JPS58501353A - ロ−カルエリア通信回路網 - 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】 ローカル　エリア通信回路網 発明の背景 本発明はローカル　エリア通信回路網に係るものである。

今日の多くのローカル　エリア通信ニーズに対するローカル回路網及びそれらの 適用性に関する最近の論文に多くの討論を見出すことができる。これらのニーズ は、コンピュータ対コンピュータ　データ　トラヒック、端末対喘末データ　ト ラヒック等のようなデータ通信応用が主である。より最近になって新らしい思想 のラインが明白になって来た。それはローカル　データ回路網に音声通信を統合 しようとする要望である。この理由は３つある。即ち、（１）音声はコンｔユー タ　データ、ファクシミリ等と全く同じオフィス通信応用であること、（１１） 最近のボコーダ技術の進歩によってディノタル化された言語がローカル　エリア 　データ回路網の能力内で処理できるデータ通信応用であることが示されたこと 、及び（１１０今日のローカル回路網のアーキテクチャ、特に放送パス型が、希 望通りに拡張できる融通性に富んでいること及び環境に適応しやすいことの両観 点から、ローカル通信の問題に極めて素数な解決を与えることである。

現存の解決策は素数なものであるが、それらに性能上の限界がないわけではない 。これらの限界の若干は環境の特性に起因するものであり、これらの解決策によ って支えられているデータ　トラヒック要求は設計当初に推定したものから逸脱 している。これらの特性の例を挙げれば、パケット長分配、・ξケラト発生パタ ーン、チャンネル　データ　レート、遅れに対する要求及びカバーすべき地理学 的エリアである。

先行技術による７つのアプローチは、いわゆるＥＴＨＥＲＮＥＴ　によって例証 されているような搬送波検知多重アクセス（Ｃ８ＭＡ）に基づく双方向放送シス テム（ＢＢＳ）アーキテクチャである。先行技術による別のアプローチは、ラウ ントロピン　アクセス方式を伴なう単方向放送システム（ＵＢＳ）アーキテクチ ャである。

Ｃ８ＭＡ　双方向放送システムに伴なう問題は、チャンネル速度に比例する回路 網スループットを得ようと望みつつより高いチャンネル帯域中を得たいとする努 力が、不幸にも周辺改善によってのみしか報われないことが解っていることであ る。

現存するラウントロピン方式を用いる単方向放送システムの限界は、このシステ ムの最大スループットがＣ３ＭＡ　双方向放送システムと類似の性能を呈するこ とであり、このように両アプローチ共・ぞケラト伝送毎にオーバーヘッドを伴な うことになる。

従って、先行技術システムの問題を打解する改良されたローカル　エリア通信回 路網に対するニーズが存在している。上述の背景にかんがみて、本発明の目的は 改良されたロール　エリア通信回路網を提供することである。

発明の概要 本発明はローカル　エリア通信回路網に係るものである。

／実施例においては、本発明は単方向放送システムを基礎とし、ラウントロピン 　アクセス　プロトコルに基づくアクセス　プロトコルを利用している。別の実 施例においては、本発明は信号伝播を単方向性とする必要はなく、しかもラウン トロピノ　アクセス　プロトコルを利用している。しかし、何れの場合でも本発 明は現存する方式よりも効率的であり、多くの限界を打破する。更に、本発明が 、回路網をデータ　トラヒックに対する最小帯域中要求を保証する帯域中要求及 び最大・ｇケラト遅延束縛に常時合致せしめ得る簡単な音声／データ　プロトコ ルを有する音声とデータ応用の統合に特に適していることを示すことができる。

これらの要求は、最大許容数を超える音声通信に対する阻止要求によって満足さ れる（この最大数はボコーダのレート及び最小データ帯域ｌ］要求の関数として 与えられ、実際には容易に実現できるものである）。

以上の概要に従って本発明は、改良されたローカルエリア通信回路網を提供する という目的を達成する。

本発明の他の目的及び特色は、添附図面を参照しての以下の説明から明白になる であろう。

図面の簡単な説明 第１図は先行技術のローカル　エリア通信回路網の最大スループットを示す図で ある。

第２Ａ図乃至第２Ｇ図は本発明と共に使用できるチャンネル　タップを示す。

第３Ａ図及び第３Ｂ図は本発明によるローカル　エリア通信回路網トポロギのブ ロックダイアダラムの例である。

第４図及び第Ｓ図は本発明の動作を示すタイミング図である。

第６図は本発明によるアクセス　プロトコルの動作シーケンスを示すフローチャ ートである。

第７図は本発明によるアクセス　プロトコルを履行する有限状態マシンを示す図 である。

第Ｓ図は本発明による音声／データ　アルコゞリズムのイニシャライゼーション 部分のフローチャートである。

第７図はローカル回路網内の７つのステーションによって遂行される音声／デー タ　アルゴリズムの主要部分のフローチャートである。

第７０図は音声／データ　アルゴリズムのイニシャライゼーションを履行する有 限状態マシンを示す。

第１／図は回路網内の７つの局によって遂行される音声／データ　アルゴリズム の主要部分を履行する有限状態マシンを示す。

第７．２図は本発明による７つのステー７ョンのブロックダイアダラムである。

第７３図は本発明による７つのステー７ョンのより詳細な図である。

図面の簡単な説明 双方向放送システム（ＢＢＳ）アーキテクチャでは、全てのデバイスは、受動的 なタップを介してそれらが接続されている、典型的には同軸ケーブルである単一 の通信媒体を共有している。デバイスによって送信されると信号は両方向に伝播 し、従って全ての他のデバイスに到達する。デバイスのインターフェイスは、そ のデバイスに宛てられたメッセーノを認識し、受入れるように彦っている。

チャンネル自体を介してのみ通信できるユーザーによるチャンネルへのアクセス を制御する際の困難は、ランダム　アクセス技術として知られているものが原因 であった。最も良く知られているこれらの方式ＵＡＬＯＨＡ及び搬送波検知多重 アクセス（Ｃ３ＭＡ）である。Ａ　Ｌ　ＯＨＡ方式では、ユーザーは望む時に何 時でも送信する。（パケット伝送の重畳からなる）衝突が発生すると、衝突を起 こしたユーザーばや＼後刻にその・やケラトの再送信をスケジュールすることに なり、無作為な再スケジュールのための遅れをこうむるようになるっＣ８ＭＡで は、送信に先立ってユーザーがチャンネルを検知することによって衝突の危険は 低下している。もしチャンネルが繁忙であることが検知されれば、送信は禁止さ れる。Ｃ８ＭＡプロトコルは幾つ力・ある。いわゆる非持続Ｃ８ＭＡでは、チャ ンネルが繁忙であることを見出したユーザーは単純にや＼後刻に・ぐケラトを再 送信するようにスケジュールする。Ｐ持続Ｃ３ＭＡでは、チャンネルが繁忙であ ることを見出したユーザーはチャンネルを監視し、チャンネルが遊休になる１で 待機し、そして確率Ｐを有するパケットの再送信からなる「Ｐプロセス」を遂行 し、確率１−Ｐを有する端から端までの最大伝播遅れの間待機する。この時点で チャンネルを検査し、再びチャンネルが遊休であることを検知するとＰプロセス を反覆し、そうでなければ全手順を反覆する。

搬送波の検知に加えて、同軸ケーブル上のデイノタル伝送の物理的特性が与えら れれば、送受信機は若干のそれらの衝突中の・ぐケラトの中から混信を検出する ことが可能である。これは衝突検出を伴なう搬送波検知多重アクセス（Ｃ３ＭＡ −ＣＤ）と呼ばれるＣ８ＭＡの変形によるものである。いわゆるＥＴＨＥＲＮＥ Ｔ　回路網では、ユーザーばＰ持続Ｃ８ＭＡ−ＣＤ　プロトコルをスケツユ−リ ング手順と共に用いるが、これはバイナリ指数パンクオフと呼ばれ、衝突を起こ したユーザーは無作為な遅延を受け、この遅延の平均は衝突を招く度毎にユ倍に 々るように々つている。

双方向放送システムの性能は使用される特定のアクセス方法に大きく依存し、λ つの主な尺度、即ちチャンネル容量及びスループット・遅延トレードオフを特徴 としている。スループット・遅延尺度は、パケット遅延とチャンネル　スループ ットとの間に存在する関係である。

衝突及び再送信が原因となって、チャンネル容量は常に利用可能なチャンネル帯 域中以下であり、スルーノットと遅れとをトレードオンさせること、即ちスルー プットが大きい程パケット遅延も大きくなることは明白である。

さて、Ｗをチャンネル帯域中（ビット／秒）とし、ｄを最も離れたユーザー間の ケーブルの長さとし、Ｂを・ぐケラト当りのビット数（固定サイズのパケットと する）としよう。またτを最も離れたユーザー間において送信の開始から受信の 開始までの時間として定義される端末・から端末までの遅れとし、そしてＴをパ ケットの送信時間とすればＴ＝Ｂ／Ｗとなる。全てのＣ８ＭＡプロトコルにおい て、送信は空いているチャンネルで開始されるものとすれば、パケットの送信が 全てのデバイスに受信されるのは長くともτ秒であり、この時間よりも長い場合 にはそのチャンネルはデータ送信が進行中で繁忙であることが解る。ある送信が 検知される前に別の送信が開始されてしまった時に限って衝突が起り得る。従っ て、・やケラト送信の最初のτ秒はその（最大の）弱点期間であって、Ｃ３ＭＡ プロトコルの性能を決定する上での主役を勤めるものである。前述の全てのプロ トコルの中で、Ｐ持続Ｃ８ＭＡ−ＣＤが最良の性能を与えるものであり、従って Ｃ８ＭＡ方式の基準と考えられる。・ぐケラトの弱点期間が常にその最大に等し いものと考えられるようなよシ悪い場合を解析することから結果を導いてみる。

送信の弱点期間が可変であるという事実を考慮すれば、よシ良い境（即ちデバイ スの地理学的分布）及び特定のトラヒック　パターン（即ち源・着信先トラヒッ ク分配）に依存し始め、評価はかな勺困難になるであろう。考慮中の方式の限界 を検討するために、また結果をできる限シ普遍的に保とうとして、考慮中の全て の方式に対して本説明書中ではよシ悪い場合の解析を行なうことにする。

