(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
チャネル・ホッピング通信システムにおいてページング・ユニットとスタンバイユニットとの接続を確立する方法であって、この方法は、
全てのスタンバイ期間Tstandbyの中の起動期間Twakeの間、該スタンバイユニットを起動させるステップと、
各起動期間の間に、該スタンバイユニットにページング・メッセージの受信のために選択されたチャネルを監視させるステップであって、その選択チャネルは複数のチャネルから選択され、その後の各起動期間に対して、該選択チャネルは、ホッピング・シーケンスにより前記の複数のチャネルから指定されたチャネルの次のチャネルであるステップと、
該スタンバイユニットから応答が受信されるまで、該ページング・ユニットから該スタンバイユニットへページ列を繰り返し送信するステップとを含んでおり、
各ページ列は複数のページング・メッセージを含んでおり、各ページング・メッセージは複数のチャネルのサブセットのうちの異なる１つで送信されていることを特徴とする方法。
【請求項２】
各ページ列について、前記サブセットのチャネルは、該ホッピング・シーケンスにより指定された通り並べられることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。
【請求項３】
該ホッピング・シーケンスは疑似ランダム・シーケンスであることを特徴とする請求の範囲第２項に記載の方法。
【請求項４】
該疑似ランダム・シーケンスは、有限であって、該スタンバイユニットのアドレスにより決定されることを特徴とする請求の範囲第３項に記載の方法。
【請求項５】
該スタンバイユニットによって監視されるべきチャネルの選択は該スタンバイユニットの自由作動クロックの値の関数であり、
該ページ列は複数のページ列から選択され、その選択は該ページング・ユニットの自由作動クロックの値の関数であることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。
【請求項６】
各ページ列の持続時間は該起動期間Twakeに実質的に等しいことを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。
【請求項７】
各ページ列の持続時間は該起動期間Twakeより短いことを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。
【請求項８】
ページ列を該ページング・ユニットから該スタンバイユニットへ繰り返し送信するステップは、
第１スタンバイ期間中に用いられる第１ページ列を選択し、
第１スタンバイ期間中に該第１ページ列を該ページング・ユニットから該スタンバイユニットへ繰り返し送信し、
その後のスタンバイ期間中に用いられる第２ページ列を選択することを含んでおり、該第２ページ列は、該第１ページ列を送信するために用いられたのとは異なるチャネルのサブセットで送信されることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。
【請求項９】
各ページ列は、式：
列i={hopmodN(kp+iM), hopmodN(kp+iM+1), ..., hopmodN(Kp+iM+(M-1))}
に従って複数のチャネルから選択されたチャネルのサブセットで送信され、ここでkpはページング・ユニットのクロック値であり、このページング・ユニットのクロック値はTstandby期間毎に更新され、
Nはホッピング・シーケンスのチャネルの個数であり、
Tpageはページ・メッセージの持続時間であり、
M=INT(Twake/Tpage)-1であり、INT()は変数の整数部分だけを残す関数であり、ページ列の個数NTはNT=RNDUP(N/M)で与えられ、このRNDUP()は非整数値を最も近い整数値に丸める関数であり、
i=0, ..., (NT-1)であり、
hopmodN(x)=hop(x mod N)であることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。
【請求項１０】
各ページ列は、式：
列i={hopmodN(K's-α+iM), hopmodN(k's-α+iM+1), ..., hopmodN(k's-α+iM+(M-1))}
に従って複数のチャネルから選択されたチャネルのサブセットで送信され、
ここでk'sはスタンバイユニットのクロック値の推定値であり、スタンバイユニットのクロック値はTstandby期間毎に更新され、
αはゼロより大きな一定のオフセット値であり、
Nはホッピング・シーケンス中のチャネルの個数であり、
Tpageはページ・メッセージの持続時間であり、
M=INT(Twake/Tpage)-1であり、ここでINT()は変数の整数部分だけを残す関数であり、
ページ列の個数NTはNT=RNDUP(N/M)で与えられ、
ここでRNDUP()は非整数を最も近い整数に丸める関数であり、
i=0, ..., (NT-1)であり、
hopmodN(X)=hop(X mod N)であることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。
【請求項１１】
該スタンバイユニットのクロックの推定値は、前に決定されたスタンバイユニットのクロック値とページング・ユニットのクロック値との間のオフセットだけ調整された、ページング・ユニットの現在のクロック値から決定されることを特徴とする請求の範囲第１０項に記載の方法。
【請求項１２】
前に決定されたオフセットは、将来にアクセスを試みるときのために不揮発性メモリーに格納されることを特徴とする請求の範囲第１１項に記載の方法。
【請求項１３】
該チャネル・ホッピング通信システムは、周波数ホッピング通信システムであることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。
