통신 시스템 내 정보 송신 방법 및 장치

통신 시스템 내 정보 송신 방법 및 장치{Method and apparatus for transmitting information within a communication system}

본 발명은 일반적으로 통신 시스템들에 관한 것으로, 특히 이러한 통신 시스템들 내에서 정보를 송신하기 위한 방법 및 장치에 관한 것이다.

도 1을 참조하면, 두 세트의 통신유닛들이 도시되어 있고, 각 세트는 독립적인 네트워크로서 기능한다. 이들 네트워크들은 제 2 세트(세트 B)의 노드들 또는 유닛들뿐만 아니라 제 1 세트(세트 A)의 노드들 또는 유닛들을 포함하는 네트워크들(10, 11)로서 도시되어 있다. 제 1 세트의 4개의 유닛들은 유닛들(12, 14, 15, 16)로서 도시된다. 제 2 세트의 한 유닛은 13으로 표기하여 도시된다. 각 유닛을 "단말(terminal)" 또는 "노드(node)"라 칭할 수도 있다. 각 유닛(12, 13, 14, 15, 16)은 고정된 또는 휴대 데이터 단말이거나, 또는 고정된 또는 휴대 양방향 무선, 또는 실상은 비디오 전화 또는 이외 통신유닛일 수 있다. 유닛들(12, 13, 14, 15, 16)은 간단히 이하 "무선 유닛들(radio units)"이라 칭하도록 하겠다. 각 세트의 무선 유닛들은 서로 간에 통신하는 2개 이상의 무선 유닛들로 구성된다. 한 세트의 어떤 멤버가 다른 세트( 및 도시되지 않은 어떤 또 다른 세트들)의 하나 이상의 멤버들의 송신에 간섭할 수 있으나, 어떤 주어진 무선 유닛이든 이것이 간섭할 수 있는 또는 이에 간섭할 수 있는 이러한 다른 무선 유닛들의 송신들을 직접 수신할 수 없을 수도 있어 LBT(listen-before-talk)(캐리어 감지)로서 상호간섭을 피하기 위한 종래의 방법들을 무효하게 만드는 것이 가능하고, 사실 그럴 수 있다.

상호간섭은 통신 시스템들의 수행을 방해한다. 통신 시스템 내 한 사용자가 흔히 마주치는 한 유형의 상호간섭은 타 사용자들의 송신들에 의해 발생되는 상호간섭이다. 이것은 통상적으로 동일 주파수 대역 내에서 송신하는 많은 사용자들에 의해 야기되며, 동일-채널(co-channel) 상호간섭이라고 한다. 동일-채널 상호간섭을 감소시키기 위해서 대다수의 통신 시스템들은 이웃한 송신기들이 서로 다른 주파수들로 송신하는 주파수 재사용 패턴을 사용한다. 그러나, 스펙트럼의 가격이 주어진다면, 미래의 통신 시스템들은 현저히 증가될 레벨들의 동일-채널 상호간섭으로 나타나게 될 공격적 주파수 재사용 패턴으로 특징지워질 것이다.

동일-채널 상호간섭을 감소시키기 위해서, 서로간에 조작이 공통적이지 않은 시스템들이 스펙트럼을 공유할 수 있게 하기 위해서 분산(decentralized) RF 환경들에서 종래에 "LBT(Listen-before-transmit)" 에티켓이 공식화되었다. 이러한 시스템에서 노드는, 노드가 송신하고 있었던 기간 동안의 어떤 미리규정된 임계값보다 수신된 전력이 그 이상으로 되면 송신을 연기한다. LBT 시스템의 한 가정은 서로 겹치는 송신들은 거의 확실히 서로 방해(jam)할 것이라는 것이다. 이것은 사용자 디바이스들이 동시에 한 기지국에 액세스를 시도하는 경우엔 거의 그러하나, 해체된 쌍들의 노드들(이 경우 채널로 송신을 보낼 노드에 의해 검출된 RF 전력과 의도된 수신기에 영향을 주는 간섭 전력간에 거의 상관이 없음)간의 피어-투-피어(peer-to-peer) 통신들에선 전혀 그러하지 않다. 결과는 자칭 송신기들이 자주 불필요하게 일부 시간동안 송신을 그만두고 다른 시간들에서 의도된 수신기들이 간섭에 의해 방해(jam)될 때 송신할 수도 있다는 것이다.

이 사실은 미국특허 5,987,018에서 다루어진 제안된 SAMA(Simple Asynchronous Multiple Access) 에티켓에서 일부 해결되었는데, 이 특허에선 의도된 수신기에 프로브(Probe)라 하는 초기 송신이, 선택된 시간슬롯에 보내진다. 수신기가 프로브를 수신하면 수신기는 선택된 시간슬롯이 수락될 수 있음을 나타내는 ACK (CTS- Clear-to-Send)를 송신기에 보낼 것이다. 프로브 및 ACK 둘 다의 수신은 처음에 선택된 슬롯을 사용하여 계속할 수 있다는, 송신기에의 표시이다. 슬롯이라는 용어는 무선 노드들간에 어떤 동기화를 의미하는 것이 아니라 프레임 내 특정의 시간 간격에 대한 보다 편리한 용어인 것에 유의한다. SAMA 에티켓의 기능을 도 13에 도시한다.

도 13에 도시된 바와 같이, 노드 A는 프로브를 노드 B에 보낸다. 노드 B가 프로브를 수신하고 노드 B에서 이것이 노드 A의 송신의 수신을 위한 요구된 위치인 것으로 판정하면, 노드 B는 노드 A가 이 특정의 위치 내에서 송신을 계속할 것임을 나타내는 CTS 메시지를 노드 A에 보낼 것이다. 프로브 또는 CTS가 이의 수신측에 도달하는데 성공하지 못하면, 새로운 프로브가 프레임 내 또 다른 시점에서 보내지고 프로세스가 반복된다. 프레임은 모든 참가한 SAMA 노드들에 의해 동의된 고정된 시간 간격이다. SAMA 에티켓은 의도적으로, 프로브/CTS를 언제 보낼 것인지 결정을 설계자가 선택하게 놔둔다. 한 언급된 선택은 LBT를 사용하는 것이다. 이들 시도들로부터, 각 노드에서 액세스가능 및 액세스불가 슬롯 테이블을 생성할 것이 제안되었다. 이 기술이 LBT 에티켓을 개선할지라도, 테이블을 구축하고 송신을 위한 적합한 위치를 정하기 위해 노드와 통신하기 위한 복수의 시도들이 행해질 수 있다는 문제가 있다. 이들 복수의 프로브들은 시스템 간섭에 기여한다. 그러므로, LBT 에티켓을 개선하면서도 기존 SAMA 에티켓에 의해 야기되는 간섭을 발생하지 않는 통신 시스템 내에서 정보를 송신하기 위한 방법 및 장치에 대한 필요성이 존재한다.

도 1은 두 개의 겹쳐있는 통신 네트워크들을 나타내는 지리적 맵.

도 2는 본 발명에 따라 동작하는 무선 유닛의 블록도.

도 3은 본 발명에 따른 데이터 통신 시스템의 계층들을 도시한 프로토콜도.

도 4는 도 3의 계층들 중 한 계층의 트레일러의 상세를 도시한 프로토콜도.

도 5는 도 2의 무선 유닛에서 어떤 프로세스들의 동작을 도시한 흐름도.

도 6은 도 3의 무선 유닛의 메모리에 기억된 매핑 테이블.

도 7은 상이한 메시지 크기들을 가진 본 발명의 바람직한 실시예의 수행을 도시한 그래프.

도 8은 도 1의 네트워크들의 동작의 일면을 도시한 시간 라인 도면.

도 9는 도 2의 무선 유닛에 의해 수행되는 컴퓨터 프로그램의 동작의 다수의 면들을 도시한 흐름도.

도 10은 도 9의 프로그램의 제 1 서브루틴을 도시한 흐름도.

도 11은 도 10의 프로그램의 서브루틴을 도시한 흐름도.

도 12는 도 9의 프로그램의 제 2 서브루틴의 동작을 도시한 흐름도.

도 13은 종래 기술의 SAMA 에티켓을 도시한 도면.

도 14는 본 발명의 바람직한 실시예에 따른 SAMA 에티켓을 도시한 도면.

도 15는 도 14에 기술된 통신 시스템의 동작을 도시한 흐름도.

전술한 요구를 해결하기 위해서, 통신 시스템 내에서 정보를 송신하기 위한 방법 및 장치가 여기 개시된다. 통신 시스템 내 한 노드는 이의 간섭 상태를 통신 시스템 내 이웃 노드들에 주기적으로 방송한다. 또한, 이 노드는 모든 이웃 노드들로부터도 간섭 상태를 수신한다. 한 이웃 노드와의 통신이 요구된다면, 이 노드는 그 특정의 이웃 노드에 대해 기억된 테이블을 액세스하여, 이 이웃 노드에의 송신에 최적의 시간을 판정한다. 이것은 이웃 노드로부터 수신된 테이블을 이용하여 수신에 있어 이웃 노드의 최적의 시간들을 결정함으로써 달성된다. 노드는 송신을 위한 적합한 위치를 결정하기 위한 복수의 액세스 시도들을 사용하여 테이블을 더 이상 구축해야 할 필요가 없기 때문에, 시스템 간섭이 감소된다.

본 발명의 바람직한 실시예에의 통신 시스템에서, 기본 채널은 비디오, 스피치 및 데이터 송신들-이들 모두는 미리결정된 수의 옥텟들의 "페이로드(payload)"를 전하는 셀들에 의한 것임-을 전하는 것으로 가정한다. 모든 노드들은 프레임 기간을 알고 있다. 모든 송신들은 일반적으로 비동기이고(송신측의 클럭과 수신기의 클럭간에 동기화를 요하지 않는) 크기는 일정하다(이의 의미 및 데이터 속도들가변을 가능케하는 이의 예외는 후술함). 어드레싱은 고정된 크기의 헤더로 실행되고, 이것은 시간, 프레임 위치 또는 이외 다른 고정된 특성에 의해서는 고정되지 않는다. 각각의 무선 셀은 시퀀스 번호 및 오류 검출 코드를 포함한다. 셀 생성 레이트들은 교섭될 수 있고 일반적으로 가변될 수 있다.

본 발명은 정보를 송신하는 방법을 포함한다. 방법은 거의 또는 전혀 간섭이 없는 주파수 대역 내 통신들을 노드가 수신할 수 있는 시간 기간들을 포함한 간섭 상태를 결정하기 위해 간섭을 감시하는 단계들을 포함한다. 노드의 간섭 상태를 포함하는 테이블이 생성되고 통신 시스템 내 이웃 노드들에 방송된다.

