(57)【要約】  HFCネットワークの上りリンクに特に適用する、媒体アクセス制御システムの競合回避の方法が開示される。前記媒体において、データは、それぞれ複数のスロットを有するフレームで送信される。各フレームの前記スロットのうち少なくとも２つ（一般的にはそれより多い）が競合スロットである。各フレームの少なくとも１つの競合スロットが、競合回避を用いてチャネル容量にアクセスすることを望む競合ツリーへの新しい到着に予約され、少なくとも１つの更なる競合スロットが、到着スロットに衝突が存在した場合に競合を回避するために予約される。到着スロットで衝突した到着が、競合スロットでツリーに入ることを競合する。
2005510132.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
それぞれ複数のスロットを有するフレームで媒体データが送信される媒体アクセス制御システムにおける競合回避の方法であって、
各フレームの少なくとも２つのスロットが競合スロットであり、
各フレームの少なくとも１つの競合スロットが、競合回避を用いてチャネル容量にアクセスすることを望む競合ツリーへの新しい到着に予約され、
少なくとも１つの更なる競合スロットが、到着スロットで衝突が存在した場合に競合を回避するために予約される方法。
【請求項２】
請求項１に記載の方法であって、
特定の到着スロットで衝突した何らかの到着のみが、前記競合スロットにアクセスすることを許可される方法。
【請求項３】
請求項１又は２に記載の方法であって、
到着スロットの数が、競合スロットの数と等しくない方法。
【請求項４】
請求項３に記載の方法であって、
競合スロットの数が、到着スロットの数より大きい方法。
【請求項５】
請求項３に記載の方法であって、
競合スロットの数が、２以上だけ到着スロットの数より大きい方法。
【請求項６】
請求項３に記載の方法であって、
フレームが合計18スロットを有し、競合回避のために１つの到着スロットと２つの競合スロットが存在する方法。
【請求項７】
請求項１ないし６のうちのいずれか１項に記載の方法であって、
それぞれの到着スロットと競合スロットが複数の小スロットを有する方法。
【請求項８】
請求項７に記載の方法であって、
それぞれの到着スロットと競合スロットが３つの小スロットを有する方法。
【請求項９】
請求項１ないし８のうちのいずれか１項に記載の方法であって、
前記到着スロットで衝突した要求が、スーパーユーザとして合わせてグループ化され、待ち行列に送られる方法。
【請求項１０】
請求項９に記載の方法であって、
前記待ち行列が単純なFIFO待ち行列である方法。
【請求項１１】
請求項９又は１０に記載の方法であって、
前記到着スロットで衝突した要求が、競合スロットに転送される方法。
【請求項１２】
請求項１１に記載の方法であって、
前記競合スロットで少なくとも１つの要求を有する小スロットが、順に処理される方法。
【請求項１３】
請求項１ないし１２のうちのいずれか１項に記載の方法であって、
パブリックアクセスのコンテンツ分配システムで上りのリンクを制御する方法。
【請求項１４】
請求項１３に記載の方法であって、
前記パブリックアクセスのコンテンツ分配システムが、HFCケーブル分配システムである方法。
【請求項１５】
請求項１ないし１４のうちのいずれか１項に記載の方法によって、競合回避を実行する媒体アクセスプロトコル。
【請求項１６】
請求項１５に記載の媒体アクセスプロトコルであって、
HFCケーブル分配システムの上りリンクへのアクセスを許可する媒体アクセスプロトコル。
【請求項１７】
ヘッドエンドと複数のネットワーク端末とを有するパブリックアクセスのコンテンツ分配システムであって、
前記ネットワーク端末と前記ヘッドエンドとの間の上りの通信が、請求項１５又は１６に記載のプロトコルによって制御されるパブリックアクセスのコンテンツ分配システム。
【請求項１８】
請求項１５又は１６に記載の媒体アクセスプロトコルを実行する通信システムのヘッドエンドによって実行可能なソフトウェアシステム。
【発明の詳細な説明】
【発明の詳細な説明】
【０００１】
本発明は、通信システムにおける競合ツリーの回避に関するものである。
【０００２】