【請求項１４】
該チャネル・ホッピング通信システムは、コード・ホッピング通信システムであることを特徴とする請求の範囲第１項に記載の方法。
【請求項１５】
チャネル・ホッピング通信システムにおいてページング・ユニットとスタンバイユニットとの接続を確立するための装置であって、この装置は、
全てのスタンバイ期間Tstandbyの中の起動期間Twakeの間、該スタンバイユニットを起動するための手段と、
各起動期間の間に、該スタンバイユニットにページング・メッセージの受信のために選択されたチャネルを監視させるための手段であって、その選択チャネルは複数のチャネルから選択され、その後の各起動期間の間は、該選択チャネルは、ホッピング・シーケンスにより前記の複数のチャネルから指定されたチャネルの次のチャネルである手段と、
該スタンバイユニットから応答が受信されるまで、該ページング・ユニットから該スタンバイユニットへページ列を繰り返し送信する手段とを含んでおり、
各ページ列は複数のページング・メッセージを含んでおり、各ページング・メッセージは複数のチャネルのサブセットのうちの異なる１つで送信されることを特徴とする装置。
【請求項１６】
各ページ列について、前記サブセットのチャネルは、ホップ・シーケンスにより指定された通り並べられることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の装置。
【請求項１７】
該ホッピング・シーケンスは疑似ランダム・シーケンスであることを特徴とする請求の範囲第１６項に記載の装置。
【請求項１８】
該疑似ランダム・シーケンスは、有限であって、該スタンバイユニットのアドレスにより決定されることを特徴とする請求の範囲第１７項に記載の装置。
【請求項１９】
該スタンバイユニットによって監視されるべきチャネルの選択は該スタンバイユニットの自由作動クロックの値の関数であり、
該ページ列は複数のページ列から選択され、その選択は該ページング・ユニットの自由作動クロックの値の関数であることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の装置。
【請求項２０】
各ページ列の持続時間は該起動期間Twakeに実質的に等しいことを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の装置。
【請求項２１】
各ページ列の持続時間は該起動期間Twakeより短いことを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の装置。
【請求項２２】
ページ列を該ページング・ユニットから該スタンバイユニットへ繰り返し送信する手段は、
第１スタンバイ期間中に用いられる第１ページ列を選択するための手段と、
第１スタンバイ期間中に該第１ページ列を該ページング・ユニットから該スタンバイユニットへ繰り返し送信するための手段と、
その後のスタンバイ期間中に用いられる第２ページ列を選択するための手段とを含んでおり、該第２ページ列は、該第１ページ列を送信するために用いられたのとは異なるチャネルのサブセットで送信されることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の装置。
【請求項２３】
各ページ列は、下記の式：
列i={hopmodN(Kp+iM), hopmodN(kp+iM+1), ..., hopmodN(kp+iM+(M-1))}
に従って複数のチャネルから選択されたチャネルのサブセットで送信されるようになっており、
ここでkpはページング・ユニットのクロック値であり、このページング・ユニットのクロック値はTstandby期間毎に更新され、
Nはホッピング・シーケンスのチャネルの個数であり、
Tpageはページ・メッセージの持続時間であり、
M=INT(Twake/Tpage)-1であり、INT()は変数の整数部分だけを残す関数であり、ページ列の個数NTはNT=RNDUP(N/M)で与えられ、このRNDUP()は非整数値を最も近い整数値に丸める関数であり、
i=0, ..., (NT-1)であり、
hopmodN(x)=hop(x mod N)であることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の装置。
【請求項２４】
各ページ列は下記の式：
列i={hopmodN(k's-α+iM), hopmodN(k's-α+iM+1), ..., hopmodN(k's-α+iM+(M-1))}
に従って複数のチャネルから選択されたチャネルのサブセットで送信されるようになっており、
ここでk'sはスタンバイユニットのクロック値の推定値であり、スタンバイユニットのクロック値はTstandby期間毎に更新され、
αはゼロより大きな一定のオフセット値であり、
Nはホッピング・シーケンス中のチャネルの個数であり、
Tpageはページ・メッセージの持続時間であり、
M=INT(Twake/Tpage)-1であり、ここでINT()は変数の整数部分だけを残す関数であり、
ページ列の個数NTはNT=RNDUP(N/M)で与えられ、
ここでRNDUP()は非整数を最も近い整数に丸める関数であり、
i=0, ..., (NT-1)であり、
hopmodN(X)=hop(X mod N)であることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の装置。
【請求項２５】
該スタンバイユニットのクロックの推定値は、前に決定されたスタンバイユニットのクロック値とページング・ユニットのクロック値との間のオフセットだけ調整された、ページング・ユニットのクロックの現在のクロック値から決定されることを特徴とする請求の範囲第２４項に記載の装置。
【請求項２６】
将来にアクセスを試みるときに用いるために、前に決定されたオフセットを格納しておくための不揮発性メモリーを更に含んでいることを特徴とする請求の範囲第２５項に記載の装置。
