JPS62160836A - 通信方式 - Google Patents
通信方式Info
- Publication number
- JPS62160836A JPS62160836A JP61002941A JP294186A JPS62160836A JP S62160836 A JPS62160836 A JP S62160836A JP 61002941 A JP61002941 A JP 61002941A JP 294186 A JP294186 A JP 294186A JP S62160836 A JPS62160836 A JP S62160836A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- frame
- station
- block
- frames
- received
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Landscapes
- Communication Control (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業−ヒの利用分野〕
本発明は通信方式に関し、特に各種情報提供サービス．
会議通信などの通信形態の多様化，通信網におけるデー
タヘースの分散化および衛星回線の利用などに伴ない重
要性が拡大してきた同一内容の情報を同時に複数の宛先
に転送する同報形通信システムにおける通信方式に関す
る。
会議通信などの通信形態の多様化，通信網におけるデー
タヘースの分散化および衛星回線の利用などに伴ない重
要性が拡大してきた同一内容の情報を同時に複数の宛先
に転送する同報形通信システムにおける通信方式に関す
る。
［従来の技術］
通信の相手か複数あり同一内容の情報を複数の宛先に同
時に転送するような通信を同報形通信と呼ぶ４同報形通
信における自動誤り再送制御（ＡＲＱ：人［ＩＴＯＭＡ
ＴＩＣＲＥＰＥＡＴ ＲＥＱＵビＳＴ ）のプロトコル
が各種提案されているが、そのうちの１つに選択再送方
式（ＳＥＬＥＣＴＩＶｒ： ＲＥＰＩＥＡＴ ）と呼ば
れる方式かある。この方式では、送信局側の複数個の情
報フレームを送信し各受信局からの誤り受信による再送
要求かあった情報フレームだけを再送する方式である。
時に転送するような通信を同報形通信と呼ぶ４同報形通
信における自動誤り再送制御（ＡＲＱ：人［ＩＴＯＭＡ
ＴＩＣＲＥＰＥＡＴ ＲＥＱＵビＳＴ ）のプロトコル
が各種提案されているが、そのうちの１つに選択再送方
式（ＳＥＬＥＣＴＩＶｒ： ＲＥＰＩＥＡＴ ）と呼ば
れる方式かある。この方式では、送信局側の複数個の情
報フレームを送信し各受信局からの誤り受信による再送
要求かあった情報フレームだけを再送する方式である。
しかし１対１通信の場合と異なり受信局が複数であるた
め、一般に誤り受信するフレームが各受信局ごとに異な
る。例えば送信局が送った１０個の情報フレームのうち
、受信局１は２番目のフレームを，受信局２は７番目の
フレームを。
め、一般に誤り受信するフレームが各受信局ごとに異な
る。例えば送信局が送った１０個の情報フレームのうち
、受信局１は２番目のフレームを，受信局２は７番目の
フレームを。
受信局３は９番目のフレームをそれぞれ誤り受信したと
すると、送信局は各受信局からの再送要求を受け２番目
のフレーム、７番目のフレーム、９番目のフレームの３
つを再送しなければならない。
すると、送信局は各受信局からの再送要求を受け２番目
のフレーム、７番目のフレーム、９番目のフレームの３
つを再送しなければならない。
しかしこの場合、例えば２番目のフレームを誤り受信し
たのは受信局１だけであり他の受信局は２番目のフレー
ムは既に受信して持っている。このように各受信局側に
とっては必要な再送は１フレームずー）であるにもかか
わらず送信局は３つのフレームを再送しなければならず
、回線の利用効率は一般に１対１通信の場合と比べて大
きく劣化する。 一方回線の利用効率の劣化を改善する
方式として、複数の受信局がそれぞれ異なった情報フレ
ームを誤り受信した場合、上記誤り受信されたフレーム
をすべて一つ一つ再送するかわりに、複数の誤り受信フ
レームに対して１つのフレームの再送で上記複数の誤り
受信フレームに対する再送を同時に達成する方式（ＸＯ
