KR0138001B1 - 무선 근거리 통신망에 적합한 매체 접근 제어 방법 - Google Patents

무선 근거리 통신망에 적합한 매체 접근 제어 방법

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KR0138001B1
KR0138001B1 KR1019940005414A KR19940005414A KR0138001B1 KR 0138001 B1 KR0138001 B1 KR 0138001B1 KR 1019940005414 A KR1019940005414 A KR 1019940005414A KR 19940005414 A KR19940005414 A KR 19940005414A KR 0138001 B1 KR0138001 B1 KR 0138001B1
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자큐스 보초트 프레드릭
크리스나 아빈드
오빌 라 마리 리챠드
서브라만야 나타라잔 카다추
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윌리엄 티. 엘리스
인터내셔널 비지네스 머신즈 코포레이션
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Abstract

LAN 상에서 다수의 이동국이 기지국에 무선 액세스를 하기 위하여 매체 액세스 제어(MAC; Medium Access Control) 프로토콜이 이용된다. MAC 프로토콜은 사용자 데이타 소통에 대한 예약 방법과 제어 및 신호 소통을 위한 랜덤 액세스 기술에 기초하고 있다. 시간이 분할되어 있는 시분할 고정 프레임 구조(time division fixed frame structure)가 있다. 시간 간격, 즉 슬롯(slot)은 데이타 및 제어 서브프레임 또는 주기(period)로 구성되는 고정 프레임 내로 그룹화된다. 고정 프레임 구조는 그들 각각의 헤더(header)에 따라서 3 개의 주기(A, B 및 C)로 구성된다. 첫 번째 주기, 즉 주기 A는 기지국으로 부터 이동국으로 데이타를 전송하기 위하여 독점적으로 사용되는 외부행 채널이다. 주기 B는 이동국으로 부터 기지국으로 데이타를 전송하기 위하여 사용되는 경쟁이 없는 내부행 채널이다. A 및 B주기에 있어서 데이타 슬롯의 할당은 기지국에 의해 수행된다. 프레임의 마지막 주기, 즉 주기 C는 슬롯 알로하 프로토콜(slotted Aloha protocol)을 사용하는 랜덤 액세스 경쟁 모드에서 이동국으로 부터 기지국에 예약 요청 및 데이타를 전송하기 위하여 사용되는 제어 채널이다. 3 개의 주기의 기간은 가변 경계 기술을 사용하여 변동 될 수 있다. 기지국은 이동국으로부터의 피드백 정보를 사용하여 활동적으로 전송하는 이동국의 수를 예측한다. 이러한 예측은 주기 C에서 이동국의 전송시도를 제어하기 위하여 제어 표시로서 이동국에 전송되고, 따라서 높은 전송효율을 얻는다.

Description

무선 근거리 통신망의 적합한 매체 제어 방법
제1도는 본 발명이 구체화된 실내 무선 디지탈 통신 시스템을 도시하는 사시도.
제1A도는 이동국과 기지국의 기본적인 요소들을 설명하기 위한 제1도에 도시된 시스템의 블록 다이아그램.
제2도는 본 발명의 양호한 실시예에서 사용된 무선 시스템의 블록 다이아그램.
제3도는 본 발명에 따른 MAC 프로토콜의 프레임 구조의 다이아그램.
제4도는 본 발명의 MAC 프로토콜에 있어서 기지국의 논리 플로우 차트.
제5도는 본 발명의 MAC 프로토콜에 있어서 이동국의 논리 플로우 차트.
제6도는 MAC 프로토콜의 주기 A에 대한 현존하는 패킷의 수를 계산하기 위한 플로우 차트.
제7도는 MAC 프로토콜의 주기 B에 대한 현존하는 패킷의 수를 계산하기 위한 플로우 차트.
제8도는 MAC 프로토콜의 주기 A,B 및 C의 길이를 계산하기 위한 플로우 차트.
제9도는 MAC 프로토콜의 주기 C 동안에 전송하기 위하여 시도하는 이동국의 수를 예측하는 방법의 플로우 차트.
제10도는 제9도의 플로우 차트의 블록(208)의 상세한 플로우 차트.
제11도 및 제12도는 각각 본 발명을 실시하기 위하여 사용된 베르누이 랜덤 변수 발생기(Bernoulli random variable generator)의 개략도.
*도면의 주요 부분에 대한 부호의 설명
10,12,14,16 : 이동국20 : 모니터
22 : 키보드26.28 : 게이트웨이, 기지국
32 : LAN 케이블30,34 : LAN 어댑터
38,42 : 안테나46,48 : 소프트웨어
본발명은 일반적으로 데이타 통신에 관한 것으로, 특히 근거리 통신망(Local Area Network; LAN)에서의 데이타 통신에 관한 것이다. 본 발명은 특히 LAN에서의 무선 액세스를 위한 매체 접근 제어 프로토콜(Medium Access Control(MAC) protocol)에 관한 것이다.
디지탈 통신 및 개인용 통신 시스템의 발전과 더불어 개인용 무선 통신에 대한 필요성이 급격히 증가하고 있다. 지난 수 년 동안의 셀형 무선 통신 기술(cellular radio technology)의 진보 및 휴대용 전화기 시스템의 발전 속도는 무선 액세스에 의한 위치 독립적인 통신에 대한 굉장한 시장 수요를 나타내는 것이다. 수많은 현재의 무선 통신망 구조는 주로 넓은 영역을 커버하는 음성 통신에 대하여 설계되고 최적화되어 있다. 개인용, 휴대용 컴퓨터 밑 LAN 기술의 발전과 더불어 파일 서버 액세스(file server access), 고객-서버 실행(client-server execusion) 및 전자 우편과 같은 응용 및 데이타 서비스는 이제 분산 처리가 가능한 LAN 환경에 있어서도 무선 액세스를 필요로 할 것이다. 그러나, LAN에서의 데이타 소통의 특성 및 프로파일(profile)은 음성 통신의 그것과는 매우 다르기 때문에 LAN의 무선 통신 프로토콜은 데이타 소통의 동적 성질에 효율적으로 적응하여야 한다.
스콜스(Scoles) 등에서 허여된 미국 특허 제 4,907,224호는 충돌-삭제 다중 엑세스 프로토콜(Collision-Eliminating Multiple Access protocol)을 제공하는 패킷 스위칭 통신망에 있어서의 대에타 전송 방법을 개시하고 있다. 여기서, 통신망 채널을 통하여 데이타를 전송하려는 노드(node)는 다수의 경쟁 슬롯(contention slots)의 수가 통신망 부하에 따라 동적으로 제어되는 동안에 예약 요청(reservation requests)을 전송한다. 다음에 채널의 제어를 받도록 지정된 노드는 예약 요청을 전송하는 노드의 식별자(identifiers)를 수신하고, 응용 데이타를 전송하기 이전에 예약 요청이 성공적으로 수신된 노드의 식별자로 구성되는 통신망 제어 데이타를 전송한다. 전송된 식별자는 동일한 큐(queue)에 의해 수신되고 저장되며, 이것에 의해 채널은 각각의 노드를 나타내는 노드 식별자의 순서에 기처하여 연속적으로 제어된다. 전송된 통신망 제어 데이타는 이전의 경쟁 슬롯 주기 동안에 수신된 예약 요청, 큐 정정 정보 및 제어 노드가 데이타를 수신하려하는 노드의 식별자를 포함한다.
반츠(Bantz) 등에서 허여되어 본 발명의 양수인에게 양도된 미국 특허 제 5,123,029호는 이동국(mobile station)과 컴퓨터 시스템 간의 실내 디지탈 데이타 무선 통신 시스템 내에 실현된 주파수 호핑 확산 스펙트럼 통신(frequency hopping spread spectrum communication) 기술을 사용하는 하이브리드 제어 액세스 및 랜덤 액세스 방법을 개시하고 있다. 주파수 호핑 확산 스펙트렘 통신 시스템에 있어서 하나의 호프(hop)는 다른 매체-액세스 프로토콜이 각각의 시간 간격에서 사용될 수 있도록 두 개의 시간 간격으로 분할된다. 프로토콜은 하나의 시간 간격에서는 중앙 집중의 제어 방법을 사용하고 다른 하나의 시간 간격에서는 중앙 집중화되지 않은 방법을 사용한다. 미국 특허 제5,123,029호는 본 발명에 참조된다.
엘. 지. 로버츠(L. G. Roberts)가 쓴 패킷 예약을 통한 위성 능력의 동적 할당 (Dynamic Allocation of stellite capacity through packet reservation, Nat. Comput. Conf. AFIPS Conf. Proc. Vol. 42, pp. 711-716, June 1973)이라는 제목의 논문은 예약을 위한 사용자 데이타 소통 및 경쟁 방법에 대한 예약 방법에 기초한 MAC 프로토콜을 제안하고 있다.
본 발명에 따른 국부 지역 환경에서의 무선 액세스에 적합한 효율적인 매체 액세스 제어 프로토콜은 많은 양의 데이타 소통 및 음성과 비디오와 같은 동시 서비스를 수행할 수 있다. (수 백 미터를 커버하는 작은) 셀(cell) 내에서 여러개의 상호 이동국의 무선 채널을 사용하여 기지국(base station)과 교신하고, 기지국은 고정 근거리 통신망과 연결될 수 있는 패킷-스위치 구조가 이용된다. 이동국은 제한된 거리 내에서 실내 또는 실외에서 작동할 수 있고, 백본 통신망(backbone network) 상의 기지국에 무선 액세스 할 수 있다. 예를들어, 여러 빌딩으로 구성되는 상업 지구를 생각하면, 빌딩들은 셀로 분할되고, 셀은 유선 LAN과 같은 백본 통신망으로 연결된다. 본 발명은 내부-셀 다중 엑세스 문제를 기술한다. 여기서 기본적인 문제는 한 셀 내의 모든 이동국에 의해 공유되는 무선 채널 대역폭을 어떻게 공정하게 가변적인 요구-구동 방식으로 높은 효율을 발휘하도록 조정하느냐 하는 것이다.
