KR100981981B1 - 스케일러블한 다기능 네트워크 통신을 위한 시스템 및 방법 - Google Patents

Abstract

프리젠테이션 디바이스(23)와 서비스 제공자(43) 사이에서의 스케일러블한 다기능 네트워크 통신을 행하기 위한 시스템(10) 및 방법에 관한 것이다. 일군의 고객 구내 장비(CPE)(21) 유닛은 프리젠테이션 디바이스(23)에 결합되며, 헤드엔드 제어 컴퓨터(HCC)(38)는 CPE(21) 유닛으로부터 업스트림 메시지를 수신한다. 일군의 서비스 제공자 제어 서브시스템(SPCS)(45)는 HCC(38)와 서비스 제공자(43) 사이의 인터페이스를 수행한다. HCC(38)는 CPE(21) 유닛으로부터 메시지를 수신하여, SPCS(45)에 전송하고, HCC(38)는 SPCS(45)로부터 메시지를 수신하여 CPE(21) 유닛에 전송한다.

Description

스케일러블한 다기능 네트워크 통신을 위한 시스템 및 방법{SYSTEM AND METHOD FOR SCALABLE MULTIFUNCTIONAL NETWORK COMMUNICATION}

본 발명은 스케일러블 다기능 네트워크 통신을 위한 시스템 및 방법에 관한 것이다.

관련 출원

본 발명은, 2005년 3월 26일에, 발명의 명칭이 "Broadcast Spectrum Digital Pipe: A Scalable Medium Access Control Method"로 가특허출원되었으며, 출원번호 60/557,064호에 대한 우선권을 주장한다.

본 항목에 개시된 배경기술은 선행기술로서 성립될 수 없다.

통신 네트워크에는 많은 종류와 타입이 있다. 참조문헌으로서, 미국특허 5,390,181; 5,590,131; 5,936,949; 5,966,163; 6,278,713; 6,292,493; 6,370,153; 및 6,408,009가 인용될 수 있다. 또, 국제 PCT 특허출원 WO98/47236 및 WO96/33590을 참조하라.

그러나, 상기 특허문헌 중 어느 것에서도, 넓은 지역에 분산되어 있는 개인 가정과 상점 등의 구내(premises)에 저비용의 스케일러블한 다기능 네트워크 통신 기술을 제공하는, "라스트-마일" 문제(last mile problem)에 대해서는 개시하고 있 지 않다. 이와 관련하여, 어느 문헌도, 대도시나 시골에서 저비용의 양방향 디지털 통신 접속을 위한 통신 네트워크를 제공하는 것에 대해 성공적으로 제안하고 있지 않다.

최근의 광섬유 케이블 시스템의 경우 케이블을 가입자의 개별 구내에 각각 설치할 필요가 있다. 물론 이러한 작업은 설치에 비용이 많이 들고 시간이 많이 소요된다.

프리젠테이션 디바이스(presentation devices)와 서비스 제공자 사이의 스케일러블한(scalable) 다기능 네트워크 통신을 위한 시스템 및 방법을 개시한다. 고객 구내 장비(CPE: consumer premise equipment) 유닛의 그룹은 프리젠테이션 디바이스에 결합되고, 헤드엔드 제어 컴퓨터(HCC: headend control computer)는 CPE 유닛으로부터 업스트림 메시지를 수신하고, CPE 유닛에 다운스트림 메시지를 송신한다. 헤드엔드 제어 컴퓨터와 서비스 제공자 사이에서는 서비스 제공자 제어 서브시스템(SPCS: Service Provider Control Subsystem)의 그룹이 인터페이스를 행한다. 헤드엔드 제어 컴퓨터는, CPE 유닛으로부터 메시지를 수신하여, 서비스 제공자 제어 서브시스템에 전달하고, 헤드엔드 제어 컴퓨터는, 서비스 제공자 제어 서브시스템으로부터 메시지를 수신하여, CPE 유닛에 전달한다.

본 발명의 실시예는, 가정이나 그외 다른 구내에서의 사용을 위한 고객 구내 장비(CPE)와, 대도시나 그외 다른 지역에서의 사용을 위한 헤드엔드 컴퓨터 제어 및 서비스 제공자 제어 서브시스템을 포함하는 허브(hub) 사이에서 저가의 양방향 디지털 통신 접속을 위한 시스템 및 방법을 제공한다. 본 실시예의 방법은, 상기 언급한 도시에서부터 시골이나 그외 지리적 환경에 있는 다수의 상점 사이의 저가의 양방향 디지털 접속을 제공하는 것까지 포함하여, 다양한 배치와 응용을 포함하는 실시예 내에서, 저가의 양방향 디지털 접속을 위해 이용될 수 있다. 본 실시예의 방법은, 광범위한 물리적 매체, 실질적으로 공지되었거나, 유선, 광섬유, 전화 교환, LAN, 케이블, 위성 등을 포함하는 많은 물리적 계층 기술로 구현될 수 있다. 본 실시예의 방법은, 고정형 단말기 또는 이동형 단말기 등을 포함하는 다양한 단말기 기술로 구현될 수 있다. 현재 언급하고 있는 구체적인 매체는, 허브에서 대략 50 마일의 범위 내에 있는 가정이 서비스를 받을 수 있는 주파수 범위 내에서 동작하는 무선 매체이다. 본 실시예의 방법은, CPE 장비가 고정된 채널에서 고정된 방향으로부터 수신하고 고정된 방향에서 고정된 채널로 송신하기만 하면 되기 때문에, 저가의 CPE 장비로 구현될 수 있다.

본 실시예의 방법 및 시스템은, 매우 많은 CPE와 하나의 HCC 사이에서의 양방향 디지털 통신 접속을 단일 구성으로 제공하기 때문에, 단말기에 이용 가능한 액세스 시간이 단말기의 수가 증가함에 따라 평탄하게 감소된다는 점을 제외하고는, 단말기의 수는 제한되지 않는다. 본 실시예는 적절하고 실용적인 주파수 대역폭 내에서의 디지털 서비스로 많은 수의 CPE에 효과적으로 적용된다. 본 실시예의 방법은, 업링크 통신 용량의 할당을, 업링크 통신이 실시간으로 개발됨에 따라, 사용자의 필요에 응답하여, 제공할 수 있다. 본 실시예의 방법은, 본 방법이 규제하는 통신용 데이터의 목적이나 용도에 영향을 받지 않도록 할 수 있다. 본 발명의 목적은, 본 방법이 저비용으로 인터넷 액세스를 지원하는 것, 그외에도, 전화, 대화형 교육, 방송 텔레비전, 라디오, 및 일정 거리를 두고 디지털 통신이 필요한 실질적으로 모든 그외 다른 서비스가 지원될 수 있도록 하는 것이다.

본 발명의 실시예에 의하면, CPE의 프리젠테이션 디바이스는, 관련되어 있는 서비스 제공자 제어 서브시스템에 의해 나타내어 지는 것에 따라, 서비스를 직접 주고받을 수 있으며, 헤드엔드 제어 컴퓨터와 함께 배치될 수 있고, 다른 CPE의 프리젠테이션 디바이스와 서비스 제공자 제어 서브시스템을 통해 간접적으로 서비스를 주고받을 수 있다. 즉, 하나의 CPE로부터 다른 CPE로 전달되는 정보는, 소스 CPE(source CPE)로부터 헤드엔드로 전달되고, 헤드엔드로부터 서비스 제공자 제어 서브시스템으로 전달되며, 이 정보는 그 서비스 제공자 제어 서브시스템에 의해 다시 헤드엔드로 전달되고, 헤드엔드로부터 목적지 CPE(destination CPE)까지 다운스트림으로 전달된다.

본 실시예의 통신 시스템은, 본 발명의 방법을 자체적으로 지원하는데에 통신 용량 중 작은 부분만을 필요로 하도록 하여, 채널 용량을 효율적으로 이용하는 통신을 제공한다. 본 방법은, 네트워크의 CPE 중에서 또는 CPE와 서비스 제공자 서브시스템 사이에서 지연이 작은 데이터 전송을, CPE 사이에서 또는 네트워크와의 사이에서 전화 대화 및 영상 전송을 지원하는데 적절한 지연 제한 범위(delay limits) 내에서 지원할 수 있다.

본 발명의 시스템 및 방법은, 통상적으로 가정 및/또는 상점에 해당하는 다수의 CPE를 지원할 수 있다. 소정의 대역폭에서 지원될 수 있는 단말기의 수에 대해서는 엄격한 제한이 없다. 통상의 액세스 패턴을 가진 많은 사용자는, 효율적인 방법으로, 대역폭의 헤르츠 단위의 지원이 가능하다. 본 발명의 시스템 및 방법에 의하면, 단일의 허브로부터 다수의 사용자에게 범용의 고대역폭 양방향 디지털 접속이 이루어지도록 하기 위한 무선 매체를 실용적이며 효과적으로 이용할 수 있다. 50~800 MHz 범위의 방송 스펙트럼(broadcast spectrum)이 이러한 매체가 될 수 있다. 본 실시예에 의하면, 용량을 효과적으로 사용할 수 있다. 네트워크가, 이에 맞춰 설계된 트래픽 부하 레벨(traffic load level)에서, 이러한 부하 레벨의 부근에서 적당한 요동(fluctuations)을 가지고, 동작하는 경우, 업링크 채널 용량의 사용 효율은 90%와 100% 사이의 범위가 되며, 이러한 트래픽 부하를, 이하 본 명세서에서는 대상 네트워크(subject network)의 동작 포인트(Operating Point)라 한다. 효율(efficiency)은 몇몇 애플리케이션의 경우에는 고유한 값이 될 수 있는데, 이는 이러한 애플리케이션이 트랜잭션 동안 사용자에게 용량이 전용으로 할당되는 것을 피할 수 있기 때문이며, 이러한 전용의 할당을 일반적으로 회선(circuits)이라고 한다. 효율은, 제어 트래픽 오버헤드를 제한하는, 본 발명의 방법의 분산 제어에 의해 증가될 수 있다.

삭제

개시된 네트워크는, 트래픽 작업만을 수행하지 않도록 할 수 있으며, 부하에 대해 유연하게 대처할 수 있다. 개시된 방법을 이용하여 네트워크를 통해 전달하는 메시지의 지연은, 트래픽 부하를 감소시킴에 따라 감소될 수 있다. 통상적인 실시예에서 완전 부하 상태(fully loaded)인 네트워크를 통한 트래픽의 지연은, 전화 애플리케이션에 대한 민감도보다 작을 수 있다.

본 발명의 개시된 방법의 효율성은 전달되는 데이터의 용도에 의한 영향을 받지 않는다. 인터넷 액세스, 전화 액세스, 텔레비전 배급, 대화형 교육 및 그외 사회적인 서비스가 가정이나 그외 다른 구내까지 전달될 수 있다. 본 발명의 개시된 방법의 효율성은, CPE의 프리젠테이션 디바이스의 특성에 의해 영향을 받지 않는다. 이러한 디바이스는, 개인용 컴퓨터, 랩탑, 텔레비전 세트, 전화, 대화형 게임 단말기 등과 같은 주문형 디바이스 또는 상용의 디바이스(off-the-shelf devices)가 될 수 있다. CPE는 저비용으로 제조될 수 있다. CPE의 구성은 소프트웨어나 반도체로 간단하고 용이하게 구현할 수 있다.

본 발명의 개시된 실시예는 단순한 통신 장치를 필요로 한다. CPE는 단방향으로 통신을 수행하는 경우가 많다. 가장 단순한 실시예로서, CPE는, 수신을 계속해서 수행하지만, 인접한 채널에 대해서는 송신을 수행하는 경우도 있다. CPE는 항상 또는 거의 항상, 동일한 주파수를 동일한 대역폭으로 송신하고, 동일한 주파수를 동일한 대역폭으로 수신할 수 있다. 수신 주파수는 송신 주파수와 전혀 별개가 될 수 있지만, 그렇지 않을 수도 있다. CPE는 자기 자신의 또는 임의의 다른 CPE의 전송을 수신하여야 하는 것은 아니다. CPE는 HCC로부터의 수신만을 필요로 한다. 이러한 방식에 의하면, 몇몇 애플리케이션의 경우, 저비용의 송수신 구성이 가능하게 된다. 개시된 HCC 설계에 의하면 자체적으로 저비용의 구현이 가능하다.

본 발명의 개시된 실시예는 HCC 클록 및 CPE 클록의 동기화를 필요로 한다. 실시예는, 루즈(loose) 동기화(다중 비트) 또는 타이트(tight) 동기화(서브 비트)를 필요로 할 수 있다. 루즈 동기화가 필요한 경우, 채널을 메시지 단위로 동기화시키기 위해 헤더 정보가 이용될 수 있다. 타이트 동기화가 필요한 경우, 채널 동기화를 유지하는데에 헤더 정보가 필요하지 않을 수 있다. 본 발명의 개시된 실시예는, 변조 프로토콜 또는 서비스 프로토콜의 선택에 의해 영향을 받지 않는다. 케이블, 광섬유, 위성, 및 무선용으로 알려진 변조가 이용될 수 있다. 본 발명의 개시된 실시예는 고잡음 환경 또는 저잡음 환경에서 사용될 수 있다. 본 발명에 채널 부호화 기법을 결합시킬 수 있으며, 부호 동기화 데이터는 제어 메시지 또는 메시지 헤더에 포함될 수 있다.

삭제

본 발명의 개시된 실시예는, 서비스의 제어 및 특정 지연의 제어를 위한, 그리고 가능하면 메시지 손실을 위한 메시지 트래픽의 우선순위를 제공할 수 있다. 본 발명의 개시된 방법은, TCP/IP 또는 ATM 등에서 순간적인 트래픽 패턴에 의한 메시지의 "손실"이 허용되는 방식으로 구현될 수 있지만, 메시지 손실이 허용되지 않는 방식으로도 구현이 가능하다.

본 발명의 개시된 실시예의 시스템 및 방법의 구체적인 구성을 살펴보면, 프리젠테이션 디바이스와 서비스 제공자 사이에서 서비스 메시지에 의한 스케일러블한 다기능 네트워크 통신을 위한 기술이 제공된다. 복수 개의 프리젠테이션 디바이스는 단일의 CPE와 관련되며 통상적으로 공동 설치된다. 복수 개의 서비스 제공자 제어 서브시스템은 HCC와 관련되며 공동 설치될 수 있다. 본 발명은 기술은, HCC와 CPU 유닛 사이에서 제어 메시지를 이용하는 통신을 포함한다.

HCC는, CPE 유닛으로부터 업스트림 메시지를 수신하고, CPE 유닛에 다운스트림 메시지를 송신한다. 이러한 메시지 스트림은 무작위로 또는 순서대로 결합시킨 서비스 메시지 및 제어 메시지가 된다. CPE는, HCC로부터 다운스트림 메시지를 수신하고, HCC에 업스트림 메시지를 송신한다. 이러한 메시지 스트림은 무작위로 또는 순서대로 결합시킨 서비스 메시지 및 제어 메시지가 된다. 본 발명의 개시된 실시예에서, 업스트림과 다운스트림에서는 메시지만 전달된다.

또한, HCC는, 서비스 제공자 제어 서브시스템으로부터, 그리고 자체 내의 제어 애플리케이션으로부터 국부적으로 메시지를 수신한다. 또한, CPE는, CPE의 일부를 구성하는 서비스 인터페이스 모듈(SIM: Service Interface Module)로부터, 그리고 CPE 자체 내의 제어 애플리케이션으로부터 메시지를 수신한다. SIM은, CPE와 복수 개의 관련된 프리젠테이션 디바이스 사이의 인터페이스를 형성한다.

HCC는 CPE 유닛으로 전송할 메시지를 하나 이상의 전송 큐(Transmission Queue)로 정렬시킨다. HCC는, CPE로부터 수신되어 서비스 제공자 서브시스템과 내부의 제어 애플리케이션에 분배될 메시지를 여러 개의 수신 큐(Receive Queue)로 정렬시킨다.

CPE는 HCC로 전송할 메시지를 하나 이상의 전송 큐로 정렬시킨다. CPE는, SIM(그리고 프리젠테이션 디바이스)과 내부의 제어 애플리케이션에 분배될 메시지를 여러 개의 수신 큐로 정렬시킨다.

본 발명의 개시된 실시예에서 업스트림 트래픽을 관리하기 위한 수단의 일부를 제공하는 소정의 제어 메시지를 살펴보면, 몇몇 CPE, HCC 제어 애플리케이션 또는 서비스 제공자 서브시스템은, 업스트림에서의 전송 시간에 대한 요청을 개시할 수 있다. 이러한 요청은, 업스트림에서 시간의 구간을 얻기 위한 것이다. 일단 정해지면, 이러한 요청은 구간 요청(IR: interval request)이라고 불린다. 구간 요청(IR)은, 업스트림에서 IR 메시지(IRM)라 불리는 제어 메시지로 되며, 다운스트림에서는, 요청 큐 갱신 메시지(RQUM: Request Queue Update Messages)가 된다. 또한, IR은 HCC와 CPE에 상주하는 요청 큐(RQ: Request Queue)라 불리우는 구조가 된다.

구간 요청(IR)은, 서비스 제공자 제어 서브시스템이나 내부 제어 애플리케이션이 하나 또는 복수의 CPE로부터 전송될 하나 이상의 메시지를 위한 업링크상에서의 공간(space)을 제공하고자 하는 경우에, HCC에 의해 만들어진다. 구간 요청(IR)은, SIM 또는 내부 제어 애플리케이션이 송신될 메시지가 제공될 때 통상 CPE에 의해 만들어지지만, 요청을 행하는 CPE를 반드시 포함할 필요 없이, SIM 또는 내부 제어 서브시스템이 하나 또는 복수의 CPE에 의해 송신될 하나 이상의 메시지용의 업링크에 공간을 제공하고자 할 때 만들어질 수 있다.

CPE에 의해 만들어지는 IR은 IRM 내의 HCC에 전송된다. IRM은 CPE에 의해 형성되며, 알로하(Aloha) 슬롯이라 불리는 하나의 시간 부분 구간(sub-interval)에서 전송된다. IRM은 헤더를 갖는 IR로 이루어진다. 알로하 슬롯은 업스트림에서 버스트 형태로 나타난다. 이러한 버스트를 알로하 슬롯 버스트 구간(ASBI)이라 한다.

IR은 IRM 내의 CPE로부터 HCC에 도달하고, 다양한 로컬 소스로부터 도달한다. 이들 다양한 소스 IR은 HCC에서 IR 풀(IR Pool)에 수집된다.

HCC는 IR 풀로부터 IR 세트를 선택하는데, 통상적으로 존재하는 모든 IR을 선택하고, 이들은 요청 큐 갱신 메시지(RQUM)을 형성한다. RQUM은 IR을 CPE로 운반하는데, 이들이 운반하는 정보는 본 발명의 개시된 실시예로서 업스트림에서 트래픽을 예정하는 과정에서 이용된다.

본 발명의 특징들과 이러한 특징을 얻기 위한 방법은 명백할 것이며, 본 발명은 첨부 도면을 참조하여 이하의 본 발명의 실시예의 설명을 참조하여 이해될 수 있을 것이다.

도 1A는 본 발명의 실시예에 따른, 스케일러블한 다기능 네트워크 통신을 위한 시스템을 기호로 나타낸 블록도.

도 1은 도 1A의 시스템 중 헤드엔드 제어 컴퓨터를 개략적으로 나타낸 블록도.

도 2는 도 1A의 시스템 중 고객 구내 장비를 개략적으로 나타낸 블록도.

도 3.1, 3.2, 3.3은 도 1A의 시스템의 고객 구내 장비 유닛을 나타내는 블록도.

도 4는 도 1A의 시스템에 대한 다운링크 동기화 구조를 나타내는 도면.

도 5는 도 1A의 시스템에 대한 메시지 포맷을 나타내는 도면.

도 6.1 및 6.2는 도 1A의 시스템에 대한 구간 요청을 나타내는 도면.

도 7.1 및 7.2는 도 1A의 시스템에 대한 요청 큐를 나타내는 도면.

도 8은 헤드엔드와 단일의 고객 구내 장비의 요청 큐에서 소정의 상태에 대한 존재 시간을 나타내는 도면.

도 9는 도 1A의 시스템에 대한 요청 큐 동기화에 대한 흐름도.

도 10은 도 1A의 시스템에 대한 고객 구내 장비 전송 스케줄러의 흐름도.

도 11 내지 도 19는 본 발명의 실시예를 이해하는데 이용되는 도면.

이하 도면을 참조하여, 특히 도 1A, 도 1 및 도 2를 참조하면, 본 발명의 실시예에 따라 스케일러블 다기능 네트워크 통신 시스템(10)이 구성되고, 이러한 시스템에 의해, 널리 분포된 지리적 영역에 걸처, 고객 구내(12, 14, 16, 18) 등의 고객 구내의 그룹 사이에서 통신이 이루어진다. 각각의 구내(premise) 또는 건물은, CPE 제어 컴퓨터(22)를 구비하는 CPE(21)를 수용하고 있다. CPE(21)는 도면부호 23으로 그 전체를 나타내는 적어도 하나의 프리젠테이션 디바이스와 접속하여 통신을 수행한다. 디스플레이 디바이스(23)는 가입자 인터페이스 모듈(SIM)(30)을 통해 CPE 제어 컴퓨터(22)에 접속된 텔레비전 세트(25)를 포함할 수 있다. 마찬가지로, 개인용 컴퓨터(27)는 SIM(26)을 통해 CPE 제어 컴퓨터(22)에 접속될 수 있다. SIM(33)에 의해 CPE 제어 컴퓨터(22)에 각각 접속되는 다른 프리젠테이션 디바이스(32)도 있을 수 있다.

CPE(21)는, 사용되고 있지 않은 채널을 통해 UHF 등의 적절한 무선 주파수로 전송이 가능한 송신탑(36)과 무선 통신을 수행하기 위한 안테나(34)를 포함한다. 이 송신탑(36)에 헤드엔드 제어 컴퓨터(HCC)(38)가 전기적으로 접속됨으로써, 도면부호 21로 표시된 CPE 등의 CPE가 HCC(38)에 대해 업스트림으로 통신할 수 있다. HCC(38)는 각각의 CPE와 다운스트림으로 통신할 수 있다. HCC(38)는, 송신탑(36) 부근에 위치해 있는 구내 또는 건물(41) 내에 수용될 수 있다.

HCC(28)는, 도면부호 43으로 그 전체를 나타내는 적어도 하나의 서비스 제공자와 접속하여 통신을 수행할 수 있다. 도면부호 45로 전체를 나타내는 서비스 제공자 제어 서브시스템(SPCS)의 그룹은, 서비스 제공자(43)와 HCC(38) 사이의 인터페이스를 제공한다. 이러한 인터페이스는, 네트워크에 입력되고 네트워크로부터 출력되는 데이터를 위한 포맷을 변경하고, 네트워크 측에서는 데이터가 메시지 형태로 제공되며, 서비스 측에서는 데이터가 서비스에 대해 관용의 타이밍과 형태로 제공된다. 이와 관련하여, SPCS(47)는 HCC(38)를 텔레비전 방송 센터(49)에 상호접속시킨다. 마찬가지로, SPCS(52)는 인터넷 서비스 제공자(ISP) 제어 센터(54)와 HCC(38) 사이의 인터페이스로서 기능하고, SPCS(56)는 전화 교환 또는 상호접속 위치(POP: point-of-presence)(58)와 HCC(38) 사이의 인터페이스로서 기능한다. SPCS(61)는 특정되지 않은 용도의 추가적인 서비스 제어 센터(63)와 HCC(38) 사이에서 인터페이스로서 기능하여, 대표적인 특정되지 않은 디바이스(32)에 메시지를 제공한다. SPCS는 건물(41) 내의 HCC(38)에 위치할 수 있으며, SPCS의 서비스 제공자 운영 센터 등과 같은 그외의 장소에 위치할 수도 있다는 것을 알아야 한다.

헤드엔드 제어 컴퓨터(HCC)는, CPE(21) 등의 CPE로부터 송신탑(36)을 통해 메시지를 수신하는 수신 라우터(RX)(65)를 포함한다. HCC(38)는, 송신탑(36)을 통 한 다운스트림으로 CPE로의 메시지의 전송을 예정하기 위한 전송 스케줄러(67)를 더 포함한다. 마찬가지로, CPE(21)는 HCC로부터 로컬 안테나(34)를 통해 메시지를 수신하는 수신 라우터(74)를 포함한다. CPE(21)는, 로컬 안테나(34)를 통해 업스트림으로 HCC로의 메시지의 전송을 예정하기 위한 전송 스케줄러(82)를 더 포함한다.

HCC(38)(도 1 참조)에서, CPE로부터 수신 라우터(65)를 통해 메시지가 수신되면, 메시지가, 수신 라우터(65)로부터, 도면부호 70으로 전체적으로 표시된 메시지 수신 큐로 전송된다. 이 메시지 수신 큐의 내용은, 내부 제어 프로세스[예컨대, 마스터 IR 풀(Master IR Pool)(71)을 감시하는 것]로 전달되거나, 각각 적어도 하나의 I/O 수신 큐(73)를 갖는 SPCS(45) 등의 SPCS 중 하나에 전달된다.

서비스 허가 제어 기능부(SACF: Service Admission Control Function)는 시스템에 입력되는 메시지, 즉 네트워크를 통해 전송되는 메시지를 위한 게이트웨이에 해당한다.

HCC(도 1 참조)에서, IR은 IRM에 의해 CPE로부터 IR 풀(IR Pool)에 도달한다. 이와 관련하여, 제어 애플리케이션(CNTL APPS)(69)은, IRM에 대해 지정된 메시지 수신 큐(70) 내의 메시지로부터 IR을 추출하여 마스터 IR 풀(71)에 위치시킨다. 때때로, 요청 관리자(75)는 마스터 IR 풀(71)에서 IR을 선택하는데, 통상적으로 마스터 IR 풀에 있는 모든 IR이 선택되며, 선택된 IR은 요청 큐 갱신 메시지(RQUM) 내에 배치되고, 이후 전송 큐 내에 배치된다. 전송 스케줄러(67)는, 도면부호 80으로 전체를 나타내는 전송 큐 중 어느 하나로부터, 본 발명에 따라 전송 되는 메시지를 획득하고, 이들 메시지의 전송을 개시한다. RQUM이 전송 큐(80)로 전송되면, RQUM의 사본이 요청 삽입 알고리즘(request insertion algorithm)(83)에 의해 마스터 요청 큐(Master RQ)에 삽입된다.

마스터 클록(MSTR CLK)(85)은 HCC(38)의 동작을 제어한다. 이 클록에 CPE가 동기화된다.

CPE에서, 도 2에 도시된 바와 같이, 수신 라우터(74)는 HCC(38)로부터 메시지를 수신하고, 이 수신한 메시지를 메시지 수신 큐(77)에 전송한다. 서비스 메시지는 메시지 수신 큐(77)로부터 SIM(26) 등의 SIM에 직접 전송된다.

허가 제어 기능은 네트워크로 들어가는 메시지의 흐름을 통제할 뿐이다. 이 허가 제어 기능은 네트워크로부터 나오는(SIM으로 들어가는) 수신된 메시지에 대해서는 작용하지 않을 수 있다.

도면부호 77로 표시된 것과 같은 제어 메시지 수신 큐에 수신되는 제어 메시지는, 다양한 내부 제어 애플리케이션(76)으로 전달된다. 특히, RQUM은 요청 큐 삽입 알고리즘(79)에 대해 예정된 메시지(가능한 다른 것들 중에서)를 운반하는 큐로의 경로가 설정된다. RQ 삽입 알고리즘(79)은 수신된 RQUM에 포함된 IR을 로컬 요청 큐(Local RQ)(78)에 위치시킨다. 로컬 RQ(LCL RQ)(78)는 HCC(38)로 향하는 업스트림으로 메시지를 송신하기 위한 전송 스케줄러(82)를 순차로 배치하는 기능을 수행한다.

전송 스케줄러(82)는, 부차적인 기능으로서, 특정의 메시지를 전송하기 위해 특정 크기의 업스트림 구간에 대한 요청이 이용되도록 한다. 이러한 요청은, IR로서 포맷화되고 로컬 IR 풀(88)에 수집되는데, 이 과정은 HCC(38)에 전송될 요청을 위한 업스트림 공간을 이용할 수 있을 때까지 수행된다. 요청을 운반하기 위한 업스트림 공간을 알로하(Aloha) 슬롯이라 한다. 알로하 슬롯의 버스트는 업스트림에서 때때로 발생한다. 이러한 버스트는 단일 구간 내에서 형성되는 것으로서, 알로하 슬롯 버스트 구간(ASBI: Aloha slot burst interval)이라고 한다. 전송 스케줄러(82)는, ASBI 내의 하나 또는 여러 개의 요청을, 임의로 선택한 슬롯에 위치시킨다.

삭제

사용에 있어서, 전화 호출이 CPE(21)와 관련된 표준 전화를 이용하여, 통상적인 방법으로 다이얼링을 행하는 호출자에 의해 개시되는 경우를 가정한다. 전화기로부터의 신호는, 전화 서비스 제공자와 관련된 SCPC에 전송되는 메시지를 형성하는 관련 SIM으로 이동한다. 이 메시지는 설정이 이루어지는 호출을 설명하는 서비스 데이터의 패킷을 포함한다. 이 메시지를 전송하기 위하여, CPE(21)는 메시지를 위한 업스트림 구간을 요청하는 헤드엔드 HCC(38)에 IR을 전송하여야 한다. IR을 전송하기 위하여, CPE(21)는 알로하 슬롯을 이용하여야 한다.

헤드엔드 HCC(38)가 추가의 IR 요청을 수집하기로 결정하는 때에, 알로하 슬롯이 이용 가능하게 된다. 이 경우, 헤드엔드 HCC(38)는 ASBI를 위한 IR을 자체적으로 작성하고, IR을 마스터 IR 풀(71)에 추가한다. 때때로, HCC(38)는, 업스트림에서의 전송을 예정하는데 이용되는 요청 큐(71, 78)에 요청을 추가하기 위하여, 다운스트림으로 요청 큐 갱신 메시지(RQUM)를 전송하기로 결정한다. RQUM은 IR 풀 에서의 통상적으로 모든 IR로부터 형성되는데, 우선순위 또는 트래픽 제어의 이유 때문에, 현재 IR의 서브세트가 선택될 수 있다.

현재의 전화 호출 IR이 CPE(21) 내의 로컬 IR 풀에 위치하는 동안, HCC(38)는 ASBI를 요청하는 IR을 형성한다. 이 IR은 RQUM에 배치되어 모든 CPE로 전송된다. 요청된 ASBI는, IR 메시지의 전송을 시도하는데 이용하기 위하여, CPE(21)에 대해 이용 가능한, 예컨대 64개의 알로하 슬롯을 가질 수 있다.

RQUM을 수신하면, CPE(21)는 자신의 RQ(78)를, ASBI 요청을 포함하여, 수신한 IR로 채우고, 알로하 슬롯 버스트 구간이 예정되었다는 것을 알리는 RQ(78)의 상단에서 이러한 특정 요청의 출현을 대기한다. 버스트 구간에 도달하면, CPE(21)는 자신의 IR 풀에서 전화 호출 IR을 대기한다. CPE(21)는, ASBI 내의 알로하 슬롯 중 하나를 무작위로 선택하여, IR을 헤더에 추가함으로써 작은 메시지(IRM)에 위치시키고, 그 IRM을 선택된 알로하 슬롯에 위치시킬 수 있다. IRM은 전화 호출 패킷 메시지를 운반하기 위한 구간에 대한 요청을 포함한다. 알로하 슬롯을 선택하기 위한 기술에는 알려진 종류가 많다는 것을 알아야 한다.

RQUM은, 자신의 클록(91)과 RQ(78)를 HCC의 클록(85)과 RQ(71)에 동기시키는 것을, CPE(21)가 확인하도록 하는 데이터를 갖는 헤더를 포함한다. CPE(21)가 HCC(38)와 동기화되지 않는다면, 전화 호출의 송신을 지연시키는 것 등에 의해 다시 동기화될 때까지 CPE에 의한 전송은 이루어지지 않는다.

전송된 전화 호출 패킷 IRM은 다른 IR 송신기에 의한 경쟁이나 노이즈에 의해 손상을 입을 수 있다. 어느 경우에서나, 전화 호출 패킷 IRM은 HCC(38)에 수신되지 않으며, IR은 마스터 IR 풀(71)에 진입할 수 없게 되며, CPE(21)에서 RQUM 내에 다시 수신되지 않게 된다. 요청을 행하는 CPE는, 이러한 IR이 RQUM(또는, 실시예에 따라, RQUM의 세트 중 어느 하나)에 도달하여야 하는 때를 알고 있으며, 요청을 행하는 CPE(21)가 자신의 IR을 분실하였다고 판정하면, IR의 재송신을 포함할 수 있는 적절한 경쟁 해결 알고리즘으로 되돌린다. CPE(21)에 의해 전송된 IR은, 안전한 수신이 확인될 때까지, 있을지 모르는 재송신을 위해 보존될 수 있다.

헤드엔드 HCC(38)에서는, 서브젝트 IR 요청을 포함하는 IRM이 수신되고, IR이 IRM으로부터 언로드되어 IR 풀(71)에 위치된다. 헤드엔드 HCC(41)에서, 총 64개의 미니 슬롯(mini slots)이 수신되었다고 판정되면, CPE(21)로부터 IR 요청과 같은 정보를 포함하는 슬롯이, 필요에 따라, 임의의 바람직한 알고리즘에 의하여 정렬 및 배치될 수 있다. 예를 들어, 64개 중 30개의 미니 슬롯만 메시지를 포함하고 있다고 가정하면, 총 30개의 메시지가 메시지 전송 큐(80)로 전달되며, 이 경우 IR 풀(71)로부터의 다른 IR 메시지가 있다면 이 IR 메시지도 함께 전달된다. 따라서, IR 메시지의 시퀀스는 각 CPE에 다운스트림으로 전송되며, 이 시퀀스의 사본은 마스터 요청 큐(72)에 위치된다.

ASBI에 대한 IR이 상기 이벤트의 시퀀스에서 분배된 경우와 마찬가지로, 전화 호출 패킷과 관련된 IR을 포함하는 RQUM은 CPE(21)에서 수신하고, IR은 RQ 삽입 알고리즘(79)에 의해 로컬 IR 큐(78)에 배치된다. RQUM 삽입 알고리즘은 RQUM 내에 수신된 IR의 세트를 얻고, 이것을 RQUM 내의 알고리즘에 따라 배치한다. 가장 간단한 알고리즘은, RQUM에 있는 IR을 이들이 수신되는 순서대로 RQ의 뒤로 보내는 것이다. 그러나, RQ의 재동기화를 방지하지 못하는 것이면 어떤 알고리즘이라도 사용될 수 있다. 이에 의하여, 시간에 영향을 받는 메시지 요청이나 높은 우선순위를 갖는 메시지 요청을 RQ에 추가로 배치할 수 있게 된다.

CPE로 보낸 IR은 로컬 RQ(78)의 앞에서 순환하며, 그 시점에서, CPE(21)는 업스트림상의 메시지의 형태로 전화 호출 패킷을 HCC(38)에 전송한다. 이 첫 번째 전화 패킷의 내용은 전화 교환기에 의해 개시되는 호출에 필요한 모든 다이얼 숫자 정보를 포함한다. 이러한 점에 대해 개시된 복잡한 과정을 구현하는 데는, 몇 밀리 초(millisecond)와 같은 짧은 시간만을 필요로 한다는 것을 알아야 한다.

HCC(38)에서 수신이 이루어지는 경우, CPE(21)로부터 첫 번째 전화 호출 패킷을 포함하는 메시지가 수신 라우터에 의해 전화 교환기로 이 교환기와 관련된 서비스 제공자 제어 서브시스템(SPCS)(56)을 통해 송신된다.

교환기는 통상적인 수단에 의해 호출을 설정한다. 교환기는 목적지 측이 네트워크(10)의 외부에 있으면, 자신의 표준 POTS 시스템의 프로토콜과 처리 과정을 이용한다. 교환기는 목적지 측이 네트워크(10) 내에 있는 경우, 동일한 프로토콜과 처리 과정을 정확하게 이용한다. SPCS는, 네트워크가 통상의 전화 시스템의 일부로서의 교환기로 보이도록 하기 위해 네트워크와 교환기 사이를 중계한다. SPCS가 네트워크(10)의 내부에 있는 호출 참가자를 처리하는 것은, 교환기 동작을 참가자에게 전송할 적절한 메시지로 번역함으로써 이루어진다. 회의 호출 설정은, 본 발명의 개시된 실시예의 구조로서 당연한 것이며, 필요에 따라 SPCS에서 실현될 수 있다.

호출이 네트워크(10) 내의 당사자가 된다고 가정한다. 교환기가 벨을 울리기 시작하면, SPCS는 메시지를 다른 착신 측 구내(예컨대, 구내(14))에 보낸다. 이 메시지에 의해, 목적지에 있는 SIM(56)은 그 고객을 위한 전화를 울리게 된다. 그 결과로서의 양방향 대화가 디지털화되며, 유사한 방식으로 호출 측과 착신 측 사이에서 통신이 이루어지게 된다.

HCC

도 1을 참조하면, 헤드엔드 제어 컴퓨터(HCC)는, 하나의 장소에 위치하고 있으며, 디지털 컴퓨터를 포함할 수 있는, 하나 이상의 주문형 디바이스 또는 상용의 디바이스로 구현될 수 있다. HCC의 기능은 집적 회로를 포함하여 하드웨어, 소프트웨어 또는 이들의 조합으로 구성될 수 있다.

본 발명의 개시된 방법은, 네트워크에서의 데이터 트래픽을 조절하는데 이용된다. 이러한 트래픽은, 특정의 장소에 위치한 서비스 제공자 제어 서브시스템(SPCS)의 세트와 서로 떨어져 있는 많은 장소에 위치한 서비스 인터페이스 모듈(SIM) 사이에서 양방향으로 이동한다. SIM은, 멀리 떨어진 클라이언트 장소에 위치하며 본 발명의 방법을 이용하는 네트워크 접속 포인트와, 멀리 떨어진 클라이언트 장소의 근거리에 위치한, 개인용 컴퓨터, 텔레비전 세트, 전화 등의 프리젠테이션 디바이스(presentation device) 사이에서 데이터를 이동시킬 수 있는 하드웨어 및 소프트웨어 기능이다. 프리젠테이션 디바이스는 서비스 제공자의 제안을 이용하는 것과 관련된 정보를 제공 및 수신한다. SPCS는 HCC에 의해 전송된 모든 서비스 메시지의 소스(source)이며, HCC에 의해 수신된 모든 서비스 메시지의 도착 지(destination)이다. 명확히 나타나도록 하기 위하여, 도 1은 SPCS에 포함되어야 하는 이들 소자가 HCC와 연결되는 것을 나타내고 있지만, SPCS에 포함될 수 있는 다른 요소를 모두 도시하고 있지는 않다.

도 1에 도시된 바와 같이, 타원형으로 그린 부분은, HCC 제어 구조의 제어 애플리케이션을 위한 소정의 핵심 기능을 강조하기 위한 것이다. 이 제어 구조는 네트워크의 다운링크로 이동하는 데이터 트래픽을 조절하고, 네트워크의 CPE(고객 구내 장비)와 함께, 네트워크의 업링크로 이동하는 데이터 트래픽을 조절한다. 마스터 시스템 클록은 HCC에 위치하며, HCC와 CPE에 대한 시간 기준을 제공한다. 본 발명의 개시된 방법에서는, 실용적이고 유용한 구현을 위해 시간율(time-rate)을 필요로 한다. 시간은, 그 자체로서, 개시된 방법의 변화, 연장 또는 향상에 이용될 수 있다.