Ｒ再送法）が提案されている。以下該ＸＯＲ再送法の原
理を簡単に説明する。
たのは受信局１だけであり他の受信局は２番目のフレー
ムは既に受信して持っている。このように各受信局側に
とっては必要な再送は１フレームずー）であるにもかか
わらず送信局は３つのフレームを再送しなければならず
、回線の利用効率は一般に１対１通信の場合と比べて大
きく劣化する。 一方回線の利用効率の劣化を改善する
方式として、複数の受信局がそれぞれ異なった情報フレ
ームを誤り受信した場合、上記誤り受信されたフレーム
をすべて一つ一つ再送するかわりに、複数の誤り受信フ
レームに対して１つのフレームの再送で上記複数の誤り
受信フレームに対する再送を同時に達成する方式（ＸＯ
Ｒ再送法）が提案されている。以下該ＸＯＲ再送法の原
理を簡単に説明する。
一般にＮ個の等しい長さのビット列があった時、これら
Ｎ個のビット列よりとッＩ・ごとに排他的論理和を取る
ことにより得られるビット列を仮にＮ和ピッｈ列と呼ぶ
ことにすると、もとのＮ個のビット列のうちの任意のＮ
−１個のビット列がわかった時、このＮ−１個のと７１
・列と該Ｎ和ピッ１−列をビットごとに排他的論理和を
とることにより、残りの１ ＋ｌＩのビット列を得るこ
とができる。この原理にもとすき、送信局は特定のフレ
ームを再送するかわりにいくつかのフレームをビットご
とに排他的論理和したフレームを再送する。その際排他
的論理和を取るフレームを後述する方法に従って決める
ことにより、各受信局では該再送フレームを構成する排
他的論理和された複数のフレーム中、誤り受信したもの
が高々１つであるようにでき、ｔ；Ｃって各受信局とも
その誤り受信したフレームが何であっても該１つの排他
的論理和フレームの再送により誤ったフレームを回復す
ることができる。送信局は情報フレームを連続して送信
し、前回の再送の範囲に含まれないフレームに対するは
じめての再送要求かきた場合は、その受信局名と誤り受
信されたフレームナンバーを記録し、それ以後の再送要
求に対してはその受信局名を記録する。もし同一の局か
ら２つ目の再送要求が来た場合には、該２つ目の誤り受
信されたフレーム以前（該２つ目の誤り受信されたフレ
ームは含まない）に送信したフレームすべてのビットご
との排他的論理和したフレームを再送する。もし同一の
局から２つ目の再送要求が来る前に前記前回の再送の範
囲に含まれない初めての誤り受信フレームから数えて所
定の個数のフレームを送信してしまった場合には、受信
局側でのバッファのオーバーフローを１１力ぐために、
その時点までに受信確認を受は取っているフレームまで
の排他的論理和をとり再送する。いずれの場合でも、各
受信局は再送されたフレームの範囲内には誤り受信した
フレームは高々１つしかない。
Ｎ個のビット列よりとッＩ・ごとに排他的論理和を取る
ことにより得られるビット列を仮にＮ和ピッｈ列と呼ぶ
ことにすると、もとのＮ個のビット列のうちの任意のＮ
−１個のビット列がわかった時、このＮ−１個のと７１
・列と該Ｎ和ピッ１−列をビットごとに排他的論理和を
とることにより、残りの１ ＋ｌＩのビット列を得るこ
とができる。この原理にもとすき、送信局は特定のフレ
ームを再送するかわりにいくつかのフレームをビットご
とに排他的論理和したフレームを再送する。その際排他
的論理和を取るフレームを後述する方法に従って決める
ことにより、各受信局では該再送フレームを構成する排
他的論理和された複数のフレーム中、誤り受信したもの
が高々１つであるようにでき、ｔ；Ｃって各受信局とも
その誤り受信したフレームが何であっても該１つの排他
的論理和フレームの再送により誤ったフレームを回復す
ることができる。送信局は情報フレームを連続して送信
し、前回の再送の範囲に含まれないフレームに対するは
じめての再送要求かきた場合は、その受信局名と誤り受
信されたフレームナンバーを記録し、それ以後の再送要
求に対してはその受信局名を記録する。もし同一の局か
ら２つ目の再送要求が来た場合には、該２つ目の誤り受
信されたフレーム以前（該２つ目の誤り受信されたフレ
ームは含まない）に送信したフレームすべてのビットご
との排他的論理和したフレームを再送する。もし同一の
局から２つ目の再送要求が来る前に前記前回の再送の範
囲に含まれない初めての誤り受信フレームから数えて所
定の個数のフレームを送信してしまった場合には、受信
