(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
無線通信システムの遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法であって、
送信されたアクセス要求信号が該無線通信システムにおける基地局で受信されなかったことが判定された後に、予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連する異なるバックオフ遅延からバックオフ遅延を選択する段階からなり、該予め確立されたアクセス優先順位クラスは、サービス・レベル、メッセージ内容および遅延要求のうち１つに関連しており、さらに、
該バックオフ遅延の後に、新たなアクセス要求信号を選択した論理アクセス・チャネル上で該基地局に送信する段階とからなることを特徴とする方法。
【請求項２】
請求項１の方法において、より高いアクセス優先順位クラスには、より小さいバックオフ遅延が関連付けられることを特徴とする方法。
【請求項３】
請求項１の方法において、より低いアクセス優先順位クラスには、より大きいバックオフ遅延が関連付けられることを特徴とする方法。
【請求項４】
請求項１の方法であって、更に、該基地局から該バックオフ遅延を受け取る段階からなることを特徴とする方法。
【請求項５】
請求項１の方法において、該バックオフ遅延が、該予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連するバックオフ遅延のランダムな分布に関連付けられており、該選択されたバックオフ遅延が、該分布の１つから選択されることを特徴とする方法。
【請求項６】
請求項１の方法であって、更に、送信のための該論理アクセス・チャネルを論理アクセス・チャネル集合から選択する段階を含み、該集合がある数の論理アクセス・チャネルを含み、該数が該予め確立されたアクセス優先順位クラスの関数であることを特徴とする方法。
【請求項７】
請求項１の方法において、該予め確立されたアクセス優先順位クラスには確率が関連付けられており、アクセス要求信号は、該アクセス要求信号が関連付けられた該クラスの該割り当てられた確率に従って送信されるようになっていることを特徴とする方法。
【請求項８】
無線通信システムの基地局におけるアクセス優先順位制御方法であって、
予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連するバックオフ遅延を同報通信する段階からなり、該予め確立されたアクセス優先順位クラスは、サービス・レベル、メッセージ内容および遅延要求のうち１つに関連しており、さらに、
該遠隔端末からアクセス要求信号が受信された該無線通信システムにおける遠隔端末に承認信号を送信する段階とからなることを特徴とする方法。
【請求項９】
無線通信システムにおけるアクセス優先順位制御のための装置であって、
送信されたアクセス要求信号が該無線通信システムにおける基地局で受信されなかったことが判定された後に、予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連するバックオフ遅延からバックオフ遅延を選択すると共に、該バックオフ遅延の後に、新たなアクセス要求信号を選択した論理アクセス・チャネル上で該基地局に送信するように構成された遠隔端末からなり、該予め確立されたアクセス優先順位クラスは、サービス・レベル、メッセージ内容および遅延要求のうち１つに関連することを特徴とする装置。
【請求項１０】
無線通信システムにおけるアクセス優先順位制御のための装置であって、
予め確立されたアクセス優先順位クラスにそれぞれ関連するバックオフ遅延を同報通信すると共に、該無線通信システムにおける遠隔端末であって、ここからアクセス要求信号が受信された該遠隔端末に承認信号を送信するように構成された基地局からなり、該予め確立されたアクセス優先順位クラスは、サービス・レベル、メッセージ内容および遅延要求のうち１つに関連することを特徴とする装置。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の分野】
本発明は、通信システムにおけるアクセス優先順位を提供するための方法および装置に関し、更に特定すれば、次世代移動電気通信システムの媒体アクセス制御プロトコルにおいてアクセス優先順位制御を提供するための方法および装置に関する。
【０００２】
【発明の概要】
過去１０年間、マルチメディア機能を移動通信に統合するために多大な努力が払われてきた。国際電気通信連合（ＩＴＵ）および他の組織は、既存の固定ネットワークと少なくとも同じ程度の品質で今後の移動通信がマルチメディア用途に対応可能であることを保証する規格および勧告を作り出そうとしている。特に、このような次（第３）世代の移動システムを開発するために、多くの大規模な研究プロジェクトが支援されている。かかる努力のヨーロッパにおける例として、ヨーロッパのAdvanced Communication Technologiesの研究開発、ＲＡＣＥ−１、ＲＡＣＥ−２、およびAdvanced Communications Technology and Services（ＡＣＴＳ）が挙げられる。マルチメディア通信、インターネット・アクセス、ビデオ／ピクチャ転送のために必要なサービス品質をエンド・ユーザに提供するためには、高ビット・レート機能が必要であることが知られている。かかる要件のもとでは、第３世代システムの伝送機能の目標は、有効範囲全域に対しては毎秒３８４キロビット（ｋｂ／ｓ）、局部有効範囲に対しては毎秒２メガビット（Ｍｂ／ｓ）として規定されている。
【０００３】
汎用移動電気通信システム（Ｕniversal Ｍobile Ｔelecommunications Ｓystem：ＵＭＴＳ）は、５メガヘルツの広帯域符号分割多重アクセス（Ｗideband−Ｃode Ｄivision Ｍultiplex Ａccess：Ｗ−ＣＤＭＡ）を基本とし、マルチメディア対応移動通信を含む第３世代サービスをサポートするために最適化された、新しい無線アクセス・ネットワークである。ＵＭＴＳの主な設計目標は、移動通信および固定通信のためのインフラを統合する広帯域マルチメディア通信システムを提供すること、ならびに、とりわけ、固定通信および無線通信ネットワークによって提供されるのと同じサービス範囲を提供することであるので、ＵＭＴＳは、パケット・スイッチ・サービス、様々な混合媒体トラヒック・タイプ、およびオン・デマンド式の帯域幅と同様に、回線交換サービスも提供しなければならない。しかしながら、マルチメディア・サポートを提供する際には、柔軟性が必要となる。すなわち、異なるビット・レートおよびＥb／Ｎ0要件を有するサービスをサポートできること、ならびにかかるサービスをマルチサービス環境において多重化できることが必要である。ＵＭＴＳは、かかる需要に対応可能であるように設計されている。
【０００４】
図１を参照すると、ＵＭＴＳアクセス・ネットワークの例示的なブロック図が示されている。具体的には、複数の遠隔端末２および４（例えば移動端末）は、Ｗ−ＣＤＭＡ無線リンク８を介して、基地局（ＮＯＤＥ−Ｂ）６と通信する。遠隔端末は、内部または外部のモデムを有する無線電話２または携帯パーソナル・コンピュータ４等、様々なデバイスとすることができる。ＵＭＴＳ規格では、基地局をＮＯＤＥ−Ｂと呼ぶ。これらの基地局は、無線リソース管理機能を提供する、無線ネットワーク・コントローラ（Ｒemote Ｎetwork Ｃontroller：ＲＮＣ）と呼ばれるネットワーク・コンポーネントと通信する。ＵＭＴＳはＷ−ＣＤＭＡシステムであるので、ソフト・ハンドオフに対応する。ソフト・ハンドオフの場合、２つの基地局６が１つの遠隔端末にサービスを提供する。このため、遠隔端末は、これら２つの基地局に対してフレームを送出する。２つの基地局が遠隔端末からフレームを受信すると、それらをフレーム選択装置（Ｆrame Ｓelector Ｕnit：ＦＳＵ）に送出する。ＦＳＵは、フレームの品質上どちらが優れたフレームであるかを決定し、これをコア・ネットワークに送出する。ＵＭＴＳでは、ＦＳＵは、物理的にＲＮＣと一体化することができる。このため、図１では、ＲＮＣおよびＦＳＵをブロック１０として示すが、機能的に別個に、ブロック１２（ＦＳＵ）およびブロック１４（ＲＮＣ）としても示す。ＵＭＴＳネットワークにおける他のエレメントは、従来の機能を実行する。すなわち、家屋および訪れている場所の情報を提供するｘＬＲデータベース２０、および相互作用機能（ＩnterＷorking Ｆunction：ＩＷＦ）ユニット２２等である。汎用移動スイッチング・センタ（Ｕniversal Ｍobile Ｓwitching Ｃenter：ＵＭＳＣ）１６は、ＵＭＴＳにおける基地局６のための移動スイッチング・センタとして機能することは認められよう。サブ・ネットワーク１８は、無線サービス・プロバイダ・ネットワークであり、ＣＮ１ないしＣＮｎは、遠隔端末が最終的に結合されるコア・ネットワーク２４である。
【０００５】
図２を参照すると、ＵＭＴＳにおける典型的なプロトコル・スタックの図が示されている。ＵＭＴＳでは、レイヤ１（Ｌ１）は、物理レイヤ（ＰＨＹ）であり、ＭＡＣ（Ｍedia Ａccess Ｃontrol：媒体アクセス制御）レイヤおよびこれより上位のレイヤに、情報転送サービスを供給する。物理レイヤ転送サービスは、無線インタフェースの伝達チャネル上で、データがどのように、どの特性と共に転送されるかによって記述される。レイヤ２（Ｌ２）は、サブレイヤから成り、ＭＡＣ、ＬＡＣ（Ｌink Ａccess Ｃontrol：リンク・アクセス制御）、ＲＬＣ、およびＲＬＣ’（Ｒadio Ｌink Ｃontrol：無線リンク制御）を含む。ＵＭＴＳでは、ＲＬＣにおいて実行する機能は分割されるので、２つのＲＬＣプロトコル（ＲＬＣおよびＲＬＣ’）を規定する。ＲＬＣレイヤおよびＭＡＣレイヤは、実時間サービスおよび非実時間サービスを提供する。ＭＡＣレイヤは、異なるサービスから発するデータ・ストリームの多重化を制御するが、実行はしない。すなわち、ＭＡＣレイヤによって、論理チャネルを介して、多数の遠隔端末が、共通の物理通信チャネル（例えば同報通信チャネル）を共有することができる。ＩＰ（Ｉnternet Ｐrotocol：インターネット・プロトコル）は、ネットワーク・レイヤである。
【０００６】