다수의 이동국이 LAN 상의 기지국에 무선 엑세스하기 위한 매체 액세스 제어 (MAC)프로토콜이 개시된다. MAC 프로토콜은 제어 및 신호 소통을 위한 사용자 데이타 소통 및 랜덤 액세스 기술에 대한 예약 방법에 기초하고 있다. 시간이 분할되어 있는 시분할 고정 프레임 구조(time division fixed frame structure)가 있다. 시간 간격, 즉 슬롯(slot)은 데이타 및 제어 서브프레임 또는 주기(period 로 구성되는 고정 프레임으로 그룹화된다. 고정 프레임 구조는 그들 각각의 헤더(header)에 따라서 3 개의 주기(A,B 및 C)로 구성된다. 첫 번째 주기, 즉 주기 A는 기지국으로 부터 이동국으로 데이타를 전송하기 위하여 독점적으로 사용되는 외부행 채널이다. 주기 B는 이동국으로 부터 기지국으로 데이타를 전송하기 위하여 사용되는 경쟁이 없는 내부행 채널이다. A 및 B 주기에 있어서 데이타 슬롯의 할당은 기지국에 의해 수행된다. 프레임의 마지막 주기, 즉 주기 C는 슬롯 알로하 프로토콜(slotted Aloha protocol)을 사용하는 랜덤 액세스 경쟁 모드에서 이동국으로 부터 기지국에 예약 요청 및 데이타를 전송하기 위하여 사용되는 제어 채널이다. 3개의 주기의 기간은 가변 경계 기술을 사용하여 변동될 수 있다. 기지국은 이동국으로부터의 피드백 정보를 사용하여 활동적으로 전송하는 이동국의 수를 예측한다. 이러한 예측은 주기 C에서 이동국의 전송 시도를 제어하기 위하여 제어 표시로서 이동국에 전송되고, 따라서 높은 전송효율을 얻는다.
제어 및 신호 소통을 위한 사용자 데이타 소통 및 랜덤 엑세스 기술에 대한 예약 방법에 기초한 MAC 프로토콜이 기술된다. 제안된 방법은 시분할 프레임 구조에 기초하고 있다. 시간은 분할되고, 시간 간격, 즉 슬롯(slot)은 데이타 및 제어 서브프레임으로 구성되는 고정 프레임으로 그룹화된다. 데이타 채널은 2 개의 세그먼트로 분할되는데, 그중 하나는 (기지국으로 부터 이동국으로) 전송하기 위하여 사용되는 외부행 채널이고, 다른 하나는 (이동국으로 부터 지지국으로) 전송하기 위하여 사용되는 내부행 채널이다. 데이타 전송을 위하여 예약 방법을 사용하는 이유가 아래에 기술된다.
사용자 데이타 소통의 특성은 매우 양이 많고, 예측이 불가능하며, 매우 상관(correlated)될 수 있다. 따라서, 요구에 따라 대역폭을 예약하는 것은 양질의 서비스 및 높은 효율을 제공할 것이다. 무선 채널은 일반적인 유선 채널에 비하여 에러율이 높기 때문에 무선 전송의 경우에는 작은 패킷으로 전송하는 것이 필요하다. 그러므로, 사용자 데이타 메시지는 무선 통신을 위하여 작은 패킷으로 분할되어야 한다. 이것은 하나의 사용자 메시지 또는 요청은 최소의 시간 지연으로 전송될 필요가 있는 한 묶음의 무선 패킷으로 될 수 있다는 것을 의미한다.
음성 및 비디오와 같은 데이타의 스트림은 동시 전송을 위하여 보장된 대역폭을 필요로 한다.
본 발명은 다음 특징을 포함한다.
1. 하나는 내부행 용으로, 또 하나는 외부행 용으로 사용하기 위한, 예약 요청 및 요구-구동 방식의 예약에 기초한 데이타 채널을 위하여 사용되는 랜덤 액세스제어 채널.
2. 양이 많고 상호작용하는 데이타 및 스트림과 같은 동시 소통을 지탱하기 위한 통합된 방법.
3. 많은 사용자를 수용하고 높은 효율을 성취할 수 있는 작은 경쟁 슬롯.
4. 최대 효율을 얻기 위하여 내부행 채널 및 외부행 채널 사이 뿐만 아니라 제어 채널과 데이타 채널 사이의 프레임 경제를 가변적이고 동적으로 조정하기 위한 기술.
5. 제어 채널이 실시간 예측 기술을 사용하여 최대 출력을 얻도록 하는 상태- 의존적인 랜덤- 액세스 전송 방법.
6. 계산량에 있어서 효율적이고 단순한 베르누이 랜덤 변수 발생기.
이제 도면을 참조하면, 제1도에는 다수의 이동국(10, 12, 14, 16)과 컴퓨터 시스템에 거주하는 응용 및 데이타 간의 통신을 가능케하는 실내 무선 시스템이 도시되어 있다. 컴퓨터 시스템은 전형적으로 모니터(20) 및 키보드(22)와 함께 LAN(24)의 무선망 관리기(Wireless Network Manager; WNM) 또는 무선망 제어기(Wireless Network Controller) (18)을 포함하고, 다수의 (도시되지 않은) 워크스테이션 및 개인용 컴퓨터를 포함한다. 또한, 이동국(10, 12, 14, 16)과 통신하는 하나 이상의 게이트웨이(gateway;26, 28)가 LAN에 부착된다. 기지국으로 언급되는 이러한 게이트웨이는 본 발명에 따라서 증가되어 이동국이 공통 무선 채널에 액세스하는 것을 조정하는 소정의 무선 시스템 관리 기능을 제공한다. 이동국 사이의 통신은 기지국(26, 28)을 통하여 중계기를 거쳐서 이루어진다.
제1A도에 상세히 도시된 바와 같이, 기지국(26, 28)은 종래의 마이크로 컴퓨터일 수 있고, 버스 슬롯에 삽입되고 LAN 케이블(32)에 접속된 LAN 어댑터(30)을 포함한다. 종래의 마이크로 컴퓨터일 수 있고 (도시되지 않은) 하드 디스크와 같은 직접 접근 저장 장치(direct access storage devices; DASDs)를 포함하는 WNM(18)도 또한 버스 슬롯에 삽입되고 LAN 케이블(32)에 접속된 LAN 어댑터(34)를 포함한다. LAN 소프트웨어와 함께 LAN 어댑터(30, 34) 및 LAN 케이블(32)가 LAN(24)를 구성한다. LAN(24)는 공지의 것이고 본발명의 일부를 구성하는 것은 아니다. 기지국(26, 28)은 또한 기지국의 버스 슬롯에 삽입되는 인쇄 회로 카드로서 구체화되는 RF 송수신기 어댑터(36)을 포함한다. 송수신기 어댑터(36)은 종래의 확산 스펙트럼 송수신기를 포함한다. 송수신기 어댑터(36)은 이동국(10, 12, 14, 16)과 무선으로 통신하기 위한 안테나(38)을 포함한다. 이동국은 손에 잡거나 또한 무릅에 올려 놓을 수 있는 공지의 컴퓨터일 수 있고, 기지국과 마찬가지로 안테나(42) 및 버스 슬롯에 삽입되는 인쇄 회로 카드로 구체화되는 송수신기 어댑터(44)를 포함한다. 송수신기 어댑터(44)는 송수신기 어댑터(36)과 마친가지로 유사한 확산 스펙트럼 송수신기를 포함한다. 기지국과 이동국은 각각의 송수신기 어댑터를 보조하는 소프트웨어(46, 48)을 포함한다.
제2도는 제1도의 이동국 및 기지국에 공통적인 무선 시스템을 도시하고 있다. 무선 시스템은 컴퓨터 버스 인터페이스(52)를 통해 컴퓨터(50)에 접속되는 송수신기 어댑터(36 또는 44)를 포함한다. 송수신기 섹션은 상업적으로 이용가능한 확산 스펙트렘 송수신기일 수 있는 RF 송수신기(54) 및 인터페이스(58)을 통하여 송수신기를 제어하는 전용 마이크로프로세서 시스템(56)으로 분리된다. 마이크로프로세서 시스템(56)은 송수신기 섹션을 컴퓨터 섹션(50)에 중개하는 시스템 인터페이스(60)을 포함한다. 마이크로프로세서 시스템은 고-해상도 시간 간격 결정 하드웨어 또는 실시간 마이크로프로세서 시스템의 전형적인 타이머를 포함하는 전용 마이크로프로세서(62)를 포함한다.
마이크로프로세서(62)는 메모리 버스(64)에 의해 프로그램 메모리(66), 데이타 메모리(68) 및 버스 인터페이스(52) 및 RF 송수신기(54)를 중개하는 인터페이스(58 및 60)에 연결된다. 프로그램 메로리(66)은 전형적으로 ROM이고, 데이타 메모리(68)은 SRAM 또는 DRAM이다. 수신되거나 송신될 패킷은 데이타 메모리(68)에 저장되고, 마이크로프로세서(62)의 일부인 (도시되지 않은)직접 메모리 액세스제어기(direct memory access(DMA) coontroller) 및 직렬 채널의 제어 하에서 RF송수신기(54) 및 인터페이스(58)을 통하여 송수신된다. 이러한 직렬 채널의 기능은 데이타와 제어 정보를 고-레벨 데이타 링크 제어(high-level data link control; HDLC) 패킷 구조로 감싸고, RF 송수신기에 직렬 형태의 패킷을 제공하는 것이다. HDLC 패킷 구조는, 예를 들어, 밋쳐 쉬월츠가 쓴 통신망: 프로토콜, 모델링 및 분석 (Mischa Schwartz, Telecommunication Network: Protocols, Modeling and Analysis, Addison-Wesley(1988))에 상세히 기술되어 있다.