局側でのバッファのオーバーフローを１１力ぐために、
その時点までに受信確認を受は取っているフレームまで
の排他的論理和をとり再送する。いずれの場合でも、各
受信局は再送されたフレームの範囲内には誤り受信した
フレームは高々１つしかない。
上述した従来のＸＯＲ再送法では、受信局数が増すにｂ
Ｙい１対１通信の福合と比べて送信局が保持しなければ
ならない制御情報通が増大し、また再送のための制御も
複雑となるという欠点かある。
Ｙい１対１通信の福合と比べて送信局が保持しなければ
ならない制御情報通が増大し、また再送のための制御も
複雑となるという欠点かある。
すなわち送信局では各受信局からの受信応答から各受信
局別の受信状況を把握し保持している必要があり、また
再送の重複を防ぐための処理などが必要である。しかし
これから予想される同報形通信の普及の必要性を考える
と、特定の１，２の局だけではなくどの局からも同報通
信が行なえる、つまりどの局も同報形通信の送信局に成
り得ることが重要であると考えられる。従って同報形通
信の送信局の負担を軽減することが必要である。
局別の受信状況を把握し保持している必要があり、また
再送の重複を防ぐための処理などが必要である。しかし
これから予想される同報形通信の普及の必要性を考える
と、特定の１，２の局だけではなくどの局からも同報通
信が行なえる、つまりどの局も同報形通信の送信局に成
り得ることが重要であると考えられる。従って同報形通
信の送信局の負担を軽減することが必要である。
また一方、各受信局から送信局への受信応答などの上り
回線の通信も受信局数が増すに従って増大するため、各
受信局からの応答の情報量が少なくてもよい方式が望ま
しい。
回線の通信も受信局数が増すに従って増大するため、各
受信局からの応答の情報量が少なくてもよい方式が望ま
しい。
本発明の目的は、同報形通信システムにおいて、ＸＯＲ
再送法の原理を用いた効率のよい再送を、各受信局から
送信局への上り回線の情報量を必要最低限した用いず、
送信局における記憶容量および処理の負担を増大させる
ことなく行なうことを可能とする通信方式を提供するこ
とである。
再送法の原理を用いた効率のよい再送を、各受信局から
送信局への上り回線の情報量を必要最低限した用いず、
送信局における記憶容量および処理の負担を増大させる
ことなく行なうことを可能とする通信方式を提供するこ
とである。
本発明の通信システムは、同報形通信システムにおいて
、送信局は送信すべき全情報フレームを特定のフレーム
数ごとの基本ブロックに分割し１ブロック送信ごとにそ
のブロックに含まれるずノ＼ての情報フレームをビット
ごとに排他的論理和したフレームを作って送信し、受イ
８局は該排他的論理和フレームの受信に際して該ブロッ
ク中に誤り受信した情報フレームか１つ以下の時には受
信確認を、２つ以上の時には再送要求を送信局に送信し
、送信局は全受信局から受信確認を受信した場合は次の
ブロックの送信に進み、１つ以上の受信局から再送要求
がきた時には該ブロックを特定の大きさの２つのブロッ
クに分割して前半のブロック中に含まれる全フレームを
ピッ）〜ごとに排他的論理和したフレームを送信し、以
後受信局においては排他的論理和フレームを受信するご
とにその排他的論理和がとられたブロック中に誤り受信
し。
、送信局は送信すべき全情報フレームを特定のフレーム
数ごとの基本ブロックに分割し１ブロック送信ごとにそ
のブロックに含まれるずノ＼ての情報フレームをビット
ごとに排他的論理和したフレームを作って送信し、受イ
８局は該排他的論理和フレームの受信に際して該ブロッ
ク中に誤り受信した情報フレームか１つ以下の時には受
信確認を、２つ以上の時には再送要求を送信局に送信し
、送信局は全受信局から受信確認を受信した場合は次の
ブロックの送信に進み、１つ以上の受信局から再送要求
がきた時には該ブロックを特定の大きさの２つのブロッ
クに分割して前半のブロック中に含まれる全フレームを
ピッ）〜ごとに排他的論理和したフレームを送信し、以
後受信局においては排他的論理和フレームを受信するご
とにその排他的論理和がとられたブロック中に誤り受信
し。
たフレームが１つ以下の時には受信確認を、２つ以上の
時には再送要求を送信局へ送信する手順を繰り返し、一
方送信局は１局でも再送要求がきたブロックについての
２分割と前半ブロックの排他的論理和フレームの送信を