「Ｕｕ」は、遠隔端末と基地局との間のＵＭＴＳ専用インタフェースを指し、一方、「Ｉｕｂ」は、基地局とＲＮＣ／ＦＳＵとの間のＵＭＴＳ専用インタフェースを指す。無線アクセス・ネットワーク（すなわち、プロトコル・スタックのＮＯＤＥ−Ｂの左側）のレイヤ２は、ＲＬＣおよびＭＡＣレイヤに分割されており、一方、コア・ネットワーク（プロトコル・スタックのＮＯＤＥ−Ｂの右側）のレイヤ２は、ネットワーク・レイヤ・フレームを伝達するために用いる技術、例えばＡＴＭ（Ａsynchronous Ｔransfer Ｍode：非同期転送モード）またはフレーム・リレーに、より関連が深い。伝送プロトコルとしてＩＰを示すが、ＵＭＴＳはこれに限定されるわけではない。すなわち、ＵＭＴＳは、他の伝送プロトコルに対応することができる。プロトコル・レイヤに関する更なる詳細は、Dahlman等の、「広帯域ＣＤＭＡに基づくＵＭＴＳ／ＩＭＴ−２０００(UMTS/IMT-2000Based on Wideband CDMA)」（IEEE Communications Magazine、第７０頁乃至第８０頁（1998年９月））および、ETSI SMG2/UMTS L2&L3 Expert Groupの、「ＭＳ−ＵＴＲＡＮ無線インタフェース・プトロコル・アーキテクチャ、ステージ２(MS-UTRAN Radio Interface Protocol Architecture;Stage2)」(Tdoc SMG2 UMTS-L23 172/98(1998年９月）)において見ることができる。
【０００７】
ＵＭＴＳでは、４種類の用途のトラヒックを扱う必要がある。それらは、(ｉ)遅延および損失の双方に敏感な用途、例えば対話型ビデオ、(ii)損失に敏感であるが中程度の遅延を許容することができる用途、例えば対話式データ、(iii)遅延に敏感であるが中程度の損失を許容する用途、例えば音声、および(iv)遅延および損失の双方を許容する用途、例えばファイル転送、を含む。
【０００８】
これらの異なる用途の全てに、異なるサービスの質（Ｑuality ｏf Ｓervice：ＱｏＳ）を与えるためには、ＵＭＴＳシステムを適切に設計しなければならない。ＵＭＴＳシステム設計においては、例えば、ネットワーク・リソースを無駄にすることなくＱｏＳを満足させる方法、および、全トラヒック・タイプが同時に突然起こった場合にシステムを安定した領域で動作させる方法等、いくつかの重要な問題を考慮する必要がある。
【０００９】
更に、様々なＱｏＳに対応するために、ＵＭＴＳでは、いくつかのコンポーネントが必要である。例えば、異なる用途による異なるＱｏＳ要求の指定が可能であるように、例えば、インターネット・エンジニアリング・タスク・フォース（Ｉnternet Ｅngineering Ｔask Ｆorce：ＩＥＴＦ）が規定する保証サービス・パラメータおよび制御負荷サービス・パラメータ等のサービス・パラメータを規定する必要がある。ユーザは、バースト・モードまたは接続モードのいずれかで、帯域幅リソースを要求することができる。また、ＵＭＴＳには、ユーザの要求を認めるか否かに関して決定を下す許可制御コンポーネントを備えなければならない。新たな要求を許可する際には、許可された要求が全て同時にピークに達する場合にも、各要求のＱｏＳ要件に反しないように行わなければならない（それらが最前の努力を要する要求でない限り）。更に、一旦ユーザの要求を許可したなら、例えば遅延要件、パケット損失要件等、かかるサービス保証を送出するための機構をＵＭＴＳネットワークに実施しなければならない。差別化したサービスを提供するためにルータが対応可能な機構として、ネットワーク・ノードにおけるスケジューリング・アルゴリズムおよび非適合ユーザのトラヒックに対するパケット・マーキング等がある。
【００１０】
ＵＭＴＳにおいて端末のＱｏＳを提供するためには、ＭＡＣレイヤにいくつかの機構を備えて、異なるＱｏＳを保証する必要がある。異なるＱｏＳを提供する１つの可能な方法は、優先順位機構を備えることである。優先順位機構は、アクセス優先順位、サービス優先順位、またはバッファ管理方式に関して実施可能である。例えば、固定優先順位(fixed priority)、動的優先順位(dynamic priority)のような様々なタイプのサービス優先順位機構がある。固定優先順位機構は、例えば、厳密優先順位(strict priority)および重み付きラウンド・ロビン(weighted round robin)を含む。動的優先順位方式は、例えば、フェア・シェア・キューイング(fair share queuing)、セルフ・クロック・フェア・シェア・キューイング(self-clock fair share queuing)、およびワーストケース・フェア・シェア・キューイング(worst case fair share queuing)原理を含む。
【００１１】
アクセス優先順位に関して、無線データ・システムでは、スロット・アロハ(Slotted Aloha)、ＰＲＭＡ等、いくつかの周知のチャネル・アクセス・プロトコルが現在用いられている。従来のスロット・アロハは、比較的単純なプロトコルであるが、データ・ユーザ間の衝突の回避または解消を試みるわけではないので、その理論的な容量はわずか０．３７である。
【００１２】
予約に基づくプロトコルは、パケットを送出する必要があるユーザのためにチャネル帯域幅を動的に予約することによって、衝突を回避および解消しようとする。典型的に、かかるプロトコルでは、チャネルをスロットに分割し、これをＮ個のスロットのフレームにグループ化する。１つのスロットを、更に、ｋ個のミニスロットに細分することができる。通常、スロットのＡ1を予約の目的に用い、残りのＡ−Ａ1スロットがデータ・スロットである。パケットを送出する必要があるユーザは、Ｂ＝Ａ1＊ｋミニスロットのうち１つで予約要求パケットを送出する。予約要求パケットが成功した場合、ユーザまたは基地局が予約を解除するまで、ユーザには、ある数のデータ・スロットが割り当てられる。予約要求パケットが成功しない場合、ユーザは衝突解消法を用いて、送信が成功するまで予約要求を再送信する。
【００１３】
ＵＴＭＳの媒体アクセス制御（ＭＡＣ）プロトコルに関連する論理チャネルの１つ、すなわちランダム・アクセス・チャネル（Ｒandom Ａccess ＣＨannel：ＲＡＣＨ）に関して、アクセス優先順位制御は特に重要である。ＲＡＣＨは、遠隔端末から制御情報および短いユーザ・パケットを搬送するために用いられるアップリンク共通伝達チャネルである。図３を参照すると、ＵＭＴＳ基地局（図１のＮＯＤＥ−Ｂ）において用いるための非コヒーレントＲＡＣＨ検出アルゴリズムの例示的なハードウエアの実施のブロック図が示されている。ＲＡＣＨ受信機３０は、検出、復調および復号、ならびに承認の機能を提供することができる。検出の目的は、以下で説明するＲＡＣＨバーストが遠隔端末から送信されているか否かを判定すること、および、入来バーストの最強マルチパス成分を決定することである。また、受信機３０は、対応するＲＡＣＨ内に含まれるメッセージを復調および復号して、遠隔端末の識別子および要求されるサービスを確認する。遠隔端末によるＲＡＣＨ送信を復号した後、受信機は承認信号を発生し、この信号は基地局によって、転送アクセス・チャネル（Ｆorward Ａccess ＣＨannel：ＦＡＣＨ）を介して、遠隔端末に送信される。
【００１４】
ＲＡＣＨ受信機３０は、好ましくは、以下の構造に従って上述の機能を実行する。ＲＡＣＨ送信バーストを、ミキサ３２によって受信および復調し、次いでフィルタ３４によって濾波する。次いで、この信号を、サンプリング装置３６においてサンプリングする。デスプレッダ３８は、拡張シーケンス、この場合は５１２ゴールド・コードに従って信号を復号する。復号した信号は、（バッファ４０で）バッファリングし、タイム・シフト装置５０に送出する。また、デスプレッダ３８の出力は、積分器４２にも供給する。積分器４２の出力を、（ミキサ４４で）ミキシングし、タイミング検出器４６に供給し、次いで閾値検出器４８に供給する。閾値検出器４８の出力は、遠隔端末から有効な信号が受信されたか否かを示す。この結果を、タイム・シフト装置５０に供給する。これが有効な信号（例えば上述の所定の閾値）である場合、次いで、復号した信号を、装置５２によってダウンサンプルする。次いで、以下で説明するプリアンブルに応じて、信号は１６タップ・フィルタ装置５４を通過し、プリアンブル・サイン検索装置５６に至る。検索装置５６の出力によって、遠隔端末の識別子および遠隔端末が要求するサービス（群）に関する情報が、基地局に供給される。
【００１５】
物理的なＲＡＣＨは、スロット・アロハ手法に基づいて設計されることが知られている。図４Ａに示すように、遠隔端末は、現セルの受信同報通信制御チャネル（Ｂroadcast Ｃontrol ＣＨannel：ＢＣＣＨ）のフレーム境界に関する８個の明確に規定されたタイム・オフセット（アクセス・スロット＃１、．．．、アクセス・スロット＃ｉ、．．．、アクセス・スロット＃８）において、ランダム・アクセス・バースト１００を送信することができる。図４Ｂに示すように、ランダム・アクセス・バーストは、２つの部分、すなわち長さ１ミリ秒（ｍｓ）のプリアンブル部１０２および長さ１０ｍｓのメッセージ部１０４、ならびに、プリアンブル部とメッセージ部との間の長さ０．２５ｍｓのアイドル・タイム１０６とから成る。合計で１６の異なるプリアンブル・サイン(preamble signature)があり、長さ１６の直交ゴールド・コード・セット(Orthogonal Gold code) （５１２のゴールド・コード）に基づいている。利用可能なサインおよびタイム・オフセットに関する情報は、ＢＣＣＨ上で同報通信される。この構造に基づいて、受信機が１２８（１６のプリアンブル・サインを８個のタイム・スロットで乗じる）の並列処理装置を有する場合、１２８のランダム・アクセス試行を同時に検出することができる。すなわち、現セルのために最大限に構成された基地局について、同等の１２８個のランダム・アクセス・チャネルを有する。
【００１６】
従って、かかる同報通信マルチメディア通信システムに関連した固有の要求に対処する、ＵＭＴＳにおけるアクセス優先順位を提供するための方法および装置に対する要望がある。すなわち、ＵＭＴＳ ＲＡＣＨに関してアクセス優先順位を提供する方法および装置に対する要望がある。
【００１７】
本発明は、例えばＵＭＴＳ ＲＡＣＨに関して、通信システムのＭＡＣプロトコルにおいてアクセス優先順位を与えるための方法および装置を提供する。特に、本発明は、(ｉ)ランダム・チップ遅延アクセス優先順位（Ｒandom Ｃhip Ｄelay Ａccess Ｐriority：ＲＣＤＡＰ）、(ii)ランダム・バックオフに基づくアクセス優先順位（Ｒandom Ｂackoff Ｂased Ａccess Ｐriority：ＲＢＢＡＰ）、(iii)可変論理チャネルに基づくアクセス優先順位（Ｖariable Ｌogical Ｃhannel based Ａccess Ｐriority：ＶＬＣＡＰ）、(iv)可変論理チャネルに基づくアクセス優先順位方式のＵＭＴＳ専用の変形（ＶＬＣＡＰ’）、（ｖ）確率に基づくアクセス優先順位（Ｐrobability Ｂased Ａccess Ｐriority：ＰＢＡＰ）、および(vi)再送信に基づくアクセス優先順位（ＲＥtransmission Ｂased Ａccess Ｐriority：ＲＥＢＡＰ）を含む、いくつかのアクセス優先順位方法論を採用する。
