JP3984114B2

JP3984114B2 - 時分割多元接続システムにおけるフレーム構成方法および装置

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Publication number: JP3984114B2
Application number: JP2002187664A
Authority: JP
Inventors: クリストフ・マンガン; ロマン・ロレ
Original assignee: Mitsubishi Electric R&D Centre Europe BV Netherlands
Current assignee: Mitsubishi Electric R&D Centre Europe BV Netherlands
Priority date: 2001-06-29
Filing date: 2002-06-27
Publication date: 2007-10-03
Anticipated expiration: 2022-06-27
Also published as: DE60228367D1; ATE406002T1; FR2826824B1; FR2826824A1; EP1271803A1; JP2003069518A; EP1271803B1

Description

【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明は、ＴＤＭＡ（Time-Division Multiple Access（時分割多元接続））システムにおけるフレーム構成の方法および装置、特に、標準ＨＩＰＥＲＬＡＮ／２に準拠するシステムに関する。
【０００２】
それは、データネットワーク、特にＷＬＡＮ（Wireless Local Area Network（無線ローカルエリアネットワーク））による通信の分野に関する。
【０００３】
【従来の技術】
ＨＩＰＥＲＬＡＮｔｙｐｅ２（High PERformance Local Area Network（高性能ローカルエリアネットワーク））と呼ばれ、より簡単にＨＩＰＥＲＬＡＮ／２またはＨ／２規格と言われる規格は、ＥＴＳＩ（European Telecommunication Standardization Institute（欧州電気通信標準化機構））によって確立された規格である。
【０００４】
この規格は、各無線セルが、ある地理的ゾーンをカバーしコアネットワーク(Core Network)に接続することができる中央アクセスポイント（以下、アクセスポイント(Access Point)を表すＡＰと言う）によって制御される高速セルシステムを画定する。本システムは、屋外と同様に屋内に配備することができる。通常の動作状態下で、無線端末（Mobile Terminal（ＭＴ））は、ＡＰを介して他のＭＴまたはコアネットワークと通信する。しかしながら、同じ無線セルに属する異なるＭＴは、互いにデータを交換することができる。どちらの場合も、送信チャネル（Ｈ／２の場合は無線チャネル）へのアクセスと、無線リソースのＭＴへの割付けは、ＡＰによって制御される。
【０００５】
Ｈ／２規格プロトコル層のスタックを図１に示す。
【０００６】
Ｈ／２規格は、以下ＰＨＹ層と呼ぶ物理層と、データリンク制御層（DataLink Control Layer）（以下、ＤＬＣ層と呼ぶ）と、ＤＬＣ層の上のコンバージェンス層(Convergence Layer)（ＣＬ）とを画定する。
【０００７】
ＣＬは、共通の副層と個々のコアネットワークに特定の副層とを含む。それは、２つの本質的な機能を有する。すなわち、より高い層から到来するサービス要求をＤＬＣ層によって提供されるサービスに適合させること、及び、より高い層からのデータパケット（可変サイズ）を、後にＤＬＣ層の送信チャネルアクセス制御副層（以下、Medium Access Control（媒体アクセス制御）を表すＭＡＣ層と呼ぶ）によって処理される固定サイズのプロトコルデータユニット(Protocol Data Unit)（ＰＤＵ）に変換することである。今日まで、ＥＴＨＥＲＮＥＴ（登録商標）アプリケーション（ＩＥＥＥ８０２．３）に対し、ＡＴＭ（Asynchronous Transfer Mode（非同期転送モード））または更にＰＰＰ（Point-to-Point Protocol（ポイント・ツー・ポイントプロトコル））のようなネットワークプロトコルに対し、およびＩＥＥＥ１３９４プロトコルおよびアプリケーションに対し、特定の副層が開発されてきた。
【０００８】
ＤＬＣ層は、ＭＴ間のユーザコネクションを管理する層である。それは、無線リンク制御（Radio Link Control）副層（以下、ＲＬＣ層と呼ぶ）を組込んだ制御プランを含む。更に、それは、一方で誤り制御ブロック(Error Control block)（ＥＣ）および他方で上述したＭＡＣ層を含むユーザプランを含む。ＭＡＣ層を介するユーザデータの転送は、コネクション指向である。本質的に、ＲＬＣ層は、３つの機能を有する。すなわち、無線リソース（電源制御、周波数選択、ハンドオーバ）を管理すること、新たなＭＴをシステムに関連付けること、及びコネクションを制御することである。最後に、ＥＣブロックは、肯定応答モード（以下、自動再送要求(Automatic Retransmission Query)を表すＡＲＱモードと呼ぶ）、繰返しモードおよび順方向誤り訂正モード（Forward Error Correction mode（ＦＥＣ））等、異なる誤り訂正モードをサポートすることができる。
【０００９】
エアインタフェースへのアクセスは、ＴＤＤ（Time-Division Duplex（時分割複信））を含むダイナミックＴＤＭＡタイプである。エアインタフェースでのＭＡＣ層におけるデータフレーム（以下、ＭＡＣフレームと呼ぶ）の基礎構造は、２ｍｓ（ミリ秒）という一定の時間を有する。集中型モードでは、それは、ブロードキャスト制御と、フレーム制御と、アクセスフィードバック制御と、ダウンリンクおよびアップリンクにおけるデータ送信と、ランダムアクセスとに対するフィールドを含む。この基礎構造を図２に示す。
【００１０】
ブロードキャストフェーズは、ブロードキャストチャネル（Broadcast CHannelを表すＢＣＨ）と、フレームチャネル（Frame CHannelを表すＦＣＨ）と、アクセスフィードバックチャネル（Access Feedback CHannelを表すＡＣＨ）とを含む。ＢＣＨチャネルは、一般的な情報とＡＰに関する制御情報とを送信し、ＦＣＨチャネルは、ＭＡＣフレームリソースが異なるコネクションに割付けられた方法の正確な記述を含む。