RF 송수신기(54)를 통하여 패킷이 수신된 때, 직렬 채널은 패킷의 종착지 주소 및 에러 유무를 체크하고, 패킷을 데이타 메모리(68)로 전송한다. 직렬 채널은 방송 주소 및 특정한 어댑터 주소를 인식할 수 있는 능력을 가져야 한다. 적절한 직렬 채널 및 타이머 장치를 갖는 마이크로프로세서는 모토롤라 68302 및내셔날 HPC46400E 마이크로프로세서를 포함한다.
컴퓨터(50)은 하나 이상의 사용자 응용 프로그램(72)를 보조하는 오퍼레이팅시스템(70)을 운영한다. 오퍼레이팅 시스템(70)은 통신 관리기(74)를 포함할 수 있고, 또한 통신 관리기(74)가 스스로 컴퓨터에 저장된 응용 프로그램일 수 있다. 어떤 경우에든지, 통신 관리기(74)는 오퍼레이팅 시스템(70)을 통하여 장치 드라이버(76)을 제어한다. 장치 드라이버(76)은 차례대로 버스 인터페이스(52)를 통하여 송수신기 어댑터(36)과 통신한다.
프로토콜 시스템 기술
고정 프레임 구조는 제3도에 도시된 바와 같이 각각의 헤더에 따른 3 개의 주기(A, B 및 C)로 구성된다. 첫 번째 주기, 즉 주기 A는 기지국으로 부터 이동국으로 데이타를 전송하기 위하여 독점적으로 사용되는 외부행 채널이다. 주기 B는 이동국으로부터 기지국으로 데이타를 전송하기 위하여 사용되는 경쟁이 없는 내부행 채널이다. A 및 B 주기에 있어서 데이타 슬롯의 할당은 기지국에 의해 수행된다. 프레임의 마지막 주기, 즉 주기 C는 슬롯 알로하 프로토콜(slotted Aloha Protocol)을 사용하는 랜덤 액세스 모드에서 이동국으로 부터 기지국에 예약 요청 및 데이타를 전송하기 위하여 사용되는 제어 채널이다. 유한한 수의 이동국이 외부행 또는 내부행 데이타 채널 상의 (한 사용자의 메시지에 대응하는) 많은 슬롯에 대한 예약 요청을 하기 위하여 제어 채널에서 경쟁한다. A 및 B 주기의 슬롯 크기는 동일하고, 슬롯 크기는 하나의 무선 데이타 패킷을 수용한다. C 주기의 슬롯은 전형적으로 매우 작고, 미니-슬롯이라고 언급된다. 각각의 이러한 미니-슬롯은 하나의 제어 패킷을 수용한다. 제어 채널에 대하여 미니-슬롯을 사용하는 것은 완전한 크기의 슬롯을 사용한 경우에 비하여 사용자의 수와 대역폭의 이용면에서 더욱 효율적이다. 왜냐하면, A 및 B 주기는 항상 100% 이용되지만, 경쟁 채널은 슬롯 알로하에서 약 37%의 처리 능력비를 갖기 때문이다. (즉, 63%는 낭비된다.) 따라서, 제어 채널에서 대역폭의 낭비가 발생하기 때문에, 본 발명에서는 C 주기 슬롯을 작게 만들므로서 낭비를 최소화한다.
각 주기는, 제3도에 도시된 바와 같이, 헤더 섹션을 가지며, 그 안에서 액세스 제어 정보가 옮겨진다. A 헤더는 기지국이 모든 이동국에 주기 A의 시작을 알리는 메시지를 방송하는 시간 간격이다. 이 헤더는 또한 A 주기의 길이, 외부행 슬롯 할당 스케쥴 및 물리적 층에 대한 제어 정보를 포함한다.
헤더 B는 기지국이 A 주기의 종료 및 B 주기의 시작을 알리는 메시지를 방송하는 시간 간격이다. 그것은 또한 B 주기의 길이 및 부가적인 제어 정보를 포함한다. 특히, 슬롯 할당 스케쥴은 각각의 이동국이 B 주기 내에서 전송할 시기를 알 수 있도록 B 헤더에서 특정화된다.
A 헤더 및 B 헤더와 유사하게, C 헤더는 B주기으 종료 및 C 주기의 시작을 알린다. C 헤더는 또한 프레임의 주기 C에 대하여 이동국에 의해 사용될 전송의 가능성에 관한 기타 제어 정보 및 주기 C의 길이를 포함한다. 주기 C에서는 어떤 이동국도 채널을 위하여 경쟁할 수 있고, 기지국으로부터 명확한 할당 없이도 메시지를 전송할 수 있다. 이러한 경쟁 방법은 슬롯 알로하 프로토콜에 기초하고 있고, 이방법에 의해 각각의 유한한 수의 이동국은 주어진 미니-슬롯으로 확률p를 가지고 전송하려고 시도한다. 전송여부에 대한 통계적인 결정은 각 이동국에서 독립적으로 결정된다. 만약 하나의 이동국만이 슬롯으로 전송하려고 시도한다면, 그 이동국은 성공적으로 전송할 수 있다. 하나 이상의 이동국이 슬롯으로 전송을 시도한다면, 충돌이 발생하고 그들은 다음의 C 슬롯에서 동일한 p의 확률도 재전송하려고 시도할 것이다. 이러한 확률 수치는 적합하고, 기지국에 의하여 프레임에 따라서 변화될 수 있다. 이러한 p 수치를 적응시키기 위한 예측 알고리즘은 아래에 기술될 것이다. 상기에서 언급한 바와 같이, 기지국은 (C 헤더를 사용하여) C 주기의 초기에 p의 새로운 수치를 모든 이동국에 알린다. 충돌은 감지될 수 없기 때문에 패킷의 올바른 수신을 알리기 위하여 확인 응답 메시지가 사용된다. 따라서, 모든 패킷 전송은 개별적으로 또는 그룹 단위로 확인 응답이 통지되어야 한다.
주기 C는 다음 형식의 정보를 위하여 사용된다.
1. 이동국이 그들 스스로를 확인하고 기지국의 서비스를 요청할 수 있게 하는 등록 요청
2. B 주기 내에서의 전송 시간에 대한 요청
전송 시간 요청은 동기 서비스나 비동기 서비스를 위한 것일 수 있다. 여기서, 동기 서비스란 어떤 지속적인 시간 주기 동안 보증되는 대역폭을 필요로 하는 연결의 설정을 의미한다. 이동국이 예약 요청을 전송한 때, 그것은 그것이 필요로 하는 서비스의 형식과 비동기 서비스를 위한 슬롯의 수 또는 동기 서비스를 위한 대역폭을 확인한다. 기지국은 슬롯의 할당을 계획하고, 각각의 이동국에 그 스케쥴의 맵(map)을 전송한다. 비동기 소통을 위하여, 슬롯은 연결 기간 동안 각 프레임에 할당된다. 이러한 슬롯은 프레임 내의 어디에든 위치할 수 있다. 동기 소통을 위하여, 슬롯은 첫 번째 이동 가능한 프레임에 예약되고, 요청된 할당에 대하여 그 다음 프레임 내에 예약된다. 예약 요청은 제어 채널에서의 경쟁을 줄이기 위하여 첫 번째 데이타 패킷에 실려 보내질 수 있다. 기지국은 모든 수신된 요청의 스케쥴을 보증한다.
기지국에서의 동작
제4도에는 기지국에 의해 수행되는 논리의 개관이 도시되어 있다. 기지국에 전원이 공급된 때, 기지국은 블력(100)에서 초기화 과정을 수행한다.
블록(101)에 도시된 바와 같이, 프레임의 초기에 기지국은 다수의 이동국에 전송하기 위한 외부행 패킷을 가질 수 있다. 외부행 데이타가 없다면, 변수 TA는 0으로 설정된다. 이동국 V에 전송되어야 하는 외부행 패킷이 있다면, 블록(102)에서 A 주기 헤더는 V,Out(V)을 포함할 것이다. 여기서, Out(V)는 현재의 프레임 내에서 V가 수신할 패킷의 수이다. TA는 현재의 프레임 내에서 전송될 외부행 패킷의 총 수와 동일하게 설정된다. 그리고 나서, 기지국은 블록(103)에서 예약모드로 이동국에 전송한다.
각 프레임의 초기에, 기지국은 (이동국으로부터 기지국으로의) 내부행 데이타 전송을 위한 한 세트의 대기 중인 대역폭 예약 요청을 가질 수 있다. 대기 중인 요청의 세트가 비어 있으면, 변수 TB(불럭 101)는 0으로 설정된다. 대기 중인 요청의 세트가 비어 있지 않으면, 기지국은 가능한한 많은 예약 요청을 부여하려고 시도한다. 이동국 V에게 현재의 프레임 내에서 In(V) 슬롯이 부여된다면, B 주기 헤더는 블록(104)에서 전송되고, V,In(V)을 포함할 것이다. TB는 할당된 내부행 슬롯의 총 수와 동일하게 설정된다. 블록(105)에서 이동국은 기지국에 예약 모드로 전송한다.