【００１８】
本発明の一実施例では、ＲＣＤＡＰの方法および装置を提供する。ＲＣＤＡＰでは、基地局にアクセス要求を提示する前に、チップ遅延分布の中から、異なるチップ遅延を各優先順位クラスに割り当てるという利点がある。好ましくは、優先度の高いクラスには、より小さい平均ランダム・チップ遅延を与えて、それらのアクセス要求が、優先度の低いクラスのユーザが提示するものに比べて、捕捉される確率が高くなるようにする。
【００１９】
本発明の別の実施例では、ＲＢＢＡＰの方法および装置を提供する。ＲＢＢＡＰでは、各優先順位クラスに、異なるバックオフ遅延を割り当てるという利点がある。好ましくは、優先度の高いアクセスに関連する要求は、より小さい平均バックオフ遅延を有する。衝突がある場合、またはアクセス要求が基地局で首尾良く受信されない他の何らかの理由がある場合はいつでも、遠隔端末は、クラスｉに応じて、所定の範囲間に分布するランダム遅延を選択する。
【００２０】
本発明の更に別の実施例では、ＶＬＣＡＰの方法および装置を提供する。ＶＬＣＡＰでは、各加入者に、アクセス優先順位クラスｉを与える。好ましくは、優先度の高いものは、基地局が構成されている論理アクセス・チャネルの全てにアクセスすることができるが、優先度が最低のものは、論理アクセス・チャネルの小さいサブセット、例えば８個のタイム・オフセットを有する１つのプリアンブル・サインのみにアクセスを許されるのみである。この手法の理論的根拠は、遠隔端末が選択を行う際に選択肢となる論理アクセス・チャネル数が多ければ多いほど、要求が首尾良く送信されるチャネルを見出す可能性が高くなるということである。
【００２１】
本発明の更に別の実施例では、ＶＬＣＡＰの方法および装置の、ＵＭＴＳ専用の変形を提供する。このＶＬＣＡＰ’手法は、特に、特別なＵＭＴＳアクセス・チャネル構造を考慮する。すなわち、各プリアンブル・サイン毎にｔ個のタイム・オフセットがあるとしても、基地局に関連する処理の複雑さを制限するために、基地局にはｔ個の並列処理装置が存在しない場合がある。例えば、各々が例えば（ｉth，（ｉ＋４）th）のタイム・オフセットを捕捉するようにプログラムされた４つの受信機しか存在しない場合がある。このため、ＶＬＣＡＰ’手法に従って、優先度の低いクラスの要求には、より高い番号のタイム・オフセットを割り当て、これにより、優先度の高いクラスからのアクセス要求を最初に受信機によって捕捉することが可能となる。
【００２２】
本発明の更に別の実施例では、ＰＢＡＰの方法および装置を提供する。ＰＢＡＰでは、各加入者に、アクセス優先順位クラスｉを与える。各アクセス優先順位クラスｉは、ある確率Ｐiによってアクセス要求を送信することができるだけである。最高の優先度のものは、アクセス要求を有する場合はいつでも、常にアクセス要求を送信する。
【００２３】
本発明の更に別の実施例では、ＲＥＢＡＰの方法および装置を提供する。ＲＥＢＡＰでは、アクセス要求は、それに関連するアクセス・パケット優先順位（Ａccess Ｐacket Ｐriority：ＡＰＰ）を有する。これにより、再送信するアクセス要求には、新たなアクセス要求よりも高い優先度を与える。
【００２４】
本発明に従って実施されるアクセス優先順位の技法は、上述の実施例の２つ以上の組み合わせを含み得ることは理解されよう。例えば、ＲＣＤＡＰは、ＲＢＢＡＰまたはＶＬＣＡＰおよびＲＢＡＰと共に実行することができる等である。
【００２５】
本発明のこれらおよび他の目的、特徴および利点は、本発明の例示的な実施例に関する以下の詳細な説明を、添付図面と関連付けて読むことによって、明らかとなろう。
【００２６】
【発明の詳細な記述】
本発明は、ＵＭＴＳのＭＡＣレイヤにおけるアクセス優先順位制御の状況において、特に、ランダム・アクセス・チャネルすなわちＲＡＣＨにおけるアクセス優先順位制御に関して、以下に説明する。しかしながら、本明細書中で論じる本発明の教示は、これに限定されるわけではないことは認められよう。すなわち、本発明のアクセス優先順位方法論は、他の通信システムにおいて、遠隔端末（例えば移動または固定）が、基地局または他の通信システム・アクセス・ポイントに関連する通信チャネルに対するアクセスを確保するためのランダムな試みを行う場合にも適用可能である。更に、遠隔端末または基地局において用いるための、本明細書に記載する方法論は、それぞれ関連する１つ以上のプロセッサによって実行されることは理解されよう。本明細書中で用いる場合、「プロセッサ」という語は、ＣＰＵ（中央処理装置）および関連するメモリを含むいかなる処理装置も含むことを意図している。従って、本発明の方法論を実施することに関連するソフトウエア命令またはコードを、関連するメモリ内に格納しておき、利用する用意ができた場合に、適切なＣＰＵによって検索し実行すれば良い。また、「遠隔端末」という語は、基地局と通信可能なあらゆる装置を指すものとする。例えば、遠隔端末は、移動（例えば無線電話または無線モデムを有する携帯パーソナル・コンピュータ）または固定（例えば無線モデムを有する固定パーソナル・コンピュータ）とすることができる。また、「基地局」および「node_b」という語は、本明細書中では交換可能に用いる。
【００２７】
上述のように、本発明は、１９９８年５月２２日に出願された、「通信ネットワークのための多重アクセスシステムにおけるアクセス制御方法(Method for Access Control in a Multiple Access System for Communications Networks)」と題する米国出願番号第09/084,072号として記載される特許出願に開示された主題に関する。この出願には、「オン・デマンド多重アクセス・フェア・キューイング」すなわちＯＤＭＡＦＱ（Ｏn-Ｄemand Ｍultiple Ａccess Ｆair Ｑueuing）と呼ぶ別のＭＡＣプロトコルが記載されている。本発明の詳細な説明の後に続く「ＯＤＭＡＦＱ ＭＡＣプロトコル動作」と題する節において、関連するＭＡＣ機能について説明する。
【００２８】
再び図１に戻る。先に述べたように、遠隔端末２および４は、基地局６との無線インタフェースを介してＵＭＴＳアクセス・ネットワークに結合されていることは理解されよう。通信を確立するために、遠隔端末は、無線インタフェースを介して、基地局６との間で、媒体アクセス制御（ＭＡＣ）フレームの送受信を行う。端末４の場合、内部または外部モデムを用いて、基地局との無線接続を与えることができる。遠隔端末２のような遠隔端末は、通常、それ自身の内部モデムを有する。しかしながら、遠隔端末では通常、バースト的にランダムにパケットを発生するか、または受信する。パケットは、基地局にアップリンクで送信されるまで、遠隔端末においてバッファリングされる。基地局６は、公知のように、それらの各有効範囲領域から、システムの移動スイッチング・センタ、例えば図１のＵＭＳＣ１６まで、広域無線有効範囲および多重遠隔端末トラヒックを与える。また、基地局は、そのセル内の遠隔端末の１つ以上に宛てたパケットを同報通信（ダウン・リンク）する。
【００２９】
ＵＭＴＳ多重アクセス方式は、タイム・スロット・システム（すなわち、スロット・アロハ手法）であり、ランダム・アクセス・チャネル（ＲＡＣＨ）およびパケット送信チャネルをスロット毎に形成する。各チャネルのタイム・スロット継続時間は、実施する特定のシステムに基づいて選択する。一般に、送出すべきパケットを有する遠隔端末は、ＲＡＣＨを介して基地局にアクセス要求を送信する。基地局が対応するように構成されているアクセス・チャネルの数が比較的少ないのに比べ、潜在的に多くの遠隔端末があるので、ネットワーク・トラヒックを整然とかつ適切な時点で扱うことを保証するためには、アクセス優先順位方式が必要である。すなわち、多くの遠隔端末がランダムに単一の通信チャネルの使用を確保しようとする（すなわち、パケットを伝達するためのチャネル帯域幅を要求する）場合、比較的低いニーズを有する遠隔端末よりも、比較的高いニーズを有する遠隔端末に、基地局に関連するチャネル帯域幅へのアクセスを許可するために、ネットワークにおいて、アクセス要求の優先順位を決定する方法を実施しなければならない。このため、例えば、２つの遠隔端末が基地局に送信すべきパケット・データを有する場合、より高いアクセス・ニーズを有する遠隔端末のアクセス要求が、他方の遠隔端末に先立って受信され認められる可能性が高いことが好ましい。しかしながら、遠隔端末の優先順位クラスは、動的である、すなわち送信すべきパケットの性質および／または内容、および／または遠隔端末の性質に依存することは認められよう。例えば、パケットが、遅延に敏感なデータ（例えば対話式の映像、音声）を表す場合、または早急の送信を認める性質のもの（例えば緊急事態）である場合、遠隔端末は、その状況に適切な優先度、すなわちこれらの場合には高い優先度を有する優先順位クラスを選択する。また、遠隔端末が加入するサービスのレベル（例えば高または普通）に応じて、異なるアクセス優先順位を割り当てる。
【００３０】
最初に図１１を参照すると、本発明による、基地局におけるアクセス優先順位制御方法１１００のフローチャートが示されている。ＵＭＴＳにおいて、基地局（例えば基地局６）は、その有効範囲領域内の遠隔端末（Ｒemote Ｔerminal：ＲＴ）に、ビーコンまたはパイロット信号内で、アクセス優先順位システム・パラメータを同報通信する（ステップ１１０２）。遠隔端末において実行されるアクセス優先順位の方法論に従って特に説明するように、アクセス優先順位システム・パラメータは、遠隔端末がその基地局アクセス要求プロセスで用いるパラメータを含む。すなわち、基地局は、各々の予め確立された優先順位クラスに関するパラメータを送信し、これを遠隔端末が受信して、アクセス要求の間に用いるために格納する。ステップ１１０４では、基地局は、（それに関連するプロセッサを介して）遠隔端末からアクセス要求を受信したかを判定する。受信していない場合、基地局はこの受信を待つ。遠隔端末からアクセス要求を受信した場合、基地局は遠隔端末に承認メッセージを送信し（ステップ１１０６）、要求の受信が成功したことを示す。この承認信号は、基地局と遠隔端末との間の転送アクセス・チャネル（ＦＡＣＨ）上で送信する。次いで、基地局は、ＵＭＴＳにおいて用いるパケット・データ受信手順に従って、遠隔端末に認めたアクセスからのパケット・データを受信する用意をする（ステップ１１０８）。
【００３１】