スロット型の非持続Ｃ８ＭＡ−’ＣＤ方式のスループットはで与えられることが 示されている。ここにｇはサイズτのスロット中にステーションの準備が整うレ ートであり、Ｔは前述のように・ぐケラトの送信時間であり、そしてＴは衝突を 検出して送信を停止させるのに要する時間である。Ｔ及びＴＵ共にスロットの単 位で測定される。Ｔをその最小値（Ｔ＝２）に設定すれば、Ｔを変化させると、 ｇの値は実際には一定でＯ，ｔ、Ｓ　に等しいので、Ｓは最大になる。従って最 大スループット（即ちチャンネルインターフェースにおける種々の遅れ及びＥＴ ＨＥＲＮＥＴ仕様に与えられている同軸ケーブル内の伝播遅れを推定すれば、τ はケーブルの毎に＋ｎ当り１０マイクロ秒（ケ−プルの！；００ｍ毎に７つのレ ピータが設けであるものとする）と大ざっばに推定され、従って積τＷはＭＢ２ 秒の帯域巾毎に、またケーブルの毎ｋｍ当り７０ビツトに等しい。

第１図はＳｍａｘ　をＷの関数として比ｄ／Ｂ（ｄはｋｍで、まｆｃＢはキロピ ッ）　（ＫＢ）で表わしである）の種々の値に対してグロットしたものである。

例えばＢ　＝　／　ＫＢ、ｄ　＝　／　ｋｍを考、ｔよう。Ｗ＝／メガビット（ ＭＢ）　７秒であればスループットはθ、ｑ／、　ＭＢ　７秒を得ることができ るが、Ｗ＝１０ＭＢ／秒であるとＳｍａｘ　は’７．ｕＡ　ＭＢ　７秒となり、 またｗ＝ｘｏＭＢ／秒であればＳｍａＸ＝　／／、’ｌ　ＭＢ　７秒である。

もしパケットが、例えば２ＳＯビツトのように、より短かければ、Ｗ＝／ＭＢ／ 秒であるとＳｍａｘ＝　０．ｇ７　ＭＢ２秒となり、Ｗ＝１０ＭＢ／秒であると ＳｍａｘばｌＩＭＢ／秒にしか過ぎない。回路網のスループットをチャンネル速 度に比例させることを望みつつより高いチャンネル帯域中への技術を押し進めよ うとする努力は、不幸にも周辺を改善することによってしか報われない。従って より良き解決策が要求されることは明白である。

ＢＢＳと同様に、単方向放送システム（ＵＢＳ）は単一のパスを用い、全てのユ ーザーはこれに接続されている。しかし、送信用タップは、送信された信号を一 方向のみに伝播せしめ、逆方向への信号は大きく減衰させるようになっている。

そこで放送通信は、ケーブルを折返すとか、別のチャンネル（或は周波数）で全 ての信号を逆方向に反覆し任意のユーザーが送信した信号が送路を通して他の全 てのユーザーに到達するようにするとかの種々の手段によって遂行される。従っ てとのシステムはλつのチャンネル、即ち全てのユーザーが送信のためにアクセ スする往路チャンネル、及びユーザーが送信された情報を読取るためにアクセス する帰路チャンネルからなるものと考えてよい。往路チャンネルの送信能力に加 えて、ユーザーばＣ８ＭＡのような他チヤンネル検知システムにおいて要求され るものと類似のやり方によって、そのチャンネルの活動を検知することができる 。ＵＢＳではこの能力が興味ある特色となっている。ユーザーに８１、Ｓ２，８ ３等と順次に番号を附し、ユーザー８１が「最も遠い」ユーザー、即ちその送信 用タップとその受信用タップとの間に最良のラウンドトリップ遅れを持っている ものする。単方向信号特性のために、Ｓ２　は帰路及び往路の両チャンネルにお ”ハて８１が送信した信号を検知することが可能であるが、逆が真とはならない 。

即ちＳｌは８２が送信した信号を帰路チャンネル上でしか検知できない。この非 対称性は、以下に説明するラウントロピン（ＲＲ）方式に必要な順序を確立する のに用いＲＲアルゴリズムでは、ユーザーは３つの状態の７つにあるものと考え られる。もしユーザーが送信を待っているメツセージを持っていなければ、その ユーザーは「遊休」状態にある。準備の整ったユーザーと呼ばれる非遊休ユーザ ーは、公平さを保つために、コつの状態の１つをとる。即ち、現行のラウンドに そのメツセージを送信してしまわなかったならば「活動」状態であり、そのラウ ンドに送信しなかったがそのラウンドの完了を待っているのは「休止」状態であ る。公平なスケツユ−リングを遂行するために、休止ユーザーは他の全ての活動 ユーザーに敬意を表して譲るようになっている。従って、どのユーザーも、他の 準備の整ったユーザーがそれらの第１のメツセージを送信する機会を持つ前に、 第一のメツセージを送信することがないのは明白である。結局は全ての準備の整 ったユーザーはそれらのメツセージを送信することになる（即ち全てが休止状態 となる）。これが１つのラウンドの終りであシ、この時点で全てのユーザーはそ の状態を活動にリセットし、新らしいラウンドが開始される。

各ユーザーはその休止状態と活動状態とを区別するが、活動ユーザーの間の調停 を別の手段によって行なわなければならない。この目的のために、各活動ユーザ ーは帰路チャンネルで先行メツセージの終りを検出した後に非変調搬送波の短か いバーストを送信してその「活動」性を表示し、同時に往路チャンネルを検知す る。７つの活動ユーザーを除く全ての活動ユーザーは往路チャンネルが繁忙であ ることを検出する（低位インデックスのユーザーからの送信のため）から、次の ユーザーに送信を行なわないように信号することになる。あるユーザーが往路チ ャンネルが繁忙であることを検知したものとすれば、この信号を発しているユー ザーよりも「前」に少なくとも７つの準備の整ったユーザーが存在している。ユ ーザーは常に自分よりも「前」のユーザーの利益となるように、その送信を譲る のである。

初めに全てのユーザーはそれらの状態をリセットする。

これは全ての準備の整ったユーザーが活動であることを意味している。活動ユー ザーは次のように動作する。

１　帰路チャンネル上で次の搬送波終了（ＥＯＣ）が検出されるまで待機する。

２、非変調搬送波の短かい・ぐ−ストを送信し、／ラウンド）　ＩＪツゾ遅れの 間往路チャンネルを聴取する。

３　その期間中往路チャンネルが遊休であることを検知すれば、ユーザーはその メツセージを送信して休止状態に切替わる。そうでない場合にはユーザーはアル ゴリズムを反覆する。

休止ユーザーは、／ラウンドトリップ遅れの間或はそれよりも長い間帰路チャン ネルが遊休であることを検知すると活動状態となり、上記段階を遂行する。

他のラウントロピン方式では、各ユーザーには指定された順序で送信する機会が 与えられ、準備が整っているメツセージを有していれば送信を行ない、持ってい なければ辞退する。このユーザーには、他の全てのニーデーがそれらの機会を利 用してしまうまでは第一の機会は与えられない４、このアルゴリズムでは、どの ユーザーモ各「ラウンド」毎に７回以上の送信は行なわないが、そのラウンド内 の送信順序はメッセーノが到着する時点に依存して変化する。例えば、ユーザー ８１がそのメッセーノの送信を今完了したものとする。またこの時点に８２が準 備の整ったメッセーノを有していないものとすれば、準備の整っている（ものと 仮定する）Ｓ３が次に送信する。Ｓ３が送信中にメッセーノが８２に到着すると 、Ｓ３の送信が完了すると８２が次に送信する。この場合の送信順序はＳｉ、Ｓ ３．Ｓ２となるが、もし全てのユーザーがラウンドの初めに準備の整ったメッセ ーノを有しているものとすれば順序はＳｌ、Ｓ２．Ｓ３となった筈である。

上記アルゴリズムから、全ての送信が衝突を起さないようになっていることが明 白である。λつの連続する・ぐケラト送信を分離している時間は、それらを送信 しているデバイスの相対位置に依存する。最良の場合は、連続して送信するユー ザーが共に最高位のインデックスを有している場合に現われる。この場合、バー ストの送信時間及び最高位インデックスを有する契約者の−（帰路及び往路チャ ンネルの）２つのタップ間に生ずる遅れを無視すれば、２つの連続する送信を分 けている時間は２１秒、即ち最良のラウンドトリツゾ遅れまで短縮させることが できる。最悪の場合は、連続して送信する２つのユーザーが共に最下位のインデ ックスを有している場合である。

この場合には、間隙は約７１秒になる。全てのユーザーが休止状態でなければバ ーストが送信されるために、帰路チャンネルが２τ秒よりも長い期間に亘って遊 休にはならないことにも注意されたい。全てのニーデーが休止状態にあるか、或 は全てのユーザーが遊休状態にあるかの何れかであれば、チャンネル遊休時間は ２１秒を超えることになる。

ＲＲアルコゞリズムを用いるＵＢＳのチャンネル容量を検討するために、Ｍ個の ニーデーが常に送信準備が整っているものとする（即ちトラヒックが繁忙状態に あるものとする）。この場合、最大スループットはまた下限は で表わされる。

もしＭが充分に小さくなければ、Ａ　Ｗ／！■　は無視できるから ／ 〔注〕　チャンネル容量の上限は、バーストの送信に続いてデバイスがユτより も短かい時間、即ちλτ−（往路チャンネル上のそのタップと帰路チャンネル上 のそのタップとの間の伝播時間）待機するのであれば、獲得することが可能であ る。しかし、この動作モードの欠陥は、このパラメータをケーブル上のデ・ぐイ スの位置に従って調整しなければならないことである。

第１図には、ＲＲアルゴリズムの５ｒｒＩａｘ　の下限をプロットしである。Ｒ ＲもＣ３ＭＡ−ＣＤ　も類似の性能を呈しており、共にルミ（て依存してパケッ ト送信毎にオーバーヘッドを受けている。このような依存度を除去すれば究極的 な性能が得られることになるが、これが本発明の目的であり、以下に説明する。

ＵＢＳアーキテクチャを用いるのと同様に、本発明は、往路チャンネル及び帰路 チャンネル、往路チャンネルと帰路チャンネルの両方に接続されていて往路チャ ンネルに送信し帰路チャンネルから受信する複数のステーションからなる放送通 信システムを基礎としている。往路チャンネル及び帰路チャンネルを構成する通 信媒体は、ツィステッドベア、同軸ケーブル、光ファイバ、或は導波管であって よい。往路チャンネルへの送信のためのチャンネルアクセスプロトコルは、・ぞ ケラト送信時間が短かくケーブル距離が長い場合でもＲＲアルゴリズムよりもチ ャンネル帯域中を効率的に利用できる長所を有しているＵＢＳア−ギテクチャの ためのラウントロピン方式に基づいている。