それぞれが中央ステーション、いわゆる“ヘッドエンド”（HE）とデータを交換することを試みる有限の数のネットワーク端末（NT）を備えたアクセスシステムを検討する。一般的なシステムにおいて、全てのNTはHEと通信するために同じチャネルを使用する。上りの通信チャネルは、固定長のタイムスロットに分割される。スロットの長さは時間に対応し、その中で固定長のデータパケット（例えば64バイトのパケット）が送信され得る。フレームは、所定の数（例えば18）の連続したスロットの連続として規定される。それにはデータスロットと競合スロットと識別される少なくとも２種類のスロットがあることが通常である。データスロットは、HEにデータを送信するために特定のNTに割り当てられたものであり、競合スロットは、データスロットの割当を要求するために何らかのNTが自由に使うためのものである。フレームにおいてデータスロットと競合スロットの数は固定されていないが、フレームの開始時にHEにより定められ得る。
【０００３】
NTがHEにデータのブロックを送信することを望む場合、それはまず、データを送信する権利を有するデータスロットの割当を受信しなければならない。このことは、媒体アクセス制御（MAC）プロトコルを用いて行われる。この手順において、NTはまず、通信チャネル上のHEへの競合スロットにおいて、データを収容するのに十分な複数のデータスロットを要求する要求を送信する。要求が成功すると、HEは、それが割り当てられたデータスロットを識別するメッセージをNTに送信する。
【０００４】
競合スロットは特定のNTに割り当てられていないため、何らかの１つのそのようなスロットにおいて、ゼロ、１つ、又は１つより多いNTがHEに要求を送信し得る。特定の競合スロットで正確に１つの前記要求がHEで受信されると、それは処理され得る。しかし、１つより多い要求が競合スロットで受信されると、衝突が生じ、要求の全てが処理されることができず、全てのNTが再度要求をしなければならない。この状況が“競合”と称され、この問題に対処するのに適した手順が“競合回避”と呼ばれる。
【０００５】
多数の独立したユーザの間での単一の放送通信チャネルの割当は、簡単な時分割多重アクセス（TDMA）より更に進んだMACプロトコルを必要とする。その理由は、全てのユーザが継続的に送信しなければ、TDMAがチャネル利用に関して低い性能を提供するからである。チャネルにアクセスするユーザがほとんどいない場合に限り、TDMAは小さいアクセス遅延を提供する。従って、1970年にチャネルへのランダムなアクセスを提供する機構として、ALOHAプロトコルが導入された。ランダムなアクセスとは、２人以上のユーザが同時にチャネルを使用することを試み得ることを意味する。しかし、チャネルのエラーが回避されるべき場合に、同時アクセスは回避されなければならない。ALOHAプロトコルにおいて、衝突（すなわち、１つより多い端末による同時アクセス）が生じると、全端末が送信を中止し、それぞれランダムに選択された時間の後に再度試みなければならない。ALOHAプロトコルの性能は多くの用途において適切であるが、特定のレベルを超えてチャネルの占有が増加すると、それは非常に悪くなる。
【０００６】
ALOHAプロトコルの性能を改良するために、２つの方針の方法がとられた：キャリア検知多重アクセスアルゴリズムと競合回避アルゴリズムである。本発明はその後者に関するものであり、特に1970年後半に最初に提案された競合ツリーアルゴリズムに関するものである。
【０００７】
光ファイバと同軸のハイブリッド（HFC）ネットワークの場合、HEと一式のNTとの間の相互運用性を保証する競合ツリーアルゴリズムに基づくいくつかのMAC規格が利用可能である。３つの主なものは、1998年10月のIEEE802.14WGにてケーブルTVのアクセス方法及び物理レイヤ仕様の草案3の改訂3で定められたIEEE802.14と；MCNSホールディングのケーブル上データサービスのインタフェース仕様の無線周波数インタフェース仕様の参照番号SP-RFIv1.1-PI01-990226（1999年2月）で定められたDOCSIS1.1と；欧州電気通信規格に基づく1999年3月12日のDVBのデジタルビデオ放送（DVB）の、ケーブルTV分配システム（CATV）のためのDVB相互作用チャネルの草案（第2版）で規定されたDVB/DAVICである。
【０００８】
前記の既存のアルゴリズムは、一般的に遮断ツリー又は非遮断ツリーのいずれかを提供するものとして分類される。遮断ツリーの場合、ツリーが開始されると、中断することなしにその終わりまで処理される。その間に、新しいNTがシステムに入ることを試みると、スロットが全てツリー回避に割り当てられているため、利用可能でないことを見いだす。ツリーが完了するとすぐに、全ての待っているユーザが最初の利用可能なスロットに入る。