본 발명의 개시된 방법에서는, 정확한 전송 타이밍이 중요하다. 따라서, 메시지가 HCC에서 나오는 시간과 메시지가 물리적 매체에 도달하는 시간 사이의 지연을, 고정시켜서 미리 알고 있을 수 있다.

수신 라우터는, 입력되는 메시지를 수신하여, 도 1의 메시지 수신 큐에 제공하는 경로를 설정한다. SPCS용의 각 메시지에는, 적절한 SPCS에 의해 이용되는 특정의 메시지 수신 큐를 결정하는데 적절한 정보를 포함하는 헤더가 있다. 명확한 설명을 위해, 단일의 SPCS에 대한 인터페이스를 위해 하나 이상의 메시지 수신 큐가 있을 수 있다.

HCC에 의해 수신되는 제어 메시지는 하나 또는 둘 이상의 메시지 수신 큐에 의하여 제어 애플리케이션으로 향하는 경로가 설정될 수 있다. 특히, 모든 IRM 메시지는 메시지 수신 큐로 향하는 경로가 설정될 수 있으며, 이 메시지 수신 큐로부터 IRM 메시지가 마스터 IR 풀로 향한다.

SPCS 메시지 큐로 불리는 메시지 버퍼는, 서비스 메시지의 입력 및 출력을 위해 사용되며, SPCS 구조 내에 포함되어 있다. 이러한 메시지 버퍼는, 본 발명의 개시된 방법의 일부가 되지 않을 수 있지만, SPCS와 HCC 인터페이스에 제공될 수 있는 기능을 나타낸다. 이들 개체는, HCC를 통해 이동하는 서비스 메시지를 위한 개시점과 목적지를 나타낸다.

메시지 수신 큐와 메시지 송신 큐로 불리는 메시지 버퍼는 도면에 HCC의 일부로서 도시되어 있다. 이들 큐의 기능은 본 발명의 개시된 방법의 일부가 될 수 있다.

메시지 수신 큐는 서비스 메시지와 제어 메시지를 포함한다. 각각의 큐는 하나의 애플리케이션, 즉 서비스 애플리케이션 또는 제어 애플리케이션에 할당된다. 이 애플리케이션은 큐를 적절하게 이용한다(즉, 큐로부터 메시지를 얻는다). HCC 구현을 위해서는 메시지 수신 큐가 하나 이상 있어야 한다.

메시지 전송 큐는 서비스 메시지와 제어 메시지를 포함한다. 이들 큐는, 실시예에서, 특정의 우선순위 또는 타입을 갖는 메시지, 특정 타입의 특정 서비스로부터의 메시지, 또는 소정의 제어 애플리케이션으로부터의 메시지를 유지(hold)하도록 설계될 수 있다. 큐(queue)의 개수와 역할은 실시예에 따라 달라진다. 본 발명의 방법에서는, HCC에 메시지 전송 큐가 하나 이상 있을 수 있으며, 각 CPE에 하나의 메시지 전송 큐가 있을 수 있다.

HCC와 SPCS 사이의 인터페이스를 가로지르는 메시지의 이동이 도 1에 도시되어 있다. 전송될 서비스 메시지는 하나 또는 둘 이상의 메시지 전송 큐에 배치된다. 수신될 서비스 메시지는 하나 또는 둘 이상의 메시지 수신 큐로부터 얻는다. 추가의 제어 정보는 통상적으로 인터페이스를 가로질러 이동한다.

서비스-메시지 허가 제어 기능부(SACF)는, SPCS로부터 전송될 메시지를 선택하고, 이러한 메시지 전송의 길이 및 주파수를 조절하는 서버로서, 이들 인자(factors)가 본 발명의 실시예에서 요구하는 제한 범위 내에 포함되도록 한다. 명확한 설명을 위해, 각 SPCS로부터의 다운링크 트래픽을 제한하는 것은, 네트워크의 모든 다운링크 트래픽 패턴이 본 발명의 방법의 실시예에 대해 설정된 값들의 세트의 제한 범위 내에 포함되도록 하는 것이 요구되기 때문이다.

HCC에서의 제어 애플리케이션은 시스템 및 다른 제어 기능을 수행한다. 요청 관리자 및 RQ 삽입 알고리즘은 도시된 애플리케이션의 예이다. 본 발명의 개시된 방법의 특정 실시예에서 결정되는 그외 다른 모든 제어 활동은, 도시된 제어 애플리케이션 및 데이터베이스 영역 내에 포함된다.

RQUM 및 그외 다른 제어 메시지는 제어 애플리케이션에 의해 하나 또는 둘 이상의 메시지 전송 큐에 배치될 수 있다. 요청 관리자 제어 애플리케이션은 RQUM을 구성한다. IRM 및 그외 다른 제어 메시지는 제어 애플리케이션에 의해 하나 또는 둘 이상의 메시지 큐로부터 적절한 시기에 획득된다. 요청 관리자는 다운링크 상에서의 전송을 위해 작성한 RQUM의 사본을 RQ 삽입 알고리즘에 제공한다. 요청 관리자는 RQUM을 구성하기 위해 마스터 IR 풀에 수집된 IR을 사용한다. RQ 삽입 알고리즘은 요청 관리자로부터 IR을 수신하는 제어 애플리케이션이며, 수신한 IR을 설정한 규칙 및 과정의 세트에 따라 마스터 RQ에 배치한다. RQ 삽입 알고리즘은 또한 RQ와 관련된 시간 및 우선순위 데이터베이스를 유지한다.

마스터 RQ는 RQ 삽입 알고리즘에 의한 특정의 순서대로 배치된 IR을 보유하는 데이터베이스이다. 이 마스터 RQ는 RQ 삽입 알고리즘에 의해 개시되며, RQ 삽입 알고리즘에 의해 유지된다. 이러한 유지에는, 각 RQUM이 요청 관리자로부터 수신됨에 따라 IR의 우선순위와 IR 전송 시간을 조정하는 것을 포함한다. 명확하게 나타내기 위해, HCC에서는 RQ 동기화가 요구되지 않을 수 있으며, 동기화 알고리즘이 HCC에 제공되지 않을 수 있다.

CPE

도 2를 참조하면, 고객 구내 장비(CPE: Customer Premise Equipment)는 HCC 위치로부터 멀리 떨어진 장소에 위치하며, 디지털 컴퓨터를 포함할 수 있는, 하나 이상의 주문형 디바이스 또는 상용의 디바이스로 구현된다. CPE의 기능은 집적 회로를 포함하여 하드웨어, 소프트웨어 또는 이들의 조합으로 구성될 수 있다. CPE는 CPE 제어 컴퓨터(CPE CC)를 포함한다. 대부분의 실시예에서, CPE는 매체와 관련된 송수신 장치를 포함하며, 동일한 장소에 위치한 프리젠테이션 장비와의 인터페이스를 포함한다.

본 발명의 개시된 방법은 네트워크에서의 트래픽을 조절하는데 이용된다. 이러한 트래픽은, 서비스 제공자 제어 서브시스템(SPCS)의 세트(도 1 참조)와, 멀 리 떨어진 장소에 위치한 많은 SIM(서비스 인터페이스 모듈: Service Interface Module) 사이에서 양방향으로 이동한다. SIM은, 이들이 위치한 장소에 가까이 있는, 개인용 컴퓨터, 텔레비전 세트, 전화 등의 프리젠테이션 디바이스(presentation device)와 통신을 수행한다. SIM의 세트가 도시되어 있다. SIM은 CPE에 의해 전송된 모든 서비스 메시지의 소스(source)이며, CPE에 의해 수신된 모든 서비스 메시지의 도착지(destination)이다.

본 발명의 개시된 방법의 바람직한 실시예에서, SIM은 CPE CC를 포함하는 주문형 CPE 장치와 결합하여 사용하는 PC 카드와 유사한 물리적 매체이다. SIM이 프리젠테이션 디바이스의 일부가 되는 실시예도 있다.

제어 애플리케이션의 세트와 CPE CC의 데이터베이스가 도면에서 타원형으로 나타낸 부분에 포함된 것으로 표시되어 있다. CPE 제어 구조의 소정의 핵심 요소가 도시되어 있다. 이 제어 구조는 HCC와 함께 네트워크의 업링크로 통해 들어가는 트래픽과 네트워크의 다운링크를 통해 나오는 트래픽을 조절한다.

CPE에 위치한 로컬 시스템 클록은 CPE CC BSDP 기능을 위한 시간율[즉, 틱 레이트(tick rate)] 기준을 제공하는데 이용될 수 있다. 본 발명의 개시된 방법에서는, 실용적이고 유용한 구현을 위해 시간율(time-rate)을 필요로 한다. 시간은, 그 자체로서, 개시된 방법의 변화, 연장 또는 향상에 이용될 수 있다. 로컬 시스템 클록은 본 발명의 개시된 방법에서 마스터 시스템 클록에 동기될 수 있다.

도 2에는, CPE 단말기의 수신 서브시스템(수신 라우터)과의 인터페이스와, CPE 단말기의 송신 서브시스템(전송 스케줄러)과의 인터페이스가 도시되어 있다. 본 발명의 개시된 방법에서는 정확한 전송 타이밍이 중요한 요소가 될 수 있다. 따라서, 메시지가 CPE CC에서 나오는 시간과 메시지가 물리적 매체에 도달하는 시간 사이의 지연을, 고정시켜서 미리 알고 있을 수 있다.

수신 라우터는, 입력되는 메시지를 수신하여, 도 2의 메시지 수신 큐에 제공하는 경로를 설정한다. SIM용의 각 메시지에는, 적절한 SIM에 의해 이용되는 특정의 메시지 수신 큐를 결정하는데 적절한 정보를 포함하는 헤더가 있다. 명확한 설명을 위해, 단일의 SIM에 대한 인터페이스를 위해 하나 이상의 메시지 수신 큐가 있을 수 있다.

CPE에 의해 수신되는 모든 제어 메시지는 제어 애플리케이션으로 향하는 경로가 설정될 수 있다. 이것은 메시지 수신 큐에 의해 이루어진다. 특히, 모든 RQUM 메시지는 메시지 수신 큐로 향하는 경로가 설정될 수 있으며, 이 메시지 수신 큐로부터 IRM 메시지가 RQ 삽입 알고리즘으로 향한다.

도면에서 SIM으로 나타낸 것과 같은 메시지 버퍼는, 서비스 메시지의 입력 및 출력을 위해 사용된다. 이러한 메시지 버퍼는, 본 발명의 개시된 방법의 일부가 되지 않을 수 있지만, SIM과 CPE CC 사이의 인터페이스에 제공되어야 하는 기능을 나타낸다. 이들 개체는, CPE CC를 통해 이동하는 서비스 메시지를 위한 개시점과 목적지를 나타낸다.

메시지 수신 큐와 메시지 송신 큐로 불리는 메시지 버퍼는 도면에 CPE CC의 일부로서 도시되어 있다. 이들 큐의 기능은 본 발명의 개시된 방법의 일부가 될 수 있다.

메시지 수신 큐는 서비스 메시지와 제어 메시지를 포함한다. 각각의 큐는 하나의 애플리케이션, 즉 서비스 애플리케이션 또는 제어 애플리케이션에 할당된다. 이 애플리케이션은 큐를 적절하게 이용한다(즉, 큐로부터 메시지를 얻는다). CPE 구현을 위해, 메시지 수신 큐가 하나 이상 있을 수 있다.

메시지 전송 큐는 서비스 메시지와 제어 메시지를 포함한다. 이들 큐는, 실시예에서, 특정의 우선순위 또는 타입을 갖는 메시지, 특정 타입의 특정 서비스로부터의 메시지, 또는 소정의 제어 애플리케이션으로부터의 메시지를 유지하도록 설계될 수 있다. 큐의 개수와 역할은 실시예에 따라 달라진다. 본 발명의 방법에서는, CPE에 메시지 전송 큐가 하나 이상 있을 수 있다.

CPE CC와 SIM 사이의 인터페이스를 거치는 메시지의 이동이 도 2에 도시되어 있다. 전송될 서비스 메시지는 하나 또는 둘 이상의 메시지 전송 큐에 배치된다. 수신될 서비스 메시지는 하나 또는 둘 이상의 메시지 수신 큐로부터 얻는다. 추가의 제어 정보는 통상적으로 인터페이스를 거쳐 이동한다.

본 발명의 개시된 방법의 실용적이고 유용한 구현을 위해 SIM과 CPE CC 사이를 연결하기 위한 인터페이스 기술은 공지되어 있다.

서비스-메시지 허가 제어 기능(SACF)은, SIM으로부터 전송될 메시지를 선택하고, 이러한 메시지 전송의 길이 및 주파수를 조절하는 서버로서, 이들 인자(factors)가 본 발명의 실시예에서 요구하는 제한 범위 내에 포함되도록 한다. 명확한 설명을 위해, 각 SIM으로부터의 업링크 트래픽을 제한하는 것은, 네트워크의 모든 업링크 트래픽 패턴이 본 발명의 방법의 실시예에 대해 설정된 값들의 세 트의 제한 범위 내에 포함되도록 하는 것이 요구되기 때문이다.

명확히 하기 위하여, SACF 기능은 다운링크에서의 메시지 트래픽을 조절하기 위한 각 SCPC에 존재할 수 있으며, SACF 기능은 업링크에서의 메시지 트래픽을 조절하기 위한 각 SIM에 존재할 수 있다. CPE CC에서의 제어 애플리케이션은 시스템 및 그외 다른 제어 기능을 수행한다. RQ 동기화 알고리즘 및 RQ 삽입 알고리즘은 도시된 애플리케이션의 예이다. 본 발명의 개시된 방법의 특정 실시예에서 결정되는 그외 다른 모든 제어 활동은, 도시된 제어 애플리케이션 및 데이터베이스 영역 내에 포함된다.

IRM 및 그외 다른 제어 메시지는 제어 애플리케이션에 의해 하나 또는 둘 이상의 메시지 전송 큐에 배치된다. CPE 전송 스케줄러는 IRM을 구성한다.

RQUM 및 그외 다른 제어 메시지는 제어 애플리케이션에 의해 하나 또는 둘 이상의 메시지 큐로부터 적절하게 얻을 수 있다. 전송 스케줄러는, 하나 또는 둘 이상의 메시지 전송 큐로부터 전송될 메시지를 선택하고, 본 실시예에서 요구하는 모든 제한 범위 내에 포함되도록 보장하기 위해 이러한 메시지의 길이 및 주파수를 관리하는 서버이다. CPE용의 전송 스케줄러는, 본 발명의 개시된 실시예에 따라 CPE가 동기화될 때 메시지가 전송되도록 한다.

CPE 전송 스케줄러는 메시지 전송 큐에서의 다른 애플리케이션에 의해 입력되는 각 메시지용의 IRM을 구성한다. CPE 전송 스케줄러는 본 발명의 개시된 방법에 따라 알로하 슬롯을 이용하여 IRM의 전송을 관리한다. CPE 전송 스케줄러는, 메시지 전송 큐에서 IRM이 아닌 메시지의 전송을 예정하고, 이어서 로컬 RQ에서 제 공되고 국부적으로 결정됨에 따라 업링크 메시지 전송의 예정을 수행한다. RQ 삽입 알고리즘은, RQUM 내의 IR을 수신(메시지 수신 큐로부터 직접)하고, 수신한 IR을 설정된 알고리즘에 따라 로컬 RQ에 배치하는 제어 애플리케이션이다. RQ 삽입 알고리즘은 RQ와 관련된 시간 및 우선순위 데이터베이스를 유지한다.

RQ 동기화 알고리즘은, RQ와, RQ 동기화가 유지되고 있다는 것을 판정하기 위해 수신된 제어 데이터를 관리하며, CPE가 RQ 동기화에서 벗어나게 될 때 RQ 동기화를 설정하는 제어 애플리케이션이다. 로컬 RQ는 RQ 삽입 알고리즘에 의한 특정의 순서로 배치된 IR을 유지하는 데이터베이스이다. 이 로컬 RQ는 RQ 동기화 알고리즘에 의해 개시되며, RQ 삽입 알고리즘에 의해 유지된다. 이러한 유지에는, 각 RQUM이 요청 관리자로부터 수신됨에 따라 IR의 우선순위와 IR 전송 시간을 조정하는 것을 포함한다.

채널 구조

도 3A를 참조하면, 채널은 일련의 부호를 운반할 수 있는 전용의 물리적 매체이다. 본 발명의 개시된 방법을 이용하는 네트워크에서, 채널은 시간 구간으로 분할된다. 이러한 구간이 연속하는 바람직한 실시예에서, 하나의 구간에 바로 뒤이어 다른 구간이 후속한다. 다운링크와 업링크에서의 구간은, HCC 제어 회선에 의해 실시간으로 결정되는 가변 길이를 갖는다. 바람직한 실시예에서, 다운링크와 업링크는 상이한 채널로 이루어진다. 다른 실시예에서는, 다운링크 및 업링크의 정보가 동일한 채널로 전달된다.

채널 시간은, 구간이 여러 개 있는 경우에 추가로 분할될 수 있다. 이들 구 간은 슬롯으로 분할된다. BSDP 방법의 바람직한 실시예에서, 슬롯은, 구조를 명확히 나타내기 위해, 소정 타입의 구간에서 고정된 길이를 갖는다. 그러나, BSDP 방법에 의하면, 구간 내의 슬롯은 가변 길이를 갖는다. 슬롯은 단일의 구간 내에서 소량의 메시지를 수집하도록 제공된다. 이에 의하여, BSDP 방법에서의 채널 이용의 효율을 증가시키기 위한 수단이 제공된다.

본 발명의 개시된 방법을 위해 시간을 제공하는데 이용되는 클록은, 마스터 시스템 클록이다. HCC는 마스터 시스템 클록을 가지고 있다. CPE는 마스터 시스템 클록에 동기되는 로컬 시스템 클록을 가지고 있다(도 2 참조). 구간의 시간과 슬롯 경계는, 마스터 시스템 클록 시간을 기준으로 하고, 구간이 HCC에 있을 때, 즉 다운링크로 송신될 때, 그리고 업링크로 수신될 때, 측정된다. 본 발명의 개시된 방법에서, CPE는 HCC에서의 구간의 도달 시간을 계산하여 송신할 시기를 결정한다.

메시지는 구간과 슬롯으로 전송된다. 구간이 슬롯으로 분할되어 있어도, 구간당 하나의 메시지는 존재한다. 이 경우, 슬롯당 하나의 메시지가 있을 수 있다. 바람직한 실시예에서, 도 3A에 도시된 바와 같이, 부호 경계가 구간 경계를 가로질러 트래킹할 수 있는 정확도에 대해 타이밍이 유지되며, 메시지를 배치하는데 있어서의 타이밍 불확정성을 고려하기 위한 갭을 구간에서 필요로 하지 않는다. 또한, 바람직한 실시예에서는 하나의 메시지로부터 다음 메시지까지의 일관된 부호 변조를 가진 연속하는 다운링크 전송을 포함한다.

도 3.1에는 모든 메시지가 메시지 헤더 및 이와 관련된 부분으로 된 것으로 도시되어 있다. 이들 메시지 헤더는 취득 시퀀스(acquisition sequences)를 포함하는 것으로 도시되어 있다. 이러한 취득 시퀀스는 물리층에서의 변조의 속성을 수신 단말기가 취득하는 것을 지원하는데 이용된다. 메시지 헤더는, 본 발명의 개시된 방법에서, 다운링크 메시지에 필요하다. 취득 시퀀스는 다운링크에서의 몇몇 메시지에서만 필요로 하고, 이들의 정확한 위치는 특정의 실시예의 요구 사항에 따라 달라진다.

메시지 헤더는 업링크에서는 필요로 하지 않을 수 있다. 구체적으로, 취득 시퀀스는 시간별로 요구되지만, 제어 메시지의 본체나 메시지 헤더, 또는 이들 모두에 있을 수 있다.

도 3.2는, 본 발명의 개시된 방법에서, 메시지의 속성을 알기 위해 HCC에 대한 업링크에서의 대부분의 메시지에 메시지 헤더가 필요하지 않을 수 있다는 것을 강조하는 것이다. 본 방법에서 필요한 정보는 업스트림 메시지에서의 메시지 헤더에 있지 않아도 되는데, 이는 요구되는 정보가 이미 IRM에서 HCC로 전송되었기 때문이다. 따라서, 업링크 메시지 헤더의 목적만, 존재하는 경우에는, 획득을 지원하게 될 수 있다. 몇몇 매체의 경우에는 이것을 필요로 하지 않는다. 모든 매체의 경우, 부호 경계 트래킹이 구간 또는 슬롯 경계를 가로질러 유지된다면, 메시지 본체에서의 취득 이용 데이터에 의해, 처음 몇 개의 메시지 부호에 대해서만 높은 에러율을 가지지만, 부호화 및 인터리빙은 이러한 데이터를 복구하는데 이용될 수 있기 때문에, 메시지 헤더를 배제할 수 있다. 이에 의하여, 다운링크 메시지에서의 취득 촉진 시퀀스의 제거가 고려될 수 있다. 그러나, 다운링크 메시지에서는, 메시지를 성공적으로 포획하고 경로 설정하기 위하여 CPE에 대한 메시지 헤더에 소정의 데이터가 존재하여야 한다.

도 3.3은 구간에 갭이 있는 실시예를 나타낸다. 메시지 헤더를 배제함으로써, 도면에 있는 것이 업스트림 채널이라는 것을 나타낸다. 다운링크 채널도 이러한 타입의 실시예에서 유사한 갭을 허용할 수 있다.

도 3.4는, 메시지가 보호 공간을 갖는 구간 및 슬롯에 배치되고, 메시지가 각 메시지의 취득을 지원하는 메시지 헤더를 갖는, 채널 구성을 나타낸다. 이 보호 공간에 의해, 저가의 CPE 단말기를 가진 네트워크를 지원할 목적의 실시예에서의 업링크에서 발견될 수 있는, 메시지가 다소 부정확한 클록으로도 전송될 수 있다. CPE에서의 클록의 부정확성은, 다운링크에서의 전송이 단속적인 네트워크에서 발견되기도 하며, 로컬 시스템 클록이 마스터 시스템 클록의 값으로부터 벗어나는 환경을 만들게 된다. 이 실시예는, 단말기가 네트워크에 종종 결합되고 해제되거나, HCC에 의한 전송이 단속되는 경우의 다운링크에 적합한다.

다운링크 동기화

도 4를 참조하면, 메시지가 다운링크로 전달된다. 다운스트림 메시지는 메시지 헤더와 메시지 본체를 구비하여 이루어진다. 메시지 헤더는 DTA 데이터 구조를 포함할 수 있다. 본 실시예는 다운링크에서 메시지가 연속으로 전송되어야 하며(적어도 DTA 데이터 구조를 포함하는 메시지들 사이에서 메시지 세트가 운반되는 동안), 부호의 정렬이 메시지 경계를 가로질러 유지되어야 한다(즉, 메시지에서의 최종 부호의 끝의 경계가 다음 메시지의 처음 부호의 경계와 시간적으로 일치한다). 본 실시예가, 이러한 복조(demodulation) 방법이 관련되어 있는 네트워크 채널에서 하나의 부호에서 다음의 맞은편 메시지 경계까지 위상 조화(phase coherence)를 유지하는 것이 중요하다. 다만, 본 방법에서 필수적인 것은 아니다.

모든 다운링크 메시지는 메시지 길이와 어드레스를 최소한으로 포함하는 메시지 헤더를 가질 수 있다. 메시지 헤더는 다운링크 데이터와 포맷의 트래킹과 CPE 취득을 지원하기 위한 DTA 데이터 구조와 취득 시퀀스를 포함할 수 있다. 구체적으로, 취득 시퀀스는 주파수, 위상 및 부호 경계의 수신기에 의한 취득을 지원하기 위해 이용되며, 이러한 취득은 도면에서 나타내는 구간 경계의 취득과 관련되지 않을 수 있다.

헤더 내에서는 필드가 도시될 수 있지만, 반드시 앞에 올 필요는 없다. CPE가 다운링크 동기화할 시점에, 다운링크 부호 스트림을 취득한다. 따라서, DTA 데이터 구조는 메시지 헤더 내의 필드의 시퀀스에서 맨 처음 올 필요는 없다. 일부 실시예에서, DTA 데이터 구조는 메시지의 앞 부분으로부터 뒤로 어느 정도의 거리를 두는 것이 바람직할 수 있다. CPE는 이 필드에서 고유의 시퀀스를 검출하고 상관관계를 설정함으로써, 필드의 개시 지점과 종료 지점이 비트의 흐름에 있도록 정확하게 결정하게 된다. 이것은, CPE가 후속하는 모든 구간 경계를 결정하고, 이에 의하여 다운링크 동기화를 할 수 있도록 하는 표지이다.

다운링크에서의 각각 메시지 헤더는, 메시지의 개시 지점에 대해 고정되고 알려진 상대적인 위치에 메시지 길이 필드를 포함한다. DTA 데이터 구조를 포함하 는 메시지의 포맷은, DTA 데이터 구조의 끝과 메시지 길이 필드의 시작 사이의 비트의 수를 아는 한도까지, CPE가 알 수 있다. 따라서, CPE는 메시지 길이 필드를 액세스할 수 있다.

메시지 길이 값에 의해, CPE는 현재의 메시지의 본체의 위치를 산출하여 복호화할 수 있다. 또한, 메시지 길이 값에 의해, CPE는 현재의 구간과 다음 구간 사이의 구간 경계를 산출함으로써, 다운링크 동기화를 달성할 수 있다. 메시지 길이 필드는 자체적으로 구간 경계와 일치하는 메시지의 개시 부분에 상대적인 알려진 위치를 갖는다. 이에 의하여, CPE는 그 메시지의 종료 부분에 다음 메시지의 본체와 경계를 위치시킴으로써, 다운링크 동기화를 계속하게 된다.

메시지 포맷

도 5를 참조하면, 본 발명의 개시된 방법은 메시지의 다양한 필드의 특정 순서나 배치를 필요로 하지 않는다. 그러나, 메시지 헤더 데이터 필드와 하나 또는 둘 이상의 메시지 본체 필드는 메시지의 개시 부분에 대한 알려진 위치에 있을 수 있다. 예를 들어, 메시지 헤더 정보는 메시지 본체의 부분들 사이에서 알려진 방식으로 분산될 수 있다. 실질적으로, 최소의 메시지 본체 크기가 특정 실시예에서 설정될 수 있다고 하더라도, 본 발명의 개시된 방법에서는 메시지 본체의 크기가 보장되지 않는다. 따라서, 통상적으로, 메시지 헤더 정보는 메시지의 앞 부분에 배치될 수 있으므로, 다양한 필드의 위치는 메시지 본체의 크기와 별개로 알고 있을 수 있다. 메시지에서의 필드 배치의 유연성(flexibility)이 허용되는 한가지 예외가 있다. 이 유연성은 공지 기술의 문제점으로서, 취득 시퀀스는 본 방법과 관련된 물리 계층 기능을 지원한다. 본 실시예에서, 수신용 단말기가 물리 계층 취득을 달성하는 메시지를 복호화하는 것을 요구한다면, 취득 시퀀스는 먼저 메시지에 나타나야 한다. 본 발명의 개시된 방법에서의 메시지는 애플리케이션에 의해 제공되는 메시지 본체를 포함한다. 다운링크 메시지는 메시지 헤더를 포함하여야 한다. 업링크 메시지는, 실시예에 따라, 메시지 헤더를 포함할 수도 있다. 구체적으로, 모든 업링크 메시지는, 메시지에 관한 소정의 제어 정보를 갖는 IR과 연관되어 있다. 이 연관된 IR은, 다양한 제어 메시지에 의해 BSDP 방법에서의 네트워크의 모든 CPE와 HCC에 분산된다. IR에서의 정보는 본 발명의 개시된 방법의 기본적인 메시지 제어 기능에 적합하기 때문에, 업스트림 메시지에 메시지 헤더를 포함하지 않는 옵션을 구현할 수 있다.

이 메시지 헤더는, 나타낸 바와 같이, 시스템 제어 정보의 많은 수의 필드를 포함할 수 있다. 메시지 헤더에는 지정되지 않은 데이터 영역이 있는 것으로 나타내고 있다. 이들 영역은 다른 제어 정보를 나타내는 필드로 구성되며, 실시예 설계자는 개시된 방법에 의해 요구되는 것이 아니라 이 방법을 보강하는 정보를 갖도록 메시지 헤더를 이용하도록 선택할 수 있다. 이러한 제어 정보의 예는 시간에 따라 변하는 파라미터 세트이다. 이러한 파라미터는 CPE에서 시스템 제어 알고리즘에서 이용된다.

취득 시퀀스는 메시지 헤더의 개시 부분에 또는 메시지 헤더 내에 존재할 수 있다. 중요한 것은, 취득 시퀀스가 모든 메시지 헤더 내에 존재할 필요는 없다는 것이다. 취득 시퀀스는 제어 메시지의 본체 내에 존재할 수 있다.

DTA 데이터 구조는 다운스트림 동기화를 지원하기 위해 메시지 헤더 내에 존재할 수 있다. 다운링크 동기화 처리 과정에서, 다운링크 구간의 경계가 위치된다(구체적으로, 메시지 또는 메시지 시퀀스의 개시 부분의 경계가 위치됨으로써, 구간 경계의 결정이 만족스러운 정확도로 달성된다는 것을 의미한다).

어드레스는 다운스트림에 존재할 수 있다. 다운스트림에서, 이러한 어드레스는 어느 CPE(하나 또는 둘 이상)가 메시지를 수신하는지를 지정한다. 목적지 어드레스는, HCC가 모든 업스트림 메시지를 수신하기 때문에, 업스트림 메시지에 존재할 필요는 없다. 그러나, 업스트림 메시지와 관련된 어드레스 필드는, 일반적으로는 송신자이지만, HCC 또는 몇몇 다른 CPE도 될 수 있는 제어용 엔티티 어드레스를 지정한다. 이 제어용 엔티티 어드레스는 메시지와 연관된 IRM 내에 포함되며, 소정 실시예에서 메시지 헤더의 어드레스 필드에 포함될 수 있다. 메시지의 송신을 요청하는 애플리케이션에 의한 시스템 송신 기능에 어드레스가 제공된다.

메시지 길이 필드는 메시지 길이를 지정하는 값을 포함한다. 이 길이는, 시간, MTU 또는 데이터 단위로 전달될 수 있다. 데이터 단위의 예로는, (1)비트, (2)바이트, 또는 (3)최소 메시지 해상도 크기, 예컨대 8 바이트 단위가 있다. 다운링크 메시지를 메시지 길이 필드를 반드시 포함하여야 한다. 업링크 메시지는 메시지 길이 필드를 포함할 수 있다. 메시지 길이는, 업스트림에서는 알려질 수 있지만, 이 정보는 관련된 IR에서도 이용 가능하다.

애플리케이션 ID 필드는 메시지에 대해 경로가 설정되는 수신용 단말기 내의 애플리케이션을 식별한다. 애플리케이션 ID는 수신용 단말기에서 고유 메시지 수 신 큐에 매핑될 수 있다(도 1 및 2 참조). 이러한 큐는 BSDP 제어 애플리케이션에 의해, 또는 SCPC나 SIM에서의 애플리케이션에 이용된다. 애플리케이션 ID 정보는, 통상적으로 단순히 헤더를 메시지에 제공함으로써, 메시지의 전송을 요청하는 애플리케이션에 의해 시스템 전송 스케줄러에 제공된다.

타입 및 우선순위 필드는, RQ 내에 관련 IR을 배치하는데 있어서, RQ 삽입 알고리즘 애플리케이션에 의해 이용되는 추가의 제어 정보를 포함한다. 또한, 이 필드는 다른 제어 정보에 이용되는 정보를 가질 수 있다. 파라미터는, 메시지가 특정 시스템의 기능을 위한 그리고 특정 크기의 슬롯을 포함하는 것을 나타낸다. 타입 및 우선순위 정보의 식별은, 통상적으로 단순히 메시지 헤더에 메시지를 제공함으로써, 메시지 송신을 요청하는 애플리케이션에 의한 시스템 전송 기능에 제공된다.

데이터 요청

도 6.1 또는 6.2를 참조하면, 데이터 요소가, 도면에 도시된 바와 같이 부호화된다. 구체적으로, 메시지 헤더는 서비스 요소에 의해 이용되는 제어 정보를 포함하지 않는다. 구간 요청에서 배경 또는 특정되지 않은 데이터에 대해 흰색이 사용된다.

구간 요청(IR) 포맷이 도 6.1 또는 6.2에 제시되어 있다. 단 하나의 IR이, 관련 구간이라 불리는 모든 업링크 구간과 관련된다. 이 관련 구간은 관련 메시지라 불리는 단 하나의 메시지를 보유하는데 이용되는 것이 통상적이다. IR 포맷은 메시지를 위해 지정된 것에 공통인 데이터의 필드를 포함하는데, IR의 구간 길이가 관련 메시지의 메시지 길이보다 더 길 수 있다는 것은 예외이다. 전송 스케줄러는 IR을 형성하고, 상기 애플리케이션은 IR을 이용하여 관련 구간에 대한 요청을 수행한다. 단일 메시지의 전송을 위해 구간이 요청되는 통상적인 경우 외에, 하나의 CPE에 대한 다른 CPE, CPE에 대한 HCC, 또는 전송 스케줄러 제어 애플리케이션과 동작하는 제어 애플리케이션, SCPS 또는 SIM에 의해 결정되는, 더 복잡한 방식으로 이동되는 슬롯을 가진 구간을 위한 이들 중 임의의 것에 의해 구간이 요청될 수 있다. IR은 업링크에서 ASBI를 요청할 목적으로 HCDC에서의 요청 관리자에 의해 설정될 수 있다.

IR은 제어용 엔티티를 나타내는 어드레스를 포함한다. 이러한 어드레스는 업스트림 서비스 메시지를 운반하기 위한 구간을 요청하는 CPE가 되는 것이 일반적이다. 그러나, 개시된 방법은, HCC에 의한 폴링, 복잡한 상호작용의 서비스 레벨 제어, 슬롯을 가진 구간의 스케줄링 등과 같은 복합적인 작용을 지원한다. 이러한 경우, 어드레스는 구간을 이용할 수 있는 하나 또는 둘 이상의 CPE의 어드레스와 상이할 수 있다.

애플리케이션 ID는, 시스템 제어 애플리케이션에, 수신용 HCC 또는 CPE에서의 하나 또는 둘 이상의 관련 메시지에 대한 경로 설정을 필요로 하는 정보를 제공하는 기능을 수행한다. 이러한 필드의 정보는 다른 보조 제어 기능을 위해 이용될 수 있다. 타입 및 우선순위 필드는 구간을 스케줄링하기 위해 RQ 삽입 알고리즘이 필요로 하는 정보를 제공할 수 있다. 이 필드의 정보는 다른 보조 제어 기능을 위해 사용될 수 있다.

구간 길이 필드는, 관련 구간의 길이를 포함한다. 구체적으로, IR에서의 이 러한 필드는 항상 구간을 참조하지만, 메시지 헤더 내의 이에 상당하는 필드는 그 메시지의 길이를 참조한다. IR 구간(즉, 알로하 슬롯)은, 보호 공간을 포함할 수 있기 때문에, 관련 메시지의 관련 IRM 메시지 길이보다 크다. 다른 제어 정보를 나타내는 공간이 IR 내에 허용된다. 이러한 공간의 이용은 특정의 실시예 특정된다.

실시예에서, 필드는 IR 카운터라 불리는 IR 내에 존재할 수 있다. 이 필드에 의해, 제어 애플리케이션은, 동일한 CPE로부터 IR을 구분할 수 있게 되며, 이것은 복수의 IR이 동일한 CPE로부터 분배되는 경우, 또는 동일한 IR의 복수의 사본이 CPE로부터 HCC에 의해 수신되는 경우에 유용하다.

주어진 실시예에서, 필드는 RQ에 포함된 IR의 버전에 존재할 수 있다. 이러한 필드는 IR 발생 시간 및/또는 IR 수명이 된다. RQ 삽입 변형 구조 및 몇몇 RQ 동기화 변형 구조는, RQ를 구성화 및 동기화하기 위한 이러한 필드 정보를 이용할 수 있다. 개시된 실시예에서, IR 전송 시간 필드는 RQ에 포함된 IR의 버전에 존재할 수 있다. 개시된 방법에서, 청구된 변형 구조의 경우, 이러한 값은 전송 스케줄러에 의해 액세스 가능하고 RQ와 관련된 데이터베이스 내에 있을 수 있으며, IR 데이터 요소는 데이터에 대한 적절한 위치를 제공할 수 있다.

RQUM은 자신의 메시지 헤더에 필요한 2개의 필드를 가질 수 있다(이와 달리, 이러한 정보는 기능적으로 등가인 다른 수단에 의해 CPE에 대해 얻을 수 있어야 한다). RQ 깊이 필드는, RQUM이 전송될 때에 마스터 RQ의 깊이를 나타낸다. 이러한 깊이는 통상적인 방법으로 측정되며, 마스터 RQ 내의 개수가 된다.

존재할 수 있는 다른 RQUM 메시지 헤더 필드(또는 BSDP 방법에서 다른 수단에 의해 제공되는 등가의 기능)는, RQUM 상단 시간이다. 이것은, 마스터 시스템 클록에 의해, 마스터 RQ의 상단 요소의 정확한 전송 시간을 제공한다. 이것을 행하기 위한 유용한 방법은, RQUM의 전송 시간에 대한 상단 요소를 전송하는 시간을 제공하는 것이 될 수 있다.

본 발명의 개시된 방법의 몇몇 변형예에서 이용되는 필드는, 선택적이며, RQUM 카운터 필드이다. 이 필드의 값은 RQUM이 보내질 때마다 증가된다. 이에 의하여, CPE는 하나 이상의 RQUM이 전송시 손실된 것을 용이하게 검출할 수 있으며, 이에 따라 자체적으로 동기화를 이루지 못한 것을 나타낸다.

IR은 통상적으로 RQUM에 연속하여 배치된다. 이 방법에 의하면, 다른 제어 정보가, 실시예 설계자의 선택으로 RQUM의 메시지 본체에 배치될 수 있다.

IR은, 도 6.1 또는 6.2에 도시된 바와 같이, IR 메시지 형태로 업링크로 전송된다. 이러한 메시지는, 메시지 헤더가 요구되지 않는 애플리케이션이 예상되는 경우라도, 통상의 실시예에서는 메시지 헤더를 갖는다.

요청 큐

도 7.1 및 7.2에, 요청 큐(Request Queue)가 도시되어 있다. RQ에 대한 표현은 큐의 상단이 오른쪽이라는 것을 나타낸다. 이것은 요소가 큐로부터 제거된 것이다. 이들 요소는, RQ 삽입 알고리즘에 따라, 임의의 지점에 있는 RQ에 투입된다.

