(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
通信リンクを介して送信されるデータパケットを記憶するためのバッファと、
前記データパケットの第１セグメントを第１変調、符号化レベルで変調、符号化するための変調器及び符号化器と、
前記第１の変調、符号化レベルとは異なる第２の変調、符号化レベルで、前記データパケットの別のセグメントを変調、符号化するための変調器及び符号化器と、
送信される前記データパケットの各セグメントに用いられるべき変調、符号化レベルを選択するためのリンク適合器であり、該リンク適合器は、前記データパケットの全セグメントの成功した受信と関連付けられる全遅延を最小化することに基づきセグメントの送信に用いられるべき変調、符号化レベルを選択し、該選択はデータ全体を受信するユーザーによって知覚される全遅延を最小化するためのリンク上のデータスループットを超えたパラメータに基づきなされることを特徴とするリンク適合器と、
前記第１、第２セグメントを送信する送信器を備える、
データ分配のユーザーに対する遅延を低減させるための装置。
【請求項２】
通信チャネルを介して可変長のユーザーデータパケットを送信するデータ通信システムにおいて、
通信チャネル上で伝送用の各データパケットを分割する手段と、
各データセグメントを送信するために異なった変調、符号化スキームを選択するために、リンク適合を用いる手段と、
チャネル品質と、データパケットの全セグメントの受信に関連付けられる全ユーザー知覚遅延を最小化することの両方に基づいて、各パケットの送信のための変調、符号化スキームを選択するための手段とを備えることを特徴とする、通信チャネルを介して可変長のユーザーデータパケットを送信するデータ通信システム。
【請求項３】
各パケットサイズは既知で、ＭＣＳはパケットに対しより遅延量の小さいものが選択されることを特徴とする請求項２記載のシステム。
【請求項４】
前記ＭＣＳは、パケットのｘ％に対し遅延量の小さいものを選択する、
ここでｘは所望のクオリティオブサービスに依存することを特徴とする請求項３記載のシステム。
【請求項５】
前記ＭＣＳは、μ＋ａσの値が低くなるよう選択され、
ここでμはパケットに対する予測遅延であり、σは遅延の標準偏差であり、ａは所望のクオリティオブサービスに依存して選択される正の値である
ことを特徴とする請求項３記載のシステム。
【請求項６】
前記ＭＣＳは、チャネルの往復遅延時間にも依存する
ことを特徴とする請求項２記載のシステム。
【請求項７】
前記ＭＣＳは、パケット当たりのユーザーデータのバッファの未送信量と各パケットを送信する際の予測遅延の低さとに基づいて決定されることを特徴とする請求項２記載のシステム。
【請求項８】
ｘの決定は、最も低い予測遅延となるように選択されたＭＣＳが最も高いスループットとなるように決定されることを特徴とする請求項７記載のシステム。
【請求項９】
データ分配のユーザーに対する遅延を低減するための方法であり、
該方法が、
通信リンクを介しての送信を待っているデータパケットを記憶するステップと、
前記データパケットを、リンクを介して順次送信される複数のセグメントに分割するステップと、
第１変調、符号化スキームレベルで前記データパケットの第1セグメントを送信するステップと、
前記第１の変調、符号化スキームレベルとは異なる第２の変調、符号化スキームレベルで、前記データパケットの別のセグメントを送信するステップであり、前記第２の変調、符号化スキームレベルの選択は、１つのデータパケットの全セグメントの成功した受信と関連付けられる全遅延を最小化することに基づき、該選択はデータ全体を受信するユーザーによって知覚される全遅延を最小化するためのリンク上のデータスループットを超えたパラメータに基づくことを特徴とするステップとを含む、
データ分配のユーザーに対する遅延を低減するための方法。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明はワイヤレス（無線）リンクで通信するデータシステムに関し、特にデータをワイヤレスリンクで通信する際に全体的な遅延を低減するためにパケットのサイズを適合化すること及び符号化する技術に関する。
【０００２】
【従来の技術】
Enhanced General Packet Radio Service（ＥＧＰＲＳ）のようなワイヤレスパケットデータシステムにおいては、Automatic Repeat Request（ＡＲＱ）が無線リンクを介したエラーからの再生のために用いられている。 無線リンク制御（Radio Link Control;ＲＬＣ）の性能は、スループットの観点から特徴づけられており、一方送信されるべきパケット或いはより高いレイヤーのプロトコルデータユニット（Protocol Data Units;ＰＤＵｓ）のサイズは無視されていた。