【０００９】
非遮断ツリーの場合、新しいNTは、ツリーが終了されるのを待つことなく、ツリーに入ることができる。従って、ツリーの各スロットが処理されると、新しいNTがツリーに入ることが生じ、そのスロットで競合し得る。スロットが既に既存のNTからの要求により占有されている場合、新しい競合及びそれ故に新しい競合サブツリーが生成される。
【００１０】
本発明の目的は、既存の競合回避より効率的な競合ツリーで競合回避の機構を提供することであり、排他的ではないが、特にHFCネットワークへの用途を有する。
【００１１】
第１の形態から、本発明は、それぞれ複数のスロットを有するフレームで媒体データが送信される媒体アクセス制御システムにおいて、競合回避の方法を提供し、各フレームの少なくとも２つのスロットが競合スロットであり、各フレームの少なくとも１つの競合スロットが、競合回避を用いてチャネル容量にアクセスすることを望む競合ツリーへの新しい到着のために予約され、少なくとも１つの更なる競合スロットが、到着スロットに衝突が存在する場合に競合を回避するために予約される。
【００１２】
定性的に、本発明は、前述の既存のシステムで経験された２つの特定の問題を改善するものとして検討され得る。それは、遮断ツリーの開始時の要求の集積の可能性を回避し、その一方で、非遮断ツリーで生じ得る既存の参加との干渉を回避する。
【００１３】
特定の到着スロットで衝突した何らかの到着のみが、一般的に競合スロットにアクセスすることを許可される。従って、新しく到着する要求とツリーに既にある要求の双方が競合スロットにアクセスすることができず、それによって既存のツリーの処理を中断することなく新しいユーザが競合処理に入る機構を可能にする。
【００１４】
到着スロットの数は、競合スロットの数と等しくない場合がある。例えば競合スロットの数が到着スロットの数より大きい場合、例えば2以上だけ大きい場合、システムの効率性が拡張され得る。システムのモデリングは、有利には到着スロットの２倍の数の競合スロットが存在し得ることを提案する。例えば、フレームが合計18スロットを有するシステムにおいて、１つの到着スロットと２つの競合スロットを提供することが有利である場合がある。
【００１５】
本発明の一般的な実施例において、それぞれの到着スロットと競合スロットは、複数の（例えば3つの）小スロットを有する。そのような実施例において、それぞれの到着スロットと競合スロットは、３つの小スロットを備えたツリーのアクセススロットである。それぞれの小スロットは、ネットワーク端末からの要求を運ぶことが可能である。しかし、データが送信される場合には、全体のスロットが普通に使用される。
【００１６】
要求が到着スロットで衝突したNTは、合わせてスーパーユーザにグループ化され、待ち行列、例えば単純なFIFO待ち行列に送られる。それによって、前記ユーザのグループのみが、将来の競合スロットで衝突回避を試みる。更に、特定のグループに属する要求は、ツリーのアルゴリズムでランダムに３つの小スロットのうちの１つを選択する。少なくとも１つの要求を有する競合スロットの小スロットが、次に処理される。
【００１７】
従って、特定のスーパーユーザのサービスの終了は、単一の自由アクセスのツリー処理の終了時に生じる。それ故に、スーパーユーザのサービス時間は、ツリーの終了時間である。フレーム毎にツリーのアクセスのために予約された正確な数のスロット（例えば１つのスロット）が存在するため、システムはフレームの開始時にユーザを得る場合があり、ユーザを得ない場合もある。（この文脈において、ユーザは、ツリーの到着スロットで衝突したグループを参照する。）
本発明の一般的な実施例は、パブリックアクセスのコンテンツ分配システムで上りのリンクへの制御を行う方法を提供する。特に、それはHFCケーブル分配システムへの用途を有する。
【００１８】
第２の形態から、本発明は、本発明の第１の形態による方法によって競合回避を実行する媒体アクセスプロトコルを提供する。特に、本発明のこの形態は、HFCケーブル分配システムで上りのリンクへのアクセスを許可する媒体アクセスプロトコルを提供し得る。
【００１９】
第３の形態から、本発明は、本発明の第２の形態による媒体アクセスプロトコルを実行する通信システムのヘッドエンドによって実行可能なソフトウェアシステムを提供する。
【００２０】