C 주기의 초기에, 기지국은 블록(106)에서 C 주기의 길이인 TC와 함께 활동적인 이동국의 수에 대한 예측인 K를 전송한다. 이동국의 블록(107)에서 슬롯 알로하 프로토콜을 사용하여 C 주기 내에서 전송한 때, 기지국은 성공적으로 수신된 각 패킷의 헤더로부터 제어 정보를 얻는다. 이 제어 정보는 재시도 비트(retry bit)라고 불리우는 1 비트이고, 패킷이 재시도되었는지 여부를 나타낸다. 즉, 첫 번째 전송 시도에서의 충돌 또는 노이즈 때문에 패킷이 재전송된 것인지 여부를 나타낸다. 재시도 비트는 예측 K를 변경하기 위하여 기지국에서 수행되는 블록(108)내의 예측 과정에서 사용된다. K를 예측하기 위하여 사용되는 방법은 아래에서 상세히 기술될 것이다. C 주기의 말기에서, 기지국은 블록(101)의 다음 프레임을 위하여 3 개의 시간 간격의 길이를 계산하는 단계로 복귀한다.
이동국에서의 동작
제5도에는 이동구에 의해 수행되는 논리의 개관이 도시되어 있다. 이동국에 전원이 공급된 때 이동국은 블록(120)에서 초기화 과정을 수행하고, 내부 변수의 세트를 설정한다. 이동국은 기지국과의 동기성(synchronization)을 얻고, 프레임의 헤더 메시지를 청취하기 시작한다.
프레임의 초기에, 이동국 S는 블록(121)에서 A 주기 헤더를 수신하고, A 주기의 길이 TA를 추출한다. 이동국은 자신의 주소로 되어 기지국에 의해 방송되는 모든 패킷을 수신한다. 블록(122)에서, 기지국은 예약 모드로 이동국에 전송한다.
A주기의 말기에, 타이머를 경과하고, 이동국은 블록(123)에서 B 주기 헤더를 수신한다. 그것은 B 주기의 길이인 TB를 추출하고, 기간 TB 동안 타이머를 설정한다. 이동국이 그것에 할당된 슬롯을 가진다면, 이동국은 블록(124)에서 지정된 시간에 기지국에 전송한다.
B 주기의 말기에, 타이머는 경과하고, 이동국은 블록(125)에서 C 주기 헤더를 수신한다. 그것은 C 주기의 길이인 TC를 추출하고, 기간 TC 동안 타이머를 설정한다. 그것은 또한 K를 알고, C 주기 슬롯의 전송 확률인 p = 1/K를 계산한다. C주기에서, 이동국은 경쟁 모드로 기지국에 전송하기 위하여 슬롯 알로하 프로토콜을 따른다. 타이머가 경과한 때 현재으 프레임은 종료되고, 이동국은 블록(121)의 다음 프레임의 A 주기 헤더를 수신하기 위한 단계로 복귀한다.
경계 조정 방법
소통 상태의 변화에 따라서 프레임의 3 개의 주기의 크기를 신속하게 적응시키기 위하여, 프로토콜의 3 개의 주기 A, B 및 C의 길이를 조정하기 위하여 적합한 방법이 사용된다. 이 3 주기의 길이는 프레임의 초기에 기지국에 의해 계산되고, A 주기 헤더 내에서 모든 이동국에 전송된다. 주기 B 및 C의 길이는 또한 기지국에 의해 전송된 그들 각각의 주기의 헤더에 포함된다. 3 개의 주기 각각에서 소망되는 성능을 성취하기 위한 선택이 설계된다.
본 방법의 3 가지 주된 목적이 아래에 기술된다. 우선권은 외부행 소통 (주기 A)에 주어진다. 소통은 이동국에 의해 시작되는 예약 요청에 의해 발생하기 때문에, 외부행 소통에 우선권을 주므로써 더 많은 요청이 시스템에 입력되기 전에 현존하는 요청을 해소할 수 있다. 내부행 채널이 막히는 것을 방지하기 위하여 최소한의 대역폭이 내부행 소통(주기 B)을 위하여 보존된다. 마지막으로, 최소한의 대역폭이 C 주기를 위해 보존되는 데, 이것은 제어 채널에서의 양호한 성능을 제공하고, 새로운 이동국이 기지국 셀에 들어 온 때 C 주기에서의 등록을 가능케 한다.
본 방법은 이미 기술된 시스템 설명에 의해 한정되는 다음의 제한에 부합되어야 한다. A 및 B 주기 내의 슬롯은 동일한 크기이고, 이러한 일정한 크기의 슬롯과 C 주기의 미니-슬롯과의 비가 R:1이라 하면, TA + TB + TC/R = TF 이다. 여기서, TA, TB 및 TC 는 각각 A, B 및 C 주기 내의 슬롯의 수이고, TF는 프레임의 크기를 A 또는 B 슬롯의 크기로 나눈 값이다.
본 방법은 기지국에서 수행되는 중앙 집중화된 방법이다. 제6도 및 제7도에 도시된 바와 같이, 기지국은 주기 A 및 B에 대한 큐 길이(그 주기 내에서 전송되기 위한 소통 대기)에 기초하여 주기의 길이를 계산한다. 기지국은 아래에 기술되는 바와 같이 2 개의 변수 QA 및 QB를 유지한다. 제6도에 도시된 바와 같이, 기지국은 주기 A 내에서 전송되어야 할 외부행 대기 패킷의 총 수를 나타내는 변수 QA를 블록(159)에 유지한다. 기지국에 의해 블록(160)에서 전송을 위하여 수신된 각각의 새로운 외부행 데이타 메시지에 대하여, QA는 블력(161)에서 관련된 버퍼에 전송하기 위하여 필요한 패킷의 수 만큼 증가한다. 블록(162)에서 주기 A에서 전송된 각 패킷에 대하여, 블록(163)에서 그 패킷이 이동국에 의해 성공적으로 수신된 경우에는, (즉 확인 응답이 수신되면) QA는 블록(164)에서 1 만큼 감소된다. 블록(163)에서 그 패킷이 성공적으로 수신되지 못했다면, 블록(160)으로 복귀한다.
제7도에 도시된 바와 같이, 기지국은 B 주기 내에서 이동국으로부터 기지국에 의해 수신될 내부행 대기 패킷의 총 수를 나타내는 변수 QB를 블록(169)에 유지한다. 블록(170)에서 이동국으로부터 수신된 각각의 슬롯 할당 요청에 대하여, QB는 블록(171)에서 필요로 하는 슬롯의 수 만큼 증가한다. 블록(172)에서 B 주기에서 전송되는 각 패킷에 대하여, 블력(173)에서 결정된 대로 그 패킷이 성공적으로 기지국에 의해 수신되었다면, (즉 수신되었음이 통지되었다면) QB는 블력(174)에서 1 만큼 감소한다. 그렇지 않다면, (예를들어 전자파 장애 때문에 성공적으로 수신되지 않았다면) QB는 변화되지 않는다. 이런 단계를 거쳐서 블록(170)으로 복귀한다.
가변 경계 방법은 사용자에 의해 선택되는 2 개의 변수, TB_MIN 및 TC_MIN을 갖는다. 이러한 변수는 아주 적은 수치로 고정되거나, 소통 변화의 특성으로서 시간에 따라 변할 수 있다. TB_MIN은 B 주기 내에서 수신되기 위하여 대기중인 최소한의 TB_MIN 소통이 있는 때의, B 주기의 최소 길이로 정의된다. 즉, 최소 대역폭이 내부행 소통을 위하여 보존된다. C 주기 내의 슬롯의 수는 수치 TC_MIN에 의해 더 낮게 한정된다. 이러한 수치는 TB_MIN + TC_MIN/R TF가 되도록 선택된다.
각 프레임의 말기 (또한 동등하게 어떤 프레임의 초기)에, TA, TB 및 TC는 제8도에 도시된 대로 다음 방법에 따라서 설정된다. 기지국은 변수(QA, QB)가 블록(150, 151, 153)의 식에 따라서 놓여지고, 블록(152, 155, 156, 154)의 식에 따라서 TA, TB 및 TC를 계산하는 관라 체제를 확인한다. 소통이 없는 경우에 (즉, QA 및 QB가 0 인 경우) 프레임은 비워 있는 A 주기, 비워 있는 B 주기 및 TC = R * TF 인 C 주기를 포함한다. 기지국이 초기화 바로 직후에 방송을 시작한 때에 이러한 상황이 발생한다.
본 발명이 소통 변화에 신속하게 반응하는 것을 이해하기 위하여, 다음의 예를 고려하자. 기지국이 각 프레임에 대한 4 개의 새로운 외부행 패킷 QA 및 4 개의 새로운 내부행 패킷 QB를 수신하기 위한 전역(global) 요청을 수신할 수 있게 하는 배경 고정 소통이 있다고 가정하자. 또한, 시간 i에 16 개의 여분의 패킷의 외부행 최대 소통량이 기지국에 의해 수신된다고 가정하자. 그후에, 시간 j에 16 개의 여분의 패킷의 내부행 최대 소통량이 기지국에 의해 수신된다. 마직막으로, 시간 k에 내부행 및 외부행 최대 소통량의 결합이 기지국에 의해 수신된다. 표 1은 TF = 16, TB_MIN = 2, TC_MIN =4 라고 가정할 때, 3 주기의 크기가 시간에 따라 어떻게 변화하는지를 나타낸다. 간단히 설명하기 위하여, 본 예에서는 R = 1 이라고 가정한다.
외부행 소통 피크는 4 프레임 내에서 흡수되고, 내부행 소통 피크는 4 프레임 내에서 흡수되며, 그들의 결합은 8 프레임 내에서 흡수된다. 종래 기술 중 어떤 것은 고정된 크기의 주기에 의존하고, 따라서 소통 피크를 빨라 흡수할 수 없다. 예를들어, TA 및 TB가 6 슬롯으로 고정되면, 내부행 또는 외부행 소통 피크를 흡수하기 위하여 필요한 시간은 8 프레임이다. (즉, 가변경계 방법에 비하여 2 배가 길다.)
