困難である。又、実現方法も明確でない。

本発明の目的は、各ユーザのトラヒックが広い範囲にわ
たって変動する場合にも、分散制御でチャンネルを効率
よく利゛用することを可能とするアクセス方式を提供す
ることにある。

上記目的は、１つの通信媒体を複数のユーザで共有して
パケット通信を行なうマルチアクセス方式において、１
つの通信媒体を複数のチャンネルに分割し、各ユーザは
各チャンネルの使用状況を観測し、前記観測した情報を
もとに各チャンネルへアクセスする量を制御することに
より、達成される。

以下図面を用（八て本発明について詳細に説明する。は
じめに第１の実施例の原理を説明する。

第３図に示されるように時間軸上で複数のチャンネルに
分割することを考え、時間を１パケツトの伝送時間毎の
タイムスロットに切夛％Ｌスロットを１フレームとする
。次に各ユーザはフレーム内の各スロットに対応した確
率を用意し、あるスロットに再送を含めて送信要求があ
ればそのスロットに対応する確率でパケットを送出する
。

今、ユーザ外がフレーム内の１番目のスロットに送信要
求があれば送出する確率をＰＬｍとし、ユーザ外におい
て再送を含めて送信要求が出る確率を０％とするならば
、チャンネルスループ・ソトＳは となる。但し、Ｎはユーザ数。このスルーブツトＳを最
大とするように確率Ｐｉｓを制御し、チャンネルの利用
効率を上げる。そのアル、ゴリズムとして、グラディエ
ンド法を用いると、 となる。但しαは修正係数。もちろんＰｉｍは確率であ
るので、上記のアルゴリズムの外に（Ｌ＝ｉｏ　”・＋
　Ｌｔ　５＝＝１．　”’＊　Ｎ）の拘束をおく。ここ
で（３）式を見ると、（）内の左辺は自分自身を除いて
他のユーザがまったく送出していない確率、右辺は自分
自身を除いて他のユーザが送出し成功した確率である。

これらの量は自分自身が送出して込ないときにチャンネ
ルを観測することによって得られる。又Ｌｔｉ既知であ
り。

Ｇ％は自分自身に関する量である。したがって（２）式
〜（４）式からなるアルゴリズムは各ユーザがコントロ
ールのための情報を互いにやりとシする必要はなく、自
分自身の状態とチャンネルの状態を観測することだけで
実行できるものである。

今、ユーザ数が２で、１フレームのスロット数を２とし
た場合を考える。この場合（３）式はとなる。今％Ｇ、
　、　Ｇ、　（、のようなトラヒックの低いときを考え
る。ＰＬｎ　（ｔ、　？Ｂ＝１．２　）　Ｆｉ確率力の
で１よりも少ない。したがって（５）式はとなる。（２
）式のような更新を行なうと、どんな初。

期値からはじめても、増加するばかりで、結局（４）式
の拘束によって Ｐｔ％＝　１　（ｔ、　？ｌ＝１．２　）　　　　　　
（７）となる。これはＡＬＵ）（Ａモードをとっている
ことち を示す。

次に、Ｇ、＝Ｇｔ＝１のような高トラヒツクのときを考
える。このとき（５）式は 図よシ、収束する解は の４とおυが考えられる。（９，２）　、　（９，３）
式ば■甑モードの状態で、（９，１）、（９，４）式は
１つのユーザがチャンネルを完全に占有した状態である
。もし。

２つのユーザのトラヒウクが均等で、総和がチャンネル
容量と等しいときは、　　（９，１）、（９，４）式の
解はとりにくい。というのは各ユーザにチャンネルを完
全に占有する＃１どのトラヒウクがないので、（９，１
）、（９，４）式の解をとると、チャンネルのスロット
に空状態が存在する。そうすると、締め出されたユーザ
では送出確率が増える方向に制御がかかる。その結果、
安定するところは゛１’Ｄ凧モードとなる。