更なる形態から、本発明は、ヘッドエンドと複数のネットワーク端末とを有するパブリックアクセスのコンテンツ分配システムを提供し、ネットワーク端末とヘッドエンドとの間の上りの通信が、本発明の第２の形態によるプロトコルによって制御される。
【００２１】
更に別の形態から、本発明は、本発明の前述の形態による媒体アクセスプロトコルを実行する通信システムのヘッドエンドによって実行可能なソフトウェアシステムを提供する。
【００２２】
本発明は、Geom/G/1待ち行列モデルを更に提供し、アクセス遅延と待ち時間とスループットとが容易に判断され、他のモデルに比べてスループットを改善する方法を容易に判断し得る。
【００２３】
本発明の実施例が、一例として添付の図面を参照して詳細に説明される。
【００２４】
この実施例はケーブルテレビシステムで実施される。
【００２５】
ケーブルテレビのネットワーク（ハイブリッドのファイバ／同軸（HFC）ネットワークとしても知られる）は、もともとは中央のヘッドエンド（HE）から加入者の家と事務所に下り（DS）のアナログTV信号を放送するために設計された。現在では、HFCネットワークは、加入者とHEとの間で双方向のデジタル通信サービスの提供を可能とするように改良されている。加入者からHEへの上り（US）のパスの戻り増幅器の導入の他に、プロバイダのプライベートネットワークから公衆ネットワークを分離する能動的なネットワーク端末（NT）が、前記サービスに対応する必要な機能を提供するために必要である。今のところ、１つ以上のベンダーから生じ得る一式のNTとHEとの間の相互運用性を保証するために、いくつかの規格が開発されている。
【００２６】
HFCネットワークのアーキテクチャは、家庭ユーザとビジネスユーザにリアルタイム及び非リアルタイムのマルチメディアを配信するために提案された主なアクセスプラットフォームの１つを表す。電話とケーブルテレビのような異なる装置が、現在は異なるアクセスネットワークで対応されているが、それらは単一の媒体でサービスプロバイダ及びコンテンツプロバイダとユーザを接続することが可能な単一のインフラに集束する可能性がある。HFCネットワークは、主要リンクを小さいドメインのビルに接続する同軸ケーブルのセグメントで実現されている。双方向の増幅器は、周波数で間隔が空いた下りのチャネルと上りのチャネルで放送のツリートポロジーが提供されることを可能にする。
【００２７】
HEは下りの帯域を管理する一方で、上りのチャネルは能動的なユーザによる多重アクセスを受ける。上りの送信を調整するために、効率的なMACプロトコルが採用されなければならない。IEEE802.14、DOCSIS及びDAVIC/DVBの仕様に準拠するもののように、異なるプロトコルが国際機関によって提案されてきた。IEEE802.14とDVB/DAVICのプロトコルの双方は“ATMフレンドリー”であり、データの送信がATMセルで行われることを意味する。他方、DOCSISは、IPベースのサービスに対応することに主に向けられている。DAVIC1.3の仕様を検討すると、上りの帯域は、8MHz-26.5MHzの範囲の狭帯域によって特徴付けられる。ケーブルの上りの帯域は、周波数の占有が{0.2,  1,  2}MHzのセットから選択され得る周波数分割多重アクセス（FDMA）チャネルに分割され、0.256、1.554及び3.088Mb/sのチャネル容量に到達することを可能にし、それぞれ四相位相偏移変調方式（QPSK）の変調が使用される。各FDMAチャネルは、そのチャネルに割り当てられた端末間で時分割多重される。
【００２８】
一般的な構成において、端末は数百から数千の数に及び、80kmの距離までのHEからの異なる距離に位置する。全てのユーザの端末がHEから同じ距離を有するようにみえるように、レンジング（ranging）と呼ばれる同期化方法が実装されていると仮定される。結果として、上りと下りのデータの伝達遅延が一定になり、特定の送信端末又は受信端末に依存しない。
【００２９】
図１は、簡易化したHFCシステムを概略的に示したものである。それは、１つのDSチャネルと１つのUSチャネルに接続された単一のHEと複数のNTで構成される。それぞれのNTは単一の接続を供給する。業界標準がDSチャネル毎に複数のDSチャネルと複数のUSチャネルに対応することに留意すべきである。しかし、それぞれの方向について１つのみのチャネルを検討する実施例を説明するためには十分である。更に、NTは一般的に１つより多い接続に対応可能である。ネットワークの物理構成は、NTは相互に直接通信できないが、HEによりそれができるようになっている。HEとNTは、本発明を具体化する方法とプロトコルを実施するソフトウェアシステムを実行する。