또한 본 발명은 주파수 대역 내 간섭에 대해 감시하여 간섭 상태를 포함한 테이블을 출력하는 프로세서, 테이블을 기억하기 위한 메모리, 및 통신 시스템 내 이웃 노드들에 테이블을 송신하기 위한 송신기를 포함한 장치를 포함한다.

모든 송신들은 영속적 회선들 내 요소들인 것으로 간주된다. 채널은 다수의 프레임들로 분할된 것으로 간주될 수 있고 프레임의 시작 및 끝은 각각의 두 통신하는 유닛들이 동일 프레임 길이로 동작한다면, 시스템에서 동기화될 필요는 없다. 프레임 길이는 시스템에 대해 미리 정해두는 것이 바람직하나 이것은 필수는 아니다. 무선 유닛에 의해 프레임 위치(슬롯)에의 액세스는 후속 프레임들의 대응하는 위치들에의 액세스를 의미한다. 위치가 선택된 후에, 후술하는 알고리즘을 사용하여, 무선 유닛은 ACK를 감시한다. 송신하는 노드는 ACK가 수신되었을 때 또는 ACK가 수신되지 않은 시간 슬롯들을 포기하였을 때 다음 프레임에서 동일 시간 슬롯을 사용한다. 액세스불가 슬롯들이라 할 수 있는 이들 슬롯들은 적어도 미리결정된 타임-아웃 기간, 예를 들면 30 프레임들동안 다시 액세스되지 않는다.

필수는 아니지만, 시스템 내 모든 유닛들에 대해 기본 미리결정된 프레임 레이트가 제공되는 것이 바람직하다. 모든 송신들은 프레임 레이트(FR)의 정수배 또는 제산들이다. 시스템에 어떠한 기본 프레임 레이트도 수립되지 않으면, 두 개의 통신하는 유닛들은 이들 자신의 프레임 레이트를 수립해야 한다.

본 발명의 일 면에서, 복수의 무선 유닛들(12, 14, 15, 16)을 포함하는 통신 시스템(10)의 동작방법으로서, 시스템에서 모든 무선 유닛들에 대한 기본 프레임 레이트를 수립하는 단계; 기본 프레임 레이트의 정수배 또는 정수 제산인 셀 레이트로 제 1 무선 유닛(12)에서 제 2 무선 유닛(14)으로 데이터 유닛들을 송신함으로써 복수의 무선 유닛들 중 어떤 두 무선 유닛들 간에 양방향 통신을 개시하는 단계를 포함하는 방법이 제공된다.

셀들은 시스템에서 모두 동일한 길이인 것이 바람직하나, 적어도 이들이 두 개의 유닛들간에 수립된 통신 기간동안 고정된 크기(동일한 길이)라면, 필수적인 것은 아니다. 서로 다른 크기들의 셀들이 채널에의 액세스를 위해 경합하고 있다면 큐잉하는 잇점들은 감소되지만, 한정된 범위의 셀 크기들이 있다면 특히 사용가능 크기들이 기본 셀 크기의 정수배들이라면 여전히 얻게 될 이점들이 있다.

본 발명의 바람직한 실시예에서, 방법은 기본 프레임 레이트의 정수 배수 또는 정수 제수인 셀 레이트로 그리고 제 1 무선 유닛(12)과 제 2 무선 유닛(14) 간에 송신되는 데이터 셀들에 관하여 비동기되는 시간들에서 제 3 무선 유닛(15)에서 제 4 무선 유닛(16)으로 셀들을 송신함으로써 제 3 무선 유닛(15)과 제 4 무선 유닛(16) 간에 양방향 통신을 개시하는 단계를 더 포함한다.

본 발명의 또 다른 면에서, 통신 시스템 내에서 통신하기 위한 통신 시스템 및 방법이 여기에 제공된다. 본 발명의 바람직한 실시예에서, 통신 시스템은 복수의 사용자들을 가진 주파수 대역을 포함하며, 모든 사용자들은 동일 주파수 대역 내에서 송신한다. 제 1 무선 유닛(12)에서 제 2 무선 유닛(14)으로의 통신 동안에, 제 1 무선 유닛(12)은 제 2 무선 유닛(14)으로부터 송신된 사용가능 슬롯 "테이블(table)"을 수신할 것이다. 테이블은 제 2 무선 유닛(14)이 주파수 대역 내에서 송신하는 다른 유닛들로부터 거의 또는 전혀 간섭을 받지 않는 슬롯들을 나타낸다. 무선 유닛(12)에서 무선 유닛(14)으로 송신 동안, 무선 유닛(12)은 데이터를 무선 유닛(14)에 송신하기 위한 적합한 슬롯을 결정할 때 무선 유닛(14)으로부터 수신된 테이블을 이용할 것이다.

통신을 위한 물리적 매체는 무선 채널이고, 이의 주파수들, 대역폭, 변조 및 이외 다른 면들은 환경들 및 사용가능한 스펙트럼에 대해 전적으로 선택가능하다.

도 2를 참조하면, 본 발명에 따른 일예의 무선 유닛(12)의 요소들이 도시되었다. 시스템(10)의 다른 무선 유닛들(14, 15, 16)의 구성 및 동작은 동일하므로 별도로 기술할 필요는 없다.

무선 유닛(12)은 송신기(101) 및 수신기(102)를 포함하고, 이 둘은 안테나 스위치(103)에 결합되고, 안테나 스위치를 통해 안테나(104)에 결합된다. 동기화기(105)는 수신기(102) 및 송신기(101) 각각에 결합된다. 복조기(110)는 수신기(102)에 결합된다. 변조기(111)는 동기화기(105)에 결합된다. 논리유닛(120)은 데이터 라인들(121, 122)을 통해 복조기(110) 및 변조기(111) 각각에 결합되고, 제어라인들(123, 124)에 의해 복조기(110) 및 수신기(102)에 그리고 송신기(101) 및 안테나 스위치(103)에 각각 결합된다. 수신 신호 강도 표시(RSSI) 라인(112)은 수신기(102)에서 논리유닛(120)으로 이어지는데, 그러나 이것은 선택적인 것이다. 제어버스(126)는 논리유닛(120)과 동기화기(105) 사이에 결합된다. 논리유닛(120)은 예에 의해서, 오류 디코딩 회로(113), 오류 코딩 회로(114), 오류 검출회로(115), 오류 체크 발생회로(116) 및 타이밍 회로(129)를 포함하는 것으로서 도시되었다.

프로세서(130)는 디지털 버스(128)를 통해 논리유닛(120)에 결합된다. 프로세서(130)에는 랜덤 액세스 메모리(RAM)(131), 전기적 소거가능 프로그래머블 리드 온리 메모리(EPROM) 형태의 프로그램 메모리(132), 키보드 및 디스플레이와 같은 조작자 인터페이스(133) 및 I/O 인터페이스(135)가 결합된다.

송신동작시, 프로세서(130)는 데이터 셀들을 발생한다(또는 이들을 인터페이스(135)를 통해 수신한다). 각각의 데이터 셀은 페이로드 및 헤더를 포함한다. 프로세서(130)는 이하 기술되는 SAMA 필드를 더하여 결과적인 데이터를 논리유닛(120)에 공급한다. 논리유닛(120)에서 오류 체크 발생회로(116)는 CRC 오류 체크를 더하고, 오류 코딩 회로(114) FEC 코딩의 추가의 셀들을 발생하고 타이밍 회로(129)는 동기화 워드를 각 셀에 더하고 변조기(111)에 결과적인 송신 버스트 데이터를 출력하는 타이밍을 제어한다.

물론, 다른 택일적 구성들이 제공될 수 있음을 알 것이다. 예를 들면, 회로(116)는 이의 CRC 오류 체크를 오류 코딩 회로(114)에 의한 오류 코딩 다음에 부가할 수 있다. 또한, 논리유닛(120)에 의해 데이터 계층 및 상위 계층 처리가 수행될 수 있다. 아니면, 오류 코딩 및/또는 오류 체크 발생을 포함하는 물리적 계층 처리가 프로세서(130)에 의해 수행될 수도 있다.

논리유닛(120)은 각각의 결과적인 송신 버스트의 데이터를 변조기(111)에 비트단위로 보내고, 제어라인(124)에 송신기 키-업(key-up) 신호를 제공한다(이와 동시에 안테나 스위치(103)를 도시된 바와 같이 하위 위치로 전환시킨다). 타이밍 회로(129)는 송신기(101)의 키-업의 타이밍을 제어하므로, 각각의 송신 버스트는 후술하는 바와 같이 프레임에 주위깊게 선택된 시간(슬롯)에 송신된다.

송신기(101)가 송신하게 키-업되지 않았을 때, 제어라인(124)은 안테나 스위치(103)를 도시된 바와 같이 상위 위치로 전환되게 하여, 데이터 셀들이 안테나(104)를 통해 수신기(102)에 수신되게 하고 복조기(110)에 의해 복조되어 논리유닛(120)에 보내지게 한다.

타이밍 회로(129)는 각 셀의 개시에서, 수신된 동기화 워드로부터 비트 타이밍을 도출한다. 오류 디코딩 회로(113)는 오류 정정에 대비하여 각각의 수신된 셀들의 복제본을 기억한다. 오류 디코딩 회로(113)는 지체없이 각 셀을 오류 검출 회로(115)에 보내고, 이 회로는 CRC 오류 체크에 기초하여 각 셀의 유효성을 검증한다. 각각의 수신 및 검증된 데이터 셀은 셀의 헤더 내 가상 회선 식별자(VCI)에 의해 확인되고(후술함) 적합한 가상 회선 식별자와 함께 수신된 셀들만이 논리유닛(120)에 의해 선택되어 후속 처리를 위해 프로세서(130)에 보내진다. 오류 검출 회로(115)가 셀을 유효하게 수신된 것으로 검증할 수 없을 때, 프로세스(130)에 알려진다. 셀이 유효하게 수신되지 않았을 때, 또는 셀이 수신에서 완전히 유실되었다 하더라도, 그럼에도 불구하고 동일 VCI를 갖는 전 후의 셀들에서(이러한 셀들이 존재하는 경우) 수신된 오류 코드에 근거하여 오류 디코딩 회로(113)에 의해 복구될 수 있다. 이것은 제공된 오류 코딩의 심도(depth) 때문에 달성될 수 있다.

프로세서(130)는 수신된 데이터 셀들을 셀 필드(후술함) 내 시퀀스 번호들에 의해 정의된 바대로 맞는 순서로 정돈한다. 프로세서(130)는 프로토콜의 상위 계층들에 보내기 위해서, 또는 조작자 인터페이스(133)에 표현하기 위해서 또는 인터페이스(135)에서 출력하기 위해 셀 페이로드들을 어셈블한다. 기술된 바와 같이 논리유닛(120)은 물리적 계층 처리를 수행하나, 상위 계층 처리는 논리유닛(120)에 의해 수행될 수도 있고, 또는 물리적 계층 처리(이를테면 오류 디코딩 회로(113)의 오류 디코딩 기능)가 프로세서(130)에 의해 수행될 수 있다.