RQ 요소는 IR이다. IR 정보와 함께, 이들 요소의 각각은 IR 정보와 관련되어 있으며, 요소 자체에 관련된 메시지에 대한 IR 전송 시간이 포함될 수 있다. 이러한 IR 전송 시간은 RQ 삽입 알고리즘에 의해 제공된다. RQ의 상단에 있는 IR은 업링크로 전송될 다음 구간을 나타낸다. 이들 요소의 IR 전송 시간이 경과한 후, 큐의 상단으로부터 요소가 얻어진다. 이들 요소는, 이들 요소가 RQ로부터 추출된 후, 이들 요소를 보관하기 위한 원인이 있음에도, 폐기된다.

구간 요청(IR) 포맷이 도 6.1 또는 6.2에 제시되어 있다. 구간 요청은 HCC RQ 삽입 알고리즘에서 RQUM에 도달한다. 이들 RQUM은 요청 관리자에 의해 HCC에 국부적으로 생성되며, HCC 메시지 전송 큐에 배치되는 것과 동시에 RQ 삽입 알고리즘으로 제공된다.

HCC에서의 RQ 삽입 알고리즘은, 새로운 IR을 마스터 RQ에 배치하고, 마스터 RQ를 유지하며, 너무 오래되었거나 전송 시간이 경과한 IR을 제거하고, IR에서의 우선순위 및 다른 제어 정보를 갱신한다. HCC 내의 마스터 RQ는 RQ의 정확한 버전이다. CPE 내의 로컬 RQ는 마스터 RQ의 추정된 사본을 나타내며, 어떤 상황에서는 잘못된 표현이 될 수 있다. 전송 스케줄러는 RQ를 이용하여 HCC에서 전송을 스케줄링할 수 없을 수 있다. 그 대신에, RQ는 단순히 업링크의 상태를 추적하는데 이용된다. HCC에서, 전송 스케줄러는 IR 전송 시간이 경과한 때에 RQ의 상단 요소를 제거할 수 있으며, 이에 의하여 업링크 구간 스케줄링에 적합하도록 유지한다. 이것은 CPE에서의 기능과 동일하다.

HCC 내의 마스터 시스템 클록은 BSDP 방법에 대한 타이밍 기준을 제공한다. CPE는 마스터 시스템 클록의 시간율의 추정을 가질 수 있다. 전송 스케줄러는 HCC에서의 전송을 스케줄링하기 위해 마스터 시스템 클록을 이용한다. IR 전송 시간 은, 마스터 시스템 클록 시간에 의해, IR에 포함되거나 IR에 관련된다.

RQ의 상단 요소는, IR 전송 시간이 경과하면, 폐기된다. 구간 요청(IR) 포맷이 도 6.1 또는 6.2에 제시되어 있다. 구간 요청은 CPE에서의 RQUM에 다운스트림으로 도달하고, RQ 삽입 알고리즘으로 제공된다.

CPE에서의 RQ 삽입 알고리즘은 새로운 IR을 로컬 RQ에 배치하고, 이 로컬 RQ를 유지하며, 너무 오래되었거나 전송 시간이 경과한 IR을 제거하고, IR 내의 우선순위 및 다른 제어 정보를 갱신한다. HCC에서의 RQ 삽입 알고리즘에 의해 이용되는 것들에 동일한 알고리즘이 사용된다. CPE에서의 로컬 RQ는 마스터 RQ의 추정치이다. 이 추정치는, 마스터 RQ에서 계속해서 IR을 가진 모든 RQUM을 CPE가 수신하는 한, 그리고 RQ 동기화 알고리즘이 단말기를 RQ 동기화시키는데 이용되는 한, 정확하다.

CPE 내의 전송 스케줄러는 로컬 RQ를 이용하여 업링크 전송을 스케줄링한다. 전송 스케줄러는 IR 전송 시간이 경과한 때에 RQ의 상단 요소를 제거하고, 이에 의하여, 업스트림 구간 스케줄링에 적합하도록 한다. 이것은 HCC에서의 기능과 동일하다.

CPE 내의 로컬 시스템 클록은 CPE에서의 개시된 방법을 위한 시간 기준을 제공한다. 로컬 시스템 클록은 마스터 시스템 클록에 시간율로 동기된다. 일부 실시예에서, 로컬 시스템 클록은 마스터 시스템 클록의 절대 시간에 동기될 수 있다. IR에 포함되거나 이와 관련된 IR 전송 시간은 로컬 시스템 클록 시간에 의한다. 구체적으로, CPE 오프셋은 IR 전송 시간을 결정하는데 고려되거나, 전송 스케줄러 인자는 IR 전송 시간으로부터 전송 시간을 결정하는데 이 오프셋을 고려한다. 구체적으로, 모든 단말기에서의 IR 전송 시간은 개시된 방법에서 다를 수 있는데, 이는 로컬 시스템 클록이 절대 시간에 동기화되지 않을 수 있기 때문이다. IR 전송 시간은, 작용하는 전송이 마스터 시스템 클록에 기초한 예정된 구간 시간에서 HCC에 도달하도록 결정된다.

RQ의 상단 요소는, 그 IR 전송 시간이 결정되면, 폐기된다. 다른 CPE 내의 로컬 메시지 또는 메시지를 참조하는지 여부에 따라 상단 IR이 폐기된다. 이것은 HCC에서의 이러한 기능과 동일하다. CPE에서는, 전송될 메시지가 하나 또는 둘 이상의 메시지 전송 큐에 유지된다. 전송 스케줄러는 업스트림에서의 메시지의 전송을 규제한다.

RQ 타임라인

도 8에는, CPE의 RQ 삽입 알고리즘과, HCC에서의 RQ 삽입 알고리즘에 의한 작용의 시퀀스에 대한 타이밍을 나타낸다. 동일한 RQUM 또는 등가의 데이터 세트는 HCC와 CPE에 도달한다. 이 데이터는 시간에 거의 맞게 도달하지만, 시간에 일치하지는 않는다. RQUM은 메시지 전송 큐에 투입되는 것과 일치하는 HCC RQ 삽입 알고리즘에 도달한다. 따라서, RQUM은 임의의 CPE RQ 삽입 알고리즘에 도달하기 전에 HCC RQ 삽입 알고리즘에 도달한다. 모든 경우에, HCC와 CPE에서의 데이터의 도달 사이의 시간은 개시된 방법의 만족스러운 동작에 대해 시간적으로 적절하도록 충분히 짧다(즉, 업링크 전송이 부적절한 시기에 발생하지 않는다).

모든 장소에서의 RQ 삽입 알고리즘은, RQ에서의 데이터베이스의 변경을 수행함으로써 새로운 데이터의 도달에 반응한다. 이러한 변경에는, 도달한 새로운 IR을 배치하는 것과, IR 전송 시간과 IR 수명과 같은 시간 기준을 조정하는 것을 포함한다. CPE가 RQ 동기화를 유지하는 동안, 이 시점에서 실행되는 계산에 의해, 마스터 RQ의 만족스러운 근사치에 해당하는 로컬 RQ가 되며, 이러한 근사치에는 동일한 순서로 동일한 IR 요소를 갖는 2개의 RQ를 포함한다. 이들 요소의 소정 필드는, 각 실시예의 상세에 따라, 상이할 수 있으며, 거의 동일한 값을 가질 수 있다.

RQ, HCC RQ 및 CPE RQ를 갱신하기 위한 시간 이후의 주기에서는 비교되는 상태가 된다. RQ는 비교될 때 소정의 조건을 만족한다고 할 때, 이 비교가 도 8에서의 시간 구간 동안 2개의 RQ 사이에서의 이루어지는 것을 의미한다. CPE가 RQ 동기화되고 도 8에서 참조된 RQUM이면, CPE는 RQ 동기화를 유지한다. CPE가 예상된 시간에 RQUM을 수신하지 못하면, 표시한 바와 같이, 로컬 RQ의 내용이 마스터 RQ의 내용으로부터 벗어나고, CPE는 RQ 동기화를 이루지 못한다.

RQ 동기화

도 9에는, 요청 큐가 도시되어 있다. CPE에 위치한 RQ 동기화 알고리즘은 RQ 동기화 처리를 수행할 수 있다. 이 처리는 2가지 단계로 실행될 수 있다. 첫 번째 단계는 IR이 마스터 RQ에 있는 로컬 RQ로부터 손실되지 않은 것을 보장하는 RQ 클리어를 설정하는 것이다. 두 번째 단계는 마스터 RQ에 있지 않은 로컬 RQ로부터 IR을 삭제하는 것이다.

RQ 요소는 IR이다. 이들 요소의 각각은, 요소의 자체 내에 포함될 수 있으 며, 관련 메시지에 대한 전송의 정확한 시간인 IR 전송 시간과 관련될 수 있다. 이러한 시간은 RQ 삽입 알고리즘 애플리케이션에 의해 제공된다. RQ 동기화 알고리즘은 포함하고 있거나 관련된 정보로부터, RQUM으로부터 수신하는 각 RQUM이 손실되었는지를 판단한다. RQUM(또는 등가의 데이터 전달 메커니즘)이 손실되었으면, RQ 동기화 알고리즘은 RQ 동기화 처리를 재시동시킨다. 이 처리 과정은 RQUM 정보가 수신되면 즉시 초기화된다.

RQUM이 현재 수신된 RQUM 이전에 손실되지 않은 것은, RQ 동기화 알고리즘에 의해 판정되면, 이 애플리케이션은, 단말기가 RQ 클리어 상태를 달성하였는지 여부를 판정한다. CPE가 아직 RQ 클리어 상태가 아닌 경우, RQ 동기화 알고리즘은 다른 RQUM을 수집하고 이 처리를 반복한다. CPE가 RQ 클리어 상태를 달성한 경우, RQ 동기화 처리는 로컬 RQ로부터 잉여의 IR을 제거한다. 이 단계에서, RQ는 마스터 RQ에 부합된다.

CPE가 RQ 클리어 상태를 달성한 경우, RQ 동기화 처리 과정은 로컬 RQ로부터 잉여의 IR을 제거한다. 이 단계에서, 로컬 RQ는 마스터 RQ에 부합된다. RQ 동기화 알고리즘은 CPE가 RQ 동기화 상태에 있다는 것을 나타내거나, CPE가 RQ 동기화 상태에 있다는 것을 나타내기 전에 확인 사이클을 대기한다.

CPE 전송 스케줄러

도 10을 참조하면, CPE 전송 스케줄러는 도시된 3개의 함수를 수행할 수 있다. 이 3가지 함수의 각각은 CPE로부터의 메시지를 스케줄링 및 전송하는 부분에 해당한다. CPE에서 메시지를 전송하는 과정은, 애플리케이션이 메시지 전송 큐에 메시지를 배치할 때 개시할 수 있다. 이 과정은, 전송 스케줄러가 메시지의 전송에 작용할 때 종료한다. 이들 2개의 이벤트 사이에서, 전송 스케줄러는 메시지의 전송을 위해 할당된 업링크에서의 구간을 탐색하고 획득한다. 전송 스케줄러는 이 처리 과정에서 3개의 작용을 수행한다.

전송 스케줄러는, 하나 또는 둘 이상의 메시지 전송 큐에 대한 입력을 관리하고, 새로운 각 메시지에 대한 IR을 형성한다. IR은 로컬 IR 풀에 배치된다. CPE가 동기화되면, 전송 스케줄러는, IR 풀에 도달하고 나서 가능한 빨리 IR 분분배 구역에 투입한다. 구체적으로, 실시예는 동일한 시간에 IR 분배 구역에 다수의 IR을 유지할 수 있거나, 다른 IR이 IR 분배 구역에 입력되도록 허용하기 이전에, IR이 분배(즉, RQ에 배치)할 것을 요구할 수 있다.

IR 분배에서의 제1 단계로서, 전송 스케줄러는, IR을 IRM에 배치하고, 이 IRM을 메시지 전송 큐에 투입한다. 전송 스케줄러는, 송신된 IRM을 수신하기 위해 알로하 슬롯을 선택하도록, 입력되는 구간의 알로하 슬롯 구간 구조의 정보와 IRSF 알고리즘을 이용한다. 각 ASBI에 대하여, 관련 IR이 RQ에 존재한다. ASBI는 다른 임의의 업링크 구간과 같이 할당된다. 따라서, 그 구간의 전송과 관련된 RQ에 IR이 존재한다. 따라서, 이러한 IR으로부터, 도달 이전에, 알로하 구간의 구조를 알 수 있다. ASBI의 구조는, 고정 및 알려져 있거나, 구간별로 다를 수 있다.

전송 스케줄러는 IRM에 대해 예정된 알로하 슬롯을 대기한다. 송신 직전에, 전송 스케줄러는 CPE가 동기화된 것을 확인한다. CPE가 동기화되었으면, 전송 스케줄러는 알로하 슬롯 내의 IRM의 전송에 작용한다. 전송 스케줄러는, IRM을 재전 송할 것으로 기대되는 IRM 홀딩 펜(IRM Holding Pen)에 IRM을 배치한다.

이후 전송 스케줄러는 RQUM 또는 등가에 수신된 IR을 모니터링하고, 전송되었던 IR이 HCC에 의해 제공된 것을 찾는다. 이것은 구현의 상세에 따라 RQUM의 고정된 개수 또는 고정된 시간 주기 동안 계속해서 대기한다.

전송된 IR이 고정된 시간 내에 다운링크에 나타나지 않으면, 전송 스케줄러는, 이러한 IR이, 대부분 알로하 슬롯에서의 경쟁 때문에, 성공적으로 전송되지 못했다는 것을 표시한다. 전송 스케줄러는 IRM을 다시 전송하는 과정을 시작한다. 상태 도면의 예에서는, 재전송의 시도 횟수에는 제한이 거의 없거나 아예 없다. 그러나, 특정 실시예에서는 재전송의 횟수에 제한이 있을 수 있다. 그러나, 대부분의 실시예에서, 재전송 시도의 횟수는 최대로 허용될 것이 예상된다.

만일 전송된 IR이 적절하게 다운링크에 나타난다면, 전송 스케줄러는 IRM을 성공적으로 전송하였으며 IRM 홀딩 펜으로부터 IRM을 제거하여 폐기했다는 것을 확인하다. 그리고 나서, 전송 스케줄러는 자신의 작업을 수행한다. 상태 도면의 예에서, 단 하나의 IR이 IRM 홀딩 펜에 한번에 존재할 수 있다는 것을 의미한다. 그러나, 본 방법의 일부 실시예에서의 전송 스케줄러는, 동시에 진행하는 동일한 처리(참조된 상태 도면에 의해 표시됨)의 다수의 인스턴시에이션(instantiations)을 가질 수 있다. 즉 동시에 다수의 메시지를 스케줄링 처리할 수 있다.

제3 상태 도면에서는, 성공적으로 예정된 메시지를 전송하기 위한 처리 과정이 제시된다. 일단 CPE가 동기화되면, 전송 스케줄러는 전송될 로컬 메시지와 관 련된 IR용의 로컬 RQ의 상단을 계속해서 모니터링한다. 전송 스케줄러는 로컬 RQ의 상단에서 그 관련 IR에 의해 표시되는 메시지의 IR 전송 시간을 결정한다. 전송 시간에, 전송 스케줄러는 전송에 작용하는 처리과정을 수행한다. 이 처리 과정에서의 제1 단계로서, 전송 스케줄러는 CPE가 계속해서 동기화되고 있다는 것을 검사하여, 그렇지 않다면, 처리 과정을 중단시킨다.

CPE가 동기화되어 있으면, 전송 스케줄러는 어느 메시지가 전송되는지를 판정하고, 이것이 국부적으로 유지된 메시지인지 여부, 또는 일부 다른 CPE에 유지된 메시지인지 여부를 판정한다. 확대하면, IR에 의해 예정된 경쟁 슬롯 또는 구간이 될 수 있으며, 이 경우, 전송 스케줄러는 이들 슬롯이나 구간에 전송되어야 하는지 여부를 결정한다.

전송 스케줄러는 RQ로부터 IR을 적절한 시기에 제거한다. 제거된 IR은 폐기되거나 보존(archive)된다. 이후, 전송 스케줄러는 RQ에서의 다른 IR을 위한 처리를 반복하기 위해 이동한다.

서비스 메시지는, SPCS I/O 큐에서 시작하며, HCC(38)에 제공되어, 개시된 실시예의 방법의 일부를 구현한다. 네트워크로의 이러한 메시지의 흐름은 SACF에 의해 규제될 수 있다. 이들 메시지는 메시지 전송 큐에 배치되며, 전송 스케줄러는 다운스트림에서의 이들의 배치를 규제한다.

업링크로 수신된 메시지는 메시지 수신 큐에 배치된다. 이들 큐는 SPCS에서의 서비스 애플리케이션과 HCC 내부 제어 애플리케이션에 의해 이용된다.

요청 관리자는 소정의 업링크 제어 메시지와 로컬 제어 애플리케이션으로부 터 구간 요청(IR)을 수집한다. 수집된 구간 요청은 마스터 IR 풀(71)에 배치된다. 때때로, 요청 관리자(75)는 IR 세트를 포함하는 제어 메시지를 형성하고, 이 제어 메시지를 메시지 전송 큐(80)에 배치하며, 이것을 RQ 삽입 알고리즘(83)으로 전달하는 동작과 일치한다. RQ 삽입 알고리즘(83)은 IR을 마스터 RQ(MSTR RQ)(72)에 투입하고, 때때로 마스터 RQ의 IR에 있는 데이터를 갱신한다. 마스터 RQ는 업링크 상에서의 구간 할당의 스케줄을 포함한다.

도 2에 도시된 바와 같이, 서비스 메시지는 SIM 메시지 큐(93)로부터 개시되어, CPE CC(22)에 제공된다. 네트워크로의 이러한 메시지의 흐름은 SACF(95)에 의해 규제될 수 있다. 이들 메시지는 메시지 전송 큐에 배치되며, 전송 스케줄러(82)는 로컬 RQ에 제공된 스케줄을 이용하여 다운링크에서의 이들의 배치를 규제한다.

수신 라우터(74)는 업링크에서 수신된 메시지를 메시지 수신 큐(77)에 배치한다. 이들 큐는 SIM 내의 서비스 애플리케이션이나 CPE CC(22) 내의 제어 애플리케이션(76)에 의해 사용된다.

전송 스케줄러(82)는 각 구간에 대해 하나씩 필요한 IR을 형성하며, 이들 IR을 로컬 IR 풀(88)에 배치한다. 전송 스케줄러는 IRM이라 불리는 요청 메시지를 적절한 시기에 형성하며, 이들 요청 메시지를 슬롯화된 알로하 프로토콜을 이용하여 HCC(38)에 전송한다.

RQ 동기화 알고리즘은, 마스터 RQ의 정확한 복사로서의 설정에 관하여 로컬 RQ를 관리한다. 때때로, IR 세트는 다운스트림으로 제어 메시지에 수신된다. RQ 삽입 알고리즘(79)은 IR을 로컬 RQ(78)에 배치하고, 때때로 로컬 RQ의 IR에 있는 데이터를 갱신한다. 로컬 RQ(78)는 업링크에서의 구간 할당의 스케줄의 최적의 추정을 포함한다.

도 3.1 내지 3.4를 참조하면, 본 발명의 개시된 실시예에서의 채널의 사용을 위한 타이밍 도면이 제시되어 있다. 도 3.1는 업링크 또는 다운링크에서의 채널 사용을 위한 통상적인 포맷을 나타낸다. 도 3.2는 메시지 헤더를 포함하지 않도록 포맷된 메시지를 갖는 업링크 포맷을 나타낸다. 도 3.3는 본 실시예에서 구간 시퀀스 내의 갭이 있는 것을 나타낸다. 도 3.4는 가드 밴드(Guard Bands)를 갖는 실시예에서의 채널의 포맷을 나타낸다.

본 발명의 실시예는 TDMA 구조를 가진 채널 구성을 포함한다. 통상적으로, 한 방향으로 이동하는 메시지를 가진 별개의 다운링크 및 업링크 채널이 있다. 실시예는, 다수의 업링크 및/또는 다운링크를 가질 수 있거나, 업링크 및 다운링크용의 단일 채널을 공유할 수 있다.

다운링크의 메시지는 수신 및 경로 설정 기능을 지원하기 위한 메시지 헤더를 가져야 한다. 업링크 메시지는 메시지 헤더를 가질 수 있다. 그러나, 경로 설정을 지원하기 위해 필요한 모든 정보는 관련 IR에 제공될 수 있다. 따라서, 본 실시예에서는 업링크에서 메시지 헤더를 반드시 구비할 필요가 없다.

링크 상의 변조 및 복조는, 다운링크에서의 메시지 단위의 재취득이 요구되지 않도록 구성될 수 있다. 업링크에서는, 메시지 경계 타이밍이 메시지마다 보존될 정도로, 타이밍이 충분히 정확하게 될 수 있다. 그러나, 업링크에서는, 메시지 가 상이한 소스에서 전송되기 때문에, 적어도 주파수, 위상 및 레벨 풀인(pull-in)에 대한 필요성은 가질 수 있다.

도 4는, 다운링크 동기화, 즉 수신기가 다운링크의 메시지를 어떻게 위치시키는가에 대해 사용될 수 있는 다른 실시예(변형예)의 타이밍도이다. 이 변형예는 하나의 메시지에 이은 다른 메시지의 위치를 결정하기 위해 소정의 채널 구성 제한하에서, 메시지 길이 필드에 의존한다. DTA 데이터 구조라 불리는 상관 시퀀스(Correlation Sequence)가, 메시지 경계 트래킹 처리를 개시하기 위해 이용된 제1 메시지의 취득을 지원하기 위해 일부 메시지 헤더에 제공된다.

도 5에는, 본 방법의 실시예의 메시지에 대한 포맷이 제시되어 있다. 메시지는, 메시지 본체를 포함할 수 있으며, 메시지 헤더를 포함할 수도 있다. 메시지 본체는 메시지를 생성하는 애플리케이션에 의해 배치되는 정보를 포함할 수 있다. 이 애플리케이션은, SCPS 또는 SIM에서의 서비스 애플리케이션이 될 수 있으며, 제어 애플리케이션도 가능하다.

다운링크에서의 메시지 헤더는, 소정의 필드를 포함할 수 있으며, 그외 다른 필드를 포함할 수 있다. 메시지 헤더는, 어드레스, 애플리케이션 ID, 타입 및 우선순위 필드, 및 메시지 길이 필드(또는 기능적으로 등가인 구조)를 포함할 수 있다. 업링크에서의 메시지는 메시지 헤더를 가질 수 있으며, 이러한 메시지 헤더는 상기 정보를 포함할 수 있다.

다운링크에서의 메시지 헤더는, 복조기가 메시지를 취득하는데 도움을 주기 위한 취득 시퀀스를 포함할 수 있다. 메시지 헤더는 메시지의 데이터 경계를 위치 시키는데 도움을 주기 위한 DTA 데이터 구조를 포함할 수 있다. 메시지 헤더는 메시지 헤더 내의 추가의 공간에 다른 제어 정보를 포함할 수 있으며, 이러한 추가의 정보를 기타 제어 정보라고 하며, 이러한 정보는 본 방법의 특정 실시예에서 사용된다.

도 6.1 및 6.2에는, 구간 요청과 관련된 데이터 구조에 대한 포맷이 제시되어 있다. 도 6.1 또는 6.2는 구간 요청(IR)을 나타낸다. 도 6.1는 구간 요청 메시지(IRM)를 나타낸다. 도 6.2는 요청 큐 갱신 메시지(RQUM)를 나타낸다.

구간 요청은, 어드레스, 애플리케이션 ID, 타입 및 우선순위 필드, 및 구간 길이를 포함할 수 있다. 이들 필드는 IR과 관련된 메시지를 "표시"한다. 이들 필드 중 처음 3개의 필드는, 도 5에 도시된 것과 같이, 메시지 헤더에 있는 것과 동일한 것들이다. 구간 길이 필드는 메시지 길이 필드와 동일하지 않을 수 있는데, 이는 구간이 가드 밴드를 포함할 수 있기 때문이다. CPE 및 HCC 알고리즘은, 이러한 요인을 고려할 수 있으며, 실제 메시지 길이가 IR에 포함될 수 있고, IR의 소스는, IR을 형성할 때 적절한 여분의 공간을 메시지 길이에 추가할 할 수 있으며, 또는 HCC가 수신된 IR에서 이러한 필드를 조절할 수 있다. 즉, 이러한 구성은 본 발명의 방법의 범위에 포함된다.

IR은 본 발명의 특정의 실시예에 전용으로 이용되는 제어 정보를 포함할 수 있다. 이러한 정보는 다른 제어 정보 필드에 배치될 수 있다. 본 발명의 방법의 실시예에 대한 변형예에서, 특정의 선택적인 제어 정보가 요구된다. 도 6.1 또는 6.2에 도시된 바와 같이, 생성 시간, IR 수명, IR 전송 시간, 및 IR 카운터가 포함될 수 있다. IR은 제어 애플리케이션 또는 CPE의 전송 스케줄러에 의해 생성될 수 있다. 업링크의 경우, 전송 IR은 IR 메시지(IRM)로 캡슐화된다.

도 6.1에 도시된 바와 같이, IRM은 실시예에 따라, 메시지 헤더를 가질 수도 있고 갖지 않을 수도 있다. IRM은 알로하 슬롯 버스트 구간의 알로하 슬롯으로 전송된다. 이 전송은, 애드혹(ad hoc)이며, 전송 기간 내에서 경쟁이 이루어질 수 있다. 경쟁이 생기면 경쟁하는 전송을 모두 파기한다. IRM 이전에는 여러 번의 전송을 수행하여야, HCC에 성공적으로 전송된다.

HCC는 RQUM이라 불리는 다운링크 메시지 상에 IR 세트를 전송한다. RQUM의 포맷은 도 6.2에 도시되어 있다. RQUM 메시지 헤더는 다른 제어 정보 필드에 보유하고 있는, 특정 실시예에 전용으로 사용되는 제어 정보를 가질 수 있다. RQUM 메시지 헤더는 CPE 내에서의 RQ를 동기화하는데 이용되는 데이터를 보유할 수 있다. 이를 위하여, RQ 깊이와 RQUM 상단 시간 필드를 보유할 수 있다. RQ 동기화를 유지하는데 이용되는 값을 갖는 RQUM 카운터 필드를 보유할 수도 있다.

도 7.1 및 7.2에 도시된 바와 같이, RQ는 단일의 큐이다. IR은 RQ의 요소이다. HCC와 CPE에서의 RQ 삽입 알고리즘은 IR을 RQ에 배치한다.

RQ(IR)의 요소는, 시간의 경과에 따라 도 7.1 및 7.2의 오른쪽으로 진행한다. 가장 오른쪽에 있는 요소는 큐의 상단에 있는 것이라고 할 수 있다. RQ 삽입 알고리즘은 큐의 최하부에 새로운 요소를 배치할 필요가 없다. 요소는, 더 높은 우선순위를 가지거나 지연에 민감한 IR이 큐에서 상위에 배치될 수 있도록, 큐에 배치될 수 있다. 큐에 배치된 요소가 적당한 시간에 최상위에 도달하는 배치 알고리즘에 대한 필요가 있지만, 다른 알고리즘을 채택할 수도 있다.

도 7.1에 도시된 바와 같이, HCC에서, 마스터 RQ는 단순히 업링크의 상태를 기록한다. 이 정보는 CPE에 보내는 동기화 정보에 대한 기초로서 이용되며, 또한 다양한 수단을 이용하여 업링크를 관리하는 내부의 제어 알고리즘에 의해 이용된다.

도 7.2에 도시된 바와 같이, CPE에서, 로컬 RQ는 업링크의 상태를 기록한다. 이 정보는, CPE가 업링크 상에서 전송할 수 있을 때를 결정하는데에 이용된다. CPE는 로컬 RQ와 마스터 RQ의 동기화를 설정, 즉 로컬 RQ가 마스터 RQ와 실질적으로 동일하도록 형성하고, 이러한 동기화를 모니터링하는 RQ 동기화 알고리즘을 갖는다.

도 8은, 거의 동등한 마스터 RQ 및 로컬 RQ를 유지하기 위한 타임라인을 나타낸다. 갱신 정보는, 갱신의 사이클을 시작하는 소정의 시간에 HCC의 RQ 삽입 알고리즘에 도달할 수 있다. 다른 시간에, 가능하면 나중에, 동일한 갱신 정보가, 갱신 사이클을 시작할 수 있는, CPE의 RQ 삽입 알고리즘에 도달한다. 갱신 사이클이 어느 한쪽의 단말기에서 시작하기 전에, 그리고 모두 갱신 사이클을 완료한 후에, RQ가 실질적으로 동등하게 된다. 로컬 RQ는, 로컬 RQ와 마스터 RQ가 동일한 정보로 갱신된 후의 기간 동안, 마스터 RQ와 동일한 순서로 배치된 IR의 정확하게 동일한 세트를 갖는 경우에, RQ 동기화된다. 갱신 정보는 통상적으로 HCC와 CPE 모두에서 RQUM에 도달한다.

도 9는 통상적인 RQ 동기화 알고리즘에 대한 상태도를 나타낸다. 동기화는 2가지 단계로 발생할 수 있다. 제1 단계로서, CPE에서의 RQ 동기화 알고리즘은, 시간 주기 동안 보낸 모든 RQ 갱신 정보를 수신하였다는 것을 확인한다. 이 시간 주기는, RQ의 오래된 요소와 관련된 모든 메시지가 업스트림으로 전송되도록, 결정된다. RQ 동기화의 제2 단계는, 수집된 세트에서의 어느 요소가 전송 예정으로 남아 있는지를 결정하고, 이들 새로운 요소와 관련된 메시지 중 일부가, 결정이 이루어진 시점에서 이미 번역되었을 가능성이 있다. 이러한 오래된 IR은 로컬 RQ로부터 제거되어 동기화될 수 있다.

도 10을 참조하면, CPE 내의 전송 스케줄러가 상태도에 도시된 3개의 별개의 작업을 수행할 수 있다. 이들 3가지 작업의 작용은 메시지의 스케줄링과 전송을 위해 조합된다.

CPE 내의 전송 스케줄러는 메시지 전송 큐를 모니터링하고 요구되는 각 구간에 대한 IR을 적절하게 형성한다. 메시지가 몇몇 다른 CPE 또는 HCC에 의해 보류한 구간에 배치될 수 있는 동작 모드가 있다.

전송 스케줄러는 로컬 IR 풀로부터 IR을 획득할 수 있으며 IRM을 형성하고 프로토콜을 이용하여 형성한 IRM을 전송한다.

전송 스케줄러는, RQ의 상단을 모니터링하여, 상단의 IR이 로컬 메시지와 관련될 때 메시지를 전송한다. 전송 스케줄러는 또한 IR 전송 시간이 경과한 후에 상단의 IR을 제거할 수 있다.

동작

본 발명의 실시예의 시스템 및 방법에 의하면, 통신 네트워크에서 이용되는 단말기의 개수에는 제한이 없게 된다. 이러한 통신 네트워크는, (1)단일의 중앙 단말기(HCC); 및 (2)중앙 단말기로부터 먼 거리에 위치한 다수의 단말기(CPE)를 구비하여 구성된다. CPE는 HCC와 임의의 양방향(듀플렉스) 통신 채널 또는 CPE가 공유할 수 있는 용량을 갖는 채널 세트를 이용하여 디지털 데이터를 교환한다.

본 명세서에 개시된 것과 같은 본 발명의 실시예는 슬롯화된 알로하 통신 및 큐잉 이론(queuing theory)을 채택한다. 교환되는 정보는 소스에 의해 메시지로 분리될 수 있다. 이들 메시지는 디지털 데이터의 세트이다. 각 메시지의 길이는 고정되어 있지 않지만, 각 채널에서의 메시지의 평균 길이는 미리 규정되며, 이러한 규정에 부합하도록 트래픽이 다양한 수단에 의해 규제된다. 마찬가지로, 다양한 채널에서의 메시지의 레이트는 설정되어 있지 않지만, 평균 레이트는 미리 규정되며, 이러한 규정에 부합하도록 트래픽이 다양한 수단에 의해 규제된다.

HCC는, 인터넷 서비스 제공자, 방송회사 또는 전화 회사 등의 서비스 제공자 제어 서브시스템과 HCC 사이에서 인터페이스를 수행하는 인터페이스 장치로부터 CPE로 전송되는 정보를 수신한다. HCC는 CPE가 보내준 정보를 서비스 제공자의 제어 서브시스템에 전송한다. CPE 및 HCC는 제어 정보를 위한 소스 및 목적지로서 기능을 수행하기도 한다. 하나의 CPE로부터 다른 CPE로 정보를 이동시키기 위하여, HCC의 서비스 제공자는 정보를 전송할 수 있다.

HCC로부터 CPE로 데이터를 운반하는 하나 또는 둘 이상의 물리 채널을 다운링크(downlink)라 한다. CPE로부터 HCC로 데이터를 운반하는 하나 또는 둘 이상의 물리 채널을 업링크(uplink)라 한다.

다운링크 데이터 전송은, 서비스 제공자 사이에서 이용 가능한 용량을 공유하고 다양한 네트워크 제어 정보를 제공하기 위하여, HCC에 의해, TDMA 방식에서 실시간으로, 제어될 수 있다.

많은 수의 CPE의 수용은, CPE의 요청에 따라, 업링크 용량을 CPE에 할당함으로써 달성된다. 본 특허에 고유한 프로토콜, 프로세스 및 알고리즘은, 업링크 용량의 할당을 처리하며, 이러한 할당에 따라 데이터의 전송의 실행을 처리한다.

본 발명의 실시예에 따른 방법은, 트래픽이 이용 가능한 경우, 업링크를 가득차 있는 상태로 유지하며, 액세스를 전체적으로 유연하게 한다. 본 실시예의 방법은 네트워크에서의 단말기의 개수에 제한을 거의 또는 전혀 두지 않는다. 단일의 단말기가 이용할 수 있는 용량은, 단말기의 수가 증가함에 따라 평탄하게 감소한다. 본 방법은 네트워크를 통한 메시지 데이터 전송의 지연을 최소로 한다.

업링크는, 업링크 용량이 제어 정보 교환을 기다림으로써 생기는 지연에 의해 낭비되지 않도록, 예약 시스템(reservation system)을 가짐으로써, 가득 차 있는 상태로 유지된다. 업링크는, 데드 타임(dead time)을 최소화하기 위하여 관리되는 예약 구조를 가짐으로써, 가득 차 있는 상태로 유지된다. 이러한 부차적인 기준은, 상당한 깊이(통상 10~100 개의 예약)의 큐에서의 예약을 유지하고, 이에 따라 요청이 급격히 많아지거나 중단되는 것을 평탄하게 함으로써, 충족된다.

액세스는 실질적으로 유연하게 이루어진다. 단말기 또는 서비스(실시예에 따라 다름)는 업링크에서 미리 규정된 평균 로딩(average loading)을 갖는다. 이것이 유연성에 대한 유일한 제한 사항이다.

본 방법에는 고유의 제한 사항이 없다. 사실상, 본 방법은 현존하는 많은 단말기와 최적으로 작용한다. 업링크에서의 전체적인 메시지 트래픽 로딩이 네트워크 설계에서 설정된 제한 사항에 부합하도록, 단말기로부터 네트워크의 평균 로딩에 대한 고유 규정이 존재하고, 이러한 규정의 정확한 특성은 실시예에 따라 다르다.

서비스에 의한 입력에 대해 실용적이며 합의된 제한이 다운링크에 대해 주어진 경우, 다운링크 지연은 크지 않다. 업링크 지연은, 업링크 용량의 2단계의 할당, 즉 (1)요청 분배, 및 (2)예약 서비스 지연에 의해 좌우된다.

이러한 지연을 줄이기 위하여, 많은 기술이 본 발명에 사용된다. 네트워크에서의 메시지의 평균 크기와 비교해서 작은 예약 데이터 요소(구간 요청이라 함)는 업스트림으로 전송된다. 예약은 작아서 오버헤드를 최소화한다. 이들의 용량을 사용하는 것과 관련하여 참여한 단말기에 대한 임의의 구조를 피하기 위하여(즉, 각 단말기에 고정된 양의 용량을 할당하는 것을 피함 - "회선" 개념), 슬롯화된 알로하 기술이 사용된다. 예약 시스템은, 예약을 실행할 때에 지연과 용량의 낭비를 피하기 위하여, CPE에 분산된다.

분산된 제어 시스템은 매우 낮은 오버헤드와 빠른 응답을 지원하지만, 단말기가 제어 정보를 사용하고 있지 않은 경우에는 서로 간섭을 일으킬 수 있다는 문제점이 있다. 본 발명의 상당한 부분은, 이러한 문제점이 생길 가능성을 최소화 도는 제거하기 위한 방법 및 수단에 관한 것이다.

업링크 용량의 신속하고 효과적인 할당을 달성하기 위한 수단의 중심이 되는 구조는 요청의 수집 및 분뱅이다. 요청은, CPE로부터, 알로하 슬롯을 포함하는 ASBI에 수집된다. 각 알로하 슬롯은 요청을 가지고 있을 수 있다. HCC는, ASBI의 빈도와 각 구간에서의 슬롯의 수를 제어함으로써, 본 방법의 성능을 제어할 수 있다. 이러한 ASBI의 제어는, 실시예의 필요에 따라, 매우 복잡하게 되거나 또는 매우 단순하게 이루어질 수 있다. HCC로 전달되는 요청은 그룹단위로 한번에 전달되며, 각 그룹의 요청은 ASBI에 보유된다. 시스템의 성능에 있어서 중요한 요인은, 이러한 수집 과정의 요청 트래픽에 대한 평탄화 효과(smoothing effect)이다. 요청 전송은 알로하 슬롯에서의 경쟁을 허용한다. IR의 전송을 위해 선택된 슬롯이 랜덤하게 선택되어야 한다는 것을 제외하고는, 액세스의 요청을 위한 단말기에 대해 미리 규정된 구조는 없으며, 경쟁이 발생한다면, 효율적인 재전송을 위한 프로세스가 있어야 한다. 재전송의 횟수는 알고 있다.

경쟁이 있기 때문에, CPE는 요청의 전송을 평균 한번 이상 반복할 것으로 예상될 수 있다.

요청은, HCC로부터 CPE로 동시에 분배되고, 각 CPE가 보유한 요청 큐(RQ: Request Queue)에 진입한다. 이러한 RQ는 HCC에서 유지되는 마스터 RQ의 사본 또는 추정치로 된다. 요청은 우선순위에 의한 서비스용으로 구성될 수 있다. RQ를 통한 흐름 또는 요청을 규제하기 위한 다수의 수단 및 방법이 있다. 모든 CPE는, 동일한 요청 데이터베이스를 참조하며, 업링크에서의 할당을 암시적으로 안다.

업링크 용량을 요청한 CPE는, 모든 다른 단말기가 하는 것처럼, RQ를 단순히 규제한다. 로컬 메시지를 보유하기 위해 구간에 대한 할당이 통용되는 것이면, CPE는 이에 따라 반응 및 전송을 수행한다.

상기 프로세스는 업링크 및 다운링크를 완전하게 사용하는 네트워크의 균형이 잘 잡힌 실시예에서 지연이 100 밀리초 이하인 경우에 추가가 잘 된다.

네트워크의 물리적인 배치

시스템(10)는 HCC를 갖는 하나의 중앙 사이트를 포함한다. HCC는 이 중앙 위치에서 SPCS의 세트에 인터페이스한다. 많은 수의 클라이언트 사이트는 HCC 사이트로부터 멀리 떨어져 위치하는데, 대략 10,000개가 넘는 클라이언트 사이트가 있다. 이들 사이트는 HCC를 중심으로 원반 모양의 영역 위로 넓게 펴져 있다. 이러한 원반 모양의 영역의 대표적인 반경은 5~50 마일이 될 수 있다.