【００３０】
２つのチャネルは、相互に干渉しないように異なる周波数帯域を占有する。USチャネルの情報は、HEによってNTに明白に戻されなければならない。US方向において特定の場合にデータが競合して送信され得ることを除いては、チャネルへのアクセスはTDMAによる。そのような場合、１つより多いNTが同時にデータを送信すると、衝突が生じ得る。ネットワークがデータの変造やデータ損失のようなエラーを取り入れないことが更に仮定される。
【００３１】
前述の通り、それぞれのNTはフレームでHEにデータを送信する。この実施例の各フレームは18個のデータスロットを有する。例えば、DAVIC規格（DAVIC1.3仕様：第８部−低レイヤのプロトコルと物理インタフェース、改訂6.2）は、競合に基づくタイムスロット割当と競合のないタイムスロット割当と予約に基づくタイムスロット割当との組み合わせに基づく。前記規格は、フレーム内の何個のスロットが競合のないスロットと競合に基づくスロットに予約されなければならないかを特定しない。前記のフレームの構成が図２に示される。
【００３２】
図２に示されるスロットは以下の通りである：
競合のない（CL）スロット：このスロットは予約の機構に従ってHEによりNTに割り当てられる。ネットワークに接続されたNTは、前記競合のないスロットでアクセス要求を送ることのみが可能であり、前記競合のないスロットはそれによる使用のために予約されている。例えば、DAVIC規格で説明されるとおり、スロット一覧又は周期割当に基づいてスロットが各NTに割り当てられ得る。
【００３３】
競合に基づく（CB）スロット：全く割当又は予約なしに、能動的なNTがランダムに前記スロットにアクセスし得る。アクセスがランダムであるため、衝突が生じる。
【００３４】
予約に基づく（RB）スロット：追加のタイムスロットに対する要求が能動的なNTから来ると、前記スロットが利用可能になる。この場合、要求メッセージはCBスロットで送信され、HEからの肯定的な通知により、端末はフレームより長くない割り当てられたスロットを使用し得る。（要求はまたCLスロットで送信され得るが、これは非効率な選択肢である場合がある。）
前記アーキテクチャの効率は、チャネルへのCBアクセスの場合に衝突したスロットの再送信を調整するために採用された回避アルゴリズム（CRA）に主に依存する。
【００３５】
この実施例において、スロットの長さは64バイトのパケットの送信に対応する。このパケットは、保護帯域や復調とエラー制御の転送に用いられるプリアンブル（preamble）のようなオーバヘッドを加えたATMセルで構成される。CBスロットのみを検討すると、DAVIC規格は２つの形式の競合スロット、すなわちALOHAスロットとツリーのスロットとを定める。ツリーのスロットは、３つの同じ大きさの小スロットに更に再分割される。スロット及び小スロットは、それぞれセルと小セルを送信するために使用される。スロット化された上りの送信時間は、固定長のフレームに構成される。フレーム長は、18スロットに等しい。フレームの各スロットの形式は、フレーム毎にHEにより動的に決められる。図３は、フレーム内の多様な形式のスロットの構成を示したものである。
【００３６】
従来の多重アクセスの競合回避ツリーアルゴリズムがここで説明される。多数のNTが、前述のような単一のスロット化された放送チャネルを共有する。チャネルのアクセスを競合するNTは、競合スロットの中で何が生じたかについての３種類のフィードバック、すなわちゼロの送信が生じたか（空のスロット）、１つの送信が生じたか（成功した送信）、又は１つより多い送信が試みられたか（衝突が存在した）を得ることができる。３種類のフィードバックは、NT自体又は中央コントローラのいずれかによって検出可能であり、迅速でない場合がある、すなわち競合スロットとフィードバックの受信との間に送信間の遅延が存在し得る。更に、ツリーはm≧2の節の段階を有しており、それ故にm個の連続的な競合スロットが競合フレームにグループ化される。すなわち、競合スロットにm個の小スロットが存在する。従来の競合ツリーアルゴリズムは、下記の通り３種類のフィードバックを利用する。新しいツリーのアルゴリズムの開始時にn個の競合するNTが存在すること、すなわち、n個のNTがデータパケットを放送することを望むことを仮定する。