안테나 스위치(103) 대신에, 데이터 셀들을 동시에 수신 및 송신할 수 있게 하는 듀플렉서가 사용될 수 있다. 논리유닛(120)은 시스템의 특정의 주파수들 및 변조 방식과 물리적 계층의 다른 면들에 따라, 송수신에 적합한 주파수들을 선택하기 위해서 제어 버스(126)를 통해 동기화기(105)를 제어한다.

도 3을 참조하면, 무선통신을 위한 프로토콜 구조의 예가 도시된다. 프로토콜은 물리적 계층(220), 데이터 계층(221) 및 어댑테이션 계층(AL)(222), 아울러 도시되지 않은 네트워크간 프로토콜(IP) 계층과 같은 상위계층들을 및 여기 기술할 필요는 없는 그 외 프로토콜 계층들을 포함한다. AL(222)는 상위계층으로부터 데이터를 취하며 순방향 오류정정과 세그먼트화 및 재조립과 같은 특징들을 선택적으로 포함하고, 이 AL(222)은 이의 데이터를 48 옥텟의 SDU들로 AL(222)로부터 데이터를 받아들이는 데이터 계층(221)에 보낸다.

데이터 계층에서, 통신은 도시된 셀들(226, 227)과 같은 데이터 셀들 형태로 행한다. 각 셀은 헤더(228) 및 SDU(229)를 포함한다. 헤더(228)는 5 옥텟들을 포함하고 가상 접속 번호(VPI, VCI를 포함함)와 어떤 흐름 제어 비트 및 헤더에 내부의 어떤 오류 정정을 포함한다. 가상 접속 번호는 특정 가상 접속에 대해 네트워크 내에서 고유하다.

물리적 계층(220)에서, 동기화 정보(230)를 가진 헤더가 데이터 셀(226)에 부가되고, 무선 채널을 통해 선택된 시간에 전송되는 것인 단일 송신 버스트로서의 송신을 위한 셀(또는 데이터 유닛)(242)을 구성하기 위해 트레일러(231)가 더해진다. 트레일러(231) 대신에, 동기화 정보(230)를 가진 헤더에 트레일러(231)의 필드들이 포함될 수 있다. 선택된 시간은 "슬롯"으로서 유닛(12)에 로컬인 것으로 간주될 수 있으나 다수 프레임들로 채널의 분할은 로컬 타이밍에 관한 문제인 것에 유의한다. 통신하는 유닛들 간엔 프레임 동기화가 있으나 통신하지 않는 유닛들 간에는 어떠한 프레임 동기화도 없고, 따라서, 채널에의 어떠한 조정된 슬롯화한 구조도 없다. 유사하게 데이터 셀(227)은 또 다른 선택된 시간에 동일 프레임에 또는 나중 프레임에 채널로 송신을 위해 셀(243)로 형성되나, 그러나 셀(243) 또는 셀(242)에 이은 매 N번째 셀이, 후술하는 바와 같이, 각각의 다음 이어지는 프레임에 동일 시간에 송신되는 것이 바람직하다.

또한 물리적 계층에서, 미리결정된 수의(블록) 데이터 셀들(226, 227)에 대한 하나 이상의 오류 코딩 셀들(245)이 부가된다. 오류 코딩 셀(245)은 FEC 코딩(또는 어떤 다른 오류 코딩)을 포함하고, 트레일러(231)와 유사한 트레일러(246)를 갖는다. 바람직한 실시예에서 트레일러(246)는 오류 코딩에 앞서 더해지고, 따라서, 전체 셀(245)이 오류 코딩되나, 트레일러(246)(또는 트레일러(246)에 포함된 적어도 오류 체크 번호)가 셀(245)의 페이로드의 오류 코딩 후에 부가될 수 있는 것에 유의한다.

트레일러(231)를 도 4에 보다 상세히 도시하였다. 이것은 SAMA 필드(251)를 포함하고(바람직한 실시예에서) 이 "SAMA"라는 용어는 "단순 데이터 복수 액세스(Simple data Multiple Access)"를 약칭한 것이다. "단순"이라는 표현은 여기서는 새로이 고안된 애드-호크 특성의 복수 액세스 프로토콜을 나타내는데 사용되고, 필드(251)를 지칭하기 위한 단지 편의상의 표기로, 프로토콜 서브-계층으로서 생각될 수 있다. 이 표현은 중앙화(centralized) 데이터 복수 액세스 프로토콜과 구별짓는데 유용하나, 본 발명의 많은 면들은 애드-호크 프로토콜로 한정되는 것은 아님을 알 것이다. SAMA 필드(251)는 유형 식별자 및 코드 레이트 표시자를 구비한다. 유형 식별자에 의해서는, ACK(acknowledgement)가 없는 데이터; ACK를 가진 데이터, 채널 프로브와 "ACK 및 거절(decline)", 및 거의 간섭이 없는 슬롯들을 나타내는 테이블의 방송과 같은, 셀의 서로 다른 유형들을 가능케 한다. 유형 식별자가 셀을 채널 프로브 셀로서 확인한다면, SAMA 필드(251)는 메시지 번호를 또한 포함한다.

코드 레이트 식별자는 FEC 코딩의 심도를 확인한다. 즉, 데이터 셀들의 코딩된 블록 내에 얼마나 많은 용장성 FEC코딩 셀들(245)이 있는지는 확인한다. 예를 들면, 코딩 심도가 40%이고 블록에 20셀들이 있다면, FEC 코딩만을 포함하는 매 20셀 중 8 셀들이 있지만, 코딩 심도가 20%라면 20셀의 블록 길이엔 FEC 코딩의 단지 4셀들만이 있게 될 것이다. 모든 셀의 트레일러가 이러한 정보를 포함할 필요가 있는 것은 아님에 유의한다. SAMA 필드(251)가 이러한 정보 및 선택적으로 다른 유형들의 정보를 지원할 수 있는 것으로 충분하다. 오류 코딩은 블록 내 연속한 셀들에 걸쳐 제공된다. 이것은 유실된 셀이 이웃한 셀들로부터 복구될 수 있게 한다. 오류 코딩 량 또는 "심도(depth)"는 후술하는 바와 같이 프로세서(130)에 의해 선택되는 것이 바람직하나, 고정될 수 있다. 예로서, 오류 코딩의 적합한 심도는 완전히 유실된 경우 약 15 또는 18셀 중 3셀이 복구될 수 있게 하는 심도이다. 다른 예들이 이하 주어진다.

트레일러(231)는 시퀀스 번호(253)를 또한 구비하고 CRC 오류 체크 번호(254)를 구비한다. 시퀀스 번호는 3가지 목적을 갖는다. 이 번호는 셀 재정돈에 사용되며, 오류 정정에 사용되며, 수신될 수 있는 것보다 많은 셀들이 유실된 경우 신속한 NACK을 할 수 있게 한다. CRC 오류 체크 번호(254)는 도 2의 오류 체크 발생회로(116)에 의해서(또는 프로세서(130)에 의해서) 부가된다. 시퀀스 번호(253)는 수신 무선 유닛으로 하여금 이들의 맞는 시퀀스로 셀들을 재조립하게 한다.

가상 회선은 프레임당 한 셀 또는 프레임당 하나 이상의 셀 또는 프레임당 1셀 미만을 포함할 수 있다.

채널은 다수의 프레임들로 구성된다. 프레임의 길이는 고정되나, 서로 다른 세트들의 사용자들(도 1의 예를 들면 세트 A 및 세트 B)은 서로 다른 셀 길이들(예를 들면 각각 셀 18 및 셀 19)를 사용할 수 있다. 송신 버스트를 보내기를 원하는 노드 또는 유닛, 예를 들면 유닛(12)은 예약(reservation) 요청을 보내기 위해 사용할 프레임에 시간에 대해 선택한다. 본 발명의 바람직한 실시예에서 이 선택은 수신유닛, 예를 들면 유닛(14)의 적합한 수신시간들을 나타내는 수신된 테이블에 근거하여 행해진다. 특히, "이웃(neighborhood)" 내 모든 수신기들의 상호간섭 상태를 기술하는 테이블이 각 송신기에 유지된다. 이 테이블은 유닛(14)으로부터 수신된 프로브 및 CTS 메시지들(상호간섭 상태를 포함함)로부터 도출된다. 이에 따라, 원격의 유닛(14)의 프로브 및 CTS 메시지들을 감시함으로써 송신기(12) 또는 이외 어떤 다른 감시하는 노드는 프레임 동안 언제든 수신기(14)의 수신상태(시간 및 수신된 전력레벨들에 대해 필요한 양자화가 행해진)에 관해 알 수 있게 된다. 수신상태를 앎으로써, 송신기(12)는 데이터를 수신기(14)에 언제 보낼지에 적합한 선택을 한다.

프로브 셀은 SAMA 필드(251) 내 다른 정보를 제외하곤 어떤 다른 셀과도 동일하다. 즉, 정규의 데이터도 포함한다. 유닛(12)은 시도된(프로브된) 슬롯의 예약을 승인하는 ACK(예를 들면 유닛(14)으로부터)를 대기한다. ACK가 없다는 것은 예약을 거절하는 것이며, 액세스된 시간은 포기되어야 하며, 시도된 다른 시간이 수립되거나 어떤 링크도 수립되지 않는다. 복수의 시간 예약들이 요청된다면 단일 ACK가 보내지거나 복수의 ACK들이 보내질 것이다. ACK는 액세스 요청을 전하는 셀의 개시기간 후 1프레임 기간에 예상된다.

예를 들면, 유닛(12)이 한 프레임 기간을 각각 한 셀의 기간의 세그먼트들 또는 슬롯들로 분할하는 모델과, 이 모델에서 슬롯 번호들에 세그먼트들이 할당되는 것을 고찰한다. 채널 상에 한 프레임에 어떠한 개시 시간이나 종료시간도 없고, 따라서 슬롯 번호매김과 타이밍은 전적으로 유닛(12)에 로컬인 것에 유의한다. 호출측 유닛(12)이 슬롯들(2, 4, 5)에서 프로브 셀들을 보내고, 슬롯들(4, 5)에서 ACK 셀들만이 수신된 것으로 한다. 슬롯 번호(4)에서 슬롯들(4 및 5)에 대한 예약을 승인하는 ACK가 도달할 것이다. 슬롯 번호(5)에서 송신측 유닛은 이의 셀들을 보내는 것을 시작할 수 있다. 다음의 프레임에서 슬롯 번호들(4, 5) 둘 다가 사용될 수 있다.