HCC 사이트는, 기존의 방송 사이트 및 안테나 기반 시설과 관련되어 있다. 클라이언트 사이트는 통상, 가정집이 되지만, 다른 구내(premises)도 시스템(10)에 의해 이용될 수 있다. CPE 사이트는 위치가 고정되어 있으며 안테나가 부착되어 있다. SIM은 CPE의 물리적 구조의 일부이다. SIM 및 SCPC는 미리 규정된 평균 메시지 길이 및 평균 메시지 레이트를 갖는 메시지를 제공하도록 조정된다. 하나의 CPE에서의 메시지의 전송은, 다른 CPE에서의 메시지의 전송과는 독립적이다.

채널 구조, FDD , 다운링크로 하나의 채널, 업링크로 하나의 채널

시스템(10)은, 방송 대역에서 54MHz에서 756MHz까지의 범위를 갖는 중심 주파수를 이용하는, 연속하는 6MHz 채널의 블록을 포함한다. 이러한 블록의 전형적인 크기는, 24MHz의 대역폭에서 4개의 채널이다. 이 블록에는 업링크용으로 하나의 단일 채널이 위치하며, 다운링크용으로 하나의 단일 채널이 위치한다. 이것이 FDD 배치이다.

채널 구조, FDD , 다운링크로 하나의 채널, 업링크로 여러 개의 채널

업링크 전송 파워를 제한하고자 하는 경우에는, 채널 구조에 대한 다른 실시예가 바람직할 수 있다. 연속하는 6MHz의 채널의 블록이 사용될 수 있다.

이 블록에는, 여러 개의 단일 채널이 업링크용으로 위치하며, 하나의 단일 채널이 다운링크용으로 위치한다. 업링크 채널의 전형적인 개수는 10개이다. CPE는 하나 또는 다른 업링크에 영구적으로 할당된다. 이것도 FDD 배치이다.

채널 구조, TDD , 다운링크로 하나의 채널, 업링크로 여러 개의 채널

업링크 전송 파워를 제한하고자 하며 가능한 가장 넓은 다운링크 대역폭을 얻고자 하는 경우에는, 채널 구조에 대한 다른 실시예가 바람직할 수 있다. 연속하는 6MHz의 채널 블록이 사용된다. TDD 방식으로 풀 채널(full channel)이 사용된다. 다운링크는 풀 대역폭을 사용한다. 기간이 업링크용으로 할당되면, 채널은 많은 수의 더 작은 대역폭의 업링크 채널로 분할된다. 이 채널에서 CPE는 이들 업링크 채널의 하나 또는 다른 하나에 영구적으로 할당된다. 업링크 전송할 시간이 되면, 상이한 업링크 그룹에 할당된 CPE는 병렬로 전송한다.

변조 및 부호화

업링크 및 다운링크에 디지털 변조가 사용된다. 변조는 다운링크 및 업링크에서 헤르츠당 몇 개의 비트를 지원한다. 전형적인 변조는 헤르츠당 6비트(6 bits-per-Hertz)의 레이트에서 64 QAM이 될 수 있다. 전형적인 MTU는 6 비트이다. 채널은 부호화 및 인터리빙된다. 채널 부호화에서의 전형적인 비트 에러율은 10- 10이다. 부호화 레이트는 0.9가 전형적이다.

채널 심볼 레이트는 고정으로 할 수 있다. 부호화 이후의 전형적인 정보 레이트는, 다운링크에서는 100 Mbps이고 업링크에서는 15 Mbps이다.

구간 및 메시지 구조

다운링크는 메시지를 연속으로 전송한다. 구간에는 보호 공간(guard space)이 없을 수 있다.

전송은 메시지의 경계의 전역에 걸쳐 일정하다. 업링크에서는 메시지 경계가 정렬되어 있다. 전형적인 정확도는 MTU의 10분의 1이다. 구간에는 보호 공간이 없을 수 있다. 업링크 메시지는 자신들이 갖는 메시지 헤더에 취득 시퀀스를 구비한다.

시스템 시간

등록 프로세스에서, CPE에게는 마스터 시스템 클록에 대한 다운링크 심볼 레이트를 알려준다. CPE는 자신의 로컬 시스템 클록 레이트를 다운링크에 맞추고, 이 레이트를 따른다. CPE는 HCC의 시간 위상에 맞추지 않는다.

동작 파라미터 및 동작 포인트

이하는, 시스템(10)의 동작 파라미터를 나타낸다.

1) 평균 메시지 길이 - 640 바이트

2) 평균 메시지 레이트 - 초당 2850 메시지

3) 알로하 슬롯 레이트 - 초당 10,800 슬롯

4) 알로하 슬롯/알로하 구간 - 108 슬롯(초당 100 ASBI)

5) 동작 포인트 - 0.4 (3.73 알로하 슬롯/메시지)

6) 메시지 사이즈 분해능(MSR) : 6 바이트

7) 최소 메시지 길이 : 6 바이트

8) 최대 메시지 길이 : 9,250 바이트

일반적인 메시지 포맷 - 다운링크의 경우

이하는, 시스템(10)에 대한 일반적인 다운링크 메시지 포맷을 나타낸다.

필드 비트 사이즈

다운링크 메시지 헤더 사이즈 40 비트

취득 시퀀스 0

어드레스 22

애플리케이션 ID 8

타입 또는 우선순위 6

메시지 길이(MSR) 12

다른 제어 정보 0

메시지 본체 가변 길이

이 구조는, 4백만 개 이상의 CPE와, 64개의 개별 타입 및 우선순위 레벨을 갖는 256개의 개별 애플리케이션을 지원할 수 있다. 이 구조는 최대 200,000 비트 길이의 메시지를 지원할 수 있다. 메시지 헤더의 오버헤드는 1% 미만으로 할 수 있다. HCC는 때때로 다운스트림 취득을 지원하는 특정의 제어 메시지를 전달한다.

일반적인 메시지 포맷 - 업링크의 경우

이하는, 일반적인 업링크 메시지 포맷을 나타낸다.

필드 비트 사이즈

메시지 헤더 사이즈 24 비트

취득 시퀀스 24

어드레스 0

애플리케이션 ID 0

타입 또는 우선순위 0

메시지 길이(MSR) 0

OCI* 0

메시지 본체 가변 길이

* OCI는 다른 제어 정보를 의미한다.

어드레스 및 다른 제어 정보는 관련 IR에 포함된다.

구간 요청( IR )

이하는, 구간 요청(IR)을 나타낸다.

필드 비트 사이즈

데이터 56 비트

어드레스 22

애플리케이션 ID 8

타입 또는 우선순위 6

메시지 길이(MSR) 12

OCI - IR 카운터 6

IR 카운터는 동일 CPE로부터 동일 시간에 다수의 IR이 분배되도록 하기 위해 제공되는 옵션이다. 이 카운터는 몇 비트만 있으면 된다.

RQ에서의 IR 표시에는, 몇 개의 필드가 추가될 수 있다.

필드 비트 사이즈

데이터 56 비트

어드레스 22

애플리케이션 ID 8

타입 또는 우선순위 6

메시지 길이(MSR) 12

OCI - IR 카운터 6

OCI - IR 전송 시간 28

OCI - IR 수명 6

IR 전송 시간은 1초에서 10 나노초의 분해능의 범위에 속한다.

IR 수명은 RQUM 카운트에 의해 나타낸다. IR 수명은 1로 초기화될 수 있으며, 이 값은 보유하는 RQUM을 나타내고, 다른 RQUM이 도달할 때마다 증가한다(HCC와 CPE에서).

구간 요청 메시지( IRM )

이하는, 구간 요청 메시지를 나타낸다.

필드 비트 사이즈

메시지 헤더 사이즈 40 비트

메시지 본체 56 비트

하나의 IR 56

IRM은 채널 용량을 보존하기 위하여 메시지 사이즈 분해능 규칙을 깨뜨리는 것이 허용된다.

본 실시예에서, IR 오버헤드는 2.3%(메시지당 전송되는 IR의 평균 개수를 고려한 것이며, 전송의 반복 때문에 하나 이상이 될 수 있다)

ASBI

이하는, ASBI를 나타낸다.

구간 사이즈 8640 비트

슬롯 1 80

.

.

.

슬롯 108 80

요청 큐 갱신 메시지( RQUM )

필드 비트 사이즈

메시지 헤더 사이즈 22 비트

어드레스 22

애플리케이션 ID 8

타입 또는 우선순위 6

메시지 길이(MSR) 12

OCI - RQ 깊이 12

OCI - RQ 상단 시간 28

OCI - RQUM 카운트 10

OCI - RQ 수명 6

OCI - DTA 데이터 구조 24

메시지 본체 사이즈 가변, 다수의 80비트 IR(0을 포함)

RQUM은, ASBI가 도달할 때마다 형성되고 전송되며, HCC 내에서 처리된다. 이것은 초당 100번 발생한다.

평균 사이즈가 거의 300 바이트를 넘는 경우 RQUM당 대략 29개의 IR이 존재한다.

RQ 깊이 필드는 RQ 내의 IR의 수를 포함한다.

RQ 상단 시간은 RQUM의 전송 시간과 RQ의 상단 요소의 IR 전송 시간의 차이다(관련된 메시지를 갖는 이 요소는 전송을 개시하지 않음). RQ 상단 시간은 10 나노초의 분해능으로 초 단위로 운반된다.

RQ 카운터는 순환의 카운터(가장 큰 숫자부터 0까지 증가)이다.

DTA 데이터 구조는 다운링크 취득을 위해 이용되는 상관 시퀀스이다.

RQ 사이즈(S)

이하는, RQ 사이즈를 나타낸다.

RQ 사이즈는 1000 개의 IR 요소이다. 예상되는 RQ 깊이가 결정된다.

업링크 정보 레이트 : 15,000,000 bps

업링크 메시지 레이트 : 초당 2850 개의 메시지

업링크 메시지 사이즈 : 640 바이트

업링크의 효율은 97%이며, 평균 RQ 깊이는 36개의 IR이다.

RQ를 통한 예상되는 지연은 36 개의 메시지 또는 13 밀리초이다.

IR 풀 사이즈

이하는, IR 풀 사이즈를 나타낸다.

마스터 IR 풀 및 로컬 IR 풀은 1000 개의 IR을 보유할 수 있다.

메시지 큐 구조

HCC는, 하나의 SPCS에 의해 나타낸 바와 같이, 제시된 각 서비스 제공자에 대해 하나의 메시지 수신 큐를 갖는다. 제한은 256의 서비스 제공자에 가깝다. 제공되는 서비스의 통상적인 개수는 대략 10이 될 것이다. HCC는 제어 메시지에 대해 하나의 메시지 수신 큐를 갖는다.

각각의 CPE는 각 SIM에 대해 메시지 수신 큐를 형성한다. CPE는 제어 메시지를 위해 하나의 메시지 수신 큐를 갖는다.

HCC는, 하나의 SPCS에 의해 나타내는 바와 같이, 각 서비스 제공자에 대해 하나의 메시지 전송 큐를 갖는다. HCC는 제어 메시지를 위해 하나의 메시지 전송 큐를 갖는다.

각 CPE는 각 SIM에 대해 메시지 전송 큐를 형성한다. CPE는 제어 메시지를 위해 하나의 메시지 전송 큐를 갖는다.

ASSA

알로하 슬롯 제공 알고리즘(ASSA)은 10 밀리초마다 ASBI용의 요청을 생성한다. 요청되는 ASBI는 고정된 슬롯 사이즈, 즉 108 슬롯으로 이루어질 수 있다.

슬롯은 고정된 사이즈, 즉 80 비트로 구성된다.

IRSF

모든 IRM 전송은 균일한 가능성을 가지고 "다음" ASBI의 슬롯으로 전송된다. 이것은 제1 전송에 대해 적용된다.

재전송의 경우, CPE는, IRM이 HCC에 의해 성공적으로 수신되었는지 여부를 판정하기 위해 RQUM을 수신하여야 한다. 이 RQUM은 HCC에서 ABSI를 수신한 직후에 형성되어 전송된다. RQUM을 다시 얻기 위한 지연 시간은 최악의 경우 대략 0.5 밀리초가 된다. 따라서, CPE는 "다음" ASBI에서 IRM을 설정 및 재전송하기 위한 시간을 갖는다.

RIM 전송 레이트의 규제

CPE는 IRM 전송을 규제하지 않을 수 있다. 다수의 IR은 단일의 CPE로부터 IR 분배 영역에 투입될 수 있다. IR 카운터는 분배 영역에 있는 상이한 IR을 구분하는데 이용될 수 있다. IR 카운터는 형성된 각각의 새로운 IRM에 대해 증가될 수 있다.

메시지 길이 및 메시지 레이트의 규제는 SIM에 대해서는 그대로 남겨둘 수 있다. 그러나, 제어 메시지는, 서비스 제공자를 위한 데이터의 전송을 중단시키기 위해 모든 단말기로 향하도록 HCC에 의해 이용되는 실시예에 포함된다. 이것은, SIM 제어 기능이 SACF가 고장이 생기는 설계상의 에러 또는 변경되거나 침해되는 경우를 위한 실질적인 페일 세이프(fail-safe) 메커니즘을 제공한다.

IRM이 8번 재전송된 경우, 단말기는 다음 IRM 재전송을 20의 ASBI 동안 랜덤하게 분배한다. 이것은, 본 실시예에서 하나의 IRM에 대해 10,000번 발생하고, ASBI에 부하를 주는 일군의 IRM 요청을 나타낸다. 이것은, 드물게 발생하는 IRM 재전송을 위해 보류한 지연에 대해 평균 100 밀리초를 추가할 수 있다. 그러나, 네트워크에 진입하는 모든 IRM은 성공적으로 전송된다.

성공적인 IRM 전송을 위한 예상되는 전송의 시도 횟수는 1.5이다. 따라서, 요청 프로토콜에 의한 예상되는 지연은 20 밀리초이다.

RQ 삽입 - FIFO

RQ 삽입 알고리즘은, 메시지 헤더 끝 부분으로부터 먼저 RQUM이 제거되는 것과 같이, 뒤에서 RQ 내에 IR을 새롭게 배치할 수 있다.

RQ 삽입 - 우선순위의 예

많은 수의 우선순위 배치 방법의 이용을 고려할 수 있다. 중요한 기준은, 로컬 RQ로부터 요소가 손실된 경우(마스터 RQ와 비교하여), IR의 상대적인 배치는 변경되지 않는다는 것이다. 이러한 방법의 예를 이하 설명한다.

IR은 RQUM 삽입 알고리즘에 의해 RQUM의 가장 가까운 메시지 헤더로부터 하나씩 얻을 수 있으며, 다음을 고려할 수 있다.

IR은 다음과 같이 RQ 삽입 알고리즘에 의해 RQ에 배치될 수 있다. RQ에 새 로운 IR을 배치하는 과정에서, RQ 삽입 알고리즘에 의해, RQ의 후방으로부터 동일하거나 더 높은 우선순위를 갖는 제1 IR에 대해, 탐색이 이루어진다. 후보 IR은 이러한 IR의 뒤쪽에 가능한 근접하게 배치된다. 그러나, 우선순위 지연 제한범위보다 더 큰 IR 수명을 갖는 IR의 앞에는 놓이지 않는다.

우선순위 우선순위 지연 제한

1 0

2 1

3 5

4 16

평균적인 최대 IR 수명은 대략 1.5가 될 수 있다.

예를 들어, 우선순위 1의 IR이 도달한다. RQ 삽입 알고리즘은 RQ를 통해 앞으로 탐색을 수행하는데, IR 수명이 상기 나타낸 우선순위 지연 제한 보다 같거나 크지 않은 낮은 우선순위를 갖는 과거의 IR에 대해서, IR 수명이 6인 우선순위 3의 메시지를 만날 때까지 계속한다. 새로운 우선순위 1의 IR은 이 IR의 바로 뒤에 놓인다.

이 예에서, 우선순위 3의 IR은 5 RQUM 전송 주기 동안 RQ에 있게 된다(IR 수명이 1로 초기화되었음). 이것은 대략 50 밀리초가 소요된다. 정착 시간이 이처럼 길면, IR은 RQ의 앞에 배치될 수 없으며, 원활하게 앞으로 진행한다.

RQUM으로부터 IR의 배치를 완료한 때에 IR 수명 값을 조정한 후, RQ 삽입 알고리즘은 64개 이상의 IR 수명을 가진 모든 IR을 삭제한다(0 이벤트 가능).

RQ 오버플로우의 경우(0 이벤트 가능), RQ 삽입 알고리즘은 RQ로부터 IR을 폐기하고, 최신의 우선순위 4의 IR로 개시하며(RQUM에 도달하는 것들을 포함), 이들을 통해 모든 우선순위 4의 IR이 폐기될 때까지 진행하고 나서, 최신의 우선순위 3의 IR 등에 대해 진행한다. 삭감되는 것을 피하기 위해 적절한 우선순위의 최신의 IR을 배치하기 위해 충분한 다수의 IR만이 폐기된다.

클록 동기화

다운링크 심볼 레이트는 등록 동안 CPE로 이동한 제어 정보에서 정의된다. CPE는 로컬 시스템 클록을 구동시키기 위해 심볼 레이트를 이동하여 다운링크에 고정한다. 단말기는 위상 고정 루프가 고정될 때 자체적으로 클록 동기화를 나타낸다.

다운링크 동기화

DTA 데이터 구조는 상관 관계에 의해 RQUM 내의 필드의 위치를 포착하기 위한 수단을 제공한다. RQUM의 알려진 메시지 헤더 구조에 의하여, CPE는 메시지 길이 필드의 위치를 판정할 수 있다. 이에 의하여, CPE는 다음 메시지의 길이 필드의 위치를 결정할 뿐만 아니라 RQUM에 대해 고정될 수 있다. CPE는 메시지 길이 필드의 연속하는 위치 설정에 의하여 후속하는 메시지를 반복하여 복호화한다.

CPE는 예상되는 장소에서 후속하는 RQUM에서 이러한 구조의 포착에 의해 DTA 데이터 구조의 포착을 확인하면 자체적으로 다운링크 동기화를 선언한다. 이에 의하여 일련의 잘못 검출된 메시지 길이를 배제할 수 있다.

CPE는 RQUM 내에 도달하는 모든 DTA 데이터 구조로 다운링크 동기화를 확인 한다. 확인에 실패가 있으면, 단말기는 다운링크 동기화가 이루어지지 않았음을 선언한다.

RQ 동기화

본 실시예에서의 RQ 동기화 과정은, RQ 동기화를 달성하기 위해, IR 수명, RQ 수명, RQUM 카운트 및 RQ 카운트의 4가지 데이터 요소를 이용할 수 있다.

IR 수명은 IR이 RQ에 진입하고 나서 전송된 RQUM의 수로 알 수 있다. 6 비트 필드는, 대략 640 밀리초에 해당하는 64 RQUM에 대한 카운트와, 평균 1824 개의 IR(즉, 메시지)에 대해 유지할 수 있다. RQ는 1000 IR의 용량과 36 IR의 예상되는 깊이를 갖는다. 따라서, 이 필드는 임의의 IR에 대한 IR 수명을 RQ에 기록하는데 적합하다.

RQ 수명은, RQUM에서 전송되며, 마스터 RQ에서 가장 오래된 IR의 수명이다. 이 파라미터는 소정의 실시예에 특정되는 다른 제어 정보의 예이다.

RQ 동기화 프로세스는, RQ를 클리어하고, 다음에 수신한 RQUM으로 시작하는 새로운 IR의 배치를 개시함으로써 시작한다. 이 프로세스는, 각각의 새로운 RQUM의 RQUM 카운터가, RQUM이 손실되지 않았다는 것을 나타내는 한, IR의 수집과 이들을 RQ에 입력시키는 것을 계속한다. RQUM이 손실되면, RQ 동기화 프로세스가 시작된다.

RQUM 내의 RQ 수명이 로컬 RQ 내의 가장 오래된 IR 수명과 같거나 작으면, RQ 동기화 알고리즘은 CPE가 RQ 클리어 상태에 있다고 선언하고, 관련된 RQUM이 동기 RQUM이라고 선언한다. 마스터 RQ 내의 모든 IR은 로컬 RQ 내에 존재한다는 것 을 알 수 있다.

동기 RQUM 내의 RQ 깊이 필드는 로컬 RQ에 있어야 하는 IR의 수를 설정한다. IR은, 이 수의 요소를 포함할 때까지, 로컬 RQ의 상단으로부터 제거된다. 이들 IR에 대한 관련 메시지는 이미 전송되었다는 것을 알 수 있다.

이어서, 단말기는 RQ 동기화 상태에 있다는 것이 선언된다.

업링크 동기화

본 실시예에서, CPE가 클록 동기화, 다운링크 동기화 및 RQ 동기화를 달성한 후에, CPE는, 동기 RQUM으로 시작하는 RQUM이 도달할 때마다 업링크 동기화를 수행할 수 있다.

업링크 동기화 프로세스에서, RQ의 상단 IR의 IR 전송 시간은 CPE 오프셋(또는 부트스트랩 CPE 오프셋)에 현재의 로컬 시스템 시간을 더한 것보다 작은 RQUM 상단 시간 값으로 설정된다. 이 단계는 IR 전송 시간을 로컬 시스템 시간에 맞출 수 있지만, 로컬 시스템 클록이 마스터 시스템 클록과 위상(절대 시간)에서 동기화될 것을 요구하지는 않는다.

CPE의 등록 이전에, 부트스트랩 CPE 오프셋은 IR 전송 시간을 산출하는데 이용된다. 이 오프셋은 등록하기에 적절한 전송 시간을 제공하지만, 정상적인 메시지의 전송에는 적합하지 않다. CPE 오프셋은 정상의 업링크 전송이 허용되기 전에 취득되어야 한다.

로컬 RQ의 상단에서 IR의 IR 전송 시간에 기초하여, 로컬 RQ에 있는 모든 IR에 대한 IR 전송 시간을 산출하기 위하여, 메시지 길이 값을 이용하는 프로세스가 수행된다.

CPE는, 이 프로세스가 처음 발생했을 때 업링크 동기화에서 선언되고, 이후 업링크 동기화가 유지된다.

등록 및 CPE 오프셋 조정

CPE가 업링크 동기화를 초기에 달성한 후에, CPE는 등록 프로세스를 수행할 수 있다. 본 실시예에서, HCC는 등록하기 위한 CPE 후보의 리스트를 갖는다. HCC에 있는 오퍼레이터는 이 리스트를 매일 갱신한다.

때때로, HCC는, CPE의 하드웨어 또는 소프트웨어에 내장되는 어드레스로서 후보 CPE의 어드레스를 포함하는 특정의 등록 제어 메시지를 위한 IR을 발송할 수 있다.

업링크 동기화를 달성하면, 후보 CPE는 어드레스에 의해 CPE로 향하는 등록 메시지의 IR을 모니터링한다. 이러한 IR이 로컬 RQ의 상단에 나타나면, CPE는 등록 메시지를 예약된 업스트림 구간에 전송한다. 이 구간은, CPE로부터 HCC까지의 전파 거리(propagation distance)에 의해 결정될 때, 가능한 시간의 범위 내에서 IR 전송 시간의 정렬 오차를 허용하도록, 크고 충분한 보호 공간으로 예약된다.

HCC는 등록 메시지를 수신하고 구간에 메시지의 위치를 기록한다. 이에 의하여 CPE 오프셋을 결정하게 된다.

HCC는 CPE 오프셋을 제어 메시지로 CPE에 전송한다. CPE는, CPE 오프셋을 기록하고, 이 기록을 이후 IR 전송 시간을 갱신하는데 이용한다. 처음 이러한 갱신 이후에, CPE는 동기화되고 위치 설정되어 메시지를 전송한다.

때때로, HCC는 오프셋 갱신 메시지를 지정하고 임의의 단말기를 어드레싱하는 IR을 전송할 수 있다. 이러한 특별한 경우에, CPE는 관련 IR의 IR 전송 시간보다 약간 후의 시점에 메시지를 전송할 수 있다. 이러한 약간의 오프셋은 약간 작은 보호 공간을 가진 구간의 중심에 메시지를 배치하도록 선택되어, HCC가 단말기의 CPE 오프셋에 대하여 미세한 보정을 산출할 수 있다. HCC는 모든 단말기를 규칙적으로 순환시키고 이들의 오프셋을 원래대로 조정한다. 본 실시예에서 선택한 사이클 시간은 2시간이다.

본 방법 및 시스템(10)은, 멀리 떨어져서 분산된 다수의 단말기들 사이에서 스케일러블하고 민감한 메시지 교환을 지원하도록 하는 방식으로 통신 시스템("네트워크")에 대한 매체 액세스 제어(MAC) 기능을 제공한다. 본 실시예의 방법은, 인터넷, 전화 및 텔레비전 서비스와 같이, 선호 또는 차별 없이 임의의 디지털 서비스를 위한 데이터의 통신을 지원할 수 있다. 본 명세서에서 사용되는 "애플리케이션"이라는 용어는, 하드웨어 또는 소프트웨어 기능 또는 프로세스를 의미하며, 본 발명의 본 실시예의 방법은 단말기의 하드웨어 또는 소프트웨어의 물리적 요소에, 가능하면 다른 애플리케이션과 함께, 위치하는 제어 애플리케이션과 데이터베이스의 세트로 구성될 수 있다.

헤드엔드 제어 컴퓨터(HCC)(38)는 중앙 사이트에 위치한 데이터베이스 및 애플리케이션의 세트를 구비할 수 있다. HCC는 네트워크에 분산된 단말기에 보낸 통신 시스템 데이터의 단독의 소스이며, 네트워크에 분산된 단말기로부터 보내진 통신 시스템 데이터의 단독의 목적지이다. 또한, HCC(38)는 본 명세서에 개시되어 있는 방법, 프로토콜, 기술, 포맷 및 프로세스에 의해 데이터를 송신 및 수신할 수 있다. 분산된 단말기로부터 HCC로의 데이터 흐름을 지원하는 네트워크에서의 연계(linkage)를, 본 명세서에서는 업링크(uplink)라 한다. HCC로부터 분산된 단말기로의 데이터 흐름을 지원하는 네트워크에서의 연계를, 본 명세서에서는 다운링크(uplink)라 한다.

다수의 고객 구내 장치 단말기(CPE)는, 데이터베이스 및 애플리케이션의 세트를 각각 구비하고, 네트워크에서 어드레싱 또는 그룹화한 메시지를 수신한다. CPE는, 본 명세서에 개시된 방법, 프로토콜, 기술, 포맷 및 프로세스를 이용하여, 메시지를 송신 및 수신하기 위하여, 네트워크에 대한 엑세스를 공유한다. CPE는 송수신부, CPE CC 제어부, 및 인터페이스 모듈의 세트로 분할될 수 있다.

본 방법의 바람직한 실시예에서, CPE는 위치가 고정되어 있다. CPE는 본 발명의 다른 실시예에 따라 이동 위치를 채택할 수 있다.

네트워크에서의 트래픽 흐름의 규제에 관련된 제어 정보는 네트워크 자체에 포함될 수 있다. 이 제어 정보의 모두 또는 일부는 네트워크의 일부가 아닌 링크에 의해 운반될 수 있다.

통합될 때, 공지된 수단에 의해 시스템 제어로부터 특정 서비스의 제어의 분리를 제공하는 특별한 특징은 2개의 인터페이스이다. 이러한 인터페이스는 데이터베이스 및 애플리케이션을 구비하며, 인터페이스의 특정 서비스 측의 애플리케이션을 서비스 애플리케이션이라 한다.

HCC와 서비스 제공자 제어 서브시스템(SPCS)이라 불리는 서비스 특정 모듈 또는 기능 사이의 인터페이스는, 네트워크에서 지원되는 서비스를 각각 제공한다. 본 방법을 이용하는데 필요한 인터페이스 및 제어 기능은 서비스의 특정의 오퍼링을 지원하기 위한 것이다. 도 1은 SPCS와 HCC 사이의 인터페이스와 관련된 기능 블록을 나타낸다.

CPE 내에 있는 제2 인터페이스는, 서비스 인터페이스 모듈(SIM)이라 불리는 특정 서비스 모듈 또는 기능과 CPE CC 사이에 있다. 이러한 모듈은, CPE 사이트에서 지원되는 서비스 각각에 대해, CPE 로컬 사이트에서의 상기 서비스와 관련된 프리젠테이션 및 기억 디바이스와, HCC 사이트에서의 서비스와 관련된 SPCS 사이의 데이터 흐름을 규제하는데 본 방법의 사용을 위해 필요한 인터페이스 및 제어 기능을 제공한다. 도 2는 SIM과 CPE CC 사이의 인터페이스와 관련된 기능 블록을 나타낸다.

SPCS 인터페이스의 변형예로서, 본 방법의 일부로서 사용될 때, SPCS(또는 SPCS와 관련된 시스템)은 하나의 CPE로부터 송신된 메시지, 변형 메시지 또는 이러한 메시지의 유도물을, 개별 CPE 또는 CPE 그룹에 전송함으로써, CPE들 사이에서의 일대일 동등 계층간 통신 접속을 제공한다.

시스템(10) 및 방법은 HCC 및 CPE에 대한 인터페이스에서 SPCS 및 SIM에 의해 수행되는 기능들 중 하나인 서비스-메시지 허가 제어 기능(SACF)을 제공한다. 이러한 SACF는 규율 또는 단속의 기능을 갖는다. 네트워크에 메시지 트래픽이 제공되는, 이러한 트래픽은 BSDP 구현에 의해 요구되는 통계적 또는 평균적 특성을 갖는다. 이 특성은, (1)평균 메시지 길이와, (2)메시지의 평균 레이트의 일부 또는 모두를 포함할 수 있으며, 그외의 것도 포함할 수 있다. SACF 기능을 지원하기 위하여, 서비스를 지원하기 위한 제어 애플리케이션 또는 서비스 애플리케이션은, 특정 타입의 서비스 메시지로 전송된 특정 서비스의 제어 정보를 이용하여 이들 사이에서 통신을 수행할 수 있다. 도 1 및 도 2는 네트워크에 대한 메시지 흐름을 규제함에 있어서 SPCS 및 SIM에서의 SACF 기능의 역할을 나타낸다.

시분할 다중 접속(TDMA: Time Division Multiple Access)을 이용하는 하나 이상의 채널을 공유할 수 있는 네트워크에 대한 시스템(10) 및 방법을 시스템 구조에 결합시켜서 권리로서 주장한다. 도 3.1 내지 3.4는 본 발명의 방법으로서 채널의 물리적 구성을 나타낸다.

전송 시간은 본 명세서에서 구간(interval)이라 불리는 가변 길이의 연속하는 일련의 시간 주기로 구성될 수 있다. 구간 경계 시간은 마스터 시스템 클록에 의해 HCC에서 측정된다.

소정의 구간은 구간 내의 하나 이상의 연속하는 시간 주기를 제공하는 하부구조를 갖는다. 이러한 하부구조의 시간 주기를 슬롯이라 한다. 구간이 슬롯을 포함하는지 여부는, 다운스트림에서의 메시지 헤더와 업스트림에서의 구간 요청에 실려 운반된다. 구체적으로, 슬롯은 몇 개의 메시지가 하나의 구간 내에서 운반되도록 하기 위한 것이다. 시스템(10)의 제어 오버헤드는 스케줄링 구간과 관련되기 때문에, 슬롯의 이용은 본 발명의 방법에 의한 채널 이용의 효율을 증가시킬 수 있다.

메시지는 업링크 및 다운스트림 구간에서 전달될 수 있다. 이러한 각각의 구간은, 하나의 메시지를 정확하게 전달하기 위하여 동적으로 할당 및 크기순으로 배치됨으로써, 통상적으로 메시지를 구간에 정확하게 또는 밀접하게 맞추는 실시예의 목적에 적합한 효율 및 효과를 갖게 된다. 소정의 목적을 위해, 슬롯은 지정된 메시지를 포함하거나, 알려진 애플리케이션 및 길이의 지정되지 않은 메시지(예컨대, 음성 패킷)를 포함하도록 할당될 수 있다. 구체적으로, 메시지는 상이한 CPE에 의해 단일 구간의 상이한 슬롯으로, 업링크로 전송될 수 있다. 비어 있는 구간이나 슬롯이 허용되거나, 신호가 경쟁 또는 충돌할 수 있고 정보가 충돌 또는 파괴될 수 있는 방식으로 하나 이상의 메시지가 구간 또는 슬롯으로 전송될 수 있다.

업스트림 메시지는, 관련된 구간 또는 슬롯 시간 경계 내에서 정확하게 위치한 HCC에 도달할 수 있도록 전송되며, 다운스트림 메시지는 관련된 구간 또는 슬롯 시간 경계 내에 정확하게 위치한 HCC로부터 벗어날 수 있도록 전송될 수 있다.

시스템(10)은 메시지의 업링크 및 다운링크 전송을 위한 개별의 물리층 주파수 대역을 사용한다. 본 기술분야에서 알려진 구성은 주파수 분할 듀플렉스(FDD: Frequecy Division Duplex)이다. 시스템(10)은 업링크 및 다운링크 메시지를 하나의 공유하는 TDMA 물리층 주파수 대역으로 전송하고, 이러한 채널 구성을 본 기술분야에서는 시분할 듀플렉스(TDD: Time Division Duplex)라고 한다.

FDD 채널 구성의 경우, 업스트림 구간은, 한 구간의 종료 시간이 다음 구간의 시작 시각이 되는 연속하는 시퀀스로 정렬된다. 다운스트림 구간은, 한 구간의 종료 시각이 다음 구간의 시작 시각이 되는 연속하는 시퀀스로 정렬된다. 업링크 채널이나 다운링크 채널 또는 이들 2개의 채널에서의 구간들 사이에 미사용의 갭(unused gaps)이 허용될 수 있다. 도 3.1 내지 3.4는 채널에서의 구간의 배치를 나타낸다.

TDD 채널 구성의 경우, 구간은 한 구간의 종료 시각이 다음 구간의 시작 시각이 되는 연속하는 시퀀스로 정렬된다. 그러나, 각 구간은 업링크 구간 또는 다운링크 구간이 될 수 있다. TDD 채널 구성에서 구간들 사이에 미사용의 갭이 허용될 수 있다. 도 3.1 내지 3.4은 채널에서의 구간의 이용 예를 나타내며, 본 명세서에 참조로서 포함되는 것으로 한다.

네트워크의 CPE는 서브 채널에 할당된 그룹으로 구성된다. 이러한 할당은 정적으로 또는 동적으로 만들어진다. 정적이라는 것은 그룹의 주기에서 한번 또는 때때로 만들어지는 것이며, 동적이라는 것은 네트워크 용례의 패턴 또는 CPE의 순간적으로 필요한 함수로서 온 더 플라이(on the fly) 방식으로 이루어진다. TDD 구조에서의 정교함은, 하나의 풀 대역폭, 다운링크 채널, 및 업링크 채널로 이루어진다. 여기서, 업링크 채널은 다운링크 채널과 동일한 중심 주파수와 전체 대역폭을 함께 갖는 다수의 협대역 채널로 분할된다. 이러한 구성은, CPE 전송 파워는 낮은 값을 필요로 하지만, 고대역폭의 다운링크 접속을 유지하도록 설계된다. 구체적으로, 이러한 구조에서, HCC는 각 업링크 그룹에 대해 마스터 RQ를 유지한다.

몇몇 또는 모든 구간 및 슬롯은 보호 공간(메시지들 사이의 보호 시간 갭)을 포함할 수 있다. 이러한 보호 공간에 대한 필요는, 특정 실시예에서 마스터 시스템 클록을 따르는 로컬 시스템 클록의 정확도에 따라 달라진다.

시스템(10)은, 물리층이라고 총칭하는 업링크 및 다운링크에서의 신호를 변조, 전송, 취득, 트래킹 및 복조한다. 물리층은 특정 실시예의 미디업 및 애플리 케이션에 적합할 수 있다. 물리 미디어 및/또는 변조 형태는 업링크 및 다운링크에서 상이하다. 업링크 및 다운링크 변조 형태 및 데이터 레이트는 시스템(10) 내에서 실시간으로 변경되도록 제어될 수 있다. 이것은, 실시예의 다양한 채널에서의 데이터 전송의 성능을 최적으로 하기 위한 것이다.

채널에 있는 각 메시지는 최소 전송가능한 단위(MTU: Minimum Transmittable Units)로 물리층의 연속하는 시퀀스가 될 수 있으며, 구간 또는 슬롯에서 일정하게 구성, 포맷화 및 전송된다. MTU는 물리층을 구현할 수 있는 최소의 데이터 전송량이다. MTU의 사이즈는 비트 및/또는 초 단위로 구성되며, 물리층에 관한 실시예에 따라 달라질 수 있다. 예를 들어, QPSK 변조 구성은 2비트의 MTU를 가질 수 있다. MTU의 사이즈는 업링크 및 다운링크에서 상이하게 할 수 있으며, 시간의 경과에 따라 다르게 할 수도 있다.

FDD 채널 또는 서브 채널에서의 다운스트림 및 업스트림 메시지는 연속으로 전송되며, 한 메시지의 마지막 MTU에 바로 이어서 다음 메시지의 맨 처음 MTU가 전송된다. 단일의 TDD 채널 또는 서브 채널 업스트림 및 다운스트림 메시지는 시퀀스로 혼합될 수 있지만, 연속으로 전송될 수도 있다.

SPCS로부터 메시지의 메시지 전송 큐(도 1 참조)가 없는 경우, 또는 필요한 제어 메시지가 없는 경우, 네트워크의 다운링크 구간은 HCC가 손상되지 않은 메시지, 널 메시지(null messages) 또는 이들의 조합을 이용하여, 완전한 상태로 유지된다. CPE로부터 요청된 메시지 구간이 없거나 필요로 하는 업스트림 제어 메시지가 없는 경우, 네트워크의 업링크 채널은, HCC에 의해 요청되는 바와 같이, 손상되 지 않은 메시지, 널 메시지 또는 이들의 조합으로 완전히 채워진 상태를 유지한다.

다운스트림 메시지 전송 및/또는 업스트림 메시지 전송에 갭이 있을 수 있다. 이러한 갭은 비어 있는 구간 또는 슬롯이나, 구간의 부재와 관련될 수 있다.

클록 동기화가 하나의 구간 및 다음 구간 사이에서 심볼 경계의 손실 없이 다운링크나 업링크 또는 이들 2개의 링크 모두에서 복조를 허용하는 정확도로 유지될 수 있다. HCC에 의한 다운링크 전송은 하나의 메시지에서 다음 메시지로 일관될 수 있다.

취득 시퀀스 필드는, 공지된 방법에 의해, 몇몇 또는 모든 주파수, 위상 및 심볼 경계 취득 및 그외 유사한 기능을 지원하기 위한 특정의 제어 메시지에서 또는 몇몇 또는 모든 메시지 헤드의 앞에서 사용된다. 이러한 필드의 특징은 실시예에 따라 달라진다.

메시지의 업스트림 시퀀스는, 하나의 메시지에서 다음 메시지까지 심볼 경계와 주파수를 성공적으로 트래킹하기 위한 수단을 제공하는 것에 적합한, 연속하는 경계와 정확한 주파수 정렬을 가질 수 있다. 이러한 방법은, 메시지 헤더에 있는 취득 정보를 제거하기 위한 수단을 제공한다. 구체적으로, 이 변형예에서의 HCC 복조기는, 완전한 신호 취득으로 다시 행하지 않고서도, 각각의 입력되는 메시지의 변조를 트래킹 또는 고정시키는 것이 가능하다. 이러한 변형예의 애플리케이션으로부터의 결과물이 메시지의 처음 몇 개의 심볼에서 생길 수 있는 메시지 심볼 에러로부터 복구하는데, 공지된 채널 부호화 및 인터리빙 방법이 이용된다.