最初の競合フレーム（ツリーのルートのフレーム）の間に、n個のNTのそれぞれが1とmの間のランダムな数（例えばk）を均等な確率で選び、そのパケットをk番目の競合スロットで送信する。競合フレームの終了後に、３種類のフィードバックが利用可能になる。各送信側は、そのパケットがうまく放送されたかどうかを知る。そうでない場合、特定のスロットの間で衝突を経験した全ての送信側に新しい競合フレームが割り当てられる。全ての競合スロットにおいて衝突が存在した場合、m個の新しい競合フレームが利用可能になる。このことは、m個の節の段階を備えたツリーの形成を導く。空のスロット又は成功したスロットのいずれかが存在すると常に、ツリーの展開が止まる。ツリーのアルゴリズムの終了により、全てのn個の競合するNTが、そのデータをうまく放送したことになる。その後、再び競合が存在すると、新しいツリーが再び開始し得る。例示的な競合ツリーは、競合スロット毎にm=3の小スロットを備え、NTの数はn=13である。それぞれの小スロットの数は、対応する小スロットで送信したNTの数を示す。その数が１より大きい場合（衝突）、３つの小スロットで構成される新しいスロットが、関係するNTに割り当てられる。前記の数が0（空のスロット）又は1（成功）の場合、ツリーの展開が止まる。ツリーへのNTの割当とツリーの展開とが図４に示されている。
【００３７】
ポワソンにより生成されたデータパケットの場合、バイナリ（m=2）の競合ツリーアルゴリズムの最大スループットは0.347パケット/スロットと等しくなることが示されている。ルートのフレームの競合スロットの数が可変であることが許可されるが、全ての他のフレームが依然として２つのスロットを有する場合、最大のスループットが0.43パケット/スロットと等しくなることもまた証明されている。これまでに証明された最も効率的な競合ツリーアルゴリズムは、ポワソンにより生成されたデータパケットの場合に、0.487パケット/スロットの最大容量を導く。
【００３８】
チャネル利用の他に、アクセス遅延（すなわち、データパケットがうまく送信される前に要する時間）もまた、重要な性能パラメータである。アクセス遅延を最小化するために、パケットの送信とフィードバックの受信との間の往復遅延を考慮に入れなければならない。往復遅延が無視し得るほど小さい場合、ルートに戻る前にツリーのそれぞれの分岐が完全に終了される直列検索を実行することが有利である。しかし、大きい往復遅延を有する通信チャネルにおいては、次のレベルに進む前に特定のレベルで全ての競合フレームが実行される並行ツリー検索を実行することが有利である。DAVIC規格で実施される競合ツリーのプロトコルの働きが次に説明される。
【００３９】
遮断ツリーと自由アクセスのツリーと呼ばれる２種類のツリーが存在する。遮断ツリーの場合、全てのNTへのツリーの許可を送信することによって、ツリーが開始される。前記許可は１つのツリーのスロット、すなわち３つの連続するツリーの小スロットに関連付けられる。前記ツリーのスロットは、ツリーのルートを形成する。ユーザ端末がツリーを用いて要求を送信することを決めると、それはツリーのルートを待つ。次にそれが{1,2,…,e}の一式からランダムな値wを選択する。ここでeはエントリー拡散（entry  spreading）と呼ばれる。前記エントリー拡散（entry  spreading）は、HEの動的制御のもとにあり、ツリーのルートにのみ適用する。w≦m（この場合m=3）の場合、ユーザ端末はツリーのスロットでw番目のツリーの小スロットを選択する。そうでない場合、それは次のツリーのルートを待たなければならず、前述の手順を再び繰り返す。
【００４０】
ツリーの展開、すなわちツリーの他の部分の形成が、再帰的に進む。ツリーの小スロットの衝突毎に、その衝突に関係したNTのみが参加を許可されるサブツリーが開始される。この規定は遮断ツリーの特徴である。NTが時期尚早に“ツリーから落ちる”ことのないように、ツリーのルートと同じ方法であるがe=3で再送信が行われる。複数のツリーが同時に共存し得る。
【００４１】