활동적인 이동국 수의 예측 방법
이동국으로부터의 피드백 정보 (즉, 재시도 비트)를 사용하여, C 주기 동안에 전송하려고 시도하는 (즉 활동적인) 이동국의 수, K의 예측을 조정하기 위한, 기지국에서 수행되는 적합한 알고리즘이 사용된다. 이 변수는 식, K = 1/p에 따라서 전송 확률, p를 결정하기 위하여 기자국에 의해 사용된다. p에 대한 이러한 선택이 슬롯 알로하 시스템 내에서 효율을 최대화한다는 것을 보일 수 있다. 프로토콜 시스템에 대하여 기술된 바와 같이, 기지국은 확률 p를 사용하여 C 주기의 주어진 미니-슬롯으로의 전송 여부를 통계적으로 결정한다. 본 방법의 중요한 특징은 다음과 같다.
본 방법은 기지국에 중앙 집중화되어 있다. 대개의 종래의 알고리즘은 분산된 알고리즘이 각 이동국에서 수행되는 백오프(backoff) 전략을 사용한다.
본 방법은 K를 예측하기 위하여 2 가지 정보를 사용한다.
1. C 슬롯 내에서의 성공적인 전송 확률의 측정. 특히, 한 프레임에 있어서, C 슬롯의 총 수에 대한 성공적인 전송이 발생한 C 슬롯의 수의 비율이 게산된다.
2. 이동국이 성공한 경우에 C 슬롯 내의 첫 번째 시도에서 성공할 확률의 측정. 이것은 프레임 내에서 성공적으로 전송되는 C 슬롯의 총 수에 대한 이동국이 첫 번째 시도에서 성공하는 C 슬롯의 비율이다. 이동국이 첫 번째 시도에서 성공하였다는 사실은 이동국으로부터 기지국으로 전송되는 패킷의 헤더에서 재시도 비트에 의해 표시된다.
상기 2개의 측정의 매우 가변적인 성질 때문에 평활 필터(smoothing filter)가 사용된다.
K의 예측은 평활 필터와 동일한 시간 상수를 사용하여 드물게 갱신된다.
기지국이 수신된 많은 패킷이 재시도되었다는 것을 탐지한 때, 기지국은 충돌을 감소시키기 위하여 K 값을 중가시킨다. (즉, 이동국에 의해 사용되는 p 수치를 감소시킨다.) 따라서, 효율이 향상된다. 이와는 달리, 재시도된 패킷이 적다는 것을 기지국이 안 경우에는, 기지국은 K 값을 감소시켜 (즉, p 값을 증가시켜) 이동국이 전송을 시도할 수 있는 슬롯의 수를 증가시키며, 따라서 효율이 향상된다. 기술된 예측 알고리즘에 있어서, 기지국은 K 값을 각각 2 또는 1/2 제곱 만큼 증가 또는 감소시킨다.
성능을 분석해 보면, 이동국의 수가 대략 45 개 이하인 경우, 5 개의 K 값, 2, 4, 8, 16 및 32 (즉, 이러한 K 값의 역수에 대응하는 5 개의 p 값)을 사용하면 성능이 거의 손실되지 않는 다는 것을 알 수 있다. 물론 본 기술은 이동국의 수가 45 개 보다 더 많은 경우에는 더 큰 2 제곱 값 (즉, 64, 128 등)을 사용하여 적용할 수 있다. 2 제곱 값을 사용하는 이유는 이러한 p 값은 후에 기술될 단순한 베르누이랜덤 변수 발생기를 사용하여 이동국에서 쉽게 구현할 수 있기 때문이다.
제9도의 K 예측 방법은 사용할 p 값, 예를들어, 1/2, 1/4, 1/8, 1/16 또는 1/32를 결정하여야 한다. p = 1/K 중 어떤 값이 사용되고 있는 지 확인하기 위하여 인덱스 I가 사용된다. 따라서, p = (1/2)1및 K=21인 경우에 I는 1,..., 5이다. 이러한 예측 방법은 제4도의 블록(108)에 도시된 바와 같이 각 프레임의 말기에 기지국에서 수행된다. C 주기의 초기에, 기지국은 2 개의 카운터, 즉 NSUC 카운터 및 NFRSTS 카운터를 0 으로 설정한다. NSUC 카운터는 기지국이 성공적으로 패킷을 수신하는 각 C 슬롯에 대하여 I 씩 증가된다. 비슷하게 NFRSTS 카운터는 재시도 비트가 0 인 성공적으로 수신된 패킷의 각 C슬롯에 대하여 1 씩 증가된다. 즉, 패킷 헤더는 재시도 비트라고 불리우는 제어 비트를 포함하는 데, 재시도 비트는 패킷이 첫 번째 시도에서 전송된 경우 0으로 설정되고, 패킷 전송이 한 번 이상 재시도된 경우에는 1로 설정된다. 따라서, NFRSTS는 주어진 C 주기 내에서 첫 번째 시도에서 성공한 패킷 전송의 수를 의미한다. C 주기의 길이 TC와 함께 이러한 2 가지 정보는 1) 성고의 확률, PSMEAS, 및 2) 첫 번째 시도에서의 성공 확률, PFMEASD을 계산하는 데 사용된다. 블록(200)에서 PSMEAS 및 PFMEAS가 계산되고, 블록(201)에서 NSUC가 0 보다 큰지 여부가 결정된다. 0 보다 큰 경우, 블록(202)에서 PSMEAS는 PSMEAS = NSUC/TC의 식에 따라서 계산된다. TC0이라고 가정되나 TC = 0 인 경우 PSMEAS는 0으로 설정될 수 있다. 블록(202)에서 PFMEAS는 식, PFMEAS = NFRSTS/NSUC에 따라서 계산된다. 프레임의 말기에 NSUC가 0이면, PFMEAS는 0으로 설정된다. PFMEAS를 0으로 설정하는 결정은 NSUC = 0인 상황에서 0보다 많은 이동국이 있다는 가정에 대응한다. 블록(201)에서 판단한 결과 NSUC가 0보다 크지 않다면, PSMEAS 및 PFMEAS는 블록(203)에서 각각 0으로 설정된다.
측정된 값, PSMEAS 및 PFMEAS는 활동적인 이동국의 수가 일정한 때 조차도 프레임에 따라 크게 변한다는 것을 위에서 알 수 있다. 이러한 변화는 성공확률 및 첫 번째 시도에서의 성공 확률을 더욱 신뢰성 있게 측정하기 위하여 블록(204)에서 평활 필터를 사용하는 것을 필요로 한다. 다음의 반복적인 필터링 공식은 이전 프레임 시간의 말기에서의 평활화된(smoothed) 예측과 현재의 측정을 사용하여 현재 프레임 시간의 말기에서의 새로운 완화된 예측을 제공한다.
PSHAT = (1 - ALPHA) * PSHAT + ALPHA * PSMEAS
PFHAT = (1 - ALPHA) * PFHAT + ALPHA * PFMEAS
PSHAT 및 PFHAT는 각각 성공 확률 및 첫 번째 시도에서의 성공 확률의 필터된 예측이다. 기지국의 초기화된 때, PSHAT 및 PFHAT 값은 0으로 초기화 된다.
모의실험 결과 ALPHA = 1/8의 값이 적절한 평활 성질을 나타내는 것으로 판명되었다. 이 ALPHA 값은 7.5 프레임의 필터 시간 상수에 대응한다. 다른 필터링 기술은 슬라이딩 윈도우스 방법(sliding windows method)를 포함할 수 있다. 상기에 기술된 필터링 공식의 이점은 구 측청치에 비하여 최근의 측정치에 더 많은 가중치를 부여한다는 것이다. 한편, 단순한 슬라이딩 윈도우 기술은 윈도우 내의 모든 데이타를 동일한 가중치로 처리한다.
필요한 필터는 대략 8 시간 프레임의 효과적인 래그(lag)를 도입하기 때문에, K의 예측은 단지 그 때에만 갱신되면 된다. 변수 TIMEL은 시간 프레임의 단위로 K 변수 갱신 주기를 나타낸다. TIMEL의 양호한 선택은, ALPHA의 제안된 선택에 대하여, 1/ALPHA 또는 TIMEL = 8 시간 프레임이다. 따라서, p = 1/K 값은 다음 예측을 만들기 위하여 새로운 정보가 수집되는 8 시간 프레임 동안 일정하게 유지된다. TIMEL의 값이 1/ALPHA 보다 작게 선택된다면, 매우 진동하는 행동이 나타날 수 있다. 이러한 드문 갱신 과정은 블록(205, 206, 207)에서 구체화된다. 기지국이 초기화된 때, 프레임 카운터 J는 블록(207)에서 0으로 초기화된다. 따라서, 첫 번째 TIMEL-1 프레임에 대하여 초기치 I는 변화되지 않으나, TIMEL-번째 프레임의 말기에서 프레임 카운터 값 J는 리세트(reset)되고 I 값은 블록(208)에서 갱신된다. 블록(208)에서 I를 선택하기 위하여 사용되는 절차가 제10도에 도시되어 있다. 이산 함수(discrete function) PSMIN(I), PFUP(I) 및 PFDWN(I)의 값이 표 2에서 보여진다. 기지국이 초기화된 때, I 값은 초기에 1 로 설정되는 데 이것은 블록(209)에 도시된 대로의 21의 초기 K값에 대응한다.
과거에 사용된 I의 값을 가지고, K 예측 방법은 제10도의 절차에 따라 TIMEL 프레임의 다음 그룹에 대하여 I-1, I 또는 I + 1 을 사용할 지 여부를 결정하기 위하여 현재의 예측, PSHAT 및 PFHAT를 사용한다. 블록(210)에서 PSHAT≥PSMIN(I) 이면, 어떠한 절차도 취해지지 않으며 현재의 I 값이 계속 사용된다. PSHAT PSMIN(I) 이면, PFHAT 값에 따라서 3 가지 경우가 발생한다.