／実施例においては、往路チャンネル上の送信機は本発明をＵＢＳならしめる単 方向型であってよく、別の実施例においては往路チャンネル上の信号伝播を単方 向にする必要がないので、双方向送信機を使用することができる。本発明の根底 をなす思想を示すには、送信機が双方向性であるよりは、信号の伝播が単方向性 である方が容易且つ簡単である。好ましい実施例は初めにＵＢＳアーキテクチャ であるものとして考え、後半に単方向性の束縛を緩和する場合（でついて検討す る。

要点は基本的には以下のようである。本発明のアクセス　プロ午コルにおけるＵ ＢＳアーキテクチャでは、通路の権利を決定するのに用いられる時間基準を帰路 チャンネル上の搬送波の終りＩｏｃ（ｒＮ））　としているＲＲアルゴリズムで はなく、往路チャンネル上の搬送波の終り（ＥＯＣ（ＯＵＴ）　）　を用いる。

従って与えられたラウンドにおけるユーザーへのアクセス権利を決定するのに用 いられるメカニズムは、伝播遅れτには無関係となるので、連続送信間の間隙は 搬送波検出に要する時間と同程度の長さの値まで減少する。第スに、連続するλ つのラウンドを分ける遊休時間はラウンドトリップ伝播遅れ並みに小きく保たれ る。この方式の詳細は以下のようである。

Ａ、イベントＥＯＣ（ＩＮ）及びＥ　ＯＣ（ＯＵＴ）先ずブール関数Ｃ（ｔ　、 　ＯＵＴ　）　を次のように定義する。

Ｃ（ｔ、０ＵＴ）　は、検出動作に要する時間をｔｄとした場合、１ｄ　秒の遅 れで搬送波の存否を知らせるものであることに注目されたい。ここでは搬送波検 出器がチャンネルに密接配置されているものとしている。（以下に説明するよう に、他の配列も可能である。）イベントＥＯＣ（ＯＵＴ）ばＣ（ｔ、０ＵＴ）　 が１からＯに移る時に発生するものと言える。同じようにＣ（ｔ、ＩＮ）及びＥ ＯＣ（ＩＮ）　が定義される。

送信単位は、前文とそれに続く情報・ぐケラト自体からなっている。送信単位及 び情報・ぞケラトは固定サイズでも、或は可変サイズでもよい。前文は受信機に おいて同期をとるためのものである。これは、受信機が単位の存在を検出し、次 でビット及び・ぐケラト境界と同期をとるのに充分な長さである。

Ｃ，バス送受信機 システム内の全てのステーションの送信デバイスハ往路チャンネルに接続されて おり、一方受信デバイスは帰路チャンネルに接続されている。送信機の型が何で あれ（単方向性或は双方向性）、本発明のために考慮中のトポロギの種類が与え られ、往路チャンネルと帰路チャンネルとを接続している通路が与えられれば、 帰路チャンネル上の信号伝播は常に同一方向である。

本発明のラウントロピンアルゴリズム及びアクセスプロトコルに必要な基本的な 特色の７つは、各ステーション毎に、その送信機の上流側のステーション（即ち 、往路チャンネル上の送信タップが問屋にしているステーションの送信機よりも 帰路チャンネルから遠距離にあるステーション）が送信したことによって往路チ ャンネル上の搬送波を検知する能力を有していることである。

検討を再び単方向性の場合に制限するが、同軸ケーブル或はツィステッドベアの 必要機能を遂行するためには若干の方法が存在しているっ以下に述べるのは複雑 さ、価格或は機器の性能を何等顧慮することなく実行できる変形である。送信の 単方向性を達成する１つの方法は。

往路チャシネルの連続するλつの送信タップ開缶に単方向性増巾器のような手段 を用いることである。この場合送信タップは（ＥＴＨＥＲＮＥＴに用いられてい るような）「受動」Ｔコネクタとすることができ、従って設置のためにケーブル を継ぎ合わせる必要はない。しかし単方向手段であれば、ケーブルの継ぎ合わせ が必要であり、また能動素子である。タップ（３３）の上流側のステーションが 発した搬送波信号を検知するためには、次の二者択一による。即ち（１）タラｆ 　（３３）　（第、２Ａ図）の上流側にある増巾器（２９）の上流側に別の（受 動）タップ（３１）を設けるか、或は（１１）−単一のタッグ（３３）を用いて 作動させるが各ステーションに信号の存在を検出しまた上流信号との送信の重畳 に起因する衝突を検出する手段（２７）を設ける（　ＥＴＨＥＲＮＥＴにおいて 行なわれており、第、２Ｂ図に示す）。

単方向性を得るための別の方法は、送信タップ自体を、上流端に受信機をまた他 端に送信機を、そして中間に加算器を備えた能動デバイスと考えることで、これ によってステーションからの新らしい入力がチャンネルに送信できるようになる 。上流信号の搬送波検知能力は受信機（２３）の出力における検知能力によって 得ている（第１Ｃ図）。

変形ｉｄ方向性継手の使用である。考え得る実施例を第、２Ｄ図に示す。Ｔコネ クタのような２つの（受動）双方向送信タッグ（３１）、（３３）を、一方のタ ップから他方までの信号の伝播遅れがτｄとなるように（遅延（３７）において ）互のタップから特定の距離においてパスに接続する。第２Ｄ図において、所望 信号Ｓ　（ｔ）を一方向、例えばステーションの右へ伝播させるのであれば、ス テーションは１（ｔ）をタッグＡにおいて、まｆｉ−ｉ（ｔ−τｄ）をタッグＢ において送信しなければならない。ここに１（ｔ）は ５（ｔ）＝　１（ｔ）−ｉ（ｔ−ユτｄ）である。

実際、これによって５（ｔ）　はタップＡの右へ伝播するようになり、タップＢ の左への全ての信号は互に相殺し合う。「上流」信号の検知は、タッグＢに搬送 波検知能力を与えるだけで遂行される。同じ機能は、第２Ｅ図に示すように変成 器を用いた受動方向性継手によっても実行することが可能であることに注意きれ たい。

Ｄ、送信単位を送信するための基本的メカニズム往路チャンネルが繁忙であるこ とを検知したステーションＳｉはＥＯＣ（ＯＵＴ）を待つ。ＥＯＣ（ＯＵＴ）を 検出した直後にステーションＳ１はその単位の送信を開始する。

同時にステーションＳ１は往路チャンネル上の搬送波（その送信タップの上流側 において）を検知する。もし搬送波を検出すれば、それは送信の最初のｔｄ秒後 に発生する筈であり、またそれは低位インデックスを有するステーションＳｊも 、ＥＯＣ（ＯＵＴ）を検出することができたステーションが検出した後に、送信 を開始したことを意味する。明らかに、ＴＵの送信中及び送信後、ステーション は往路チャンネルが遊休であることを検知するであろうからＥＯＣ（ＯＵＴ）に は遭遇することなく、そのラウンド中に別のＴＵを送信することはできないであ ろう。

従って、このメカニズムでは、前記ラウントロピン　アルゴリズムでは必要とし た、休止状態と活動状態とを区別する必要はない。

幾つかの送信ユニット間に生じ得る重畳がこれらの送信の最初のｔｄ秒に制限き れることに注目されたい。止められていない送信の前文の最初のｔｄ秒の損失が 受信機における同期プロセスを危くすることはないものとしている。上記基本的 メカニズムによれば、連続する２つの送信単位は、他の全てのステーションがＥ ＯＣ（ＯＵ’ｒ）を検出するのに必要な時間である１ｄ秒の巾の間隙によって分 けられている。

同−ラウンド内に送信される一連の送信単位をトレインと呼ぶ。トレインは、そ の中のトレイン単位（’ｌ’Ｕ）が低位インデックスを有するステーションによ って送信されつつある限りにおいてのみ、往路チャンネルにおいてステーション によって検知きれ得る。往路チャンネルに発せられたトレインは帰路チャンネル 上の全てのステーションによって完全に検知される。あるトレイン内の連続する ＴＵ間には巾ｔｄ秒の間隙があるから、帰路チャンネル上のトレインの存在の検 出は新たなプール関数トレイン（ｔ”、ＩＮ）　＝　ｃ（ｔ−ｔｄ、ＩＮ）＋ｃ （ｔ、ＩＮ）を定義することによって最良に遂行することができる。明らかに、 トレイン（ｔ、ＩＮ）：　ｌ→０という遷移はトレインの終り（ＥＯＴ（ＩＮ） ）と限定し、トレイン（ｔ、ＩＮ）：　Ｏ→１遷移はトレインの始まり（ＢＯＴ 　（ＩＮ）　）を限定する。

Ｅ４本発明のトポロギ トレイン内の最後のＴＵの送信が完了した後、メカニズムは送信単位の新らしい トレインを出発させる必要がある。明らかに、このメカニズムが最低位インデッ クスヲ有スる準備の整ったステーションにアクセス権利を与えることが不可欠で ある。アルゴリズムＲＲ自体に類似のメカニズムを用いても差支えない。即ち、 ＥＯＴ（ＩＮ）を検出した直後に準備の整ったステーションはバーストを送信し 、２１秒間往路チャンネルを監視し、そして２１秒の期間中に搬送波が無かった か或は存在していたかに依存してそれぞれ送信を行なうか、或は送信を禁止する 。前述のように、連続するトレイン間にユτから４１秒の巾（或はもし各ステー ションにおける方式の実施がステーションの位置に依存して行なわれるならば、 丁度１１秒）の間隙が導入されることが欠陥である。

この間隙をできる限り小さく保つために、ステーションが送信できる順序でもあ るステーションのインデックスと同じ順序で受信機を訪れる基準として用いられ るイベント（即ち、ＥＯＴ（ＩＮ））を持つことができる。これはもし帰路チャ ンネルがその上の信号を往路チャンネルと同一方向に伝播はせるようになってい れば達成される。

回路網トポロギが、往路チャンネル及び帰路チャンネルからなっていて、それら は平行であり、それらの上を信号が同一方向に進み（即ちステーションを同一順 序で訪れる）、また往路チャンネルと帰路チャンネルとの間の接続が全ての往路 チャンネル上の信号を帰路チャンネル上に放送できるようになっていることを考 えてみる。