非遮断又は自由アクセスのツリーは、ユーザ端末が何らかの節でツリーに入ることが許可される点で遮断ツリーと異なる。ツリーに入る際に、エントリー拡散（entry  spreading）が前述のように使用される。実施の目的で、ツリーの小スロットのフィードバックが衝突を示す場合、一意のグループ番号がこのフィードバックに伴い、NTはこの番号を記憶しなければならない。各NTは、番号で識別されるその番号についてのHEからのツリーの許可を受信するまで待つ。ALOHAプロトコルと異なり、競合ツリーのフィードバックは、フレーム単位で中継される必要がない。結果として、HEはツリーの小スロットの内容を検査するとすぐに、下りのフィードバックをユーザ端末に送信する。
【００４２】
本発明の実施例において、フレームの少なくとも２つ（例えば18）のスロットが競合アクセスに予約され、前記２つのスロットのうち１つのスロットが新しい到着に予約され、他方が到着スロットに衝突が存在する場合の競合回避に予約される。従って、到着スロットはまた、３つの小スロットを備えたツリーのアクセススロットであり、そのスロットにアクセスする手順は前述と同じである。
【００４３】
ここで検討される本発明を具体化するアクセス方法は、到着スロットで衝突した３つの小スロットのいずれか又は全てにおいて、待ち行列の１つのスーパーユーザが１より多いNTを参照する分散待ち行列である。（この明細書において、“スーパーユーザ”と“グループ”という用語は同意語として用いられる。）到着スロットの３つの小スロットのうちの何らかに衝突が存在する場合にのみ、分散待ち行列への到着が生じる。フレームの到着スロットに衝突が存在した場合、小スロット内の衝突がグループ化され、待ち行列の１つのユーザとして検討される。分散待ち行列は図５に示されている。
【００４４】
図５において、最初のスーパーユーザの構成が[2,0,4]で示され、それは第１の到着ツリーの小スロットで２つの衝突が存在し、第２の到着の小スロットで到着がない又は成功した送信があり、第３の到着の小スロットで４つの到着が存在したことを意味する。図４のCRスロットは、それぞれのツリーのスロットが３つの小スロットを有する３つのツリーのスロットを有する。前述の待ち行列へのユーザのサービス時間は、前述の衝突ツリーアルゴリズムの実行である。図４に示す通り、最初のスーパーユーザ（[2,0,4]）が解決されるまで、２番目のスーパーユーザ（[4,5,3]）は実行されない。
【００４５】
次にこの実施例の性能が検討される。この仮定は、プロトコルを単一の待ち行列機構に簡略化する。チャネルのスループットと任意のユーザの待ち時間とを決めるために、待ち行列の分析方法が用いられると、既知のプロトコルより効率的であることがわかる。
【００４６】
競合ツリー回避の性能を分析し、その性能を研究するために、分散待ち行列が説明される。前述の公式化の利点は、システムのスループットを容易に評価し、任意のユーザによって受ける遅延を容易に評価し得ることである。待ち行列の性能を最適化するために多数の提案が行われてきたため、システムの性能を改善する改善法を用意に考えることができる。
【００４７】
新しい到着のために排他的に予約されたCBスロットの数と、競合回避に予約された数とを変化する効果を検討することも可能である。この比較を新しい到着に予約されたSスロットと競合回避のためのNスロットに一般化し、システムの性能が最大化され得るSとNの最適値を決める試みをすることも可能である。
【００４８】
３つの小スロットのそれぞれにちょうど１つの到着があった場合、競合が存在せずに、ツリーのプロトコルがルートの節自体で終了する。本発明の実施例において、ツリーのルートの節は到着スロットである。通常は、ユーザがこのスロットにランダムにアクセスするため、頻繁な要求が受信される状態においては、３つの小スロットの１つ以上で競合が存在する可能性が高くなる。前述の通り、グループのフィードバックがあり、特定の小スロットで衝突したユーザのみが、競合回避に予約された新しいスロットにアクセスすることを許可される。到着スロットで衝突したユーザは、合わせてグループ化され、この例では単純なFIFO待ち行列である待ち行列に送られ、それ故に、このグループのみが次に送信を試みる。図５に示す通り、最初のスーパーユーザは2,0,4の組み合わせである。従って、２つのユーザが第１の小スロットに入り、第２の小スロットは使用されず、第３の小スロットは４つの入ってくるユーザを有する。第１の小スロットを解決するためにツリーが進み、その後、第３の小スロットに来る。第２の小スロットはユーザを有しないため跳ばされる。特定のグループに属する要求もまた、ツリーアルゴリズムで３つの小スロットのうちの１つをランダムに選択し、特定のグループのサービスの終了は、単一の自由アクセスのツリー処理の終了を意味する。従って、スーパーユーザのサービス時間は、ツリーの終了時間である。フレーム毎にツリーのアクセスのために予約されたちょうど１つのスロットが存在するため、フレームのその開始時にユーザを得ることもでき、又はユーザを得ない場合もある。（ここで、“ユーザ”という用語はツリーの到着スロットで衝突したグループを参照するために用いられる。）到着は、幾何学的に分散されてモデル化され、フレームがユーザを作る場合もあり、又は作らない場合もある。サービス時間は一般的な配分であると仮定され、簡単なGeom/G/1待ち行列を得る。