繰り返し、全受信局から受信確認を受信した場合は該受
信確認を受けとったブロックに含まれるフレームを基本
ブロックから除いたフレームに対して前記２分割再送を
繰り返し、全受信局から基本ブロック中のすべてのフレ
ームに対する受信確認を受信したのち次の基本ブロック
の送信に進んでいる。
時には再送要求を送信局へ送信する手順を繰り返し、一
方送信局は１局でも再送要求がきたブロックについての
２分割と前半ブロックの排他的論理和フレームの送信を
繰り返し、全受信局から受信確認を受信した場合は該受
信確認を受けとったブロックに含まれるフレームを基本
ブロックから除いたフレームに対して前記２分割再送を
繰り返し、全受信局から基本ブロック中のすべてのフレ
ームに対する受信確認を受信したのち次の基本ブロック
の送信に進んでいる。
本発明においては、以下に述べる原理にもとづいて上記
目的を達成している。
目的を達成している。
送信局が送信すべき情報フレームの数をＮ個としＪ（１
） 、Ｊ（２） 、・・・、 Ｊ（Ｎ）と表わすことに
する。各情報フレームは長さが等しくと７１・誤り検出
用の符号が付加されているものとする。送信局は回線の
フレーム誤り率ｐと情報フレーム数Ｎから適当な個数Ｎ
１を決め、Ｎ１個の情報フレームＪ（＋＞ 。
） 、Ｊ（２） 、・・・、 Ｊ（Ｎ）と表わすことに
する。各情報フレームは長さが等しくと７１・誤り検出
用の符号が付加されているものとする。送信局は回線の
フレーム誤り率ｐと情報フレーム数Ｎから適当な個数Ｎ
１を決め、Ｎ１個の情報フレームＪ（＋＞ 。
Ｊ （２） 、・・・、Ｊ（Ｎｌ）を連続して送信する
。（Ｎ＋１）個目にはすでに送信したＮ１個の情報フレ
ームをビットごとに排他的論理和したフレームＸ（＋、
Ｎｌ）を送信する。つまり Ｘ（１，Ｎ１）＝Ｊ（１） （１）Ｊ（２）Ｇ）・・・
ΦＪ（旧）である。各受信局はＪ（１）、Ｊ（２）・・
・、Ｊ（Ｎｌ）、 Ｘ（１゜Ｎｌ）の順で受信するが
、Ｊ（１）からＪ（旧）までは受信応答は返さない。Ｘ
（１，旧）を受信した際に、それまで受信したＪ（１）
からＪ（Ｎｌ）までのＮ１個のフレーム中誤り受信した
フレーム数が１つ以内であれば、正しく受信した（Ｎｌ
−１＞個の情報フレームをビットごとに排他的論理和し
たものを最後に受信したＸ（１，Ｎ１）とビットごとに
排他的論理和することにより該誤り受信した１つのフレ
ームを回復することができる。もしＪ（１）からＪ（Ｎ
ｌ）までＮ１個のフレーム中誤り受信したフレームが２
つ以上ある場合にはＸ（＋、Ｎｌ）を用いても回復でき
ない。従って各受信局はＸ（１，Ｎ１）を受信し、もし
Ｊ（＋＞からＪ（Ｎｌ）までの誤り受信フレームの数が
１つ以内であれば正常受信応答を、また２つ以上の場合
には再送要求を送信局に送る。これら応答の情報量は１
ビット分で十分である。送信局では各受信局からの応答
を受信し、もｊ−全受信局の応答が正常受信応答で１Ｃ
）っな場きには、Ｊ（１）からＪ（Ｎｌ）までのすべて
のフレームか全受信局に正常に受信されたことを知り次
のラウンドにはいる。次のラウンドてはＪ（Ｎｌ＋１）
から、、＋（Ｎ＋＋Ｎ１−１＞までのＮ１個の情報フレ
ームとそれらをビットごとに排他的論理和したフレーム
Ｘ（２，Ｎｌ）を連続して送信し前回と同じ操作を繰り
返す。一方もし１局からでも再送要求が来た場合には少
なくとも１局はＪ（１）からＪ（Ｎｌ）までのＮ１個の
フレームの内２つ以上のフレームを誤り受信した局があ
ることを知る。その場合送信局は全体の個１ｋ Ｎ １
から決まる適当な個数Ｍ１（Ｍｌ＜Ｎｌ）を遼ひ°Ｊ（
Ｉン、Ｊ（２）、・・、Ｊ＜Ｍｌ）をピッ１〜ことに排
他的論理和したフレームＸ（１，Ｍりを送信する。つま
り Ｘ（１，Ｍｌ＞＝Ｊ（１）のＪ（２）■・・・■Ｊ（旧
）である。各受信局はＸ（＋、Ｎｌ）を受信した時と同
様にＪ（１）からＪ（Ｍｌ）までの間に誤り受信したフ
レームか１つ以内であれはＸ（１，Ｍｌ）を用いて誤り
受信したフレームを回復することができ、従って正常受
信応答を遅ず。もしＪ（１）からＪ（Ｍｌ＞までの間に
誤り受信したフレームが２つ以上ある場合は再び再送要
求を返す。上記手続きを、全受信局がＪ（１）からＪ（
Ｎｌ）までのフレート、を正常に受信し終わるまで繰り
返し、その後次のラウンドにはいる。
。（Ｎ＋１）個目にはすでに送信したＮ１個の情報フレ