接続に沿う伝播遅れτＣは、ユーザーの地理学的分布及び帰路チャンネルと往路 チャンネルとを接続している通路に依存して０秒とτ秒との間になる（ここにτ は往路チャンネル或は帰路チャンネル上の端末から端末までの伝播遅れである） 。第３Ａ図に示すように、ステーション８１〜ＳＮは終端器（１０）及び（１２ ）を有する通信パス（２０）に接続されている。最小００秒は、例えば帰路チャ ンネルと往路チャンネルがループ形であれば（即ちより一般的に云えば、最低位 及び最高位のインデックスを有するステーションが並置されていれば）観測され ることになる。最大のτ秒は、第３Ｂ図に示すように、もし接続ケーブル（２６ ）を帰路チャンネル及び往路チャンネルと平行にすると観測される。全てのステ ーションのための往路タップと帰路タップとの間の伝播遅れは固定され、τ＋τ Ｃに等しくしである。

このトｆロギの主な特色は、帰路チャンネルを往路チャンネルに正確に平行にし た場合には、新らしいトレインを出発はせるための同期用イベントとして全ての ステーションが使用するイベントＥＯＴ（ＩＮ）が、低位インデックスを有する ステーションによる考え得る送信のために、往路チャンネル上の搬送波と正しく 同時刻にどのステーションにも到着するという事実に基くものである。

これは、ＴＵを送信する基本的メカニズムで得られる解決策と全く同じやり方で 、トレインの始まりの若干の送信の重畳を解決するのを援助する。またこのメカ ニズムは、準備の整った最低位インデックスのステーションをそのＴＵの送信を 完了する第１のステーションとなることを許容し、それに続いて新らしいトレイ ンが正常なコースを取るようになる。トレインの最後のＴＵの終りと次のトレイ ンの最初のＴＵの初めとの間の時間として定義される連続する２つのトレイン間 の時間間隙は、第７図に示すように、今度はτ＋τｃ＋、２ｔｄ秒である。

ここで、このトポロギが元のＲＲアクセス　アルゴリズムにも改善をもたらすこ とに注目することは有意義である。このトＩロギを用いると、準備の整った活動 状態のステーションが以下のことを遂行するようにＲＲアルゴリズムを変更する ことができる。

１、ＥＯＣ（ＩＮ）を待つ。

２、ＴＵの送信を開始し、同時に往路チャンネルを聴取する。

３＾もしｔｄ秒以内に往路チャンネルが遊休であることを検知すれば、ＴＵの送 信を完了しく衝突は起らない）、休止状態に切替わる。そうでない場合には送信 を止めてアルゴリズムを反覆する。

この状態では、あるラウンドにおける連続する任意のλつのＴＵ間の間隙は正確 にτ＋τｃ＋ｔｄ≦スτ＋ｔｄ　で考え得る最小に等しい固定された量である。

Ｆ、コールドスタート手順及び本発明を「生」に保持すること前記アルゴリズム 及びメカニズム（徒、動作を同期はせるためのイベント、即ちＥＯＣ（ＯＵＴ） 及びＥ　ＯＴ　（ＩＮ）が常に存在している場合にのみ有効である。これは常時 とれかのステーションの準備が整っていることを仮定しており、従ってトレイン は少なくとも７つのＴＵを含みまた固定中τ＋τＣ十λｔｄの間隙によって分け られているものとしている。このようではない場合には、帰路チャンネルの遊休 時間ばτ＋τｃ＋２ｔｄ秒を超える。（１）トレイン（ｔｏ、０ＵＴ）　＝　０ 　（即ち時刻ｔｏに同期動作を起させるＥＯＣ（ＯＵＴ）には遭遇しないであろ うことを表わす）、及び（１１）全時間（ｔｏ、ｔｏ＋て＋τｃ　＋　ｔｄ）中 トレイン（ｔ　、　ＩＮ）−〇（即ちＥＯＴ（ＩＮ）は検出されないであろうこ とを表わす）のような時刻ｔｏに準備が整ったステーションは、いわゆるコール ドスタート手順に着手しなければならない。この手順は、これらの状態の下で準 備が整った幾つかのステーションがこの手順を遂行するものとすれば、単一の同 期用イベントを時間基準として使用し、次で回路網の衝突を起さない動作が順次 に行なわれるように設計されなければならない。

ここに提案する簡単な手順は次のことからなっている。

一旦するステーションがコールドスタート手順を必要とすることを決定すると、 そのステーションはＢ　ＯＴ　（ＩＮ）が検出される壕で連続的に非変調搬送波 （・ぐイロットと呼ぶ）を送信する。ＢＯＴ（ＩＮ）が検出されるとそのステー ションは・ぐイロットの送信を中止する。次でそのステー７ョンはＥＯＴ（ＩＮ ）（・ぐイロットの終りからなる）を待ち、そのイベントを同期用イベントとし て使用する。

（勿論変形として、パイロットによるＢＯＴ（ＩＮ）を同期用イベントとして使 用できる。）若干のユーザーが送信するパイロットは時間的に重畳することが可 能である。

しかし、これによって問題を生ずることはない。

ＢＯＴ（ＩＮ）を検出すると直ちに・ぞイロットを中止する限り、帰路チャンネ ル上で観測されるパイロットは連続的でτ＋τｃ＋、７ｊｔｄ秒の長さであるこ とが保証されることに注目されたい。・やイロットの終りに続いて次のＴＵの前 にτ＋τｃ＋　、ｌ　ｔｄなるサイズの通常間隙が現われる。（勿論、ＢＯＴ（ ＩＮ）を同期用イベントとして使用すれば、この間隙はなくなる。） ＥＯＴ（ＩＮ）が検出された時にどのステーションも準備が整っていないものと する。この場合回路網は空になったと云う。回路網が空の時に準備が整った最初 のステーションはうトレイン（ｔ、ＩＮ）　を検査して空状態を決定するのにτ ＋τｃ＋ｔｄ秒を費やし、その後にパイロットの送信を開始する。次でこのステ ーションはＢＯＴ（ＩＮ）　を検出するまでにτｃ＋ｔｄからτ＋τｃ＋ｔｄ秒 までの時間を費やす。（最小のτｃ＋ｔｄはこのステーションが最下位インデッ クスのステーションであって、最高位インデックスのステーションが全く同時に 準備が整えば観測される。）どちらの場合であっても、Ｂ　ＯＴ　（ＩＮ）に続 いてτ＋τＣ＋ｔｄ　秒の長この・やイロットが帰路チャンネル上で観測され、 τ＋τｃ＋Ｊｔｄ秒の間隙が後続し、そして送信単位が続く。従って・ｅイロッ トを用いると空の回路網において第１のステーションの準備が整った時刻と次の ＥＯＴ（ＩＮ）（・母イロットの終りによって生じ、同期用イベントを表わして いる）が最低インデックスのステーションに到着する時刻との間の時間はコτ＋ ３τｃ＋４ｔｄ　秒と３（τ＋τＣ）−１−４Ｚｔｄ秒との間になる。これは新 らしいラウンドを開始させるのに要する時間であり、回路網が空になっていない 場合に要する時間、即ちτ＋τｃ＋ｊｔｄ　秒と比較さるべきである。第Ｓ図は ７つのステーションだけの準備が整っている場合のコールドスタート手順のタイ ミングを示すものである。

回路網が空になる度毎にコールドスタート動作が行なわれるのを避けるため、若 干のステーションが近い将来に準備が整うかも知れない場合、それらの全てのス テー７ヨンによって同期用イベント（即ち、ＥＯＴ（ＩＮ）が人工的に作られる 。詳細に説明するために、あるステーションがλつの状態、即ち１死」或は「生 」の７つにあることを考える。生状態にあるステーションは、その状態に留まっ ている限り同期用イベン）ＥＯＴ（ＩＮ）の存在を持続させる責任を有している 。これを遂行するために、ＥＯＴ（ＩＮ）が検出される度にそのステーションは 、極めて信頼高く検出するのには充分に長い持続時間の（即ち、少なくとも　ｔ ｄ秒巾の非変調搬送波の短かいバーストを送信する。このバーストをロコモテイ ブと呼ぶ。もしトレインが空白であれば（即ちＥＯＴ（ＩＮ）を検出した時にど のステー７ヨンも準備が整っていなければ）、ロコモテイブがトレインを構成し 、ＥＯＴ（ＩＮ）の発生が保証される。明らかに、生状態にあるステーションが 準備も整っていれば、ロコモテイブの直後にそのＴＵの送信を開始し、次で最下 位インデックスにアクセス権利を与えるメカニズムを送信する。この回路網は、 回路網内の少なくとも７つのステーションが「生」であれば「生」であるに呼ば れ、そうでない場合には１死」であると呼ばれる。ステーションは、回路網を「 先」に保持するように係合していなければ１死」状態と呼ばれ、従ってどのよう なＴＵの送信も禁止される。送信できるようにするには、ステーションは「生」 にならなければならない。

「死」ステーションを「生」き返らせるためには、初めに回路網が生なのか死な のかを決定しなければならない。

「死」ステーションが「生」になりたいと願う時間をｔとして、時間（ｔ、１＋ τ＋τＣ十目）内のどこかで帰路チャンネル上のトレインを検出すれば回路網は 「生」きていることが決定される。そうでない場合には回路網は「死」んでいる 。もし回路網が「生」きていれば、ステー７ョンは簡単に生状態に切替わり、相 応に作動する。そうでない場合には、ステーションはコールドスタート手順を踏 んでから「生」状態になる。

「生」きているステーションは、どの瞬間にも「準備が整った」或は「準備が整 わない」何れの状態とも々り得る。これはその送信バッファの状態、即ち空白或 は非空白によって決定される。これを遂行するために、ステーションＸのための 関数ＴＢ（ｔ、ｘ）を次のように定義する。

準備が整っている生状態のステーションは、その・ぐケットを送信しようとする 際にＥＯＴ（ＩＮ）を待ってはならない。事実、もし往路トレイ／が観測きれれ ば、そのステーションはＥＯＣ（ＯＵＴ）に送信を同期させる。しかし、準備が 整った時に往路チャンネル上でトレインが観測されなければ、ＥＯＴ（ＩＮ）が 同期用イベントである。

Ｇ、アクセス　プロトコル 上記のＣ（ｔ、０ＵＴ）、　Ｃ（ｔ、ＩＮ）、　トレイン（ｔ、ＩＮ）、　ＴＢ （ｔ、Ｘ）。

ＢＯＴ（ＩＮ）、　ＥＯＴ（ＩＮ）、　ＥＯＣ（ＩＮ）及びＥＯＣ（ＯＵＴ　） 　の他に、今度は現行ＴＵの送信（このような送信が開始きれたものとして）の 完了に対応するイベントとしてＣＴＸ　を定義する。またそのイベントが開始さ れるのを待機する時刻に時計を起動させて、持続時間αの期間の完了に対応する イベントとしてタイムアウト（α）を定義する。前述の検討から、パイロットは 連続した非変調搬送波と定義し、またロコモテイブは持続時間ｔｄの非変調ｊ般 送波と定義してもよいであろう。