ここで図５を参照すると、本発明の第１の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法５００のフローチャートが示されている。この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップ・リンクするパケットを発生または受信した遠隔端末（例えば端末２または４）において実行されることは認められよう。図５に示す実施例は、以降、ランダム・チップ遅延アクセス優先権（ＲＣＤＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＲＣＤＡＰ手法では、アクセス要求を基地局に提示する前に、各優先順位クラスに、異なる平均ランダム・チップ遅延を割り当てるという利点がある。各チップは、一定の継続時間として知られており、このため、各チップは一定の時間遅延を表す。このため、チップの遅延の継続時間は、遅延においてチップ数に直接関連する。長い遅延は、短い遅延よりもチップ数が多い。チップ遅延の使用は、ＵＭＴＳにおける遠隔端末と基地局との間のＣＤＭＡ無線インタフェース（Ｗ−ＣＤＭＡ）の使用によることは認められよう。本発明のこの実施例によれば、優先度の高いクラスには、小さい平均ランダム・チップ遅延を与えて、それらのアクセス要求がより小さい時間遅延を有し、このため、優先度の低いクラスを有するユーザが提示するものに比べて捕捉される確率が高いようにする。
【００３２】
図５のアクセス優先順位の実施例では、ステップ５０１において、遠隔端末は、基地局が同報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータとは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・チャネル数であるＭ、各クラスｉ毎の再送信の試行の最大数であるＫi、および（ＲＮi，．．．，ＲＮi’）間に分布した各クラスｉ毎のランダム・チップ遅延である。ここで、ＲＮi＜ＲＮi+1、ＲＮi’＜ＲＮi+1’、例えばＲＮ0＜ＲＮ1、ＲＮ0’＜ＲＮ1’である。ｉ＝０，１，．．．，等であることは認められよう。このため、アクセス優先順位クラス０（最高の優先度）に関連するチップ遅延を選択する際には、これより低いアクセス優先順位クラス、例えばクラス１に関連する分布におけるチップ遅延よりも平均して小さいランダム・チップ遅延の分布から選択を行う。このため、クラス０として設定された遠隔端末は、クラス１に設定された遠隔端末よりも高い優先度を有する。
【００３３】
従って、ステップ５０２では、遠隔端末は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべきパケットの受信のために新たなクラス要求が必要であるか否かを判定する。必要であれば、ステップ５０４において、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ５０６において、必要な優先順位クラスに基づいて（例えば、送信対象のデータの性質または内容による）、または遠隔端末に属する優先順位クラスに基づいて（例えば、遠隔端末のユーザが、特定のレベル、例えば普通、高のようなサービスに加入している場合）、遠隔端末は、分布（ＲＮi、．．．，ＲＮi’）からランダム・チップ遅延を選択する。送信の優先度が高い場合、遠隔端末は最低のランダム・チップ遅延分布から選択を行い、このため、要求が成功する可能性が高くなる。送信の優先度が低い場合、遠隔端末は最高のランダム・チップ遅延分布から選択を行い、このため、より高い優先度のクラスでアクセスを要求する遠隔端末に比べ、要求が成功する可能性が低くなる。むろん、優先度に応じて、遠隔端末は、その間のいかなるランダム・チップ遅延分布からも選択を行うことができる。次いで、ステップ５０８において、選択した論理アクセス・チャネル上で、選択したチップ遅延に従って、アクセス要求を送信する。
【００３４】
次に、ステップ５１０では、端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否かを判定する。これは、基地局がアクセス要求承認メッセージを端末に送信することによって行えば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終了し（ブロック５１２）、遠隔端末は、ＵＭＴＳで用いるパケット転送方式に従って、そのパケットを送信することができる。
【００３５】
しかしながら、要求が成功しない場合、ステップ５１４において、端末は、no_txと呼ぶ変数を１だけ増分する（no_tx++）。変数no_txは、遠隔端末がアクセス要求を送信した回数を表すことは理解されよう（この値は、遠隔端末のプロセッサに関連するメモリに格納される）。ステップ５１６では、no_txをＫi（クラスｉの再送信の試行の最大数）と比較する。no_txがＫiよりも大きい場合、現アクセス要求は取り下げられる（ステップ５１８）。高い優先順位のクラスには大きいＫi（すなわちＫi≧Ｋi+1）を割り当てて、再送信の試行をより多く行い得ることは理解されよう。再送信の最大数に達していない場合、ステップ５２０において、バックオフ・プロセスを実行する。バックオフ手順を採用することが好ましいが、その理由は、いくつかの遠隔端末がほぼ同時にアクセス要求信号の送信を試みたが成功しなかったと仮定すると（成功しなかった原因は、例えば要求間の衝突である可能性がある）、各遠隔端末がほぼ同時に再送信を試みるのは好ましくないからであることは認められよう。このため、各端末は、その再送信を、ランダムに選択した時間量だけ遅延させて、再送信されるアクセス要求が衝突する可能性を低くする。代替的な実施例では、図６に関して以下に説明する本発明の手順に従って、バックオフを実行することができる。バックオフの後、ステップ５２２において、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ５０４に戻って、プロセスを繰り返す。
【００３６】
ここで図６を参照すると、本発明の第２の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法６００のフローチャートが示されている。この場合も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップリンクで送信すべきパケットを発生または受信した遠隔端末（例えば端末２または４）において実行されることは認められよう。図６に示す実施例は、以降、ランダム・バックオフに基づくアクセス優先順位（ＲＢＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＲＢＢＡＰ手法では、各優先順位クラスに、異なる平均バックオフ遅延を割り当てるという利点がある。高いアクセス優先順位に関連する要求は、平均バックオフ遅延が小さい。衝突がある場合、または、アクセス要求が基地局において首尾良く受信されない他の理由がある場合はいつでも、遠隔端末は、クラスｉに応じて、範囲（Ｄi，．．．，Ｄi’）、間に分布したランダム遅延を選択する。Ｄi≦Ｄi’，Ｄi≦Ｄi+1，Ｄi’≦Ｄi+1’であり、ここで、クラスｉはクラスｉ＋１よりも優先度が高い。
【００３７】
図６のアクセス優先順位の実施例において、ステップ６０１では、遠隔端末は、基地局が同報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータとは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・チャネル数であるＭ、各クラスｉ毎の再送信の試行の最大数であるＫi、および（Ｄi，．．．，Ｄi’）間に分布したランダム遅延である。Ｄi≦Ｄi’，Ｄi≦Ｄi+1，Ｄi’≦Ｄi+1’であり、クラスｉはクラスｉ＋１よりも優先度が高い。このため、高いアクセス優先順位に関連するバックオフ遅延を選択する際には、これより低いアクセス優先順位クラスに関連する分布におけるバックオフ遅延よりも平均して小さいランダム・バックオフ遅延の分配から選択を行う。例えば、クラス０として設定された遠隔端末は、クラス１に設定された遠隔端末よりも優先順位が高い。
【００３８】
従って、ステップ６０２では、遠隔端末は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべきパケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であるか否かを判定する。必要であれば、ステップ６０４において、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ６０６において、選択した論理アクセス・チャネル上でアクセス要求を送信する。次に、ステップ６０８において、端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局が端末にアクセス要求承認メッセージを送信することによって実行すれば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終了し（ステップ６１０）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用いるパケット転送方式に従って、そのパケットを送信することができる。
【００３９】
しかしながら、要求が成功しない場合、ステップ６１２において、端末は、変数no_txを１だけ増分する。ステップ６１４では、no_txをＫiと比較する。no_txがＫiよりも大きい場合、現アクセス要求は取り下げられる（ステップ６１６）。再送信の最大数に達していない場合、ステップ６１８において、バックオフ・プロセス(backoff process)を実行する。ステップ６１８では、必要な優先順位クラスまたは遠隔端末に属する優先順位クラスに基づいて、遠隔端末は、分布（Ｄi，．．．，Ｄi’）からランダム・バックオフ遅延を選択する。このため、送信の優先度が高い場合、遠隔端末は最低のランダム・バックオフ遅延分布から選択を行い、このため、要求の成功の可能性が高くなる。すなわち、これより低いクラスよりも再送信が比較的早く行われるように、バックオフ遅延は比較的短くなっている。送信の優先度が低い場合、遠隔端末は最高のランダム・バックオフ遅延分布から選択を行い、このため、より高い優先順位クラスでアクセスを要求する遠隔端末に比べ、要求の成功の可能性は低くなる。むろん、優先度に応じて、遠隔端末は、その間のいかなるランダム・バックオフ遅延分布からも選択を行うことができる。バックオフの後、ステップ６２０において、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ６０４に戻って、プロセスを繰り返す。
【００４０】