ームをビットごとに排他的論理和したフレームＸ（＋、
Ｎｌ）を送信する。つまり Ｘ（１，Ｎ１）＝Ｊ（１） （１）Ｊ（２）Ｇ）・・・
ΦＪ（旧）である。各受信局はＪ（１）、Ｊ（２）・・
・、Ｊ（Ｎｌ）、 Ｘ（１゜Ｎｌ）の順で受信するが
、Ｊ（１）からＪ（旧）までは受信応答は返さない。Ｘ
（１，旧）を受信した際に、それまで受信したＪ（１）
からＪ（Ｎｌ）までのＮ１個のフレーム中誤り受信した
フレーム数が１つ以内であれば、正しく受信した（Ｎｌ
−１＞個の情報フレームをビットごとに排他的論理和し
たものを最後に受信したＸ（１，Ｎ１）とビットごとに
排他的論理和することにより該誤り受信した１つのフレ
ームを回復することができる。もしＪ（１）からＪ（Ｎ
ｌ）までＮ１個のフレーム中誤り受信したフレームが２
つ以上ある場合にはＸ（＋、Ｎｌ）を用いても回復でき
ない。従って各受信局はＸ（１，Ｎ１）を受信し、もし
Ｊ（＋＞からＪ（Ｎｌ）までの誤り受信フレームの数が
１つ以内であれば正常受信応答を、また２つ以上の場合
には再送要求を送信局に送る。これら応答の情報量は１
ビット分で十分である。送信局では各受信局からの応答
を受信し、もｊ−全受信局の応答が正常受信応答で１Ｃ
）っな場きには、Ｊ（１）からＪ（Ｎｌ）までのすべて
のフレームか全受信局に正常に受信されたことを知り次
のラウンドにはいる。次のラウンドてはＪ（Ｎｌ＋１）
から、、＋（Ｎ＋＋Ｎ１−１＞までのＮ１個の情報フレ
ームとそれらをビットごとに排他的論理和したフレーム
Ｘ（２，Ｎｌ）を連続して送信し前回と同じ操作を繰り
返す。一方もし１局からでも再送要求が来た場合には少
なくとも１局はＪ（１）からＪ（Ｎｌ）までのＮ１個の
フレームの内２つ以上のフレームを誤り受信した局があ
ることを知る。その場合送信局は全体の個１ｋ Ｎ １
から決まる適当な個数Ｍ１（Ｍｌ＜Ｎｌ）を遼ひ°Ｊ（
Ｉン、Ｊ（２）、・・、Ｊ＜Ｍｌ）をピッ１〜ことに排
他的論理和したフレームＸ（１，Ｍりを送信する。つま
り Ｘ（１，Ｍｌ＞＝Ｊ（１）のＪ（２）■・・・■Ｊ（旧
）である。各受信局はＸ（＋、Ｎｌ）を受信した時と同
様にＪ（１）からＪ（Ｍｌ）までの間に誤り受信したフ
レームか１つ以内であれはＸ（１，Ｍｌ）を用いて誤り
受信したフレームを回復することができ、従って正常受
信応答を遅ず。もしＪ（１）からＪ（Ｍｌ＞までの間に
誤り受信したフレームが２つ以上ある場合は再び再送要
求を返す。上記手続きを、全受信局がＪ（１）からＪ（
Ｎｌ）までのフレート、を正常に受信し終わるまで繰り
返し、その後次のラウンドにはいる。
以上の手続きにおいて、初期の分割にあたるＮ１および
それ以後の再送要求に際して決める分割Ｍｌ、Ｍ２．・
・・は前もって適当な値を求めて表にして持っていれば
よい。例えば初期の分割Ｎｌは全フレーム中いくつ誤り
受信されるがわからない時点での分割であり、ＭｌはＮ
１個中２つ以上誤っていることかわかっている時点での
分割である。
それ以後の再送要求に際して決める分割Ｍｌ、Ｍ２．・
・・は前もって適当な値を求めて表にして持っていれば
よい。例えば初期の分割Ｎｌは全フレーム中いくつ誤り
受信されるがわからない時点での分割であり、ＭｌはＮ
１個中２つ以上誤っていることかわかっている時点での
分割である。
次に、本発明について図面を参照して説明する。
第１図は本発明の一実施例による再送手順を説明するた
めの図、第２図は本実施例における送信局が持っている
分割の大きさを決定するための表の例を示す図である。
めの図、第２図は本実施例における送信局が持っている
分割の大きさを決定するための表の例を示す図である。
簡単のため初期の分割Ｎ１が８の場合について１回のラ
ウンドが終了するまでの手順について説明する。第１図
において、受信局数は１．〜３の３局とし、υノめに８
つの情報フレームＪ（１）、 〜Ｊ（８）を連続して
送信したときの各受信局の受信状！９の一例を示し、／
印は誤り受信を表わすことにする。例えば受ｆ３局１は
Ｊ（３）、Ｊ（５）およびＪ（８）をＪｌｌり受信し、
受信局２はＪ（＋＞、Ｊ（５）およびＪ（８）を誤り受
信していることを示している。Ｊ（８）のあとのＸ（１
，８＞・Ｊ（＋＞■Ｊ（２）Ｇ）、＋（３）■Ｊ（４）
ΦＪ（５）■Ｊ（６）のＪ（７）ΦＪ（８）の受信後、
受信局１．２．３はともに再送要求を送り返す。送信局
は第２図に示す表をひいて次の分割Ｍ１を求める。第２