【００１１】
ダウンリンク（ＤＬ）フェーズは、ユーザ特定制御情報とＡＰからＭＴに送信されるユーザデータとを含む。逆に、アップリンクフェーズは、ユーザ特定制御情報とＭＴからＡＰに送信されるユーザデータとをサポートする。
【００１２】
フレームの最後で、ランダムアクセスフェーズは、ＵＬフェーズにおいてＡＰによりいずれのリソースも割付けられなかった場合に、ＭＴによりＡＰに短い制御メッセージを送信するために使用される競合チャネル（以下、ＲＣＨチャネルと呼ぶ）をサポートする。ブロードキャストフェーズに存在するＡＣＨチャネルは、競合フェーズ中にＭＴによって行われるアクセス試行に続くフィードバック情報（すなわち、成功または失敗を示す）を提供する。
【００１３】
ＵＬおよびＤＬフェーズにおいて、ＭＴから到来しおよびそれぞれＭＴに対して向けられるトラフィックは、ＰＤＵのストリームと呼ばれるもので多重に送信される。ＰＤＵのストリームは、共通の終端と同じＭＴを有するコネクションに属するＭＡＣ層のＰＤＵ（ＭＡＣ−ＰＤＵとも呼ぶ）を含む。コネクションは、タイプＬＣＨ（Long CHannel（長チャネル）を表す）の転送チャネルを形成する、以下「長（Long）」ＰＤＵまたはＬＣＨ−ＰＤＵと呼ぶ、５４バイトを含むＰＤＵでユーザデータを転送する。また、それは、他の転送チャネルＳＣＨ（Short Channel（短チャネル）を表す）を形成する、以下「短(short)」ＰＤＵまたはＳＣＨ−ＰＤＵと呼ぶ、９バイトを含むＰＤＵでコネクション制御メッセージを転送する。所与のフレームにおいて、２つのタイプのＰＤＵは、コネクションによって共にグループ化される。
【００１４】
リソース割付がＡＰにおいて集中化されている限りでは、リソースは、ＵＬフェーズを介して送信しているＭＴによるそれらのＰＤＵの実際の送信の前に要求されなければならない。これを行うために、リソース要求(Resource Request)（ＲＲ）と呼ばれる特別なタイプのシグナリング／制御メッセージが、ＵＬフェーズのＳＣＨ−ＰＤＵにカプセル化される。
【００１５】
ＡＰにおいて、無線チャネルに対するアクセスとそれによるデータの送信とを組織化するために、ＭＡＣ層プロトコル機能が使用される。フレームの構成は、ＦＣＨチャネルを介してＭＴに通信される。まず、このチャネルを復号化することにより、ＭＴに対し、それらがＭＡＣフレームに対しまたはＭＡＣフレームからそれらのＰＤＵを挿入または抽出することができる時間間隔が通知される。
【００１６】
ＦＣＨチャネルは、情報要素（以下、Information Element（情報要素）を表すＩＥと呼ぶ）からなり、これらは、コードルールチェック(Code Rule Checking)（ＣＲＣ）で保護されるブロックに、保護されるブロック毎に３ＩＥの割合で結合される。ＩＥは、ＭＡＣフレームにおける特別なコネクションに帰するＳＣＨ−ＰＤＵの数およびＬＣＨ−ＰＤＵの数と、このコネクションに対する各タイプのＰＤＵ（すなわち、ＳＣＨ−ＰＤＵおよびＬＣＨ−ＰＤＵ）のための物理チャネルにおける送信モードと、フレームにおいてコネクションに割付けられる時間間隔の開始を示す時刻インジケータとを指定する。ＡＰは、共通の終端と同じＭＴを有するコネクションのＰＤＵが、ＰＤＵの同じストリームに配置されるように、ＩＥの編成を管理する。
【００１７】
ＰＨＹ層を介して送信されるデータユニットは、可変長のバーストである。便宜上、および無用な負荷（一般に、「オーバヘッド」と呼ばれる）を形成するシグナリングのバイトの数を低減するために、ＭＡＣ−ＰＤＵフレームは、個々のバーストにおいて各々、物理チャネルで送信される。各バーストは、ヘッダとそれに続くデータとを含む。
【００１８】
Ｈ／２規格において、ＯＦＤＭ変調（Orthogonal Frequency Division Multiplexing（直交周波数分割多重）を表す）が、非常に分散したチャネルに対するその優れた性能により選択された。Ｈ／２規格の１つの特異点は、それが、符号化速度と変調タイプとの組合せに対応して、ＰＨＹ層において送信のいくつかのモード（以下、物理モードまたはＰＨＹモードと呼ぶ）を提供するということである。例えば、ＢＰＳＫ、ＱＰＳＫ、１６ＱＡＭおよび６４ＱＡＭ変調は、Ｈ／２規格によってサポートされる副搬送波変調である。原則的に、１つのＰＤＵの符号化に対して必要なＯＦＤＭシンボルの数は、変調の頑強性(robustness)に比例する。ＯＦＤＭシンボルは、４μｓ（マイクロ秒）という一定の時間を有する。下の表１は、何百万ビット／秒（Ｍｂｐｓ）でのコネクションのバイナリ速度と、種々のあり得るＰＨＹモードに対しＬＣＨ−ＰＤＵを符号化するために使用されるＯＦＤＭシンボルの数とを示す。
【００１９】
【表１】

【００２０】
ＰＨＹモードは、無線チャネルにおいて観察される送信状態によってリンク（ＲＬＣプロトコル層の一部を形成する）を適合させるプロセスによって選択される。各コネクションと、確定したコネクションの各送信方向（アップリンクまたはダウンリンク）とは、特定のＰＨＹモードを使用することができる。更に、このＰＨＹモードは、フレーム毎に変化することが可能である。
【００２１】
ＭＡＣ層プロトコルは、それぞれスケジューラおよびフレームビルダと呼ばれる２つの特定のエンティティに基づいて、フレーム構成機構（スケジューリング機構(Scheduling Mechanism)として知られる）を含む。
【００２２】
スケジューラの目的は、ＤＬＣ層のコネクション間でＰＨＹ層のリソースを共有することである。この文書で考慮されるリソースは、主に、無線チャネルの帯域幅と、特に、シグナリング／制御情報を含むチャネル以外のチャネル、すなわちユーザデータを転送するＬＣＨ転送チャネルの転送のためにＤＬＣ層において利用可能な帯域幅とに関するリソースである。
【００２３】
フレーム構成機構の目的は、利用可能なリソースによる新たなコネクションの開始を受入れるかまたは拒否することではない。このリソース割付の態様は、本明細書では説明しない別のエンティティ、すなわち、ＲＣＬ層プロトコルの一部であるＣＡＣ（Connection Acceptance Controller（コネクション受入れコントローラ）を表す）によって処理される。言換えれば、コネクションに割付けられた帯域幅は、常に、利用可能なリソースと互換性があると仮定される。帯域幅がコネクションに割付けられると、スケジューラを使用して、これらコネクションの各々のＰＤＵが、このコネクションに割付けられた帯域幅に適合する無線チャネルにより理論上送信される瞬間を、確定することができる。