ところで、（３）式の室は利得定数として考えることが
でき、修正係数αの中に含めることができる。

第５図は本発明の第１の実施例を示すブロックＧ外 図で、（３）式の１を１としている。

まずは各ブロックの機能を説明し、その後動作を説明す
る。

１．２は端末装置と接続される端子で、１が出力端子、
２が入力端子、３，４は無線通信機と接続される端子で
、３が入力端子、４が出力端子。

５はスロットアロノ・部で、自分宛のパケットを取り込
む機能、送信したパケットが衝突を起こしたかどうかを
判断する機能、衝突を起こしたとき再送を行なう機能、
スロット同期をとる機能などを備え、従来のスロットア
ロハを行なう。６は状態検出器で、端子３を通じてチャ
ンネルから送られてくる信号を観測しながら、チャンネ
ルにだれもパケットを送出されていないと負は＋１．他
のユーザが送信に成功したときは−１，その他は０を出
力する。７は制御回路で、スロットアロハ部５からスロ
ット同期信号を入力して、演算回路Ｉ９、記憶回路８な
どを制御する。詳しくは動作の説明で行なう。８は記憶
回路で、確率Ｐ、　、　Ｐ、　、・・・ｙＰＬの値を保
持する。９け演算回路Ｉで、記憶回路８からきた値Ｐを
状態検出器６の出力２に応じ、とし、再び記憶回路８へ
もどす。Δは小さな正の数である。

１０は乱数発生器で、０から１の間の乱数を発生する。

１１＃ｉ比較器で、記憶回路８の出方と乱数発生器１０
の出力とを比較し、記憶回路８の出力が大きければ１を
、小さければ０を出方する。

１２１ｄゲ一ト回路で、比較器１１の出方が１であれば
ゲートを開き、０であればゲートを閉じる。

１３はバッファで、スロットアロハ部５から送出された
パケットを蓄え、ゲート回路１２が開いたときに制御回
路７からのスロ・ソト同期の信号に同期して送出する。

もしバッファ１３に蓄えられたパケットがなく、かつゲ
ート回路１２が開いていれば、スロットアロハ部５から
送出されたパケットはそのまま端子４から送出される。

１４ｔ′ｉ遅延器で、ゲート回路１２からパケットを送
出されたとき１．送出きれなかったとき０の信号を受け
。

チャンネルの伝送遅延時間だけ遅延させる。これは観測
しているスロットに自分がパケットを送出してｂるのか
どうかの情報を状態検出器６につたえるものである。

第６図は状態検出器６の一実施例を示すブロック図であ
バキャリア検出器２３、誤り検出器２４、論理回路２５
から成シ、端子２ｏから受信信号、端子２１から遅延器
１４出カを入力し、端子２２から結果を出力する。キャ
リア検出器２３Ｈチヤンネルに信号が存在すれば１を出
力し、存在しなければ０を出力する。誤り検出器２４は
受信パケットの誤りを検出し、誤りがあれば１なければ
Ｏを出力する。論理回路２５はキャリア検出器２３゜誤
り検出器２４の出力と端子２１からの信号を入力とし第
７図に示す演算を行なう。以上が各ブロックの機能であ
る。

例えばキャリア検出器２３の出力が＠１詐、誤シ検出器
２４の出力が＠ｌ　Ｉ１１端子２１の入力がＮ　Ｑ　Ｎ
であれば論理回路２５の出力は１ＩＯＨを出力する。

次に第８図のタイムチャートを参照しながら動作を説明
する。時刻の単位はスロットとする。制御回路７は記憶
回路８から比較器１１へ確率Ｐ、。

Ｐ７．・・・ｓ　Ｐｌをスロット毎にサイクリックに送
る。

第８図のタイムチャートでは、スロット数をＬ＝５とし
ている。同時に乱数発生器１０からスロット毎に乱数を
発生し、比較器１１へ送る。比較器１１では大小を比較
し、ゲート回路１２へ送る。

ゲート回路１２では比較器１１から１が入力されれば開
き、０が入力されれば閉じる。ゲート回路１２が開いて
いるとき、スロットアロハ・部５からパケットが出力さ
れればそのまま端子４からチャンネルへ送出し、もし閉
じていれば、一旦バツファ１３に蓄え、ゲート回路１２
が開くのを待って送出する。この送出の状況は遅延器１
４でチャンネルの伝送遅延時間（第８図のタイムチャー
トでは３スロツト）だけ遅延させられ、状態検出器６に
送られる。演算（ロ）路■９は記憶回路８から送ちれた
値を四式に従ｌるて計評し、再び記憶回路８へもどす。