ここで図７を参照すると、本発明の第３の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法７００のフローチャートが示されている。この場合も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップリンクで送信するパケットを発生または受信した遠隔端末（例えば端末２または４）において実行することは認められよう。図７に示す実施例は、以降、可変論理チャネルに基づくアクセス優先順位（ＶＬＣＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＶＬＣＡＰ手法では、各加入者にアクセス優先順位クラスｉを与える。最高の優先順位（クラス０）を有するものは、基地局が構成されている全論理アクセス・チャネル（例えば１６×８）にアクセス可能であるが、最低の優先順位のものは、論理アクセス・チャネルの小さいサブセット、例えば８個のタイム・オフセットを有する１つのみのプリアンブル・サインにアクセスすることが許されるのみである。この手法の理論的根拠は、遠隔端末が選択する際の選択肢である論理アクセス・チャネル数が多くなれば、アクセス要求が首尾良く送信されるチャネルを見出す可能性が高くなるということである。
【００４１】
図７におけるアクセス優先権の実施例では、ステップ７０１において、遠隔端末は、基地局が同報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータとは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・チャネル数であるＭ、クラスｉがアクセス可能な論理アクセス・チャネルの最大数であるＮi（Ｎi＞Ｎi+1およびＮ0＝Ｍ）、および、各クラスｉ毎の再送信の試行の最大数であるＫiである。
【００４２】
従って、ステップ７０２では、遠隔端末は、（それが関連するプロセッサを介して）送信すべきパケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であるか否かを判定する。必要であれば、ステップ７０４において、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル（１，．．．，Ｎi）を選択する。すなわち、論理チャネルは、論理チャネル集合から選択されるが、この集合のサイズは、要求の優先順位クラスに依存する。要求が最高の優先順位クラスのものである場合、遠隔端末はＭ個の論理アクセス・チャネル全てから選択を行うことができるが、要求の優先順位が低下すると、選択肢であるサブセットのサイズが小さくなる。代替的な実施例では、遠隔端末は、図５におけるＲＣＤＡＰ手法に従って、この時点で、ランダム・チップ遅延を格納し次いで選択することができる。次いで、ステップ７０６において、選択した論理アクセス・チャネル上で、アクセス要求を送信する。次に、ステップ７０８において、端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局がアクセス要求承認メッセージを端末に送信することによって実行すれば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終了し（ブロック７１０）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用いられるパケット転送方式に従って、そのパケットを送信することができる。
しかしながら、要求が成功しない場合、ステップ７１２において、端末は、変数no_txを１だけ増分する。ステップ７１４において、no_txをＫiと比較する。no_txがＫiより大きい場合、現アクセス要求は取り下げられる（ステップ７１６）。再送信の最大数に達していない場合、ステップ７１８において、バックオフ・プロセスを実行する。代替的な実施例では、バックオフ・プロセスは、図６のステップ６１８で上述したものと同じである。バックオフの後、ステップ７２０において、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ７０４に戻ってプロセスを繰り返す。
【００４３】
図８を参照すると、本発明の第４の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法８００のフローチャートが示されている。方法８００は、図７のＶＬＣＡＰ方式の変形であることは理解されよう。この変形は、ＶＬＣＡＰ’と呼ばれ、特に、特別なＵＭＴＳアクセス・チャネル構造を考慮に入れている。すなわち、各プリアンブル・サイン毎に８個のタイム・オフセットがあるとしても、基地局に関連する処理の複雑さに制限があるために、基地局には８個の並列の処理装置が存在しない場合がある。例えば、各々が例えば（ｉth，（ｉ＋４）th）のタイム・オフセットを捕捉するようにプログラムされている受信機が４個しか存在しない場合がある。しかしながら、タイム・オフセットは、連続している必要はないことは認められよう。すなわち、受信機は、受信した最初の４個のタイム・オフセット、例えばタイム・オフセット１、３、５および６を捕捉すれば良い。このため、ＶＬＣＡＰ’手法によれば、優先度の低いクラスの要求には高い番号のタイム・オフセットを割り当て、これによって、受信機は最初に優先度の高いクラスからのアクセス要求を捕捉することができる。すなわち、優先度の高いクラスの場合、これには低い番号のタイム・オフセットが割り当てられており（例えば１ないし４）、そこから選択を行い、一方、優先度の低いクラスには高い番号のタイム・スロットが割り当てられており（例えば５ないし８）、そこから選択を行う。従って、優先度の高いアクセス要求は、優先度の低いアクセス要求に比べ、受信される可能性が高くなる。
【００４４】
図８におけるアクセス優先順位の実施例では、ステップ８０１において、遠隔端末は、基地局が同報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータとは、プリアンブル・サインの最大数であるＰ（例えばＰ≦１６）、タイム・オフセットの数であるＴ（例えばＴ＜８）（このため、Ｍは、基地局が含む処理ユニット数および時分割機能を表す、論理アクセス・チャネルの合計数（ＰｘＴ）である）、および、各クラスｉ毎の再送信の試行の最大数であるＫiである。
【００４５】
従って、ステップ８０２では、遠隔端末は、（それに関連するプロセッサを介して）送信すべきパケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であるか否かを判定する。必要である場合、ステップ８０４において、遠隔端末は、（１，．．．，Ｐ）からプリアンブルを選択する。次いでステップ８０６では、クラスｉについて、遠隔端末は、（Ｔi，．．．，Ｔi’）からタイム・オフセットを１つ選択する。Ｔi＜Ｔi+1，Ｔi’＜Ｔi+1’，Ｔ0＝０，Ｔmax’＝８である。例えば、クラス０（優先度最高のクラス）は、タイム・オフセット０ないしタイム・オフセット４の間の範囲のタイム・オフセット集合から選択を行うことができる。代替的な実施例では、遠隔端末は、図５におけるＲＣＤＡＰ手法に従って、この時点で、ランダム・チップ遅延を格納し、次いで選択することができる。次に、ステップ８０８において、選択したアクセス・チャネル上でアクセス要求を送信する。
【００４６】
次に、ステップ８１０において、端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局がアクセス要求承認メッセージを端末に送信することによって実行すれば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終了し（ブロック８１２）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用いられるパケット転送方式に従って、そのパケットを送信することができる。
【００４７】
しかしながら、要求が成功しなかった場合、ステップ８１４において、端末は、変数no_txを１だけ増分する。ステップ８１６において、no_txをＫiと比較する。no_txがＫiよりも大きい場合、現アクセス要求は取り下げられる（ステップ８０８）。再送信の最大数に達していない場合、ステップ８２０において、バックオフ・プロセスを実行する。代替的な実施例では、バックオフ・プロセスは、図６のステップ６１８において上述したものと同じである。バックオフの後、ステップ８２２において、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ８０４に戻って、プロセスを繰り返す。
【００４８】
ここで図９を参照すると、本発明の第５の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法９００のフローチャートが示されている。この場合も、この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップリンクされるパケットを発生または受信した遠隔端末（例えば端末２または４）において実行することは理解されよう。図９に示す実施例は、以降、確率に基づくアクセス優先順位（ＰＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＰＢＡＰ手法では、各加入者にアクセス優先順位クラスｉを与える。各アクセス優先順位クラスｉは、ある確率Ｐiを有するアクセス要求を送信することができるのみである。最高の優先度（クラス０）を有するものは、アクセス要求を有する場合はいつでも、それらのアクセス要求を常に送信する。例えば、Ｐ0＝１（高い優先度）であり、Ｐ1＝０．５（低い優先度）である。また、各々のアクセス優先順位クラスは、再試行の最大数が異なる。アクセス優先度の低いクラスは、再試行の最大数が小さい。
【００４９】
図９におけるアクセス優先順位の実施例では、ステップ９０１において、遠隔端末は、基地局が同報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータとは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・チャネル数であるＭ、各クラスｉ毎の確率Ｐi、および、クラスｉに関連する送信の試行の最大数であるＫiである。ここで、Ｐi＝１およびＰi＜Ｐi+1，Ｋ0＝ＫmaxおよびＫi+1＜Ｋiである。
【００５０】
従って、ステップ９０２では、遠隔端末は、（それに関連するプロセッサを介して）送信べきパケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であるか否かを判定する。必要であれば、ステップ９０４において、遠隔端末は、変数no_tx＝０に設定する。これは、再送信試行変数である。次いで、ステップ９０６では、遠隔端末は、ｘ＞（１−Ｐi）であるか否かを判定する。ｘは、０と１との間に均一に分散するランダム変数であることは認められよう。ｘが（１−Ｐi）以下であれば、遠隔端末は、ステップ９０８において、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ９０４に戻ってプロセスを繰り返す。ｘ＞（１−Ｐi）であれば、遠隔端末は、論理アクセス・チャネル（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ９１２において、選択した論理アクセス・チャネル上でアクセス要求を送信する。次に、ステップ９１４において、端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局がアクセス要求承認メッセージを端末に送信することによって行えば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終了し（ブロック９１６）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用いられるパケット転送方式に従って、そのパケットを送信することができる。