로컬 시스템 클록이라 불리는 CPE 클록의 동기화에 이용되는 디지털 신호 취 득, 복조, 및 트래킹의 공지된 방법의 통합은, 시스템의 관련 동작을 위한 시간을 결정하는데 이용된다. 마스터 시스템 클록이라 불리는 HCC에서의 동기화는 HCC에서의 시스템 관련 동작을 위한 시간을 결정하는데 이용된다. 여기서의 동기화(클록 동기화)는 마스터 시스템 클록과 실질적으로 동일한 레이트에서 로컬 시스템 클록(즉, 틱 레이트)이 동작하는 것을 의미한다. 로컬 시스템 클록은 CP 오프셋 등의 고정되고 공지된 값에 의해 표시될 수 있는 시간으로, 마스터 시스템 클록의 위상(즉, 시간)을 트래킹한다. 구체적으로, 개시된 방법의 바람직한 실시예에서, 로컬 시스템 클록은 마스터 시스템 클록의 시간을 제공할 필요가 없다. 로컬 시스템 클록(즉, 틱 레이트)에 의한 마스터 시스템 클록의 앞서는 레이트를 트래킹하는 것이 적절하다.

마스터 시스템 클록의 레이트는 다운링크 데이터 레이스의 트래킹에 의해 결정된다. 이러한 방법은, 정의되고 통신된 다운링크 데이터 레이트 값 또는 타임 스탬프를 기초로 한 프로토콜과 함께, 위상 고정 루프 또는 그외 다른 공지된 방법을 이용한다. 클록 동기화 상태를 기록하는 데이터 요소는 CPE에 유지되며, 이러한 데이터 요소는 CPE가 클록 동기화 상태에 있는지 클록 동기화 상태에 있지 않은지를 기록하여, 이러한 상태는 클록 동기화 방법에 의해 결정된다. 예를 들어, 다운링크 데이터를 트래킹하는 위상 고정 루프가 고정되어 있으며, CPE가 클록 동기화 상태에 있다.

CPE 전송 MTU 레이트는 클록 동기화 상태에 있는 로컬 시스템 클록에 기초하여 결정된다. 업링크는 다운링크에 고정된다. HCC는 마스터 시스템 클록에 대한 업링크에서의 보우레이트(baud rate)를 정확하게 인식하며, 구간 또는 메시지 길이와 관련된 시간 범위를 산출할 수 있다.

CPE가 다운링크에서의 구간 경계를 획득하고 트래킹하기 위해, 통상의 방법인 다운링크 트래킹 알고리즘(DTA)을 채택할 수 있다.

CPE가 마스터 시스템 클록에 의해 측정된 다운스트림 메시지의 개시 시간의 정보를 실질적인 확실성(즉, 실시예의 목적에 적합할 것 같은)을 갖고 포함한다면, 다운링크 동기화되었다고 할 수 있으며, 이를 다운링크 동기화라고도 한다.

각각의 다운스트림 메시지는 취득 시퀀스를 가지며, CPE는 각각의 메시지를 취득함으로써, 메시지의 개시 시간을 자동으로 결정하고, 이에 의하여, 항상 다운링크 동기화 상태에 있게 된다. 구체적으로, 이 방법은, 메시지의 개시 시간이 취득 없이 포획 가능할 정도의 정확도로 알려져 있지 않은 경우, 예컨대, HCC 송신기가 각 메시지를 송신하기 위해 턴온되고 턴오프되는 경우에, 유용하게 이용할 수 있다.

관련 다운스트림 메시지의 메시지 헤더에 위치한 메시지 길이 필드는, 다음 구간 경계 등을 반복적으로 결정하기 위한 수단을 제공한다. 이러한 변형예는 RQUM 등의 다운링크 제어 메시지의 몇 가지 편리한 세트에 배치되는 DTA 데이터 구조의 이용을 포함하지만, 모든 다운링크 메시지에서는 그렇지 않을 것이다. DTA 데이터 구조는 관련 메시지의 메시지 길이 필드의 위치를 결정하는데 이용되며, 관련 메시지의 위치를 규정하며, 후속하는 메시지의 메시지 길이 필드을 찾음으로써, 반복적인 구간 경계의 결정의 개시를 지원하게 된다. 이러한 변형예는, 다운링크 메시지가 연속하여 전송되는 경우(그러나, 공지되고 허용 가능한 양의 송신 데이터가 CPE에 의해 손실되는 시동 및 예비의 갭 예외를 허용함)에 적용된다. 이 경우, 구간에는 보호 공간이 없으며, 하나의 메시지로부터 다음 메시지까지의 심볼 경계를 유지하는 변조를 가지고, 메시지 경계에 걸쳐 위상 조화를 가질 수도 갖지 않을 수도 있다.

DTA 데이터 구조는, 드물게 발생하는 데이터 패턴을 가지며, 각 실시예에세 적합할 것으로 판단되는, 유용한 자기 보정 특성을 갖는 구조를 포함한다. 구체적으로, DTA 데이터 구조는 주파수, 위상 및 심볼 취득의 기본적인 물리층 채널 취득 기능을 지원하지 않는다. 변형의 DTA 데이터 구조는 상관 시퀀스(즉, 고정된 비트의 시퀀스, 자체적으로 정확하게 정렬되어 있지 않으면 매우 낮은 자기 상관성을 가짐)로서 본 기술분야에서 알려져 있다. 이러한 시퀀스는 특정의 실시예에서 요구하는 바와 같이, 실질적인 다운링크 동기화를 지원하는데 적합한, 오검출 및 착오 기각 가능성을 갖는다.

CPE는 각 DTA 데이터 구조를 포착할 수 있으며, 다운링크 동기화를 설정 및 확인하기 위하여 상기 상관 시퀀스의 예측된 위치를 갖는 크로스 체크를 이용한다. 이러한 체크가 실패하면, CPE는 단말기가 다운링크 동기화 상태에 있지 않다고 선언한다.

메시지가 불리는 데이터 구조가 도 5에 도시되어 있으며, 도 5는 메시지의 구조를 나타낸다. 메시지는 구간 또는 슬롯 단위로 전달된다.

특정의 애플리케이션 ID로 지정된, 특정 메시지를 위한 메시지 본체(도 5)의 포맷은, 메시지를 송수신하기 위한 이들 애플리케이션의 설계자에 의해 결정되며, 이러한 애플리케이션은 서비스 애플리케이션 또는 제어 애플리케이션이 될 것이다. 본 방법에서, 메시지는 메시지 헤더(도 5) 또는 기능적으로 등가인 구조를 가질 수 있다. 메시지 헤더는 도 5에 도시되어 있다. 다운스트림 메시지는 메시지 헤더 또는 기능적으로 등가인 구조를 가질 것이다. 업스트림 메시지는 실시예에 따라 메시지 헤더를 포함하지 않을 수도 있다. 구체적으로, 이것은, 본 방법에서, 메시지와 관련되는 것이 요구되는 제어 정보가 관련 IR로 운반될 수 있기 때문이다. 메시지 헤더는, 본 방법에서, 경로 설정, 우선순위 및 메시지의 포맷을 결정하는데 이용되는 제어 정보를 갖는다. 메시지 헤더는 동기화 및 취득 정보를 운반하는데 이용될 수도 있다.

메시지 길이 필드(도 5)는 관련 메시지의 길의 값을 보유하는데, 이러한 값은 시간, MTU, 또는 그외 다른 데이터 단위이나 기능으로 등가인 구성으로 나타낼 수 있다. 메시지 길이 필드는 다운링크 메시지의 메시지 헤더 내에 BSDP 방법으로 포함되며, 업스트림 메시지 내에 포함될 수도 있다.

어드레스(도 5)는 다운스트림 메시지의 메시지 헤더에 포함되며, 업스트림 메시지의 메시지 헤더에 포함될 수도 있다. 다운링크 메시지의 경우, 목적지는 어드레스 필드라고 하며, 이러한 목적지는, 이러한 필드가 존재하면, 제어 엔티티를 어드레스 필드라고 한다. 이것은 HCC 또는 CPE이다. 통상적으로, CPE는 메시지를 구간에 송신하도록 지정된다. 그러나, 제어 엔티티는 이러한 송신 엔티티외의 다른 것이 될 수도 있다. 제어 엔티티는 특정의 실시예에서 서비스 및/또는 제어 애 플리케이션에 의해 구성 및 제어될 때, 하나 이상의 다른 엔티티에 의한 사용을 위해 구간을 요청할 수 있다.

애플리케이션 ID(도 5)는 다운스트림 메시지의 메시지 헤더에 포함되며, 업스트림 메시지의 메시지 헤더에 포함될 수도 있다. 애플리케이션 ID는 서비스 또는 제어 애플리케이션이 목적으로 하는 목적지인 수신용 수신 라우터를 나타내며, 메시지의 경로 설정을 위해 필요한 정보를 수신 라우터에 제공한다.

타입 및 우선순위 필드(도 5)는, 다운스트림 메시지의 메시지 헤더에 포함되며, 업스트림 메시지의 메시지 헤더에 포함될 수도 있다. 타입 및 우선순위 필드는 메시지의 스케줄링을 결정하기 위해 RQ 삽입 알고리즘 애플리케이션에 의해 이용되며, 다른 용도로 이용될 수도 있다.

메시지 헤더는 다른 제어 정보로 불리는 실시예에 특정된 주가의 제어 정보를 보유할 수 있다.

본 방법에서, 서비스 애플리케이션은 전송된 서비스 메시지를 구성하고 이에 관한 것이다. 이러한 서비스 메시지는 일종의 메시지이다. 서비스 메시지는 서비스 애플리케이션에 관한 것이다.

HCC 또는 CPE CC(도 1, 도 2)에 위치하는 제어 애플리케이션은 제어 메시지를 구성하고, 이러한 제어 메시지의 전송을 목적으로 한다. 이러한 제어 메시지는 일종의 메시지이다. 제어 메시지는 제어 애플리케이션에 이용된다. 소정의 실시예는, (i)CPE 오프셋의 등록 및 결정을 포함하는 네트워크를 결합하는 CPE, (ii)다양한 우선순위 및 카테고리화 정렬을 설정 및 지원, (iii)제어 알고리즘의 갱신, (iv)암호화 시스템의 동기화, (v)변조 및 그외 다른 물리층 모드를 변조 또는 변경, (vi)특정의 구현 설계자에 의해 필요한 것으로 보이는, 다른 관리 및 제어 기능의 지원과 관련된 제어 메시지를 포함할 수 있다. 임의의 주어진 실시예에서, 이하에 설명하는 바와 같이, 제어 메시지 타입과 관련된 데이터 타입의 필요한 세트가 존재한다.

구간 요청(IR)(도 6.1 또는 6.2). IR 데이터 구조는 업링크 채널 용량의 구간에 대한 요청을 전달하는데 이용된다. IR과 업스트림 구간을 관련 구간(associated interval)이라 한다. 업스트림 구간과 관련된 IR을 관련 IR이라 한다. 각각의 구간은 하나의 관련 IR을 갖는다. 구간이 슬롯을 구비하지 않는 경우, 구간은 하나의 메시지와 관련된다. 이러한 메시지를 이 경우 관련 메시지라 한다. 도 6.1 및 6.2에 도시된 것과 같이, 소정의 중요한 구간 특징은 IR에 기록된다. 모든 IR은 편리한 측정에 의해 관련 구간의 길이를 규정하는 구간 길이 필드를 갖는다. 구체적으로, 보호 공간이 존재하기 때문에, 관련 구간에 대한 구간 길이는 관련 메시지에 대한 메시지 길이보다 더 크거나, 단일 구간에서의 슬롯에 배치되는 메시지 세트에 대한 조합된 메시지 길이보다 더 크게 될 수 있다. IR은 어드레스와, 애플리케이션 ID와, 타입 및 우선순위 필드를 포함한다. 이들 3가지 필드의 조합은, MAC층에서, 구별되고 개별적인 메시지 전송을 단일 구간의 슬롯으로 구성하기 위해 필요한 제어 정보를 전달하기 위한 실시예에 이용될 수 있다. IR은 다른 제어 정보를 포함할 수 있다.

IR은 여러 가지 상이한 제어 메시지 타입, 즉 IRM과 RQUM으로 존재하며, 요소가 되거나, 요청 큐에 보유되는 요소에 대한 정보를 제공한다. 구체적으로, RQ 요소는, 실시예의 구체적인 설계에 따라, IR 정보의 일부, 모든 IR 정보, 일부 또는 모든 IR 정보에 독립적인 정보를 부가한 정보를 구성하는 데이터 구조를 포함할 수 있다. 그러나, RQ 요소는, 최소한, 기초로 하는 IR로부터 어드레스 및 구간 길이를 포함하여야 한다(도 6.1 또는 6.2). 설명을 명확히 하기 위해, RQ 요소는 IR이라고도 불린다. RQ 삽입 알고리즘 애플리케이션에 의해 수신되는 각 IR에 대해 하나의 RQ 요소가 생성된다. RQ에 있는 요소로서의 각각의 IR은, 전송 시간 데이터 요소와 관련되어 있으며, 이러한 시간은 관련된 메시지(로컬이든 아니든)가 전송되는 시간의 RQ 삽입 알고리즘에 의해 최적으로 측정된 값이 된다. 이러한 전송 시간이 메시지의 관련된 IR과 관련된 데이터 요소의 값으로서 보유될 때, 메시지의 전송 시간에 대한 기준이 만들어진다. 이를 IR 전송 시간이라 한다. 전송 시간은, RQ에서의 배치를 위해 IR을 변경할 때, RQ 삽입 알고리즘에 의해 추가되는 IR의 필드이다. 전송 시간은, CPE의 각각에 대한 로컬 시스템 클록과 HCC를 위한 마스터 시스템 클록에 의해, 단말기의 시스템 클록을 이용하여 측정된다.

구간 요청 메시지(IRM)은, 업링크에서, CPE로부터 HCC로부터의 구간 요청을 보유하는 제어 메시지이다. IRM은 고정된 길이를 갖는다. IRM은 가변 길이이다. IRM은 도 6.1에 도시되어 있다.

알로하 슬롯은 IRM 메시지를 운반하는데 가장 적합한 고정된 크기의 슬롯이다. IRM은 가변 길이를 갖는 것이 허용되기 때문에, 알로하 슬롯은 가변 크기를 가질 수 있으며, 이 크기는 특정 크기의 IRM에 적합하도록 선택된 특정의 슬롯에 대한 크기이다. 설명을 명확히 하기 위하여, 추가의 제어 메시지가 사용될 수 있으며, 본 실시예에서는 규칙이 존재하여야 한다. 이러한 BSDP의 변형에의 경우, 알로하 슬롯은, 이러한 정보가 개별의 IRM 기초에 대해 제공되지 않고도, 의도된 IRM에 적합하도록 설계될 수 있다. 예를 들어, IRM의 크기는 날짜 단위로 될 수 있거나, 실시예는, 상이한 크기의 IR을 운반하기 위해, 타입 및 우선순위 필드에서 지정되는 것과 같이, 상이한 타입의 구간을 포함할 수 있다. 상이한 타입의 메시지에 이용되는 상이한 크기는 상이한 서비스의 메시지를 위한 것이다. 바람직한 실시예는, IRM이 모든 메시지에 대해 고정된 크기를 가지며, 알로하 슬롯은 고정된 크기를 갖는다.

ASBI는 하나 이상의 알로하 슬롯의 연속하는 세트를 운반하기 위해 업링크에 할당된 구간이다. 상이한 포맷 또는 상이한 용도로, 상이한 타입의 ASBI가 상이한 타입의 알로하 슬롯을 운반할 수 있다. ASBI는 주어진 횟수만큼 이전에 전송되며, 이들 전송에서 경쟁하는 IRM을 운반할 수 있는 타입이다. ASBI에 대한 IR의 애플리케이션 ID 및/또는 타입 및 우선순위 필드가 개별의 ASBI 타입을 지정하는데 이용될 수 있다.

요청 큐 갱신 메시지(RQUM)는, 메시지의 본체에 추가의 제어 데이터 및 구간 요청의 가변 수를 포함하는 HCC에서 발생하는 가변 길이의 다운스트림 메시지에 해당하는 제어 메시지이다. 도 6.2은 RQUM 구조의 예를 나타내며, 참조로서 포함된다.

RQUM 상단 시간 필드는 RQUM 메시지의 메시지 헤더에 포함된다. 이러한 필 드는, RQUM이 전송되는 때에, 마스터 RQDM의 상단인 메시지에서의 전송 시간(즉, 전송이 아직 개시되지 않았음)을 정확하게 규정하는데 이용되는 정보를 포함한다. RQUM의 정확한 전송 시간에 대해 시간이 소요된다. 즉, 이 전송 시간은 마스터 RQ의 상단 요소의 계획된 전송 순간과 RQUM의 전송 순간 사이의 시간 범위이다. 이에 의하여, 국부적으로 계산되는, 전송 시간을 조절하기 위한 기회를 CPE가 가질 수 있다. 설명을 명확히 하기 위하여, 이러한 변형예에 의하면, CPE의 로컬 시스템 클록이 마스터 시스템 클록에, 절대 시간이 아닌, 레이트가 고정될 수 있다. RQUM 상단 시간은 본 실시예의 다른 제어 메시지에 보유될 수 있다.

RQ 깊이 필드는 RQUM 메시지의 메시지 헤더에 포함된다. 이러한 필드는 RQUM의 전송 시간에 마스터 RQ 내의 엔티티의 수를 규정하는데 이용되는 정보를 포함한다. 이 엔티티는 (1)IR의 수, (2)MTU의 수, (3)RQ의 바닥에서 상단까지의 시간 범위, (4)다른 측정값으로 측정될 수 있다.

RQUM의 메시지 헤더의 다른 제어 정보 필드는 널(null)이거나, 개별 실시예에 특정한 제어 정보를 포함한다. 다른 제어 정보 필드는, 부분 필드나 전체 필드로서, RQUM이 손실된 것을 CPE가 판정하도록 하는 정보를 제공하는 RQUM 카운터(도 6)라 불리는 데이터 필드를 포함한다. RQUM 카운터의 예는, 전송되는 각 RQUM에 대해 순환적으로 증가되는(즉, 가장 큰 수에 도달 한 후에 다음 증분은 0이 된다), 몇몇 고정된 비트의 수를 가진 필드이다. 다른 제어 정보 필드는, 부분 필드에 또는 전체 필드에, DTA 데이터 구조를 포함한다.

HCC 및 CPE는 메시지 전송 및 및 메시지 수신 큐(도 1 및 도 2) 또는 이들의 등가 구성을 포함한다.

메시지 수신 큐는 수신된 메시지를 홀드한다. 이들 큐는 제어 및 서비스 애플리케이션에 의해 적절하게 이용되며 수신 라우터에 의해 채워진다. CPE와 HCC에는 하나 이상의 메시지 수신 큐가 존재할 수 있다. 각각의 메시지 수신 큐는 하나의 애플리케이션에 할당됨으로써, 메시지의 경로 설정을 용이하게 한다.

메시지 전송 큐는 전송되는 메시지를 홀드한다. CPE 또는 HCC에는 하나 이상의 메시지 전송 큐가 존재한다. 메시지 전송 큐는, 제어 및 서비스 애플리케이션에 의해 채워지며, 전송 스케줄러에 의해 적절하게 이용된다.

서비스 메시지가 SIM 또는 SPCS로부터, 입력으로서 제공되면, 특정 서비스 규정과 SACF의 규정에 따라, 메시지가 메시지 전송 큐에 저장된다. 이러한 큐에서의 배치는, FIFO 등의 배치 알고리즘 또는 메시지 전송 큐를 더 신속하게 이용하기 위해 더 높은 우선순위를 갖는 메시지를 배치하는 우선순위에 기초한 알고리즘에 의해 이루어진다. 메시지가 큐의 상단에 도달하면, 다음에 전송될 후보자가 된다.

하나 이상의 메시지 전송 큐가 HCC 또는 CPE에서 이용되는 경우, 애플리케이션에 의해 메시지의 배치를 위해 선택된 특정의 메시지 전송 큐는, 애플리케이션 ID, 우선순위 및 타입, 메시지 길이 등의 메시지의 특징에 의해 결정된다.

HCC 또는 CPE 내의 제어 애플리케이션에 의해 발생되는 제어 메시지도 메시지 전송 큐에 배치된다. 이 큐에서의 배치는, FIFO 등의 배치 알고리즘 또는 메시지 전송 큐를 더 신속하게 이용하기 위해 더 높은 우선순위를 갖는 메시지를 배치하는 우선순위에 기초한 알고리즘에 의해 이루어진다. 메시지가 큐의 상단에 도달 하면, 다음에 전송될 후보자가 된다.

요청 큐(RQ)는 분산된 데이터 구조로서, 도 7.1 및 7.2에 도시되어 있다. RQ는 다음과 같이 형성된다. HCC 데이터베이스에 보유된 요청 큐의 버전은 마스터 요청 큐라 불리며, 요청 큐의 정확한 버전이다. 각각의 CPE는 로컬 요청 큐라 불리는 마스터 요청 큐의 추정치를 운반한다. 이 로컬 요청 큐는, BSDP 방법이, CPE가 마스터 RQ의 복제로서 로컬 RQ를 유지하기 위한 수단을 제공하는 경우에도 마스터 RQ와 다를 수 있다. 로컬 RQ는, 어는 정도의 시간 동안, CPE가 마스터 RQ와 동일한 로컬 RQ를 유지하는데 필요한 HCC로부터 정보를 수신하지 않기 때문에, 상이하게 될 수 있다. RQ는, 서비스 메시지 및 제어 메시지용의 IR의 조합을 포함하는, 구간 요청의 단일 큐이다. RQ의 크기는 업스트림에서 메시지 레이트의 편차를 지지하도록 설정된다.

시스템(10)은 업링크와 다운링크에서 TDMA 메시지의 스케줄링을 구성한다. 메시지 전송 및 수신을 구성 및 스케줄링하는 것과 관련된 기본적인 시스템 기능은 다음과 같다.

CPE에서 메시지를 수신

HCC에서 메시지를 수신

단말기에서 수신된 메시지의 경로 설정

메시지 송신

메시지 전송의 스케줄링

RQUM 생성

요청 큐의 유지 - RQ 삽입 알고리즘

RQ 동기화

업링크 동기화

등록

IR 및 IRM의 작성

IRM의 전송

구간 요청 확산 함수

IRM 경쟁 해결

ASBI 및 알로하 슬롯 스케줄링

CPE가 다운링크 동기화를 달성한 경우, 본 방법에 의하면, 각각의 CPE는 메시지를 선택적으로 입력하기 위해, 그리고 다운링크 동기화를 유지하기 위해, 다운링크를 모니터링한다.

보호 공간이 있는 다운링크 채널 구성의 예에서, CPE에 의하면 다운링크 수신기가 각각의 메시지를 독립적으로 취득 및 복조한다. 메시지가 연속하는 다운링크 채널 구성의 예에서, CPE는, 다운링크 동기화를 달성했으면, 메시지 헤더 내의 메시지 길이 필드를 기준으로 할 수 있을 정도까지 다운링크의 각각의 메시지를 수집한다. 이것이, 메시지가 얼마나 오래되었는지를 결정하는 것이다. 적절하게 어드레싱된 메시지 내용을 수신하기 위한 수단과, 다음 메시지가 개시하고 중단하는 위치를 결정하는 수단을 제공한다. 메시지 경계를 결정하기 위한 방법은, 메시지 길이 필ㄷ르에서 발생된 보정되지 않은 채널 에러가, CPE로 하여금, 임의의 중요한 기간 동안 다운링크에 메시지를 위치시킬 능력을 잃어버리지 않도록 하는 것을 보장하는데 이용되는 다운링크 동기화 방법에 의해 강화된다.

HCC는, 메시지를 입력하고, 특정 실시예에 따라 취득 및 트래킹을 유지하기 위해, 업링크를 모니터링한다. HCC와 관련된 수신기는 업스트림 메시지를 복조 및 복호화한다.

수신 라우터는 HCC와 CPE(도 1, 도2)에 모두 배치되는 제어 애플리케이션이다.

관련 수신기 서브시스템으로부터 HCC가 수신하는 모든 메시지는 HCC를 위한 것이 될 수 있다. HCC의 수신 라우터는 HCC의 수신용 서브시스템으로부터 수신된 메시지를 모니터링하고, 이 메시지를 이들의 메시지 헤더에 따라 적절한 메시지 수신 큐로 경로 설정한다. CPE CC의 수신 라우터는 CPE의 수신용 서브시스템으로부터 수신된 메시지를 모니터링하고, 모든 제어 메시지 및 서비스 메시지를 경로 설정한다. 이 제어 및 서비스 메시지는, 수신 라우터가 다른 모든 메시지를 폐기할 때, CPE 또는 CPE가 일부인 그룹에, 이들의 메시지 헤더에 따라 적절한 메시지 수신 큐에 송신된다.

수신 라우터는 메시지의 애플리케이션 ID에 의해 결정되는, 메시지를 배치하도록 메시지 수신 큐를 선택함으로써, 상기 메시지를 단말기 내의 적절한 애플리케이션에 보낸다.

수신 라우터는 메시지의 복조 및 트래킹할 때 수신 기능에 도움을 주기 위해 하위층 수신 기능과 함께 동작한다.

도 1 및 도 2에서, 전송 스케줄러는 HCC와 CPE에 상주하는 제어 애플리케이션이다. 전송 스케줄러 또는 이의 등가 구성의 수단 및 방법은 메시지의 전송에 작용한다.

전송 스케줄러는 하나 또는 둘 이상의 메시지 전송 큐로부터 메시지를 취득하여, 다운링크 상의 구간에 배치함으로써 메시지의 전송에 작용한다. HCC의 전송 스케줄러는 전송시에 다운링크의 구간 크기를 결정한다. CPE의 전송 스케줄러는 업링크 전송을 위한 관련 IR에서의 구간 크기에 해당한다. 전송 스케줄러는 슬롯 내의 메시지의 전송에 작용하는 예가 있다. 데이터 그룹이나 메시지를 우선순위에 기초하여 TDMA로 전송하는 다양한 공지된 방법이, 전송 스케줄러에 의해 이용될 수 있다.

전송 스케줄러는, 전송 서브시스템과 상호작용하며, 정확한 전송 시간에 작용하기 위해, 메시지가 인터페이스를 거쳐 이러한 서브시스템까지 흐르도록 스케줄링한다. HCC에서, 이러한 메시지 정보의 흐름은, 서브시스템이 본 실시예에서 특정한 것과 같은 다운스트림 메시지 전송을 유지할 수 있도록 발생한다. 다운링크의 경우, 이것은 하나의 구간에 이어 다음 구간이 이어지는 다운스트림 메시지의 연속하는 전송이다. 여기서, 모든 구간은 전송된 메시지 데이터를 포함한다. 이 전송은 구간 경계에 걸쳐 일정하다. HCC에서, 메시지 전송 큐가 비어 있으면, 전송 스케줄러는 특정의 실시예에서 포맷화된, 널 메시지를 작성 및 스케줄링한다. 본 실시예는, 전송을 위해 준비한 다른 메시지가 없는 경우 스케줄링될 수 있는 HCC 제어 메시지에서의 전송 스케줄러를 항상 이용할 수 있다.

전송 스케줄러는, 메시지가 메시지 전송 큐의 하나에 있으면, 메시지를 전송할 수 있지만, 메시지 사이에 갭이 있는 경우라도, 하나의 메시지에서 다른 메시지까지 신호가 일관되도록 전송이 구성된다. 설명을 명확히 하기 위하여, 다운링크에서, 이러한 플라이휠 타입(flywheel-type)의 전송 모드는, 갭이 너무 빈번하지 않거나 너무 지속되지 않는 한, CPE에서의 정확한 클록 동기화를 지지한다. 업링크에서, 이러한 전송 모드는 CPE 메시지의 보다 신속한 HCC 복조를 지원할 수 있다.

전송 스케줄러는 하나의 큐에 메시지가 있는 경우 메시지를 전송할 수 있을 뿐이며, 하나의 메시지로부터 다른 메시지로의 변조가 일관되지 않지만, MTU 전송 레이트와 심볼 경계는 메시지들 사이에서 동기화될 수 있다. 이 모드는 다운링크에서의 클록 동기화를 지원하지만, CPE에서의 동기화 프로세스가 각 구간에 대한 완전한 신호 취득을 처리하여야 하기 때문에, 덜 정확하다.

전송 스케줄러는, 전송 스케줄러 또는 이와 등가의 구성에 의해 전송을 위한 메시지의 스케줄링을 행하는 HCC 및 CPE(도 1, 도 2)에 상주하는 제어 애플리케이션으로서, 도 10의 실시예로서 도시되어 있다.

전송 스케줄러는, 전송된 메시지의 길이 및 빈도를 규제하기 위하여 다른 제어 애플리케이션과 결합하여 동작함으로써, 이러한 길이 및 빈도가 본 실시예에서 요구하는 값의 범위 내에 포함되도록 한다.

CPE에서, 전송 스케줄러는, CPE가 동기화되는 경우, 즉 동기화 상태에 있는 경우, 메시지 전송을 구간 또는 슬롯으로 스케줄링하여, CPE는 클록 동기화, 다운 링크 동기화, RQ 동기화, 업링크 동기화를 달성할 때 동기화되며, CPE 오프셋을 결정한다. 이러한 규칙의 예외는, 대부분의 변형예 및 실시예에서, CPE가 적어도 하나의 REGM을, CPE 오프셋 및 업링크 동기화를 결정하는 것을 제외한, 본 명세서에서 언급한 모든 동기화 단계를 획득한 후에, 전송할 수 있다는 것이다.

동기화된 CPE에서, 메시지는 하나 또는 둘 이상의 메시지 전송 큐 또는 그 변형 구성으로부터 전송을 위한 전송 스케줄러에 의해 다음과 같이 선택된다. 전송 스케줄러는, 메시지의 전송을 미리 규정된 구간 또는 슬롯으로 스케줄링하는지를 판정하기 위해, 로컬 RQ의 상단 IR과 관련 IR 전송 시간을 모니터링한다. 전송 스케줄러는, 전송을 위해 정렬된 경우, 지정된 메시지가 메시지 전송 큐로부터 취득되도록 하고, 그렇게 지정된 IR 전송 시간에서 전송되도록 한다. 이러한 판정은, IR의 모든 필드의 정보에 기초하여 이루어지지만, 어드레스는 로컬 CPE의 어드레스이다. 설명을 명확하게 하기 위하여, 전송 스케줄러는, 여러 개의 메시지의 전송이 동일한 구간의 상이한 슬롯에서 이루어지도록 요구될 수 있다.

전송 스케줄러는 로컬 CPE에 해당하지 않는 관련 IR 어드레스를 갖는 로컬 메시지를 전송할 수 있으며, 이러한 기준은, 타입 및 우선순위 필드, IR의 다른 제어 정보, 및 로컬 SIM과한 한쪽으로의 통신 중 일부 또는 모두에 따라 전송한다. 예를 들어, 전화 회선은 하나의 CPE에 의해 설정될 수 있으며, 회선의 모든 구간은 자신의 어드레스를 가질 수 있지만, 어느 시점에서의 구간의 세트(즉, 회선)에서의 할당은, 전화 서비스와 관련된 SPCS 및 SIM에 의해 결정된다. 전송 스케줄러는, 메시지를 전송할 때와 관련하여 충분한 정보를 가지기 위하여, 서비스 제공자의 제 어 서브시스템(즉, SPCS 또는 SIM), 또는 제어 시스템의 다른 제어 애플리케이션으로부터 정보를 수신한다.

슬롯 위치 및/또는 슬롯 크기는, 다른 제어 정보와 같이 메시지 헤더에 및/또는 다른 제어 정보와 같이 관련 IR에 보유된다. 이에 의하여, 사용될 슬롯이 전송 스케줄러에 의해 결정될 수 있다. 전송 스케줄러 또는 관련 애플리케이션은, 그 경쟁이 허용되는 것으로 하고, 메시지의 전송을 위한 슬롯을 랜덤하게 결정하도록, 메시지가 설계된다. 이 변형예는, IRM 전송용으로 이용되는 변형예이다. 이러한 변형예가 IRM 이외의 것에 이용되는 경우, 슬롯에 대한 경쟁을 해결하는 것은 본 방법의 기능은 아니다. 통상적으로 서비스 애플리케이션에 해당하는, 로컬 애플리케이션은, 경쟁을 결정하고, 이들 특정의 방법에 따라 적절하게 재스케줄링한다. 설명을 명확히 하기 위하여, 이러한 마지막 변형예에서, 서비스 메시지의 경우, SPCS 애플리케이션은, 특정 서비스의 SIM과 작용하여, 경쟁 해결을 위한 수단을 제공할 것이다. 더 긴 구간 길이가 유지될 수 있는, 서비스에 의한 슬롯의 이용의 실질적인 값이 유지되며, 더 짧은 메시지의 전송이 지원된다. 이 특징은 본 방법의 전체 채널에서의 효율에 영향을 미친다. 추가적으로, 이러한 이용가능한 능력을 가짐으로써 효율성과 유연성을 얻을 수 있다. 각각의 동기화된 CPE와 HCC에 대한 전송 스케줄러는 큐로부터 상단 IR 요소를 제거함으로써 RQ를 갱신하고, 향후의 기준으로 할 수 있다. 이러한 제거는 상단 IR에 대한 IR 전송 시간에서 발생하며, 관련 메시지가 로컬 CPE로부터 또는 임의의 다른 CPE로부터 전송할 때 발생한다. 설명을 명확히 하기 위하여, 이러한 프로세스에서, 모든 전송 스케줄러는 모든 업스트림 구간을 효율적으로 스케줄링하도록 서로 협력하여 작용한다.

요청 관리자로 불리는 HCC 제어 애플리케이션은, IR을 수집하고, RQUM을 형성하며, RQUM의 내용을 HCC에서 RQ 삽입 알고리즘과 통신하며, RQUM을 메시지 전송 큐에 배치한다(도 1은 요청 관리자의 기능을 나타내고 있으며, 그 내용이 본 명세서에 참조로 포함된다).

HCC는 ASBI 내의 CPE로부터 IR을 수신한다. HCC 제어 애플리케이션은 BSDP 방법에 따라 필요할 때마다 그리고 특정 실시예의 요구에 따라, IR을 생성한다. 설명을 명확히 하기 위하여, IR은, 업링크 서비스 메시지(폴링이 필수적임), 슬롯을 가진 구간, 또는 다른 특정의 타입 및 우선순위의 구간에 대해 제공하기 위해, SPCS를 지원하며 이와 함께 작용함에 있어서, HCC에 의해 형성될 수 있다. 또한, SPCS는 IR을 생성할 수 있다(CPE 전송을 스케줄링하는 것이 필수적임). 모든 가능한 소스로부터, HCC는, 도 1에 도시된 바와 같이, IR의 풀(마스터 IR 풀)을 수집 및 유지한다. 모든 IR 소스는 자신들의 IR을 HCC 내의 요청 관리 제어 애플리케이션으로 보낸다.

때때로, 그러나 실시예의 목적에 따라 적절하게, 요청 관리자는, RQUM을 형성하여 메시지 전송 큐에 배치한다. 요청 관리자는 마스터 IR 풀로부터 IR을 취득하여 RQUM을 형성하고, 이들을 본 기술분야의 임의의 표준 방식에 따라 RQUM에 순서대로 배치한다. 이 방식은 BSDP 방법과 함께 이용할 수 있다. RQUM을 형성할 때에, 마스터 IR 풀로부터 이용가능한 모든 IR을 얻을 수 있으며, 요청에 대해 신속한 구간 스케줄링 응답을 지원하는 실시예도 가능하다. RQUM을 형성하기 위해 풀로부터 소정의 IR을 선택하는 실시예도 가능하다. 설명을 명확히 하기 위하여, 본 방법은, 요청에 우선순위를 부여하거나 채널 로딩의 규정에 도움을 주기 위한 수단을 공급하는 이점을 가질 수 있다. BSDP 방법의 일부로서 청구된 변형예로서, 함께 통합된 경우, HCC의 메시지 전송 큐는 RQUM 또는 다른 높은 우선순위의 제어 메시지를 위해 보류될 수 있다. 설명을 명확히 하기 위하여, 전송 스케줄러는 상기 메시지 전송 큐를 높은 우선순위로 이용할 수 있다.

요청 관리자는 메시지 전송 큐에서의 RQUM의 형성 및 배치를 규칙적으로 스케줄링한다. RQUM은 알로하 구간의 HCC에 의한 수신시를 포함하는 때에 형성 및 배치된다. 하나 이상의 IR이 HCC의 제어 애플리케이션으로부터 수신되는 때를 포함하는 경우에 RQUM이 형성 및 전송되는 실시예도 가능하다. RQUM은, 마스터 IR 풀에 소정 개수의 IR이 축적될 때 형성 및 전송된다. RQUM은 IR이 마스터 IR 풀이 존재하는지 여부에 따라 주기적으로 형성 및 전송된다.

요청 관리자는 HCC에 RQ 삽입 알고리즘 애플리케이션을 제공하며, 모든 RQUM은 메시지 전송 큐에 배치되고, 이러한 동작은, RQUM이 상기 메시지 전송 큐에 배치될 때와 실질적으로 일치할 때 발생한다. 이러한 동작은 요청 관리자를 RQ 삽입 알고리즘에 연결시키는 점선에 의해 도 1에 표시되어 있다.

HCC와 CPE에서의 RQ 삽입 알고리즘 제어 애플리케이션은, RQUM을 수신하며, 이들 RQUM으로부터, RQ 삽입 알고리즘에 의해 변형되는 것과 같이, IR을 요청 큐에 배치한다. HCC에서, IR은 RQ의 마스터 요청 큐 버전에 배치된다. CPE에서, IR은 RQ의 로컬 요청 큐 버전에 배치된다. 설명을 명확히 하기 위하여, RQ 삽입 알고리 즘은 단말기의 동기화 상태와 독립적으로 작업을 수행한다. 이 애플리케이션이 RQUM을 수신하는 경우, 이 RQUM으로부터의 IR을 RQUM에 배치한다.

BSDP 방법에서, HCC와 CPE에 결합된 RQ 삽입 알고리즘은 RQ내의 IR의 배치를 위한 동일한 알고리즘을 채택한다. 상기 알고리즘이 실시예에서 고정적이며 변경할 수 없는 실시예도 가능하다. 상기 알고리즘을 변경하기 위한 수단으로서, HCC가 파라미터를 전송하거나, 소프트웨어가 HCC에 대한 갱신을 행하는 실시예도 가능하다. 이러한 변경은 모든 단말기에서 동일한 시점(IR의 배치와 관련하여)에서 발생한다.

BSDP 방법에서, RQ 삽입 알고리즘은, 모든 IR이 존재하는지 존재하지 않는지에 따라, 이들의 보존된 상호 순서대로 IR이 RQ에 배치되며, RQ에 배치되는 모든 IR은 적절한 시간에 RQ의 상단에 도달하거나, 폐기시킨다.