1. 블럭(211)에서 PFHAT PFUP(I) 이면, I 값은 블록(213)에서 1 이 증가하여 K의 2 배가 대응한다.
2. 블럭(212)에서 PFUP(I) ≤ PFHAT ≤PFDWN(I) 이면, I 값은 변화하지 않으며, 블록(210)으로 복귀한다.
3. 블록(212)에서, PEDWN(I) PFHAT이면, I 값은 블록(214)에서 I이 감소하여 K의 절반 값에 대응한다.
표 2에 도시된 함수 값을 계산하기 위하여 분석적인 결과가 사용되었다. 이러한 결과는 일정한 수의 활동적인 이동국에 의한 슬롯 알로하 시스템의 분석에 기초하고 있다.
I는 1 이하로 감소될 수 없다는 것을 나타내기 위하여 PFDWN(I)는 1로 설정되었다. 또한, I는 K = 32 에 대응하는 값, 즉 5 보다 클 수 없기 때문에 PFUP(5)는 0으로 설정되었다.
본 예측 방법에 구체화된 기본적은 규칙은 예측기가 믿을만한 정보를 거의 가지지 않는 경우에는 작은 p에 대응하는 큰 K를 사용한다는 것이다. 예를 들어, 여러 프레임에 대하여 NSUC가 0이라면, 이것은 2 가지 상황에 기인한 것일 수 있다. 즉, 1) 활동적인 이동국이 없거나, 2) 활동적인 이동국이 많은 경우로서, 양자 모두 너무 큰 p값을 사용하기 때문에 충돌하고 있는 경우이다. 이러한 상황에서는 예측 방법이 NFRSTS를 0으로 설정하기 때문에, 그것은 상기 2)는 NSUC가 0인 이유라고 맹목적으로 가정하는 것이다. 활동적인 이동국의 수를 적게 예측하는 것 보다는 많게 예측하는 것이 더 낫기 때문에 상기의 것은 양호한 것이다. 비슷하게, 무선 매체에 의한 에러가 많다면, K 예측 방법은 활동적인 이동국의 수를 과도하게 예측하는 경향이 있을 것이다. 정보가 부족한 경우에는 이러한 것이 양호한 것이다.
표 2에 제시된 값을 얻기 위한 절차가 간단히 설명한다. 슬롯 알로하 시스템에 있어서, 한 슬롯에서 성공적인 전송이 발생할 확률, PS는 PS(K,p) = K * p(1-p)(K-1)이라는 것을 보일 수 있다. 이값 및 출력은 각 K에 대하여 p = 1/K를 사용하여 최대로 될 수 있다. 본 방법에서 p는 1/2, 1/4, 1/8, 1/16 또는 1/32 중의 하나를 취하며, 각각의 값은 각각 다른 I 값에 대응한다. 하난의 p값이 다른 값으로 변환되는 시기를 계산하기 위하여, PS에 대한 공식이 p의 다른 근접한 값과 동등한 PS 값을 나타내는 K 값을 찾기 위하여 사용된다. 상기 5 개의 p값에 대하여, 이러한 교차점은 K의 값이 2.71, 5.50, 11.05 ALC 22.14인 경우에 발생한다. 따라서, 이동국의 수가 6 내지 11이라면, PS를 최대로 하기 위해서는 p 값은 1/8이어야 하고, 이동국의 수가 12 내지 22이면, p값은 1/16이어야 한다. 이러한 교차점은 곡선, p = (1/2)1및 p = (1/2)(I+1)사이의 Kint(I)/In((1-(1/2)I)/(1-(1/2)(I+1))) + 1 에서 발생한다. 이러한 교차점에서의 PS 값은 표2 에서 PSMIN(I)를 계산하기 위하여 사용되고, 여기서 PSMIN(I) = PS(Kint(I),(1/2)I)이다.
표 2의 PFUP 및 PFDWN 값을 계산하기 위하여, 첫 번째 시도에서의 성공의 가능성, PF를 계산하며, 슬롯 알로하 시스템에 대하여 PF.((K,p),=(1-p)(K-1)이다. 이 공식을 사용하여, I = 1, 2, 3 및 4에 대하여 PFUP(I) = PF(Kint(I),(1/2)I)이고, I = 2, 3, 4 및 5에 대하여 PFDWN(I) = PF(Kint(I-1),(1/2)I)이다.
메르누이 랜덤 변수 발생기
P 값이 주어진 베르누이 랜덤 변수를 발생하기 위한 계산적으로 효율적인 메카니즘이 아래에 기술된다. 베르누이 랜덤 변수는 확률 p와 함께 1이고, 그렇지 않는 경우에는 0 이다. 본 방법은 p의 값을 어떤 이산 값(discrete values)으로 제한함으로써 계산의 단순성를 성취한다. 랜덤 비트의 스트림(steam)이 발생되고, 그 스트림 내에서 0과 1이 동일한 확률로 나타낸다. 대락 이러한 랜덤 비트의 스트림을 발생시키기 위한 몇 가지 방법이 공지되어 있다. 제11도에 도시된 바와 같이, 본 방법은 리니어 피드백 메카니즘의 쉬프트 레지스터가 사용된다. (제11도 블록(301) 참조) 쉬프트 레지스터의 각 클럭 사이클 동안 지시된 레지스터 비트의 2진 합이 합 포이트(300)에서 계산되고, 화살표로 지시된 대로 레지스터(301)로 쉬프트된다. 쉬프트 레지스터의 여러 위치에서의 비트는 룩-업 데이블(look-up table;302)의 주소를 사용하여 읽을 수 있다.
본 예에서, 쉬프트 레지스터 상의 탭(taps)은 쉬프트 레지스터로부터 최대길이의 시이퀀스를 얻는 원 다항식(primitive polynominal)의 사용에 대응한다. 제 12도에 도시된 예에서는 다항식, y8+y4+y3+y2+y+1이 사용된다. 이 경우, 쉬프트 레지스터 시이퀀스는 28-1 또는 255 클럭 사이클 동안은 반복되지 않는다. 더 긴 쉬프트 레지스터 길이가 더 긴 길이의 시이퀀스를 발생하기 위하여사용될 수 있다. 쉬프트 레지스터가 초기화된 때, 적어도 하나의 0이 아닌 값이 레지스터 비트 중에 로드(load)되어야 한다. 동시에 초기화된 이동국들이 동일한 램덤 비트의 시이퀀스를 발생하는 것을 방지하기 위하여, 다른 이동국의 쉬프트 레지스터는 그 장치에 유일한 식별 태그(예를 들어, IEEE 802 standards에서 사용된 48-비트 MAC 주소)로부터 유도된 값으로 초기화될 수 있다.
베르누이 랜덤 변수를 발생시키기 위하여 상기 랜덤 비트 스트림을 사용하는 2 가지 메카니즘이 기술된다. 제11도의 첫 번 째 메카니즘에서 테이블(302)는 쉬프트 레지스터(301)로부터 I비트를 취하여 p =j/2i에 대한 베르누이 랜덤 변수를 발생시킬 수 있다. 여기서, j= 1, 2, ..., 2i-1이다. 예를들어, I = 5 이면, 룩-업 테이블 방법은 p = 1/32, 2/32, ..., 31/32에 대한 베르누이 랜덤 변수를 발생시킬 수 있다. 신호 라인(303)에는 p = 5/32 에 대한 전송 신호를 발생시키기 위한 예가 보여진다. 블록(302)의 테이블에서, 5-비트 주소는 쉬프트 레지스터(301)로 부터 얻어지는 5 개의 2진 신호, X1, X2, X3, X4, 및 X5에 의해 결정된다. 각 주소 값에 대하여 라인(303) 상의 신호를 발생시키기 위하여 사용되는 저장된 2진수 값이 도시되어 있다. p = 5/32에 대한 전송 신호를 발생시키기 위하여, 32 개의 주소 중 단지 5개 만이 1로 설정된다. 쉬프트 레지스터(301)은 각각의 발생된 베르누이 랜덤 변수에 대하여 i 비트씩 쉬프트되어야 한다. 다음 메카니즘에서 알 수 있는 바와 같이, 더 작은 p 값 세트를 사용하면 계산은 더욱 단순해질 수 있다.
제12도의 두 번째 메카니즘에 있어서는, 랜덤 비트 스트림으로부터의 m 비트에 대하여 게이트(352)와 같은 논리 AND를 사용함으로써, p = (1/2)m에 대한 베르누이 랜덤 변수를 발생시킬 수 있다. 여기서 m은 정수이다. K 예측 방법에서 고려되었던 경우에 대하여, m값은 1, 2, 3, 4, 및 5가 사용되었다. 따라서, 각 C 주기 슬롯에 대하여, 쉬프트 레지스터는 (5 까지) m 비트 만큼 클록킹(clocking)될 필요가 있다.

