Brevet FR2781630A1 — publié le 20000128

La présente invention concerne un procédé de reséquencement et d'espacement des paquets d'au moins une connexion transmis par un émetteur et reçus par un récepteur au vu de leur délivrance sur un multiplex de sortie. Un tel procédé est destiné à être mis en oeuvre dans un système de communication, notamment de système de communication sans fil. Un système de communication est généralement constitué d'un ou de plusieurs récepteurs et d'un émetteur relié audit ou à chacun desdits récepteurs au moyen de liens de transmission, par exemple, si ledit système est un système de communication sans fil, au moyen de liens radio. Le système auquel la présente invention s'applique est prévu pour que les données qui sont transférées d'un émetteur audit récepteur se présentent sous la forme de paquets. Généralement, les systèmes de communication, a fortiori les systèmes de communication sans fil, sont sujet à des perturbations et à des interférences si bien qu'il est nécessaire de prévoir la mise en oeuvre d'un mécanisme de répétition automatique en cas de perte d'un paquet, mécanisme connu sous le nom d'ARQ (Automatic Repeat Request signifiant Requête d'une répétition automatique). Un exemple de mise en oeuvre de ce mécanisme est illustré à la Fig. 1. La ligne verticale gauche E de cette Fig. 1 est un diagramme montrant, côté émetteur, l'émission de paquets en fonction du temps (déroulement du temps vers le bas) et celle de droite R est un diagramme montrant, côté récepteur, la réception de paquets émis également en fonction du temps. Quant à la partie centrale L entre les deux lignes verticales E et R, elle représente la transmission des paquets sur le lien de transmission. Les paquets d'une connexion sont émis par l'émetteur en séquence, avec des numéros d'ordre de séquence ou des rangs qui leur sont respectivement affectés. Sur cette Fig. 1, on voit que le paquet Io, issu d'une connexion virtuelle VC et émis sur le lien de transmission L, a été reçu correctement, côté récepteur. Il est donc délivré sur un multiplex S en sortie du récepteur. Par ailleurs, un accusé-réception positif Acko est transmis à l'émetteur. Le paquet Il n'a pas été lui reçu correctement et aucun accusé- réception n'est donc transmis. Quant au paquet I2, il a été reçu correctement, mais n'étant pas dans l'ordre de la séquence, il est retenu. Un accusé-réception Ack2 est transmis à l'émetteur. A l'expiration d'un temps t, maximum d'attente de l'accusé-réception après la première émission du paquet Il, l'émetteur ré-émet le paquet Il. Puis, dans le cas de la Fig. 1, il est reçu correctement et est alors délivré sur le multiplex de sortie S. Le 2 2781630 paquet I2 qui avait été reçu correctement mais qui avait été retenu est lui-aussi maintenant délivré. On constate que les paquets Io à I2 sont délivrés sur le multiplex de sortie S dans l'ordre de leur émission par l'émetteur bien qu'ils aient été reçus dans un ordre différent. L'opération qui a consisté à retenir le paquet I2 jusqu'à la réception correcte du paquet Il s'appelle un reséquencement. Le mécanisme qui vient d'être décrit est généralement nommé "procédé de répétition automatique à accusé de réception positif'. Ce procédé est du type à répétition sélective (Selective Repeat en terminologie anglo-saxonne). On connaît un autre procédé du même type qui lui est à accusé de réception négatif Selon ce procédé, lorsqu'un paquet est correctement reçu, côté récepteur, mais qu'il ne se trouve pas dans l'ordre de la séquence, c'est qu'au moins un paquet n'a pas été reçu correctement. Pour ces paquets perdus, un accusé-réception négatif est transmis à l'émetteur qui déclenche alors la ré-émission. Les paquets correctement reçus mais avec des numéros d'ordre hors de la séquence sont retenus et font l'objet, comme précédemment, d'un reséquencement. On notera que ces mécanismes de répétition automatique peuvent également être mis en oeuvre lorsque les paquets à transmettre appartiennent à plusieurs connexions virtuelles différentes. Comme on peut le constater, il résulte de ces mécanismes de répétition automatique et, notamment des opérations de reséquencement qu'ils impliquent, des phénomènes de gigue plus ou moins importants qui peuvent être la cause de création de salves de paquets, appelés "burst" dans le domaine de la technique. Il est connu d'utiliser des dispositifs qui, soumis à un flux de paquets d'entrée, paquets pouvant appartenir à différentes connexions virtuelles, délivrent les mêmes paquets de manière que soient prévus, d'une part, un intervalle de temps minimum T entre deux paquets consécutifs d'une même connexion et, d'autre part, un intervalle de temps minimum t entre paquets consécutifs n'appartenant pas nécessairement à une même connexion. Ces dispositifs sont généralement appelés espaceurs ou "schedulers" dans le domaine de la technique. On remarquera que le mécanisme de répétition automatique est réalisé en ne tenant compte que des numéros d'ordre des paquets dans les séquences qui sont émises par l'émetteur alors que le mécanisme d'espacement est réalisé en ne tenant compte que des rangs des paquets parmi les paquets qui appartiennent aux mêmes connexions. 3 2781630 Le but de la présente invention est de proposer un procédé qui permette de réaliser à la fois la fonction de reséquencement, lorsque celle-ci est nécessaire, et la fonction d'espacement généralement mise en oeuvre après la réception des paquets. A cet effet, un procédé de reséquencement et d'espacement selon l'invention est du type o, à chaque paquet, est affecté un rang dans la séquence des paquets qui sont émis par ledit émetteur et qui appartiennent à la même connexion. Il est caractérisé en ce qu'il consiste à attribuer à chaque paquet reçu par ledit récepteur un temps de programmation correspondant au temps auquel il sera délivré sur ledit multiplex de sortie et déterminé en fonction des temps de programmation attribués aux paquets de la même connexion de rangs inférieurs au sien et de manière que lesdits temps de programmation soient espacés entre eux d'au moins une durée prédéterminée. Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste, si le trafic sur la connexion à laquelle appartient ledit paquet juste reçu par ledit récepteur est à débit constant, à attribuer un temps de programmation égal au temps de programmation attribué au premier paquet de la séquence des paquets de la même connexion additionné à un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal à la différence des rangs dudit paquet juste reçu et du premier paquet de la séquence des paquets. Le temps de programmation du premier paquet de la séquence des paquets qui sont émis par ledit émetteur et qui appartiennent à la même connexion est avantageusement égal à son temps de réception par ledit récepteur additionné du temps maximal d'attente. Par contre si le trafic sur la connexion à laquelle appartient ledit paquet juste reçu est à débit variable, il consiste - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu a déjà été reçu, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal au temps de programmation déjà déterminé pour ledit paquet de rang juste inférieur additionné à un temps égal à un intervalle de temps inter-paquet, à moins que la date de réception dudit paquet juste reçu soit postérieure à ce temps de programmation et, dans ce cas, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal à ce temps de réception, et - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu n'a pas encore été reçu, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal au temps de réception dudit paquet juste reçu additionné à un délai prédéterminé. 4 2781630 Selon une variante, si le trafic sur la connexion à laquelle appartient ledit paquet juste reçu est à débit variable, il consiste - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu a déjà été reçu, à attribuer audit paquet un temps de programmation égal au temps le plus grand entre, d'une part, le temps de programmation déjà attribué audit paquet et, d'autre part, le temps de réception dudit paquet, - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu n'a pas encore été reçu, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal à son temps de réception additionné à un délai prédéterminé, puis à attribuer à chacun des paquets de la même connexion de rang supérieur au rang dudit paquet juste reçu un temps de programmation fictif qui est égal au temps de programmation attribué audit paquet juste reçu auquel est ajouté un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal au nombre de paquets entre le paquet juste reçu et le paquet concerné. Selon une autre variante, si le trafic sur la connexion à laquelle appartient ledit paquet juste reçu est à débit variable, il consiste - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu a déjà été reçu, à attribuer audit paquet un temps de programmation égal au temps le plus grand entre, d'une part, le temps de programmation déjà attribué audit paquet et, d'autre part, le temps de réception dudit paquet, - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu n'a pas encore été reçu, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal à son temps de réception additionné à un délai prédéterminé, puis à attribuer à chaque paquet d'un nombre de paquets de rang supérieur au rang dudit paquet juste reçu égal au nombre de paquets susceptibles d'être reçus durant le temps maximal d'attente, un temps de programmation égal au temps de programmation dudit paquet juste reçu auquel est ajouté un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal au nombre de paquets entre le paquet juste reçu et le paquet concerné. Par exemple et avantageusement, il consiste à attribuer au premier paquet de la séquence des paquets qui sont émis par ledit émetteur et qui appartiennent à la même connexion un temps de programmation qui est égal à son temps de réception par ledit récepteur. 2781630 Avantageusement, ledit délai correspond au temps maximal pendant lequel le paquet peut être réémis au niveau de l'émetteur. De plus, ledit délai peut être nul dans le cas o le paquet de la même connexion que ledit paquet juste reçu mais de rang juste inférieur ne sera plus pris en considération s'il était reçu. En outre, ledit délai est diminué d'une quantité dépendant du nombre de retransmissions dont a fait l'objet ledit paquet juste reçu avant sa réception. Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste à attribuer à tous les paquets de la même connexion de rang inférieur audit paquet juste reçu et auxquels un temps de programmation définitif n'a pas été attribué, un temps de programmation fictif qui est égal au temps de programmation dudit paquet juste reçu auquel est soustrait un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal au nombre de paquets entre le paquet juste reçu et le paquet concerné et, lorsque la date de réception d'un paquet juste reçu est postérieure audit temps de programmation fictif déjà attribué audit paquet, à détruire ledit paquet juste reçu. Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste à attribuer aux paquets de la même connexion de rang inférieur audit paquet juste reçu, qui n'ont pas encore été reçus et qui peuvent encore être reçus et pris en considération un temps de programmation fictif qui est égal au temps de programmation dudit paquet juste reçu auquel est soustrait un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal au nombre de paquets entre le paquet juste reçu et le paquet concerné et, lorsque la date de réception d'un paquet juste reçu est postérieure audit temps de programmation fictif déjà affecté audit paquet, à détruire ledit paquet juste reçu. Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste, si le rang du paquet juste reçu est supérieur au rang le plus élevé des paquets de la même connexion déjà reçus d'un nombre correspondant au nombre de paquets susceptibles d'être reçus durant le temps maximal d'attente, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal au temps le plus grand entre, d'une part, le temps de réception additionné à un temps prédéterminé correspondant au temps maximal d'attente et, d'autre part, le temps de programmation attribué au paquet dont le rang est le plus élevé des paquets de la même connexion reçus jusqu'ici additionné d'un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal au nombre de paquets susceptibles d'être reçus durant le temps maximal d'attente plus une unité. Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste à mémoriser chaque numéro de rang de paquet reçu par ledit récepteur dans la case d'une mémoire associée 6 2781630 à la connexion à laquelle appartient ledit paquet, ladite case étant associée au rang dudit paquet dans la séquence des paquets qui sont émis par ledit émetteur et qui appartiennent à la même connexion, à mémoriser dans ladite case le temps de programmation attribué audit paquet, puis à délivrer ledit paquet à un dispositif d'espacement. Il consiste de plus à associer à chaque case de ladite mémoire un drapeau indiquant si le temps de programmation associé à ladite case peut encore être changé ou non. Il consiste encore à positionner un bit de signalisation dans chaque paquet qui indique si ledit paquet sera ou non pris en considération. Les caractéristiques de l'invention mentionnées ci-dessus, ainsi que d'autres, apparaîtront plus clairement à la lecture de la description suivante d'un exemple de réalisation, ladite description étant faite en relation avec les dessins joints, parmi lesquels: la Fig. 1 est un schéma illustrant l'émission et la réception de paquets appelé, dans l'état de la technique, à répétition automatique ARQ, la Fig. 2 est un schéma illustrant l'émission et la réception de paquets dans un système mettant en oeuvre le procédé de reséquencement et d'espacement selon l'invention, la Fig. 3 est un schéma illustrant un exemple de l'émission et de la réception de trois paquets avec mise en oeuvre le procédé de reséquencement et d'espacement selon l'invention, la Fig. 4 est un schéma illustrant un premier mode de réalisation d'un procédé selon l'invention, la Fig. 5 est un schéma illustrant un second mode de réalisation d'un procédé selon l'invention, la Fig. 6 illustre la réception de 8 paquets en fonction du temps servant d'exemple illustrant la mise en oeuvre d'un procédé selon l'invention, la Fig. 7 est un schéma illustrant un troisième mode de réalisation d'un procédé selon l'invention, et la Fig. 8 est un schéma illustrant un quatrième mode de réalisation d'un procédé selon l'invention. On a illustré à la Fig. 2 un procédé de réémission automatique associé à un procédé de reséquencement et d'espacement selon l'invention. La ligne verticale gauche E de la Fig. 2 est un diagramme montrant, côté émetteur, l'émission de paquets en fonction du temps (déroulement du temps vers le 7 2781630 bas) et la ligne verticale droite R est un diagramme montrant, côté récepteur, la réception de paquets émis également en fonction du temps. Quant à la partie centrale L entre les deux lignes E et R, elle représente la transmission des paquets sur le lien de transmission. Les paquets qui sont émis par l'émetteur sur le lien appartiennent ici à deux connexions virtuelles VC, et VCp. Le nombre de connexions virtuelles est donné à titre d'exemple mais, comme on le comprendra par la suite, est indifférent à l'invention. Chaque paquet est par exemple émis par l'émetteur avec deux numéros d'ordre: son rang dans la séquence des paquets qui sont émis sur le lien de transmission et son rang dans la séquence des paquets qui appartiennent à une même connexion. Le premier numéro ne concerne que le mécanisme de répétition automatique des paquets et, ce mécanisme étant étranger à la présente invention, il ne sera pas considéré par la suite. Quant au second, il sera noté, pour un paquet i d'une connexion virtuelle donnée, SNi et sera appelé rang dans la séquence, sous-entendu de la connexion considérée. Sur la Fig. 2, on voit également deux mémoires Ma et Mo respectivement associées aux connexions virtuelles VC, et VCp. Pour chaque mémoire Ma, Mo, chaque case est associée à un paquet i de la connexion associée et contient le rang dans la séquence SNik dudit paquet i de la connexion k et un temps de programmation Tik, k étant un indice répertoriant la connexion. Comme on le verra par la suite, ce temps de programmation Tk correspond au temps o le paquet i de la connexion k sera délivré, par un dispositif d'espacement SCH, sur un multiplex de sortie S. Ainsi est attribué à chaque paquet i de rang SNi un temps de programmation Ti. Comme on le comprendra par la suite, le temps de programmation Tik est déterminé en fonction des temps de programmation déjà attribués aux paquets de la même connexion k de rangs inférieurs au paquet i et de manière que lesdits temps de programmation des paquets de la connexion soient espacés entre eux d'au moins une durée prédéterminée. On notera que le nombre de mémoires est égal au nombre de connexions virtuelles alimentant l'émetteur. Par ailleurs, chaque mémoire Ma, Mp comporte autant de cases qu'il y a de paquets dans une séquence de la connexion correspondante. Une fois qu'il a été affecté à un paquet i d'ordre SNik d'une connexion k un temps de programmation Tik, ce paquet est transmis à un dispositif d'espacement SCH qui est généralement appelé 'scheduler' dans le domaine de la technique. Un tel dispositif assure que le paquet i en question sera émis sur le multiplex de sortie S à un temps qui sera soit le temps de programmation Tik, soit un temps voisin du temps de 8 2781630 k programmation Tk de manière qu'un espacement de temps minimal t entre paquets n'appartenant pas nécessairement à la même connexion soit respecté. Un tel dispositif peut être considéré comme un tableau dans lequel sont stockés les paquets en attente d'être délivrés sur le multiplex de sortie S. Tous les temps t, un pointeur se déplace de case en case du tableau. Si dans la case pointée, un paquet est stocké, il est délivré sur le multiplex de sortie S. Sur cette Fig. 2, on voit que le paquet ac est émis sur le lien de transmission et a été reçu correctement, côté récepteur. Il est associé à la première case de la mémoire Ma. correspondant à sa connexion VC concernant. Le paquet a2 n'a pas été lui reçu correctement par le récepteur. Le paquet f31 qui appartient à la connexion virtuelle VCp est associé à la première case de la mémoire Mp correspondant à sa connexion VCp o son rang SN1I et son temps de programmation Ti sont stockés. Le paquet a3 reçu correctement est associé à la troisième case de la mémoire Ma o son rang SN3" et son temps de programmation T3' le concernant sont alors stockés. De plus, à la réception du paquet f13, celui-ci ne se trouvant pas dans l'ordre des paquets tels qu'ils ont été émis sur le lien, le récepteur déduit que le paquet a2 n'a pas