【０００３】
これに関しては、Ｋ．Ｂalachndran ,Ｒ．Ｅjzak ,Ｓ．Ｎanda著の「Efficient transmission of ARQ feedback for EGPRS Radio link control」のIEEE Vehicular Technology Conf.,May 1999を参照のこと。現在９種類の変調と符号化スキーム（Modulation and Coding Schemes;ＭＣＳｓ）がＥＧＰＲＳに対して提案されており、ＭＣＳ−１が最も頑強な符号化系であり、ＭＣＳ−９が最も脆弱な符号化系である。
【０００４】
それぞれのより高いレイヤーのパケットは、複数の無線リンク制御（Radio Link Control;ＲＬＣ）ブロックに分けられる。ＲＬＣブロックのサイズと２０ｍｓブロック周期の間に送信されるＲＬＣブロックの数は送信用に選択されたＭＣＳに依存して変動する。例えば、ＭＣＳ−１のＲＬＣブロックサイズは２２オクテッドであり、ＭＣＳ−２に対するＲＬＣブロックサイズは２８オクテッドである。ＭＣＳ−１からＭＣＳ−６に対しては１個のＲＬＣブロックは各タイムスロット上で２０ｍｓのブロック周期で送信される。ＭＣＳ−７からＭＣＳ−９に於いては２個のＲＬＣブロックが各タイムスロットで２０ｍｓブロック周期で送信される。これに関する最新技術は、Ａ．Furuskar ,Ｓ．Mazur ,Ｆ．Muller ,Ｈ．Olofsson著の「ＥＤＧＥ：enhanced data rates for GSM and TDMA/136 evolution,」IEEE personal Communications ,PP.56-66 ,June 1999とETSI GSM 03.60,「Digital cellular telecommunications system(phase 2+);General Packet Radio Service（ＧＰＲＳ）;Service description:stage 2」とＫ．Ｂalachndran ,Ｋ．Conner ,Ｒ．Ejzak , Ｓ．Ｎanda著の「A Proposal for EGPRS Radio link control Using Link Adaptation and Incremental Redundancy,」Bell Labs Technical Journal,vol.4,no.3,pp.19-36,July-Sept.1999を参照のこと。移動局が複数のスロットの機能を有する場合には、複数のタイムスロット（ＥＧＰＲＳにおいては最大８個）利用可能である。
【０００５】
ＲＬＣのエラーブロックレート（Block Error Rate;BLER）は、より頑強な符号体系を用いることにより大幅に低減することが出来る。例えば、ＭＣＳ−１のような頑強なスキーム（体系）を用いると、送信を完了するために再伝送の繰り返し回数が少なくなる。しかし、より頑強な符号化系は１個のＲＬＣブロック内で送信出来るデータビットの数が減ることになる。ＭＣＳ−９のようなあまり頑強ではない（脆弱な）スキームは、１個のＲＬＣブロック内により多くのビットを詰め込むことができるが、通常のチャネル条件の下ではより高いＢＬＥＲで動作することとなり、そして送信を完了させるためには再送信の数が増えることになる。選択的ＡＲＱにおいては、許容可能なスループットはＲ（１−Ｐｅ）である。ここでＲは送信レートでＰｅはブロックエラーレートである。これは大量のデータの転送には十分適応できる（例えば、ファイルトランスファープロトコル（file transfer protocol;ftp）のアプリケーションに対して）。しかし、ｗｅｂのブラウザやテレネットのようなアプリケーションにおいては、関心事は短いパケットを送信する際の遅延問題である。斯くして、短いパケットを送信するには、長期の観点からのスループット（伝送効率）では、クオリティオブサービス（quality of service）を計測することは出来ない。さらにフォワードエラー修正（Forward Error Correction;FEC）と、遅延の観点から異なるパケットサイズに対するＡＲＱとの間のトレードオフを検討するためには、ＥＧＰＲＳフレームワークが仮定されている。
【０００６】