【請求項２７】
該チャネル・ホッピング通信システムは周波数ホッピング通信システムであることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の装置。
【請求項２８】
該チャネル・ホッピング通信システムはコード・ホッピング通信システムであることを特徴とする請求の範囲第１５項に記載の装置。
【発明の詳細な説明】
背景
本発明は、低周波数ホッピングを使用する通信システムに関し、特に通信リンクを確立するために２つの周波数ホッピング・ユニット間を同期化する処理手順に関する。
周波数ホップ（Frequency Hop、ＦＨ）拡散は、長い間、軍事的アプリケーションにおいて魅力ある通信形式であった。無線スペクトルのいろいろな部分で信号を疑似ランダムに逐次送信することにより、盗聴に対する高度の安全性と、狭帯域干渉に対する耐性との両方が得られる。高速で安価で低電力のシンセサイザーが出現したので、ＦＨ送受信機は商業上魅力あるものとなり、民間のアプリケーションにもますます利用されるようになってきている。或る無線システムでは、ＦＨは、未知の干渉及びレイリーフェージングに対して耐性を有するので、格別に魅力的である。その例は、例えば、９００、２４００、及び５７００ＨＭｚの工業、科学、医療用（Industrial, Scientific and Medical、ＩＳＭ）帯域のような無認可の帯域を使用する無線システムである。これらの帯域での無線通信には（送信出力についての或る制限を除いて）規制が無いので、この帯域を使用する通信システムは、どのような（即ち、全く原因不明の）干渉にも耐えることができなければならない。ＦＨは、干渉と戦うための魅力ある手段であると思われる。
ＦＨシステムを２種類に、即ち低速ＦＨ及び高速ＦＨに分けることができる。低速ＦＨ通信では、ホップで記号のバーストが送信される。従って、記号レートはホップ・レートより高い。高速ＦＨでは、１つの記号が幾つかのホップに分散されるので、ホップ・レートは記号レートより高い。高速ＦＨは、送受信機の電子回路の速度に、特に高い記号レートのときに、高い要件を課す。従って、高速ＦＨは、電力消費量が多いので、携帯用には魅力がない。低速ＦＨは無線通信システムが必要とする全てのシステム特徴を、即ち干渉耐性及びフェージング耐性を提供する。
ＦＨ接続を稼動させるためには、２台のホッピング送受信機が同期している必要がある：一方のユニットの送信（ＴＸ）ホップは他方のユニットの受信（ＲＸ）ホップでなければならず、またその逆も同様でなければならない。いったん２つのユニットがロックされると、それらは、接続を維持するために同じホップ・シーケンスを適切な速度で使用する。しかし、２つのユニットを最初に同期化することが問題である。何らの接続も無いときには、携帯ユニットは普通はスタンバイモードとなっている。このモードでは、それは大部分の時間スリープとなっており、接続したがっているユニットからのページング・メッセージを聴取するために定期的に再開する。ＦＨ方式の問題は、スタンバイしているユニットが、何時、どんなホップ・チャネルでページング・メッセージを聴取するかページング・ユニットには分からないことである。その結果として、時間及び周波数の両方が不確定となる。
従来の方法は、ページング・ユニットとスタンバイモードになっているユニットとの接続を確立するという問題を解決しようと試みてきている。ギリス（Gillis）に発行された米国特許第５，３５３，３４１号では、アクセスのために確保される単一のホップ・チャネルが使われる。ページング・ユニットは、常に、確保されているこの単一のチャネルでページング・メッセージを送信し、スタンバイユニットは、定期的に再開して、確保されているこの１つのチャネルを監視するだけである。このアクセス・チャネルのホッピングは無いので、周波数の不確定性は無い。しかし、この方式には、ＦＨ方式が提供することのできる利益を欠いているという欠点がある：即ち、確保されているチャネルが妨害機によって妨害されると、アクセスが全くできなくなる。
フルガム他（Fulghum et al.）に発行された米国特許第５，４３０，７７５号は、送信側及び受信側が合意したとおりに確保されているチャネルが使用されるようになっているシステムを開示している。この場合、確保されるチャネルが２つある：即ち、１つはアクセス・チャネルを“確保する”ものであり、他方はアクセス・チャネル自体である。アクセスのこのプロセスは、予約チャネル及びアクセス・チャネルの両方がホップしなくて一定のままであるので、ＦＨが提供することのできる利益を欠いている。
フォスター・ジュニア（Foster, Jr）に発行された米国特許第５，５２８，６２３号は、送信側及び受信側の両方がアクセス処理手順時にホップし、従ってＦＨ方式の利益を十分に提供するシステムを開示している。しかし、このシステムでは、受信側は再開期間中に迅速にホップする必要があるのに対して、ページング・ユニットはゆっくりとホップする。その結果として、このシステムでは、受信側（即ち、スタンバイしているユニット）は、ただ単に自分がページングされているかどうか調べるために、全ての再開期間に比較的大量の電力を消費する必要があるという望ましくない効果がある。フォスター・ジュニアが記載したシステムのもう一つの明らかな短所は、受信側から送信側へ応答メッセージがどの様に構成されるか説明していないことである。即ち、送信側が応答があるかどうか聴取する３．３ｍｓの応答期間が定義されている；しかし、ページ・メッセージを受け取ったとき、受信側はこの３．３ｍｓの聴取する期間が何時始まるか分からない。
要約
従って、本発明の目的は、スタンバイユニットのスリープ／再開期間のデューティー・サイクルが低く、従って低電力のスタンバイモードを与えるけれども、同時に接続を確立する際のアクセス遅延を制限することのできる、ＦＨ方式を使用するユニットのためのアクセス方法を提供することである。