図において、ｌく個のフレーム９２個以上のフレームが
誤まられていることかわかっているときの分割Ｍ（Ｋ）
を表わしている。第１図に示す本実施例では８フレーム
中２フレーム以上誤った局があることがわがっているの
で、フレームｌｉ Ｋ−８の時の分割Ｍの値Ｍ（８）〜
７１より送信局はＸ（１，４＞・、１ （＋ ）のＪ（
２）ΦＪ（３〉ΦＪ（，１）を送信する。各受信局とら
Ｊ（１）がらＪ（４）までの範囲内では誤り受信した一
フレームは１つずつなので、再ｊＡされたｘ（１，・１
）によ−）てそｈそれ１；イ（り受信フレームを回復で
き、従って各局とも正常受信応答を返す。これにより送
信局はＪ（］）がらＪ（４）までは終了したことを知り
、残りのＪ（５）がらＪ（８）の再送にとりかかる。今
度はＪ（５）、Ｊ（６）、Ｊ（７）、Ｊ（８）の４フレ
ーム中３呉りのフレームがあることがわかっている場合
であり、第２図におけるフレーム数に＝４の時の分割Ｍ
の値Ｍ（４）〜３より再送フレームはＸ（１，３＞＝Ｊ
（５）■Ｊ （６）■Ｊ （７）となる。コノ時既にＪ
（１）からＪ（４）は各受信局とも知っているのでＸ（
１，３）・Ｊ（１）のＪ（２）のＪ（３）■Ｊ（４）の
Ｊ（５）■Ｊ（６）のＪ（７）を送信することにしてお
いても効果は同じである。今回も各受信局ともＪ（５〉
がらＪ（７）までの範囲内では誤り受信したフレームは
１つずつなので、再送されたＸ（ｌ、３）によってそれ
ぞれ誤り受信フレームを回復でき、従って各受信局とも
正常受信応答を返す。送信局は全受信局１．〜３がらの
正常受信応答を受信して、各局とも少なくともＪ（７）
までは正常に受信していることを知る。例えＪ（８）を
誤り受信していた局かあったとしても、既にＸ（１，８
＞を送信しているのでこのＸ（１，８）と正常受信され
ているＪ（１）がらＪ（７）までを用いてＪ（８）は回
復できる。従ってのラウンドの再送手続きはすべて終了
したことなる。本実施例の場合、再送フレームは初めに
ったＸ（１，８＞も大めて全部で３フレームであったＸ
ＯＲ再送法の原理を用いない通常の選択再送式などで行
なつｔ：場合にはＪ（１）ｊ（２＞、Ｊ（３）、Ｊ（５
Ｊ（６＞、Ｊ（８＞の６つの再送フレームを必要とする
し発明の効果〕 以上説明したように本発明は、上り回線を必最低限しか
使わず送信局の負担の軽い方式ながＸＯＲ再送法の効率
のよい再送が実現できる効がある。
ウンドが終了するまでの手順について説明する。第１図
において、受信局数は１．〜３の３局とし、υノめに８
つの情報フレームＪ（１）、 〜Ｊ（８）を連続して
送信したときの各受信局の受信状！９の一例を示し、／
印は誤り受信を表わすことにする。例えば受ｆ３局１は
Ｊ（３）、Ｊ（５）およびＪ（８）をＪｌｌり受信し、
受信局２はＪ（＋＞、Ｊ（５）およびＪ（８）を誤り受
信していることを示している。Ｊ（８）のあとのＸ（１
，８＞・Ｊ（＋＞■Ｊ（２）Ｇ）、＋（３）■Ｊ（４）
ΦＪ（５）■Ｊ（６）のＪ（７）ΦＪ（８）の受信後、
受信局１．２．３はともに再送要求を送り返す。送信局
は第２図に示す表をひいて次の分割Ｍ１を求める。第２
図において、ｌく個のフレーム９２個以上のフレームが
誤まられていることかわかっているときの分割Ｍ（Ｋ）
を表わしている。第１図に示す本実施例では８フレーム
中２フレーム以上誤った局があることがわがっているの
で、フレームｌｉ Ｋ−８の時の分割Ｍの値Ｍ（８）〜
７１より送信局はＸ（１，４＞・、１ （＋ ）のＪ（
２）ΦＪ（３〉ΦＪ（，１）を送信する。各受信局とら
Ｊ（１）がらＪ（４）までの範囲内では誤り受信した一
フレームは１つずつなので、再ｊＡされたｘ（１，・１
）によ−）てそｈそれ１；イ（り受信フレームを回復で
き、従って各局とも正常受信応答を返す。これにより送
信局はＪ（］）がらＪ（４）までは終了したことを知り
、残りのＪ（５）がらＪ（８）の再送にとりかかる。今
度はＪ（５）、Ｊ（６）、Ｊ（７）、Ｊ（８）の４フレ
ーム中３呉りのフレームがあることがわかっている場合
であり、第２図におけるフレーム数に＝４の時の分割Ｍ
の値Ｍ（４）〜３より再送フレームはＸ（１，３＞＝Ｊ
（５）■Ｊ （６）■Ｊ （７）となる。コノ時既にＪ
（１）からＪ（４）は各受信局とも知っているのでＸ（
１，３）・Ｊ（１）のＪ（２）のＪ（３）■Ｊ（４）の
Ｊ（５）■Ｊ（６）のＪ（７）を送信することにしてお