【００２４】
ＭＡＣ層プロトコルは、ＦＣＨチャネルにおいて、すなわちフレームの開始時に、フレームの構成を送信する。そして、フレームの構成は、フレーム自体の開始の前に確定されなければならない。本発明によれば、コネクションに対するリソースの割付、すなわちフレームにおけるそれらのＰＤＵのスケジューリングと、各結果としてのフレームの構成の確定とは、前のフレームの送信中に、それぞれスケジューラによりおよびフレームビルダにより実行される。慣例により、以下において、ＰＤＵは、フレームビルダにより構築中のフレーム内で、後の段階において無線チャネルで有効に送信されるだけであるという事実にも関らず、そのフレーム内に挿入するためにスケジューラによって選択されるとすぐに送信されたということが考えられる。
【００２５】
スケジューラは、下記においておよび図面においてＴＴｉとして識別するパラメータを含む、下記においておよび図面においてＦｐと呼ぶ優先順位ファイルを管理する。これらパラメータＴＴｉは、コネクションに関連する時刻ラベルに対応し、スケジューラによって確定されるように、それぞれ添え字ｉを有するコネクションの次のＰＤＵの送信時刻を示す。実際に、スケジューラは、昇順に優先待ち行列ＦｐにおけるＴＴｉパラメータをスケジュールすることにより、待ち行列の最初が、ＰＤＵが構築中のフレームに挿入される次のＰＤＵでなければならないコネクションの、ＴＴｉパラメータを常に含むようにする。優先待ち行列Ｆｐは、特別なメモリ構造に記憶される。
【００２６】
添え字ｉを有する各確立されたコネクションに対し、スケジューラは、コネクションに関連するパラメータを最新に維持する。これらパラメータは、コネクションコンテキスト(connection context)とよばれ以下においておよび図面においてＣＣｉと呼ぶ、コネクションに関連するメモリ構造に記憶される。更に、それは、より高い層から受取られ送信を待機している、添え字ｉを有するコネクションのＰＤＵを含む、以下においておよび図面においてＦｉと呼ぶ送信待機待ち行列を管理する。この待ち行列Ｆｉは、特別なメモリ構造に記憶される。
【００２７】
コンテキストＣＣｉのパラメータは、添え字ｉを有するコネクションの、このコネクションの待機待ち行列Ｆｉに格納されたＰＤＵの数に関連する、以下においておよび図面においてＱｉと呼ぶパラメータを含む。
【００２８】
それらはまた、このコネクションに割付けられる帯域幅に適合するために、添え字ｉを有するコネクションのＰＤＵの送信が理論上発生する瞬間を示す、以下においておよび図面においてＴＴＴｉ（Theoretical Transmission Time（理論的送信時刻）を表す）と呼ぶ時刻関連ラベルも含む。ＴＴＴｉパラメータは、コネクションが開始される時に値０で初期化される。そして、それは、必要な場合は、コネクションが非アクティブであるにも関らずＰＤＵがより高い層から受取られる度に（すなわち、最初のＰＤＵが待機待ち行列Ｆｉに入る度に）更新され、その後、優先待ち行列Ｆｐに挿入される。また、パラメータＴＴＴｉは、コネクションのＰＤＵが送信される度（すなわち、ＰＤＵが待ち行列Ｆｉから出る度）にも更新される。そして、それは、待機待ち行列Ｆｉがまだ少なくとも１つの他のＰＤＵを含む場合は、優先待ち行列Ｆｐに挿入される。
【００２９】
ＬＣＨ−ＰＤＵは固定長（バイト）を有するため、コネクションの開始時に交渉される（上述したＣＡＣを介して）コネクションの帯域幅は、２つの連続するコネクションＰＤＵの送信を分離するＴｉとして知られる理論的時間間隔の形式で表現することができる。理論的時間間隔Ｔｉは、添え字ｉを有するコネクションに関連する別のパラメータであり、したがって、そのコネクションのＣＣｉコンテキストに保存される。スケジューラは、それを、ＴＴＴｉパラメータを更新するために使用する。
【００３０】
フレームビルダの目的は、ＰＤＵのＰＨＹモードを考慮する一方で、そのＰＤＵを多重に無線リンクに挿入することができる瞬間、すなわち時間間隔がスケジューラによって選択されるＰＤＵの受取りを可能にする瞬間を、確定することである。フレームビルダについて、本明細書ではこれ以上説明しない。
【００３１】
スケジューラは、優先待ち行列Ｆｐの最初にＴＴｉパラメータを有するコネクションを選択し、フレームビルダに対し、このコネクションの待機待ち行列Ｆｉから特にこのために抽出されたこのコネクションのＰＤＵを供給する、選択モジュールを含む。スケジューラは、各コネクションのＴＴＴｉパラメータを最新に維持するためのスケジューリングアルゴリズムを実現する。このアルゴリズムを実現するために、ＡＴＭに関する文献において説明されるＶＳＡ（「Virtual Scheduling Algorithm（仮想スケジューリングアルゴリズム）」を表す）について考えることは意味がある。
【００３２】
かかるアルゴリズムによれば、ＰＤＵが、ＴＴＴｉ＝ＴＴＴｉ＋Ｔｉというタイプの式を使用して待機待ち行列Ｆｉから出る度に、ＴＴＴｉパラメータが更新される。言換えれば、このアルゴリズムは、確定したコネクションのＰＤＵが送信されるとすぐに、時間ＴｉがそのコネクションのＰＤＵの次の送信の前に経過するという事実を提供する。これにより、コネクショントラフィックのいわゆるシェーピングがもたらされ、ビット速度がパラメータＴｉによって画定されるピーク値を決して超えないことが保証される。それは、所与のコネクションのＰＤＵが、少なくともＴｉの時間間隔空けられたようなものである。
【００３３】
【発明が解決しようとする課題】
しかしながら、低ビット速度を有するコネクションの場合、この時間は、フレームの時間を超える可能性がある。したがって、これらコネクションでは、各フレームに多くてもただ１つのＰＤＵが挿入される。これにより、フレーム長が固定であることから、所与のコネクションの単一ＰＤＵをフレームに挿入するために、コネクションのいくつかのＰＤＵが上記フレームに挿入された場合より比例的に多くのシグナリング／制御要素をこのフレームに挿入することも必要であることから、リソースが消耗することとなる。このＰＤＵに関連するＰＨＹモードによれば、これらシグナリング要素は、送信されたＰＤＵ自体より多くのリソースをも使用する可能性がある。
【００３４】