【００５１】
しかしながら、要求が成功しない場合、ステップ９１８において、端末は、変数no_txを１だけ増分する。ステップ９２０では、no_txをＫiと比較する。no_txがＫiよりも大きい場合、現アクセス要求は取り下げられる（ステップ９２２）。再送信の最大数に達していない場合、ステップ９２４において、バックオフ・プロセスを実行する。代替的な実施例では、バックオフ・プロセスは、図６のステップ６１８ステップにおいて上述したものと同じである。バックオフの後、遠隔端末は、ステップ９０８において、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ９０４に戻って、プロセスを繰り返す。
【００５２】
ここで図１０を参照すると、本発明の第６の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法１０００のフローチャートが示されている。この方法論は、ＵＭＴＳ基地局（例えば基地局６）にアップリンクされるパケットを発生または受信した遠隔端末（例えば端末２または４）において実行することは理解されよう。図１０に示す実施例は、以降、再送信に基づくアクセス優先順位（ＲＥＢＡＰ）と呼ぶ。一般に、ＲＥＢＡＰ手法では、全てのアクセス要求が、それに関連するアクセス・パケット優先順位（ＡＰＰ）を有すると仮定する。ＲＥＢＡＰ方式では、再送信されるアクセス要求に、新たなアクセス要求よりも高い優先度を与える。かかる機構は、全ての成功した試行に対して、より小さい平均アクセス遅延よりも、より小さい９５thまたは９９th百分位数アクセス遅延を必要とするいくつかの用途には魅力的である。全ての新たなアクセス要求には、最低のＡＰＰクラス（ｎmax−１）が与えられる。次いで、それらの優先度を、再送信数に基づいて動的に調節する。アクセス・パケットは、Ｍ個の論理アクセス・チャネル全てにアクセス可能であるが、アクセス・パケット優先順位クラスに応じて、異なるランダム・チップ遅延を選択する。最低のＡＰＰクラスは、最高の平均ランダム・チップ遅延分布から選択を行う。失敗し、再送信を必要とするアクセス要求は、それらのＡＰＰクラスを調節することが好ましい。ＡＰＰ機構に加えて、アクセス・サービス優先順位（ＡＳＰ）クラスも規定し得ることを注記しておく。最高のＡＳＰ、例えばクラス０を有する要求は、各々の再試行の度に、失敗したアクセス要求のＡＰＰを自動的に増大させる。ＡＳＰがこれより低い場合は、失敗した試行のＡＰＰの調節を積極的に行わない。例えば、ＡＳＰクラス１は、２度の失敗後に初めてアクセス要求のＡＰＰを増大し得る。
【００５３】
図１０のアクセス優先順位の実施例では、ステップ１００１において、遠隔端末は、基地局が同報通信する以下のアクセス優先順位システム・パラメータを受信し、（そのメモリ内に）格納する。パラメータとは、遠隔端末と基地局との間に存在する論理アクセス・チャネル数であるＭ、および各クラスｉ毎のＡＰＰである。ＡＰＰは、２つの数、すなわち各クラスｉ毎の再試行の最大数であるＫiと、各クラスｉ毎のランダム・チップ遅延を表すＲＮiとに関連する。また、ＡＰＰは、０，．．．，ｎmax−１の範囲であると仮定され、０が、より高い優先度を有する。ＡＳＰを用いる場合、パラメータＡＳＰおよびＳjも、基地局によって送信し、遠隔端末によって受信および格納する。Ｓjは、クラスｊからのアクセス要求のＡＰＰを更新する前にクラスｊに必要な再送信の数を表す。このため、ＫiはＡＰＰ優先順位クラスに関連し、ＳjはＡＳＰ優先順位クラスに関連する。例えば、ＡＳＰ＝０，１，２であり、Ｓ0＝１，Ｓ1＝３，Ｓ2＝５である。
【００５４】
従って、ステップ１００２では、遠隔端末は、（それに関連するプロセッサを介して）送信べきパケットの受信のために新たなアクセス要求が必要であるか否かを判定する。必要であれば、ステップ１００４において、遠隔端末は、ＡＰＰ＝ｎmax−１，ＡＳＰ＝ｊ，no_tx＝０，およびａｄｊ＝０（ａｄｊについては以下で説明する）に設定する。次いで、ステップ１００６では、遠隔端末は、分布（ＲＮi，．．．，ＲＮi’）からランダム・チップ遅延を選択する。ステップ１００８において、遠隔端末は論理アクセス・チャネル（１，．．．，Ｍ）を選択する。次いで、ステップ１０１０において、チップ遅延に従って、選択した論理アクセス・チャネル上でアクセス要求を送信する。次に、ステップ１０１２において、端末は、アクセス要求が基地局によって首尾良く受信されたか否かを判定する。これは、この場合も、基地局がアクセス要求承認メッセージを端末に送信することによって行えば良い（図１１のステップ１１０６）。アクセス要求が成功した場合、アクセス優先順位制御方法は終了し（ブロック１０１４）、遠隔端末は、ＵＭＴＳにおいて用いられるパケット転送方式に従って、そのパケットを送信することができる。
【００５５】
しかしながら、要求が成功しない場合、ステップ１０１６において、端末は、変数no_txおよびａｄｊを１だけ増分する。変数no_txは、遠隔端末がアクセス要求を送信した回数を表し、ａｄｊは、Ｓjに到達したか否かをチェックするために用いる変数を表す。ステップ１０１８では、no_txをＫiと比較する。no_txがＫi以上である場合、現アクセス要求は取り下げられる（ステップ１０２０）。しかしながら、no_txがＫi以下である場合、遠隔端末は、ａｄｊがＳj以上であるか否かを判定する（ステップ１０２２）。ａｄｊがＳj以上でない場合、ＡＰＰはステップ１００４において設定されたのと同じ値に留まる。次いで、ステップ１０２４において、バックオフ・プロセスを実行する。バックオフ・プロセスは、図６のステップ６１８ステップにおいて上述したものと同じとすれば良い。バックオフの後、ステップ１０２６において、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ１００６に戻って、プロセスを繰り返す。しかしながら、ａｄｊがＳj以上である場合、ＡＰＰを１だけ減少させ（ＡＰＰ＝ｎ−１）、これによって、再送信される要求の優先度を上げる（ステップ１０２８）。また、ステップ１０２８において、ａｄｊをゼロにリセットする。次いで、ステップ１０２４において、バックオフ・プロセスを実行する。バックオフの後、ステップ１０２６において、遠隔端末は、次の利用可能なアクセス・スロットを待ち、次いでステップ１００６に戻り、プロセスを繰り返す。
【００５６】
本発明のアクセス優先順位方法論の使用は、本明細書中に記載したように、様々な用途において有益かつ有利であり得ることが認められよう。以下は、かかる用途のいくつかの例を示すに過ぎない。既存の無線アクセス・システムでは、緊急のニーズを有するユーザに対し、他のタイプのユーザよりも高い優先度でアクセスを得ることを可能にするための対応は行われていない。本発明によるアクセス優先順位の１つの可能な実施例は、緊急のユーザのみがアクセス可能であるように、いくつかの論理アクセス・チャネルを予約することである。別の状況では、サービス・プロバイダは、本発明に従って、カスタマが支払うサービス料金に基づいて、異なるタイプのカスタマを差別化することができる。ＣＥＯは、アクセス遅延を小さくすることを望む場合があるので、彼のメッセージを、他よりも速くネットワークを通過可能とすることができる。好ましくは、このサービスをサービス優先順位と組み合わせて、ユーザがより優れた端末の遅延を認知することができるようにする。また、いくつかの実時間サービス、例えば対話式の映像に対するアクセス遅延を小さくするために、本発明のアクセス優先順位機構を用いて、この目的を達成することができる。更に、本発明は、ＵＭＴＳ ＭＡＣに含まれる新たなアクセス機構を提供する。アクセス優先順位をスケジューリング・アルゴリズムと共に用いて、サービス料金、緊急のニーズ、または遅延要求のいずれかに基づいた様々なサービスの質をカスタマに提供することができる。
【００５７】
添付図面を参照して、本発明の例示的な実施例をここに記載してきたが、本発明はこれらの明確な実施例に限定されるわけではなく、本発明の範囲および精神から逸脱することなく、当業者によって様々な他の変更および変形が実施可能であることは理解されよう。例えば、フローチャートに示した実施例のいくつかの変形を上述したが、本発明は、いずれかの実施例またはその変形を、１つ以上の他の実施例またはその変形と組み合わせることを考慮していることは認められよう。
【００５８】
【ＯＤＭＡＦＱ  ＭＡＣプロトコル動作】
ＯＤＭＡＦＱ ＭＡＣプロトコルの全体的な動作を、図１２Ａおよび１２Ｂのフローチャートに示す。図１２Ａは、遠隔ホスト（端末）から見たものである。アップリンク送信のパワー・レベルを確立した（１２１０）後、遠隔ホストは、アップリンク初期競合に関与し（１２１５）、この間に、送出すべきパケットを有する各遠隔は、ＡＰ（基地局）にアクセス要求を送出する。これらのアクセス要求のいくつかが同一の予約ミニスロット(reservation minislots)内に提示されているために衝突すると（１２２０）、衝突している遠隔ホストはアップリンク競合解消に関与する（１２２５）。その他の場合、ＡＰは先に進んで、アクセスを要求する遠隔ホスト間にアップリンク帯域幅を割り当て（１２３０）、その後、それ自身のダウンリンク送信のための帯域幅を割り当てる（１２３５）。各遠隔ホストは、後続のダウンリンク送信の間に送信許可を受信し（１２３７）、これを受信すると、そのキューから待機中のパケットを送信する。遠隔におけるキューがその時点で空でない場合（１２３８）、遠隔は戻って別の送信許可を待ち（１２３７）、その他の場合には新たなパケットの到着を待つ（１２３９）。
【００５９】
図１２Ｂに示すように、ＡＰは、受信した競合解消スロットにおける活動を監視する（１２６０）。成功したアクセス要求を受信すると（１２６５）、ＡＰは、予約承認（ＡＣＫnowledgement）を送出し（１２７０）、新たに成功した遠隔をスケジュール・リストに加える（１２７５）。新たな成功アクセス要求があろうとなかろうと（１２６５）、スケジュール・リストが空でない限り、ＡＰはアップリンク・データスロットも監視し（１２８０）、送信が成功したパケットを受信すると（１２８５）、データＡＣＫにより応答する（１２９０）。次いで、ＡＰは、そのダウンリンク・パケットをスケジュールし（１２４０）、競合が成功した遠隔ホストのアップリンク送信をスケジュールし（１２４５）、関連する送信許可を発行し（１２５０）、次いでダウンリンク・データ・パケットを送信し（１２５５）、その後、競合解消スロットにおける活動の監視に戻る（１２６０）。