したがって記憶回路８の値ＰＩ　ｓ　Ｐｔ　＊・・・。

ＰＬ　はそのときのチャンネルの状態によって変化する
。このと外の記憶回路８から演算回路■９へ送られる値
　Ｐ３．Ｐ！、・・・、ＰＬは、比較器１１へ送られる
位相とは異なり、チャンネルの遅延時間だけシフトした
位相である。これによってチャンネルに送出しようとし
ているスロットと観測しているスロットとの時間釣具な
りを吸収する。今、記憶回路の内容ＰｔがすべてＰｚ＝
＝ｌ（ｚ＝ｌ、・・・。

５）であるとすると、ゲート回路１２はたえず開かれて
おり、スロットアロハ部２の出力がそのまま出力されて
ＡＬＯ）（Ａモードをとる。今、Ｐ、＝１で他ｔｉＯで
あるとすると、Ｐ、が記憶回路８から読み出されたとき
のみ、ゲート回路１２は開かれ、そのスロットのみ送出
されて、ＴＤＭＡモードをとる。

（３）式をそのｉｔ行なり場合にはスロットアロノ一部
５に蓄えられている再送パケット数とバッファ１３に蓄
えられているパケット数からＧｎを推定するトラヒック
推定器を付加し、演算回路工９の内部の定数ΔをＧｎΔ
ｒする。

以上の説明かられかるように本発明は従来のスロットア
ロハ方式が用いられていれば、そのニーの信号を付加し
たり、サブチャンネルを設けたりする必要はなく、チャ
ンネルを観測する手段とスロットにアクセスする量を制
御する手段を備えることに工Ｑ実現できる。

次に第２の実施例の原理を説明する。これは第１の実施
例のアルゴリズムを簡略化したもので、である。Ｑｌ）
式の（）の左辺は自分自身を除いて他のユーザがまった
く送出していない確率、右辺は自分自身を除いて他のユ
ーザが送出している確率である。したがって自分が送出
していないときに観測しているスロットが空であれば確
率Ｐｔ％を増やし、他のユーザを送出していれば減らす
。

更に自分が送出して成功したら確率Ｐｔ％を増やし、衝
突がおこれば、減らす。もちろんＰＬｎは確率があるの
で、上記の外に（４）式の拘束かつ（。このアルゴリズ
ムはチャンネルのおいているスロットにパケットを送出
しようとするもので、その結果、チャンネルスループッ
トを上げる方向へ、確率Ｐｔ、が制御されていく。

第９図は第２の実施例を示すブロック図である。

第１の実施例と異なるところは記憶回路８の内容を書き
かえるための状態検出器と演算回路である。

状態検出器のかわりにキャリア検出器２３が備えられ、
チャンネルに信号が存在すればｌを出力し、存在しなけ
れば０を出力する。演算回路用は記憶回路８からきた値
Ｐをキャリア検出器２３の出力がＯのとき、 Ｐ４−ｍｉｎ（Ｐ＋Δ、１） とし、１のときは次のようにする。スロットアロハ部８
から自分自身が送出したパケットについて成否の情報が
来なかったとき、つまり自分自身はパケットを送出して
１八ないがチャンネルに信号が存在する場合は、 Ｐ←ｍａｘ（Ｐ−Δ、０） とする。自分自身がパケットを送出し、スロットアロハ
部から送出パケットの成否に関する情報が得られ、その
情報が、 成のとき　Ｐ４−ｍｉｎ（Ｐ＋Δ、］）否のとき　Ｐ　
４−　ｍａｘ　（Ｐ−Δ、０）とする。Δは小さな正の
数である。他は遅延回路がなくなっているのを除いて第
１の実施例と同じである。

第３の実施例の原理を次に説明する。

第１，２の実施例では２，３のユーザのトラヒックだけ
が増えてきた場合、それらのユーザがチャンネルを占有
してしまい、他のユーザは締め出されることがおこる。

そこで拘束をつけ。

ｇ１ の条件でチャンネルスループツ）Ｓ を最大にするようにする。これを実行するアルゴは、 である。このアルゴリズム１１（２）、　（３１式にラ
グランジコ定数λｎを付加されたもので、α４式の条件
を満足するようにこの定数が定まる。