実際に、種々のコネクションのデータフローを多重化しフレームの構成を記述することは、特に厄介なシグナリングを意味する。特に、各コネクションは、ＰＤＵのストリームの送信時にＦＣＨチャネルに追加されるＩＥ（すなわち、最も頑強なＰＨＹモードで符号化された８バイト）を使用する。これらの条件の下で、コネクションのただ１つのＰＤＵがフレームに挿入される場合と、このＰＤＵがまた所与のＭＴと交換された唯一のものである場合に、最悪の場合が発生する。このタイプの構成では、結果として生じるＰＤＵのストリームは、唯一のＰＤＵを含むが、それは、３つのＯＦＤＭシンボルに符号化されるＦＣＨにおけるＩＥと、４つまでのＯＦＤＭシンボルを必要とする可能性のあるＰＤＵプリアンブルのストリームと、を必要とする。このオーバヘッドは、シグナリングとシグナリングストリームの構成とにより、物理チャネルにおけるＰＤＵの有効なサイズに比較してわずかではなく、それは、最も効率的なＰＨＹモードで符号化される場合に２つのＯＦＤＭシンボルに低減することができる。
【００３５】
言換えれば、低ビット速度のコネクションは、使用される総リソースに対するユーザ情報送信に専用のリソースの割合として定義される、無線チャネルによる送信の効率に対し、相当の影響を及ぼす。実際に、フレーム毎に１ＬＣＨ−ＰＤＵ未満の送信に対応する１９２Ｋｂｐｓ（キロビット／秒）未満のビット速度を有するコネクションはすべて、この欠点に関連する。
【００３６】
【課題を解決するための手段】
本発明の目的は、特にＨ／２規格に準拠するシステムに対し、しかしまたこの規格が同様の問題を包含する場合にはあらゆる規格に準拠するあらゆるシステムにおいても、このタイプのスケジューリングアルゴリズムを実現するフレームの構築からもたらされる上述した欠点を軽減することである。
【００３７】
したがって、本発明は、単一送信チャネルによる同時に確立された異なるコネクションのそれぞれのデータユニットの送信に対する、フレームにおける確定した時間間隔の動的割付を含む、時分割多元接続システムのためにフレームを構築する方法であって、同じコネクションのデータユニットを、２つの連続するグループ化されたデータユニットの送信間の時間間隔をコネクションの平均的な理論的ビット速度の値によって確定される理論的時間間隔より小さくすることができるように、同じフレームにおいて共にグループ化するステップを含む方法を提案する。
【００３８】
このように、本発明は、フレームにおいてユーザデータに対してより多くの利用可能なリソースを残しながら、フレームの開始時に送信されるシグナリングの使用を最適化することにより、オーバヘッドを低減することを可能にする。このため、チャネルにおける送信効率が向上する。
【００３９】
確定したフレームにおける確定したコネクションのデータユニットを共にグループ化することは、これらデータユニットの少なくともいくつかの送信を遅延させることによって達成される。
【００４０】
本方法は、所与のコネクションの２つの連続するグループ化されたデータユニットの送信間の時間間隔が、送信チャネルによって提供される最大速度で送信される、このコネクションに対するデータユニットの送信時間に対応するその最大値に設定される場合に、最適化される。
【００４１】
本方法によって引起されるいかなるジッタをも制限するために、データユニットに課される遅延は、多くても確定した最大遅延と等しい。このため、得られるような向上した送信効率とコネクションにもたらされるジッタとの間の妥協が得られる。
【００４２】
また、本発明は、単一の送信チャネルによる同時に確立された種々のコネクションのそれぞれのデータユニットの送信に対し、フレームに確定した時間間隔を動的に割付ける手段を備える、時分割多元接続システムのためのフレーム構築装置も提案する。本装置は、同じコネクションのデータユニットを、２つの連続するグループ化されたデータユニットの送信間の時間間隔をコネクションの平均的な理論的ビット速度の値によって確定される理論的時間間隔（すなわち、上述した例における間隔Ｔｉ）より小さくすることができるような方法で、同じフレームにおいて共にグループ化する手段を備える。
【００４３】
本発明の他の特徴および利点は、続く説明を読むことから明らかとなろう。それは、まったく例示的であり、以下に述べることが表されている添付図面に関して読まれるべきである。
【００４４】
【発明の実施の形態】
図３は、ＡＰが、同時に確立されるＭ個のコネクション（Ｍは非ゼロ整数）を管理する実施例における、本発明による装置のブロック図を示す。
【００４５】
本装置は、スケジューラ３０を備える。スケジューラ３０は、メモリ３１と選択モジュール３２とを備える。メモリ３１は、現瞬間に確立されているＭ個のコネクションに対し、待ち行列ＦｉおよびコネクションコンテキストＣＣｉ（１とＭとの間にあるｉに対し）と共に、優先待ち行列Ｆｐを構成するために必要なデータ構造を含む。
【００４６】
添え字ｉを有する各コネクションのＣＣｉコンテキストは、序文において述べたパラメータＴｉ、ＴＴＴｉおよびＱｉに加えて、本発明によれば、コネクションに関連するパラメータＤＴＴｉ、パラメータΔｉ^ＭａｘおよびパラメータＮｉ^Ｍａｘを含む。パラメータＤＴＴｉは、本発明により送信されるコネクションの次のＰＤＵの遅延を含む、送信の理論的瞬間（遅延した理論的送信時刻）を示す時刻ラベルである。パラメータΔｉ^Ｍａｘは、本発明の基礎を形成する、ＰＤＵをフレームにグループ化するという効果を得るために、添え字ｉを有するコネクションのＰＤＵに課すための、スケジューラの許容される最大遅延に対応する時間である。数字Ｎｉ^Ｍａｘは、下に述べるパラメータである。
【００４７】
以下において、変数ｔ_０は、コネクションに関連するパラメータＴｉ、ＴＴＴｉ、ＤＴＴｉおよびΔｉ^Ｍａｘと同じ単位で表される、現瞬間である。変数ｔ_０には、システムにより、そのシステムのローカルタイム基準が与えられる。
【００４８】
本装置は、当然ながらフレームビルダ３３を含む。優先待ち行列Ｆｐ、選択モジュール３２およびフレームビルダ３３の動作の説明は、本発明を理解するために必要ではないため、本開示の枠内に無い。実際に、本発明は、優先待ち行列Ｆｐに値を投入するためにスケジューラ３０が実現するスケジューリングアルゴリズムに関する。
【００４９】
より高い層から確定したコネクションのＰＤＵを受取ったときに実現される、本発明による方法のステップを、図４の図において図式化する。
【００５０】
この図において、参照符号４０は、より高い層から添え字ｉを有する確定したコネクションのＰＤＵを受取るステップを示す。このＰＤＵは、コネクションの待機待ち行列Ｆｉに入る。
【００５１】
ステップ４１において、まず、待機待ち行列Ｆｉが空であるか否か、すなわち、パラメータＱｉがゼロか否か（Ｑｉ＝０？）がチェックされる。