été reçu correctement. Il transmet alors un accusé-réception négatif (non représenté) à destination de l'émetteur qui, plus tard, le réémet alors. Le paquet réémis est ensuite reçu correctement et il est alors associé à la seconde case de la mémoire Ma o le rang SN2' et le temps de programmation T2 Enfin, le paquet P32 qui appartient à la connexion virtuelle VCp est associé à la seconde case de la mémoire Mp correspondant à sa connexion VCp o le rang SN2a et le temps de programmation T2u le concernant sont stockés. Concernant la connexion VCa, le paquet a, est délivré, par le dispositif SCH, sur le multiplex de sortie S à l'échéance de son temps de programmation Ti'. Il en est de même des paquets a2 et a3 qui, à l'échéance des temps de programmation T2' et T3', sont délivrés, par le dispositif SCH, sur le multiplex de sortie S. De même, concernant la connexion VCp, les paquets P3 et 32 sont délivrés, par le dispositif SCH, sur le multiplex de sortie S à l'échéance des temps de programmation TP et T2p correspondant. On constate que les paquets sur le multiplex S sont, d'une part, reséquencés, c'est-à-dire qu'ils se retrouvent dans l'ordre de leurs rangs respectifs dans la séquence 9 2781630 de la connexion correspondante et, d'autre part, peuvent être correctement espacés, dépendant des temps de programmation stockés dans chaque case des mémoires. De plus, par la présence du dispositif d'espacement SCH, les paquets qui n'appartiennent pas nécessairement à la même connexion sont espacés au minimum du temps interpaquet t. On peut constater que le traitement d'une connexion est indépendant de celui d'une autre. Ainsi, le nombre de connexions traitées est donc indifférent au procédé de l'invention. Aussi, dans le reste de la description, on pourra ne considérer qu'une seule connexion et l'indice k affectant le rang dans la séquence et le temps de programmation d'un paquet d'une connexion k sera omis pour simplifier l'écriture. La suite de la description concerne la détermination du temps de programmation Ti qui est affecté à un paquet i de rang SNi dans la séquence des paquets d'une connexion virtuelle et qui est stocké dans la case de la mémoire M associée a ladite connexion, ladite case étant elle-même associée au paquet i. Ce paquet i de rang SNi est reçu côté récepteur au temps noté ti. On notera par la suite T le temps minimal entre deux paquets successifs d'une même connexion. Par ailleurs, on va définir un intervalle de temps noté ô qui est l'intervalle de temps à compter du temps de la première émission d'un paquet qui n'a pas été reçu correctement durant lequel ledit paquet peut être ré-émis. On déduit de cet intervalle 8, le temps maximal pour chaque paquet au-delà duquel, s'il est reçu, il ne sera plus considérer comme valide et sera donc détruit. On va, dans un premier temps, considérer que le trafic concerné par la connexion considérée est du type CBR (Constant Bit Rate = débit de bits constant), c'est-à-dire à débit constant. Alors selon l'invention, le temps de programmation Ti du paquet juste reçu i est égal au temps de programmation Ti attribué au premier paquet 1 de la séquence de paquets de la même connexion additionné à un nombre d'intervalles de temps interpaquet T égal à la différence des rangs SNi et SNI respectivement dudit paquet juste reçu i et dudit premier paquet. Le temps de programmation Ti est donc donné par la relation suivante: 2781630 o, on le rappelle, SNi et SNI sont respectivement les rangs respectifs des paquets i et 1. Le premier paquet I de la séquence des paquets d'une même connexion est avantageusement programmé pour le temps de programmation Tl correspondant à son temps de réception tl auquel on ajoute le temps maximal d'attente 6 (Tl = t1 + 6). Par exemple, si l'on considère l'exemple des trois paquets de la Fig. 3 émis côté émetteur respectivement aux temps T, 2T et 3T, le paquet 2 étant réémis au temps 5T, dans la mémoire M associée à la connexion considérée on aura, pour un temps maximal d'attente ô égal à 3,5T: SNi Ti 1 5T 2 6T 3 7T On constate qu'il y a, d'une part, reséquencement et, d'autre part, espacement avec un temps entre temps de programmation égal au temps minimal entre deux paquets successifs d'une même connexion o intervalle de temps interpaquet T. On va maintenant considérer le cas o le trafic sur la connexion considérée est à débit variable (VBR = Variable Bit Rate = débit de bits variable). On rappelle que le temps Ti est le temps de programmation du paquet i de rang SNi dans la séquence de la connexion considérée, paquet i reçu côté récepteur au temps noté ti. Outre le rang SNi et le temps de programmation Ti, est également stocké dans la mémoire M associée à la connexion considérée un drapeau si qui indique si le temps de programmation stocké Ti dans la case mémoire associée au paquet i peut être modifié ou pas. Par exemple, dans la suite de la description, on considérera que si ce drapeau est à 1, il ne peut plus être modifié et inversement, s'il est à 0, il peut l'être. On rappelle que l'on note T l'intervalle de temps interpaquet et 6 le temps maximal d'attente. Le procédé de l'invention est illustré par l'organigramme de la Fig. 4. Ce procédé consiste, dans une première étape 10, à la réception du premier paquet I de rang SNI = 1 dans la séquence des paquets d'une connexion donnée, à initialiser le temps de programmation Tl de ce paquet, par exemple à son temps de il 2781630 réception t, et à positionner le drapeau El de ce paquet 1 de manière qu'il indique que le temps de programmation Ti attribué à ce paquet ne peut plus être modifié. L'étape 20 consiste en une boucle d'attente du paquet suivant de rang juste supérieur. L'étape 30 qui est mise en oeuvre à la réception d'un paquet nouvellement reçu de la connexion, consiste à déterminer le rang SNi du paquet i juste reçu, à attribuer audit paquet i d'ordre SNi son temps de programmation Ti puis à stocker ce dernier dans la case de la mémoire M. La valeur de son drapeau si est positionnée à 1 de manière qu'il indique que le temps de programmation Ti du paquet juste reçu i ne peut être modifié. Selon l'invention, le temps de programmation Ti attribué au paquet juste reçu i est déterminé de la manière suivante. Si le drapeau si., du paquet de la même connexion de rang SNi-l juste inférieur