いても効果は同じである。今回も各受信局ともＪ（５〉
がらＪ（７）までの範囲内では誤り受信したフレームは
１つずつなので、再送されたＸ（ｌ、３）によってそれ
ぞれ誤り受信フレームを回復でき、従って各受信局とも
正常受信応答を返す。送信局は全受信局１．〜３がらの
正常受信応答を受信して、各局とも少なくともＪ（７）
までは正常に受信していることを知る。例えＪ（８）を
誤り受信していた局かあったとしても、既にＸ（１，８
＞を送信しているのでこのＸ（１，８）と正常受信され
ているＪ（１）がらＪ（７）までを用いてＪ（８）は回
復できる。従ってのラウンドの再送手続きはすべて終了
したことなる。本実施例の場合、再送フレームは初めに
ったＸ（１，８＞も大めて全部で３フレームであったＸ
ＯＲ再送法の原理を用いない通常の選択再送式などで行
なつｔ：場合にはＪ（１）ｊ（２＞、Ｊ（３）、Ｊ（５
Ｊ（６＞、Ｊ（８＞の６つの再送フレームを必要とする
し発明の効果〕 以上説明したように本発明は、上り回線を必最低限しか
使わず送信局の負担の軽い方式ながＸＯＲ再送法の効率
のよい再送が実現できる効がある。
第１図は本発明の一実施例による再送手順を明するため
の図、第２図は本実施例における送局か持っている分割
の大きさを決定するためのの例を示す図である。 １、〜３・・・受１言局、Ｊ（１）、〜Ｊ（８）・・・
情報フレこ
＊ １ −し八に 果
の図、第２図は本実施例における送局か持っている分割
の大きさを決定するためのの例を示す図である。 １、〜３・・・受１言局、Ｊ（１）、〜Ｊ（８）・・・
情報フレこ
＊ １ −し八に 果
Claims (1)
- 同一内容の情報を同時に複数の宛先に転送する同報形通
信システムにおいて、送信局は送信すべき全情報フレー
ムを特定のフレーム数ごとの基本ブロックに分割し１ブ
ロック送信ごとにそのブロックに含まれるすべての情報
フレームをビットごとに排他的論理和したフレームを作
って送信し、受信局は該排他的論理和フレームの受信に
際して該ブロック中に誤り受信した情報フレームが１つ
以下の時には受信確認を、２つ以上の時には再送要求を
送信局に送信し、送信局は全受信局から受信確認を受信
した場合は次のブロックの送信に進み、１つ以上の受信
局から再送要求がきた時には該ブロックを特定の大きさ
の２つのブロックに分割して前半のブロック中に含まれ
る全フレームをビットごとに排他的論理和したフレーム
を送信し、以後受信局においては排他的論理和フレーム
を受信するごとにその排他的論理和がとられたブロック
中に誤り受信したフレームが１つ以下の時には受信確認
を、２つ以上の時には再送要求を送信局へ送信する手順
を繰り返し、一方送信局は１局でも再送要求がきたブロ
ックについての２分割と前半ブロックの排他的論理和フ
レームの送信を繰り返し、全受信局から受信確認を受信
した場合は該受信確認を受けとったブロックに含まれる
フレームを基本ブロックから除いたフレームに対して前
記２分割再送を繰り返し、全受信局から基本ブロック中
のすべてのフレームに対する受信確認を受信したのち次
の基本ブロックの送信に進むことを特徴とする通信方式
。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61002941A JPS62160836A (ja) | 1986-01-10 | 1986-01-10 | 通信方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61002941A JPS62160836A (ja) | 1986-01-10 | 1986-01-10 | 通信方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS62160836A true JPS62160836A (ja) | 1987-07-16 |
| JPH0452018B2 JPH0452018B2 (ja) | 1992-08-20 |
Family
ID=11543384
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP61002941A Granted JPS62160836A (ja) | 1986-01-10 | 1986-01-10 | 通信方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS62160836A (ja) |