【００５２】
答えがｎｏである場合、それは、受取ったばかりのＰＤＵが、待機待ち行列Ｆｉに存在するそのコネクションの最初のＰＤＵではないことを意味する。この場合、ステップ４８に飛び、パラメータＱｉが１単位インクリメントされ（Ｑｉ＝Ｑｉ＋１）、その後アルゴリズムの終了４９に達する。
【００５３】
逆に、答えがｙｅｓである場合、ステップ４２に進み、ＤＴＴｉパラメータとしてＣＣｉコンテキストにおいて最新に維持されるコネクションのＰＤＵの遅延を含む理論的送信時刻が経過したか否か、すなわち、ＤＴＴｉパラメータが厳密に現瞬間ｔ_０未満であるか否か（ＤＴＴｉ＜ｔ_０？）が判断される。
【００５４】
答えがｎｏである場合、ステップ４７に進み、パラメータＤＴＴｉの値が、コネクションのパラメータＴＴｉの値として優先待ち行列Ｆｐに投入される。そして、ステップ４７に続き、アルゴリズムの終了４９に達する前に上述したステップ４８が続く。
【００５５】
逆に、答えがｙｅｓである場合、ＤＴＴｉパラメータを更新する必要がある。これを行うために、まずステップ４３に飛び、優先待ち行列Ｆｐが、添え字ｊを有する少なくとも１つの他のコネクションの時刻ラベルＴＴｊを含み、そのコネクションの送信待ち行列Ｆｊが空でない、すなわちパラメータＱｊがゼロではないか否か（｛ＴＴｊ，Ｑｊ≠０｝≠φ？）が判断される。
【００５６】
答えがｎｏである場合、ステップ４４において、変数ｔ_０の値が、添え字ｉを有するコネクションのＴＴＴｉパラメータに割当てられる（ＴＴＴｉ＝ｔ_０）。言換えれば、コネクションのパラメータＴＴＴｉが、現瞬間ｔ_０が割当てられることによって更新される。
【００５７】
逆に、答えがｙｅｓである場合、ステップ４５において、添え字ｉを有するコネクションのパラメータＴＴＴｉが、それ自体と、現瞬間ｔ_０と送信待ち行列Ｆｊが空でない他のコネクションの最初のパラメータＴＴＴｊのそれぞれの値との間の最小値と、の間の最大値が割当てられることによって更新される（すなわち、ＴＴＴｉ＝ｍａｘ｛ＴＴＴｉ，ｍｉｎ｛ｔ_０，ｍｉｎ｛ＴＴｊ，Ｑｊ≠０｝｝｝）。言換えれば、添え字ｉを有するコネクションのパラメータＴＴＴｉは、値ＴＴＴｉの現パラメータと、一方で現瞬間ｔ_０の値と他方で添え字ｊを有し送信待ち行列Ｆｊが空でない他のコネクションに関連する優先待ち行列Ｆｐの時刻ラベルＴＴｊのそれぞれの値の間の最小値との間の最小値と、の間の最大値が割当てられることによって更新される。
【００５８】
上の２つの場合において、その後ステップ４６に進み、添え字ｉを有するコネクションのＤＴＴｉパラメータが、パラメータΔｉ^Ｍａｘの値だけ増加したＴＴＴｉパラメータの値が割当てられることによって更新される（ＤＴＴｉ＝ＴＴＴｉ＋Δｉ^Ｍａｘ）。言換えれば、ＤＴＴｉパラメータの値が、パラメータＴＴＴｉの値（ステップ４４またはステップ４５によって更新されるような）が加えられることによって更新され、パラメータΔｉ^Ｍａｘの値は、送信チャネルにおけるＰＤＵの遅延を含む送信の最大遅延に対応する。
【００５９】
ステップ４３とそこからもたらされるステップ４４および４５において扱われる２つの場合の間の区別との目的は、ＴＴＴｉパラメータを可能な最低値を割当てることによって更新する、ということである。このように、コネクションのＰＤＵの送信は、送信を待つ状態にある１つまたは複数のＰＤＵをすでに有している他のコネクションのあり得る存在によって遅延されない。したがって、少しのＰＤＵを送信する、あるバイナリ速度を有するコネクションは、多くのＰＤＵを送信しそのため利用可能なリソースを独占する可能性のある、高バイナリ速度を有する起こりうるコネクションによって、過度に危険に晒されない。
【００６０】
そして、ステップ４６の後、アルゴリズムの終了４９に達する前に、上述したステップ４７および４８が続く。
【００６１】
上記ステップは、アルゴリズムを以下の命令のシーケンスにおいて要約することができる特別なソフトウェアを使用して実行される。

【００６２】
図５のタイミング図は、添え字ｉを有する確定したコネクションに対する待ち行列ＦｉからのＰＤＵの出力において実現される方法のステップを図式化する。
【００６３】
スケジューラの選択モジュール３２により、無線チャネルで送信される目的で構成中のフレームに挿入される発信ＰＤＵが選択される。手っ取り早い方法として、本明細書では、このＰＤＵが送信されるものとする。図５において、ステップ５０はこの送信に対応する。
【００６４】
なお、このように選択されたＰＤＵが属する、添え字ｉを有するコネクションは、待ち行列Ｆｊが空でなく（Ｑｊ≠０）、更に、関連する時刻ラベルＴＴｉが優先待ち行列Ｆｐの最初にある、すなわち、関連する時刻ラベルＴＴｉが最小である（ＴＴｉ＝ｍｉｎ｛ＴＴｊ，Ｑｊ≠０｝）、添え字ｊを有するコネクションのうちのコネクションである。これは、上述したように本明細書においてこれ以上説明しない優先待ち行列Ｆｐの動作と選択モジュール３２の動作とからもたらされる。更に、このＰＤＵは、条件ＤＴＴｉ≦ｔ_０が確認された場合、すなわち遅延を含む送信の理論的瞬間ＤＴＴｉが現瞬間ｔ_０より小さい場合、有効に送信される。
【００６５】
ステップ５０に続くステップの目的は、本質的に、添え字ｉを有するコネクションのＤＴＴｉパラメータを更新することである。
【００６６】
ステップ５１において、ＴＴＴｉパラメータが、先の値にコネクションコンテキストＣＣｉに含まれる理論的時間間隔Ｔｉの値が加えられることにより従来のように更新される。なお、理論的時間間隔Ｔｉは、コネクションのバイナリ速度の平均的な理論的値によって確定され、その値は、コネクションの開始時に交渉されている。
【００６７】
そして、ステップ５２において、パラメータＴＴＴｉの代りに優先待ち行列Ｆｐに投入されるＤＴＴｉパラメータによりコネクションに課される遅延が、補償されるか否かが判断される。実際には、このステップは、ステップ５１において更新されたパラメータＴＴＴｉの値が、２つの連続するグループ化されたデータユニットの送信の間の時間間隔δｉだけ増加したパラメータＤＴＴｉの現値以上であるか否か（ＴＴＴｉおよびＤＴＴｉ＋δｉ）をチェックすることにある。
【００６８】
答えがｎｏである場合、ステップ５３において、パラメータＤＴＴｉの値が、このパラメータＤＴＴｉの現値に２つの連続するグループ化されたデータユニットの送信間の時間間隔δｉの値を加えることによって更新される。
【００６９】