本発明の１つの態様によれば、チャネル・ホッピング通信システムにおいてページング・ユニットとスタンバイユニットとの接続を確立する方法で前記及び他の目的が達成され、この方法は、各スタンバイ期間Tstandbyのうちの起動期間Twakeの間スタンバイユニットを起動するステップを含んでいる。各起動期間中に、スタンバイユニットはページング・メッセージを受信するために選択されたチャネルを監視し、その選択チャネルは複数のチャネルから選択されたものであり、後の各起動期間の間は、該選択チャネルは、ホッピング・シーケンスにより前記複数のチャネルから指定されたチャネルの次のチャネルである。スタンバイユニットからの応答が受信されるまで、ページ列がページング・ユニットからスタンバイユニットへ繰り返し送信される。各ページ列は複数のページング・メッセージを含んでおり、各ページング・メッセージは前記複数のチャネルのサブセットのうちの異なる１つで送信される。
本発明の他の態様によれば、各ページ列のためのチャネルのサブセットは、ホッピング・シーケンスにより指定される通りに順序づけられる。ホッピング・シーケンスは、例えば、疑似ランダム・シーケンスでよい。
上記の方法では、スタンバイユニットにより監視されるべきチャネルの選択は、そのスタンバイユニットの自由作動クロックの値の関数であって良い；そしてページ列は複数のページ列から選択されて良く、その選択はページング・ユニットの自由作動クロックの値の関数であって良い。
本発明の他の態様によれば、異なるスタンバイ期間に異なるページ列を選択して使うことができ、異なるページ列はチャネルの異なるサブセットで送信される。特定のスタンバイ期間に使われるページ列を、ページンング・ユニット及びスタンバイユニットの自由作動クロック間の時間不確定性を解決する様に選択することができる。
例えば、本発明の１実施形態では、各ページ列は次の式に従って複数のチャネルから選択されたチャネルのサブセットで送信される：
列i={hopmodN(kp+iM), hopmodN(kp+iM+1)), ..., hopmodN(Kp+iM+(M-1))}
ここでkpはページング・ユニットのクロック値であり、このページング・ユニットのクロック値はTstandby期間毎に更新され、
Nはホッピング・シーケンスのチャネルの個数であり、
Tpageはページ・メッセージの持続時間であり、
M=INT(Twake/Tpage)-1であり、ここでMは１ページ列あたりのページ・メッセージの個数であり、INT()は変数の整数部分だけを残す関数であり、
いろいろなページ列の個数NTはNT=RNDUP(N/M)で与えられ、このRNDUP()は非整数値を最も近い整数値に丸める関数であり、
i=0, ..., (NT-1)であり、
hopmodN(x)=hop(x mod N)である。
本発明の別の実施形態では、各ページ列は下記の式に従って複数のチャネルから選択されたチャネルのサブセットで送信される：
列i={hopmodN(K's-α+iM), hopmodN(k's-α+iM+1), ..., hopmodN(k's-α+iM+(M-1))}
ここでk'sはスタンバイユニットのクロック値の推定値であり、スタンバイユニットのクロック値はTstandby期間毎に更新され、
αはゼロより大きな一定のオフセット値であり、
Nはホッピング・シーケンス中のチャネルの個数であり、
Tpageはページ・メッセージの持続時間であり、
M=INT(Twake/Tpage)-1であり、
ページ列の個数NTはNT=RNDUP(N/M)で与えられ、
ここでINT()は変数の整数部分だけを残す関数であり、RNDUP()は非整数を最も近い整数に丸める関数であり、
i=0, ..., (NT-1)であり、
hopmodN(X)=hop(X mod N)である。スタンバイユニットの内部クロックの推定値は、例えば、前に決定されたスタンバイユニットのクロック値とページング・ユニットのクロック値との間のクロック・オフセットだけ調整された、ページング・ユニットの現在の内部クロック値から導き出される。
【図面の簡単な説明】
本発明の目的と利点とは、以下の詳細な説明を図面と関連させて読めば理解されるであろう。
図面において、図１は、本発明の周波数ホッピング送受信機のブロック図である。
図２ａ及び２ｂは、時分割二重及び周波数分割二重をそれぞれ利用する二重ＦＨリンクの従来技術例を示す。
図３はホップ選択を実行するための従来の手段のブロック図である。
図４は本発明の１つの態様による送受信機のスタンバイ活動のタイミング図である。
図５は、本発明の１つの態様による、ページ列の繰り返し送信を示すタイミング図である。
図６は、本発明の１つの態様による、いろいろなスタンバイ期間におけるいろいろなページ列の送信を示すタイミング図である。
図７は、いろいろなスタンバイ期間における送信のページ列の非最適な選択のために生じることのある非能率を示すタイミング図である。
図８は、本発明の１つの態様による、スタンバイユニットのクロックの推定値に基づくいろいろなページ列の送信を示すタイミング図である。
図９は、本発明による、時分割二重方式での応答処理手順の実施形態である。
図１０は、本発明による、周波数分割二重方式での応答処理手順の実施形態である。
図１１は、本発明による応答処理手順の代替的実施形態である。
図１２は、本発明による応答処理手順の別の代替的実施形態である。
詳細な説明
次に、本発明の種々の特徴を図に関して説明する。図において、同様の部分は同じ参照符号で特定されている。