選択的繰り返し（selective repeat;SR）ＡＲＱの遅延性能に関する研究が行われている。Ｍ．Ｅ．AnagnostouとＥ．Ｎ．Protonotarios著の「Performance analysis of the selective repeat ARQ protocol」IEEE Trans. on Communications,vol.34,no.2,pp.127-135,Feb.1986においては、ＲＬＣブロック遅延に関する詳細解析と近似解析が単一のスロットの場合で得られている。Ｒ．Fantacci著の「Queueing analysis of the selective repeat automatic repeat request protocol wireless packet network」IEEE transactions on Vehicular technologies,vol.45,no.2,pp.258-264,May 1996の文献においては、著者はマルコフ２状態チャネルに於いて、ＳＲ−ＡＲＱの性能を解析している。別の近似結果がＪ．ChangとＴ．Yang著の「End-to-end delay of an adaptive selective repeat ARQ protocol」IEEE Transsactions on Communications,vol.42,no.11,pp.2926-2928,Nov.1994の文献に開示されている。上記の文献に開示された研究は、ブロックに対する遅延のみが計算されている。
【０００７】
重要な尺度は、データブロックを分配する際の時間遅延ではなく、メッセージを通信する際の時間遅延である。メッセージに対する遅延を更に研究には、複数のＲＬＣブロックを含むより高いレイヤーパケットの順番通りの分配の時間遅延量を測定することが好ましい。複数のブロックを含むより高いレベルのパッケットの順番通りの分配の遅延時間の測定を行うと、無線通信の現実の世界におけるデータブロックの通信する方法と装置を改善することが出来る。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】
本方法の目的は、受信チャネル状態において、不完全な送信／受信チャネル状態において、ワイヤレス通信を介してデータブロックから構成されたメッセージを通信するための方法と装置を改善することである。
【０００９】
【課題を解決するための手段】
本発明のデータ分配の遅延時間を低減させる方法は、請求項１に記載した特徴を有する。即ち、（Ａ）  リンクを介して送信すべき少なくとも１つのデータパケットを記憶するステップと、（Ｂ）  第１の変調／符号化スキームレベルで、前記データパケットの第１セグメントを送信するステップと、（Ｃ）  より頑強な第２の変調／符号化スキームレベルで、前記データパケットの第２セグメントを送信するステップとを有することを特徴とする。
【００１０】
本発明の他の態様において、データ分配の遅延時間を低減させる装置は、請求項２に記載した特徴を有する。即ち、（Ａ）  リンクを介して送信すべき少なくとも１つのデータパケットを記憶するバッファと、（Ｂ）  第１の変調／符号化レベルで、前記データパケットの第１セグメントを変調／符号化し、より頑強な第２の変調／符号化レベルで、前記データパケットの第２セグメントを変調／符号化する変調器及び符号化器と、（Ｃ）  前記第１と第２のセグメントを送信する送信器とを有することを特徴とする。第２セグメントに対しより頑強な符号を用いることによりユーザに対する時間遅延を低減することが出来る。
【００１１】
【発明の実施の形態】
図１においてシステム１０は、アンテナ１３に接続された基地局１２を有する。システム１０はＥＧＰＲＳシステムである。アンテナ１３はワイヤレスパケットデータを無線リンクを介して送受信する。アンテナ１３は、無線装置を具備した自動車２０とポータブルコンピュータ３０と携帯電話４０とデータパケットを通信する。
【００１２】
基地局１２は、データを他の装置に送信したり、或いは他の装置から受信したりするトランシーバ１４を有する。トランシーバ１４はバッファ１６を有し、その中に送信すべきメッセージを記憶する。メッセージのデータは全てのメッセージを適切に受信するまでバッファ１６内に保持される。メッセージは自動車２０，ポータブルコンピュータ３０または携帯電話４０のようなメッセージの宛先で修正不能なエラーなしに受信したものとする。データブロックが最初の送信中に失われたり或いは破壊した場合には、再送信が宛先の装置により要求される。このような再送信の要求はバッファ１６内のデータにより満たされる。全てのメッセージが分配された後は、バッファ１６はクリアされるか或いは別の有効データで上書きされるまで無効なものとマークされる。バッファとデータブロックの送信を制御するリンク制御装置は、従来のシステムでもあるが、本発明の主要な部分はデータ通信を提供するより高速且つ信頼性のある方法とシステムである。