初めてステーションＸが「死」状態にあるものとする。

指令（このステーションを「生」状態ならしめて最終的にはデータを送信はせる 指令）を受けると、次の基本的なアルゴリズムが遂行される。

段階１　〔回路網が生であるか否かのチェック。もし生であれば段階２に進み、 そうでなければ「コールドスタート」手順を遂行し、次で段階２に進む。〕もし トレイン（ｔ、ＩＮ）　＝　１　（即ち回路網が既に「生」状態にあれば）段階 ２に進む。そうでない場合には２つのイベント、即ちＢＯＴ（ＩＮ）或はタイム アウト（τ＋τＣ＋ｔｄ）の中最初の方を待つ。もし最初にＢＯＴ（ＩＮ）が発 生すれば（これも回路網が「生」きていることを意味する）段階２に進む。これ に対してタイムアウト（τ＋τｃ＋ｔｄ）が最初に現われれば（回路網は「生」 キておらス、ステーションＸはコールドスタート手順を踏まなければならないこ とを意味する）、タイムアウト（τ＋τＣ十問）が発生すると直ちにノ４イロッ トを送信し、ＢＯＴ（ＩＮ）が検出されるまでその送信を持続する。ＢＯＴ（Ｉ Ｎ）が検出されたならばパイロットの送信を中止して段階２に進む。

段階２，２つのイベント、即ちＥＯＣ（ＯＵＴ）及びＥＯＴ（ＩＮ）の中最初の 方を待つ。もしＥＯＣ（ＯＵＴ　）が初めに現われれば段階４に進む。そうでな い場合如は段階３に進む。

段階３　〔新らしいトレインを出発させなければならない。〕ロコモテイブを送 信して段階４に進む。

段階４　〔ステーションの現在の状態の決定。もし準備が整っていれば’ｌ’　 Ｕｙｅケットの送信を試みる。〕もしＴＢ（ｔ、Ｘ）　−〇であれば段階２へ戻 る。そうでなければＴＵの送信を開始する。もしｔｄ秒後にｃ（ｔ、ｏＵＴ）＝ １　（ステーションＸの順番ではないことを意味する）となれば送信を断念して 段階２へ戻る。そうでない場合にはノＲケットの送信を完了して段階２へ戻る。

第６図にこの基本的アルゴリズムのフローチャートラ示す。第７図はこのアルゴ リズムを遂行する７つの状態を含む有限状態マンン図を示す。Ｄｌ、Ｄ２．Ｄ３ 　と名付けた状態はステーションが１死」であって「生」となるプロセス中であ るものとし、ＡＩ乃至Ａ４と名付けた状態はステー７ヨンが「生」である場合で ある。考え得る各遷移はその遷移を生ぜしめるイベントの組合せで示されている 。１ Ｈ，７クセス　プロトコルの性能 ロコモテイブを導入したことによってトレインの長はがｔｄ秒だけ増加する。最 大スループットは、データ送信に費されたトレイン内の時間と連続するトレイン の初めを分けている時間との比として評価され、次式で与えられる。

Ｔに比してｔｄを無視し、Ｍ　Ｔ　Ｋ比してτ十τｃ＋、２ｔｄ　を無視すると 、ＳｍａＸ　が１に近いことを示している。

以上の検討では、ステーションの搬送波検出器及び送信ロノックがチャンネル上 のタップと並置はれているものとしである。従って、ステーションのロノックが りつのイベント、即ちＥＯＣ（ＯＵＴ）、ＥＯＴ（ＩＮ）、ＢＯＣ（ＩＮ）及び ＢＯＣ（ＯＵＴ）の何れかに応答するのに要する時間は丁度検出時間ｔｄである 。これがそうではない場合には（殆んどの場合がそうではない）、プロトコル及 びその性能は、ステーションとそのタップとの間の伝播遅れを考慮して調整しな ければならない。τＳ　を全てのステーションにおけるこのような遅れの最大値 と定義しよう。

簡単な検討によって、チャンネルに上記イベントの何れかの出現した時にステー ションがｔ　ｄ＋２τＳで応答するのを示すことができる。この場合には幾つか の送信単位が重畳する時間は丁度ｔｄではなくユτｓ＋ｔｄに等しく、前文長を τｓＷビットだけ増加させなければならないこと、及び性能解析の際に考慮に入 れる必要があるオーバーへラドが附加これることを意味している。

ｔｇ　をトレイン内で連続する２つの送信単位間の間隙と定義し、ｔｏｖを移つ かの送信単位中の重畳の最大持続時間と定義すれば、最大スループットは次式に よって与えられる。

ここで、ｔｇ二ｔｏｖニコτｓ＋ｔｄ　である。Ｔに比してｔｄを、またＭが大 きい場合にＭ（Ｔ＋ｔｇ＋ｔｏｖ）　に比してτ十τｃ＋ｔｇ＋ｔｄを無視すれ ば、或（７）は／ と簡略化される。

τＳ　を導入したことによってチャンネル　スループツトが劣化するので、送受 信機における搬送波検出及び送信中止（チャンネルに対する閉鎖）の臨界的な関 数を設けることを考えてもよく、そうすればｔ＋）ｖをｔｄ程度に小さく保つこ とができるので式（８）は／ τＳ　を導入するには、上述のアルゴリズムの説明に用いられている各種・モラ メータに若干の変更を必要とすることに注意されたい。

１０回路網での音声及びデータの統合 ボコーダはある一定のレートで音声をディジタル化するものとする。ビットは・ ぐケラトに集群され、これらは回路網を通して着信ボコーダへ送信される。相互 スピーチと滑らかな再生動作を遂行させるために、情報の各ビット毎の端末から 端末までの遅れ（発信ボコーダにおいてビットが発生した時から着信がコーグに おいてそれが受信きれるまで）をしつか９と範囲内にとどめることが重要である 。遅れは、・ぐケラト形成遅れを回路網遅れとのａつの成分として識別されてい る。全てのビットにスピーチの遅れ要求を満足させるためにｑ、この和が許容さ れる最大値を超えてはならない。有限数のステーションを有するラウントロピン 方式の興味ある特性は、パケットの送信に生ずる遅れが常に有限であり上記のよ うに制限されていることである。これは・ぐケラト音声応用にとって特に魅力あ るものであり、以下に詳細に検討する。

Ｗｖ　を音声ユーザー当りの所要帯域中（即ちビット／秒で表わしタセコーダの レート）とし、Ｄ　をディジタル化された音声のどのビットにも許容される最大 遅れ（伝播遅れは含まない）とする。Ｂｖ　を音声・ぐケラト当りのビット数と する。Ｂｖ　は、前文、パケットヘッダ及びチェックサムからなる全てのオーバ ーヘッド　ビットを取り囲むＢｖ′１１、及び情報ビットのＢｖＬ２）のコつの 成分の和である。・ぐケラトを形成させるのに要する時間を１．とすれば、それ はデコーダにおけるパケット統合時間でもある。帯域中Ｗのチャンネルにおける 音声パケットの送信時間をＴ　とすれば、 パケット発生は、１ｆ秒置きに発生する決定論的なものであるから、各音声ユー ザーはＤ／Ｇｌ１列によってモデル化することができる。パケットサービス時間 Ｄｎは、・ぞケラトが列の頭に到達した時からその宛先に首尾よく受信されるま での時間である。帯域中の束縛のために、ｔｆ≧Ｄｎ　（１２） となり、これはＤ／Ｇ／１１の安定条件でもある。

活動（オフ・ザ・フック）音声源の数をＭとする。再びτｓ　＝　Ｏであるよう な場合を考えてみる。全ての列が非空白であるものとすれば、トレインの長さは Ｍ（Ｔｖ十ｔｄ）＋τ＋τｃ’−１−Ｊｔｄ　となる。ノＲケットのサービス時 間分配は決定論的なものによって、サービス時間が最大トレイン長に等しくなる ように制限することができる。全ての列が、相互到着時間がｉｆであり、サービ ス時間がＤｎ＝Ｍ（ＴＶ＋ｔｄ）＋τ＋τｃ＋２ｔｄであるように、Ｄ／Ｄ／ｌ によって（悲観的に）表わされることを考える。これら考え方によれば、列サイ ズが初めＫ　Ｏで１．≧Ｄｎであれば、・やケラトの待時間はＯであり、その合 計遅れはＤｎである。この場合音声ビットに対する遅れ束縛は次のように表わさ れる。

１　ｆ＋　Ｄ　ｎ≦Ｄｖ　（１３］ Ｍは最大値となる。

従って最適・ξケラトサイズは で与えられ、また任意の時点に許容される音声ユーザーの最大数は で与えられる。Ｄｖに比してτ十τｃ＋、２ｔｄ　を、またＴに比してｔｄを無 視すれば、 Ｍ≦Ｍｍａｘである限り、トレインの長ざがＭｒｒｌａＸ　送信単位を超えるこ とがなく、また回路網・やケラト　サービス時間が上述の最大値　Ｍｒｎａｘ（ ＴＶ＋ｔｄ）＋τ＋τｃ＋−２ｔｄを超えないことが保証されるので、作動遅れ を生ずることはなく、全てのユーザーにおける列サイズは≦１を保ち、そして全 ての音声ビットに対する合計遅れ束縛は常に満足される。

ここで満足きれるべき主な束縛とは、音声・ぐケラトに対する遅れ束縛及びデー タに対する最小帯域中要求である。遅れ束縛をデータ　パケットに課す必要はな いが、できる限り連続的であることを基礎としたデータのために「保留された」 帯域中を設けること、及びその帯域中をデータ　ユーザーに公平に割当てること が重要である。

更に、このプロトコルは、音声及びデータ応用に対して帯域中の割当てる上でダ イナミックであって、音声によって使用されていない帯域中をデータ　ユーザー （或は背景トラヒック）が優雅に盗み得るようにすることが要求される。これら の目的を回路網上で達成するために、２つの型のトレイン、即ち音声トレイン型 （ＶＴ）及びデータ　トレイン型（ＤＴ）を考える。これらのトレインは常に２ つの型の間を交番し、ステーションは相応の型のトレイン上でそれらの・ぐケラ トを送信する。音声パケットに対する遅れ束縛を満足させるために、音声通信の 数を最大までに制限するだけではなく、データ　トレインをある最大長までに制 限することが重要である。