本発明は、スタンバイモードとなっているユニットで必要な活動が最小限で、従って低電力のスタンバイモードが得られるアクセス処理手順を提案する。アクセスを得ようと試みるユニットは、時間不確定性問題を解決しなければならない。それは、受信したことを受信側が知らせてくるまで、いろいろなチャネル・ホップ（例えば、周波数ホップ）でページング・メッセージを繰り返し送信することにより、達成される。スタンバイユニットの再開時間及び再開ホップを推定することにより、ページング・ユニットが行う探索を相当減少させることができる。これは、通信ユニットの自由作動クロックの使用によって達成される。スタンバイしているユニットは疑似ランダム再開シーケンスにより確定されるホップ・チャネルで定期的に再開する。該ユニットの自由作動クロックは、該ユニットが何時、再開シーケンスのどんなホップ・チャネルで再開してページング・メッセージがあるかないか監視するか決定する。ページング・ユニットは、受信側のクロックを推定することができるならば、それが何時、どんなホップで再開するか推定することができ、従ってアクセス遅延を減少させることができる。
クロック推定値の精度は、２つのユニットにおけるクロックの相対ドリフトと、２つのユニットが接続時にそれらの内部クロック値を交換しあってから経過した時間とに依存する。ドリフトが大きいほど、また経過時間が長いほど、時間及び周波数の不確定性は大きくなり、且つ探索プロセスに要する時間が長くなる。提案されているシステムでは、クロックは自由作動し、決して調整されない。推定プロセスではクロック・オフセットだけが使われる。この様にして、ユニットは、自分が過去に接続したことのある他の幾つかのユニットに関するクロック・オフセットのリストを持つことになる。
本発明を理解しやすいように、低速ＦＨ通信システムを考察する。本発明の周波数ホッピング（ＦＨ）送受信機１００の例が図１に示されている。送受信機１００は、アンテナ１０１と、ラジオ１０２と、ベースバンド・プロセッサ１０３と、コントローラ１０４とを含んでいる。ベースバンド・プロセッサ１０３は、情報ビットのフレームをラジオ１０２に供給する。ラジオ１０２は、信号を変調し、その変調されている信号を適切なホップ周波数にアップコンバートし、該信号をアンテナ１０１を介して送信する。ラジオ１０２は、ＴＸフレームを疑似ランダムＦＨシーケンスに従っていろいろなホップ周波数で送信する。全二重リンクの場合、ＲＸフレームは、時分割二重（ＴＤＤ）リンクの場合にはＴＸフレームとＴＸフレームとの間で受信され、周波数分割二重（ＦＤＤ）リンクの場合にはＲＸフレームはＴＸフレームの送信と同時に受信される。ＦＤＤの場合には、ＴＸホップとＲＸホップとは同一ではあり得ない。ＴＤＤ及びＦＤＤをそれぞれ利用する二重ＦＨリンクの例が図２ａ及び２ｂに示されている。コントローラ１０４は、送受信機１００のコンポーネントを、次に十分に説明する原理に従って制御する。
異なるリンクを接続する送受信機間の干渉を最小限にするために、各リンクは独自のホップ・シーケンスを使用する。異なるリンクのフレームの衝突を最小限にするために、異なるホップ・シーケンス間の相互相関は小さくなければならない。衝突を抑制するエラー訂正プロトコルが、より高い層のリンク・プロトコルで実行されなければならない。代表的システムでは、各送受信機が独自のアクセス・コードと自由作動クロックとを持つ。アクセス・コードは、ユーザー・アドレスと見なし得るものである。アクセス・コードは使用されることになるＦＨシーケンスを選択し、クロックはそのシーケンスにおけるフェーズを、即ち特定の時間にそのシーケンスのどのホップが選択されるかを決定する。ホップを選択するための従来の手段の具体例が図３に示されている。この図は暗号化ボックス３０１を示しており、ここで、供給されたクロック３０５と、アクセス・コード３０３と、（随意に）独自の（暗号化）キー（Ke）３０７とから疑似ランダムにホップ・チャネルが導き出される。クロック３０５が更新される度に、暗号化ボックスで実行される疑似ランダム・アルゴリズムに従って新しいホップ・チャネル３０９が選択される。
接続された２つのユニットは、その接続が続く間、同じアクセス・コードと、同じくロックと、もし存在するならば同じキーとを使用する。いったん接続されると、その２つのクロックの同期を維持するメカニズムを使用しなければならない。これは、例えば、早過ぎる又は遅れた受信を示すフレーム・ヘッダ中の同期ビット・シーケンスにより達成されることができ、それを使ってクロックレートをそれぞれ減速又は加速することができる。クロック更新に漏出メカニズム（leaky mechanism）が使用されるならば、２つのユニットは中間クロック・レートで緩やかに結合される。
ＦＨシステムに伴う問題は、２つの送受信機の最初の同期化にある。携帯用の送受信機は、接続が存在しないときには普通はスタンバイモードになっている。このモードでは、送受信機は、電力消費量をなるべく少なくするために、ごく僅かな活動だけをするべきである。スタンバイモードで行われるべき手続きは、ページング・メッセージがあるかないか調べるために無線チャネルを定期的に監視することだけである。電力消費量を節約するために、スタンバイモードは下記の特徴を有するのが望ましい：
１）  殆どの時間にスタンバイユニットが全く活動しなくて、ただスリープしていることとなるように、再開間隔／スリープ間隔のデューティー・サイクルは低くなければならない（例えば１％）。
２）  再開間隔Twakeの間、ユニットは監視活動だけを行うべきであり、どんな信号も送信するべきではない。
３）  再開期間Twakeの間、ユニットは単一のホップ周波数だけで再開するべきである。
４）  新たな各再開時間に、ユニットは疑似ランダム・ホップ・シーケンスに従って異なるホップ周波数で再開するべきである。
本発明の１つの態様による送受信機のスタンバイ活動の例が図４に示されている。Tstandby秒毎に、ユニットのラジオ１０２の受信部は再開し、単一のホップ周波数fkでTwake秒間にわたって監視をする。選択されるホップ周波数は、ユーザー・アドレスと、ユニットのクロック値kと、（随意に）独自の（暗号化）キー（Ke）とにより決定される。スタンバイクロックはTstandby秒毎に更新される；従って、新たに再開する各時点で、新しいホップ周波数が監視される。