【００１３】
図２は、データ通信を行うに際し、より高速且つ信頼性の高い本発明の方法とシステムを示す。基地局１２'はさらにリンク適合装置１８を有し、従来技術を改善している。リンク適合装置１８はバッファドレイニングモニター（図示せず）を有する。このバッファドレイニングモニターとは、バッファ１６'内のデータが最初に完全に送信された時を決定するものである。最初とは、リンク適合装置１８が送信のＭＣＳレベルをより頑強なものに変更するよう、バッファドレイニングモニターが信号を送る時間である。同様に送信要求中の自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'，携帯電話４０'は、送信すべきそれぞれのメッセージのサイズを示す。リンク適合装置１８'は、メッセージの終了点に達すると、送信装置である自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'または携帯電話４０'が使用中のＭＣＳレベルを変更する。
【００１４】
リンク適合装置１８は、無線リンク制御（radio link control;RLC）用のベースライン方法として、トランシーバ１４'、自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'，携帯電話４０'の間の無線リンクが動作するかをテストする。ＲＬＣは無線リンク上のノイズの存在下で通信が出来るようにＭＣＳレベルを選択する。以下に説明するように、メッセージの送信中にＲＬＣのＭＣＳレベルを賢明に選択することにより、伝送時間を大幅にセーブできる。即ち大幅な遅延を回避することが出来る。さらにまた選択されたＡＲＱ'ｓの遅延性能をパケットサイズとチャネル符号化スキームの関数として解析することも採用される。この解析は、シミュレーションにより確認することが出来、これが本発明の利点である。
【００１５】
ＲＬＣ ＡＲＱの手順を次に示す。送信器すなわちトランシーバ１４'において、より高いレイヤーにより提供される各パケットは、Ｋ個のＲＬＣブロックに分割され、各Ｋ個のＲＬＣブロックにシーケンス番号が割り当てられる。ＲＬＣブロックは、その後送信をスケジュールするために、送信器のバッファ例えばバッファ１６'内で待機させられ送信の順番を待つ。送信器はウインドウを保持し、そのサイズはＲＬＣブロックが送信されたときには１個増やし、ＲＬＣブロックが受信器により順番に受信したと受領確認が行われたときには１個減らす。Ｗ個のブロックの最大ウインドウサイズが存在し、これ以上ウインドウサイズを増分することはできない。各ＲＬＣブロックの最初の送信時或いは再送信時に、そのブロックのタイマー（図示せず）を入れる。タイマーが切れた後でもブロックの受領確認が行われない場合には、再送信が予定される。理想的にはタイマーはトランシーバ１４'と自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'または携帯電話４０'の間の往復遅延時間（或いは自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'または携帯電話４０'の１つからトランシーバ１４'への遅延時間）に等しく設定される。この往復遅延時間は両方向での伝搬遅延と処理遅延を含み、伝搬と処理と再送信を阻止している。
【００１６】
例えば、Ｐ個のブロック周期毎にフィードバックするために、トランシーバ１４'が、受信器である自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'または携帯電話４０'をポーリングすると、受信器である自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'または携帯電話４０'は、ＡＲＱフィードバックビットマットで応答して、ウインドウ内で各ＲＬＣブロックのＡＣＫ／ＮＡＣＫの受信状態を与える。ＡＲＱフィードバックメッセージは、全てのＲＬＣブロックが順番に受信する間でのシーケンス番号を有する。
【００１７】
さらにまた以下の解析を行うために次の仮定をした。
１．Ｂ個のＲＬＣブロックが２０ｍｓブロック周期内に送信することが出来る。この数は、ＭＣＳと移動局のマルチスロット容量の関数である。
２．各ＲＬＣブロックのエラー確率は、Ｐｅにより与えられ、ＲＬＣブロックエラーは、ブロック毎に独立している。
３．タイマーは、Ｔ個のブロック周期の往復遅延後に、切れる。
４．ウインドウサイズＷはパケットのサイズよりも大きい（即ち、Ｗ＞Ｋ）、その結果プロトコルスターリング（protocol stalling）は発生しない。