Ｗｄ　を必要最小データ帯域中とする。データ　トレインが最大長しに制限され ているものとすれば、Ｍの最適値の計算に及ぼすそれらの効果は連続するトレイ ン間のオーバーヘッドをＬ＋τ十τｃ＋、３ｔｄ　なる量だけ増加させることで ある。そこで最大Ｍば ＬはＷｄ及びデータ　・やケラト長詩性の関数として容易に決定される。解析の 目的で、例えばデータ　・９ケツトが固定長、Ｂｄ二Ｂ　ｄ（１１＋Ｂ　ｄ（２ １ビット／〕ぐケラトであるものとする。（データ　）ｅケラトは可変長とする ことは可能であるが。）ここでＢｄ　はオーバーヘッドを、またＢｄゝ２）は情 報ビットを表わすものである。データ　トレイン中のデータ　パケットの最大数 をＮとする。Ｗｄ−を達成するためには、Ｎは で与えられ、従ってＬは で与えられる。ｔｄ、τ及びτＣを無視すれば及び が得られる。

活動音声ユーザーの数がＭｒｒｌ、Ｌｘ　よりも小さくても、データ　トレイン を最大長りに制限することが重要である。

そうしないと音声ノクケットに対するパケット遅れがＤｖを超えるような状況が 発生する。これは、特に、データトレイン中に複数の新らしい音声ユーザーの準 備が整った場合、それらの若干が許容される最大値よりも長い初期遅れをこうむ るようになる。

データ　トレインは準備の整った全てのステーションのＴＵを含むことはできな いから、先行データ　トレインが終った場合次のデータ　ラウンドを続行するこ とが重要である。これは、ＲＲアルゴリズムと同じようにしてデータ　ユーザー のために休止／活動状態を含ませることによって容易に遂行される。休止状態か ら活動状態に切替えるために、データ　ユーザーは帰路チャンネル上のデータ　 トレインの長さを監視しなければならない。

休止ユーザーはデータ　トレインの長さがその最大制限りに達していなければ活 動状態に切替わる。

２つの型のトレイン間を交番させるために、ステーションはＥＯＴ（ＩＮ）が発 生する度に反転するフラグφを維持する。φ−０がデータ　トレインを表わし、 φ＝１が音声トレインを表わすものとする。ここでステーションが「生」となっ た時にφを適切にイニシャライズさせるという問題に直面する。簡単な方法は次 の通りである。

回路が「死」であることを見出したならば、ステーションはノやイロットに続く 第１のトレインが音声型であるようにφをイニシャライズする。もし回路網が「 生」であることを見出したならば、ステーションは有効パケットが観測されるか 、或は回路網が「死」んでしまうかの何れかまで帰路チャンネルを監視する。前 者の場合、トレインの型は観測した・やケラトの型から誘導し、それに従ってφ をイニシャライズする。第２の場合には、ステーションはコールドスタートに着 手し、φのイニシャライゼー／ヨンは過去の歴史には無関係である。回路網が「 生」であると決定されている限り、ステーションは有効・やケノト送１゛言を観 測する壕では「生」になることはできず、全ての空白トレイン０ま無視されるこ とに注目されたい。空白トレインが長く続くことが大いに予想されるならば、前 記メカニズムはステーションが「生」となる前に大きい初期遅れを導入する。こ れは、トレインの型を表わしているロコモテイブ内に明白な情報を含ませること によって打解することができる。即ち、ロコモテイブは今度はトレイン型表示（ ＴＩ　）・Ｐケラトになるのである。回路網内の全ての「生」ステーションは、 それらが送信しようとしている・ぐケラトの型には関係なく、ＥＯＴ（ＩＮ）に 続いて適切な表示パケットを送信しなければならない（換言すれば、そのような 企てをする義務がある）。明らかに、最低位インデックスを有する「生」状態に あるステーションからはトレイン型表示・ぐケラトは１つしか送信されない。こ のメカニズムを用いれば、「生」であると決定された回路網内で「生」になろう と望んでいるステーションはＢＯＴ（ＩＮ）を待ち、その後にそのステーション はトレイン型表示・ぐケラトを受けてデコードし、それに応じてフラグをイニシ ャライズする。

トレイン型表示パケットを用いることによって、ロコモテイプによって生ずるオ ーバーヘッドがｔｄから（比較的短かい）　Ｔ　Ｉ−’２ケットの送信時間まで 増加する。この特別なオーバーヘッドは性能て小ざい影響を与えるが、それでも 前記の式で近似される程、変のものである。

トレイン型に関する情報を与える別の変形は、非変調上送波のバーストと沈黙の 特定・ｇターン（各トレイン型に対し千１つの）４ターン）からなるロコモテイ ブを設けることである。ステーションは回路網と同期を保ちながらロコモテイブ の２つの型の間を交番する。このアプローチでは、不一致の場合にトレイン表示 が音声型を示しているものと・やターンを考えることができる。

前述のように、音声・Ｑケラトに対する遅れ束縛を満足２させるためには、同時 に進行している電話呼出の数を制限する必要がある。このためにはメカニズムは 新らしい電話呼出を受入れ得るか否かをチェックし続ける必要がある。この決定 は既に設定された呼出数に基づいており、これは単に先行音声トレインの長ざを 測定するだけで得ることができる。しかし、もし沈黙を表わす音声パケットが送 信されないものとすればこの尺度は正確ではなく、新らしい呼出の受入れを決定 する前に若干の音声トレインの長さに関するデータを収集しなければならないか も知れない急沈黙抑圧によって得られる音声帯域中の節約は、平均データ帯域中 を増すのに利用できる。もし回路網の最大電話呼出数の増加に用いられるのであ れば、若干のパケットが最大遅れＤｖ以上に遅らされることになるので、サービ スの低下は免れ得ない。

以上の説明では、異なる型のトレインを用いること、且つ相応の型のトレインだ けを用いて・ぐケラトを送信する必要があることを条件として、異なる型のトラ ヒックの統合を得るものと仮定した。別の考え得るアプローチは、同一トレイン 上に異なる型のノＰケット（データ及び音声の両方或は何れか一方であっても、 なくても）を混合できるようにすることである。この場合トレイン表示を設ける 必要はない。しかし、各ステーションは、現行トレインの長さだけではなく、各 トラヒックが利用している帯域中が許容されている最大値を超えないように各型 のトラヒックが既に利用しているトレイン内の時間も測定する必要がある。音声 トラヒックに対する遅れ要求を満たすためには、７つのトレイン内で送信される 大量のデータを／コに制限しなければならないことが理解されよう。しかし、こ のように制限してもシステムの綜合効率にも、或は各型のトラヒックに割当てら れている帯域中にも影響を与えないことに注目をされたい。

Ｊ、音声／データ回路網アルゴリズム ここに示されているアルゴリズムはλつの型だけのトレインのためのものである が、これらの考え方は企図された応用には関係なく、どのように多数の型にも適 用できるものである。状態（φ）はトレイン型φに対するステーションの休止／ 活動状態を表わし、ＴＢ（ｔ、φ）は・ぐケラト型に対するそのバッファの状態 （空白或は非空白）を表わすものとする。ｔ　ｉ　Ｌ（φ）はトレイン表示の送 信を含む型φのトレインの最大許容長さを表わし、Ｒ（φ）−Ｌ（φ）＋τ＋τ ｃ＋ｔｄ　とする。Ｃは進行中のトレインの長さを測定するのに用いられている 時計を表わす。以下に示す段階１乃至４は「生」になろうとし且つそのパラメー タφをイニシャライズしようとしているステーションによって遂行され、残余の 段−階は「生」状態にあるステーションが遂行するものである。初めに状態（φ ）−活動であり、φ＝Ｏ１／である。

段階１．　もしトレイン（ｔ、ＩＮ）　＝　ｏ　ならば段階２に進み、そうでな ければＥＯＴ（ＩＮ）を待ち、ＥＯＴ（ＩＮ）を検出すると段階２に進む。

段階２　〔回路網が生であるか否かの決定〕一つのイベント、即ちＥ　ＯＴ　（ ＩＮ）及びタイムアウト（計τＣ→ｔｄ）　の中の最初の方を待つ。もし最初に ＢＯＴ（ＩＮ）が発生すれば段階３に進む。そうでない場合には段階４に進む。

（互角の場合には、ＢＯＴ（ＩＮ）が優先権を有しているものと考える。）段階 ３　Ｃ−τ＋τｃ＋ｔｄ　を設定する。トレイン型表示を受けてデコードする。

デコーディングに成功しない場合には段階１に戻る。そうでない場合には相応し てφをイニシャライズし、段階５に進む。（ここでは現行トレインがトレイン表 示だけを含んでいる場合でもトレイン型表示をデコーディングする動作がＥＯＴ （ＩＮ）を検出する前に完了できるものとしている。これは実際には搬送波をト レイン表示の送信が終っても、ＥＯＴ（ＩＮ）が発生する前にデコーディング動 作が完了するのを保証するように充分に長い期間に亘って持続させることによっ て容易に達成できる。） 段階４　〔回路組が死　コールドスタート手順の遂行〕がイロットの送信を開始 する。ＢＯＴ（ＩＮ）を待つ。ＢＯＴ（ＩＮ）が発生したら・ぐイロットの送信 を停止し、φ−Ｏ、Ｃ＝Ｏに設定し、そして段階５に進む。

段階５２つのイベント、即ちＥＯＴ（ＩＮ）及びＥＯＣ（ＯＵＴ）の中の最初の 方を待つ。もしＥＯＣ（ＯＵＴ）が最初に発生すれば段階９に進み、そうでない 場合には段階６に進む。

段階６．　（ＥＯＴ　（ＩＮ）の発生時にＣは先行トレインの長ざの尺度を含む 。この情報はより高いレベルに進められ新らしい音声呼出の受入れ或は拒絶が決 定される。〕φ及びＣの現行値のより高いレベルを通知する。

段階７　〔もし適切ならば状態（φ）のリセット〕もしＣ（Ｒ（φ）ならば状態 （φ）−活動を設定する。

段階８　〔新らしいトレインの出発〕φを反転させ；Ｃ＝Ｏを設定し；そしてト レイン表示を送信する。（トレイン表示が実際のパケットである場合には、その 送信は以下のような基本的な送信に従かう。即ち、ＴＩの送信を開始し、ｔｄ秒 待つ。もしこの新らしい時点にＣ（ｔ、０ＵＴ）　＝　１ならばＴＩの送信を中 止し段階５に戻る。そうでない場合には、ＣＴＸ　を待ち、次で段階９に進む。