Claims (50)

  1. 디지탈 데이타 무선 통신 시스템에서의 결합체(combination)로서, 각각이 송수신기를 포함하는 다수의 이동국 및 상기 다수의 이동국 각각의 송수신기와 무선 통신하기 위한 송수신기를 갖는 기지국을 포함하고, 상기 기지국은, 메시지와 데이타가 전송되는 기간인 다수의 프레임을 정의하기 위한 수단으로서, 상기 다수의 프레임 각각이 상기 기지국으로부터 상기 다수의 이동국으로 전송하기 위한 제1 시간 간격, 상기 다수의 이동국으로부터 상기 기지국으로 경쟁이 없이 전송하기 위한 제2 시간 간격, 및 상기 다수의 이동국이 상기 기지국으로 전송하기 위하여 경쟁 액세스하기 위한 제3 시간 간격으로 나뉘어진 정의 수단 및 상기 제3 시간 간격 동안 소정 이동국이 액세스를 얻을 수 있는 확률을 나타내는 제어 표시를 상기 기지국으로부터 상기 소정 이동국으로의 전송에 포함하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  2. 제1항에 있어서, 상기 제3 시간 간격은 다수의 부 시간 간격(sub-intervals)으로 나뉘어져 있으며, 상기 각각의 부 시간 간격 내에 이동국이 상기 기지국에 전송하기 위하여 액세스 경쟁을 할 수 있고, 상기제어 표시는 상기 제3 시간 간격의 소정 부 시간 간격에 이동국이 액세스를 얻을 수 있는 확률을 포함하는 결합체.
  3. 제2항에 있어서, 이동국으로부터 상기 기지국으로의 전송 내에 소정 데이타 전송이 재전송인지 아닌지의 여부를 나타내는 표시를 제공하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  4. 제3항에 있어서, 상기 제어 표시를 소정 프레임 내에서 상기 이동국 각각으로부터의 전송 내의 상기 표시에 관한 함수로써 계산하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  5. 제4항에 있어서, 상기 제어 표시는 각 프레임 마다 다시 계산되는 결합체.
  6. 제1항에 있어서, 상기 제어 표시를 액세스하기 위해 경쟁하는 이동국 수의 예측에 관한 함수로서 각 프레임 마다 변경하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  7. 제6항에 있어서, 상기 제3 시간 간격은 다수의 부 시간 간격(sub-interval)으로 나뉘어지고 상기 각각의 부 시간 간격 내에 이동국이 상기 기지국으로 전송할 수 있으며, 상기 제어 표시를 변경하기 위한 수단은 상기 제어 표시를 부 시간 간격의 총 수에 대한 이동국으로부터 상기 기지국으로의 성공적인 전송이 발생한 부 시간 간격의 수의 비율에 관한 함수로써 계산하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  8. 제7항에 있어서, 상기 제어 표시를 변경하기 위한 수단은 상기 제어 표시를 상기 프레임 내에 상기 기지국으로으 전송 시도에 성공한 이동국의 총 수에 대한 이동국이 첫 번째 시도에 상기 기지국으로의 전송에 성공한 부 시간 간격의 수의 비율의 함수로써 계산하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  9. 제6항에 있어서, 상기 프레임 각각은 고정된 길이를 가지고, 상기 3개의 시간 간격 각각의 기간을 시스템의 메시지 소통 부하의 함수로써 변화시키기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  10. 제9항에 있어서, 상기 제3 시간 간격이 선정된 최소 기간을 가지도록 하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  11. 제10항에 있어서, 상기제2 시간 간격 전송 시간이 선정된 임계치의 최소치 또는 상기 제2 시간 간격 상의 메시지 소통 부하를 위한 전송 시간 보다 더 크도록 하기 위한 수단 및 상기 제1 시간 간격 전송 시간이 상기 선정된 임계치의 최소치를 초과하는 각 프레임 내의 제2 시간 간격 전송 시간을 감축할 수 있는데 있어서 우선권을 갖도록 하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  12. 제9항에 있어서, 상기 3개의 시간 간격 각각은 슬롯으로 나뉘어지고, 제1 및 제2 시간 간격내의 슬롯은 그 크기가 동일하고 정규 크기 슬롯이라고 불리우며 각각이 하나의 무선 데이타 패킷을 수용하고, 상기 제3 시간 간격 내의 슬롯은 상기 제1 및 제2 시간 간격 내의 슬롯 보다 선정된 팩터 만큼 더 작은 미니-슬롯이고 이러한 미니-슬롯 각각은 하나의 제어 패킷을 수용하는 결합체.
  13. 제12항에 있어서, 상기 제1, 제2 및 제3 시간 간격 내의 슬롯의 수는 각각 TA, TB, 및 TC이고, 상기 선정된 팩터는 미니-슬롯에 대한 정규 크기 슬롯의 비율이며, 이러한 비율은 R:1으로 언급되는 결합체.
  14. 제13항에 있어서, 식 TF = TA + TB + TC/R에 따라서 고정된 프레임 크기 TF에 대하여 TA, TB 및 TC를 계산하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  15. 디지탈 데이타 무선 통신 시스템에서의 결합체로서, 각각 송수신기를 함하는 포함하는 다수의 이동국 및 상기 다수의 이동국의 각각의 송수신기와 무선 통신하기 위한 송수신기를 갖는 기지국을 포함하고, 상기 기지국은, 고정된 프레임 길이의 다수의 프레임을 정의하기 위한 수단으로서, 상기 프레임 각각은 3개의 주기 A, B, 및 C로 나뉘어지며, 각 주기는 슬롯으로 나뉘어지고 헤더를 포함하며, 상기 A 및 B 주기 내의 슬롯의 크기는 동일하고 정규 크기 슬롯이라고 불리우며 각각의 슬롯은 하나의 무선 데이타 패킷을 수용하고, 상기 C주기 내의 슬롯은 상기 A 및 B 주기 내의 슬롯 보다 선정된 팩터 만큼 더 작은 미니-슬롯이고 이러한 미니-슬롯 각각은 하나의 제어 패킷을 수용하며, 상기 A 주기는 상기 기지국으로부터 상기 다수의 이동국으로 통신하기 위한 것이고, 상기 B 주기는 상기 다수의 이동국으로부터 상기 기지국으로의 할당된 통신을 하기 위한 것이며, 상기 C 주기는 상기 이동국으로부터 상기 기지국으로 통신하기 위해서 경쟁에 의해 액세스하기 위한 것인 정의수단, 상기 A, B 및 C 주기 각각을 시스템 상기 메시지 소통 부하의 함수로써 변경하기 위한 수단, 및 제어 표시를 액세스하기 위해 경쟁하는 이동국 수의 예측에 관한 함수로써 프레임 마다 변경하기 위한 수단을 포함하며, 상기 C 주기에 이동국이 상기 기지국으로의 통신을 위한 액세스를 얻을 수 있는 확률을 나타내는 상기 제어 표시를 상기 A, B 및 C 주기 중 적어도 한 주기에 포함시키기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  16. 제15항에 있어서, 상기 제어 표시는 상기 C 주기 내의 소정 미니-슬롯에서 이동국이 액세스를얻을 수 있는 확률을 포함하는 결합체.
  17. 제16항에 있어서, 이동국으로부터 상기 기지국으로의 전송 내에 소정 데이타 전송이 재전송인지 아닌지의 여부를 나타내는 표시를 제공하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  18. 제17항에 있어서, 상기 제어 표시를 소정 프레임 내에서 상기 이동국 각각으로부터의 전송 내의 상기 표시에 관한 함수로써 계산하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  19. 제15항에 있어서, 상기 제어 표시를 미니 슬롯의 총 수에 대한 이동국으로부터 상기 기지국으로의 성공적인 전송이 일어난 미니-슬롯의 수의 비율에 관한 함수로써 계산하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  20. 제19항에 있어서, 상기 제어표시를 상기 프레임 내에 상기 기지국으로의 전송 시도에 성공한 이동국의 총 수에 대한 이동국이 첫 번째 시동에 상기 기지국으로의 전송에 성공한 미니-슬롯의 수의 비율의 함수로써 계산하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  21. 제20항에 있어서, 상기 C 주기가 선정된 최소 기간을 가지도록 하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  22. 제21항에 있어서, 상기 B 주기 전송 시간이 선정된 임계치의 최소치 또는 상기 B 주기 상의 메시지 소통 부하를 위한 전송 시간 보다 더 크도록 하기 위한 수단 및 상기 A 주기 전송시간이 상기 선정된 임계치의 최소치를 초과하는 각 프레임 내의 상기 B 주기 전송 시간을 감축할 수 있는데 있어서 우선권을 갖도록 하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  23. 제20항에 있어서, 상기 A, B, 및 C 주기 내의 슬롯의 수는 각각 TA, TB 및 TC이고, 상기 선정된 팩터는 미니-슬롯에 대한 정규 크기 슬롯의 비율이며, 이러한 비율은 R:1으로 연급되는 결합체.
  24. 제23항에 있어서, 식 IF = TA + TB + TC/R에 따라서 고정된 프레임 크기 TF에 대하여 TA, TB 및 TC를 계산하기 위한 수단을 포함하는 결합체.