逆に、答えがｙｅｓである場合、ステップ５４において、パラメータＤＴＴｉの値が、ステップ５１において更新されたパラメータＴＴＴｉの値にコネクションに関連するパラメータΔｉ^Ｍａｘの値を加えることによって更新される。なお、この値Δｉ^Ｍａｘは、添え字ｉを有するコネクションに対して許容される最大遅延に対応する。
【００７０】
上記２つの場合のいずれにおいても、ステップ５５に進み、コネクションに関連するパラメータＱｉが、１単位デクリメントされることにより更新される（Ｑｉ＝Ｑｉ−１）。
【００７１】
そして、ステップ５６において、添え字ｉを有するコネクションの送信待ち行列Ｆｉに少なくとも１つのＰＤＵが残っているか否かがチェックされる。
【００７２】
答えがｙｅｓである場合、ステップ５７において、ステップ５３またはステップ５４で更新されたパラメータＤＴＴｉの値が、添え字ｉを有するコネクションに関連する新たな時刻ラベルＴＴｉとして優先待ち行列Ｆｐに投入される。言換えれば、更新されたようなパラメータＤＴＴｉの値が、新たな時刻ラベルＴＴｉとしてスケジューラの優先待ち行列Ｆｐに入れられる。そして、アルゴリズムの終了５８に達する。
【００７３】
逆に、答えがｎｏである場合、直接アルゴリズムの終了５８に進む。
【００７４】
上記ステップは、特別なソフトウェアによって実行され、そのアルゴリズムは、以下の命令のシーケンスにおいて要約することができる。

【００７５】
図６は、上述した方法の実現からもたらされるＭＡＣフレームでの確定したコネクションのＰＤＵのグループ化の原理を示すタイミング図である。
【００７６】
この図において、上部時間軸は、コネクションのＰＤＵが送信される時にいつもパラメータＴｉの値から計算される、添え字ｉを有する確定したコネクションのＰＤＵの理論的送信時刻ＴＴＴｉを示す。下部時間軸は、同じ条件の下で計算された、遅延した理論的送信時刻ＤＴＴｉを示す。簡単のためにおよび開示を明確にするために、コネクションの有効速度が平均的な理論的速度より高い（後者は、コネクションのパラメータＴｉに対応する理論的時間間隔の値を確定する）場合を考慮する。このように、コネクションは、常にアクティブである（すなわち、常にＱｉ≠０）。更に、コネクションの平均的な理論的速度が、それに対応する理論的時間間隔Ｔｉがフレームの時間、すなわち２ｍｓと等しいものであるような特定の場合を考慮する。図において、２つの連続するフレーム間の分離が、縦線によって表されており、フレームの時間が２つのかかる連続した線の間に含まれる時間窓に対応するようになっている。更に、連続したフレームを、＃ｎ、＃ｎ＋１、＃ｎ＋２等とする。
【００７７】
より高い層からの最初のＰＤＵを受取った時かまたはコネクションのＰＤＵを送信した時、ＴＴＴｉパラメータが更新される（それぞれ、図４のステップ４４または４５あるいは図５のステップ５１）。実施例では、値がフレーム＃ｎの時間窓内にあるものとする。更に、ＤＴＴｉパラメータもまた、ＴＴＴｉパラメータの値に遅延Δｉ^Ｍａｘを加えることによって計算される（それぞれ、図４のステップ４６かまたは図５のステップ５４）。実施例では、その後、パラメータＤＴＴｉの値は、フレーム＃ｎ＋２内に存在している。
【００７８】
瞬間ｔ_０がＤＴＴｉの値に達すると、構築中の＃ｎ＋２フレームで送信するために、コネクションのＰＤＵが選択される。そして、パラメータＴＴＴｉが、ＴＴＴｉ＝ＴＴＴｉ＋Ｔｉとなるように更新される（図５のステップ５１）。そして、仮定により、フレーム＃ｎ＋１のこの時間窓においてパラメータＴＴＴｉの新たな値が見つけられる。
【００７９】
そして、ステップ５２のテストの結果は、そのように更新されたパラメータＴＴＴｉがδｉだけ増加したパラメータＤＴＴｉより小さい（ＴＴＴｉ＜ＤＴＴｉ＋δｉ）ため否定である。言換えれば、Δ２＝ＤＴＴｉ＋δｉ−ＴＴＴｉに対応する、図における時間差Δ２は、正である。したがって、ＤＴＴｉパラメータは、ＤＴＴｉ＝ＤＴＴｉ＋δｉとなるように更新され（図５のステップ５３）、その後は、フレーム＃ｎ＋２の時間窓内に存在している。
【００８０】
瞬間ｔ_０がＤＴＴｉの値に達すると、構築中のフレーム＃ｎ＋１で送信するために、コネクションの新たなＰＤＵが選択される。そして、ＴＴＴｉパラメータは、先と同じ方法で再び更新される。その後、それはフレーム＃ｎ＋２の時間窓内に存在している。更に、ステップ５２のテストの結果はまだ否定である。実際に、Δ３＝ＤＴＴｉ＋δｉ−ＴＴＴｉに対応する、図においてΔ３で示す時間関連の差は常に正である。それは、このＴＴＴｉパラメータが再びＤＴＴｉ＝ＤＴＴｉ＋δｉによって更新されるためである。それはまだ、フレーム＃ｎ＋２の時間窓内に存在している。
【００８１】
瞬間ｔ_０がＤＴＴｉの値に達すると、構築中のこのフレーム＃ｎ＋２で送信するために、コネクションの新たなＰＤＵが選択され、パラメータＴＴＴｉは再び先と同じ方法で更新される。その後、それはフレーム＃ｎ＋３の時間窓内に存在している。この時、ＴＴＴｉ≧ＤＴＴｉ＋δｉであるためステップ５２のテストの結果は肯定である。Δ４＝ＤＴＴｉ＋δｉ−ＴＴＴｉに対応する、図においてΔ４で示す時間差は、この場合は負である。遅延Δｉ^Ｍａｘの影響によってコネクションに課される遅延は、このように補償される。そして、ＤＴＴｉパラメータは、ＤＴＴｉ＝ＴＴＴｉ＋Δｉ^Ｍａｘによって更新される（図５のステップ５４）。したがって、この値は、時間窓＃ｎ＋５内に存在している。それに応じて、コネクションの次のＰＤＵが、フレーム＃ｎ＋５での送信のためだけに選択される（現瞬間ｔ_０がＤＴＴｉの新たな値に達した場合）。
【００８２】
上述したことから、この実施例では、コネクションの３つのＰＤＵが、フレーム＃ｎ＋２で送信されるために共にグループ化され、他の３つのＰＤＵがフレーム＃ｎ＋５で送信されるためにグループ化され、等となり、いずれのＰＤＵもフレーム＃ｎ、＃ｎ＋１、＃ｎ＋３、＃ｎ＋４、＃ｎ＋６等では送信されない（下部タイミング図で示すように）。ＶＳＡタイプスケジューリングアルゴリズムを適用することにより、この実施例では、フレーム毎に１つのＰＤＵが送信されるようにしなければならない（上部タイミング図で示すように）。言換えれば、本発明による方法は、確定したコネクションの観点から、いくつかの期間においてローカルにＰＤＵ送信のバイナリ速度を上昇させるように設計され（このバイナリ速度の平均的な理論的値に限定されることなく）、これら期間は、コネクションのいずれのＰＤＵも送信されない無信号の期間によって割込まれる。これにより、送信効率が向上する。
【００８３】
したがって、コネクションに課される最大遅延Δｉ^Ｍａｘは、コネクションの開始時に交渉されるサービスの品質（またはＱｏＳ）（例えば、コネクションの２つのＰＤＵの送信間の最大時間で表される）が満たされなくなる値より小さい値を維持するように選択される。