【００６０】
任意選択のチャネル保持機構を用意し、これによって、アクセス・ポイントが帯域幅の予約を解除することなく、短期間の間、各キューが空の状態に留まることが可能であることが望ましい場合がある。これによって、優先度の高いユーザが、基地局の予約が解除される前に、割り当てられた時間量の間だけ、基地局が予約した帯域幅リストに留まることが可能となり、チャネル予約に必要なあらゆるセットアップ・シグナリング・メッセージ送出を回避することによって、実時間パケットの待ち時間の短縮化を促進する（すなわち、音声通信のように時間に敏感なデータ・パケットについて、遅延がほとんどまたは全くない）。この機構を利用して、キューが空である場合、無線モデムにおいてタイマをトリガする。このタイマが切れる前に新たなパケットが無線モデムに到着する限り、無線モデムは新たなアクセス要求を行う必要はない。ＡＰにおいて、この機構をオンすると、無線モデムからの最新のアップリンク・データ送信によってキューが空であることが示されたとしても、ＡＰは、１つおきのアップリンク・フレーム毎に、この特定の無線モデムに対して、１つのデータ・スロットの送信許可を割り当てる。また、ＡＰもタイマを始動する。タイマが切れ、ＡＰがその無線モデムから新たなパケットを受信していない場合、ＡＰは予約帯域幅リストからこの無線モデムを除去する。このチャネル保持機構は、帯域幅予約プロセスが完了するまでに一定の時間を必要とする場合には特に有用であり、実時間パケットが、連続的に到着しないが、各データ・パケット毎に競合によって別個の帯域幅予約要求を認めるほどには離れていない場合に、その待ち時間を短くすることができる。しかしながら、このチャネル保持機構を必要としないバースト的なソースについては、パケットが到着して空のバッファを見出した場合、モデムはなお、競合ミニスロットの１つによって、アクセス要求をＡＰに送出する。
【００６１】
図１３Ａは、アクセス制御方法の実施例を示す。各アップリンク・フレームに、Ｎ個の競合予約ミニスロットを構成する（１３１０）。Ｎ個のタイム・スロットは、複数のアクセス優先順位クラスに組織されており、各クラスは異なる優先度を有する。ＡＰは、ｍ個のアクセス優先順位クラスを可能とするように構成されている（１３１５）。各々のアクセス優先順位クラスｉの遠隔ホストは、１つの競合ミニスロットをランダムに選択し（１３２０）、アクセス要求を送信する。選択された競合ミニスロットは、１ないしＮiの範囲にあり、ここで、Ｎ(i+1)＜ＮiおよびＮ1＝Ｎである。基地局は、アクセス要求を受信し（１３２５）、受信した競合ミニスロットを順次調べる。現在調べられているミニスロットが未衝突の要求を含む場合（１３３０）、ＡＰは、未衝突のアクセス要求に対応する遠隔ホストにアクセスを与える（１８３５）。現在調べられているミニスロットが衝突した要求を含む場合（１３３０）、ＡＰはＡＣＫを送出せず、関連する遠隔ノードに、コンフリクト解消を実行させる（１３４０）。コンフリクト解消期間の後、ＡＰは、コンフリクトに勝利した遠隔ホストにアクセスを与える（１３４５）。その間、他に調べるべきミニスロットが残っている場合（１３５０）、ＡＰはミニスロットの衝突について調べ続けて（１３３０）、成功した要求元のホストにアクセスを与える（１３３５）か、またはコンフリクト解消の結果を待つ（１３４０）。
【００６２】
図１３Ｂは、アクセス制御方法の代替的な実施例を示すフローチャートである。Ｎ個のミニスロットを、各々が異なる優先度を有する複数のアクセス優先順位クラスに組織する。各アップリンク・フレームに、Ｎ個の競合予約ミニスロットを構成する（１３１０）。Ｎ個のミニスロットを、各々が異なる優先度を有する複数のアクセス優先順位クラスに組織する。ＡＰは、ｍ個のアクセス優先順位クラスを可能とするように構成する（１３１５）。アクセス優先順位クラスｉおよび０に等しいスタック・レベルを有する各遠隔ホストは、確率Ｐiのアクセス要求を送信する。ここで、Ｐ(i+1)＜ＰiおよびＰ1＝１である（１３６０）。基地局は、アクセス要求を受信し（１３２５）、受信した競合ミニスロットを順次調べる。現在調べられているミニスロットが未衝突の要求を含む場合（１３３０）、ＡＰは、未衝突のアクセス要求に対応する遠隔ホストにアクセスを与える（１３３５）。現在調べられているミニスロットが衝突した要求を含む場合（１３３０）、ＡＰはＡＣＫを送出せず、関連する遠隔ノードに、コンフリクト解消を実行させる（１３４０）。コンフリクト解消期間の後、ＡＰはコンフリクトに勝利した遠隔ホストにアクセスを与える（１３４５）。他に調べるべきミニスロットが残っている場合（１３５０）、ＡＰはミニスロットの衝突を調べ続け（１３３０）、成功した要求元のホストにアクセスを与える（１３３５）か、またはコンフリクト解消の結果を待つ（１３４０）。
【００６３】
無線モデムには、ＩＤＬＥ、SUCCESSおよびCOLLISIONステータス情報が返信される。ＡＰは、このスロット・ステータス情報を、ダウンリンク予約承認フィールドに配する。代替的な３つの好適なコンフリクト解消法を用いることができる。第１の方法は、IEEE802.14規格に提案されており、以下の２つの新たな方法と共に記載されている。シミュレーションの結果によって、以下に述べる第２の方法が、より優れたアクセス遅延を提供することが示されている。
【００６４】
IEEE規格802.14に提案された第１のコンフリクト解消方法では、送信を望む各無線ノードが、予約ミニスロットの１つをランダムに選択する。衝突が示された場合、この衝突によって影響を受けたモデムは、ランダム２進指数バックオフ方法に基づいて再送信を行う。このバックオフ方法は、以下に従って行われる。
【００６５】
１．モデムは、０ないし２j−１の間で均一に分布する乱数Ｉを発生する。ここで、ｊは、送信を試みているパケットについてモデムが経験した衝突の数である。ｊが１０よりも大きい場合、０ないし２10−１の間の均一な分布からＩを選択する。
２．モデムは、同じ種類（ミニスロットまたはデータ競合スロット）の次のＩ−１競合スロットの機会を飛ばして、以前に衝突したパケットを、直後の競合スロットの機会に再送信する。
【００６６】
図１４Ａに、この方法の動作を示す。ＡＰへのアクセスを待つ無線ノードは、アクセス要求を送信するための予約ミニスロットをランダムに選択する（１４０２）。このノードが衝突によって影響を受ける場合（１４０４）、ノードは乱数Ｉを発生し（１４０８）、同じ種類の次のＩ−１競合スロットの機会を飛ばす（１４１０）。ノードは、直後の競合スロットの機会に、衝突したパケットのアクセス要求を再送信する（１４１２）。ノードが衝突によって影響を受けない場合（１４０４）、ノードにおけるキューが空であれば（１４０５）、ノードはパケットを送信し（１４０６）、待機状態に戻る（１４０２）。ノードにおけるキューが空でない場合（１４０５）、ＡＰから送信許可を受信した後、ノードは、そのキューに付加された、次のパケットの送信のための予約要求と共に、現パケットを送信し（１４０７）、キューが空になるまで（１４０５）、送信許可の受信後に、付加された予約要求１４０７と共にパケット送信を続け（１４０７）、最後のパケットを送信したら（１４０６）、その後、ノードは待機状態に戻る（１４０２）。
【００６７】
第２および第３の方法では、ＡＰは、ダウンリンク同報通信メッセージを介して、全ての無線ノードに対し、予約ミニスロットにおける各競合の結果を同報通信する。第２の方法では、各無線ノードにおけるモデムは、スタック・レベルによって特徴付けられ、ゼロに等しいスタック・レベルを有する無線ノードのみが、アクセス要求パケットを送信することを許される。ゼロよりも大きいスタック・レベルを有するモデムは、未処理として見なされる。例えば、Ｍ個の予約ミニスロットがある場合、スタック・レベル０の各遠隔ノードは、Ｍ個のミニスロットのうち１つをランダムに選択することができる。タイムスロットの終了時、無線ノードｉは、当該タイム・スロットにおける送信の結果に基づいてスタック・レベルを変更する。この方法によって、新たにアクティブとなった無線ノードは、特定のコンフリクト解消期間の間、スタック・レベル０を有する既存の無線ノードに加わることが可能となる。要求状態にある各無線ノードは、アクセス要求パケットを送信せずに、負の承認（例えば衝突があったこと）を基地局（ＡＰ）から受信した場合、スタック・レベルを１だけ増分する。一方、無線ノードは、アクセス要求の送信の成功を示す正の承認を基地局から受信した場合、そのスタック・レベルを１だけ減少させる。アクセス要求送信に関与する各無線ノードは、ランダムに選択を行い、そのスタック・レベルがレベル０のままであるか、または基地局から負の承認を受信して１だけ増分したかについて判定を行う。
【００６８】
第２の方法のルールは次の通りである。
１．無線ノードが、最初にネットワークに対するアクセスを得ることを望むか、またはすでにアクセスを得ていて新たなデータを送出したい場合は、要求状態に置かれ、ゼロのスタック・レベルを割り当てられる。
２．Ｍ個の予約ミニスロットがある場合、要求状態にある各無線ノードは、Ｍ個の予約ミニスロットのうち１つを、アクセス要求パケットを送信するための割り当てミニスロットとしてランダムに選択する。
３．無線ノードが、ゼロに等しいスタック・レベルによって特徴付けられる場合、アクセス要求パケットを送信する。しかしながら、遠隔ノードが、ゼロよりも大きいスタック・レベルによって特徴付けられる場合、アクセス要求パケットを送信しない。
４．タイム・スロットの終了時に、各無線ノードは、アクセス要求の結果（COLLIDED、ＩＤＬＥまたはSUCCESSのいずれか）に基づいて、そのスタック・レベルを変更する。これは、アクセス・ポイントからのダウンリンク・メッセージの予約承認フィールドにおいて、割り当てミニスロットについて報告される。
Ａ．アクセス要求を送信しSUCCESS結果を受信した無線ノードは、要求状態から外される。
Ｂ．アクセス要求を送信しCOLLIDED結果を受信した無線ノードは、スタック・レベルを１だけ増分させるか、または、ランダム・ドローの結果に応じてスタック・レベルをゼロのままとする。
Ｃ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０である未処理ノード）は、割り当てミニスロットについて予約承認フィールドにおいて報告された結果がCOLLIDEDの場合は、スタック・レベルを１だけ増分する。