이와 같이 하여 수립된 접속되면, 원격(호출받은)의 유닛(14)은 수신 시퀀스 번호들에 관계된 어떤 최소의 레이트로 ACK들을 보낼 필요가 있다. ACK들은 예약된 슬롯들(밴드 내) 또는 이외 어떤 다른 슬롯들(밴드 외) 중 어떤 슬롯에 보내진다. 전자는 더 신뢰성이 있으나 현 접속의 대역폭을 소비한다. 후자는 그만큼의 신뢰성은 없으며 다른 접속들 및 접속요청들과 상충에 의해 스루풋을 낮출 수 있다.

무선 유닛(12)은, (a) 송신을 위한 데이터를 동일 길이의 데이터 셀들(226, 227)로 형성하는 단계(논리유닛(12)은 이들을 동일 길이의 셀들(242, 243, 245)로 형성한다); (b) 제 1 프레임(예를 들면 프레임 N)에 대해 제 1 선택된 시간(예를 들면, 슬롯 1)에 제 1 유형의 식별자(프로브 셀 식별자)를 갖는 필드(251)를 포함하는 제 1 셀(242)을 통신채널로 송신하는 단계; (c) 제 1 셀의 ACK의 수신(프레임 N+1에)을 대기하는 단계; (d) ACK가 수신되지 않았을 때 제 2 프레임(예를 들면, 프레임 N+2)에 대한 제 2 선택된 시간(예를 들면, 슬롯 2)에 제 1 유형의 식별자를 포함하는 제 1 셀(242)을 재송신하는 단계; (e) ACK가 수신될 때까지 다른 제 2 선택된 시간(예를 들면, 슬롯들(3, 4, 5) 등)에 단계들 (c), (d)를 반복하는 단계; (f) 단계들 (b) 내지 (e)의 결과로, 선택된 시간에 대응하는 나중 프레임들(예를 들면, N+3, N+4, 등)에 대한 시간들에서 후속 데이터의 일련의 후속 셀들(243, 245)를 보내는 단계(상기 일련의 후속 셀들의 각 셀은 제 2 유형의 식별자(ACK를 가진 또는 갖지 않은 데이터)를 갖는 필드(251)를 포함함) 를 수행한다.

약간 다르게 표현된, 다음의 단계들, (a) 수신된 테이블에 기초하여 프레임에 대한 선택된 시간을 선택하는 단계; (b) 통신채널로 선택된 시간에 제 1 유형의 식별자를 포함하는 제 1 버스트의 데이터를 송신하는 단계; (c) 제 1 버스트의 ACK의 수신을 대기하는 단계; (d) ACK가 수신되지 않았을 때 다른 선택된 시간에 단계 (a)를 반복하고 ACK가 수신될 때까지, 제 1 유형의 식별자를 포함하는 제 1 데이터 버스트를 재송신하는 것을 포함하여 나중 프레임에서 단계들 (b), (c)를 반복하는 단계; 및 (e) 선택된 시간에 대응하는 나중 프레임들에 대한 시간들에서 후속 데이터의 일련의 후속 버스트들(일련의 후속 버스트들의 각각의 버스트는 제 2 유형의 식별자를 포함함)을 보내는 단계가 수행된다.

제 1 무선 유닛(12)을 동작시키는 방법이 제공되고, 다음을 포함하는 것으로 또한 기술되었다: 송신을 위한 데이터를 동일 길이의 셀들(242, 243, 245)로 형성하는 단계; 데이터의 제 1 셀(242)을 제 1 프레임에 선택된 시간에 통신채널로 송신하는 단계; 제 1 셀의 ACK의 수신을 대기하는 단계; 및, ACK가 수신되었을 때, 개개의 셀들에 대한 개개의 ACK 패킷들의 수신이 없이, 선택된 시간에 대응하는 나중 프레임들에 시간들에 후속 데이터의 일렬의 후속 셀들(243, 245)을 보내는 단계를 포함한다. 데이터의 제 1 셀은 제 1 유형 식별자(프로브 셀 식별자)를 갖는 필드(251)을 포함하고, 일련의 후속 셀들의 각 셀은 제 2 유형의 식별자(ACK를 가진, 또는 갖지 않은 데이터)를 포함하는 필드(251)를 갖는다.

대응하는 수신동작은, 제 1 무선 유닛(12)에서 제 1 프레임에서 제 1 시간에 통신채널로 데이터(242)의 제 1 셀을 수신하는 단계; ACK(도시생략)을 제 2 무선 유닛(14)에 송신하는 단계; 제 1 시간에 대응하는 나중 프레임들에 시간들에서 후속 데이터의 일련의 후속 셀들(243, 245)(예를 들면, 블록 또는 완전한 한 메시지)을 수신하는 단계; 및 일련의 후속 셀들의 수신에 이어 제 1 무선 유닛에서 제 2 무선 유닛으로 단일의 ACK 셀(도시생략)을 송신하는 단계를 포함한다.

실제로 평균으로 프레임 당 분수의 슬롯들을 필요로 할 서비스들이 있을 것이다. 요구된 수의 정수 부분은 접속 셋업에서 선택된다. 시간이 경과함에 따라 송신 버퍼는 구축을 시작할 것이다. 큐 길이 또는 셀들의 최대 허용 지연에 대한 어떤 임계값에 근거해서, 송신측에 접속 프로세스는 별도의 대역폭을 요청하기로 결정할 수 있다. 이것은 어떤 액세스 확률로 미예약 슬롯에 프로브 셀을 보냄으로써 달성된다. 원격측은 프로브 셀이 수신되면 다음 프레임의 동일 슬롯에서 ACK로 응답할 것이다.

일군의 슬롯들을 사용하고 있던 접속이 셀들이 없게 되면 언제든 슬롯들은 방면되고 다른 접속 및 유닛들에 의해 사용될 수 있다. 반면 프로세스에서 유닛은 모든 패킷들이 수신측에 의해 수신되었는지를 미리 확인한 후에 셀 전송을 단순히 중단한다. 접속종결이 전체 세션이 종료한 것을 의미하는 것은 아님에 유의한다. 한 세트의 슬롯들을 사용하고 있던 현 메시지 또는 블록이 성공적으로 전송되었음을 의미하는 것일 뿐이다.

도 5는 도 2의 프로세서(130)에 의해 수행되는 서브-프로세스들을 도시한 것이다. 두 개의 통신유닛들, 예를 들면 유닛들(12, 14) 각각에서는 동일 프로세스가 수행된다. 도면은 데이터 계층(221)과 통신하는 디스패치 프로세스(260), 제 1 및 제 2 접속 프로세스들(261, 262), 채널 액세스 제어 프로세스(263) 및 경합 액세스 큐 프로세스(264)를 도시하고 있다. 프로세스(261)는 "접속 프로세스 1(connection process 1)"로 표기되고 프로세스(262)는 수립된 각 접속에 대해 하나의 프로세스가 있음을 나타내는 "접속 프로세스 n"으로 표기되어 있다. 각 이러한 프로세스는 데이터의 양방향 흐름을 처리한다.

각 프로세스(262, 262)( 및 다른 접속 프로세스들)는 RAM(131)에 형성된 아웃고잉 예약된 액세스 큐(RAQ)(270)-이에 메시지들은 CAC(263)가 이들에 서비스하기 위해 큐 됨-를 포함한다. 각각의 접속 프로세스는 통신유닛에 적어도 한 원격 피어(peer) 프로세스로 통신한다. 모든 접속들은 동일 기능을 갖는다.

디스패치 프로세스(260)의 기능들은, 데이터 계층(221)으로부터 데이터 셀들을 수신하고 이들을 접합한 접속 프로세스에 디스패치하는 것이다. 접속 프로세스들(261, 262)의 기능들은 각각의 데이터 셀(226, 227)을 CAC 프로세스(263)에 보내기 전에 이들을 버퍼링하고, CAC 프로세스(263)로부터 데이터 셀들(226, 227)을 수신하여 이들을 유실없이 순차로 데이터 계층(221)에 전달하는 것이다. 어떤 셀들이 시퀀스를 벗어나 수신되면, 이들은 하위 시퀀스 번호들을 가진 셀들이 수신되기 전에 버퍼된다.

데이터 계층(221)으로부터 각 데이터 셀의 헤더에 기억된 정보에 기초하여, 디스패치 프로세스(260)는 데이터 셀들을 도 5에 도시된 바와 같은 이들의 대응 접속 프로세스들에 분배한다. 접속 프로세스가 새로이 도착된 셀에 대해 존재하지 않는다면 새로운 프로세스는 생긴다.

각각의 초기화 후에, 접속 프로세스(261)는 접속 수립 셀을 결합 액세스 큐 프로세스(264)(CAQ)에 큐에 보낸다. 여기서, 대역폭에 대한 모든 요청들은 RAM(131)에 형성된 선입선출(FIFO) 버퍼(271)에서 처리된다. CAC(263)가 송신하기로 결정할 때마다 이것은 CAQ 프로세스(264)로부터 헤드 라인(head-of-line) 패킷을 보낸다.

접속은 다음 프레임에서 동일 슬롯 전에 ACK가 수신되었다면 수립된 것으로 간주된다. ACK가 수신되지 않으면 CAC(263)은 접속 수립 셀을 CAQ 프로세스(264)에 재삽입한다(단계 272).

접속 수립 셀이 무선 유닛(14)에 의해 수신되었을 때, 이 유닛에서 CAC는 먼저, 입력되는 요청에 대한 접속 프로세스가 이미 존재하는지를 체크한다(이것은 접속에서 버스트 내에 갭이 있었다면 가능하다). 이것이 새로운 접속요청이라면 새로운 원격 프로세스가 생성된다. 원격의 프로세스의 제 1 단계는 ACK를 다시 소스로 보내는 것이다. 실제 ACK를 보내는 것은 모든 슬롯 예약이 도착하게 하기 위해서 지연된다. 이것은 소스 프로세스가 한 프레임에 하나 이상의 슬롯을 예약한다면 발생할 수 있다. 이에 따라, 원격의 접속 프로세스는 모든 예약들에 대한 ACK를 보내기 전에 한 프레임 기간(실제로는 한 슬롯 미만)을 기다린다. 이것은 RAQ에 ACK를 넣어두고 CAC가 다음 프레임에서 이를 보내기를 기다림으로써 행해진다.