RQ 삽입 알고리즘이, RQ 동기화가 이루어지지 않는 경우, RQ가 부적절한 시간에 RQ 동기화되도록 하는, 공지된 방법을 이용할 수 있으며, 본 방법과 함께 적용할 수 있다. 이러한 방법들의 특정의 예로서, 새로운 IR을 RQ(FIFO 방법으로서 알려진 것)의 하부(즉, 큐로부터 얻어지는 마지막 부분)에 배치하는 공지된 방법이 변형예로서 개시된 방법에 통합된다.

특정의 오프셋 지연을 갖는 특정의 CPE에서 측정되는, 관련 구간에 대한, 스케줄링 처리된 IR 전송 시간이 이미 경과하는 그런 방식으로, IR을 RQ에 삽입시킬 수 있다. 이러한 설명에 부합하는 IR에 대응하는 메시지는 전송에 적합하지 않다. HCC에 의해 RQ가 비어 있는 것으로 판정될 때마다, HCC는 RQUM 상단 시간 또는 등 가의 구성을 임의의 설정함으로써, 전송용 CPE 등의 모든 CPE는, 이러한 전송 시간이 도달하기 전에 관련 IR을 설정할 수 있다. HCC RQ 삽입 알고리즘은, IR이 CPE에 도달하기 전에 IR 전송 시간이 경과한 경우에, IR을 마스터 RQ에 배치하지 않는 특징을 이용한다. HCC는 널 구간 IR을 생성하고, HCC에서의 RQ 삽입 알고리즘은, RQUM에 배치될 때 이 구간이 가장 높은 우선순위를 갖도록 특정의 제어 구간을 주문하며, 이러한 구간은 관련 IR이 도달하기 전에 활성적으로 스케줄링 처리된 전송이 개시하는 구간의 시간에 배치된다.

RQ 삽입 알고리즘은, RQ가 소정의 크기로 성장하는 경우에서의 공지된 방식으로, IR을 널(null) 처리하거나 RQ로부터 삭제한다. 설명을 명확히 하기 위하여, 이것은 오버플로우 상황을 제어하기 위한 것이다. 중요한 것은, 오버플로우를 제어하는 한가지 방법은, RQ에 남은 공간이 없을 때 임의의 새로운 IR을 제거하는 RQ 삽입 알고리즘에 대한 것이다.

CPE는, CPE의 로컬 RQ가 마스터 RQ(즉, CPE는 RQ 동기화 또는 RQ 동기화된 상태)와 동일(엔트리의 용어 및 순서)하도록 결정하기 위해 RQ 동기화 알고리즘 제어 애플리케이션을 이용한다. 이러한 동일성의 비교는, 마스터 RQ와 로컬 RQ 사이에서 이루어지며, 도 8에 도시된 바와 같이, 동일한 RQUM 또는 등가의 기능을 갖는 구성으로부터 IR 배치의 수신을 완료한다. 설명을 명확히 하기 위하여, 마스터 RQ 및 로컬 RQ는 동일한 RQUM으로부터 IR의 배치를 동시에 수신하지 못한다. IR은 HCC의 RQ 삽입 알고리즘에 의해, RQUM 또는 등가의 기능을 갖는 구성에 수신되며 마스터 RQ에 배치된다. 이러한 RQUM은 모든 CPE에 즉시 전송되거나, 일부 다른 방 법에 의해 동일한 효과로 분배된다.

본 방법에서, CPE는, RQ 동기화 알고리즘이 RQ 동기화의 상태에 있지 않을 때까지 네트워크에서 RQ 동기화에 있지 않는다. 설명을 명확히 하기 위하여, 네트워크를 새롭게 결합하는 CPE는 RQ 동기화되지 않는다. HCC는 항상 RQ 동기화된다.

HCC는, 모든 CPE에 규칙적으로 정보를 제공하여, 이들의 RQ 동기화 알고리즘이 RQ 동기화의 손실을 적절하게 검출하고 RQ 동기화를 설정할 수 있다. HCC로부터 CPE로 이러한 정보를 제공하는 어떠한 방법이라도 청구하며, 이러한 정보는 개시된 방법의 RQUM 메시지에 또는 다른 정보 요소에 제공된다. 설명을 명확히 하기 위하여, CPE가 RQ 동기화되지 않을 수 있다는 유일한 이유가 HCC로부터 전달되는 모든 정보가 HCC로부터 수신되지 않았다는 특징이다.

RQ 동기화를 결정, 설정 및 유지하는데 필요한 몇몇 또는 모든 정보는 RQUM 메시지에 보유된다. 이러한 데이터는 RQ 깊이에 한정되지 않는다. RQUM은 RQUM 카운터를 포함한다. RQ 동기화의 손실의 검출은, HCC로부터 수신된 소정의 제어 데이터와 이러한 애플리케이션에 대해 국부적으로 이용가능한 정보로부터 RQ 동기화 알고리즘에 의해 산출되는 것과 동일한 제어 데이터의 값 사이의 차에 의하여, 이루어진다. 이러한 정보는 (i)RQ 깊이, (ii)RQUM 상단 시간, 및 (iii)RQUM 카운터 값을 일부 또는 모두를 포함하며, 이에 한정되지 않는다.

제어 데이터 등의 RQUM 전송이 채널 잡음 또는 간섭에 의해 간섭되어, CPE에서 데이터가 부정확하게 수신되고, 그에 따라 실질적으로 폐기되면, CPE는 RQ 동기화에서 벗어날 것이다. 이를 명확히 하기 위해, 이러한 상태는 통상적으로 RQUM을 통해 수신되는 다음 세트의 HCC 제어 데이터의 수신 시에 CPE에서 결정된다.

CPE가 RQ 동기화에서 벗어나는 시각과 CPE가 이 상태를 검출할 수 있도록 해주는 데이터를 수신하는 시각 사이에서 RQ 동기화에서 벗어나는 동안 CPE가 전송할 수 있으며, 이러한 환경 하에서의 CPE에 의한 전송이 또 다른 전송 메시지와의 간섭을 초래할 수도 있다. RQ 매니저는 RQ에 충분한 수의 IR이 존재하도록 하고, RQ 삽입 알고리즘은 IR을 RQ에 위치시키며, 이로써 CPE는 임의의 IR이 부정확한 전송 시간 때문에 큐의 상단에 도달하기 전에 RQ 동기화에서 벗어난 것으로 표명될 것이다. 구체적인 수단이 이 변형예의 일부로서의 청구범위에 청구되어 있으며, 그 예는 다음과 같다: (1)IR이 특정의 IA 에이지(Age)에 도달한 후, IR은 더 이상 그 앞에 위치될 수 없다. 이것은 테뉴어(tenure)를 갖는다고 지칭될 수도 있다. 이 특정의 IR 수명이 IR에 의해 도달된 후에 RQUM이 수신되고, 그에 의해 RQ 동기화가 확인될 때에는, IR이 에러없이 확실하게 전송되어 RQ의 상단에 도달할 때에 관련 메시지가 전송될 수 있다. RQ 매니저는 RQUM이 마스터 RQ를 모니터하고 RQUM의 전송을 보장할 수 있도록 보증하여, 확인 프로세스(confirmation process)가 유효하게 하도록 한다. 그러므로, 이러한 RQUM이 수신되지 않으면, CPE는 그 자체가 RQ 동기화에서 벗어나 있어 전송하지 못한다는 것을 표명하며, (2)특정한 수의 RQUM이 도달한 후, IR이 RQ에 있을 때, 추가의 IR이 그 앞에 놓여있을 수 없으며, 그리고나서 (1)과 같은 시나리오와 함께 하며; (3)IR은 RQ의 상단에서 특정한 수의 IR의 앞에 놓여질 수 없으며, IR이 이 그룹에 있고 RQUM이 수신될 때, (1)의 시나리오가 여기에 적용되며; (4)임의의 이러한 기술에서 IR이 RQ에 있는 IR의 앞에 위치된 RQ 를 더 이상 가질 수 없고, RQ 동기화가 확인될 때, (1)의 시나리오가 여기에 적용된다. 추가의 RQUM로부터 그 앞에 위치되는 IR이 없도록 RQ 내의 RQ 관련 IR 위치가 결정된 후, RQ 동기화의 손실을 검출하기 위해 요구되는 제어 정보가 HCC로부터(통상적으로는 RQUM에서) 수신될 때까지 메시지가 전송되지 않을 것이다. 이를 명확히 하기 위해, 전송을 위해 스케줄링된 메시지는 이 변형예에서의 취약한 시간 구간에서 정확하게 전송되지 않을 것이다.

RQUM(또는 CPE에 제어 정보를 전달하는 등가의 메카니즘) 사이에 최대의 시간 간격이 존재하며, RQUM(또는 등가 구성)이 이 시간 간격 내에 CPE에 도달하지 못하면, CPE는 그 자신을 RQ 동기화에서 벗어나 있는 것으로 표명한다.

RQ 동기화 알고리즘은 로컬 RQ를 마스터 RQ와 동기화한다. CPE가 RQ 동기화에 있지 않다는 것으로 RQ 동기화 알고리즘이 판정할 때, RQ 동기화 알고리즘은 CPE를 RQ 동기화에 있도록 하는 RQ 동기화 프로세스를 적절한 때에 시작한다. 이러한 모든 프로세스가 청구범위에 청구되어 있으며, 이러한 프로세스는 다음의 방법을 공유하며, 이 방법에서는, (1)마스터 RQ에 제공된 모든 IR이 로컬 RQ에 제공되는지를 판정하고; 이러한 것은 CPE가 RQ 클리어 상태에 있거나 또는 RQ 클리어되는 것으로 지칭되는 경우일 때임; (2)CPE가 RQ 클리어일 때에, 마스터 RQ에 있지않은 모든 IR가 로컬 RQ로부터 삭제되며, 마스터 및 로컬 RQ 내의 IR의 존재 또는 부재에 관한 모든 비교가 도 8에 도시된 바와 같이 이루어진다. 단계 (2)를 추가의 확인 단계를 취하여 완료할 때에, CPE는 RQ 동기화된 것으로 지칭된다.

도 9는 일례의 RQ 동기화 프로세스의 상태도이다. 도시를 명확하게 하기 위 해, 로컬 RQ 내의 IR이 RQ 삽입 알고리즘의 순서결정 특성(odering property) 때문에 IR이 마스터 RQ에 위치되는 것과 동일한 순서로 위치되는 것으로 하고 있다. RQ 동기화 알고리즘은 본 명세서에서 정의된 바와 같은 2가지의 단계를 수행하지만, 하나 이상의 다음 RQUM 또는 이들의 등가 구성에 수신된 정보로 RQ의 상태를 확인할 때까지 RQ 동기화되었다는 표명을 대기시킨다.

RQUM 카운터를 포함함으로써, 특정의 시간 간격에 걸쳐 HCC에 의해 보내진 모든 IR이 수신되었는지를 판정하기 위한 RQ 동기화 알고리즘을 위한 수단이 제공되며, 이 수단을 사용함으로써 RQ 클리어 상태를 판정할 수 있다.

몇 가지의 가능한 수단 중의 하나에 의해, RQ 동기화 알고리즘은 CPE가 RQ 클리어인지를 판정하며, 이것의 판정 시에, RQ 동기화 알고리즘은 제공되거나 또는 사용중인 RQUM을 선택하며, 선택된 것을 동기 RQUM으로 지정하며, 그 정보가 CPE를 RQ 동기화하기 위한 수단으로 RQ 동기화 알고리즘에 의해 사용될 것이며, 이러한 수단은, 동기 RQUM으로부터의 IR를 RQ 내에 배치한 후, RQ 동기화 알고리즘이 동기 RQUM의 RQ 깊이 필드를 참조하고, 추후에 가장 멀리 전송될 이들 IR을 RQ에 보유하도록 하며(즉, RQ의 기저부에), 이러한 세트의 IR의 합계 깊이는 동기 RQUM에 운반된 RQ 깊이 값과 동등하게 된다. 나머지 IR(RQ의 상단에 더 근접한)은 폐기된다. 보다 구체적으로, 마스터 RQ에 제공된 모든 IR은 CPE가 RQ 클리어일 때에 로컬 RQ에 제공되며, 이들 IR은 정확하게 순서가 정해진다. 그러므로, 로컬 RQ에 더 많은 IR이 존재하면, IR의 다수는 마스터 RQ의 IR 전송 시간이 경과하였기 때문에 마스터 RQ에서 폐기되어야 한다. 구체적으로, CPE는 RQ 클리어 상태에 있을 수 없으 며, 마스터 RQ보다 깊이가 작은 로컬 RQ를 가질 수 없다. 이러한 설명을 명확하게 하기 위해, 도 9의 예에서, 동기 RQUM은 함축적으로는 CPE에 대해 결정된 RQ 동기화 알고리즘이 RQ 클리어되도록 하는 정보를 갖는 RQUM이다.

RQ 클리어를 결정하는 모든 수단에 공통되는 최초 단계는 CPE가 RQ 동기화 프로세스의 개시 이후에 HCC에 의해 발송된 모든 IR을 수신하였다는 것을 RQ 동기화 알고리즘으로 검증하도록 하는 것이며, 이 단계는 상기한 시간 기간 동안 발송된 모든 RQUM 또는 등가의 정보 전송이 성공적으로 수신되었다는 것을 검증하는 것과 동일하다. IR이 분실된 것을 발견한 경우, RQ 동기화 알고리즘은 RQ 동기화 프로세스를 재개한다. 이 과정은 도 9의 예에 도시되어 있다. RQUM은 RQUM 카운터 필드를 포함하며, 이 필드는 분실된 RQUM이 없다는 것을 판정하기 위해 RQ 동기화 알고리즘을 위한 수단을 제공한다.

보다 구체적으로, CPE가 RQ 클리어되도록 하기 위해, 마스터 RQ에는 있지만 로컬 RQ에는 없는 모든 IR은, RQ 동기화 프로세스의 개시 시에, HCC 전송 스케줄러에 의해 고려되어야 하고 폐기되어야 한다. 즉 이들 RQ의 관련 전송 시간은 과거로 이동하여야 한다.

CPE가 위상뿐만 아니라 마스터 시스템 클록 시간을 트래킹하는 경우에, CPE는 각각의 RQUM 또는 등가 구성의 도착 시각을 기록하며(등가 구성은 RQUM의 RQUM 상단 시간을 기록하며, 이 변형예에서 이러한 RQUM 상단 시간은 마스터 시스템 클록 절대 시간의 항목에 제공될 것이다), 도착 시간은 로컬 데이터베이스에서 RQUM에 도착하는 IR의 RQ 엔트리와 관련되며, 시간은 이들 IR의 IR 생성 시간으로 지칭 된다. HCC는 때때로 마스터 RQ 내의 가장 오래된 IR의 IR 생성 시간을 제공하며(RQUM 메시지 헤더에서 가장 편리하게 행해짐), 이에 의해 마스터 큐 내의 모든 IR을 수신하였을 때를 결정하고 더 오래된 IR이 마스터 RQ로부터 소거 또는 폐기되는 때를 결정하기 위해 로컬 RQ 동기화 알고리즘을 위한 수단을 제공하며, 이로써 RQ가 RQ 클리어를 표명하도록 된다. 현재 시간에 대해 일부 사전 결정되어 고정된 값보다 더 오래된 IR 생성 시간의 IR은 RQ 삽입 알고리즘 또는 등가 구성에 의해 RQ로부터 폐기된다. 변형예로서, 이러한 폐기된 IR 생성 시간 임계치는 HCC에 의해 변화될 수 있으며, 그 현재값은 HCC에 의해 적절한 시간에 CPE에 송신된다.

RQ 동기화 알고리즘의 특정 변형예에서, 기록은 RQ의 각각의 IR에 관련되며, 상기 기록은 IR 수명(도 6.1 또는 6.2)으로 지칭되며, 특정 IR에 대한 IR 수명은 상기 IR(HCC 내의 그리고 모든 CPE 내의)의 수신 시에 RQ 동기화 알고리즘에 의해 개시된다. 특정의 IR에 대한 IR 수명은 상기 IR을 포함하는 RQUM이 발송되는 시각에서 HCC에서 제로 값에서 개시된다. CPE에서 수신된 IR에 대한 IR 수명은 CPE 오프셋값에서 개시된다. 터미널 내의 RQ의 각각의 IR에 관련된 IR 수명은 동일한 시각에서 RQ 동기화 알고리즘 또는 등가 기능의 구성에 의해 동일한 수량만큼 증분되며, 이러한 증분 프로세스는, 비교할 수 있는 시각에, 결정된 바대로(도 8) CPE 및 HCC에서 수행될 것이다. IR 수명에 대해 사용된 측정치가 시간이면, 상기의 증분은 최종의 증분 이후의 경과 시간만큼 이루어질 것이다(전술한 변형예에서, 이 경과 시간은 최종 RQUM 이후의 경과 시간이다). RQ 동기화 알고리즘의 일부로서 사용될 때의 IR 수명을 이용하는 모든 방법이 청구범위에 청구되어 있다. 에이지의 측정치가 동일한 수(1 또는 0이 적합한 선택임)에서 상기 변형예에서 개시되는 IR, CPE IR 수명, 및 HCC IR 수명의 최초 배치 이후에 생성되어 전송되는 RQUM의 수의 항목인 IR 수명의 변형예가 청구범위에 청구되어 있다.

HCC는 간혹, 마스터 RQ에서 가장 오래된 IR의 IR 수명을 RQUM 메시지 헤더에 가장 편리하게 제공하며, 이에 의해 HCC가 마스터 큐에 남아있는 모든 IR을 수신할 때와 더 오래된 IR이 마스터 RQ에서 소거 또는 폐기되었는지를 결정하며, 이에 의해 RQ 동기화 알고리즘이 RQ 클리어를 결정하여 표면하도록 하기 위해 RQ 동기화 알고리즘을 위한 수단을 제공한다.

IR 수명 기록이 구축되어 유지될 수도 있으며, 최대 IR 수명로 지칭된 특정의 IR 수명보다 더 오래된 IR이 RQ로부터 폐기되며, 추가로 RQ 동기화 알고리즘은 RQ 동기화 프로세스가 최대 IR 수명와 동등하거나 더 큰 시간 동안 IR을 수집할 때에 RQ 클리어를 표명한다.

CPE의 RQ 삽입 알고리즘은, RQ 동기화되고, 전송 스케줄러가 실질적으로 RQ 내의 상단 요소의 IR 전송 시간을 항상 이용할 수 있도록, 로컬 RQ 내의 IR의 적합한 수에 대한 IR 전송 시간을 구축하여 유지한다. CPE가, RQ 삽입 알고리즘이 특정 실시예에서의 업스트림 메지시의 성공적이고 실질적인 전송에 적합한 정확도로(즉, 이들 메시지가 자신의 관련 구간 내에 있도록) 전송 시간을 기록하는 상태에 있을 때, CPE는 업링크 동기화를 획득하거나 달성된 것으로 지칭되며, 이와 달리 CPE는 업링크 동기화에 있거나 또는 업링크 동기화되는 것으로 지칭된다.

HCC에서의 RQ 삽입 알고리즘 제어 애플리케이션 또는 기능적 등가 구성은 업 링크 시의 각각의 구간에 대해 전송 시간에 영향을 준다. 보다 구체적으로, IR 전송 시간은 HCC 내의 RQ 삽입 알고리즘이 이들 전송 시간을 정하기 때문에 항상 완벽하게 기록된다. 그러므로, HCC는 항상 업링크 동기화에 있게 된다. 그러나, IR 전송 시간은 상기 CPE가 업링크 동기화되어 있지 않다면 부정확하게 기록될 수도 있다.

BSDP 방법에서, HCC는 CPE가 마스터 RQ에서의 IR 전송에서의 임의의 변화를 보고하는 정보를 수신하도록 하며, 이러한 정보는 적절한 방식으로(즉, 오류 전송 시간을 이용하는 메시지를 전송하기 위한 기회를 갖기 전에) CPE에 의해 수신되며, 이에 의해 업링크 동기화를 유지하기 위한 수단을 각각의 CPE에게 제공한다.

RQ 삽입 알고리즘은, RQ 동기화 알고리즘으로부터 RQ 동기화가 구축되었다는 통보를 수신할 시에, 적합한 세트의 IR 전송 시간이 기록될 수 있는 업링크 동기화를 가장 먼저 구축한다. CPE가 업링크 동기화에서 벗어났는지를 RQ 삽입 알고리즘이 판정하는(RQ 동기화에서 벗어난 경우에는 반드시 이루어지는 것은 아님) 경우에, 곧 바로 업링크 동기화를 구축하도록 진행한다.

동기 RQUM의 RQUM 상단 시간은 CPE에서의 RQ 삽입 알고리즘에 이용 가능한 다른 정보와 함께 CPE에 대한 업링크 동기화를 구축하기 위한 수단으로서 사용된다.

업스트림 구간은 연속적이며, RQ 내의 각각의 IR의 구간 길이 값이 CPE에서 동기 RQUM 상단 시간과 함께 RQ 내의 모든 IR에 대한 IR 전송 시간을 결정하기 위한 수단으로서 사용되며, 이에 의해 CPE에 대한 업링크 동기화를 구축한다. 구체 적으로, RQUM 상단 시간은 구간이 아닌 메시지에 대한 전송 시간이며, 이러한 시간은 그 구간이 메시지보다 더 큰 곳의 경우에 관련 구간에 대한 개시 시각과 일치되는 것이 가능하지 않다. 이러한 경우에, 종래 기술에 공지된 변형예는, 본 발명과 통합되어 청구범위에 청구될 때에는, 각각의 메시지가 관련 구간의 중앙에서 전송되도록, HCC에서 측정된 각각의 그리고 모든 메시지에 대한 전송 시간을 구축하고 유지하기 위한 HCC에서의 RQ 삽입 알고리즘에 대한 것이다. 이러한 시간 전송이 RQUM 상단 시간으로서 취해지고, 이에 의해 대응 메시지를 위한 IR 전송 시간을 계산하기 위해 CPE RQ 삽입 알고리즘에 의해 사용될 때, 전송 시간의 계산은 상기 전송 시간의 각각이 로컬 시스템 클록 및 CPE 오프셋의 불확정성 내에서 이 전송 시간에 관련된 구간의 중앙에 관련 메시지를 위치시키도록 한다.

RQ 내의 모든 IR에 대한 IR 전송 시간은 RQUM 또는 등가 기능의 정보의 도착과 RQUM이 운반하는 IR의 배치 후에 재계산된다. 재계산은 RQ의 상단에서 IR 전송 시간으로 개시하며, 다음 IR 전송 시간을 결정하기 위해 각각의 IR에 대한 구간 길이 값을 이용하여 RQ를 통해 순차적으로 진행한다. 삽입 알고리즘이 FIFO인 경우, 새로운 IR 전송 시간만이 계산되어 동기화된 CPE 및 HCC에 입력될 필요가 있으며, RQ 내의 가장 오래된 IR 전송 시간으로 개시한다.

IR 수명을 유지하고 이러한 변형예에서 최대의 IR 수명을 갖는 실시예는, 새로운 IR의 세트를 RQ에 위치시킨 후에 곧 바로(이 세트는 새로이 도착한 RQUM으로부터 취해짐), 그리고 터미널이 업링크 동기화에 있는 경우, RQ의 각각의 IR에 대한 IR 수명을 업데이트한 후에 곧 바로, 최대 IR 수명보다 더 큰 IR 수명을 갖는 RQ로부터 모든 IR을 제거하며, 그 동작은 HCC와 CPE 사이에 협의된 시간에서 효력을 발휘한다(도 8).

HCC 및 모든 CPE에서 실시예의 파라미터가 정해지고 알려져 있으며, 이러한 파라미터는 최대 RQ 지연으로 지칭되고, 그 변수는 새로운 IR 세트를 RQ 내에 위치시킨 후 곧 바로, IR 전송 시간이 최대 RQ 지연보다 점점 더 멀어지는 RQ로부터 임의의 IR이 폐기되며, 그 동작은 도 8에 도시된 바와 같이 HCC와 CPE 사이에 협의되고 터미널이 업링크 동기화에 있을 때에 제공된 시각에서 효력을 발휘한다.

RQ 삽입 알고리즘은 RQUM 상단 시간을 이용하여 IR의 전송 시간을 결정하며, 이러한 시간은 간격 길이값 및 이전의 RQUM 상단 시간을 이용하여 내부적으로 계산된 바와 같은 전송 시간과 비교되며, 이들 2개의 시간 사이에 실질적인 차이가 존재한다면, RQ 삽입 알고리즘은 CPE에 업링크 동기화에 있지 않고 그에 따라 동기화에서 벗어나 있다는 것으로 표명한다. 업링크 동기화를 위한 상태를 최초에 획득할 시에, RQ 삽입 알고리즘은 하나 이상의 RQUM 상단 시간을 그 이전의 RQUM 상단 시간에 기초하여 내부적으로 계산된 값과 비교함으로써 터미널이 동기화를 갖는지를 확인하며, 이러한 프로세스가 동기화를 확인해줄 때에만 CPE가 업링크 동기화를 획득하였다는 RQ 삽입 알고리즘 표명을 행하도록 한다.

HCC로 CPE의 제공을 구축하고 CPE에게 네트워크에 참여하도록 하는 정보를 제공하기 위해, CPE의 등록이 호출된다. 등록의 일부로서, CPE 오프셋이 결정되며, 이 CPE 오프셋은 CPE와 HCC 사이의 다운링크 상의(및 상이한 경우에는 업링크 상의) 전파 시간이 된다. 부트스트랩(Bootstrap) CPE 오프셋은 등록을 목적으로 HCC에의 CPE의 전송의 시간을 맞추기 위해 사용되며, 부트스트랩 오프셋은 CPE 오프셋의 평가치인 영구 데이터베이스 성분이다. 클록 동기화, 다운링크 동기화, 및 RQ-동기화는 등록을 개시하기 전에 CPE에 의해 달성된다.

HCC는 등록을 위한 후보가 되는 CPE의 목록을 데이터베이스에 포함한다. 때때로, HCC는 공지의 방법에 의해 제어 메시지 또는 제어 메시지들을 이용하여 이들 미등록 CPE의 특정의 것을 폴링함으로써 이들에게 등록의 기회를 제공한다. HCC는 등록을 개시하기 위해 CPE 또는 CPE 세트에 의해 사용될 업링크 상의 간격을 요청한다.

등록은 등록 메시지(REGM)로 지칭되는 업링크 제어 메시지를 전송하는 수단을 통해 CPE에 개시된다. 상기 변형예에서 등록 구간(REGI)으로 지칭되는 REGM을 위해 별도로 남겨놓은 구간 또는 슬롯은 CPE 오프셋에 대한 지식을 가질 필요없이 부트스트랩 CPE 오프셋에 대한 지식만으로도 CPE로 하여금 REGM을 REGI에 전송하도록 하는 적합한 시간 간격의 가드 스페이스(Guard Space)를 포함한다. 보다 구체적으로, CPE는, IR을 수신하고 이 IR에 관하여 이 IR을 REGI에 할당하도록 동작하기 전에, 클록 동기화, 다운링크 동기화 및 RQ 동기화를 획득하여야 한다. 보다 구체적으로, 이 변형예에서 가드 스페이스는 CPE가 인접 구간에로의 메시지 중첩없이 소정 범위의 최소(그 구간에서 앞쪽) 한계치부터 최대(그 구간에서 뒤쪽) 한계치까지 전송할 수 있도록 충분한 시간 불확정성을 허용하는 REGI에 포함된다.

본 시스템의 실시예는 REGI 내를 제외하고는 모든 업링크 구간에서 메시지 마다에 대한 심볼 경계 정렬부로 작용한다. 그러나, 이러한 확장에서, HCC는 또한 REGM 다음의 메시지를 획득하기 위해 이전에 구축된 심볼 경계 구성으로 복귀하는데 요구된 지식을 유지한다. HCC는 REGI와의 관련 구간 또는 슬롯을 포함하며, 이 구간 또는 슬롯에서 별도의 CPE(이미 등록됨)는 획득 시퀀스를 포함하는 제어 메시지를 발송하도록 명령되며, 이에 의해 HCC로 하여금 REGM 획득 후에 시간에 맞춰 업링크를 재획득하도록 한다.

HCC는 등록을 위한 후보인 CPE를 알지 못하거나 폴링하지 못하며, 이러한 변형예는 HCC가 간혹 사용자를 지정함이 없이 REGI를 요청하며, REGM은 등록을 개시하기 위해 시도하는 CPE에 의해 이들 구간에 발송된다. 경쟁(contention)이 허용되며, 공지의 경쟁 관리 기술에 따라 CPE에 의해 관리된다. HCC는 REGI 내의 REGM의 도착 시간을 통해 CPE 오프셋을 결정하며, 이러한 CPE 오프셋은 후속의 제어 메시지에서 CPE에 제공된다.

HCC는 CPE 오프셋을 정정 또는 업데이트하기 위한 토대로서 사용되는 각각의 CPE에 간혹 정보를 제공함으로써 정확한 CPE 오프셋의 유지에 있어서 각각의 CPE를 보조하며, 그 정보는 제어 메시지의 수단 또는 제어 메시지의 필드에 의해 제공되고, 상기 CPE로부터의 메시지의 빠른 도착 또는 늦은 도착에 기초하여 수집된다.

CPE 오프셋 또는 등가 구성은 CPE 데이터베이스 내의 공지된 종류의 데이터로서 등록 전에 CPE에 제공된다. 바람직한 실시예에서, HCC의 CPE 오프셋은 제로(0)이다.

도 10에 도시된 바와 같이 IRM 및 CPE에서의 IR의 생성을 위해, CPE는, 어떠한 순간에도, 전송될 메시지의 세트를 포함한다. 메시지는 하나 또는 여러 개의 메시지 전송 큐에 유지된다. CPE의 전송 스케줄러 또는 CPE에서의 등가 기능의 구성은 각각의 메시지가 메시지 전송 큐에 도달할 때의 메시지를 참조하고, 그 각각에 대해 관련 IR 데이터베이스를 형성하여, 데이터베이스에 위치시키며, 이 데이터베이스는 로컬 IR 풀로 지칭된다.

도 10에 도시된 바와 같이, IR은 로컬 IR 풀에서 분산 RQ로 분산된다. 동기화된 CPE에서 전송 스케줄러 또는 기능적인 등가 구성은, 로컬 IR 풀로부터, 전송될 IR(도 6.1 또는 6.2)을 적절한 타이밍에 선택한다. 선택의 방법은 임의의 적합한 알고리즘에 따른다. 전송 스케줄러 알고리즘은 전송을 위한 IR을 선택하기 위해 채용될 수도 있으며, 가능하게는 IR이 작성되었거나 관련 메시지가 도달된 시각을 포함한 IR의 특성에 기초한 전송을 위해 IR 선택의 순서를 결정한다. 전송 스케줄러 또는 기능적인 등가 구성은 선택된 IR을 운반하기 위해 IRM(도 6.1)을 작성하며, 이 IRM을 메시지 전송 큐에 위치시킨다.

동기화된 CPE 내의 전송 스케줄러 또는 등가 구성은 IRM의 전송을 관리한다. 분산된 제어 시스템에 대해 발송되는 프로세스에 능동적으로 존재하지만 아직 RQ에는 없는 IR은 IR 분산 프로세스 또는 IR 분산에 있는 것으로 불리워지며, 이러한 프로세스는 알로하 슬롯(Aloha slots)을 이용하여 IRM을 발원 CPE로부터 HCC에 전송하고 RQUM 내의 관련 IR을 HCC에서 CPE로 전달하는 하나 이상의 시도로 구성된다. 동기화된 CPE의 전송 스케줄러는 메시지 전송 큐가 출현하여 관련 IR을 IR 분산에 위치시킨 후에 가능한 한 즉시 메시지 전송 큐의 상단으로부터 IRM을 취한다. 구체적으로, 전송 스케줄러는 IR을 동시에 분산시켜, 하나의 IR의 분산이 또 다른 IR의 분산이 개시하기 전에 완료되도록 하거나, 또는 예시된 방법의 특정 실시예에 따라 동시에 IR 분산 내의 여러 개의 IR을 지원할 수도 있을 것이다. 전송 스케줄러는 트래픽 관리 조건을 감안하여 IR을 분산에 위치시키는 것을 지연할 수도 있다.

IR에 대한 IR 분산 프로세스의 개시 시에, 전송 스케줄러는 관련 IRM, 스케쥴 및 전송을 스케줄링하여, 이들이 IRSF를 통해 선택된 알로하 슬롯에 있도록 한다. 전송 스케줄러는 그 후 가능한 재전송을 위한 IRM 홀딩 펜으로 지칭된 데이터베이스에 IRM을 유지한다. 재전송이 요구되는지는 전송 스케줄러에 의해 결정된다. IRM은 스케줄링되어, IRSF를 통해 선택된 알로하 슬롯으로 재전송되며, IRM은 상기한 바와 같은 가능한 추가의 재전송을 위해 IRM 홀딩 펜에 다시 위치된다. 재전송이 요구되지 않는다면, 전송 스케줄러는 IRM을 제거하거나, 개시된 방법에는 필수적이지 않은 일부의 문서 데이터베이스에 위치시킨다. 구체적으로, IRM 홀딩 펜은 개시된 방법의 일부 실시예에서는 하나 이상의 IRM을 포함할 수 있다.

전송 스케줄러는, RQ에서, IRM의 전송을 위해 선택된 ASBI와 관련된 IR 개시 시각을 수정하며, 이러한 수정은 다수의 IRM 재전송 시도 후에 ASBI 내의 IRM의 특정 슬롯 위치를 반영하기 위해 것이며, 이러한 수는 재전송 한계치(RLIM)로 지칭되며, 전송 스케줄러는 IRM 홀딩 펜으로부터 IRM을 제거하여, IRM의 관련 IR을 IR 분산으로부터 제거하며, 이러한 동작은 IR을 스케줄링하는 것에 대한 실패를 로컬 CPE의 대상 애플리케이션에 통보하는 단계를 포함한다. RLIM은 다음 수단 중의 임의의 것에 의해 구축된다: (1) CPE 제어 시스템의 고정 파라매터, (2) 네트워크 상 의 트래픽 패턴의 함수, (3) IR에서 운반된 값의 함수, (4) HCC에 의해 간혹 할당되는 것, 또는 (5) 다른 수단 도는 이들의 임의의 조합. 전송 스케줄러는 신규의 메시지를 위해 IRM에 대해 재전송된 IRM에 대한 우선순위를 제공할 것이다. IRM의 재전송을 위해 상이한 유형의 ASBI가 사용된다.

복수의 IR은 분산에 있으며, 이들의 관련 IRM은 동일한 기간 동안 동일한 IRM 홀딩 펜에 있으며, 상기 IRM은 여러 개의 큐의 상단 메시지 또는 하나의 큐 내의 복수의 메시지 또는 이들의 조합에 관련될 수 있고, 추가로 상기 확장에서는 그 IR에 대한 관련 메시지를 그 IR에 대한 관련 메시지를 IR의 컨텐츠를 통해 가능한 불명료함(possible ambiguity)없이 구분하기 위한 수단이 제공된다. IR 카운터로 지칭되는 카운터가 IR의 다른 제어 정보 필드(도 6.1)에 포함되며, 이러한 IR 카운터는 동일한 CPE에서 형성된 이전의 IR의 IR 카운터값의 값에서 증분된(원형 방법에서는 필드 크기에 결정된 만큼) 값을 포함하기 위한 것이다. 구체적으로, 이것의 목적은 CPE가 동시에 시스템(10) 내의 분산에서 복수의 IR을 갖도록 하여 관련 메시지가 RQ의 특정 IR에 대해 부착되는 것에 관한 혼동을 용이하고 확실하게 방지하기 위한 수단을 제공하기 위한 것이다. 시스템(10)은 높은 우선순위 메시지를 IR 분산 프로세스 동안 더 낮은 우선순위 메시지의 앞쪽으로 이동하도록 한다.

HCC는 업스트림 구간을 요청하는데 사용될 IR을 작성하며, 이러한 요청은 CPE로부터의 IR과 함께 다운스트림 RQUM에 위치되며, 이러한 구간은, CPE가 IR의 타입 또는 우선순위 필드, 어드레스, 및 애플리케이션 ID를 통해 지정될 때, 특정의 메시지 또는 메시지 유형을 전송하기 위해 지정된 하나 또는 둘 이상의 CPE(슬 롯을 갖는 경우)에 의해 사용되기 위한 것이다. 이러한 구성은 실질적인 값으로 될 SPCS 및/또는 BSDP 제어 애플리케이션의 일부에 관한, 사전 배열되고 협동적이며 관련되는 수단 및 방법을 요구한다. 구체적으로, 이 방법은 지정된 CPE의 HCC에 의한 폴링을 위한 수단을 제공한다. HCC는 SPCS의 제어 동작(즉, "요청")에 기초하여 IR을 형성할 수 있다. 개시된 방법에서의 수단은 서비스를 우ㅟ해 관련 CPE SIMS를 폴링한다. HCC는 경쟁하고 있는 전송 시도를 지원하는 것을 의미하는 구간을 요청하도록 IRM을 형성할 수 있다.

CPE는 IR의 타입 또는 우선순위 및 애플리케이션 ID(도 6.1)에 의해 지정될 때에, 특정 메시지 또는 메시지 유형을 전송하기 위해 또 다른 CPE에 의해 사용될 구간을 요청하도록 IRM를 형성할 수 있으며, 이러한 구성은 실질적인 값을 갖도록 SPCS 및/또는 BSDP 제어 애플리케이션의 일부에 관한, 사전 배열되고 협동적이며 관련되는 수단 및 방법을 요구한다. CPE는 경쟁하고 있는 전송 시도를 지원하는 것을 의미하는 구간을 요청하도록 IRM을 형성할 수 있다.

CPE 또는 HCC는 슬롯을 갖는 구간을 요청하기 위해 IRM을 형성할 수 있으며, 이러한 슬롯의 세트는 CPE 세트에 의해 사용되고, 그 구성은 실질적인 값을 갖는 성능이 될 SPCS 및/또는 BSDP의 일부에 관한 협동적이고 관련된 수단 및 방법을 요청한다. CPE는 경쟁하고 있는 전송 시도를 지원하는 것을 의미하는 슬롯을 갖는 구간을 요청하도록 IRM을 형성할 수 있다. 구체적으로, 이 확장 및/또는 변형의 구조가 소규모 메시지의 환경에서 요구된 평균 구간 길이를 달성하는데 유용하게 될 수 있다.

CPE의 전송 스케줄러는 IRM의 전송을 위해 알로하 슬롯을 스케줄링한다(혹은 선택한다). 각각의 CPE는 하나 이상의 다른 CPE가 전송을 위해 동일한 슬롯을 선택하였는지의 여부에 대한 지식 없이도 IRM을 전송하기 위해 알로하 슬롯의 선택을 행한다. 그러므로, 상이한 CPE 유닛으로부터의 IRM 전송은 충돌(또는 경쟁)할 수도 있으며, 목적 수신자-HCC에서 상실될 수도 있다.

알로하 슬롯의 선택은 구간 요청 확산 함수(IRSF)를 통해 이루어진다. SACF와 협동하여 작동하는 IRSF는 임의의 소정 알로하 슬롯에서의 IR 전송의 충돌의 확룰을 소정 범위의 값 내로 유지하며, 이러한 확률 범위는 본 실시예에서의 BSDP 방법의 특정한 성능 조건을 충족시키도록 실시예 설계자에 의해 설정되며, 이러한 확률을 유지하기 위해 사용된 방법은 시스템(10)과 통합될 시에는 공지의 방법에 의해 이루어질 수도 있다.