Ｄ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無線ノード（すなわちスタック・レベル＞０である未処理ノード）は、割り当てミニスロットについて予約承認フィールドで報告された結果がSUCCESSの場合は、スタック・レベルを１だけ減分する。
【００６９】
図１４Ｂに、この方法の動作を示す。ＡＰへのアクセスまたは新たなデータの送出を待つ無線ノードは、スタック・レベルを０にセットし、要求状態に入る（１４３２）。ノードのスタック・レベルが０である場合（１４３４）、ノードは、アクセス要求の送信のための予約ミニスロットをランダムに選択し、このアクセス要求を送信する（１４３６）。要求の結果がSUCCESSであり（１４３８）、ノードにおけるキューが空である場合（１４３９）、ノードは現パケットを送信し、要求状態から出て（１４４０）、待機状態に戻る（１４３２）。ノードにおけるキューが空でない場合（１４３９）、ＡＰから送信許可を受信した後、ノードは、そのキューに付加された、次のパケットの送信のための予約要求と共に、現パケットを送信し（１４４１）、キューが空になる（１４３９）まで、送信許可の受信後に、付加された予約要求と共にパケットの送信を続ける（１４４１）。この時点で、残りのパケットを送信し、要求状態から出て（１４４０）、待機状態（１４０２）に戻る。
【００７０】
予約要求（１４３６）の結果がSUCCESSでない場合（１４３８）、ノードはランダム・ドローに関与し（１４４４）、そのスタック・レベルを１だけ増分する（１４４８）か、またはそのスタック・レベルを０のままとする（１４４６）かを知る。スタック・レベルが０のままである（１４４６）場合、ノードは再び、アクセス要求の送信のための予約ミニスロットをランダムに選択し、アクセス要求を送信する（１４３６）。スタック・レベルを増分する場合（１４４８）、スタック・レベルは０でなくなる（１４３４）。いかなる遠隔ノードのスタック・レベルも０でない場合（１４３４）、以前の予約要求の結果がCOLLIDEDであれば（１４５０）、ノードはスタック・レベルを１だけ増分する（１４５２）。以前の予約要求の結果がCOLLIDEDでなければ（１４５０）、ノードはスタック・レベルを１だけ減分する（１４５４）。
【００７１】
第３のコンフリクト解消法は、第２の方法の変形である。第３のコンフリクト解消法では、この場合も、各無線ノードにおけるモデムをスタック・レベルによって特徴付け、ゼロに等しいスタック・レベルを有する無線ノードのみが、アクセス要求パケットを送信することを許される。ゼロよりも大きいスタック・レベルを有するモデムは、未処理と見なされる。第３の方法のルールは次の通りである。
【００７２】
１．無線ノードが、最初にネットワークに対するアクセスを得ることを望むか、またはすでにアクセスを得ていて新たなデータを送出したい場合は、要求状態に置かれ、ゼロのスタック・レベルを割り当てられる。
２．Ｍ個の予約ミニスロットがある場合、要求状態にある各無線ノードは、Ｍ個の予約ミニスロットのうち１つを、アクセス要求パケットを送信するための割り当てミニスロットとしてランダムに選択する。
３．無線ノードが、ゼロに等しいスタック・レベルによって特徴付けられる場合、アクセス要求パケットを送信する。しかしながら、遠隔ノードが、ゼロよりも大きいスタック・レベルによって特徴付けられる場合、アクセス要求パケットを送信しない。
４．タイム・スロットの終了時に、各無線ノードは、全てのアクセス要求の結果（COLLIDED、ＩＤＬＥまたはSUCCESSのいずれか）に基づいて、そのスタック・レベルを変更する。これは、アクセス・ポイントからのダウンリンク・メッセージの予約承認フィールドにおいて報告される。
Ａ．アクセス要求を送信しSUCCESS結果を受信した無線ノードは、要求状態から外される。
Ｂ．アクセス要求を送信しCOLLIDED結果を受信した無線ノードは、スタック・レベルを１だけ増分させるか、または、ランダム・ドローの結果に応じてスタック・レベルをゼロのままとする。
Ｃ．要求状態にあるがアクセス要求を送信しなかった無線ノード（すなわち、スタック・レベル＞０である未処理ノード）は、予約承認フィールドの少なくとも８０％（またはその他の何らかの所定の閾値）で報告された全アクセス要求結果がSUCCESSまたはＩＤＬＥの場合は、スタック・レベルを１だけ減分する。その他の場合、遠隔ノードは、スタック・レベルを１だけ増分する。
Ｄ．未処理のモデム＝ｓの場合、スタック・レベルをゼロに減分し、モデムは、その要求を再送出するため、Ｍ個のミニスロット（またはアクセス優先度を増分する場合はＩi個のミニスロット）のうち１つをランダムに選択する。
【００７３】
図１４Ｃに、この方法の動作を示す。これは、図１４Ｂの方法の動作と同様である。ＡＰへのアクセスまたは新たなデータの送出を待つ無線ノードは、スタック・レベルを０にセットし、要求状態に入る（１４３２）。ノードのスタック・レベルが０である場合（１４３４）、ノードは、アクセス要求の送信のための予約ミニスロットをランダムに選択し、このアクセス要求を送信する（１４３６）。要求の結果がSUCCESSであり（１４３８）、ノードにおけるキューが空である場合（１４３９）、ノードは現パケットを送信し、要求状態から出て（１４４０）、待機状態に戻る（１４３２）。ノードにおけるキューが空でない場合（１４３９）、ＡＰから送信許可を受信した後、ノードは、そのキューに付加された、次のパケットの送信のための予約要求と共に、現パケットを送信し（１４４１）、キューが空になる（１４３９）まで、送信許可の受信後に、付加された予約要求と共にパケットの送信を続ける（１４４１）。残りのパケットを送信した後に要求状態から出て（１４４０）、待機状態（１４０２）に戻る。
【００７４】
予約要求（１４３６）の結果がSUCCESSでない場合（１４３８）、ノードはランダム・ドロー(random draw)に関与し（１４４４）、そのスタック・レベルを１だけ増分する（１４４８）か、またはそのスタック・レベルを０のままとする（１４４６）かを知る。スタック・レベルが０のままである（１４４６）場合、ノードは再び、アクセス要求の送信のための予約ミニスロットをランダムに選択し、アクセス要求を送信する（１４３６）。スタック・レベルを増分する場合（１４４８）、スタック・レベルは０でなくなる（１４３４）。いかなる遠隔ノードのスタック・レベルも０でない場合（１４３４）、以前のサイクルの間の全予約要求の結果が、ある閾値の割合以上でCOLLIDEDであれば（１４６０）、ノードはスタック・レベルを１だけ増分する（１４６２）。以前の予約要求の結果がCOLLIDEDでなければ（１４６０）、ノードはスタック・レベルを１だけ減分する（１４６４）。
【図面の簡単な説明】
【図１】 ＵＭＴＳアクセス・ネットワークのブロック図である。
【図２】 ＵＭＴＳに関連するプロトコル・スタックの図である。
【図３】 ＵＭＴＳにおいて用いるための非コヒーレントＲＡＣＨ受信機のブロック図である。
【図４Ａ】 ＵＭＴＳ ＲＡＣＨにおいて用いられるアクセス・スロットを示す図である。
【図４Ｂ】 ＵＭＴＳ ＲＡＣＨにおいて用いられるランダム・アクセス・バーストの構造を示す図である。
【図５】 本発明の第１の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図である。
【図６】 本発明の第２の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図である。
【図７】 本発明の第３の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図である。
【図８】 本発明の第４の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図である。
【図９】 本発明の第５の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図である。
【図１０】 本発明の第６の実施例による、遠隔端末におけるアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図である。
【図１１】 本発明による、基地局におけるアクセス優先順位制御方法のフローチャートを示す図である。
【図１２Ａ】 遠隔ホスト側から見た、全体的なＯＤＭＡＦＱプロトコル動作を表すフローチャートを示す図である。
【図１２Ｂ】 基地局側から見た、全体的なＯＤＭＡＦＱプロトコル動作を表すフローチャートを示す図である。
【図１３Ａ】 ＯＤＭＡＦＱアクセス制御方法の実施例を表すフローチャートを示す図である。
【図１３Ｂ】 ＯＤＭＡＦＱアクセス制御方法の代替的な実施例を表すフローチャートを示す図である。
【図１４Ａ】 ３つのＯＤＭＡＦＱ競合解消方法の１つを表すフローチャートを示す図である。
【図１４Ｂ】 ３つのＯＤＭＡＦＱ競合解消方法の１つを表すフローチャートを示す図である。
【図１４Ｃ】 ３つのＯＤＭＡＦＱ競合解消方法の１つを表すフローチャートを示す図である。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４Ａ】
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【図４Ｂ】
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【図５】
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【図６】
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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【図１０】
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【図１１】
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【図１２Ａ】
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【図１２Ｂ】
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【図１３Ａ】
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【図１３Ｂ】
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【図１４Ａ】
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【図１４Ｂ】
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【図１４Ｃ】
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