） 段階９　もし状態（φ）−活動でＴＢ（ｔ、φ）−１で、且っＣ（Ｌ（φ）なら ば段階１０に進み、そうでない場合には段階５に戻る。

段階１０．ＴＵの送信を開始する。１ｄ秒待つ。もしこの新らしい時点にｃ（ｔ 、０ＵＴ）　−〇でＣ（Ｌ’　（φ）ならば段階１１に進む。そうでない場合に はＴＵの送信を中止して段階５へ戻る。

段階１１．．２つのイベント、即ちＣＴＸ及びＣ＝Ｌ　（φ）の中の最初の方を 待つ。もしＣ＝Ｌ　（φ）が最初に発生すればＴＵの送信を中止して段階５へ戻 シ、そうでない場合には状態（φ）一体止を設定して段階５へ戻る。

上記アルコ８リズムでは、全ステーションに対して常に状態（１）−活動を保た せるためにはＬ　（１）に勝手な大きい数を割当てれば充分であることに注意さ れたい。音声／データ回路網！ルコ゛リズムのためのフローチャートを第３図及 び第９図に示す。第３図は「生」になろうとしている「死」ステーションが遂行 する段階１乃至４を表わし、第９図は「生」きているステーションが遂行する段 階を表わしている。トレイン表示が実際のパケットである場合には、「トレイン 表示を送信せよ」という箱の内容は上記段階８に概要を示した全ての指令を含ま なければならない。上記アルゴリズムを遂行する有限状態マシンのための状態図 を第７０図及び第１／図に示す。第１０図は第３図のフローチャートに対応する 状態図の部分を含み、第１／図は第７図のフローチャートに対応する状態図の部 分を含んでいる。

ある場合の上流製送波検知能力を得るための幾つかの変形を説明する。考え得る ７つの方法は送信タップ（３３）（第ＪＦ図参照）の上流側に方向性継手（３５ ）を挿入することである。方向性継手は変成器を用いることによって実現できる 。別の実施例を’ＩＫ２Ｇ図に示す。Ｔコネクタのような一つの（受動）受信用 メツ：７’（３１）及び（３３）は、一方のタップから他方のメツ７″までの伝 播遅れが特定値τｄであるようにパス（２１）に接続されている。第２Ｇ図にお いてタッグＡで受信され念信号は遅れてｄ後にタップＢで受信された信号から差 引かれて出力ｏ（ｔ）が作られる。従って、パス上をＡからＢの方向に流れるど の信号もＣにおいては出力ｃ（ｔ）　＝　Ｑ　となり、一方Ｂから入方向に流れ る信号５（ｔ）　は ｏ（ｔ）　＝　５（ｔ）　−５（ｔ−コτｄ）（ｆｃは搬送波の周波数、ｎは任 童の整数）となるように選べば、０（ｔ）の搬送波検出によって５（ｔ）　の搬 送波検出を得ることができる。この変形の魅力的な特色は送信１　月タップを第 ２Ｇ図のタッグＡと一致ζせることが可能なことであり、これにより受信兼送信 用タップとなる。

第１２図は７つのステーション（５０）のブロックダイアダラムであり、その送 信部は受動タップ（２３）を通して単方向通信即ち放送パス（２１）に接続され ている。ステーション（５０）の受信部は受動メツｆ　（３０）を通して単方向 通信即ち放送パス（２０）に接続されている。

ステーション（５０）は典型的には、パス（４４）及び（４２）　ヲ通してタッ プ（２３）に接続されている送信機ロジック（５２）を含んでいる。送信機ロジ ック（５２）は出カパツファを通して使用デバイスから情報を受ける。

、ｚ、チー　シＥ　７　（５０）の受信部はタップ（３ｏ）カラーぐス（３２） を通して受信機ロジック（６２）に接続されており、受信機ロジック（６２）は 入カパッファを通して使用デバイスに接続されている。送信及び受信機能は、動 作を第２Ａ図乃至第２Ｇ図で説明した回路（２７）によって遂行される。

第７３図（は第７λ図に示すステーション（５ｏ）のようなステーションの詳細 図である。

第７３図において、使用デバイス（６ｏ）は出カバソファ（１３６）に接続され ており、出力バッファ（１３６）自体は送信機シフトレジスタ（１３４）　Ｋ接 続されている。レジスタ（１３４）からのシリアル　データは送信機制御回路（ １ｏｏ）の制御の下に送信機クロック回路（１３２）によって位相エンコーダ（ １３０）にクロックされる。位相エンコーダ（１３ｏ）は、シリアル化されたノ ぐケラト　データを単方向放送パスの往路チャンネル（２１）に送出するために 、パス（４４）を通して受動タップ（４０）に接続されている。

単方向通信或は放送パスの帰路チャンネル（２９）上の・ぐケラト　データを受 信するために、パケット　データは受動タップ（：３０）を通してパス（３２） に伝えられ、位相デコーダ回路（１０４）を通して受信機シフトレジスタ（］１ ０）に印加される。

レジスタ（１１０）からの受信されたデータは入カパツファ（１１４）を通して 使用デバイス（６０）の適切な入力に供給される。

アドレス　フィルタ（１１２）はアドレス用レジスタ（１１６）に適当なアドレ スを与える。放送パスの帰路チャンネル（２０）に接続されている搬送波検出器 回路（１０２）はパス（２０）上の搬送波を検出（検知）する。

同様に、放送パスの往路チャンネル（２１）上の搬送波は搬送波検出器回路（１ ０４）によって検知され、送信機制御回路（１００）に通知される。

要約すれば、単方向放送システム　アーキテクチャに基づいた／実施例のための 改良されたローカル　エリア通信回路網を説明した。パスに接続すれている全て のステーションが用いる回路網アクセス　プロトコルは衝突を起さないメツセー ジ送信を提供する分配されたアルボ１．１　スムである。それは本質的にはラウ ントロピン方式であって、あるラウンド内で１つの活動ユーザーから次に切替え るための時間は最送波検出時間並みに極めて短かく保たれるので、端末から端末 までの回路網伝播遅れυては比較的無関係な性能が得られる。この特色は、Ｃ３ ＭＡ−ＣＤ及びラウントロピンのような他の既存方式に比較して、このプロトコ ルに伴なって得られる主な改善を表わしており；　高チャンネル速度、大きい端 末から端末までのｄ延及び小さい・ぐケラト　サイズの全て或は回れか７つのた めに、伝播遅れが・ぞケラト送信時間の大部分を占めるか或はそれよりも大きく さえあるようなローカル　エリア回路網にとって極めて適するものとしている。

更Ｋ、このゾロトコルが、各・モケットに対する送信遅れの上限を保証できるの で、・ぐケラト　サイズ化された音声の伝送に特に適していることを示した。音 声とデータとを同一回路網上に統合するための考え得る方法の詳細を説明した。

改良されたローカル　エＩＪア通信回路網の好ましい実施例を憤方向通信フォー マットに基づいて説明したが、本発明はζ双方向通信パス、ファイバオノティノ クス、放送通信技術等のような他の通信媒体をカバーするのにも適用可能である 。また本発明は、例えば接続されている複数のステーションからのデータを単一 の点において収集するのに用いられる単一の通信パスのような、上述の基本的送 信機構を用いる一般的な通信形態をもカバーするように企図されている。従って 、本発明は、本発明の真の思想及び範囲から逸脱することなくこれらの変形の回 れか及び全てをカバーすることを企図しているのである。

浄書（内容に変更なし） 第１図 Ｗ（Ｍｅ／秒） 第２Ｃ図　第２Ｄ図 第２Ｆ図 第２６図 第３Ａ図 箆３Ｂ図 第６図 アクセスプロトコルのためのフローテマ一ト児８図 児９図 范１０図 第１３図 特許庁長官　殿 ２、発明の名称　ローカル　エリア通信回路網３、補正をする者 事件との関係　出願人 氏　名　トバギ　フォウアド　エイ ５、補正命令、）、３付　昭和タ♂年ｊ月７０日６、補正の対象　願書の翻訳文 　委任状　国籍証明書図面の翻訳文 ７　補正の内容　別紙の通り 図面の翻訳文の浄書（内容に変更なし）。

国際調査赳牛 第１頁の続き ■出　願　人　フラッタ・ルイギ イタリー国２００９０セグラト・ミラノ２ソイタリー国２００６３カンテユ・ヴ イアレ・マドンナ・シャープ６