-
1986
- 1986-01-10 JP JP61002941A patent/JPS62160836A/ja active Granted
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0452018B2 (ja) | 1992-08-20 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US5477550A (en) | Method for communicating data using a modified SR-ARQ protocol | |
| Miller et al. | The analysis of some selective-repeat ARQ schemes with finite receiver buffer | |
| Weldon | An improved selective-repeat ARQ strategy | |
| US5245616A (en) | Technique for acknowledging packets | |
| Yu et al. | An efficient selective-repeat ARQ scheme for satellite channels and its throughput analysis | |
| US5432798A (en) | Data communication method and system | |
| US7626933B1 (en) | System and method for improving transport protocol performance in communication networks having lossy links | |
| US6581176B1 (en) | Method for transmitting control frames and user data frames in mobile radio communication system | |
| EP1190520B1 (en) | System and method for implementing hybrid automatic repeat request using parity check combining | |
| JP3450729B2 (ja) | パケット通信装置 | |
| KR20020042438A (ko) | 서브-패킷 전송 방법 및 수신 방법 | |
| US6292470B1 (en) | Data transmission system and method utilizing history information corresponding to correctly received frames | |
| JP3316059B2 (ja) | データ伝送装置 | |
| JPH06177863A (ja) | 再送制御方式 | |
| JPH0419731B2 (ja) | ||
| JPH03178232A (ja) | 受信不良メッセージの自動再送要求方法及び該方法の実施装置 | |
| CA2010809A1 (en) | Technique for acknowledging packets | |
| JPS62160836A (ja) | 通信方式 | |
| EP0093004B1 (en) | Data communication system | |
| JPH04269031A (ja) | データ再送伝送方式 | |
| JPH04362819A (ja) | 同報通信装置 | |
| Wang et al. | Delay minimization of the adaptive go-back-N ARQ protocols for point-to-multipoint communication | |
| JP3006561B2 (ja) | データ通信再送方法 | |
| JP2000078118A (ja) | 自動再送要求データ伝送方法 | |
| JPH0591091A (ja) | データ伝送方式 |