au rang SNi du paquet juste reçu i (SNi-l = SNi - 1) est à 1, cela signifie qu'il a été correctement reçu et qu'il a acquis une date de programmation Ti., qui ne peut plus être modifiée. En conséquence, pour que l'espacement entre les paquets i-I et i de rangs respectifs SNi. et SNi soit au moins égal à l'intervalle de temps interpaquet, le temps de programmation Ti du paquet i est la somme du temps de programmation Ti-, du paquet précédent et du temps interpaquet T, à moins que la date de réception t; du paquet i soit postérieure à ce temps de programmation Ti. Dans ce dernier cas, le temps de programmation Ti est égal au temps de réception t;. On peut donc écrire: Ti = max (Ti, + T, ti) si EF, = 1 Par contre, si le drapeau si- du paquet de rang SNi-1 juste inférieur au rang SNi du paquet juste reçu est égal à zéro, cela signifie que le paquet précédent de rang SNi.4 n'a pas été reçu correctement et que par conséquent le paquet juste reçu i n'est pas dans l'ordre de la séquence. On dit également qu'il y a déséquencement. On peut constater que s'il n'y avait pas eu déséquencement, le paquet précédent de rang SNi-l aurait dû arriver au plus tard un temps T (T tempsinterpaquet) avant le temps réception t; du paquet juste reçu i, soit, par définition, au plus tard au temps ti - T. Or, d'après la définition du temps maximal d'attente 5, la réception du paquet précédent de rang SNil suite à sa ou ses retransmissions devrait intervenir au plus tard à ce temps ti - T additionné du temps maximal d'attente 5, soit ti - T +. Pour que l'espacement entre les paquets i-1 et i de rangs respectifs SN1, et SN, soit au moins 12 2781630 égal à l'intervalle de temps interpaquet, le temps de programmation Ti du paquet i devra donc être ce temps ti - T + ô ajouté au temps interpaquet T (ti - T + 8 + T), soit la somme du temps de réception ti et du temps S maximal d'attente pour la réémission. On a donc: Ti = ti + ô si Sl = O Les deux expressions ci-dessus peuvent être réécrites en une seule qui tient compte de la valeur du drapeau s, du paquet précédent de rang juste inférieur SNi: Ti = max {Ti-i + T, ti + (1c-l)} Le paquet juste reçu i est délivré au dispositif d'espacement SCH pour que celui- ci le délivre par la suite sur le multiplex de sortie S au temps de programmation Ti ou à un temps voisin du temps de programmation Ti. A la Fig. 5, on a illustré un autre mode de réalisation d'un procédé selon l'invention qui consiste, en plus des étapes 10, 20 et 30 précédentes qui sont identiques, à mettre en ceuvre une étape 40 dans laquelle, à tous les paquets j de la même connexion que le paquet juste reçu i dont le rang SNj est inférieur au rang SNi du paquet i juste reçu et pour lesquels le drapeau sj est égal à 0 (le paquet j n'est pas encore reçu si bien que la valeur du temps de programmation Tj peut encore être modifiée), est attribué un temps de programmation Tj égal au temps de programmation Ti du paquet juste reçu i auquel est soustrait un nombre d'intervalles de temps interpaquet T égal au nombre de paquets entre le paquet i et le paquet j, soit: Tj = Ti + (SNj-SNi) T si sj = 0 Cette date Tj ne pourra plus être par la suite modifiée. Dans ce cas, on positionne le drapeau zj à la valeur qui indique cet état, soit en l'occurrence 1. Selon une autre caractéristique de l'invention, on limitera cette opération à un nombre de paquets W précédents de rang inférieur au rang SNi du paquet juste reçu i, ce nombre de paquets W étant le nombre maximum de paquets sur la connexion pendant le temps maximal d'attente S. I s'agit donc des paquets qui n'ont pas encore été reçus mais qui, s'ils le sont, seront alors pris en considération. 13 2781630 On peut écrire: 6 = WT + s avec ú temps de programmation respectifs ne pourront plus être modifiés. A la réception d'un paquet i de rang SNi, deux cas peuvent se produire. Dans le premier, le temps de réception ti de ce paquet est antérieur au temps de programmation Ti déjà attribué audit paquet i. Alors l'expression donnant le temps de programmation Ti du paquet juste reçu i n'est pas modifiée et le paquet i est transmis au dispositif d'espacement SCH pour la date Ti. Dans le second cas, le temps de réception ti du paquet juste reçu i est postérieur au temps de programmation Ti déjà attribué audit paquet i. Alors, on considère que le paquet juste reçu i est arrivé trop tard et il est détruit. On va maintenant considérer, à titre d'exemple, une séquence de 8 paquets dont les rangs sont respectivement 1 à 4 et 6 à 9, le paquet de rang 5 n'ayant pas été reçu. Les temps de réception ti sont ceux qui sont indiqués à la Fig. 6. Le temps de programmation Ti du paquet de rang 1 reçu au temps t1 = T est égalé à ce temps T de sorte qu'il est délivré immédiatement. Puisque cet instant de programmation n'est pas modifiable, on positionne le drapeau sl à 1. Les cases de la mémoire M se présentent donc sous la forme suivante: SNi ci Ti I 1I T Le paquet 2 est reçu au temps t2 = 2T. Puisque le drapeau si du paquet 1 de rang juste inférieur est égal à 1, le temps de programmation T2 du paquet de rang 2 est max(t2, TI + T) soit, en l'occurrence 2T. Le drapeau 62 du paquet 2 est positionné à 1. Les cases de la mémoire M se présentent alors sous la forme suivante: 14 2781630 SNi _i Ti 1 1 T 2 2T Le paquet 4 est reçu au temps t4 = 4T. Le paquet 3 n'a donc pas été reçu mais peut encore l'être. Puisque le drapeau E3 du paquet de rang 3 juste inférieur au rang 4 du paquet juste reçu est égal à 0, le temps de programmation T4 du paquet 4 est t4 + ô soit, en l'occurrence 7,5T. Le temps de programmation T3 du paquet de rang 3, qui n'a pas été reçu, est déterminé de manière que respacement avec le paquet de rang 4 soit respecté. I est donc programmé pour le temps 6,5T. Les drapeaux des paquets d'ordre 3 et 4 sont positionnés à 1I Les cases de la mémoire M se présentent alors sous la forme suivante: SNi ci i T 1 1 Ti 2: 21 3 1 6,5T 4 1 7,5T Le paquet 6 est reçu au temps t6 = 6T. Le paquet de rang 5 juste inférieur n'a pas encore été reçu mais peut encore l'être. Puisque le drapeau s5 du paquet de rang 5 est égal à 0, le temps de programmation du paquet 6 est t6 + ô soit, en l'occurrence 9,5T. Le temps de programmation du paquet de rang 5, qui n'a pas été reçu, est déterminé de manière que l'espacement avec le