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 】　帰路チャンネル及び往路チャンネルを有する通信パス、及び前記通信・ぐス に接続されている複数のステーションからなり；前記各ステーションが、前記通 信・ぐス上で情報データ　・ぞケラトを送信及び受信するための手段を含んでお り；前記データ　・ぐケラトが前記ステーションに対して前記往路チャンネル上 におけるのと同一の方向に前記帰路チャンネル上を伝播するようになっているロ ーカル　エリア通信回路網。 ２、前記通信パスが単方向性であるような請求の範囲１に記載の回路網。 ３、前記通信パスが双方向性であるような請求の範囲１に記載の回路網。 ４　前記往路データ　パケットを前記帰路チャンネル」二に送信可能ならしめる ように前記帰路チャンネルを前記往路チャンネルに接続するだめの手段をも含む 請求の範囲１に記載の回路網。 ５、　前記帰路チャンネルが、前記往路チャンネルに平行であるような請求の範 囲１或は４に記載の回路網。 ６　前記送受信手段からの伝播遅れが、前記全ステーションにおいて同一である ような請求の範囲１或は４に記載の回路網。 ７　前記帰路チャンネル上の任意の２つのステーション間の伝播遅れが、これら ２つのステーションの前記往路チャンネルにおけるものと同一であるような請求 の範囲ｌ或は４に記載の回路網。 ８、前記データ　ノ９ケソトが前文とそれに後続する情報・ぐケラトからなる送 信単位を含み、前記各ステーションが前記往路チャンネル上に送信用タップを含 んでいるような請求の範囲５，６或は７に記載の回路網。 ９　前記往路チャンネル上の信号を受信するだめの手段をも含む請求の範囲８に 記載の回路網。 １０　前記各ステーションが、前記帰路チャンネル上に受信用タップを含んでい るような請求の範囲８或は９に記載の回路網。 １１、前記往路チャンネル上の搬送波を検知するための手段をも含んでいるよう な請求の範囲８或は９に記載の回路網。 １２　前記往路チャンネル上をある方向に流れている搬送波を検知するための手 段をも含んでいるような請求の範囲１１に記載の回路網。 １３　前記送信用タップの上流部分上の搬送波を検出するだめの手段を含んでい るような請求の範囲１２に記載の回路網。 １４　前記各ステーションが、前記帰路チャンネルに接続されていて搬送波を検 知するための手段を含んでいるような請求の範囲１０に記載の回路網。 １５　前記各ステーションが、前記送信単位の特定のものを受信するための手段 を含んでいるような請求の範囲１０に記載の回路網。 １６　前記各ステー７ョンが、前記往路チャンネル上の搬送波の終端の検出に応 答して前記通信パス」二に前記送信単位の７つの送信を開始するための手段を含 んでいるような請求の範囲１３に記載の回路網。 １７　前記各ステーションが、前記帰路チャンネル上に受信用タップ及び前記帰 路チャンネル上の搬送波を検知するための手段を含んでいるような請求の範囲１ ６に記載の回路網。 １８　前記各ステーションが、前記帰路チャンネル上に受信用１タツプ及び前記 帰路チャンネル上の搬送波を検知するための手段を含んでいるような請求の範囲 １３に記載の回路網。 １９、一連の送信単位がトレインを構成しており；前記各ステーションが、前記 帰路チャンネル上のトレインの終端を検知するだめの手段、前記トレインの終端 に応答して送信単位の送信を開始しそして同時に前記往路チャンネルを検知する ための手段を含むような請求の範囲１７或は１８に記載の回路網。 ２０　前記各ステー７ョンが、前記帰路チャンネル上の前記トレインの７つの終 端を検出するための手段、前記トレインの終端の検出に応答して所定の持続時間 を有する搬送波を発生するための手段、及び前記搬送波に後続してそれぞれの送 信ユニットの送信を開始するための手段を含むよう々請求の範囲１９に記載の回 路網。 ２１前記各ステーシヨンが、前記それぞれの送信単位の送信を開始した後に前記 往路チャンネル上の搬送波を検知するための手段、及びもし送信中に搬送波が前 記往路チャンネル上で検知されれば前記それぞれの送信単位の送信を中止させる ための手段を含んでいるような請求の範囲１６．１９或は２０に記載の回路網。 ２２、もし前記往路チャンネルが所定の期間内に遊休であるものと検知されれば 前記送信単位の送信を完了させるための手段をも含んでいるような請求の範囲１ ６゜１９或は２０に記載の回路網。 ２３′に＠記の各ステーションが、所定の期間に亘って前記帰路チャンネル上の 搬送波を検出するための手段、もし搬送波が検出されなければパイロット信号を 連続的に送信させるための手段、前記帰路チャンネル上の搬送波の始まりを検出 する手段、及び前記搬送波の始まりの検出に応答して前記・ぐイロット信号の送 信を終了させるだめの手段を含んでいるような請求の範囲１４に記載の回路網。 ２４、前記データ　・ぞケラトが異なる型のものであり：前記具なる型の・ぐケ ラトを前記通信・ぐス上に統合させるための手段をも含んでいるような請求の範 囲５．６或は７に記載の回路網。 ２５、前記統合させる手段が、前記パス上の異なる型のノＰケットを認識するた めの手段を含んでいるような請求の範囲２４に記載の回路網。 ２６　前記通信パス上の異なる型のトレインを区別するための手段をも含んでい るような請求の範囲２４に記載の回路網。 ２７、トレイン型表示を特別に仕立てるための手段をも含んでいるような請求の 範囲２６に記載の回路網。 ２８、トレイン型を認識するための手段をも含んでいるような請求の範囲２６或 は２７に記載の回路網。 ２９、同一型の対応トレイン上に特定・ぐケラトを送信するだめの手段を含むよ うな請求の範囲２５或は２８に記載の回路網。 ３０１前記各ステーションが、進行中のトレインの型を表わすためにそれぞれの ステーションの状態を決定するだめの手段を含んでいるような請求の範囲２５或 は２８に記載の回路網。 ３１、送信された先行のトレインの型を表わす情報を記憶する手段を含んでいる ような請求の範囲３ｏに記載の回路網。 ３２　前記ステーションの状態を更新する手段を含んでいるような請求の範囲３ ０或は３１に記載の回路網。 ３３　前記更新手段が、前記通信パス上のトレインの終端に応答するような請求 の範囲３２に記載の回路網。 ３４、前記更新手段が、前記通信パス上の・ぐケラト送信の終端に応答するよう な請求の範囲３２或は３３に記載の回路網。 ３５、前記通信パス上のトレインの長さを制御するための手段を含んでいるよう な請求の範囲２１，２５゜２７或は３６に記載の回路網。 ３６、前記通信パス上で進行中の現行トレイン長を測定するための手段を含んで いるような請求の範囲３５に記載の回路網。 ３７　前記帰路チャンネル上で進行中のトレインの長さを測定するための手段を 含んでいるような請求の範囲３６に記載の回路網っ ３８　前記往路チャンネル上で進行中のトレインの長さを測定するための手段を 含んでいるような請求の範囲３５に記漬載の回路網。 ３９　ある最大トレイン長に達すると送信単位の送信を中止させるための手段を 含んでいるような請求の範囲３０．３６．３７或は３８に記載の回路網。 ４０　もし測定したパケット情報を含むトレイン長が前記最大炎を超えてなけれ ば送信単位の送信を開始させるための手段を含んでいるような請求の範囲３６． ３７或は３８に記載の回路網。 ４１、前記最大トレイン長に達しない限り送信単位の送信を完了させるための手 段を含んでいるような請求の範囲３６．３７或は３８に記載の回路網。 ４２、前記各ステー７ョンが少なくとも送信単位の送信を許容する第１の状態及 び送信単位の送信を禁止する第一の状態を含み；そして前記第１の状態に応答（ −て送信単位の送信を許容するだめの手段、及び前記第λの・手段に応答して送 信ユニットの送信を禁止するための手段を含んでいるような請求の範囲１，２４ 或は２７に記載の回路網。 ４３、前記各ステーションが、前記送信単位の送信及び受信を制御するための１ つ或はそれ以上の状態を含んでいるような請求の範囲１，２４或は２７に記載の 回路網・ ４４、前記ステーション状態を更新するための手段を含んでいるような請求の範 囲４２或は４３に記載の回路網。 ４５錯信単位送信の終りに応答して前記ステーション状態を更新するための手段 を含んでいるような請求の範囲４３或は４４に記載の回路網。 ４６、トレイン送信の終りに応答して前記ステーション状態を更新するための手 段を含んでいるような請求の範囲４３或は４４に記載の回路網。 ４７　通信パスに接続されている複数のステーションからなり；前記各ステーシ ョンが、データ送信単位を送信するために前記通信パスに接続されている送信用 タップ、前記パス上のある方向の搬送波を検知するだめの手段、前記搬送波の終 端を検出するための手段、及び前記搬送波の終端に応答して送信単位の送信を開 始させるための手段を含んでいるローカル　エリア通信パス。 ４８、もし前記パス上で搬送波が検知されなければ前記データ単位の送信を中止 させるための手段をも含むような請求の範囲４７に記載の回路網。 ４９　もしある時間内に前記パスが遊休であることが検知されれば前記データ単 位の送信を完了させるための手段を含んでいるような請求の範囲４７に記載の回 路網。 ５０、帰路チャンネル及び往路チャンネルを有する通信・ぐス、及び前記パスに 接続されている複数のステーションからなり；前記各ステーションが、データ送 信単位を前記帰路チャンネル上に伝播させるように前記送信単位を前記パス上で 送信及び受信するだめの手段、前記往路チャンネル上の搬送波の終端の検出に応 答して前記送信単位の＾７つの前記往路チャンネル上への送信を開始させるため の手段を含んでいるローカル　エリア通信回路網。 ５１　もし送信中に搬送波が前記往路チャンネル上で検知されれば前記送信単位 の送信を中止させろ手段をも含んでいるような請求の範囲５０に記載の回路網。 ５２、前記の各ステーションが、もし所定の時間内に前記往路チャンネルが遊休 であることが検知されれば前記送信単位の送信を完了させるための手段をも含ん でいるような請求の範囲５０に記載の回路網。 ５３　前記各ステーションが、ある時間に亘って前記信号が検出されなければパ イロット信号を送信するための手段、前記帰路チャンネル上の搬送波の始まりを 検出する手段、及び前記搬送波信号の始１りの検出に応答して前記・母イロット 信号の送信を終了させるための手段を含んでいるような請求の範囲５ｏに記載の 回路網。 ５４　帰路チャンネル及び往路チャンネルを有する通信パス、及び前記通信パス に接続されている複数のステーションからなり；前記各ステーションが、異なる 型の情報データ　・ぐケラトを前記通信パス上で送信及び受信するための手段、 及び前記データ　・ξケラトがステーションに対して前記往路チャンネル上にお けるのと同一の方向に前記帰路チャ／ネル上を伝播するように前記通信パス上で 前記具なる型のパケットを統合するための手段を含んで粘るローカル　エリア通 信回路網。 ５５、帰路チャンネル及び往路チャンネルを有する通信パス及び前記通信パスに 接続されている複数のステーションからなり；前記各ステーションが、前記往路 チャンネル上の送信用タップ、及び情報データ　パケットがステーションに対し て前記往路チャンネル上と同一方向に前記帰路チャンネル上を伝播するように前 記通信パス上で前記情報データ　がケラトを送信及び受信するための手段を含ん でいるローカル　エリア通信回路網。 ５６　前記送信用タップが双方向性であり；前記各ステーションが前記送信用タ ップの上流側に搬送波を検知するための手段を含んでいるような請求の範囲５５ に記載の回路網。 ５７　前記各ステーションが、前記接続されているステーションに対して前記通 信パスの単方向性を強制するための手段を含んでいるような請求の範囲５５に記 載の回路網。 ５８、前記ステーションが、前記強制手段の最初のものの上流側に搬送波を検知 するための手段を含んでいるような請求の範囲５７に記載の回路網。 ５９　前記各ステーションが、前記ステーションによるそれぞれの送信以外の前 記パス上の搬送波を検知するための手段、及び前記それぞれのステーションの送 信信号を差引く手段を含んでいるような請求の範囲５７に記載の回路網。 ６０　前記各ステーションが、前記通信パスの単方向性を強制するために前記通 信パス上に所定の距離だけ分離されている少なくともλつのタップを含んでいる ような請求の範囲５６に記載の回路網。 ６１　前記強制手段が、前記データ　・ぐケラトを遅らせるための遅延手段、及 び遅らされて送信された信号を打消すための手段を含んでいるような請求の範囲 ６ｏに記載の回路網。 ６２　前記各ステーションが、送信方向に対して上流側の搬送波を検知するため の手段を含んでいるような請求の範囲６１に記載の回路網。 ６３　前記データ　・ぐケラトを前記通信パスに結合するための方向性継手手段 を含んでいるような請求の範囲５５に記載の回路網。