【００８４】
有利な実施形態によれば、連続して共にグループ化される、添え字ｉを有するコネクションの２つのデータユニットの送信間の時間間隔δｉは、送信チャネルを介するＰＤＵの送信時間と等しい（コネクションのＰＨＹモードを考慮して）。このように、連続して共にグループ化される、添え字ｉを有するコネクションのＰＤＵは、連続的に、すなわち、添え字ｉを有するコネクションの２つのＰＤＵ間に他のコネクションのＰＤＵの送信無しに送信される。なお、そのため、コネクションのＰＤＵの送信のバイナリ速度は、最大バイナリ速度に厳密に等しい。
【００８５】
上述した原理により、確定したＭＡＣフレームで共にグループ化されるコネクションのＰＤＵの数がｎＰＤＵである場合、ｎｓが、フレームにおけるコネクションに関連するシグナリング情報の送信に専用のＯＦＤＭシンボルの数である場合、およびＮ_{ｓｙｍｂ／ＰＤＵ}が、フレームにおけるコネクションのＰＤＵ符号化に専用のＯＦＤＭシンボルの数である場合、ＭＡＣフレームの送信の効率Ｒは、以下の関係によって与えられる。
【００８６】
【数１】

【００８７】
図７は、数ｎ_ＰＤＵに対する無線チャネルによる送信の効率曲線Ｒを示す。
【００８８】
この曲線は、ｎ_ＰＤＵの数が増大するにしたがって効率が増大するが、その増加は漸近的であることを示す。したがって、効率の向上は、ｎ_ＰＤＵの数の値が低い場合は著しいが、この数の値が高くなるとそれほど有意ではなくなる。更に、ｎ_ＰＤＵの数が大きくなるほど、ＰＤＵグループ化方法によってもたらされるジッタが増大する。したがって、向上した効率Ｒとこの方法の実現からもたらされるジッタの増大との間の妥協を求めることが望ましい。
【００８９】
これを行うためには、同じコネクションのデータユニットの最大確定数より多い確定フレームにグループ化しない方がよい。
【００９０】
適切なトレードオフは、ｎ_ＰＤＵ＝２×（ｎ_ｓ／Ｎ_{ｓｙｍｂ／ＰＤＵ}）の場合に得られることが分かる。そして、コネクションの効率Ｒは、６６．６％に等しくなる。
【００９１】
下の表ＩＩは、Ｈ／２規格に対してあり得る種々のＰＨＹモードに対し、および３つの異なる場合、すなわち、ＤＬチャネルのコネクションの場合と、ＰＤＵのストリームのいわゆる「短」ヘッダを有するＵＬチャネルのコネクション（Ｈ／２規格によって利用可能な第１のオプション）の場合と、最後に、ＰＤＵのストリームのいわゆる「長」ヘッダを有するＵＬチャネルでのコネクション（Ｈ／２規格によって利用可能な第２のオプション）の場合と、における、２×（ｎ_ｓ／Ｎ_{ｓｙｍｂ／ＰＤＵ}）を示す。
【００９２】
【表２】

【００９３】
この表は、コネクションのあり得るタイプのほとんどすべて（すなわち、２×（ｎ_ｓ／Ｎ_{ｓｙｍｂ／ＰＤＵ}）が１より大きい場合のコネクション）の場合に、本発明によるＰＤＵを共にグループ化する方法が、コネクションの効率を、そのコネクションにおけるジッタを無駄に増大させることなく向上させることができるため、適当である、ということを示す。
【００９４】
好ましい実施形態では、本方法は、値２×（ｎ_ｓ／Ｎ_{ｓｙｍｂ／ＰＤＵ}）よりすぐ上の整数値と等しい、同じコネクションの推奨される数Ｎｉ^ＭａｘのＰＤＵを、フレームにおいて共にグループ化するように構成される。その限界を越えると、効率Ｒの向上は低いままであり、本発明によりＰＤＵを共にグループ化する方法によって包含されるジッタの増大を許容するように見えない。
【００９５】
言換えれば、システムがＨＩＰＥＲＬＡＮ／２規格に準拠する場合、ｎｓが、フレームにおけるコネクションに関連するシグナリング情報の送信に専用のＯＦＤＭシンボルの数であり、Ｎ_{ｓｙｍｂ／ＰＤＵ}が、フレームにおけるコネクションのデータユニット（すなわち、ＰＤＵ）の符号化に専用のＯＦＤＭシンボルの数であるとすると、２×（ｎ_ｓ／Ｎ_{ｓｙｍｂ／ＰＤＵ}）の数が１より大きくなるとすぐに、同じコネクションのデータユニットは同じフレームに共にグループ化される。
【００９６】
下の表ＩＩＩは、Ｈ／２規格においてあり得る種々のＰＨＹモードに対し、および表ＩＩにおいて上で考慮した３つの場合における、数Ｎｉ^Ｍａｘの値を示す。
【００９７】
【表３】

【００９８】
数Ｎｉ^Ｍａｘは、添え字ｉを有するコネクションのパラメータであり、したがって、そのコネクションのＣＣｉコンテキスト（図３）に格納される。
【００９９】
上記開示を読むことから分かるように、本発明による方法は、特に実現が簡単である。示したように、この方法はコネクションに幾分かのジッタをもたらすが、これは、パラメータΔｉ^Ｍａｘを調整しながら、コネクション効率の実質的な向上を得るために必要なレベルに制限することができる。明らかに、この方法は、フレームに、確定したコネクションのＰＤＵが１つだけ存在するということをある程度確実に避けることはできない。実際に、コネクションが、待機待ち行列Ｆｉに１つのＰＤＵしか有していないという程度まで比較的低いバイナリ速度を有する場合、ほかに待機しているものが無いためこのＰＤＵのみが送信される。
【０１００】
更に、高バイナリ速度を有するコネクションの場合、コネクションのいくつかのＰＤＵは当然ながら各フレームにおいて共にグループ化されるため、このアルゴリズムは必要でない。そして、本アルゴリズムは、このコネクションのみによるフレームの排他的使用を避けるために、有利に停止される。この点に関し、高バイナリ速度を有するコネクションは、コネクションパラメータＴｉによって、フレーム毎のＰＤＵの数が推奨される数Ｎｉ^Ｍａｘより大きくなるコネクションであると考えられる。なお、後者の値は、上記の表ＩＩＩから得ることができる。
【０１０１】
最大遅延パラメータΔｉ^Ｍａｘが画定されないコネクションの場合、この最大遅延を、上記の表ＩＩＩで示す数Ｎｉ^Ｍａｘ以下の、グループ化されたＰＤＵを含むフレーム毎の確定した数のＰＤＵに達するように計算することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】従来の技術において分析する、Ｈ／２規格によるプロトコル層のスタックを示す図である。
【図２】同様に従来技術において分析する、Ｈ／２規格によるフレーム構造を示す図である。
【図３】本発明による装置のブロック図である。
【図４】確定したコネクションのＰＤＵがより高い層から受取られる時にいつも実現される、本発明による方法のステップを図式化した図である。
【図５】コネクションのＰＤＵが送信される時にいつも実現される、本発明による方法のステップを図式化した図である。