連絡を取りたがっている別のユニット（即ち、ページング・ユニット）は、そのページング・メッセージで、スタンバイしているユニットに連絡しなければならない。ページング・ユニットは、スタンバイモードのユニットが何時再開するか、またどんなホップ周波数で再開するかを知らない。その結果として、ページング・ユニットは、この時間／周波数の不確定性を解決しなければならない。そのためにはページング・ユニットは或る程度の努力（＝電力消費）を必要とするけれども、何時までも続くことのあるスタンバイモードと比べて、ページングは時々生じるに過ぎないので、呼の確立のための動作の殆どをスタンバイプロセスにではなくてページング・プロセスに置くのが好ましい。
呼の確立遅延は、時間及び周波数の不確定性の量により決まる。この遅延を減少させるためには、この不確定性を制限しなければならない。本発明の第１の態様によれば、これは、有限の長さNのスタンバイモードにおけるホップシーケンス、即ちS={f1, f2... fN}を用いて達成される。ここでfkはホップ・チャネルである。受信側はこれらのホップを順に用いる：即ち、クロックがインクリメントされる毎に、前記シーケンスの中の次のホップが選択される。fNの後、ユニットはもう一度f1からスタートし、これを繰り返してゆく。従って、クロックはNを法としてカウントするだけでよい。Nが小さいほど、周波数の不確定性は小さくなるけれども、干渉に対する耐性は低くなる。時間の不確定性をなるべく小さくするためには、シーケンス中の全てのホップ周波数が唯一無二であること、即ちk=mの場合に限ってfm=fmであること、が好ましい。このことは、もし２つのユニットがたまたま同一のホップ周波数に達したならば、その後に同じホップ周波数と同じホップ・レートとが使用されることを条件として、それらは自動的に同期化されるということを意味する。
ホップ・シーケンスSはスタンバイユニットのユーザー・アドレスにより決まるので、ページング・ユニットは、スタンバイユニットと同じホップ・シーケンスを使用するために、そのユーザー・アドレスを使用する。スタンバイユニットのクロックがページング・ユニットにとっては未知であるとすると、スタンバイユニットが何時再開してシーケンスSのどのフェーズを使おうとするのかは、ページング・ユニットには分からない。最善の処置は、再開期間Twake中になるべく多くの異なるホップ周波数でページング・メッセージを送信することである。ページ・メッセージの持続時間がTpageであるとする。この場合には、ページング・ユニットはINT(Twake/Tpage)個のページ・メッセージを異なるいろいろなホップ周波数で送ることができ、ここでINT()は入力変数の整数部分だけを残す関数である。確実に各ページ・メッセージが少なくとも１度は完全に再開期間内に入るようにするためには、いわゆるページ列の中のホップの回数Mは、M=INT(Twake/Tpage)-1であるのが好ましい。ページ列はページ・メッセージの固まりであり、各ページ・メッセージは異なるホップ周波数で送信される。ページ列の中のページ・メッセージは互いに同一であるのが好ましい。再開の時間はページング・ユニットには分からないので、これは、他のユニットから応答を受け取るまでページ列を繰り返し送信するべきである。本発明のこの態様の例が図５に示されている。この例では、４に等しい長さMのページ列が示されている。各ホップで、受信側の独自のアドレスを含むページ・メッセージ（図示されていない）が送信される。ホップ・シーケンスの長さもN=4であるならば、ページング・ユニットは少なくともスタンバイ期間Tstandby内にスタンバイユニットに連絡を取ることができる。
スタンバイモードの低デューティー・サイクルと干渉耐性との両方を一般的に達成するためには、普通はN＞Mである。このことは、前の例とは違って、ホップ・シーケンスの全体を単一のページ列でカバーすることができないということを意味する。従って、２つ以上のページ列が必要である。この目的のために、全部を合わせるとホップ・シーケンスの全体をカバーする数個のページ列が定義される。ページング・ユニットはスタンバイユニットが何時再開するかを知らないので、送信される１つのページ列から他のページ列への変更はスタンバイ期間Tstandby毎に１回の頻度を上回る頻度で行われるべきではない。このことは、各ページ列が再開期間と少なくとも部分的に重なり合うことを保証する。期間Tstandby後に応答が受信されなければ、ページング・ユニットは他のページ列へ切り替わることができる。
図６はM=4、N=8の場合の、本発明のこの態様の例を示している。全体としてのホップ・シーケンスはホップ０からホップ７を含んでいる。最初のページ列はホップ０〜３を含んでおり、第２のページ列はホップ０と５〜７とを含んでいる。図示されている例では、ページ・メッセージはホップ・チャネル６で第２再開期間（kp=1）中にスタンバイユニットに到達する。第１期間（kp=0）中に、ページング・ユニットは始めの４個のホップ・チャネルを伴うページ列を使う。しかし、第２期間（kp=1）に、残りの４個のホップ・チャネル{4, 5, 6, 7}の代わりにホップ・チャネル{5, 6, 7, 0}が選択されることに注目しなければならない。その理由は、ページング・ユニットは、スタンバイユニットがそのクロックをTsutandby秒毎に更新すると予想しなければならないことにある。その様にできなければ、結果として図７に示されている種類の非能率がもたらされる可能性がある。この例では、第１ページ列７０１ホップ・チャネル７を含んでいないので、期間Tstandby後に第２ページ列７０３で２回目の試みが行われる。この第２ページ列７０３で、残りのホップ・チャネル、即ち{4, 5, 6, 7}が使われる。図示されているように、スタンバイユニットはそのクロックを前に進めて、ホップ・チャネル０が監視されているので、２回目の試みも失敗する。次の監視期間になってページング・ユニットが再び第１ページ列７０１を使い、スタンバイユニットがホップ・チャネル１を監視するようになって初めて応答が受信されることになる。
M=4、N=8で考察された図６の例では、ページング・ユニットは２つのページ列、即ち、