paquet juste reçu de rang 6 soit respecté. Ce temps de programmation est donc le temps 8,5T. Les drapeaux s5 et e des paquets de rangs 5 et 6 sont positionnés à 1. Les cases de la mémoire M se présentent alors sous la forme suivante: 2781630 SNi Si Ti 1 1 T 2 1 2T 3 1 6,5T 4 I 7,5T 1 8,5T 6 1 9,5T Au temps, t3 = 6,7T, le paquet de rang 3 est reçu. Or, le temps t3 est postérieur au temps de programmation T3 et le paquet 3 est donc détruit. On comprendra qu'à l'issue de la réception du paquet d'ordre 7, les cases de la mémoire M se présentent sous la forme suivante: SNi Ei Ti 1 1 T 2 1 21 3 1 6,5T 4 1 7,5T 1 8,5T 6 1 9,5T 7 1 10,5T En effet, le drapeau du paquet précédent d'ordre 6 est égal à 1. Le temps de programmation du paquet d'ordre 7 est égal à max(t7, T6 + T), soit 10,5T. Un autre mode de réalisation du procédé de l'invention est illustré sur la Fig. 7. Ce procédé consiste, en plus des étapes 10 à 40 précédemment décrites, à mettre en oeuvre une étape 50 dans laquelle, à chacun des paquets j de la même connexion et de rang SNj supérieur au rang SNi du paquet juste reçu i, est attribué un temps de programmation Tj fictif qui est égal au temps de programmation Ti attribué au paquet i juste reçu auquel est ajouté un nombre d'intervalles de temps interpaquet T égal au nombre de paquets entre le paquet i et le paquet concerné j, soit: Tj = Ti + (SNj- SNi) T 16 2781630 Selon une autre caractéristique de l'invention, on limitera cette opération aux W paquets postérieurs au paquet juste reçu i: pourj = i+l à i + W, Ti = Ti + (j-i) T Pour chacun de ces paquets, le drapeau ej reste à zéro, puisqu'il n'a pas été encore reçu et que leur temps de programmation fictif n'est pas encore définitif. On va considérer, à titre d'exemple, la séquence des 8 paquets de rang de I à 4 et 6 à 9 de la Fig. 6. Le temps de programmation T] du paquet de rang I reçu au temps t = T est égal à ce temps T de sorte qu'il est immédiatement délivré sur le multiplex de sortie S. Puisque ce temps de programmation Ti n'est pas modifiable, on positionne son drapeau CI à 1. Aux futurs paquets de rangs SNj = 2 à I + W supérieurs au rang I du paquet juste reçu, est attribué les temps de programmation Tj = Ti + (SNi - 1)T, tout en maintenant leur drapeau à 0. Les cases de la mémoire M se présentent donc sous la forme suivante (W = 3): SNi | e, Ti 1 1 _o 2T 2 0 2T 3 0 3T 4 | 0 4T Le paquet 2 est reçu au temps t2 = 2T. Puisque le drapeau E. du paquet de rang 1 juste inférieur est égal à 1, le temps de programmation T2 du paquet 2 est max(t2, T2) soit, en l'occurrence 2T. Le drapeau E2 du paquet 2 est positionné à 1. Au futur paquet de rang 5, est attribué le temps de programmation T5 = 2T + 3 x T = 5T. Les cases de la mémoire M se présentent alors sous la forme suivante: 17 2781630 SNi Ei Ti 1 I T 2 2T 3 0 3T 4 0 4T 0 5T Le paquet 4 est reçu au temps t4 = 4T. Le paquet de rang 3 juste inférieur n'a donc pas été reçu mais peut encore l'être. Puisque le drapeau E3 du paquet précédent est égal à 0, le temps de programmation du paquet 4 est max(t4 + 5, T4) soit, en l'occurrence 7,5T. Les drapeaux des paquets de rangs 5, 6 et 7 sont positionnés à 0, si bien que leurs temps de programmation sont d'ores et déjà prévus à T4 + (SNi - SNi) T, soit 6,5T, 8,5T, 9,5T et 10,5T. Les drapeaux des paquets d'ordre 3 et 4 sont positionnés à I alors que ceux des futurs paquets sont laissés à zéro. Les cases de la mémoire M se présentent alors sous la forme suivante: SNi E _ i Ti I 1 T 2 I 2T __3 1 6,5T 4 1 7,5T 0 8,5T 6 0 9,5T 7 | 0 | 10,5T Le paquet 6 est reçu au temps t6 = 6T. Le paquet 5 n'a pas été reçu mais peut encore l'être. Puisque le drapeau E5 du paquet précédent est égal à 0, le temps de programmation du paquet 6 est max(t6 + b, T6) soit, en l'occurrence 9,5T. Les drapeaux des paquets 3 et 4 sont déjà à un et, par conséquent, les temps de programmation T3 et T4 ne sont plus modifiés. Quant aux drapeaux des paquets de rang 5, 7, 8 et 9, ils sont tous égaux à 0, si bien que leurs temps de programmation sont d'ores et déjà prévus à T6 + (SNi- SN6)T, soit 8,5T, 10,5T 11,5T et 12,5T. Les 18 2781630 drapeaux des paquets de rang 5 et 6 sont positionnés à 1 alors que ceux des futurs paquets sont laissés à zéro. Les cases de la mémoire M se présentent alors sous la forme suivante: SNi E; Ti 1 1 T 2 I 2T 3 1 6,5T 4 1 7,5T I 8,5T 6 1 9,5T 7 0 10,5T 8 |0 11,5T 9 [ 0 12,5T Au temps, t3 = 6,7T, le paquet d'ordre 3 est reçu. Or, le temps t3 est postérieur au temps de programmation T3 et, puisque le drapeau E3 est égal à 1, le paquet 3 est détruit. On comprendra qu'à l'issue de la réception du paquet d'ordre 7, les cases de la mémoire M se présentent sous la forme suivante: 19 2781630 SN;i Ti _ _ 1 _ _ T 2 1_ 2T 3 1 6,5T *4 1 7,5T I I 8,5T 6 1 9,5T 7 1 10,5T 8 0 11,5T 9 0 12,5T 0 13,5T En effet, le drapeau du paquet précédent d'ordre 6 est égal à 1. Il s'ensuit que le temps de programmation T7 du paquet de rang 7 est donné par la relation T7 = Max(t7, T7), soit en l'occurrence T7 précédemment calculé égal a 10,5T. On a illustré à la Fig. 8 un autre mode de réalisation d'un procédé de l'invention qui consiste dé plus à vérifier que le rang SNi du paquet i reçu n'est pas supérieur au rang SNm le plus élevé des paquets de la même connexion déjà reçus auquel est ajouté la valeur W du nombre de paquets susceptibles d'être reçus durant le temps maximal d'attente 5. Si tel est le cas, il faut également assurer un espace de temps suffisant entre le paquet de rang SNm le plus élevé et le paquet juste reçu i de rang SNi afin que, dans cet espace, puissent être pris en compte les W paquets précédents le paquet juste reçu i. Est alors attribué au paquet juste reçu i, un temps de programmation Ti qui est la valeur la plus élevée entre le temps de programmation calculé comme précédemment, c'est-à-dire t, + 5, et le temps de programmation T,,, attribué au paquet m de rang SNm le plus élevé additionné à un espace de temps égal à W+I intervalles de temps interpaquet T. De plus, tout paquet dont le rang est inférieur au rang SNm du paquet m auquel on a retranché W qui arrive est détruit. Pour ce faire, une étape 60 du procédé consiste à mémoriser le rang le plus élevé SNm des paquets jusqu'ici reçus. Une étape 70 consiste également à comparer le rang SNi du paquet juste reçu i au