【図６】本発明による方法の原理を示す図である。
【図７】ＰＤＵの符号化に専用のＯＦＤＭシンボルの数に対する送信効率の形状を示す曲線である。

Claims

時分割多元接続システムにおけるフレーム構成方法であって、単一送信チャネルによる同時に確立された種々のコネクションのデータユニットの送信に対する、前記フレームにおける確定した時間間隔の動的割付を含む方法であり、
２つの連続するグループ化されたデータユニットの送信間の時間間隔（δｉ）が前記コネクションの平均的な理論的バイナリ速度の値によって確定される理論的時間間隔（Ｔｉ）より小さくすることができるような方法で、同じコネクションにおける前記データユニットを同じフレームにおいて共にグループ化するステップを含む方法。
確定したフレームにおける確定したコネクションの前記データユニットの前記グループ化を、これらデータユニットの少なくともいくつかの送信を遅延させることによって達成する請求項１に記載の方法。
データユニットに課す前記遅延は、多くとも最大遅延（Δｉ^Ｍａｘ）と等しい請求項２に記載の方法。
２つの連続するグループ化されたデータユニットの送信間の前記時間間隔（δｉ）は、そのチャネルによって提供される最大速度での前記送信チャネルを介したデータユニットの送信時間と等しい請求項１乃至３のいずれか一項に記載の方法。
標準ＨＩＰＥＲＬＡＮ／２に準拠するシステムの場合、ｎ_ｓがフレームにおける前記コネクションに関連するシグナリング情報の送信に専用のＯＦＤＭシンボルの数であり、Ｎ_{ｓｙｍｂ／ＰＤＵ}がフレームにおける前記コネクションのデータユニット（すなわち、ＰＤＵ）の符号化に専用のＯＦＤＭシンボルの数であるとすれば、数２×（ｎ_ｓ／Ｎ_{ｓｙｍｂ／ＰＤＵ}）が１より大きくなるとすぐに、所与のコネクションの前記データユニットは、同じフレームにおいて共にグループ化される請求項１乃至４のいずれか一項に記載の方法。
それぞれのアクティブなコネクションに関連する時刻ラベル（ＴＴｉ）を含む優先待ち行列（Ｆｐ）を管理し、かかる時刻ラベルが該関連するアクティブなコネクションのデータユニットの前記送信チャネルによる理論的送信時刻に対応するものであるステップと、
各確立されたコネクションに対し、
前記送信チャネルで送信される用意ができた前記コネクションの前記データユニットを含む送信待機待ち行列（Ｆｉ）を管理するステップと、
次のコネクションデータユニットの理論的送信時刻に対応する第１のパラメータ（ＴＴＴｉ）を最新に維持するステップと、
前記コネクションの前記次のデータユニットの遅延を含む理論的送信時刻に対応する第２のパラメータ（ＤＴＴｉ）を最新に維持するステップと
を含む請求項１乃至５のいずれか一項に記載の方法。
確定したコネクションの前記送信待機待ち行列に前記第１のデータユニットが入力された時、前記第２のパラメータ（ＤＴＴｉ）の値が現瞬間（ｔ_０）より前の瞬間に対応する場合に、
前記コネクションの前記第１のパラメータ（ＴＴＴｉ）の値を更新するステップ（４２〜４５）と、
必要な時にいつでも更新された前記第１のパラメータ（ＴＴＴｉ）の値に前記最大遅延（Δｉ^Ｍａｘ）に対応する値を加えることにより、前記コネクションの前記第２のパラメータ（ＤＴＴｉ）の値を更新するステップ（４６）と、
すべての場合において、
前記優先待ち行列（Ｆｐ）に、前記コネクションに関連する時刻ラベル（ＴＴｉ）として前記第２のパラメータ（ＤＴＴｉ）の前記更新された値を入力するステップ（４７）と
を含む請求項６に記載の方法。
必要な時にいつでも、前記コネクションの前記第１のパラメータ（ＴＴＴｉ）は、現瞬間（ｔ_０）の値を割当てることによって更新される請求項７に記載の方法。
必要な時にいつでも、前記コネクションの前記第１のパラメータ（ＴＴＴｉ）は、一方で現瞬間（ｔ_０）の値と、他方で送信待機待ち行列（Ｆｊ）が空でない他のコネクションに関連する前記優先待ち行列（Ｆｐ）の前記時刻ラベル（ＴＴｉ）のそれぞれの値の間の最小値との間の最小値を割当てることによって更新される請求項７に記載の方法。
前記送信待機待ち行列から所与のコネクションのデータユニットが出力された時に、
前記コネクションの前記第１のパラメータ（ＴＴＴｉ）の値を、前記理論的時間間隔（Ｔｉ）の値を加えることによって更新するステップ（５１）と、
前記コネクションの前記第２のパラメータ（ＤＴＴｉ）の値を、前記更新された第１のパラメータ（ＴＴＴｉ）の値が、２つの連続するグループ化されたデータユニットの送信間の前記時間間隔（δｉ）だけ増加した前記第２のパラメータ（ＤＴＴｉ）の現値以上である場合は、前記第１のパラメータ（ＴＴＴｉ）の前記更新された値に前記最大遅延（Δｉ^Ｍａｘ）に対応する値を加えるステップ（５４）により、あるいは反対の場合は、前記第２のパラメータ（ＤＴＴｉ）の現値に、２つの連続するグループ化されたデータユニットの前記送信間の時間間隔（δｉ）の値を加えるステップ（５３）により更新するステップ（５２、５３、５４）と、
前記コネクション送信待ち行列に少なくとも１つのデータユニットがまだ残っている場合に、前記優先待ち行列（Ｆｐ）に、前記コネクションに関連する新たな時刻ラベルとして前記第２のパラメータ（ＤＴＴｉ）の前記更新された値を入力するステップ（５６、５７）と
を含む請求項６乃至９のいずれか一項に記載の方法。
時分割多元接続システムにおけるフレーム構成の装置あって、単一の送信チャネルによる同時に確立された種々のコネクションのそれぞれのデータユニットの送信に対し、前記フレームに確定した時間間隔を動的に割付ける手段を具備し、所与のコネクションの前記データユニットを２つの連続するグループ化されたデータユニットの送信間の時間間隔（δｉ）を前記コネクションの平均的な理論的バイナリ速度の値によって確定される理論的時間間隔（Ｔｉ）より小さくすることができるように同じフレームにおいて共にグループ化する手段を更に具備する装置。
優先待ち行列（Ｆｐ）と、
各確立されたコネクションに対し、
前記送信チャネルによって送信される用意ができている前記コネクションのデータユニットを含む送信待機待ち行列（Ｆｉ）と、
前記コネクションの次のデータユニットに対する理論的送信時刻に対応する第１のパラメータ（ＴＴＴｉ）と前記コネクションの次のデータユニットの遅延を含む理論的送信時刻に対応する第２のパラメータ（ＤＴＴｉ）とを含むコネクションコンテキスト（ＣＣｉ）と
を格納する記憶手段（３１）を備え、
更に、請求項１乃至１０のいずれか一項による方法の実現のためのスケジューリング装置（３０）を含む請求項１１に記載の装置。