IRSF는, 선택이 상이한 CPE의 IRSF 실시예에 의해 이루어지는지 아니면 상이한 시각에 작동하는 단일 CPE에서의 동일한 IRSF에 의해 이루어지는지의 여부에 따라, 동일한 환경 하에서 시도마다 상이하고 랜덤한 결과를 가지고 슬롯 선택을 행하며, 알로하 슬롯에 대한 IRSF의 랜덤 선택 프로세스는, 알로하 슬롯을 스케줄링하는 방법의 기본적인 성분으로서, 공지 기술의 알고리즘과 함께 확률 분포의 샘플링을 가지며, 이러한 샘플링은 임의의 2개의 샘플링 간의 독립적이고 비상관된 결과(실제로 현저한 정도)에 도달한다.

IRM 전송을 위해 선택된 알로하 슬롯은 다음의 이용 가능한 ASBI 내에서 랜덤하게 선택된다(균일한 분산으로). 알로하 슬롯은 소정의 확률 분포에 따라 랜덤 한 방식으로 ASBI의 일부에 걸쳐 있는 연속적인 세트 오프 알로하 슬롯(이러한 세트는 하나의 ASBI의 일부와 여러 개의 ASBI의 일부가 걸쳐있는 것도 가능함)으로부터 선택된다. 연속적인 세트의 후보 알로하 슬롯은 다음의 이용 가능한 슬롯으로 개시한다. IRM 재전송을 위한 후보인 알로하 슬롯의 간격은 그 IRM의 이전의 재전송의 횟수의 함수이다. 구체적으로, 이 확장은 이더넷을 위해 사용된 지수 백-오프 알고리즘(exponential back-off algorithm)을 포함한다.

전송 스케줄러에 의해 실행될 때이 IRM의 각각의 전송은 IRM의 최초의 전송을 포함한다. 구체적으로, 하나 이상의 CPE가 하나의 알로하 슬롯 내로 IRM을 전송하는 것이 가능하며, 그 결과 경쟁으로 지칭되는 신호의 충돌을 초래한다. 경쟁은 시스템 알고리즘에서는 명백하게 허용되며, 시스템(10)의 재전송 수단에 의해 해결된다.

CPE 전송 스케줄러는 이 CPE 전송 스케줄러가 전송되도록 하는 IRM이 경쟁 또는 HCC에 의해 성공적으로 수신되는 것을 방해하는 다른 손상 영향을 겪는지를 다운링크 상의 RQUM을 모니터링하는 수단 또는 등가 기능의 데이터에 의해 판정하며, 관련된 IR이 본 명세서에서는 IRM 재전송 지연으로 지칭되는 소정의 그리고 제한된 시간 구간에 RQUM에 포함되지 않는지를 판정한다. IRM 재전송 지연 값은 개시된 방법의 실시예에 대한 고정 파라미터이며, 이러한 값은 헤드엔드 프로세싱(headend processing) 및 전파 지연을 하용하도록 실시예 설계자에 의해 결정된다. CPE에 의해 전송된 IR이 IRM 재전송 지연 구간 내에서 RQUM에 나타나지 않는다면, CPE는 관련 IRM 전송을 실패한 IRM 전송으로 지정한다.

CPE로부터 실패한 전송의 경우, 전송 스케줄러는 IRM을 재전송하거나 그 IRM을 IRM 홀딩 펜으로부터 제거하는 동작 중의 하나를 수행한다.

HCC 프로세싱 에러 혹은 지연, 또는 RQUM 에러는 IR의 하나 이상의 카피가 RQ에의 배치를 위해 제공되도록 할 수 있다. 이러한 환경은 CPE가 소정의 IRM을 일회 이상 전송하는데 성공적이기 때문에 초래될 수도 있으며, 이러한 환경은 상기 CPE가 IRM 재전송 지연 구간 내에서 다운링크 상의 관련 IR을 탐색하는데 성공적이지 않기 때문에 발생하며, HCC에 도달하는 복수 버젼의 IR은 복제 IR로 지칭된다. 복제 IR은 RQUM에 전달되고, RQ 내에 입력된다. 구체적으로, RQ 내의 복제 IR은 메시지 분실 또는 오전송을 초래하지 않는다. 이들은 기껏해야 구간 낭비를 초래할 수 있을 뿐이다.

복제 IR의 검출은 IR 카운터를 통해 이루어지며, 이러한 검출은 RQ 매니저로 하여금 복제 IR을 분산에서 제거하도록 하는 수단을 제공한다. 복제 IR의 검출은 IR 카운터를 통해 이루어진다. RQ 삽입 알고리즘은 복제 IR을 RQ에 입력하지 못한다.

알로하 슬롯 공급 알고리즘(ASSA) 제어 애플리케이션이 HCC에 사용될 수도 있으며, ASBI에 대한 구간 요청을 생성할 수도 있다. 이 요청은 고유의 타입 및 우선순위 필드 또는 등가 구성에 의해 구별된다. ASSA는 고정된 크기의 ASBI(즉, 고정된 수의 고정된 크기의 알로하 슬롯)를 생성하며, 고정된 구간 레이트에서, 이러한 크기와 레이트는 개시된 방법 실시예와 관련된 네트워크가 실시예의 동작 포인트(Operating Point)에서 동작하는 것을 보장하도록 결정된다.

ASBI에서의 슬롯의 수 또한 IRSF 알고리즘의 성공적인 동작을 위한 하나의 ASBI에 요구된 슬롯의 간격을 고려하여 선택된다. ASSA는 반복 요청, 상이한 유형의 메시지에 대한 요청, 및 상이한 우선순위에 대한 요청 등의 상이한 유형의 요청에 대해 상이한 유형의 ASBI를 작성한다. ASSA는 상이한 유형의 요청에 대해 상이한 길이의 알로하 슬롯을 설정한다. ASSA는 ASBI에 대한 요청의 레이트를 변화시키며, ASBI에서의 슬롯의 수를 변화시킨다. ASSA는 동작 포인트를 조정함으로써 변경되고 있는 트래픽 패턴 및 서비스 요구에 반응하기 위해 적합한 방법을 이용하여 실시간으로 ASBI를 작성하여 적합화시킨다.

슬롯화된 알로하 수학적 모델

슬롯화된 알로하 수학 모델에서, 모델 N 소스는 확률을 기반으로 하여 메시지를 발송한다. 그 모두는 동일한 채널로 전송한다. 그 채널은 "슬롯", 즉 고정된 크기의 시간 구간으로 조직되며, 메시지는 슬롯과 정확하게 동일한 크기이다. 이 메시지는 단일 슬롯에 끼워넣기 위해 동일한 양상으로 전송된다. 메시지를 전송하기 위한 하나의 소스에서 이루어지는 결정은, 다른 소스에서 이루어지는 결정과는 독립적이다. 따라서, 여러 개의 소스가 동일한 슬롯으로의 전송을 위해 선택될 수 있으며, 이에 따라 슬롯에 대해 경쟁하고, 각각의 다른 신호를 파기한다. 수학적 모델에서, 각각의 소스는 확률 P를 갖는 각각의 그리고 모든 슬롯에 전송하는 것을 선택한다.

이 방법은 ASBI에서의 업링크의 흐름에 해당하는 알로하 슬롯의 시퀀스에 적용된다. 여기서, 알로하 슬롯은 IRM이라 불리는 요청 메시지를 운반하기 위한 크 기를 갖는다. 이러한 방법을 이용함에 있어서, 일단 단말기가 메시지를 전달하면, 단말기는, 메시지가 수신되었는지를 알기 위하여 대기한다. 메시지가 수신되지 않았으면, 단말기는 메시지가 경쟁으로 손실되었다는 것을 가정하고, 메시지를 재전송한다. 이러한 변화는, 슬롯으로 전송하는 확률이다. IRSF 알고리즘은 맨 처음의 시도와 다음의 시도에서 CPE에 대한 알로하 슬롯의 선택을 랜덤화하기 위한 패턴에 사용될 수 있다. 이에 의하여, 단말기의 메시지 전송 패턴이 다시 이론적 모델로 된다.

이러한 시스템 및 방법에서, 소스는 업링크에서의 IRM을 전송하는 CPE이다. 이 방법은 N은 통상 큰 수(large number)인 것으로 예상한다. 바람직한 실시예에서, N은 수천 개의 CPE가 될 수 있다. 본 방법은 임의의 N에 대해 이용될 수 있지만, 성능 분석이 적용되는 경우, N은 10 또는 그 이상이 되어야 한다.

슬롯화된 알로하 모델의 성능은 다음과 같이 평가된다.

모든 소스는 특정의 슬롯에 메시지를 전송하는 동일한 확률 p를 갖는다. 단일의 소스가 슬롯에 메시지를 성공적으로 전송하는 확률은 p(1-p)^N-1이고, 이 확률은 N개의 소스 중 몇 개가 성공적인 메시지를 전송하는 확률이다.

E(p, N) = pN (1-p) ^N-1 (등식 1)

E(p, N)은 슬롯화된 알로하 방법의 효율이다. 성공할 가장 높은 확률을 제공하는 p, p*의 값을 용이하게 나타낼 수 있다.

p* = 1/N

E(p*, N) = (1-1/N) ^N-1

도 11은 독립 변수로서의 Np를 갖는 효율의 값을 나타내며, N은 파라미터이다.

소스의 큰 수에 대해, BSPD와 같이, 나타낼 수 있다.

(등식 2)

이 값은 도 11에 나타낸 바와 같이, N을 증가함으로써 매우 신속하게 접근한다.

이 중요한 결과는 많은 사용자가 큰 수를 얻는 경우, 효율이 제로로 되지 않는 것을 나타낸다. Np에 의해 결정된 레이트를 통해 안정화하는 것보다 1/3 보다 작은 것이 양호할 수 있다.

단일 소스에 의한 예상되는 시도 횟수가 산출된다. 메시지 전송이 성공적인 확률은 P_s로서 전송된다.

P _s = (1-P) ^N-1 (등식 3)

최소 효율과 큰 수 N을 대입하면,

ν를 성공을 달성하기 위해 취하는 시도의 횟수로 하면(성공적인 시도를 포함),

(등식 4)

P_S = P_S ^*에 대해, 다음과 같은 결과를 얻는다.

시도 횟수에서의 편차는 다음과 같이 산출한다.

로 하면,

최적의 효율의 경우에,

편차값을 주면,

슬롯화된 알로화 기술의 적용 특성

본 방법에서, 긴 주기 동안의 알로하 슬롯들 사이의 평균 시간은, ξ으로 나타낸다. 따라서, 알로하 슬롯 레이트는 1/ξ이다. NB는 이들 슬롯이 ASBI에서 버스트로 되는 것을 나타낸다. 따라서, 평균 레이트를 예상하는 많은 ASBI에 대해 평균화를 한다.

파라미터 λ는, 업링크에서의 구간의 개시 사이의 평균 시간을 나타낸다. 업링크는 분석에서 풀로 채워져 있는 것으로 가정된다. 이것이 최악의 경우이다.

업링크에서의 구간의 레이트는 1/λ이다. 업스트림은 ASBI를 포함하여 다음과 같은 타입의 구간을 보유한다. 즉, (1)CPE에 의해 요구되는 구간, (2)HCC에 의해 요구되는 구간을 보유한다. 타입 (1)의 각각의 구간 요청에 대해 CPE로부터 HCC에 성공적으로 도달하는 IRM이 하나 있다. 타입 (2)의 구간과 관련된 IRM은 없다. 타입 (2)의 구간은 업링크에서는 거의 없다. 따라서, 분석에 대한 근사치를 제공한다.

CPE에 의해 요청되는 업스트림 구간의 레이트는 1/λ이다(등식 1).

BSDP 방법은, 안정 상태(즉, RQ의 평균 깊이가 일정함 - 첨부3 참조)에 신속하게 도달한다. 이러한 안정 상태에서, 알로하 슬롯에서의 성공적인 IRM 전송 사이의 평균 시간은, 등식 1의 근사치 λ로, 업링크에서의 메시지 전송 사이의 평균 시간과 동일하다. [클래스 (2) 구간과 관련된 오버헤드는, 이러한 근사치를 정확하게 하기 위해 채널에서 이용가능한 정보 용량으로부터 단순하게 유도될 수 있다. 그러나, HCC가 요청한 제어 메시지에 기인한 로딩은 실시예에 따라 다르다. 그래서, 근사치 방식이 이러한 분석에서 얻어진다.] 따라서, 1/λ은, IRM이 채널 상에서 성공적으로 전송되는 레이트가다. 이것을 이하 메시지 레이트라고 하며, 명확히 나타내기 위해 "메시지"라고 한다.

상기 설명한 바와 같이, IRM 전송의 효율을 갖는다. 즉, IRM 전송 레이트에 대해 큰, 시간 주기 T에서는 T/λ이 있게 되며, IRM은 성공적으로 전송된다. 동일한 시간 범위에서, T/ξ의 슬롯이 존재한다.

(등식 2)

P가 확률인 경우, 어느 하나의 단말기(CPE)는 슬롯으로 전송되며, N은 단말기의 개수이다.

E는 요청을 전송하는데 성공적으로 이용되는 슬롯의 부분이다. 재구성하면 다음과 같다.

(등식 3 - 알로하 효율)

이 등식은 변경되지 않는다. 첨부 1로부터, ξ/λ=1이라는 것을 알 수 있다. 효율 곡선이 큰 수 N에 대해 첨부 1에 소개되어 있으며 도 12에 도시되어 있다. 이 곡선에 의해, 시스템 요청 방법의 성능을 알 수 있다. 이 곡선으로부터 알 수 있는 바와 같이, 슬롯의 절반 이상은 성공적인 전송을 수행하지 못한다. 이 러한 잉여의 슬롯은 비어 있거나 경쟁 전송을 보유한다. 중요한 것은, p=0일 때, 모든 슬롯은 비어 있다는 것이며, p=1일 때, 모든 슬롯은 경쟁 전송으로 채워진다는 것이다. 효율과 메시지 레이트는 어느 경우에서나 0이다. (함수 E(p,N)은 유한 범위를 갖는다).

최대 효율의 경우, pN=1 또는 ξ=λE(1)=λ/e=0.36*λ을 갖는다. 이러한 동작 시점에서, 메시지와 동일한 수의 요청 슬롯이 2.718번 있다.

BSDP 파라미터에 의한 파라미터 Np

Np는 단일 파라미터로 고려될 수 있으며, 이러한 파라미터가 개시된 방법의 슬롯 레이트와 메시지에 어떻게 관련되는지를 알 수 있다.

수학적 모델의 등식 1 및 4에서, 효율과 예상되는 요청의 횟수는 p로 나타낼 수 있다.

큰 수(large number) N의 경우, 기하학적 항이 지수에 의해 근사된다. Np가 중요한 표현에서의 파라미터라는 것을 알 수 있다.

, 큰 수 N (등식 4)

큰 수 N (등식 4)

이 식은 집합적으로 등식 4로서 나타낸다.

E(p,N)에 대한 주석은, 큰 수 N(10 이상)에 대해 E(Np)로 단순화된다. 이것 은 본 방법에 대한 적용가능한 식이 된다. 도 13은 Np에 의해 예상되는 IRM 전송/메시지를 제시한다.

Np는 몇몇 단말기가 소정의 슬롯으로 전송하는 확률이다. 반복적인 시도의 BSDP 방법으로, 다음을 얻을 수 있다.

(등식 5)

이것은 제1 원리로부터 얻어진 문이며, 상기 설명으로부터 첨부 1, 등식 및 4, 등식 3이 결합될 수 있다. 제1 원리로부터, E(ν)/λ은 RIM 전송 레이트(긴 범위의 시간에 대해 측정한 경우)이다. 슬롯 레이트에 대한 전송 비율은 슬롯이 전송을 수신하는 확률을 제공한다(슬롯의 전체적으로 랜덤한 선택을 가정함). 따라서, 등식 5.

손실된 메시지 없음

시스템(10)의 바람직한 실시예는 IRM 전송을 성공할 때까지 반복한다(도 10). 여기서의 분석은 성공할 때까지 요청의 재전송을 추정한다. 다른 변형예는 여러 번의 시도 후에 IRM 전송을 드롭한다. 이들 다른 변형예는 본 방법의 요청 서브시스템에 대한 로딩을 가볍게 할 뿐이며(즉, p를 낮춘다), 이러한 분석을 보존하게 된다. 여기서, 반복이 영원히 계속되면 IRM은 항상 얻을 수 있는가("항상"이라는 것은 1과 동일한 확률을 갖는다는 것을 의미함)라는 질문을 받게 된다.

슬롯화된 알로하 방법의 예상되는 최대 지연은 e^N 이다. 물론, N은 상기 설명에서 "매우 많은" 것으로 고려되고, 따라서 지연은 p=1일 때 효과적으로 제한된 다(모든 단말기는 모든 알로하 슬롯으로 전송한다).

p < 1인 경우, 메시지 레이트 1/λ은 시스템에 대해 제공되는 메시지의 레이트 1/λ_O 와 동일하며, 즉 메시지는 요청이 수신되지 않기 때문에 손실되지 않는다(이 문장에 수학적인 뉘앙스가 있다. 형식적으로 메시지는 확률 -0으로 잃어버리게 될 것이며, 이는 블루문에서 한번 메시지가 얻어지지 않는 것을 의미한다). 하나의 전송에서의 요청을 성공적으로 전송할 확률은 P_S이다. 여기서, P_S=(1-p)^N-1이다. 증명은 쉽다. 반복되는 전송에 대한 성공 확률은 다음과 같다.

따라서,

동작 포인트

IRM 반복 전송을 스케줄링하기 위해 이용되는 임의의 IRSF 방법의 경우, IRM을 성공적으로 전송하는데 소요되는 지연은, 반복 횟수에 대한 직접 함수이다. 이러한 횟수는 도 13에 도시되어 있다.

BSDP 방법의 실시예의 동작 포인트는 그 동작에 대해 선택된 Np의 값이다. Np는 등식 4에 의한 효율 E(Np)에 관련되고, E(Np)는 등식 3 및 4에 의해 처리 가능하고 제어 가능한 인자(즉, 동작 파라미터) 1/λ 및 1/ξ에 관련된다.

(등식 6)

따라서, 메시지 레이트와 슬롯 레이트를 제어함으로써, 본 방법을 이용하여 MAC 실시예의 동작 포인트를 결정한다. 이것은, 시스템 요청 방법의 성공적이며 효율적인 기능화에 대해 중요하다. 설명을 명확히 하기 위하여, 1/λ 및 1/ξ는 임의로 선택되지 않는다. 이용가능한 채널 용량은 그 선택에 명확하게 영향을 미치지만, 임의의 채널 용량으로 유지될 수 있다. RQ 구조의 효과적인 기능화는 메시지 레이트와 메시지 길이(이것이 본 방법에서의 구간 길이이다)의 신중한 선택을 요하며, 관계를 제한하고 영향을 미친다. 본 방법의 요청 부분의 관점으로부터, 실시예에서 제어가능한 인자는 알로하 슬롯의 전송 레이트(1/ξ)이다. 이것은 네트워크 상에서 시간 또는 트래픽 패턴의 함수로 이루어질 수 있다.

요청 방식의 작용은 중요 파라미터의 평균 또는 통계적 작용에만 좌우된다는 것이 중요하다. 메시지 레이트와 슬롯 레이트는 임의의 측정된 주기에 걸쳐 이들 파라미터에 대한 평균값 이상 및 이하가 될 수 있다. 그러나, 측정의 주기를 임의의 크기로 얻기 때문에, 이들 값은 본 방법에 대한 동작 포인트 값을 실질적으로 적용되도록 접근하여야 한다. 특정의 실시예에 의해 허용되는 편차의 양은 HCC와 CPE에서의 IR 풀의 크기 제한과 그 실시예에 대해 특정된 RQ의 크기 제한에 명시적으로 의존한다.

업링크에서의 메시지 레이트의 규제는 주로 SIM에서의 SACF에 의해 달성된다. 본 방법에서, 전송 스케줄러는 SIM이 평균 메시지 레이트 동작 포인트 파라미터를 이행하는 것을 보장하기 위해 본 방법에서 배리어(barrier)를 제공한다. 바람직한 실시예에서, 메시지 레이트 동작 파라미터는 평균적으로 일정하며, 다시 말해서, 시스템은 본 실시예에서 지정된 규제 메커니즘에서 메시지 레이트 파라미터 를 변경함으로써 동작 포인트를 채택하지 않는다.

슬롯 레이트의 규제는 내부 시스템 기능이다. ASSA 제어는 본 방법의 슬롯 레이트를 제어한다. 바람직한 실시예에서, ASSA는 네트워크에 일정한 슬롯 레이트를 제공한다.

등식 4는 Np가 1 이상을 얻으면, 효율은 떨어지고 지연은 상승한다는 것을 나타낸다(도 12 및 13). 따라서, 실질적인 시스템에서 동작 포인트에 대한 선택의 영역은 0과 1 사이의 동작 영역 범위가 된다(1의 오른쪽으로 고려되는 임의의 지점에 대해 1의 왼쪽에 대한 더 바람직한 지점이 항상 존재한다).

가장 바람직한 정확한 동작 포인트는 슬롯 사용의 지연 및 효율의 상대적인 중요도에 좌우된다. 도 14는 도 12 및 13의 정보를 단일 그래프를 나타내며, 이 그래프에서는 본 방법에 대한 동작의 적절한 범위를 부각시키고 있다. 이 도면에서는 효율이 정상에 대해 반대로 제시되어 있다. 이것은 단일의 성공적인 IRM 전송에 대해 요구되는 다수의 슬롯으로 나타낸 것이다.

본 방법에서, 동작 포인트과 다른 파라미터는 완전한 용량에서 동작하는 시스템에 대해 선택된다. 이것은 바람직한 방식이다. 그러나, 로딩을 낮추는 효과는 본 방법의 안정성을 확인하기 위해 조사되어 한다. 동작 영역에서의 동작에 있어서, 일정한 슬롯 레이트 1/ξ를 가진 메시지 레이트 1/λ에서의 감소의 효과는, 등식 6으로 나타낸 바와 같이 Np를 왼쪽으로 이동시키는 것이다(p가 이동하는 것은 N이 고정되어 있기 때문이다)(도 12와 함께 등식 3 참조). 이 경우, 더 많은 슬롯이 비게 되며, 슬롯이 사용하는 효율은 감소하지만, IRM은 더 빨라지고 지연은 감 소한다. 본 방법의 성능은 이용되는 메시지를 향상시킨다. 사실상, ASSA는 더 많은 ASBI를 요청함으로써 슬롯 레이트를 증가시키도록 설계될 수 있으며, 이러한 환경하에서 공간이 이용가능하게 됨으로써, p를 더 왼쪽으로 이동시키게 되고, 응답 시간이 더 빨라지게 된다.

시스템 요청 방법은 다음의 2가지 방식으로 서비스 품질(QOS)에 영향을 미친다.

* 투입된 메시지

* 메시지 전송에서의 지연

개시된 방법은, 전송이 소정 횟수 시도된 후 IRM을 투입하기 위한 방식으로 구체화될 수 있기 때문에, 관련 메시지는 취소된다. 설명을 명확히 하기 위하여, 이러한 "투입"(drop)은, 전송을 위해 메시지를 다시 제출할 수 있는 적절한 서비스 애플리케이션에 의해 알 수 있다. 그러나, 메시지를 투입하는 것은 본 방법에 고유한 것은 아니다. 섹션 2-3의 설명에서 알 수 있듯이, 바람직한 실시예는, 네트워크에 진입하는 모든 메시지가 확률 1로 전송되는 것을 보장한다. RQ 오버플로우와 같은 매우 작은 확률을 가진 이벤트만이, IR 분배 프로세스가 시작되면, 요청이 분실되도록 할 수 있다.

소정의 QOS를 유지하기 위하여, SACF는 본 방법에 대한 메시지의 제시를 규제하여야 하며, SCPC 또는 SIM에서의 SACF가 이것을 취함으로써 메시지의 투입을 포함할 수 있다는 것을 의미한다. 따라서, 본 발명에 고유한 메시지의 투입이 없는 경우에도, 투입된 메시지의 간접적인 효과가 될 수 있다.

네트워크를 통과하는 메시지의 지연 및 가변 지연은 BSDP 방법의 고유한 효과이다. 이에 의하여, 이하 두 가지 방식으로 서비스 품질에 영향을 줄 수 있다.

1) 네트워크를 통한 지연은 본 방법의 통상적인 실시예에서 밀리초의 몇 십분의 1이 될 것으로 예상된다. 대부분의 애플리케이션에서, 이러한 지연은 서비스 품질에 영향을 미치지 않으며, 예외로서는 실시간 게임 인터랙션이 될 수 있다. 전화 대화와 같은 실시간 대화 서비스를 위한 전환 시간은 일방향 지연의 두 배가 되며, 통상적으로 밀리초의 몇 십분의 1이 될 수 있다.

2) 관련 데이터 메시지의 스트림에서, 네트워크 전송 시간에서의 편차는, 적절하게 버퍼링되지 않는다면 서비스 프리젠테이션에서 저크니스(jerkness)를 생성할 수 있다. 적절한 버퍼링이 없는 지터의 효과의 예로는 비디오에서의 픽처 프리즈(picture freezes) 또는 오디오에서의 사운드 클리크(sound clicks)가 있다.

메시지 지연 및 지터는 다음의 3가지 원인을 가질 수 있다. 전파 및 프로세싱에 의한 물리적 지연, IR 분배 지연, 및 RQ 스케줄링 지연.

성공적인 요청 전송의 확률인 소정의 큰 수 N은, 첨부 1, 등식 3에서 제공된다.

N번의 시도에서 성공 확률은

도 15A 및 15B는, 이러한 등식의 구성을 나타내며, 성공적인 요청 전송의 확률은 시도 횟수 N의 함수로서 주어진다. 동일한 데이터가 도 15A 및 15B에서 2가지 해법에 제공된다. 본 방법과 관련된 시간 지연은, 첫째로 도면에 제시된 대로의 예상되는 시도 횟수, 둘째로 시도 사이의 시간, 즉 IRSF 기능에 의해 반복 요청 전송을 위해 슬롯이 어떻게 선택되는지에 의존한다. 도 16은 전화 및 그외 다른 지연에 민감한 서비스에 관련된 동작 포인트를 제공한다.

시스템 실시예

시스템 실시예에서, ASBI가 제공될 때마다 재요청이 시도된다. ASBI에 대한 알로하 슬롯의 상당한 고정 수는, 구간에 대한 슬롯이 충분해서 재요청의 IRSF에 의한 "랜덤화"가 효과적이라는 것을 보장하기 위해, 제공된다. 예로 든 네트워크는 초당 대략 2000개의 평균 메시지를 이용한다(업링크에서 요청된 메시지). 네트워크의 기능은 64 kbps VolP를 가진 전화 서비스를 지원하는 것이다. 도 16에서의 명백한 트레이드오프를 고려하면, 서비스는 IR 전송 시도가 4번 실패한 후, 패킷이 드롭된 99%의 패킷 처리율로 설계된다. 이들 2가지 고려 사항에 의해 Np~0.4의 동작 포인트 선택이 된다. 도 14로부터 알 수 있는 바와 같이, 동작 포인트에서의 성공적인 전송에 대해 평균적으로 대략 1.5 IRM 전송이 존재한다.

등식 6으로부터, 슬롯 레이트는 메시지 레이트의 3.7296배이며, 초당 7459개 의 알로하 슬롯이 제공된다. 네트워크의 예에서, 메시지 지연 사이클의 요청 부분에 대해 특정된 최대 시간은 40 밀리치이다. 이 요구를 넘은 매 10 밀리초마다 하나의 ASBI를 제공한다. 따라서, 하나의 구간에 대해 대략 75개의 슬롯이 존재한다(ABSI당 대략 20개의 새로운 요청과 10개의 반복 요청이 존재하며, 이들 30개의 전송 중 대략 20개가 성공적으로 전송된다).

ASBI에 대해 요구되는 용량은 메시지에 대해 이용가능한 전체 업링크 용량의 5% 이하이다. 슬롯은 평균적인 메시지 크기의 1%가 될 수 있으며(매우 중요한 파라미터이다), 오버헤드는 요청 구조에 대해 대략 3.6%가 된다.

초당 10개의 패킷에 해당하는 패킷 레이트를 가진 VolP 회로의 QOS를 고려한다. 네트워크의 예에서, 패킷은 평균 10초마다 하나씩 손실될 것이다. 이 패킷 손실 레이트는 단어의 대략 10분의 1을 나타낸다. 음성 회로는 이러한 손실을 용이하게 처리한다.

이 예에서 요청 사이클을 통한 평균 지연은 15 밀리초이다. 20밀리초의 통상적인 RQ 지연에 추가되면(첨부 3 참조_), 대략 35 밀리초의 전체 일방향 지연이 제공되고, 평균 70 밀리초의 전환 시간이 제공된다. 이것은 음성 시스템에서는 매우 만족스러운 전환 시간이다. 구간에서의 개시 요청의 번칭(bunching)에 의해 생기는 드문 긴 지연은 반복의 차단에 의해 처리된다. 이러한 번칭은 몇 번의 대화에서 한번, 하나의 잃어버린 패킷의 영향을 받는다. 번칭의 영향은 3번 반복, 즉 30 밀리초 이상을 운반하지 못한다.

큐의 상태 모델

도 17은 RQ의 상태도 모델을 나타낸다. 이 큐의 상태는 큐에서 토큰의 수로서 규정된다. BSDP 모델에서, 요청 큐 "토큰"은 IR이다.

만일 큐가 시간의 흐름에 따라 경계 없이 커지지 않는다면, 토큰의 수가 평균 또는 고정된 값 부근에서 커지고 작아지는 안정적인 상태에 도달하여야 하고, 요청의 도달 및 출발의 패턴에 따라 달라진다. 시스템(10)은 RQ가 안정적이 되도록, 즉 경계 없이 크기가 커지지 않도록 설계된다.

안정적인 큐의 작용 패턴은 아주 복잡하게 될 수 있다. 필요조건이나 가정이 RQ에 부과될 수 있다. 즉 피크 트래픽 주기 동안 에르고드적(ergodic) 특성을 갖는다. 이것은, 평균화될 때, 모든 CPE에 대한 요청의 도달이 매우 랜덤하다는 것을 의미한다(더 형식적으로는, 에르고딕성이 다음과 같이 정의된다, 실험이 행해지면, 이 실험의 첫 번째 부분은 동일한 실시예와 함께 그리고 동일한 트래픽 로딩 통계하에서 매우 큰 수의 네트워크를 구동시킨다. 그래서 많은 네트워크는 깊이 0의 큐를 가지며, 깊이 1의 큐를 많이 갖는다. 실험의 두 번째 부분은 동일한 트래픽 로딩 통계하에서 장시간 동안 단일의 시스템을 구동시키는 것이다. 이어서, 실험의 두 번째 부분에 대해 각 상태 동안 소요된 시간의 상대적인 양은 제1 부분으로부터의 상태의 분포와 비교된다. 비율이 "동일"하면, 네트워크 동작 또는 트래픽 패턴에 영향을 미치는 기본적인 프로세스를 에르고딕이라 한다).

랜덤한 입력을 가진 안정적인 큐는, 각각의 상태가 P₁, P₂, P₃, ..., P_n, P_N+1, ... 인 소정의 확률을 갖는다. 이것의 실질적인 중요성을 고려할 때, 이 확 률 세트는 도달 및 출발 프로세서의 특성에 좌우되지 않는다. 에르고딕 가정에 의해, 어떠한 시스템이라도, 평균적으로, 동일한 분포, P₁, P₂, P₃, ..., P_n, P_N+1, ...에 의해 표현되는 시간의 부분을 차지하는 상태를 갖는 것을 알 수 있다.

이러한 평균 또는 랜덤한 작용에 대한 요구되는 시간 주기는 입력 특성 및 출력 특성에 좌우된다. "매우" 랜덤한 출발 작용을 갖는 "매우" 랜덤한 도달은 이러한 작업 분표에 매우 신속한 수렴을 제공한다.

도달이 상이한 소스로부터 이루어지면, 이들 소스는 적절하게 랜덤한 작용을 따르며, 큐는 "상당히" 채워지게(평균적으로 10 이상) 될 것이며, 큰 수의 법칙(Law of Large Number)이 효과를 갖게 된다. 큐의 작용은 각 소스의 통계적인 작용의 상세와는 완전히 독립적이며, 평균 도달 레이트와 이러한 평균 레이트로부터의 도달의 편차에 대부분 의존한다.

시스템(10)에서의 임의의 서비스와 관련된 통계를 알 수 없기 때문에, 평균적으로 몇 개의 IR이 채워진 RQ를 구동시킬 필요가 있다. 확률적인 관점에서, 큰 "매우 큰"은 얼마나 잘 작용한 트래픽 로딩 통계에 좌우된다. 실질적인 상황은 본 방법의 응용을 위해 예상된 다수의 CPE로서 이용되며, 트래픽 특징은 매우 잘 작용한다.

트래픽이 "덜 랜덤한" 경우에 개량의 효과가 있다. CPE가 요청을 생성함에 있어서 매우 규칙적이면, 이 효과는 큐를 더 짧게 하며, 평균 메시지 처리율 시간을 고속으로 한다. 이것은, 음성 및 영상 등의 트래픽을 스트리밍하면서 발생하는 패턴이다.

RQ 깊이

이 개발은 큐잉 이론의 기초이다. 이것은 "밸런스 등식"으로 유도하는 관측에 기초하여, 소정의 입력 및 출력 가정하에서의 밸런스 등식을 해결하는 것은, 분포 P₁, P₂, P₃, ..., P_n, P_{N +1}, ...을 제공한다. 이 결과는 큐 깊이의 평균 편차를 산출하는데 이용된다.

관측은 에르고딕에 좌우된다. 우리는 시간 작용을 관측한다. 몇몇 충분히 긴 시간 주기 τ(초 단위)에서, 큐는 P_i와 동일한 시간의 일부인 상태 i에서 존재한다.

도달 및 출발의 통계에 대한 최소의 가능한 가정을 만들어본다.

λ는 도달 사이의 평균 시간량(초 단위)이다.

μ는 도달을 이루기 위한 평균 시간량(초 단위)이다.

BSPD 항에서, 이것은 λ가 RQ에 도달하는 IR 사이의 평균 시간량이라는 것을 의미하며, μ는 업스트림 구간의 평균 길이라는 것을 의미한다.

1/λ는 초 단위의 평균 요청 횟수이다.

1/μ는 초 단위의 평균 서비스 횟수이다.

큐를 안정적으로 하기 위하여, 요청들 사이의 평균 시간은 요청을 서비스하기 위한 적어도 평균 시간만큼 커야 한다. λ > μ. 이를 다시 쓰면, 1/μ-1/λ < 1.

주기 τ에서, 상태 i는 사용된 τP_i이다. 평균적으로, i가 사용되는 동안 큐에 도달하는 수는, 따라서 상태를 i+1까지 상승시켜서, τP_i/λ이다.

평균적으로, i가 사용되는 동안 도착(서비스 또는 전송)의 수는, 따라서 상태를 i-1까지 하강시켜서, τP_i/μ이다.

밸런스 등식으로 유도하는 관측은 긴 시간 주기 동안 큐가 안정적으로 되는 것이다. 상승 천이의 수는 2개의 인접한 상태 사이에서 하강 천이의 수와 동일해야 한다.

(등식 1 - 밸런스 등식)

μ/τ= ρ < 1을 규정하면, P_n = P_Oρⁿ 및 P_O = (1-ρ)을 찾는 것이 용이하게 된다. 상태의 점유 확률은 기하학적으로 떨어진다.

큐의 예상되는 깊이는 E(n)이다.

E(n)의 영역은 큐의 깊이가 시간의 대부분이 발견되는 곳이다. ρ < 1로 암시되는 약간 불활성이거나 비어있는 시간은, 포착 또는 여유 공간 시간이다.

MPEG2를 처리하는 큐에 기초하여 실질적인 통신 시스템의 특징은, 시스템의 메시지 레이트가 시스템의 통신 용량보다 약간 이하인 예이다. 용량을 약간 손해봄으로써, 시스템의 작용의 유연성과 예측 가능성을 제공한다.

분산 요청 큐의 이러한 원활한 특징의 장점을 취함으로써, 본 발명은 다음과 같은 이점을 갖는다. 메시지 전송을 위한 CPE에서의 준비는 설정 지연에 기인한 채널 용량의 손실이 없다. 메시지의 전송 전에 스케줄링 동기화를 확인할 수 있다. 스케줄링 메시지, 예측가능한 지연 및 우선순위 스케줄링과 관련하여 허비되는 채널 용량이 없다.

시스템의 효율

IR이 랜덤하게 도달하고 큐를 통해 처리된다는 사실은, 때때로 큐가 비어 있다(즉, 상태 0)는 것을 의미하며, 링크는 유휴 상태를 유지할 것이다. 이러한 일이 얼마나 자주 일어나는가? 밸런스 등식으로부터, P₀ = (1-ρ)가 정답이다. 시스템이 오버헤드 O으로 비어 있는 상태를 유지하는 시간의 비율에 주의하면, 이 결과는 더 반복적으로 유도될 수 있다. ε를 링크에서의 도달에 대한 평균적인 미사용된 시간으로 한다: τ(μ+ε)=τλ. 큐가 비어 있는 시간의 일부와 전송이 없는 것은 다음과 같다.

효율에 대한 큐 깊이의 관계

시스템(10)에서, RQ는, 입력되는 트래픽의 정확한 가능성에 근거한 특성이 너무 민감하지 않도록 평균에 대해 바람직하게 "매우 깊은" 것이 되며, 이러한 트래픽은 다소 부분적이다. "매우 깊은"이라는 의미는, 큐의 깊이가 대략 10을 넘는다는 것이 될 수 있다.

큐 깊이가 작아질수록, 오버헤드는 1로 간다(채널은 대부분의 시간 비어 있다). 중요한 것은, ρ가 작을 때 큐의 깊이가 작다는 것이다. 사실상, 예상되는 큐의 깊이는 ρ< < 1에 대해 ρ로 제한된다.

큐의 깊이가 커질수록, 시스템(10)에 적응성이 높아진다.

(등식 2)

여기서, E(n)은 큰 수이다.

E(n) > 10에 대해, 이 등식은 1% 미만에서 정확하다.

그래서, 실질적으로 말하면, 99%의 효율을 갖는 실시예는 100의 큐 깊이를 갖는다.

RQ 의 편차

RQ의 깊이를 E(n)에 얼마나 잘 근사시킬 수 있는가? 이것은 E(n) 부근의 큐의 깊이의 예상되는 편차에 의해 측정된다. 이것은, 큐가 샘플링되는 임의의 경우에, 샘플 깊이가 E(n)에 가깝게 되는지를 의미한다.

E(n)이 "큰 수""라고 가정한다. 이에 의하여, "큰 수"는 10이 넘는다는 것을 의미한다.

요청의 도달 시간은 매우 복잡한 확률 모델을 따를 수 있다. 그러나, 편차 σ와 평균 m을 갖기에 충분하게 잘 행동한다(또는 "실제")고 가정한다(σ는 편차 σ²의 제곱근이다).