rang SNm le plus élevé des paquets jusqu'ici reçus auquel est ajouté W. Dans le cas, o le rang SNi est supérieur au rang SNm le plus élevé des paquets jusqu'ici reçus auquel est ajouté W, le procédé de l'invention consiste a calculer le temps de programmation Ti du paquet i de la manière suivante: 2781630 Ti = max(ti + 5, Tm + (W + 1)T). On va décrire le déroulement de ce mode de réalisation au moyen de l'exemple suivant o un paquet 1 est reçu à un temps T, le paquet 2 est reçu à un temps 5T et le paquet 3 est reçu à un temps 8T. Comme précédemment, la programmation du paquet 1 est fait de la manière suivante SCNi Si Ti -1 1 T Le paquet 2 est reçu au temps t2 = 5T et son temps de programmation T5 est également à 5T. Le paquet 3 est reçu au temps t3 = 8T. Son temps de programmation est max(t3, T2 + T), soit 8T. On a donc la situation suivante: SCN. T, _ _ _ _ _ _ _ _ _ i T i 1 1 T 2 1 5T 3 1 8T Le paquet 8 est reçu au temps ts = 10T. On remarquera que le rang 8 de ce paquet 8 est supérieur au rang du paquet de rang le plus élevé jusqu'ici reçu augmenté de W (8 > 3 + 3). On peut également constater que le paquet d'ordre 4 ne sera plus pris en considération et s'il est reçu, il sera détruit. Quant aux W paquets 5, 6 et 7 précédents le paquet juste reçu 8, ils peuvent encore être reçus. En conséquence, pour assurer l'espacement entre eux, on doit allouer au paquet 8 un intervalle de temps espacé du temps de programmation T3 (le paquet d'ordre le plus élevé qui a déjà été reçu) de (W+ 1)T. Le temps de programmation Tg du paquet 8 sera donc Max(T3 + (W + 1)T, T8 + b), soit ici 14T. 21 2781630 2! Après l'application du procédé de l'invention, les cases de la mémoire M se présentent alors sous la forme suivante: SCNi Ei Ti 1 1 T 2 I 5T 3 1 8T 4 0 0 1I liT 6 1 12T _ _ _ _ _ _7 __ _ _ _ I 13T 8 1 14T 9 0 15T 0 16T 1 1 0 17T Dans la 'description qui vient d'être faite, on a considéré que le temps maximal d'attente 6 est invariable, par exemple, pendant toute la durée de la communication. Or, il est des circonstances o ce temps 6 peut avantageusement être modifié. Ce peut être le cas quand le paquet de rang SNi- juste inférieur au rang SNi du paquet juste reçu n'a pas encore été reçu correctement et ne serait plus pris en compte s'il arrivait, car le temps maximal d'attente 6 est arrivé à échéance. Dans ce cas, on n'a pas besoin de retarder de b la programmation du paquet de rang SNi, puisque le paquet de SNijl ne peut plus arriver. Le temps de programmation Ti du paquet de rang SN, est égal au temps le plus grand entre, d'une part, le temps de réception ti du paquet juste reçu i et, d'autre part, le temps de programmation Ti qui a déjà été attribué au paquet de rang SNi, soit: Ti = max {Ti, ti} Pour ce faire, chaque paquet de rang SNi de la connexion concernée contient un bit de signalisation BSi qui indique si le paquet i-l peut encore arriver (par exemple BSi = 0) ou s'il ne peut plus arriver (BSi = 1). 22 2781630 A l'arrivée d'un paquet de rang SNi, le drapeau de signalisation BSi est testé. S'il est à zéro, indiquant que le paquet de rang SNi- peut encore arriver, le temps de programmation Ti est déterminé comme précédemment. Par contre s'il est à un, indiquant que le paquet de rang SNi.1 ne sera plus pris en compte s'il arrivait, le temps de programmation Ti est déterminé par la relation ci-dessus. On remarquera que cette relation est similaire à celle du cas général mais en considérant un temps maximal d'attente 6' égal à 6.BSi.l. Un autre cas pourrait être celui o l'on peut connaître le nombre r de ré- émissions d'un paquet. S'il l'on considère un temps t, entre deux réémissions, le temps maximal d'attente 6 pour un paquet ré-émis r fois est avantageusement égal à: 6' =6 - r. t, Ainsi le temps de programmation du paquet de rang SNi est égal à: Ti = max {Ti., + T, ti + (1 - I)'} Pour pouvoir mettre en oeuvre cette caractéristique, chaque paquet devra comporter un champ dans lequel est indiqué le nombre de fois qu'il a été ré-émis (à la première émission, on a r= 0). 23 2781630 REVENDICATIONS 1) Procédé de reséquencement et d'espacement des paquets d'au moins une connexion transmis par un émetteur et reçus par un récepteur au vu de leur délivrance sur un multiplex de sortie, à chaque paquet étant affecté un rang dans la séquence des paquets qui sont émis par ledit émetteur et qui appartiennent à la même connexion, caractérisé en ce qu'il consiste à attribuer à chaque paquet reçu par ledit récepteur un temps de programmation correspondant au temps auquel il sera délivré sur ledit multiplex de sortie et déterminé en fonction des temps de programmation attribués aux paquets de la même connexion de rangs inférieurs au sien et de manière que lesdits temps de programmation soient espacés entre eux d'au moins une durée prédéterminée. 2) Procédé selon la revendication 1, caractérisé en ce qu'il consiste, si le trafic sur la connexion à laquelle appartient ledit paquet juste reçu par ledit récepteur est à débit constant, à attribuer un temps de programmation égal au temps de programmation attribué au premier paquet de la séquence des paquets de la même connexion additionné à un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal à la différence des rangs 1 5 dudit paquet juste reçu et du premier paquet de la séquence des paquets. 3) Procédé selon la revendication 2, caractérisé en ce qu'il consiste à attribuer au premier paquet de la séquence des paquets qui sont émis par ledit émetteur et qui appartiennent à la même connexion un temps de programmation qui est égal à son temps de réception par ledit récepteur additionné du temps maximal d'attente. 4) Procédé selon la revendication 1, caractérisé en ce qu'il consiste, si le trafic sur la connexion à laquelle appartient ledit paquet juste reçu est à débit variable, - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu a déjà été reçu, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal au temps de programmation déjà déterminé pour ledit paquet de rang juste inférieur additionné à un temps égal à un intervalle de temps inter- paquet, à moins que la date de réception dudit paquet juste reçu soit postérieure à ce temps de programmation et, dans ce cas, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal à ce temps de réception, et - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu n'a pas encore été reçu, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal au temps de réception dudit paquet juste reçu additionné à un délai prédéterminé. 