각 셀은 접속 프로세스들이 데이터 계층에 데이터 셀들을 전달할 수 있게 하는 시퀀스 번호(253)를 포함한다. 셀들이 차례로 도착한다면 큐잉은 전혀 필요하지 않다. 순서없이 셀이 도착할 때마다 이는 하위 시퀀스 번호가 수신되기 전에 버퍼(273)에 버퍼된다. 이 버퍼(큐)는 무-순서 큐(OQ)라 한다. 버퍼된 셀들의 순서에서 한 셀이 미리결정된 기간 내에 수신되지 않으면, 이 셀은 오류 코드를 사용하여 버퍼에 기억된 셀들로부터 재구성된다(가능하다면). 미리결정된 수의 셀들이 미리결정된 윈도우(시간의, 또는 셀들의) 내에 수신되지 않으면, 이들 셀들은 복구될 수 없으며 수신측에서 접속 프로세스는 더 이상의 지체없이 소스유닛에 NACK(negative acknowledgement)를 발행한다. 이에 따라, 예를 들면, 매 15셀 중 3개가 복구가능하고 4개의 복구불가한 셀들이 잇달아 신속히 수신된다면, 코딩된 블록의 나머지 셀들을 수신할 것을 기다리지 않고 NACK가 보내진다. 메시지의 수신시, 수신 프로세스는 송신유닛에 의한 조정의 목적으로 개개의 셀들의 수신불가를 알릴 수 있다(NACK).

접속의 유형에 따라, 수신유닛에 의해 보내지는 ACK들의 빈도는 다를 수 있다. 전술한 바와 같이, SAMA 필드(251)에는 수신 엔터티로부터 ACK를 명백히 요청하기 위한 제공이 있다. 이 ACK는 "대역 외" 또는 예약된 슬롯들에 보내질 수 있다. 명료한 ACK는 접속의 품질이 악화되고 셀들이 OQ 버퍼(273)에 축적을 시작할 때 송신 노드에 의해 요청될 수 있다.

셀들이 RAQ(270)에 축적을 시작할 때 호출 접속 프로세서는 별도의 대역폭 요청을 낼 수 있다. 이것은 경합모드에서, 즉 CAQ 프로세스(264)를 통해 보내지는 하나 이상의 별도의 대역폭 요청 셀들로 구성된다. 호출받은 접속 프로세스는 접속 수립 요청이 경우에서 동일한 방식으로, 즉 예약된 시간들 중(한 ACK만이 하나 이상의 요청 셀들에 응답으로서 보내지는) 한 시간에 ACK를 보냄으로써 응답한다.

NACK가 소스유닛에서 수신되는 경우, 또는 소스 유닛이 예상된 ACK들을 수신할 수 없어 한 블록의 셀들이 수신되었다고 신뢰성 있게 결론내릴 수 없다면, 이 한 블록의 셀들을 재송신한다. ACK의 비성공적 수신시 재송신은 셀단위로, 또는 블록단위로 또는 메시지 단위로 수행될 수 있다.

ACK 셀은 어떤 추가의 오류 코드 셀에 의해 반드시 보호될 필요도 없고 예를 들면 또 다른 무선 유닛으로부터의 프로그램 셀과의 상충에 의해 유실될 수도 있을 것이기 때문에, ACK 셀은 시스템에 잠재적 결점이다. 제 2 무선 유닛(14)으로부터 제 1 무선 유닛(12)에서 한 블록의 데이터 셀들(또는 완전한 한 메시지)의 수신 후에, ACK 셀이 제 1 무선 유닛(12)에 의해 송신되고 제 2 무선 유닛(14)에서 수신되지 않는다면, 유닛(14)은 블록(또는 메시지)을 재송신할 것이다. 이것은 블록이 이미 수신되었다면 낭비이다. SAMA 필드(251) 내 특별한 표시자를 제공함으로써 생성되는 것인 "ACK 및 거절(decline)"이라 칭해질 수 있는 특별한 ACK 유형이 생성된다. 각각의 프로브 셀은 메시지 번호를 정의하는 숫자를 지닌다. 무선 유닛(12)이 프로브 셀을 수신하고 SAMA 필드(251) 내 메시지 번호가 현 수신되어 ACK된 메시지의 메시지 번호와 동일할 때, 무선 유닛(12)은 ACK 및 거절 표시자와 함께 셀을 보낸다. 이 표시자의 수신시, 유닛(14)은 나머지 메시지를 송신을 중단한다. 유닛(12)이 계속하여 후속 셀들을 순서대로 수신한다면, 유닛(12)은 재송신을 중단시키는데 필요한 만큼 자주 ACK 및 거절을 보낼 수 있다. 각각의 무선 유닛은 다른 노드들 및 이들로부터 수신된 마지막 메시지들에 관한 한 테이블의 정보를 유지한다.

이와 같이 데이터 셀들(242,243) 및 오류 코드 셀들(245) 등은 무선 유닛(12)에 수신되고 오류 정정이 데이터 셀들(242, 243)에 관한 오류 코드 셀들을 사용하여 오류 검출 회로(115)에 의해 수행된다. 데이터 셀들이 오류 정정 후에 신뢰성 있게 수신되면, 응답으로 단일 ACK 셀을 보낸다. 일련의 후속 셀들의 전에 수신된 셀이 다시 수신되면, 프로세서(130)는 전에 수신된 셀이 이미 수신되었음을 확인하고 제 1 무선 유닛(12)은 셀이 전에 수신되었음을 나타내는 유형 식별자(ACK 및 거절)을 제 2 유닛(14)에 보낸다. 설명된 바와 같이, 식별단계는, 프로세서(130)에서, 전에 수신된 셀의 메시지 번호를 수신된 셀의 메시지 번호를 비교하고 서로 일치하는지를 판정하는 것을 포함한다. 비교는 프로브 셀이 될 것이며 SAMA 필드(251)에 프로브 셀 표시자에 의해 확인되는 것인 새로운 송신의 제 1 셀에 관하여 수행되는 것이 바람직하다.

모든 접속 프로세스들은 CAQ 프로세스(264)에 의해 유지되는 단일 경합 액세스 큐를 공유한다. 이 큐는 예약된 대역폭없이 패킷들이 놓여지는 FIFO 큐이다. 각각의 접속 프로세스는 예약된 액세스 큐(RAQ)(270)를 갖는다. RAQ는 접속 프로세스가 예약된 대역폭을 사용하여 전송할 데이터 셀들을 넣어두는 FIFO 큐이다.

CAC 프로세스(263)의 기능들은, 채널 활동을 추적하고 슬롯 동기화를 달성하며; 적용이 가능할 경우 프레임 동기화를 달성하며; 슬롯들을 BUSY/IDLE (B/I) 및 ACCESSIBLE/INACCESSIBLE (A/IA)로서 마킹하고; 수렴 알고리즘을 수행하며; 셀 위치들과 접속 프로세스들 간에 매핑을 유지하며; 접속 수립 셀에 대해 초기 채널 액세스를 수행하는 것이다. 이러한 서비스는 FIFO 순으로 CA를 통해 제공된다. CAC 프로세스(263)는 또한 현 접속에 대한 대역폭 확장을 수행한다. 이 작용은 접속 수립과 동일한 방식으로 처리되고 CAQ를 통해 서비스된다. 또한, CAC 프로세스는 예약된 인바운드 슬롯에 셀의 부재를 검출한다. 이 정보는 송신자에게 NACK를 보내기 위해 접속 프로세스에 의해 사용될 수 있다.

채널 시간 라인은 슬롯들로 분할된 것으로 간주될 수 있고, 각각은 필요한 동기화 정보(230) 및 트레일러(331)를 구비한 단일 데이터 셀을 수용한다. CAC 프로세스(263)는 채널 전력 감지에 의해서 및/또는 ACK들을 수신하는 것에 의해서, 그러나 전술한 바와 같이 이들 둘 모두가 바람직한 것으로 이러한 두 가지 방식으로 채널 활동을 감시한다.

프레임 동기화는 프레임의 시작이 언제인지를 모든 참여된 노드들이 안다는 것, 즉 이들이 슬롯들에 대한 동일 할당된 숫자를 사용함을 의미한다. 추가의 특징이 있긴 하나, 프레임 동기화는 프로토콜이 적합히 기능하는 데는 필요하진 않다.

개념적 프레임에 시간 위치들을 마크하는 것은 프로세서(130)에 의해 수행되는 프로세스의 중요 기능이며, 이 목적을 위해, 도 6에 도시된 바와 같이, 테이블(280)은 CAC 프로세스(263)에 의해 유지된다. 도 6은 프레임 내 각 시간 위치에 대해 하나의 열(column)을 갖는, RAM(131)에 기억된 테이블을 도시한 것이다. 간단하게 하기 위해서, 표 280은 단일 노드에 대한 상호간섭 상태를 나타내나, 본 발명의 바람직한 실시예에서, 테이블은 각각의 이웃 노드에 대해서도 유지된다. 테이블은 예로서 프레임에 8개의 위치들을 나타내고 있으며 그 이상의 위치들도 있을 수 있다. 각각의 위치는 한 셀에 대한 개시 시간을 나타낸다. 프레임 내 위치들의 수는 수용될 수 있는 셀 수보다 적지 않으며, 바람직하게는 5보다 많고 50 미만이다. 테이블 내 위치들의 수는 한 프레임에 수용될 수 있는 셀의 수의 배수인 것인 바람직하다. 이에 따라, 예를 들면, 프레임 길이가 16셀이고 테이블이 셀 길이의 1/4의 분해능으로 셀 위치들의 레코드를 유지한다면, 테이블엔 64개의 열이 있게 될 것이다.

CAC들은 이들의 프레임 기준 내에서 슬롯들을 분류할 수 있는 광범위한 방법들을 갖는데, 그러나 어떤 규칙들에 따르는 것이 바람직하다. 유닛이 송신하고 있지 않은 동안에 유닛은 채널을 감시하고 있는 것으로 가정한다. 검출된 전력 레벨에 기초하여 각각의 슬롯을 BUSY (B) 또는 IDLE (I)로 분류할 수 있다. 결정을 위한 임계레벨은 조정가능하고 이 레벨은 측정가능한 범위 내의 임의의 값을 취할 수 있다. 노드가 송신 또는 수신하는 어떤 슬롯이 BUSY로, 예를 들면 도 6에 슬롯 번호들 1, 2, 6, 7에 마킹된다. 독립적으로, 각 슬롯은 다음과 같은 방법으로 액세스가능(A) 또는 액세스불가(IA)로 마킹된다. 모든 슬롯들은 초기에는 액세스가능으로 마킹된다. 어떤 슬롯이 액세스되면 이것은 액세스불가(IA)로 마킹된다. ACK가 수신되면 슬롯은 접속이 해제될 때까지 액세스불가 상태로 있고 슬롯은 다시 액세스가능으로서 마킹된다. 특정의 시간 내, 이를테면 초기 송신의 종료 이후 한 프레임 기간 내에 ACK가 수신되지 않는다면, 슬롯은 다음 30 프레임들 동안(또는 어떤 다른 프레임들의 수 또는 미리결정된 타임-아웃 값) 액세스불가로 마킹된다.