列A={hopmod8(kp), hopmod8(kp+1), hopmod8(kp+2), hopmod8(kp+3)}
列B={hopmod8(kp+4), hopmod8(kp+5), hopmod8(kp+6), hopmod8(kp+7)}
を使用する。ここでkpは、Tstandby毎にインクリメントされるページング・ユニットのクロック値であり、
hopmodN(x)=hop(x mod N)であり、ホップ・シーケンスが循環的に使われるようになっている。
N＞2Mであるときには、３つ以上のページ列を使わなければならないことが理解されよう。それらのページ列は、各々持続時間Tstandbyで、順次に使用されるべきである。一般に、必要なページ列の個数はNT=RNDUP(N/M)で与えられ、ここでRNDUP()は非整数を最も近い整数に丸める関数である。
この一般的場合には、ページ列を下記の式により明示することができる：
列i={hopmodN(kp+iM), hopmodN(kp+iM+1), ..., hopmodN(kp+iM+(m-1))}
ここでi=0, ..., (NT-1)である。
チャネルでのエラーが無視されるならば、上記の方式は最大でNT*Tstandbyの遅延内でのページ受信を保証する。スタンバイユニットのクロックksの値を推定する方法があれば、この遅延を減少させることができる。スタンバイクロックがおおよそ分かっているならば、推定誤差に備えるために、予期される再開ホップと、その予期される再開ホップの直ぐ前及び後のホップとをカバーする適切なページ列を選択することができる。図６の例では、下記のページ列を使うことができる：
列A={hopmod8(k's-2), hopmod8(k's-1), hopmod8(k's), hopmod8(k's+1)}
列B={hopmod8(k's+2), hopmod8(k's+3), hopmod8(k's+4), hopmod8(k's+5)}
ここでk'sはページング・ユニットのスタンバイクロックの推定値である。本発明のこの態様の作用を説明するために、スタンバイクロックの実際の値はks=5であり、スタンバイクロックの推定値はk's=4であると仮定する。この場合、第１ページ列は図８と同様になる。推定値は１秒だけ間違っていたけれども、なお高速アクセスが達成される。
上記の例は、M=4、N=8の特別な場合についてのものである。一般に、ページ列を下記の式で明示することができる：
i=0, ..., (NT-1)のとき；
列i={hopmodN(k's-α+iM), hopmodN(k's-α+iM+1), ..., hopmodN(k's-α+iM+(M-1))}
ここでαはゼロより大きい一定のオフセット値である。このオフセット値αは、クロック推定値ks'の正及び負の誤差を説明するために、推定ホップhopmodN(ks')の前及び後のホップを列Aが含むように選択される。
スタンバイクロックの推定値を、前の接続で得られた情報から導き出すことができる。即ち、２つのユニットが接続されると、それらのユニットは、両方のユニットのクロック値を含むパラメータを交換し合う。各ユニットは他方のユニットのクロック値を自分のと比較してクロック・オフセット値を決定し、その値は、その後に、他方のユニットの現在のクロック値を推定するために自分自身のクロック値に加えられる。接続中、クロック間は緩いロッキング・メカニズムにより同期を保つ。例えば、各ユニットは、自分が受信した信号タイミングを、自分が送信した信号タイミングに関して到着が早いか遅いかチェックして、自分のクロックをそれに応じて調整することができる。アルゴリズムが漏出型（leaky、即ち、早過ぎ／遅刻（early/late）補償が正確でない）であるならば、双方のユニットは、個々のユニットのクロック・レートの中間のクロック・レートで安定する。
接続が切断されると、ユニットは、その接続時に決定されたクロック・オフセット値を維持する。各ユニットのクロックが相対的にドリフトするので、クロック推定値（即ち、それぞれのユニットの、維持されているクロック・オフセット値に自分自身のクロック値を加えることにより決定される他方のクロックの推定値）は信頼できなくなっている。各ユニットについて、他方のユニットの推定されるクロック値の不確定性は、切断から経過した時間の長さとドリフトの速度とに依存する。例えば、ユニット間の相対ドリフトが百万分のＸ（ｐｐｍ）であると仮定する。すると、１／Ｘ秒後に、一方のユニットの他方のユニットのクロック値についての推定値はなお１秒の範囲内で正確であり、そして上記の技術によれば、アクセス手続きは、スタンバイユニットの内部クロックの正確なレプリカが分かっているときと同じく高速となる。クロック推定値ks'はページング・ユニットのクロックの現存するクロック値kpに代わるものではないことを強調しておく。むしろ、ページング・ユニットは、単に、接続が確立されたときの自分のクロック値と他方のユニットのそれとの差に基づいてオフセット値Δを決定するに過ぎない。オフセット値Δは、他方のユニットのクロック値の現在の推定値を与えるためにページング・クロックkpの現在の値に加算される：即ち、
ks'=kp+Δ。
ユニットは、好ましくは、過去に自分が接続したことのあるユニットの各々についての相対的推定値Δiの完全なリストを格納する。初期化の前に、該リストを調べて、ページングされるべきスタンバイユニットについての推定値Δiがあるか無いか確かめる。もしあれば、ページング・ユニットは、検討あれているスタンバイユニットをページングするために、推定されたクロック値ks'=kp+Δiを使う。
初期の呼の確立時のアクセス遅延が、
１）  単一の列に含まれるホップ・チャネルの個数と、
２）  ホップ・シーケンス中のホップ・チャネルの個数と、
３）  相対的クロック・ドリフトの大きさと、
４）  切断から経過した時間と、
に依存することは明らかであろう。