本実施例は第１の実施例の演算回路Ｉが第１０図のブロ
ック図のようになる。演算回路［４３は端子４１からば
いってきた記憶回路８の出力Ｐを端子４０からはいって
くる状態検出器６の出力２に応じて とし、再び端子４１から記憶回路８へもどす。Δは小さ
な正の数である。又、同Ｉｔ二 Ｑ　４−　ｑ　−１−Ｐ　　　　　　　　　　　Ｑηの
演算を行ない、ｑを保持する。Ｈ式および０９式の演算
は端子４２からはいってくる制御回路７の制御信号にも
とすき、タイムフロ・ソトに同期して行なわれるー。演
算回路ＩＶ４４は端子４２からはいってくる制御回路７
の制御信号にもとすき、１フレームに相当するＬスロッ
ト毎に演算回路ｍ４３のλおよびｑを読み込み とし、再び演算回路ｌ１１４３にもどす。βは小さな正
の数である。

このアルゴリズムは第２の実施例にも同様に適用するこ
とができる。

第３の実施例では の拘束がついているため、チャンネルの容量を越えるト
ラヒックがあった場合に、問題が起こる。

つまり、チャンネルが非常に混んでいてもユーザはパケ
ットを送出し、その結果衝突ばかり起してスルプツトを
かえって落してしまう。第４の実施例はＱ４）、　（１
９式のλ九に上限を定め、これ釦より上記の状態を回避
するものである。

今、λ舊に次のような上限を定める。

λｎ　＜　１　　　　　　　　　　　□　（２（１そう
すると、他のユーザがチャンネルを絶えず使用している
状態では となる。したがってＰｔ％はＰｔ％→Ｏとなるように修
正されフロー制御される。第１１図は第４の実施例を示
すブロック図である。図を見てわかるとおり第１０図に
示される実施例に演算回路Ｖ４５が付加されている。

この演算回路Ｖ４５で演算回路Ｎ４４で得られたλにつ
いて、 １６ｍ１ｎ（λ、λ０）　　但しλ０≦１−（ハ）の演
算を行ない、その結果を演算回路１４３へ送る。演算回
路１ｖ４４で得られるｑについではそのまま演算回路ｍ
４３へ送る。その他は第３の実施例と同じである。

最後に周波数軸上で複数のチャンネルに分割した第５の
実施例について説明する。今までＬスロットを１フレー
ムとし、時間軸上でＬチャンネルを実現していた。ここ
では第１２図に示すように。

周波数軸でＬチャンネルを実現する。各ユーザは無線通
信機として第１３図のブロック図に示されるようなＬ個
の復調器とＬ個の変調器を備え、常時すべてのチャンネ
ルを受信し、かつ常にどのチャンネルにもアクセスでき
るようにしている。

第１４図は第５の実施例を示すブロック図で、第１の実
施例に用いたアルゴリズムを適用している。但し簡単の
ためにチャンネル数を３としている。１００．１旧は端
末装置と接続される端子で。

１００が出力端子、　１０１が入力端子、　１０２はア
ロハ部で、自分宛のパケットを取シ込む機能、送信した
パケットが衝突を起したかどうかを判定する機能、衝突
を起こしたとき再送を行なう機能などを備え、従来の純
アロハを行なう。アロハ部１０２から送出されたパケッ
トはまず分配器１０３に蓄えられる。分配器１０３では
蓄えられたパケットをゲート回路１０４〜１０６の内で
、開いているゲート回路へパケットを送出する。ゲート
回路を通ったバケツ）ｆｌ出力端子１０７〜１０９を通
して無線通信機へ送られる。それぞれの出力端子はチャ
ンネルと対応する。一方、無線通信機で受信されたパケ
ットは入力端子１１０〜１１２を通して多重器１１３と
状態検出器１１４〜１１６へ送られる。それぞれの入力
端子はチャンネルと対応する。

多重器１１３では複数の入力端子１１０〜１１２がらは
いったパケットを一旦蓄え、先に到着したパケットから
アロハ部１０２へ送る。状態検出器１１４〜１１６では
入力端子１１０〜１１２を通して各チャンネルから送ら
れてくる受信信号を観測し、パケットが受信されないと
きハ＋１．他のユーザが送信に成功しているときＩｆｉ
−ｉ、その他はＯを出力する。この状態検出器１１４〜
１１６はｆｓｌの実施例で用いた状態検出器と同じであ
る。次の演算回路１１７〜１１９ではそれぞれの演算回
路の内部で保持している確率Ｐをそれぞれの状態検出器
の出力Ｚに応じて。