이와 같이, 예를 들면, 슬롯 8은 전력 레벨에 근거하여 아이들(idle)인 것으로 도시되었는데, 그러나 이것은 액세스 시도가 행해졌고, ACK는 수신되지 않았으며 액세스 시도 이후로 30 프레임이 아직 경과하지 않았기 때문에 액세스불가 상태에 있다. 이러한 상황을 "숨은 노트(hidden note)"라 칭하고, 이는 예를 들면 원격의 통신유닛(예를 들면 유닛(14))에서 슬롯이 활성일 때 일어날 것이지만, 그러나 거리에 기인해서 이 슬롯은 송신유닛, 예를 들면 유닛(12)에선 활성으로 나타나지 않는다. 슬롯 6은 비지로서 마킹되고 액세스가능인 것에 유의한다. 이것은 마지막 30 프레임들 내에 이 슬롯에 어떠한 액세스 시도도 행해지지 않았음을 나타내나, 슬롯 동안 수신된 신호 강도는 활동을 나타낸다. 활동이 중지하고 비지/아이들 상태가 변하면, 슬롯 6에 액세스 시도가 행해질 수 있다.

전력 레벨의 측정과 테이블(280)에 슬롯들의 비지/아이들 상태의 기록이 필수는 아니나 어떤 경우엔 성능을 향상시키는데 사용될 수 있는 것에 유의한다. 액세스가능/액세스불가 상태를 기록하는 것은 매우 중요하다.

접속 수립의 셀(또는 셀들)에 대한 ACK가 수신되었을 때, 액세스된 슬롯은 셀(패킷)을 보낸 접속 프로세스에 연관된다. 예를 들면 도 5에서, 슬롯 번호 1, 2는 접속 프로세스 1에 연관되고 슬롯 번호 7은 접속 프로세스 2에 연관된다. 이에 따라, 다음 프레임 내 동일 슬롯 번호가 올 때, CAC 프로세스(263)는 어떤 미처리 패킷들에 대해 특정 접속 프로세스의 RAQ 버퍼(예를 들면 프로세스(261)의 RAQ(270))를 폴링한다. 복수의 패킷들이 대기하고 있으면 큐의 헤드로부터 패킷이 펫치된다. 폴링시 어떤 패킷들도 없다면 CAC 프로세스(263)는 먼저, 수신측이 패킷을 보낼 차례인지를 알기 위해서 슬롯의 끝을 기다린다. 현 슬롯에 어떠한 패킷도 도착하지 않으면 CAC 프로세스(263)는 접속이 해제된 것으로 가정한다. 접속 프로세스에 이것이 통보될 것이고 접속 프로세스는 접속 수립 셀로서 도착할 때 다음 패킷을 보낼 것으로 가정된다.

새로운 접속 또는 새로운 버스트의 기존 접속이 시작될 때마다, CAC 프로세스(263)는 접속 수립 셀을 원격 프로세스에 보낸다. 이렇게 하여 CAC 프로세스(263)는 이 접속을 위한 대역폭을 예약한다. CAC 프로세스(263)는 한 세트의 액세스가능 슬롯들로부터 초기 송신을 하기 위해 선택해야 한다. 어느 슬롯들이 액세스가능인지를 결정하기 위해서 채널 전력 감지로부터 얻어진 추가의 정보가 사용될 수 있다. CAC 프로세스는 순환 순서로 테이블(280)로부터 액세스가능 슬롯들을 방문하여 각 방문시 송신하기 위한 무작위 2진 결정을 한다. 액세스불가 슬롯들은 이 과정에서 스킵된다. 랜덤 결과가 "1"일 때, CAC 프로세스(263)는 현 슬롯으로 패킷을 송신한다. 랜덤 결과가 "0"이라면 다음 액세스가능 슬롯이 방문된다.

특정의 접속을 위한 예약된 액세스 큐(RAQ)(270)가 구축되기 시작한 경우에, 접속 액세스 프로세스는 대역폭 확장 요청을 낼 수 있다. 이 요청은 셀이 경합 액세스 큐(CAQ) 프로세스(264)의 버퍼(271)에 놓여지는 것을 제외하곤, RAQ(270)에 놓여진 정규 송신 요청과 동일하다.

물리적 계층에서 트레일러(246) 내 오류 체크 번호는 수신된 셀들의 정확함에 관하여 수신측에서 내부에서 평가를 할 수 있게 한다. 물리적 계층(220)에서 오류 정정을 제공함으로써, 2 이상의 셀들에 대해 확장하는 가변 레이트의 비-이진 오류 정정 코드가 제공된다. 이것은 셀 유실에 대한 강하게 하며, 셀들이 복구될 수 있게 하며, 이는 아이들 시간 슬롯들의 액세스가능성에 관해 실험할 수 있게 하는 전술한 신규의 고유한 프로세스들 면에서 특히 유용하다.

특징들의 이러한 조합은 채널 액세스를 원하는 유닛이 데이터 셀을 전송하고 ACK를 기다릴 수 있게 한다. 송신된 셀이 또 다른 대화에 속하는 채널 상의 셀과 충돌한다면, 이 통신의 오류 코딩이 유실된 셀을 복구하는데 충분하기 때문에 상기 다른 대화엔 영향을 미치지 않을 것이다. 한편 채널에 액세스를 원하는 유닛은 어떠한 ACK로 수신하지 않을 것이며 다음 프레임 기간에 그 셀 위치 또는 슬롯을 사용하지 않을 것이다. ACK가 수신된다면, 개시 유닛은 시간슬롯이 사용가능한 것으로 결정한다. 무선 유닛에 의해 채널이 프레임들로 세분됨에 의해, 슬롯의 입수성은 후속 프레임들에서 동일 슬롯의 입수성을 나타내며 유닛은 후속 프레임들에서 동일 슬롯에 셀들을 계속하여 송신할 수 있다. 각 후속 셀에 대한서만 사용되는 ACK는 필요하지 않고, 이것은 채널 자원을 낭비할 것이기 때문이다. 대신에 프로토콜은 셀 스트링을 ACK하는 또는 응답 채널에 데이터 셀에 ACK를 포함시키는 다양한 방법들을 가능하게 한다.

이와 같이, 많은 서로 다른 통신들이 채널에 동시에 인터리브하여, 많은 서로 다른 무선 유닛들에 의해 무선 채널에의 비동기 액세스를 가능하게 하는 시스템이 기술되었다.

수학적 모델링은 슬롯 ALOHA와 같은 기존 방식들에 비해 기술된 방식에 현저한 잇점들을 보여준다. 전체 메시지를 유실함이 없이 최대 L 패킷들(셀들)이 유실될 수 있게 메시지가 코딩되고 코딩된 메시지의 패킷들의 수가 N이고 정보 패킷들의 수가 K이고 K+L이게 한 경우, 도 7은, N, K, L의 서로 다른 4개의 조합들에 대해, 총 용량의 백분율로서, 시스템의 스루풋(S)을 도시한 것이다. 각 경우에 최적 코드 레이트(K/K+L)가 사용된다. 즉 선택된 총 메시지 길이에 대해 스루풋을 최대화하는 코드 레이트가 사용된다. 모델에서, 간이화를 위해 채널에 슬롯 구조가 적용되었으며, 노드가 많은 패킷들로 구성된 메시지를 가질 때, 노드는 패킷을 보내고 다음 슬롯에서 ACK를 기다리는 것으로 가정한다. ACK가 수신되면, 어떠한 프레임 구조를 적용함이 없이, 나머지 패킷들이 즉시 순서대로 이어진다. ACK가 수신되지 않으면, 무작위 지연 후에 재시도가 시도된다.

4개의 곡선들에 대한 다수 세트의 값들은 다음과 같다.

곡선 A: N=20, K=13, L=6

곡선 B: N=40, K=29, L=10

곡선 C: N=80, K=59, L=20

곡선 D: N=100, K=79, L=20

위에 정의된 코드 레이트는 곡선 A 내지 D에 대해 각각 68%, 74%, 74%, 80%이고 위에 정의된 바와 같은 코드 "심도" (L/N)는 각각 30%, 25%, 25%, 20%이다.

모델은 스루풋(S)이 메시지 도착 레이트(G)가 증가함에 따라 최대를 나타냄을 보여준다. 메시지 크기들이 클수록(N의 큰 값들), 주어진 패킷 전송 레이트에 대해 액세스 시도 비율이 낮기 때문에 더 큰 스루풋을 준다. 모델은 총 용량의 48-70%의 스루풋 레이트들이 쉽게 달성가능함을 보여준다. 슬롯 ALOHA에 대한 유사한 모델들은 총 용량의 약 36%로 최대 스루풋 레이트를 보여준다.

통신들의 매일의 사용의 분석해 보면 전형적인 음성 통신은 2.5초의 평균 길이로 통화 스퍼트(talk spurt)로 발생함을 보여준다. 64 Kbps의 한 이러한 통화 스퍼트는 417 셀들을 필요로 한다. (길이들은 지수함수적으로 분포되고, 한 방향으로 각각의 스퍼트에 이어 2.5초간의 묵음이 오고, 이 또한 지수함수적으로 분포되고 이어서 다른 방향으로 또 다른 통화 스퍼트가 이어진다). 전형적인 데이터 사용은 120 옥텟(3 셀) 업링크(지수함수적으로 분포됨)의 평균 메시지 길이를 보여준다. 각각의 업링크 데이터 메시지는 이에 이서 미지 기간의 비활동(호스트 네트워크 응답 시간; 전형적으로 0.5 내지 2초간)이 이어지고, 이어서 호스트 응답이 이어지며, 이는 평균 5000 옥텟(104 셀)을 포함하며, 이 또한 지수함수적으로 분포된다. 물론, 이들 지수들은 예들일 뿐이고 서로 다른 유형들의 사용에 의해, 상이한 거동이 나타날 것이다.

도 7에 모델링되고 도시된 본 시스템은 음성 및 데이터 통신에 매우 적합하고 통화 스퍼트들 및 데이터 메시지들의 길이들(각각 평균(417 셀들 및 평균 104 셀들)이 (N은 보다 큰 스루풋의 이점을 얻을 만큼 충분히 큰) 메시지들에 배열된 셀 스트링에 의해 지원될 수 있음을 알 수 있다. 기동시 뿐만 아니라 송신의 진행동안 혹 가변 레이트 및 레이트가 교섭될 수 있을지라도, 비디오 통신은 주로 고정된 레이트이다. 비디오 송신들은 일반적으로 수 분간 계속된다. 본 시스템은 비디오 통신에도 매우 적합하다.

지금까지 기술된 무선 데이터 시스템은 설명된 바와 같이 많은 잇점 및 이익을 가지만, 그러나 데이터 네트워크(10)가 다른 크기의 패킷들을 갖는 또 다른 네트워크와 겹치게 될 경우 발생하는 문제들을 해결하는 개선이 만들어 질 수 있다.