  25. 각각이 송수신기를 포함하는 다수의 이동국 및 상기 다수의 이동국의 각각의 송수신기와 무선 통신하기 위한 송수신기를 갖는 기지국을 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템을 운영하는 방법에 있어서, 상기 기지국에서 메시지와 데이타가 전송되는 다수의 프레임을 정의하는 단계로서, 상기 다수의 프레임 각각이 상기 지기국으로부터 상기 다수의 이동국으로 전송하기 위한 제1 시간 간격, 상기 다수의 이동국으로부터 상기 기지국으로 경쟁이 없이 전송하기 위한 제2 시간 간격, 및 상기 다수의 이동국이 상기 기지국으로 전송하기 위하여 경쟁 액세스하기 위한 제3 시간 간격으로 나뉘어진 정의 단계, 및 상기 제3 시간 간격 동안 소정 이동국이 액세스를 얻을 수 있는 확률을 나타내는 제어 표시를 상기 기지국으로부터 상기 이동국으로의 전송에 포함하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  26. 제25항에 있어서, 상기 제3 시간 간격은 다수의 부 시간 간격으로 나뉘어져 있으며, 상기 각각의 부시간 간격 내에 이동국이 상기 기지국에 전송하기 위하여 액세스 경쟁을 할수 있고, 상기 제어 표시는 상기 제3 시간 간격의 소정 부 시간 간격에 이동국이 액세스를 얻을 수 있는 확률을 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  27. 제26항에 있어서, 이동국으로부터 상기 기지국으로의 전송 내의 소정 데이타 전송이 재전송인지 아닌지의 여부를 나타내는 표시를 제공하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  28. 제27항에 있어서, 상기 제어 표시를 소정 프레임 내에서 상기 이동국 각각으로부터의 전송 내의 상기 표시에 관한 함수로써 계산하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  29. 제28항에 있어서, 상기 제어 표시는 각 프레임 마다 다시 계산되는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  30. 제25항에 있어서, 상기 제어 표시를 액세스하기 위해 경쟁하는 이동국 수의 예측에 관한 함수로써 각 프레임 마다 변경하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  31. 제30항에 있어서, 상기 제3 시간 간격은 다수의 부 시간 간격으로 나눠어지고 상기 각각의 부시간 간격 내의 이동국이 상기 기지국으로 전송할 수 있으며, 상기 제어 표시를 변경하는 단계는 상기 제어 표시를 부 시간 간격의 총 수에 대한 이동국으로부터 상기 기지국으로의 성공적인 전송이 발생한 부 시간 간격의 수의 비율에 관한 함수로써 계산하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  32. 제31항에 있어서, 상기 제어 표시를 변경하는 단계는 상기 제어 표시를 상기 기지국으로의 전송 시도에 성공한 이동국의 총 수에 대한 이동국의 첫 번째 시도에 상기 기지국으로의 전송에 성공한 부 시간 간격의 수의 비율의 함수로써 계산하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영방법.
  33. 제32항에 있어서, 상기 프레임 각각은 고정된 길이를 가지고, 상기 3개의 시간 간격 각각의 기간을 시스템의 메시지 소통 부하의 함수로써 변화시키는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  34. 제33항에 있어서, 상기 제3 시간 간격이 선정된 최소 기간을 가지도록 하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영방법.
  35. 제34항에 있어서, 상기 제2 시간 간격 전송 시간이 선정된 임계치의 최소치 또는 상기 제 2시간 간격 상의 메시지 소통 부하를 위한 전송 시간 보다 더 크도록 하는 단계 및 상기 제1 시간 간격 전송 시간이 상기 선정된 임계치의 최소치를 초과하는 각 프레임 내의 제2 시간 간격 전송 시간에 비하여 우선권을 갖도록 하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  36. 제33항에 있어서, 상기 3개의 시간 간격 각각은 슬롯으로 나뉘어지고, 제1 및 제2 시간 간격내의 슬롯은 그 크기가 동일하고 정규 크기 슬롯이라고 불리우며 각각이 하나의 무선 데이타 패킷을 수용하고, 상기 제3 시간 간격 내의 슬롯은 상기 제1 및 제2 시간 간격 내의 슬롯 보다 선정된 팩터 만큼 더 작은 미니-슬롯이고 이러한 미니-슬롯 각각은 하나의 제어 패킷을 수용하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  37. 36항에 있어서, 상기 제1, 제2, 및 제3 시간 간격 내의 슬롯의 수는 각각 TA, TB 및 TC이고, 상기 선정된 팩터는 미니-슬롯에 대한 정규 크기 슬롯의 비율이며, 이러한 비율은 R:1으로 언급되는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  38. 제37항에 있어서, 식 TF = TA + TB + TC/R에 따라서 고정된 프레임 크기 TF에 대하여 TA, TB 및 TC를 계산하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  39. 각각의 송수신기를 포함하는 다수의 이동국 및 상기 다수의 이동국 각각의 송수신기와 무선 통신하기 위한 송수신기를 갖는 기지국을 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법에 있어서, 고정된 프레임 길이의 다수의 프레임을 상기 기지국에서 정의하는 단계로서, 상기 다수의 프레임 각각은 3개의 주기 A, B 및 C로 나뉘어지며, 각 주기는 슬롯으로 나뉘어지고 헤더를 포함하며, 상기 A 및 B주기 내의 슬롯의 크기는 동일하고 정규 크기 슬롯이라고 불리우며 각각의 슬롯은 하나의 무선 데이타 패킷을 수용하고, 상기 C 주기 내의 슬롯은 상기 A 및 B 주기 내의 슬롯 보다 선정된 팩터 만큼 더 작은 미니-슬롯이고 이러한 미니-슬롯 각각은 하나의 제어 패킷을 수용하며, 상기 A 주기는 상기 기지국으로부터 상기 다수의 이동국으로 통신하기 위한 것이고, 상기 B 주기는 상기 다수의 이동국으로부터 상기 기지국으로 할당된 통신을 하기 위한 것이며, 상기 C 주기는 상기 이동국으로부터 상기 기지국으로 통신하기 위해서 경쟁에 의해 액세스하기 위한 것인 정의 단계;
    시스템 상의 메시지 소통 부하의 함수로써 상기 A, B 및 C 주기 각각의 기간을 변경하는 단계; 및 액세스를 위하여 경쟁하는 이동국 수의 예측의 함수로써 프레임 마다 제어 표시를 변경하기 위한 수단을 포함하며, 상기 C 주기 내에 이동국이 상기 기지국으로 통신을 위한 액세스를 얻을 수 있는 확률을 나타내는 상기 제어 표시를 상기 A, B 및 C 주기 중 적어도 한 주기에 포함하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  40. 제39항에 있어서, 상기 제어 표시는 C 주기 내의 소정 미니-슬롯 내에 이동국이 액세스를 얻얼 수 있는 확률을 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  41. 제40항에 있어서, 이동국으로부터 상기 기지국으로의 전송 내의 소정 데이타 전송이 재전송인지 아닌지의 여부를 나타내는 표시를 제공하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스테의 운영 방법.
  42. 제41항에 있어서, 상기 제어 표시를 소정 프레임 내에서 상기 이동국 각각으로부터의 전송내의 상기 표시에 관한 함수로써 계산하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 ㅌ오신 시스템의 운영 방법.
  43. 제42항에 있어서, 상기 제어 표시를 미니 슬롯의 총 수에 대한 이동국으로부터 상기 기지국으로 성공적인 전송이 일어난 미니-슬롯의 수의 비율에 함수로써 계산하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  44. 제43항에 있어서, 상기 제어 표시를 상기 프레임 내에 상기 기지국으로의 전송 시도에 성공한 이동국의 총 수에 대한 이동국이 첫 번째 시도에 상기 기지국으로의 전송에 성공한 미니-슬롯의 수의 비율의 함수로써 계산하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  45. 제44항에 있어서, 상기 A, B, 및 C 주기 내의 슬롯의 수는 각각 TA, TB, 및 TC이고, 상기 선정된 팩터는 미니-슬롯에 대한 정규 크기 슬롯의 비율이며, 이러한 비율은 R:1으로 언급되는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영방법.
  46. 제45항에 있어서, 식 TF = TA + TB + TC/R에 따라서 고정된 프레임 크기 TF에 대하여 TA, TB 및 TC를 계산하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  47. 제44항에 있어서, 상기 C 주기가 선정된 최소 기간을 가지도록 하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운영 방법.
  48. 제39항에 있어서, 상기 B 주기 전송 시간이 선정된 임계치의 최소치 또는 상기 B 주기 상의 메시지 소통 부하를 위한 전송 시간 보다 더 크도록 하는 단계 및 상기 A 주기 전송 시간이 상기 선정된 임계치의 최소치를 초과하는 각 프레임 내의 상기 B 주기 전송 시간을 감축할 수 있는데 있어서 우선권을 갖도록 하는 단계를 포함하는 디지탈 데이타 무선 통신 시스템의 운용 방법.
  49. 디지탈 데이타 무선 통신 시스템에서의 결합체로서, 각각이 송수신기를 포함하는 다수의 이동국, 상기 다수의 이동국 각각의 송수신기와 무선 통신하기 위한 송수신기를 갖는 기지국으로서, 상기 다수의 이동국과 상기 기지국 사이에 정보가 전송되는 다수의 프레임을 정의하기 위한 수단을 포함하며, 상기 각 프레임의 일부는 상기 다수의 이동국이 상기 기지국으로 전송하기 위한 경쟁 액세스에 할당되는 기지국, 하나 이상의 이전 프레임에 있어서의 이동국으로부터의 전송에 관한 피드백 정보에 기초하여 전송을 시도하는 이동국 수에 대한 예측을 제공하기 위한 수단, 및 이동국이 소정 프레임 내에 전송할지 여부를 상기 예측의 함수로써 결정하는 수단을 포함하는 결합체.
  50. 디지탈 데이타 무선 통신 시스템에서의 결합체로서, 각각이 송수신기를 포함하는 다수의 이동국, 상기 다수의 이동국 각각의 송수신기와 무선 통신하기 위한 송수신기를 갖는 기지국으로서, 상기 다수의 이도국과 상기 기지국 사이에 정보가 전송되는 다수의 프레임을 정의하기 위한 수단을 포함하며, 상기 각 프레임의 일부는 상기 다수의 이동국이 상기 기지국으로 전송하기 위한 경쟁 액세스에 할당되는 가지국, 이동국으로부터 상기 기지국으로의 정보 전송 내에 상기 정보의 전송 시도가 이전에 있었는지 없었는지의 여부를 나타내는 표시를 제공하기 위한 수단, 하나 이상의 이전 프레임에 있어서의 이동국으로부터의 전송 내의 상기 표시에 기초하여 전송을 시도하는 이동국 수에 대한 예측을 제공하기 위한 수단, 및 이동국이 소정 프레임 내에 전송할지 여부를 상기 예측의 함수로써 결정하는 수단을 포함하는 결합체.
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