【００４９】
まず、いくつかの表記が導入されなければならない。Bは任意のスーパーユーザのサービス時間の分散を表すランダムな変数であると仮定し（フレームではなくスロットで測定される）、Eは期待演算子であり、ESは平均サービス時間を表し、ES2は前記変数を決定するために重要であるサービス時間の次の時間を表す。
【００５０】
π(n)を任意のスーパーユーザがnの大きさである確率、すなわちnの個々のユーザで構成される確率として定義し、n≧2である。B(n)をnの大きさのスーパーユーザのサービス時間の分散を表すランダムな変数であると仮定し、n≧2である。そうすると、到着の確率は、次のように分散されることが示され得る。
【００５１】
【数１】
2005510132.tif 000003
そして、スーパーユーザの平均待ち時間は、
【００５２】
【数２】
2005510132.tif 000004
であり、個々のユーザの到着は、率λとρ=λEBのポワソンである。
【００５３】
従って、個々のユーザの待ち時間は、どのようにツリーが作動するか（横型解決又は縦型解決のいずれか）に依存しない。しかし、システムの滞在時間はどのようにツリーが解決されるかに依存する。
【００５４】
異なるツリーの構成の滞在時間の分析のシミュレーション結果が、従来のゲート（gated）及び自由アクセスのシステムと比較して以下の表１に示される。滞在時間は、待ち時間と一般的なユーザによって費やされたサービス時間との合計である。待ち時間は、ゲート（gated）及び提案されたモデルにのみ存在する。新しいユーザが到着するとすぐにツリーに加わるため、それは自由アクセスの機構に存在しない。比較分析において、滞在時間は非常に重要である。
【００５５】
【表１】
2005510132.tif 000005
表１からわかる通り、本発明により提供されるシステムは、大きいトラヒックでうまく実行し、小さいトラヒックの間は相対的に少ないスロットを使う。
【００５６】
本発明を具体化するアクセス方法を用いるチャネル容量を計算することも可能である。これは次の式に従って示され得る：
【００５７】
【数３】
2005510132.tif 000006
容量分析の結果が、従来のゲート（gated）及び自由アクセスの機構と比較して以下の表２に示される。分析のため、前述の実施例に関して説明された３に関するツリーの代わりに、一般的なqに関するツリーが検討される。
【００５８】
【表２】
2005510132.tif 000007
本発明によって提供される待ち行列モデルが、既存のモデルより優れた性能を提供し得ることが容易にわかる。自由アクセスの機構がq=4の場合に他の機構を凌ぐことも推測される。本発明の機構は、s=2とq=2の場合に他の２つの機構を凌ぐ。従って、本発明の実施例において、18スロットのフレームから新しい到着に１つのスロットを割り当て、競合回避に２つのスロットを割り当てることが有利である。
【００５９】
前記の性能の利点の主な理由は、大きいトラヒック状態のもとでは、既存の機構に存在する大きいツリーに比較して、提案されたシステムに小さいツリーが存在するためである。
【図面の簡単な説明】
【００６０】
【図１】本発明を具体化する簡易化したハイブリッドのファイバ／同軸ネットワークを概略的に示したものである。
【図２】周波数分割多重アクセスのネットワークのスロットを示したものである。
【図３】図２のネットワークの上りのスロットの構成を示したものである。
【図４】競合ツリーアルゴリズムのツリー展開図である。
【図５】本発明の実施例における分散待ち行列を示したものである。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【国際調査報告】
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