Ｚ＝＋１（７）とき　Ｉ’（−ｍｉｎ　（Ｐ＋Δ、１）
Ｚ＝−１のとき　Ｐ４−ｍａｘ（Ｐ−Δ、０）Ｚ＝０　
のときＰ（−Ｐ とし、その値を保持し、同時にパターン発生器１２０〜
１２２へ送る。但しΔは小さな正の数である。パターン
発生器１２０〜１２２では演算回路１１７〜１１９から
送られてくる確率Ｐに応じた頻度で１，０のバタ・−ン
を発生し、ゲート回路１０４〜１０６へ送る。このパタ
ーン発生器１２０〜１２２は第１の実施例で用いた比較
器１１と乱数発生器１０から成る。ゲート回路１０４〜
１０６は、パターン発生器１２０〜１２２の出力が１の
とき開き、Ｏのとき閉じる。但し一旦パケットが通過し
始めると１通過し終るまでパターン発生器の出力のいか
んにかかわらず開いたままにする。遅延器１２３〜１２
５はゲート回路１０４〜１０６から受けたパケットを送
出したかどうかの情報をチャンネルの伝送遅延時間だけ
遅延させ、観測しているチャンネルに自分がパケットを
送出しているのかどうかの情報を状態検出器１１０〜１
１２へ伝える。

以上の第５の実施例は第１の実施例に用いたアルゴリズ
ムをそのまま適用したものであるが、同様に第２．　３
．　４の実施例に用いたアルゴリズムも適用することが
できる。又、第５の実施例は純アロハを基本としたが、
スロットアロハを基本として構成することも可能である
。

なお、上記説明は無線通信に限ったが、有線通信にも容
易に適用することができる。

以上の説明かられかるように１本発明は各ユーザのトラ
ヒックが広い範囲にわたって変動する場合にも適応して
チャンネルを効率よく利用することを可能とし、かつ制
御アルゴリズムも簡単である。

【図面の簡単な説明】

第１図は衛星通信を示す図、第２図はスロットアロハ方
式を示す図、第３図はフレームを示す図、第４図（ａ）
、　（ｂ）は相生間を示す図、第５図は本発明の第１の
実施例を示すブロック図、第６図は状態検出器６を示す
ブロック図、第７図は論理回路の入出力関係を説明する
ための図、第８図はタイムチャートを示す図、第９図は
本発明の第２の実施例を示すブロック図、第１０は本発
明の第３の実施例を示すブロック図、第１１図は本発明
の第４の実施例を示すブロック図、第１２図は周波数分
割を説明するための図、第１３図は本発明の第５の実施
例で用いる無線通信機を示すブロック図、第１４図は本
発明の第５の実施例を示すブロック図である。 図において、１，４は出力端子、２．　３Ｆ−Ｉｔ入力
端子、５はスロットアロハ部、６は状態検出器。 ７は制御回路、８は記憶回路、９は演算回路■、１０は
乱数発生器、１１Ｖｉ比較器、１２はゲート回路、１３
はバッファ％　１４は遅延回路、２０゜２１は入力端子
、２２は出力端子、２３はキャリア検出器、２４は誤り
検出器、２５は論理回路、３０Ｈ演算回路、４０．４２
Ｆ１入力端子、４１Ｆ１入出力端子、４３は演算回路１
１１．４４ｆｌ演算回路■、４５は演算回路４５．１０
０，１０７〜１０９は出力端子、１０１，１１０〜１１
２は入力端子、１０２けアロハ部、　１０３は分配器、
１０４〜１０６ｔｉゲート回路、　１１３は多重器、１
１４〜１１６は状態検出器、１１７〜１１９Ｆ′ｉ演算
回路、１２０〜１２２はパターン発生器、１２３〜１２
５は遅延器である。 オ　ｌ　図 ユーザ″１　　ユーザ２　　　　　ユーザ゛Ｎ５！１７
３　　口 １２３４　　　　　　　ｆ　　　　　　Ｌ廿　４　図 ｘｔ （ｂ） オ　Ｓ　口 Ｃ ２６図 才８回 ２１０図 オノｌ　口 オ１２　圓 才１３　図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １つの通信媒体を複数のユーザで共有してパケット通信
   を行なうマルチアクセス方式において、１つの通信媒体
   を複数のチャンネルに分割し、各ユーザは各チャンネル
   の使用状況を観測し、前記観測した情報をもとに各チャ
   ンネルへアクセスする量を制御することを特徴とするマ
   ルチアクセス方式。