채널 상의 송신들의 순서는 모든 송신들이 기본 프레임 레이트에 대해 선택된 레이트로(또는 이 프레임 레이트의 배수 또는 분수들) 규칙적인 간격들로 행해지게 모아지고 점유되지 않은 시간은 한 인접한 것에 모아지게 하는 것이 바람직하다. 이는 도 8에 도시되었다.

도 8은 시간 라인(301)으로서 연속한 채널(300)을 도시한 것이다. 채널(300)은 프레임 마커들(302, 303, 304)에 의해 시간으로 분할된 것으로 도시되었다. 시간 라인(301)은 프레임 마커들(304, 305, 306)에 의해 분할된다. 채널(300) 및 시간 라인(301)은 제 1 및 제 2 시나리오들로 채널은 나타낸 것이다. 프레임 마커들은 채널 상의 어떠한 물리적 송신도 나타내지 않지만 규칙적인 간격들로 시간 마커들이다. 채널이 프레밍들로 분할되고 수신기 및 송신기 각각이 동일 프레임 길이로 동작한다면 프레임 마커들의 위치들이 수신기와 송신기간에 동기화될 필요가 없는 것이 데이터 시스템의 특징이다. 이의 결과는 원하는 셀들이 프레임 길이와 동일한 량만큼 시간적으로 분리되어 있기 때문에 수신기가 동일 가상회선에 속하는 시퀀스 내 셀들을 확인할 수 있다는 것이다.

도 8에서, 수립된 3개의 가상회선들이 있다. 즉 3쌍의 무선 유닛들은 채널 상에서 동시에 대화를 행하고 있다. 이 예에서, 3쌍의 무선 유닛들은 모두가 도 1의 동일 네트워크(10)(세트 A)에서 온 것이다. 3개의 가상회선들은 도 8에 참조부호 A1, A2, A3로 나타내었다. A1으로 나타낸 제 1 가상회선은 프레임 마커들(302, 303)에 의해 분리된 프레임 내 셀(310)과 프레임 마커들(303, 304)에 의해 나타낸 프레임 내 셀(313)을 포함한다. 셀은 각 프레임 내 동일 위치에서 나타남을 알 수 있다. 유사하게, 셀(311)은 A2로 나타낸 제 2 가상회선의 셀이며 셀(314)는 동일 가상회선의 다음 셀이다. 도시된 것은 크기에 맞춘 것은 아니다.

셀(311)과 셀(312) 사이에 갭이 있음을 알 수 있다. 이 갭은 다른 가상회선의 셀을 위해 사용될 수도 있을 것이다.

예시된 예에서, 셀들(311, 312) 사이엔 네트워크(11)로부터의 보다 큰 셀(19)(도 1)을 삽입시키기 위한 충분한 여지가 없다. 그러므로 시스템 상의 통신하는 유닛들이 이들의 송신되는 셀들의 위치를 보다 효율적으로 조정하는 것이 본 발명의 바람직한 실시예의 특징이다.

예시된 예에서, 이것은 셀(315)을 송신하는 유닛이 화살표(316)로 나타낸 바와 같이, 도시된 위치의 좌측으로의 위치에서 셀(315) 송신되게 함으로써 달성된다. 이것은 새로운 위치에서 프로브 셀을 보냄으로써 행해진다. ACK가 수신되면, 시프트는 성공적이다. ACK가 수신되지 않는다면, 유닛은 이전의 점유된 위치를 사용하는 것으로 되돌아가거나 다른 위치를 시도한다. 송신된 셀의 위치를 성공적으로 이전시킨 후에, 후속의 셀들(317, 318, 319)은 이들 사이에 빈 위치들 없이 연속함을 알 수 있다. 355의 하측 반에서 시간 라인(301)의 연속으로부터, 셀(319) 다음 및 다음 셀(324) 전에 갭(320)이 있음을 알 수 있다. 도 1의 네트워크(11)로부터 또 다른 무선 유닛(세트 B)는 이 갭을 감지할 수 있고 보다 큰 셀들에 대한 송신이 갭에 삽입될 것을 요하는 유닛(즉, 유닛(13)에 대해 이 갭은 충분히 큰 것으로 판정한다. 따라서, 프레임 마커들(305, 306) 사이의 다음 프레임(또는 나중 시간에)에 유닛(13)은 이의 큰 셀(330)을 생성된 갭에서 송신할 수 있다.

셀을 송신하는 유닛(315)은 이의 셀 송신을 한번에 한 셀 길이의 일부만큼, 또는 도시된 바와 같이 한번에 한 셀 길이의 유닛들로 옮기기를 시도할 수 있는 것에 유의한다.

이에 따라, 서로 다른 셀 크기들로 동작하는 함께 있는 네트워크들이 있을 때 효율적인 구성이 제공되었다.

채널이 위에 기술된 상태로 안정화되었다고 가정하고, 새로운 단말이 통신을 개시하기를 원할 때(예를 들면 도 2의 단말(12)), 새로운 단말은 도 9에 도시된 단계들을 수행한다. 이것은 단계 400부터 시작하는 마이크로프로세서(130)에서 프로그램을 시작한다. 단계 401에서, 선택적으로 캐리어 감지 메커니즘을 이용하여 몇 프레임들에 대한 채널을 감시하고, 그럼으로써 사용될 수 있는 채널 시간의 위치의 추정을 얻는다. 단계 402에서 테이블이 생성되고 로컬 유닛들에 송신된다. 위에 논의된 바와 같이, 이 테이블은 새로운 단말의 간섭 상태를 포함한다. 단계 403에서, 테이블은 모든 로컬 유닛들에 새로운 유닛의 간섭 상태를 알리기 위해서 이들에 방송된다. 이의 간섭 상태를 나타내는 것뿐만 아니라 새로운 유닛은 프로브를 보낼 때 사용할 모든 이웃 유닛들의 간섭 상태를 수신하여 버퍼 해두는 것에 유의한다(단계 404). 계속해서, 새로운 무선 유닛은 단계 405에서 송신할 이의 초기 데이터를 일 그룹의 무선 데이터 셀들로 구성한다. 이어서, 단계 406에서, 비교적 낮은 레이트인 송신의 진입 레이트로 코드워드를 형성한다. 이 진입 레이트는 물리적 계층(220)에서 별도의 FEC 셀들(245)의 높은 비율을 가짐으로써, 셀 유실에 대한 고도의 보호를 갖는다. 유닛(12)은 원하는 셀 레이트로, 바람직하게는 프레임 당 한 셀의 레이트로 이의 송신기(101)를 통해 셀들을 송신한다. 유닛은 프로브 셀들을 송신하고 단계 407에서 각각의 연속한 프레임 내에 상이한 무작위 위치(즉, 시간)를 선택한다. 즉, 유닛은 프레임간에 "시간 호핑(time hopping)"을 사용한다.

도 9의 프로그램은 도 10에 도시된 수렴 서브-루틴(408)에 진입한다. 유닛(12)이 통신하고 있는(예를 들면, 유닛(14)) 무선 유닛은 각 개개의 프로브 셀의 성공 또는 실패를 무선 유닛(12)에 알린다. 무선 유닛(12)은 개개의 셀들에 대한 이 통보를 수신한다. 고도의 오류 복구 보호에 기인해서, 유실된 셀들이 복구될 수 있는 것으로 가정할 수 있다. 단계 420에서, 프로그램은 시도되지 않은 시간 위치들(슬롯들 또는 슬롯의 부분들)이 있는지를 판정한다. 아직 일부 시도되지 않은 위치들이 있다고 하면, 무선 유닛은 단계 421에서 셀들의 다음 블록을 전과 같은 방식으로 보내며, 이 시간은 셀들이 유실된 것 흑은 유닛(14)에 의해 전에 확인된 비지 셀들임을 도 6의 테이블(280)이 나타내는 프레임 내의 시간 위치들을 피한다. 영역 내 다른 단말들, 예를 들면 도 1의 단말들(15, 16)은 어떠한 중요 데이터이든 이들의 송신들이 여기 기술된 바와 같은 새로운 조정되지 않은 트래픽에 대해서도 가능하게 하기에 적절한 정도의 오류 정정에 의해 보호되기 때문에, 상기 중요 데이터를 유실하진 않을 것임에 유의한다.

단계 422에서, 원하는 레이트로 계속 통신하기에 충분히 좋은 위치들이 테이블(280)에서 확인되었는지 여부에 대하 판정이 행해진다. 단계들 409, 420, 421은 만족스러운 수의 좋은 위치들이 발견될 때까지 반복될 수 있다. 이러한 상황에 도달되기 전에, 단계 420에서 프레임 내 모든 위치들이 시도된 것으로 판정하면, 프로그램은 단계 424로 가서, 여기서 프레임 당 셀 레이트를 줄이고 후속 셀들이, 성공하지 못한 셀들의 시간 위치들을 피하여, 성공한 셀들의 시간 위치들을 사용하여 보내진다. 단계 422에 이어, 충분히 좋은 위치들이 발견된다면, 도 10에 도시된 시간 위치 시프트 루틴이 시작된다(단계 426). 시간 위치 시프트 루틴 또는 단계 424에 이어, 프레임 당 셀 레이트가 설정되고, 바람직한 셀 위치들이 설정되고, 도 10의 프로그램은 도 9로 되돌아가고 코드 레이트 증가 루틴(단계 429) 및 정상 상태 루틴(430)이 수행된다.

도 10의 단계 426 및 도 11을 참조하면, 단계 450)이 채널 감지에 의해 프레임 내 가장 큰 갭, 예를 들면 도 8에 도시된 갭(320)을 확인하는 동작을 행하는 시간위치 시프트 루틴이 도시되었다. 단계 452는 갭의 어느 일측에 하나 또는 두 개의 셀들을 위한 새로운 위치를 선택한다. 도 8에 도시된 예에서, 셀(319)에 대한 새로운 위치를 선택하는 가상회선(A3)으로 통신하는 유닛이다. 가상 회선(A2)으로 통신하는 유닛은 셀(314)를 도 8에서 우측으로 이동시키기를 시도하는 것이 구성될 수도 있을 것이다. 시간 위치 시프트 방향 및 량은 지시될 수도 있고 무작위일 수도 있다. 도 11의 단계 454에서, 시프트된 셀의 성공적인 ACK가 있다면, 단계 450, 452가 반복될 수 있다. 시간 시프트 시도가 성공적이지 못할 때, 통신유닛으로부터 NACK가 있으므로 단계 454는 단계 456으로 계속되고 무선 유닛은 이의 송신들을 위한 시간 위치들의 마지막 선택으로 되돌아간다.