５．ポーリング周期はＰ＝１である。その結果各２０ｍｓ毎に受信器はその受領状態を送信器に通知する。
６．受領確認通知にはエラーが存在しない。
７．検出できないエラーは存在しない。
【００１８】
これ等の仮定に基づいて、基地局１２'と、自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'または携帯電話４０'の内の何れかの装置との間のシステム１０'の性能は、ＲＬＣレイヤーにおけるパケットの到着時間と、パケットを含む各ＲＬＣブロックへの受領確認の受領時間との間の時間差として定義されたパケット遅延（Ｄ）で特徴づけることが出来る。
【００１９】
各パケットは自分が到達したときに空のバッファ（例えば、バッファ１６'）を見い出し、パケットの待ち行列遅延が存在しないという動作条件を考えてみる。待機遅延とＲＬＣブロックの送信と受領確認のみを考慮した場合には、パケットの遅延は次式で表される。
【数１】
0003802363.tif 000002
ここで Ａは次式で近似できる。
【数２】
0003802363.tif 000003
これは以下の説明において遅延量として用いられる概算（近似）値である。
Ａ（Ｋ）の近似の説明を次に行う。パケットの遅延は２つの部分、即ちドレイニング遅延（draining delay）とテイル遅延（tail delay）からなる。各往復遅延期間の間十分な未送信量が存在するときには、ＢＴ個のブロックが送信される。平均的には送信するために残っているブロックの残余数は、一定割合、即ち各往復周期に対してＢＴ（１−Ｐｅ）で減少する。そのためサイズＫのパケットをドレインするためには
【数３】
0003802363.tif 000004
の往復が必要である。その結果ドレイニング遅延は、
【数４】
0003802363.tif 000005
の往復遅延である。しかし、ブロックの残余数がＢＴ以下の時、或いはパケット長さＫがＢＴより短い場合には、空乏率（depletion rate）はＢＴ（１−Ｐe）より小さい。その理由は、各往復毎に伝送期間を充填する十分なブロックが存在しないからである。この「テイル遅延」はエラーレートがＰeの時に残りのブロックを成功裏に送信するのに必要な往復回数数に依存する。パケットサイズがＢＴ以下の場合には、全遅延時間は「テイル遅延」のみからなり、これはパケットサイズに依存している。より大きなパケットに対しては全遅延はＫ−ＢＴ個のブロックに対するドレイニング遅延と残りのＢＴ個のブロックに対するテイル遅延からなる。中間的なサイズのパケットに対しては「テイル遅延」の影響は無視でき、「テイル遅延」は、パケットサイズが十分大きいときには無視可能となる。このことを次に示す。
Ａ（Ｋ）に対する近似結果に基づいて遅延表示はブロック周期で表される。ポーリング周期が１ではないときには遅延は次式で近似できる。
【数５】
0003802363.tif 000006
パケットサイズ（Ｋ）の遅延は次式となる。
Ｄ（Ｋ）＝（Ａ（Ｋ）＋０．５）Ｔ
【００２０】
上記の解説はある意味では直感には反しているが、その理由は、この方法は、通信時間を低減するために、ＭＣＳレベルを、より高いスループットのデータ送信形式からより低いスループットのデータ送信形式に変更させるからである。
【００２１】
上記の解説による直感に反した結果を証明するために、即ち本発明の方法と装置を証明するためにシミュレーションを行った。これ等のシミュレーションの結果を考慮し、そしてそれを用いて基地局１２'と、移動局である自動車２０'，ポータブルコンピュータ３０'，携帯電話４０'の間のパケット遅延を低減するために、システム１０'、即ちＥＧＰＲＳシステムにおける変調と符号化スキームＭＣＳの選択を導出する。
【００２２】
図３，４にＡに対するシミュレーションと解析結果を示す。図３、４はＭＣＳ５，ＭＣＳ６，ＭＣＳ７の比較に用いられたパラメータの一部とＭＣＳ−７の遅延を示し、より高いスループットの符号化スキームはタイプＨＴ−１００（ＧＳＭ  hilly terrain （山岳地方）model,100kmph mobile speed（携帯電話の速度））のチャネル状態では、ＳＮＲはそれぞれ１２ｄＢ，１８ｄＢ，２２ｄＢに等しくなる。往復遅延時間は８０ｍｓである。即ちＴ＝４である。ＭＣＳ符号のパラメータの一部を図３（表１）に示す。同図から判るように解析結果はシミュレーション結果と良く一致する。
【００２３】
本発明の直感に反した方法と装置の利点は、シミュレーションにより証明された。従来技術で説明したように本発明に対する満たすことのできないニーズは、ユーザーが知覚する遅延を最小にするような適宜の変調と符号化スキーム（modulation and coding scheme;MCS）を提供することである。これを検証するために図５−７はＭＣＳ５からＭＣＳ７の変調と符号化スキームの比較を示す。