24 2781630 ) Procédé selon la revendication 1, caractérisé en ce qu'il consiste, si le trafic sur la connexion à laquelle appartient ledit paquet juste reçu est à débit variable, - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu a déjà été reçu, à attribuer audit paquet un temps de programmation égal au temps le plus grand entre, d'une part, le temps de programmation déjà attribué audit paquet et, d'autre part, le temps de réception dudit paquet, - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu n'a pas encore été reçu, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal à son temps de réception additionné à un délai prédéterminé, puis à attribuer à chacun des paquets de la même connexion de rang supérieur audit paquet juste reçu un temps de programmation fictif qui est égal au temps de programmation attribué audit paquet juste reçu auquel est ajouté un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal au nombre de paquets entre le paquet juste reçu et le paquet concerné. 6) Procédé selon la revendication 1, caractérisé en ce qu'il consiste, si le trafic sur la connexion à laquelle appartient ledit paquet juste reçu est à débit variable, - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu a déjà été reçu, à attribuer audit paquet un temps de programmation égal au temps le plus grand entre, d'une part, le temps de programmation déjà attribué audit paquet et, d'autre part, le temps de réception dudit paquet, - si le paquet de la même connexion de rang juste inférieur audit paquet juste reçu n'a pas encore été reçu, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal à son temps de réception additionné à un délai prédéterminé, puis à attribuer à chaque paquet d'un nombre de paquets de rangs supérieurs au paquet juste reçu égal au nombre de paquets susceptibles d'être reçus durant le temps maximal d'attente, un temps de programmation fictif égal au temps de programmation dudit paquet juste reçu auquel est ajouté un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal au nombre de paquets entre le paquet juste reçu et le paquet concerné. 7) Procédé selon la revendication 4, S ou 6, caractérisé en ce qu'il consiste à attribuer au premier paquet de la séquence des paquets qui sont émis par ledit émetteur et qui appartiennent à la même connexion un temps de programmation qui est égal à son temps de réception par ledit récepteur. 2781630 8) Procédé selon une des revendications 4 à 7, caractérisé en ce que ledit délai correspond au temps maximal pendant lequel le paquet peut être réémis au niveau de l'émetteur. 9) Procédé selon une des revendications 4 à 8, caractérisé en ce que ledit délai est annulé si le paquet de la même connexion que ledit paquet juste reçu mais de rang juste inférieur ne sera plus pris en considération s'il était reçu. ) Procédé selon une des revendications 4 à 9, caractérisé en ce que ledit délai est diminué d'une quantité dépendant du nombre de retransmissions dont a fait l'objet ledit paquet juste reçu avant sa réception. 11) Procédé selon une des revendications 4 à 10, caractérisé en ce qu'il consiste à attribuer à tous les paquets de la même connexion de rang inférieur audit paquet juste reçu et auxquels un temps de programmation définitif n'a pas été attribué, un temps de programmation fictif qui est égal au temps de programmation dudit paquet juste reçu auquel est soustrait un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal au nombre de paquets entre le paquet juste reçu et le paquet concerné et, lorsque la date de réception d'un paquet juste reçu est postérieure audit temps de programmation fictif déjà attribué audit paquet, à détruire ledit paquet juste reçu. 12) Procédé selon une des revendications 4 à 11, caractérisé en ce qu'il consiste à attribuer aux paquets de la même connexion de rang inférieur audit paquet juste reçu, qui n'ont pas encore été reçus et qui peuvent encore être reçus et pris en considération un temps de programmation fictif qui est égal au temps de programmation dudit paquet juste reçu auquel est soustrait un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal au nombre de paquets entre le paquet juste reçu et le paquet concerné et, lorsque la date de réception d'un paquet juste reçu est postérieure audit temps de programmation fictif déjà affecté audit paquet, à détruire ledit paquet juste reçu. 13) Procédé selon une des revendications 10 à 12, caractérisé en ce qu'il consiste, si le rang du paquet juste reçu est supérieur au rang le plus élevé des paquets de la même connexion déjà reçus d'un nombre correspondant au nombre de paquets susceptibles d'être reçus durant le temps maximal d'attente, à attribuer audit paquet juste reçu un temps de programmation égal au temps le plus grand entre, d'une part, le temps de réception additionné à un temps prédéterminé correspondant au temps maximal d'attente et, d'autre part, le temps de programmation attribué au paquet dont le rang est le plus élevé des paquets de la même connexion reçus jusqu'ici additionné 26 2781630 d'un nombre d'intervalles de temps interpaquet égal au nombre de paquets susceptibles d'être reçus durant le temps maximal d'attente plus une unité. 14) Procédé selon une des revendications 4 à 13, caractérisé en ce qu'il consiste à mémoriser chaque numéro de rang de paquet reçu par ledit récepteur dans la case d'une mémoire associée à la connexion à laquelle appartient ledit paquet, ladite case étant associée au rang dudit paquet dans la séquence des paquets qui sont émis par ledit émetteur et qui appartiennent à la même connexion, à mémoriser dans ladite case le temps de programmation attribué audit paquet, puis à délivrer ledit paquet à un dispositif d'espacement. 15) Procédé selon la revendication 14, caractérisé en ce qu'il consiste à associer à chaque case de ladite mémoire un drapeau indiquant si le temps de programmation associé à ladite case peut encore être changé ou non. 16) Procédé selon la revendication 14 ou 15, caractérisé en ce qu'il consiste à positionner un bit de signalisation dans chaque paquet qui indique si ledit paquet sera ou non pris en considération.