도 11의 알고리즘은 비점유된 채널 시간이 하나로 모이게 성공적 비지 셀들이 시간적으로 이동되도록 채널 감시 및 ACK들의 조합을 사용한다. 프로그램은 단계 458에서 도 10의 프로그램을 빠져나간 지점으로, 즉 단계 426에서 리턴한다.

도 9의 단계 429에서, 코드 레이트 증가 루틴이 수행된다. 이 루틴의 흐름도는 도 12에 도시되었다. 코드 레이트 증가 루틴은 단계 500에서 시작한다. 이 루틴에서, 단계 501은 오류 정정 코드 오버헤드 대 데이터의 비를 감소시키는 동작을 수행한다. 이것은 예를 들면 주어진 수(블록)의 데이터 셀들(226, 227)에 대한 FEC 코딩 셀들의 비율을 감소시킴으로써 행해질 수 있다.

단계 502에서, 셀 유실 레이트 증가가 측정된 것이 없다면, 프로그램은 단계 501로 리턴할 수 있고 오류 정정 오버헤드의 비는 더욱 감소될 수 있다. 도 12는 셀 유실의 증가된 레이트가 있게 될 때까지 단계들 502, 501이 무한히 계속될 수 있음을 도시하지만, 오류 정정 오버헤드의 최소의 레벨을 넘어서서는 어떠한 더 이상의 감소도 요구되지 않는 이러한 미리결정된 최소 레벨이 있음을 알 것이다. 단계 502에서, 셀 유닛의 증가된 레이트가 있으며, 단계 503은 단계 501이 마지막으로 실행되기 전에 마지막 비로 오류 정정 오버헤드 대 데이터의 비가 재수립되게 한다. 단계 504에서, 프로그램은 도 9의 프로그램으로 리턴하고 정상 상태 루틴(430)이 수행된다.

이와 같이, 제 1 유닛(12)에서 제 2 유닛(14)으로 제 1 데이터 셀들이 보내지고 보내진 미리결정된 수의 제 1 데이터 셀들(226, 227)(예를 들면, 15 또는 18)에 대해서, 추가로 제 1 수(예를 들면, 3개)의 오류 코드 셀들(245)이 보내지는 방법이 제공된다. 제 1 데이터 셀들의 성공적 수신을 나타내는 제어정보가 제 2 유닛(14)(SAMA 필드(251) 내)으로부터 수신된다. 제 2 데이터 셀들이 보내지고(도면들엔 도시없음), 동일 미리결정된 수의 제 2 데이트 셀들에 대해서(예를 들면 15 또는 18), 제 2 감소된 수의 오류 코드 셀들이 보내진다(예를 들면, 2개의 오류 코드 셀들). 동일 총 블록길이에 대한 대안으로, 더 큰 부분의 데이터 셀이 보내진다.

대응하는 오류 코드 레이트는 감소루틴이 도 12와 유사하게 제공되고, 이 시간은 통신유닛으로부터 수신된 NACK들에 의해 개시되거나 ACK들의 부재에 의해서 개시된다. 루틴은 제 1 유닛(12)에서, 제 2 유닛(14)으로부터 제 2 데이터 셀들의 비성공적 수신을 나타내는 제어정보(SAMA 필드(251) 내)를 수신하는 단계; 제 3 데이터 셀들을 보내는 단계; 및 동일 미리결정된 수의 제 3 데이터 셀들에 대해, 제 2 감소된 개수보다 큰 제 3 개수의 오류 코드 셀들(예를 들면 3개의 오류 코드 셀들)을 보내는 단계를 포함한다. 대안적으로, 동일 총 블록 길이에 대해 더 큰 부분의 오류 코드 셀들이 보내진다.

정상 상태 루틴(430)에서, 프레임 위치들(슬롯들)은 순환 순서로 방문되고 주어진 위치에서 액세스가능성에 대해 송신 허용, 즉 프로브는 무작위 2진 결정을 통해 얻어진다. 주어진 위치에서 허용을 획득할 확률은 미리결정된 확률값보다 크지 않다. 위치가 액세스되고 어떤 ACK도 수신되지 않은 후에, 위치는 도 6의 테이블에서 액세스불가로 마킹된다.

안정된 상태에 들어가는 무선 유닛들은 기본 프레임의 한 끝 쪽으로 이동함으로써 가장 큰 사용가능한 시간 세그먼트의 크기를 최대화하는 작용을 할 것으로 예상된다. 다른 송신유닛들에의 이들의 접근을 감지하기 위해서, 이들은 각각의 셀 송신시간에 작은(셀의 작은 부분) 변화를 도입하여, 극단적 변화에서 셀이 유실되었을 때 이들의 진행을 정지한다.

기술된 구성은 채널 입수성에 대해 프로빙하기 위해 채널로 다른 유닛들로부터의 신호들을 디코딩할 필요도 없고, 채널 상의 활동을 감지할 필요조차 없다는 잇점을 갖는다. 셀의 전송을 위한 위치에 대해 프로빙 시도는 복구가능한 분리된 셀들 내 다른 사용자들에게 간섭을 유발한다. 회로 셋업의 발원자는 ACK가 수신되었는지 여부에 관하여 따라서 찾는 채널의 용량이 사용가능한지 여부에 관하여 결정한다.

본 발명의 다른 실시예들에서, 간섭받지 않은 수신을 위한 실제 시간슬롯들이 주어질 필요가 없는 것에 유의한다. 대신에, 단순히 원하는 수신을 위한 시간 기간이 로컬 노드들에 방송될 수도 있다. 도 14는 이를 예시한 것이다. 전처럼, 버스트의 제 1 패킷을 프로브 패킷이라 한다. 노드 A는 노드 B에 방송할 최적의 방송시간을 판정한다. 이것은 적어도 한 프레임의 간격을 감시하고 일 기간의 낮은 활동(노드 B로부터 송신되는)을 확인함으로써 달성된다. 낮은 활동 기간동안 노드 A에 의해 수신을 위한 최적의 시간은 프로브에서 맵을 에워싼다. 이 경우 가장 최적의 시간은 프로브가 보내진 후, T _r 이었다. 노드 B가 프로브를 성공적으로 수신하면, 노드 B는 프로브 패킷 수신을 시작한 후에 정확히 T _r 에 CTS(clear-to-send) 패킷을 보냄으로써 응답할 것이다. 노드 A에 대한 새로운 간섭 프로파일을 입력함으로써 그의 테이블을 또한 갱신할 것이다. 이 CTS 메시지는, 프로브 메시지에 사용되는 전력을 증가시킬지를 송신기에 지시하는 전력 제어 정보뿐만 아니라 노드 B에 데이터 패킷들을 보낼 최적의 시간을 확인하는 또 다른 맵을 포함할 것이며(이 경우 오프셋 T _corr 이 가장 최적의 시간임), 이들 데이터 패킷들은 정규 간격들 T _f 로 송신될 것이다. 또한, CTS 메시지를 수신한 후에 노드 A는 이의 테이블 내 노드 B에 대한 간섭 프로파일을 갱신할 것이며 데이터 메시지들을 보내기 위해 전력 제어 정보를 사용할 것이다.

이 프로토콜은 필요하다면 노드 A 및 노드 B가 듀플렉스 접속을 셋업할 수 있게 할 것이며, 2개의 노드들에 의해 관찰된 채널 변화를 보상할 수 있게 할 것이다. 이 프로토콜은 데이터 전달 단계가 기본 에티켓에서와 같이 동일하므로, SAMA의 압도적 준-주기적인 특성을 위배하는 것이 아니라, 채널을 사용하여 통신하는 모든 디바이스들의 전체 성능은 더 나아지게 될 것이다.

도 15는 도 14에 기술된 통신 시스템의 동작을 도시한 흐름도이다. 전술한 바와 같이, 통신 시스템 내의 각각의 유닛/노드는 동일 주파수 대역 내에서 동작한다. 한 노드에서 또 다른 노드로의 통신은 미리결정된 시간 기간 동안 송신하고 이어서 미리결정된 시간 후 주기적으로 송신들을 계속함으로써 발생한다. 논리 흐름은 단계 1501에서 시작하며 노드는 간섭 상태를 감시하며 간섭이 거의 또는 전혀 없는 주파수 대역 내의 통신들을 수신할 수 있을 때 이들 시간 기간들을 결정한다. 이것은 수신기(102)로부터 RSSI(112)를 감시하는 프로세서(130)를 통해 행해지는 것이 바람직하다. 특히, 주파수 대역은 주파수 대역 내 활동이 거의 또는 전혀 발생하지 않는 시간 기간을 결정하기 위해 감시된다. 단계 1503에서, 노드의 간섭 상태 테이블은 프로세서(130)에 의해 생성되고, RAM(131)에 기억되고 모든 로컬 노드들에 방송된다. 전술한 바와 같이, 테이블은 간섭이 일어나는 및/또는 아무 간섭도 일어나지 않는 사용가능 슬롯 테이블을 포함하거나, 단순히 수신을 위한 최적 및/또는 서브-최적 시간 기간을 확인할 수 있다.

계속하여, 단계 1505에서, 노드는 모든 이웃 노드들의 간섭 상태를 나타내는 이들 노드들로부터 테이블들(공중파 통신을 통해)을 수신한다. 전술한 바와 같이, 간섭 상태는 간섭이 일어나는 및/또는 전혀 간섭이 일어나지 않는 사용가능 슬롯들을 포함하는 테이블을 포함할 수 있고, 또는 수신을 위한 최적 및/또는 서브-최적 시간 기간들을 포함하는 테이블을 포함할 수 있다. 또한, 이웃한 노드들은 이를테면 기지국, 가입자 유닛, 또는 이외 다른 통신 수신기 또는 송신기와 같은 임의의 형태의 통신 디바이스를 지칭할 수 있는 것에 유의한다. 단계 1507에서, 노드는 어떤 이웃한 노드와 통신이 요구되는지, 및 논리 흐름이 단계 1507로 리턴하지 않는지를 판정한다. 그러나, 통신이 요구된다면, 논리 흐름은 단계 1509로 계속하여 여기서 노드는 특정 이웃 노드에 대해 기억된 테이블을 액세스하여 노드에 송신을 위한 최적 시간을 결정한다. 이것은 이웃 노드로부터 수신된 테이블을 이용하고 수신을 위한 이웃 노드의 최적이 시간들을 결정함으로써 달성된다. 마지막으로, 단계 1511에서 프로브가 최적 시간 기간 동안에 이웃 노드에 보내지고, 액세스 절차가 전술한 바와 같이 일어나며 정보가 이웃 노드에 송신된다.

특정의 실시예를 참조하여 본 발명을 특정하게 도시 및 기술하였으나, 당업자는 형태 및 상세에 다양한 변경이 본 발명의 정신 및 범위 내에서 행해질 수 있음을 알 것이다. 이러한 변경은 다음 청구항들의 범위 내에 오게 한 것이다.