アクセス遅延を短くすると共にスタンバイモードにおける電力消費を低くするために、再開持続時間Twake及びスタンバイ期間Tstandbyでシステムを最適化することができる。
接続がいったん確立されると、ページング・ユニットは、クロック位相を、アクセスが成功した位相に保ち続ける。その時点から、スペクトルをスタンバイユニットが使っていたレートより高いレートまでホップするように双方のユニットの接続クロック・レートをセットすることができる。更に、ユニットは、異なる（場合によってはもっと長い）ＦＨシーケンスで接続を継続することを決定することもできる。それは、ページング・ホップ・パターンが接続を維持するのに理想的なパターンより短ければ、望ましいかも知れない。
以上の記載では、ページング・ユニットからスタンバイユニットへの通信だけについて検討した。本発明の別の態様では、スタンバイユニットからページング・ユニットへの応答はいろいろな方法で達成され得る。ホップがページ・ホップ・シーケンスSの中のホップと１対１に対応する対応ホップ・シーケンスS'を定義することができる。ＴＤＤ方式の場合には、ページング・ユニットは、図９に示されているように、Sのホップfkでページ・メッセージを送信した直後にS'の中の応答ホップf'kを監視する。この例では、応答シーケンスS'は、定数１０を加算することによってページ・シーケンスSから導き出される。従って、スタンバイユニットにおいてホップ１で受信されたページ・メッセージはホップ１１で肯定応答される。ＦＤＤの場合には、図１０に図示されているように、ホップfkで送信し、同時にホップf'kで監視をする。しかし、他の応答処理手順も可能である。例えば、ページング・ユニットは、もっと低い頻度で応答メッセージの監視を行ってもよい。その場合には、ページング・ユニットは、自分が何時聴取するかを、そのページ・メッセージで表示しなければならず、或いは、スタンバイユニットが応答メッセージを繰り返し送信する方法が使われなければならない。第１の方法の例が図１１に図示されている。各ページ・メッセージで、ページング・ユニットは、該ページング・ユニットが応答を聴取する前に何個のページ・ホップが残っているかを示さなければならない。残っているホップの個数は、各追加ページ・メッセージ毎に減ってゆく。好ましくは、ページ・メッセージは、ページング・ユニットが聴取するホップ頻度も含むべきである。例えば、図１１において、ページ・メッセージはホップ０〜３で繰り返し送信される。各ページ・メッセージにおいてパラメータ(X, Y)が明示され、ここでXは監視ホップであり、Yは、ページング・ユニットが応答を聴取する前にまだ残っているホップの個数である。第１列では、X=4であり、Yは３から０まで減少する。スタンバイユニットはページ・メッセージをホップ２で受信する。１ホップを待ってから、該ページ・メッセージで表示されていたようにホップ５で応答メッセージを送信する。この方法は、ページング・メッセージで送信される必要のあるデータの量を増大させる。別の方法では、スタンバイユニットは応答メッセージを単一のホップ周波数で繰り返し送信する。その様な方法の例が図１２に図示されている。各ページ列の後に、ページング・ユニットは応答をホップで聴取する。監視ホップ周波数は各列の後で異なる。スタンバイユニットは、ページング・メッセージを受信すると、そのページング・メッセージを受信したホップに対応するホップ周波数を使って応答メッセージを送り戻す。応答メッセージは一定回数だけ、毎回同じ周波数で、繰り返される。簡単にするために、この例では、応答ホップは、成功したページ・ホップ、即ちホップ番号１に等しいように選択される。ページング・ユニットが第２監視イベント（ホップ番号１での）で応答を受信した後にスタンバイユニットがその送信をどれほどの長さにわたって反復するかを該ページング・ユニットが知らないという再発する問題を解決するために、応答メッセージは、例え��、スタンバイユニットが再び聴取する前にまだ何個の応答メッセージが残っているかを示す表示を含むことができる。これは、図１１で説明した方法と同様である。残っているメッセージの個数の他に、スタンバイユニットが聴取するホップ番号を表示することができる。
本発明を特定の実施形態を参照して説明した。しかし、当業者にとっては、前述した好ましい実施形態以外の特定の形で本発明を具体化し得ることは明白である。それを、本発明の範囲から逸脱することなく実行することができる。
例えば、代表的実施形態は、周波数ホッピングを利用するシステムに適用されている。しかしながら、周波数ホッピングは、いろいろな種類のチャネル・ホッピングのうちの１つに過ぎない。ホップされているタイムスロットでない限りは、コード（拡散シーケンス）や、チャネルを提供する任意のホップされるエンティティーを用いるなど、他の種類のチャネル・ホッピングを使うシステムに本発明をより一般的に適用することができる。
従って、上記好ましい実施態様は単なる実例に過ぎず、あらゆる意味で限定的には解されるべきでない。本発明の範囲は、前述の記載ではなくて添付の請求項により与えられ、請求項の範囲に属するあらゆる変形及び同等物も請求の範囲に含まれるものである。
【図１】
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【図３】
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【図２ａ】
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【図２ｂ】
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【図４】
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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１２】
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