한 번에 더 많이 도달하는 통계적 행태로서, 예컨대 한 번에 15번 도달하는 행태가 무엇인지를 고려하면, 기초가 되는 확률 행태가 더욱 더 벨모양 형태 또는 가우스 형태가 된다. 사실상, 평균값 및 편차는 가우스 랜덤 변수의 행태를 완전하게 규정한다. 그래서, 매우 빈틈이 없는 그립이, 도달 그룹의 행태(IR의 RQUM 전달로 발생하는 것과 같이)가 고려되자마자 달성된다.

n번의 도달에 대해, 그 경향은 다음과 같다.

가우스의 행태가 알려져 있으므로, 큐 처리된 IR의 큰 수를 통상 가질 때 예측될 수 있는 큐의 행태를 예측할 수 있다. 즉, 사실상, 버퍼링의 원활한 효과이다.

이 시점에서, 편차를 모델화하기 위해 기초가 되는 프로세스의 더 정확한 모델에 도달하여야 한다. RQ의 합리적인 모델은 MM/1이다. 이것은 포아송 도달, 지수 서비스 시간(메시지 길이에 대응), 및 단일의 서버이다.

포아송 프로세스로, E(n)을 이용하는 요청 프로세스의 평균 및 편차는 다음과 같다.

(등식 3)

예를 들어, 가우스 분포의 특성은 시간의 66%라는 것을 나타내며, 큐는 E(n)=100에 대해 평균의 10% 내에 유지한다.

시스템 성능

본 방법의 성능은 동작 파라미터라 불리는 업링크 파라미터의 세트에 좌우된다.

Λ_A는 구간에서의 알로하 슬롯의, 비트 단위의 평균 길이이다.

Λ_M은 구간에서의 메시지의, 비트 단위의 평균 길이다.

1/ξ는 시스템에 대해 특정된 평균 슬롯 레이트가다.

1/λ^*는 네트워크에 대해 특정된 대략 평균적인 신규 메시지 요청 레이트가다.

[* 이것은 HCC에 의해 순서가 정해진 임의의 업링크 메시지를 포함하지 않기 때문에 추정치이다(에르고는 CPE에 의해 요청되지 않음). 이들은 네트워크의 시간 제어 및 초기화와 관련된 메시지이다. 이들 메시지는 상대적으로 드문 것으로 추정된다.]

이들 파라미터는 첨부 2, 섹션 2-4의 동작 포인트에 관한 것이다. 첨부 2의 등식 3으로부터, 효율은 다음과 같다.

여기서, Np는 참고로 하는 첨부에서 정의한 바와 같이 본 실시예의 동작 포인트이다. 본 방법의 실시예에서, 동작 포인트는 실시예의 정확한 대상에 기초하여 선택된다. 이 값은 0과 1 사이의 값이 될 것이다.

대부분의 실시예에서, 업링크는 중대한 또는 "피크 트래픽" 동작의 시간 동안 채워진 상태를 유지할 것이다. 서비스 및 제어 메시지에 대한 수요의 부족이 있는 경우, 실시예의 성능은 ASBI로 잉여의 용량을 채움으로써 개선되는 것이 명백하다. 이것은 본 방법의 응답성을 높인다.

메시지 수요에서의 피크에 대한 시스템 강화를 증가시키기 위하여 및/또는 매우 작은 처리율 지연에 대한 요구 때문에, 0에 더 가까운 동작 포인트를 가지고 구동할 것이다.

R을 업링크 채널의 정보 레이트라고 한다. R의 추정치는 다음과 같다.

시스템의 허용도의 문제는 어느 정도의 시간 주기에 걸쳐 레이트 파라미터와 길이에서의 증가 및 감소를 해결하는 것이다.

동작 파라미터는 고정되어 있다. 이들 인자의 실제 값은 순간적으로 변화한다. 이들 값은 다음과 같이 나타낸다. 임의의 시간 주기 동안(t, t+τ), τ는 주기의 범위이다.

Λ_A(t, τ)는 주기에서의 알로하 슬롯의, 비트 단위의 평균 길이이다.

Λ_M(t, τ)는 주기에서의 메시지의, 비트 단위의 평균 길이이다.

1/λ(t, τ)는 주기에서의 평균 메시지 레이트가다.

1/ξ(t, τ)는 주기에서의 평균 슬롯 레이트가다.

본 방법에서의 부담 경감

수요가 BSDP 방법을 이용하는 네트워크에서 완화되는 경우에 무엇이 발생하는가? 만일 레이트가 동작 포인트에서 유지되지, 다음 중 어느 하나 또는 모두가 진술인 경우,

시스템은 여분의 용량을 가질 뿐이다. 예상되는 Λ_A는 대부분의 실시예에서 일정할 것이다. 이것은 성능의 열화를 가져오지 않는다. 여분의 용량은 원하는대로 이용될 수 있다. [아마도 여분의 알로하 슬롯을 이용하며, 이에 의하여 Np를 왼쪽으로 이동시키고, 본 방법의 응답성을 증가시킨다(도 13)]

평균 길이가 일정하게 유지된다면, 그러나,

용량은 자유롭게 된다.

슬롯 레이트는 본 방법에서 제어된다. 슬롯 레이트는 슬롯 사용 효율을 일정하게 유지하도록 감소될 수 있지만, 이것에서 포인트는 없다. 더 많은 비어 있 는 용량이 남는다. 따라서, 슬롯 레이트는 증가될 수 있고, 응답성도 증가되지만, 설계자의 설계에 따라 다른 제어 또는 메시지 용도를 위해 사용되는 과도 용량이 남는다. 시스템 성능의 손실은 없다.

요약하면, 본 방법은 시간 주기 동안 동작 포인트 이하의 레이트 또는 메시지 길이 또는 슬롯에서의 어떠한 감소로도 열화되지 않는다.

시스템의 과부담

특정의 시스템에서 구현되는 본 방법의 동작 파라미터가 그 시스템의 용량을 채우도록 선택되는 것으로 가정한다. 용량은 맡겨지는 것이기 때문에, 구현은, 슬롯 또는 메시지의 길이 또는 레이트의 증가를 임의의 유지된 시간 길이에 대해 지원되지 않는다. 그러나, 본 방법은, 이러한 익스커젼이 너무 오래 지속되지 않는한 더 긴 메시지 또는 더 많은 빈도의 메시지에 대해 익스커젼을 유지하는 것이 보강된다.

문제점은 익스커젼에 대한 개시 시간까지 안정적인 상태의 동작을 가정함으로써 조사된다. 안정적인 상태라는 것은, RQ가 예상되는 깊이 부근이라는 것을 의미한다. 평균적으로, IRM은 성공적인 전송을 달성하기 위하여 예상되는 반복 횟수에 근접하는 요청이다. 이 익스커젼은 증가된 평균 메시지 길이 및/또는 증가된 평균 메시지를 가지고 구간 τ에서 발생한다. 이어서, 이 익스커젼 후에, 설정 시간에 의해 본 방법은 다시 안정적인 상태의 동작으로 되돌아간다. 본 실시예의 설계자는 임의의 시간 범위 τ를 추출할 수 있으며, 시간 주기 τ 동안 동작 파마리터 값 이상의 슬롯 및 메시지 레이트 및 길이에 대한 본 방법의 허용도를 평가할 수 있다. 이러한 성능은 동작 포인트를 선택하는데 고려되는 하나의 인자가다.

동작 파라미터 값 이상의 슬롯 레이트

첫째, 슬롯 레이트를 증가시키는 것을 고려한다. 알로하 슬롯 레이트는 HCC의 완전한 제어하에 있다. 증가는 주어진 기간 동안 요청을 추출하는데 소요되는 지연을 감소시키는데 이용될 수 있다.

완전한 시스템으로부터 취해지는 더 많은 슬롯은, 더 작은 메시지 용량이 이용가능하다는 것을 의미한다. 더 많은 슬롯은, 메시지 요청의 지연이 작지만, 동작 레이트 1/λ를 유지하는 것을 보장한다. 그리고, 슬롯 사용의 효율은 감소한다(Np가 왼쪽으로 이동한다). 이것을 발생시키기 위해, 일부의 용량이 자유롭게 되어야 하거나, 요청이 구축된다.

메시지 용량을 낮추는 것은

을 보장한다.

공식은 다음과 같다.

Δ_MR은 메시지 레이트에서의 퍼센트 증가를 나타내는 것으로 한다.

Δ_SR은 슬롯 레이트에서의 퍼센트 증가를 나타내는 것으로 한다.

(등식 1)

IR은 상기 레이트에서 메시지 용량의 손실에 기인하여 RQ에 구축된다. 값을 적당히 선택함으로써, 매 100%의 슬롯 레이트 증가에 대해 RQ에 3%의 메시지 레이트(3%의 레이트, RQ 깊이가 아님)가 구축되도록 한다. 다른 적당한 숫자가 초마다 이중 또는 RQ를 제안한다.

이것은, 본 방법의 실시예에 대한 가이드라인이 된다. RQ 용량이 예상되는 깊이 E(n)의 10배로 하는 것이 실용적이다. 따라서, 100% 잉여 슬롯 레이트의 10초와 유사한 것이 이들 예시의 값을 갖는 실시예에 의해 허용될 수 있다.

동작 파라미터 값 이상의 메시지 레이트

증가된 메시지 레이트를 다음과 같이 표현한다.

HCC는 증가된 메시지 레이트에 부합하도록 슬롯 레이트를 증가시킬 수 있으며, 이에 의하여 슬롯 사용의 효율을 유지할 수 있다. 그러나, 이것은 메시지 전송에 대해 이용가능한 용량을 감소시키지만, 동작 파라미터에 설정되는 것보다 더 많은 메시지가 존재한다.

이전의 관측의 중요성은, 알호하 요청 수집 방식에 기인한 메시지 레이트에 대해 고유의 엄격한 제한이 없다는 것이다. HCC는 알로하 시스템을 안정적으로 유지하기 위해 슬롯을 항상 증가시킬 수 있다. 유일한 제한은 모든 용량이 ASBI에 의해 사용되는 때이며, 실질적인 구현에서 실제의 위험이 되지 않는다. 지불되는 가격은, 물론 더 많은 용량이 ASBI에 할당되는 것으로 전송되는 더 적은 수의 메시지가 실질적으로 얻게 된다. 따라서, RQ는 증가한다.

HCC가 1/ξ를 증가시키는 것으로 선택하면, Np는 증가된 메시지 레이트로 오른쪽으로 이동한다(첨부 2의 도 A2-3을 참고)(많은 요청은 p가 증가된 것을 의미함.)

메시지 레이트는 슬롯 사용의 효율과 관련된다. 슬롯 레이트 효율에서의 최대의 가능한 증가는 메시지 레이트가 얼마나 증가될 수 있는지를 결정하고(유지되거나 지속적으로), 본 방법으로 요청에 대한 성공적인 응답을 계속해서 유지한다. 이러한 최대의 익스커젼은 할당된 Np 동작 포인트로부터 1의 Np로 이동시킴으로써 결정된다.

(등식 2)

도 18은 최대의 유지가능한 메시지 레이트가 동작 포인트 Np를 가진 시스템에 대해 증가하는 것을 나타낸다(유지가능한 레이트는 이 레벨이 계속해서 유지될 수 있는 레이트를 의미한다).

도 A4-1의 경계보다 더 큰 메시지 레이트 증가를 유지하는 경우, 알로하 슬롯은, 모든 슬롯이 경쟁하며 시스템이 요청의 성공적인 전송을 중단할 때까지, 요청으로 블록화를 증가시킨다.

중요한 것은, 메시지 레이트가 과도한 레이트 이하로 떨어지게 되면, 본 방법이 자체적으로 보정한다는 것이다. 평균 메시지 레이트가 유용한 형태로 계속해서 유지되는 한, 과도한 메시지 레이트에 의한 영구적인 고장은 없다.

증가되었지만, 유지가능한 경계를 넘지 않은 메시지 레이트의 경우, S에서의 제한은 RQ 깊이에서의 제한에 의해 설정된다. RQ는 이 기간 동안 빠져나가는 것보다 유입되는 IR이 더 많고, 허용가능한 시간은 깊이에 의해 결정될 뿐이다.

적당한 숫자는, 50%의 레이트 증가와 a×10 RQ 깊이의 경우에, 이러한 과부하의 1초를 넘는 비트는 허용될 수 있다. 유지가능한 경계를 넘는 메시지 레이트의 익스커젼에 대해, 2가지 효과가 작용하게 된다. Np가 증가하면, 효율은 감소하고, 고정된 슬롯 레이트로 이용될 수 있는 메시지의 수는 감소한다. 따라서, 요청은 익스커젼의 기간 동안 반드시 손실되어야 한다. 이 경우, 실제로 시스템에 유입되는 요청은 감소하며, RQ는 감소된다. 손상은 입력에서 지연으로 옮겨진다.

메시지 레이트는 항상 변화한다. 그리고, 시스템의 모델화에 따라 유지가능한 레이트 이상의 더 높은 레이트에 대한 익스커젼이 항상 존재한다. 이것의 영향은, 메시지에 대해 반복되는 요청의 횟수를 증가시키는 것이다. 본 발명의 작용에 대한 트래픽에서의 자연적인 편차의 영향은 도 16에서 잘 볼 수 있다. 여기서, 요청을 성공적으로 얻기 위한 높은 확률을 갖기 위하여, 평균보다는 더 많은 요청을 계획하여야 한다.

동작 파라미터 값 이상의 메시지 길이

메시지 길이는 시스템(10)에서 요청 수집 방법의 성능에 영향을 미치지 않는다. 유일한 영향은 RQ의 작용에 관한 것이다.

모든 다른 파라미터는 일정하게 유지된다. 평균 메시지 길이에서의 증가의 영향은, RQ에서의 IR 또는 수를 증가시키는 것이다. 이것은, 많은 더 긴 메시지가 주어진 시간 주기 내에 전송될 수 없기 때문에 단순하다.

이 공식은,

Δ_MR은 메시지 레이트에서의 퍼센트 증가를 나타내는 것으로 한다.

Δ_ML은 메시지 길이에서의 퍼센트 증가를 나타내는 것으로 한다.

IR은 상기 레이트에서 RQ에 구축된다. 메시지 길이가 50% 증가하면, 메시지 레이트는 33% 감소한다. IR은 초당 메시지 레이트(RQ 깊이가 아님)의 33%의 레이트로 RQ에 구추된다. 적당한 파라미터의 세트와 예상되는 동작 레벨의 ×10의 RQ 깊이는, RQ가 오버플로우하기 전에 더 긴 메시지 길이를 유지함으로써 대략 1초의 동작을 제공한다.

물론, RQ가 오버플로우에 가깝게 되면, IR 삽입 알고리즘은 RQ로부터 IR을 발췌하도록 설계될 것이다. 이러한 컬링은 메시지가 발췌되는 CPE 사이트에서 두드러지며, 제어된 방식으로 반응할 수 있다. 따라서, 본 방법은 이러한 환경하에서 효과적으로 유지된다.

Re 동작 파라미터 익스커젼

본 방법의 동작은, 제공된 메시지 레이트의 제어와, CPE에서의 평균 메시지 길이에 좌우된다.

그러나, 본 방법은 적당한 크기의 구간에서 이들 파라미터의 "적당한" 익스커젼에 대해 확고하며, 본 방법이 실질적인 적용가능성의 표준에 부합하도록 한다.

IRSF 감도

ASBI의 이용은 본 발명에 고유하다. IRM은 본 실시예에서 조화를 이루기 위해 요구되는 것과 같이, 구간 크기를 비교적 크게 하기 위하여, ASBI에서 그룹으로 전송되며, 이 요청은, 채널의 효율적인 사용에 대해 요구되는 바와 따라, 평균 메시지 크기에 비해 작다.

매우 일반적인 IRSF 방법이 실시예에 대한 IRSF 방법을 설계하는데에 부딪치는 문제점을 검토하기 위한 문맥을 제공하기 위해 이하 검토한다. 이러한 논의의 과정에서, 본 방법에 의해 요구되는 문제에서의 기능을 수행하는 IRSF 방법의 존재가 확인된다.

IRSF의 작용을 검사하기 위해, 소정의 변수가 고려된다.

ρ는 단말기에 의해 알로하 슬롯에 진입하는 신규 IRM(첫 번째)의 전송의 확률

p는 단말기에 의해 알로하 슬롯에 진입하는 IRM의 전송 확률

S는 ASBI에서 또는 ASBI에 걸쳐 이루어지는 알로하 슬롯의 범위

Π_i는 하나의 단말기에 의해 S_i로 전송되는 IRM의 예상 확률

k_i는 범위 i의 크기이다.

일반적으로, 재전송 때문에 p는 ρ보다 크다. 재전송이 알로하 슬롯에 대해 원활하게 확산되면, 등식 4에서, Np=nρe^NP를 제공한다.

도 19는 채널의 일련의 범위를 나타내며, 각각의 범위는 다수의 슬롯으로 구 성된다. 단순히 나타내기 위해, 기본적인 채널이 크기 k₀의 일련의 범위 S₀으로서 동작한다고 생각할 수 있다. 하나의 S₀ 범위에 이어 다른 범위가 뒤따른다. 범위 S₀ 에서 새로운 전송 세트가 존재한다.

간단히 나타내기 위하여, 이것이 필요하지 않은 경우라도, S₀ 범위를 본 방법의 구간으로서 생각할 수 있다.

IRSF 방법의 예에서, 각각 일련의 범위 S₀, S₁는 제1 시간에 대한 메시지(, 예컨대, IRM)를 범위 S₀로 전송하는 단말기 세트에 의해 이용되는 일련의 범위로서 정의된다. 중요한 것은, 이러한 송신기 세트가 S₀로 재전송되는 단말기를 포함하지 않는다는 것이다. 슬롯으로의 신규 전송의 확률은 ρ로서 규정된다. S₀ 범위에 대해, 변수 Π₀가 도입되고, 아래첨자는 범위를 나타낸다.

시스템(10)에서, 2번째로 동등한 것은 등식 3이다.

(등식 3)

채널은 슬롯으로의 전송 확률을 가지고 안정된 상태에서 구동하는 것으로 가정된다. p의 반복 및 원형.

IRSF 방법의 예에서, S₁ 은 사이즈 k₁ 의 제2 구간이다. S₀ 에 바로 이어서 S₁ 이 온다. S₁ 은 S₀ 에 앞서 전송되는 단말기의 제1 전송을 포함하고, 경쟁에 참여한다. 재전송을 포함하는 각각의 전송은 도 19에 나타내 바와 같이 고유 시퀀스의 일부이다. 이들 시퀀스의 각각으로부터의 작용은 슬롯에서의 전체 작용에 제공된다.

범위의 임의의 슬롯으로의 전송의 확률이 예상되는 확률 Np와 동일하다면, S₀ 으로부터 S₁ 까지의 예상되는 재전송 횟수는, 다음과 같다.

예상되는 재전송 =

(등식 4)

일반적으로, i번째 재전송의 횟수는 Πi로 다음과 같이 나타낸다.

모든 S₀ 에 k₀ 개의 슬롯이 존재한다. 이들 각각은 독립 함수

와의 경쟁에 기여한다. 따라서, S₀ 으로의 최초 전송으로부터 경쟁의 예상되는 횟수는

이다.

지수 m, m=... -1, 0, 12, 2, ...는 연속하는 일련의 S₀ 들을 구별하기 위해 도입된다. 일련의 S₀ 들은 다음을 의미한다.

..., S_{0 ,m} , S_{0 , m+1} , ...

시퀀스 S_{0 , m} 에서 시작하는 특정의 S₀ 범위에 투입함으로써, 도 A2-5에 도시된 바와 같은, 특정의 재전송의 시퀀스는 다음과 같다.

..., S_{0 ,m,} S_{1 ,m} S_{2 ,m}, ...

사실상, 등식 4의 "p"는, 공지된 방식으로 S₀에서 S₀까지 변화한다. p는 이러한 변수의 예측되는 값이다. 확률 p는 2개의 요소로 구성되는데, 이 요소는 첫 번째의 랜덤한 전송과 재전송에 기인한다. 첨부 2로부터, 등식 5는 평균이라는 것을 알 수 있다.

이 식의 두 번째 용어는 반복되는 전송에 기인하는 p에 기여한다. 이러한 통계는 앙상블 통계로서, 실질적으로 다수의 슬롯에 대해 평균화함으로써 결정된다. 여기서 고려되는 재전송의 실시예 방법에서, 재전송은 몇몇 결정된 크기의 후속하는 범위에 걸쳐 확산된다. 그래서, 하나의 범위로부터 다음 범위까지 재전송 확률의 상관 관계가 있다. 따라서, 주어진 S₀ 의 슬롯에 대한 전송의 확률을 총합으로 하는 상관 관계가 각각의 S₀ 에 존재한다. 캡슐화하면, 확률 p는 하나의 S₀ 범위에서 다음 S₀ 범위까지 결정적인 방식으로 변화한다.

하나의 S₀ 에서 다음 S₀ 까지의 p에서의 이러한 상관 변화를 명시적으로 인식한다.

범위 S_{1 , m} 에서의 예상되는 재전송은 다음과 같다.

(등식 5)

도 19를 보면, 임의의 S_{0 , m} 에서의 재전송 통계의 영향을 알 수 있다. 임의의 S₀ 구간에서의 특정의 슬롯은 오버래핑 시퀀스의 동일한 패턴을 본다(k_i는 이러한 실시예에서 모든 시퀀스의 범위에 대해 동일한 값을 갖는 것에 주의). int[k_i/k₀] 오버랩 세그먼트가 있다. 하나의 세그먼트는, k_i가 k₀의 정수 배가 아닌 경우, k₀보다 더 작은 남은 세그먼트가 된다. 예를 들어, k₁/k₀이 1.5이면, 이전의 S₀ 범위로부터 하나의 완전한 오버랩이 존재하며, 그 이전에 범위로부터 1/2 오버랩이 존재한다.

실시예에서, 재전송의 분배는, 기초가 되는 S₀ 구간의 시퀀스에서의 총합에 대한 영향이 대부분 랜덤한, 즉 균일한 분배가 되도록 범위에서 선택된다. S₀ 구간에 걸쳐 분배가 확산될 수 있도록 조건 k_i ≥ k₀ 이 필요하다는 것이 중요하다. 그렇지 않으면, S₀ 에서 균일한 분배를 얻는 것은 항상 불가능하다.

(등식 6)

이러한 단순한 분배로서, 이 분배는 제1 원리(즉, 관측)으로부터 결정된다. 다음 범위로의 재전송의 분배는, 범위 사이즈 k₀, k₁,...의 시퀀스의 각각의 요소가 k₀의 정수배인 경우에만, 균일하게 랜덤화되어야 한다는 것을 관측한다. 일반적으로, 비정수(non-integer)인 관계에서, 분배의 선택은 부분적인 오버랩에 의해 영향을 받는다. 이 관측은, 범위 S_{0 , m+k} 의 오버랩에서의 부분적인 범위 값으로서 나타나는 범위 S_{i , m} 의 끝에 슬롯의 일부는, 다음 범위에서의 다른 슬롯의 확률의 1/2로 랜덤한 재전송으로 할당되어야 한다는 것이다(이것은 범위의 대향하는 끝에 적용된다). 이 확률은, 각 슬롯에서의 순수한 영향이 동일한 확률로 그 범위(모든 시퀀스에서)로부터 반복의 할당을 수신하도록 선택된다.

예를 들어, k₁/k₀이 1.5인 경우의 분배에 대해 설명한다. 처음 1/3의 슬롯이 재전송의 1/4에 대한 균일한 확률을 가지며, 다음 1/3이 재전송의 1/2의 균일한 확률을 가지고, 마지막 1/3이 재전송의 1/4의 균일한 확률을 갖는다.

도 16으로부터 알 수 있는 바와 같이, S_{0 , m+k} 의 슬롯으로의 재전송의 전체 확률에 영향을 주는 각 S_,m 시퀀스의 일부가 존재한다. 예를 들어, S_{1 ,m-1}의 2/3과 S_1,m-2의 1/3은, k₁/k₀ = 1.5인 예에서, S_{0 , m} 으로의 전송 확률에 영향을 준다.

S_{0 , m} 의 각각의 슬롯 위치에 대해, 범위 시퀀스의 앙상블도 16에 걸쳐 얻은 슬라이스가, 도 16에 도시된 바와 같이, S_{1 ,m} 세트를 양분하는데, 이들은 각각 제1 재전송이 상기 슬롯으로 전송되는 확률로 조합된다. 기여에 대한 식은 S_{0 , m} 에서의 상이한 슬롯에 대해 다르지만, Σ_i=1,∞ d₁,_ik₀[1-(1-p_mi)^N-1]Π₀/k₁을 형성한다. d_1,i 항은 확률에 기여하지 않는 m-1에 대해 0이며, m-i가 있는 경우에 분배와 비율 인자를 포함한다.

예를 들어, S_{0 ,m} 범위의 첫반부에서, d_{1 ,1}은 3/4이고, d_{1 ,2}는 3/4이다. S_{0 ,m} 범위의 후반부에서 d_{1 ,1}은 1/2이고 d_{1 ,2}는 0이다.

슬롯의 전반

슬롯의 후반

p_{m -2} = p_{m -1} = p인 경우, 본 예에서의 범위의 임의의 슬롯에서의 제1 재전송의 확률은

로 감소한다.

일반적으로

S_{0 ,m+1} 의 특정 슬롯으로의 제1 재전송의 확률은 a1,m으로 나타낼 수 있다.

그리고, 후속하는 재전송에 대해서도 계속하면, 다음과 같다.

p_{m -i} = p인 경우,

이다.

일반적으로,

그리고, p_{m -i} = p를 이용하면,

일반적인 식의 복잡도는 하나의 m으로부터 다음 m까지의 p_m의 상관 관계를 나타낸다.

(등식 7)

a_{0 ,m} = ρ인 경우, 다시, p_{m -i} = p인 경우를 고려하면, 모델의 일관성은 다음과 같이 확인된다.

본 방법의 고유한 안정성과 만족스러운 IRSF의 존재를 증명한다.

여기에서 핵심은 IRSF의 기능의 안정성과 감도이다. 상기 논의는 시스템 요청 방법의 기초가 되는 양호한 작용과 설계 파라미터에 대한 감도의 영역 모두를 나타낸다. p로부터 p_m의 예상되는 편차는, 시스템 요청 방법이 예상되는 성능으로부터 갖게 되는 익스커젼을 결정하는 것이다. 이것은, 다음 2가지 관점에서 큰 수의 법칙에 의해 제어될 수 있다. (1)범위에서의 경쟁의 수는 기대값을 갖는다. 실제의 수가 기대값의 부근에 있을 가능성은, 예상되는 경쟁의 수에 대하여 큰 범위의 크기에 좌우된다. 실질적으로, 적절한 동작 포인트에 의해, 10과 30 사이의 경쟁이 초기 범위에서 예상되어야 한다. 여기서, 감도는 적당한 안정성을 제공하는데 가장 중요하다. (2)프로세스는 S_{0 ,m}의 개수 이상으로 매우 신속하게 무상관화(de-correlate) 되어야 한다. 이것은 범위 비율을 크게 함으로써 가장 단순하게 달성된다. 이에 의하여, 임의의 주어진 슬롯에서 상대적으로 거의 없는 반복 전송이 생기게 한다.

본 방법의 응답 시간은, 범위가 작을 때 최대로 되며, k_i는 k_{i -1}에 가깝게 된다. k_i ≥ k₀ 이라는 제한이 있을 수 있다. 한편, 이들 바람직한 특징에 의해, 본 방법은 하나의 S_{0 ,m} 범위에서 다음 범위까지의 작용에서 벗어나게 된다. 본 방법에서, 이러한 편차는 IR의 처리율에서의 소정의 버스티 특성(burstiness characteristic)에서 명백하다. 결국, 다수의 위치, 즉 RQ, 메시지 전송 큐, 로컬 IR 풀, 및 마스터 IR 풀에서 BSDP 방법의 버퍼링을 더 크게 할 필요가 생긴다. 처리율에서의 버시트 특성은 자신이 가지고 있는 지연을 의미하기도 한다.

IRSF의 설계에 대한 많은 방식이 존재한다. 가장 단순한 방식은, 버퍼링과 지연에 균형을 맞추는 것으로서, 시스템은 버퍼 크기 이상으로(즉, 매우 낮은 확률로) 작동하지 않는다. 등식 7은, 필요한 버퍼 크기를 평가하기 위한 설계 프로세스에 사용된다. 다른 제어가능한 방법은, 재전송의 횟수를 단순히 제한하는 것으로서, 이에 의하여 유한 S_{i ,m} 시퀀스를 보장하며, 약간의 범위에서 p_m의 상관 관계를 무상관화시킨다.

본 기술분야의 당업자라면 본 범위를 벗어남이 없이 본 발명의 여러 가지 상이한 실시예에 대해 다른 변형을 구성할 수 있다. 본 발명의 여러 가지 형태가 도시 및 개시되어 있지만, 본 발명의 실시예의 정신과 범위를 벗어남이 없이 다양한 변형이 이루어질 수 있다는 것도 명백하다.

본 발명의 특정의 실시예를 개시하고 있지만, 개시된 실시예와 첨부된 청구범위의 정신과 범위 내에서, 다양하고 상이한 변형 및 조합이 가능하다는 것을 알 수 있다. 따라서, 본 명세서에 개시된 것은 제한을 위한 것이 아니다.

Claims (73)

1. 헤드엔드 제어 컴퓨터가 업링크 채널을 통해 복수의 고객 구내 장치(CPE: Consumer Premise Equipment) 유닛으로부터 복수의 구간 요청(IR: Interval Request)을 수신하는 단계;

   상기 헤드엔드 제어 컴퓨터에서 상기 구간 요청과 연관된 큐(queue)를 갱신하기 위한 메시지 내에 상기 구간 요청의 적어도 일부를 배치하는 단계;

   상기 복수의 CPE 유닛 중 적어도 일부에 의해 수신되도록, 다운링크 채널을 통해, 상기 구간 요청과 연관된 큐를 갱신하기 위한 상기 메시지를 송신하는 단계; 및

   상기 구간 요청과 연관된 큐를 갱신하기 위한 상기 메시지를 처리하여 상기 헤드엔드 제어 컴퓨터 내의 마스터 요청 큐(master request queue)를 갱신하는 단계

   를 포함하는 방법.
2. 제1항에 있어서,

   다운링크를 통해 다운스트림 메시지를 송신하고 업링크를 통해 업스트림 메시지를 송신하는 단계를 더 포함하고,

   상기 업스트림 메시지 및 상기 다운스트림 메시지는 서비스 데이터를 가진 서비스 메시지 및 제어 메시지 중 하나 이상을 포함하는, 방법.
3. 제2항에 있어서,

   상기 구간 요청을 위한 알로하 슬롯 버스트 구간(Aloha slot burst interval)을 수신하는 단계를 더 포함하고,

   상기 알로하 슬롯 버스트 구간은 상기 헤드엔드 제어 컴퓨터에 의해 스케줄링되는, 방법.
4. 제3항에 있어서,

   상기 알로하 슬롯 버스트 구간을 스케줄링하는 것은, 알로하 슬롯 버스트를 위한 크기를 결정하는 과정을 포함하는, 방법.
5. 제3항에 있어서,

   알로하 슬롯 버스트 내에 있는 복수의 타임 슬롯으로부터 무작위로 선택된 타임 슬롯을 요청하는 구간 요청을 수신하는 단계를 더 포함하는 방법.
6. 제4항에 있어서,

   상기 헤드엔드 제어 컴퓨터의 로딩에 응답하여 알로하 슬롯 내의 타임 슬롯의 수를 수정하는 단계를 더 포함하는 방법.
7. 제6항에 있어서,

   알로하 메시지 내의 복수의 타임 슬롯을 감소시키는 단계를 더 포함하는 방법.
8. 제6항에 있어서,

   알로하 메시지 내의 복수의 타임 슬롯을 증가시키는 단계를 더 포함하는 방법.
9. 제4항에 있어서,

   타임 슬롯 할당의 전송에 응답하여 상기 CPE 유닛으로부터 서비스 메시지 및 제어 메시지 중 하나 이상을 수신하는 단계를 더 포함하는 방법.
10. 제9항에 있어서,

    상기 CPE 유닛으로부터 서비스 메시지를 수신하고 이에 응답하여 하나 이상의 서비스 제공자 제어 서브시스템으로 하나 이상의 서비스 메시지를 전송하는 단계를 더 포함하는 방법.
11. 제1항에 있어서,

    상기 헤드엔드 제어 컴퓨터를 하나 이상의 서비스 제공자 제어 서브시스템을 통해 하나 이상의 서비스 제공자에 연결시키는 단계를 더 포함하는 방법.
12. 제1항에 있어서,

    시분할 다중 접속(TDMA)을 이용하여 CPE 유닛과 하나 이상의 다운링크 채널을 공유하는 단계를 더 포함하는 방법.
13. 제1항에 있어서,

    업링크 채널 및 다운링크 채널 중 하나 이상의 채널 상의 신호를 변조, 전송, 취득, 트래킹, 및 복조하는 단계를 더 포함하는 방법.
14. 제1항에 있어서,

    제어 메시지를 구성하여 전송하는 단계를 더 포함하는 방법.
15. 제1항에 있어서,

    상기 헤드엔드 제어 컴퓨터 내에 메시지 전송 큐와 메시지 수신 큐를 제공하는 단계를 더 포함하는 방법.
16. 제1항에 있어서,

    상기 헤드엔드 제어 컴퓨터 내에 하나 이상의 요청 큐를 제공하는 단계를 더 포함하는 방법.
17. 제1항에 있어서,

    상기 헤드엔드 제어 컴퓨터를 통해 업링크 메시지를 복조하고 디코딩하는 단계를 더 포함하는 방법.
18. 제1항에 있어서,

    업스트림 메시지를 그와 연관된 요청에 따라 전송하는 단계를 더 포함하는 방법.
19. 제1항에 있어서,

    전송 스케줄러를 사용하여 다운스트림 메시지의 전송을 스케줄링하는 단계를 더 포함하는 방법.
20. 제19항에 있어서,

    미리 정해진 로딩을 유지하기 위해 다운스트림 메시지의 길이와 빈도를 조절하는 단계를 더 포함하는 방법.
21. 제1항에 있어서,

    상기 헤드엔드 제어 컴퓨터에 상기 CPE 유닛 중 하나 이상을 등록하는 단계를 더 포함하고,

    상기 등록하는 단계는, 상기 CPE 유닛과 상기 헤드엔드 제어 컴퓨터 간의 다운링크에서의 전파 시간을 결정하는 단계를 포함하는, 방법.
22. 제1항에 있어서,

    상기 헤드엔드 제어 컴퓨터 내의 알로하 슬롯 제공 알고리즘을 가지고 알로하 슬롯 버스트 구간을 위한 요청을 생성하는 단계를 더 포함하는 방법.
23. 제어 메시지와 데이터 메시지 모두를 반송하는 업링크 채널을 통해 업스트림 메시지를 송신하는 단계;

    다운링크 채널을 통해 다운스트림 메시지를 수신하는 단계;

    상기 업링크 채널을 통해 요청 메시지 내에 구간 요청을 송신하는 단계;

    상기 다운링크 채널을 통해 요청 큐 갱신 메시지를 수신하는 단계;

    상기 요청 큐 갱신 메시지 내에서 누락된 구간 요청을 검출하는 단계; 및

    다른 요청 메시지 내에서 상기 누락된 구간 요청을 재송신하는 단계

    를 포함하는 방법.
24. 제23항에 있어서,

    서비스 인터페이스 모듈을 통해 프리젠테이션 디바이스와 상호 연결시키는 단계를 더 포함하는 방법.
25. 제23항에 있어서,

    로컬 클록으로 마스터 클록의 위상을 트래킹하는 단계를 더 포함하는 방법.
26. 제24항에 있어서,

    상기 다운링크 채널 상의 구간 경계(interval boundaries)를 취득하고 트래킹하는 단계를 더 포함하는 방법.
27. 제23항에 있어서,

    구간 요청을 수집하여 요청 큐 갱신 메시지를 형성하는 단계를 더 포함하는 방법.
28. 헤드엔드 유닛으로서,

    업링크 채널을 통해 업스트림 메시지를 송신하고 다운링크 채널을 통해 다운스트림 메시지를 CPE 유닛에 송신하는 헤드엔드 제어 컴퓨터; 및

    상기 업링크 채널에서의 전송 시간 구간에 대한 수신된 요청을 수집하고, 요청 큐 갱신 메시지 내에 적어도 일부의 요청을 배치하며, 상기 CPE 유닛의 적어도 일부로 다운링크 채널을 통해 상기 요청 큐 갱신 메시지를 전송하는 프로세서

    를 포함하는 헤드엔드 유닛.
29. 헤드엔드 유닛으로서,

    하나 이상의 CPE 유닛으로부터 업링크 채널을 통해 업스트림 메시지를 수신하는, 헤드엔드 제어 컴퓨터에 연결된 수신기;

    다운링크 채널을 통해 상기 헤드엔드 제어 컴퓨터로부터의 다운스트림 메시지를 전송하는, 헤드엔드 제어 컴퓨터에 연결된 송신기;

    수신된, 상기 업링크 채널 상의 전송 시간 구간에 대한 구간 요청을 저장하는 데이터 구조;

    배치된 구간 요청을 포함하는 요청 큐 갱신 메시지;

    상기 업링크 채널을 통해 상기 헤드엔드 제어 컴퓨터에서 수신한 구간 요청; 및

    상기 다운링크 채널을 통해 상기 요청 큐 갱신 메시지를 전송하고 마스터 갱신 큐를 갱신하기 위해 상기 요청 큐 갱신 메시지를 처리하는 것을 개시하는 프로세서

    를 포함하는 헤드엔드 유닛.
30. 제29항에 있어서,

    상기 헤드엔드 제어 컴퓨터는 일군의 서비스 인터페이스 모듈에 연결되어 있는, 헤드엔드 유닛.
31. 제29항에 있어서,

    상기 프로세서는 또한 상기 CPE 유닛으로부터 수신된 요청을 처리하고 상기 요청을 요청 큐 갱신 메시지 내에 배치하고 상기 메시지를 상기 CPE 유닛에게 다운스트림으로 송신하는, 헤드엔드 유닛.
32. 고객 구내 장치(CPE: Consumer Premise Equipment)에 있어서,

    헤드엔드 제어 컴퓨터가 수신하도록 제어 메시지와 데이터 메시지 모두를 운반하는 업링크 채널을 통해 업스트림 메시지를 전송하는 송신기;

    다운스트림 메시지를 수신하는 수신기;

    요청을 보낼 시기를 식별하는 다운스트림 메시지를 수신한 것에 응답하여, 상기 헤드엔드 제어 컴퓨터가 수신하도록 상기 업링크 채널을 통해 상기 송신기에 의해 송신되는 상기 요청; 및

    상기 수신기에 의해 수신된 요청 큐 갱신 메시지

    를 포함하는 고객 구내 장치.
33. 삭제
34. 삭제
35. 삭제
36. 삭제
37. 삭제
38. 삭제
39. 삭제
40. 삭제
41. 삭제
42. 삭제
43. 삭제
44. 삭제
45. 삭제
46. 삭제
47. 삭제
48. 삭제
49. 삭제
50. 삭제
51. 삭제
52. 삭제
53. 삭제
54. 삭제
55. 삭제
56. 삭제
57. 삭제
58. 삭제
59. 삭제
60. 삭제
61. 삭제
62. 삭제
63. 삭제
64. 삭제
65. 삭제
66. 삭제
67. 삭제
68. 삭제
69. 삭제
70. 삭제
71. 삭제
72. 삭제
73. 삭제

Images