【００２４】
図５−７において変調と符号化スキームＭＣＳ−５，ＭＣＳ−６，ＭＣＳ−７はＥＧＰＲＳで用いられており、これ等を比較する。図５に於いては、チャネルのＳＮ比は１２ｄＢである。このような条件の下に於いて、ＭＣＳ−５の遅延はＭＣＳ−７よりも小さいこと（即ち、より強いＭＣＳ−５の符号化系が好まい）が観測できる。チャネルの信号対ノイズ（ＳＮ比）の条件が改善されたときには（各図に示すように）ＭＣＳ−５（より強い符号化）を用いる利点はなくなる。チャネル損失を無くすためのより頑強な符号化系と、伝送レートを上げるより脆弱な符号化系との間のトレードオフは、図５−７の移動通信システムに於いてより顕著となる。１８ｄＢの信号対ノイズ比（ＳＮＲ）に於いて、ＭＣＳ−６はパケットサイズが１０kbit以上の時に３つの符号化スキームの中で最良の性能を示す。非常に良好なチャネル条件の下では（図６に示すように２２ｄＢのＳＮ比）の場合にはＭＣＳ−７がパケットサイズが４２kbit以上の時には最良の遅延性能を示す。
【００２５】
一般的にパケットサイズ（ＢＴのサイズ）が非常に小さいのときには、最も頑強な符号化系（図５−７のＭＣＳ５）が最良の通信を提供する。パケットサイズが増加するにつれて異なる符号化系へ間を切り替える交点が存在する。交点の存在する場所は、テイル遅延とドレイニング遅延に依存する。パケットサイズが十分に大きいとドレイニング遅延が主要なファクタとなり、最小の遅延を生成するような変調と符号化スキームが最も高い長期スループットを達成する。斯くして変調と符号化スキームの選択は、従来の方法とシステムにより選択されてきた一般的なチャネル状態のもとでは、スループットのベースのみに依存することは出来ない。そうではなくて、変調と符号化スキームの選択は、例えば音声、ＦＴＰ、テルネット、ｗｅｂブラウジング等で用いられる基となるアプリケーション及び遅延を低減するためのチャネル状態に合わせる必要がある。
【００２６】
システムの複数の符号化スキームの間の交点は、リンクが１人のユーザ専用でパケット遅延を最小にするのが目的のものに適用可能である。共用チャネルにおいては、チャネルのスループットを最大にすることが目的であるが、符号化スキームの間の交点は異なっている。パケットの送信は２つの相（フェーズ）「ドレイニング相」と「テイル相」から構成されているために、ドレイニング相においてはパケットサイズは一定の割合で減少する。一方テイル相においてはパケットサイズは減少するが、その比率は減っていく。その理由は各往復に於いては伝送インターバルを充填するのに十分なブロックが存在しないからである。共用チャネルを統計的に共有する複数のユーザーが存在する場合には、１人のユーザーのアイドルスロットは他のユーザーにより埋められる。システムの負荷が高いときには共用チャネルは決してアイドル状態とは成らない。その場合には複数のユーザーのシステムは、各システムの自分のパケットを共用チャネル内でピークレートでもってドレイニングする。このような場合、変調と符号化スキームはドレイニングレートを最大にするため、即ち最も長周期スループットが高いものが選択される。本発明の方法と装置は、システムの負荷が低い場合或いはユーザーによるチャネルの共用が可能でないような場合に適切な変調と符号化スキームを選択する指針を与えることが出来る。
【００２７】
特許請求の範囲に記載した括弧内の参照番号は本発明の一実施例の対応関係を示すもので本発明の範囲を限定するものと解釈してはならない。
【図面の簡単な説明】
【図１】従来技術にかかるワイヤレスシステムを表すブロック図。
【図２】本発明のワイヤレスシステムを表すブロック図。
【図３】様々なＭＣＳレベルの結果を表す図。
【図４】様々なＭＣＳレベルのシミュレーションの結果を表す図。
【図５】様々なＭＣＳレベルのシミュレーションの結果を表す図。
【図６】様々なＭＣＳレベルのシミュレーションの結果を表す図。
【図７】様々なＭＣＳレベルのシミュレーションの結果を表す図。
【符号の説明】
１０  システム
１２  基地局
１３  アンテナ
１４  トランシーバ
１６  バッファ
１８  リンク適合装置
２０  自動車
３０  ポータブルコンピュータ
４０  携帯電話
【図１】
0003802363.tif 000007
【図２】
0003802363.tif 000008
【図３】
0003802363.tif 000009
【図４】
0003802363.tif 000010
【図５】
0003802363.tif 000011
【図６】
0003802363.tif 000012
【図７】
0003802363.tif 000013