JP2546555B2 - マルチプラットホーム及び装置の通信システムにおけるメッセージルーチングの適合管理方法 - Google Patents
マルチプラットホーム及び装置の通信システムにおけるメッセージルーチングの適合管理方法Info
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- JP2546555B2 JP2546555B2 JP3168277A JP16827791A JP2546555B2 JP 2546555 B2 JP2546555 B2 JP 2546555B2 JP 3168277 A JP3168277 A JP 3168277A JP 16827791 A JP16827791 A JP 16827791A JP 2546555 B2 JP2546555 B2 JP 2546555B2
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
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- H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
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- Signal Processing (AREA)
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- Telephonic Communication Services (AREA)
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は複数プラットホーム通信
システム、そしてより特別にはそのような通信システム
におけるメッセージルーチング(routing) の効果的な適
合管理を提供するための方法と装置に関するものであ
る。
システム、そしてより特別にはそのような通信システム
におけるメッセージルーチング(routing) の効果的な適
合管理を提供するための方法と装置に関するものであ
る。
【０００２】
【従来の技術】従来技術のメッセージルーチング管理の
ための網管理解決策は、固定された優先中継とルーチン
グ割りつけであって、一つ又はそれ以上の制御器ノード
やプラットホームを必要とする技術を使用した冗長伝送
が行われていた。制御器ノードの磨耗（attrition)、装
置故障、そして電磁対策（電波妨害）に対する弱点は中
央制御ネットワークを望ましくないものとする。さら
に、複雑な制御器ノードはネットワーク界の既存物に関
しそれらの動作を制限することになる。中央制御ネット
ワークは制御器とそれに従属するプラットホーム間のリ
ンクに大きく依存する。
ための網管理解決策は、固定された優先中継とルーチン
グ割りつけであって、一つ又はそれ以上の制御器ノード
やプラットホームを必要とする技術を使用した冗長伝送
が行われていた。制御器ノードの磨耗（attrition)、装
置故障、そして電磁対策（電波妨害）に対する弱点は中
央制御ネットワークを望ましくないものとする。さら
に、複雑な制御器ノードはネットワーク界の既存物に関
しそれらの動作を制限することになる。中央制御ネット
ワークは制御器とそれに従属するプラットホーム間のリ
ンクに大きく依存する。
【０００３】時間と周波数に基づく固定中継とルーチン
グ割りつけのいずれも、動的ネットワーク連結の変化に
適合することを妨害し、そして信頼性の低いメッセージ
転送を発生させる。ネットワークは（１）新たなプラッ
トホームの入口と出口又は物理的磨耗に従って集合体を
変えること、そして（２）プラットホーム動作、敵対す
る電波妨害(jamming) 又は伝送媒体の故障に従って連結
を変えることから変化し得る。周波数又は時間に基づい
た強固なルーチングはまた限られた数の高密度トラフィ
ックパターンとなるかもしれない。集中中継伝送は傍受
（intercept)受信機によって容易にプラットホーム検出
が可能で、その後における妨害はネットワーク通信に大
きな混乱を引き起こしかねない。さらに又、非適合で冗
長なルーチングを有するプラットホームの端末資源の過
負荷はネットワーク容量の利用低下を招き、従ってメッ
セージ遅延を増加させる。
グ割りつけのいずれも、動的ネットワーク連結の変化に
適合することを妨害し、そして信頼性の低いメッセージ
転送を発生させる。ネットワークは（１）新たなプラッ
トホームの入口と出口又は物理的磨耗に従って集合体を
変えること、そして（２）プラットホーム動作、敵対す
る電波妨害(jamming) 又は伝送媒体の故障に従って連結
を変えることから変化し得る。周波数又は時間に基づい
た強固なルーチングはまた限られた数の高密度トラフィ
ックパターンとなるかもしれない。集中中継伝送は傍受
（intercept)受信機によって容易にプラットホーム検出
が可能で、その後における妨害はネットワーク通信に大
きな混乱を引き起こしかねない。さらに又、非適合で冗
長なルーチングを有するプラットホームの端末資源の過
負荷はネットワーク容量の利用低下を招き、従ってメッ
セージ遅延を増加させる。
【０００４】過度の冗長伝送は回避されるべきである。
なぜならそれらが正確なチャネル容量を使用せず、しか
も順次に反電波妨害の保護を減じる自己干渉レベルを増
加する結果となるからである。前述のことは、例えば陸
軍グランド配備に典型的に特徴づけられる低から中結合
ネットワークにおける、主にポイントツーポイント通信
に集中していた。他の適用、例えば海軍と空軍の通信
は、さらにポイントツーマルチポイント（マルチキャス
ト）ルーチングそして制限内での放送ルーチングを要求
する。これらの場合には、端末伝送は同じ又は関連する
ソフトウェア機能を実行する一組の端末やプラットホー
ムが想定されている。ポイントツーポイントルーチング
において、無線伝送の放送の特徴は有線ネットワークに
は無い干渉問題を生じさせるかもしれない。しかしなが
ら、ポイントツーマルチポイントルーチングにおいて
は、この放送能力は利点として使うことができる。なぜ
なら複数の中継そして又は方向は一つの伝送で達せられ
るかもしれないからである。
なぜならそれらが正確なチャネル容量を使用せず、しか
も順次に反電波妨害の保護を減じる自己干渉レベルを増
加する結果となるからである。前述のことは、例えば陸
軍グランド配備に典型的に特徴づけられる低から中結合
ネットワークにおける、主にポイントツーポイント通信
に集中していた。他の適用、例えば海軍と空軍の通信
は、さらにポイントツーマルチポイント（マルチキャス
ト）ルーチングそして制限内での放送ルーチングを要求
する。これらの場合には、端末伝送は同じ又は関連する
ソフトウェア機能を実行する一組の端末やプラットホー
ムが想定されている。ポイントツーポイントルーチング
において、無線伝送の放送の特徴は有線ネットワークに
は無い干渉問題を生じさせるかもしれない。しかしなが
ら、ポイントツーマルチポイントルーチングにおいて
は、この放送能力は利点として使うことができる。なぜ
なら複数の中継そして又は方向は一つの伝送で達せられ
るかもしれないからである。
【０００５】再発布(repromulgation)中継（フラッド
（flood)ルーチング）はマルチキャストルーチングを達
成するためにしばしば使われる技術である。この方法
で、最初の送信を受信する全端末はそれを再送信する。
従って、これらの送信は全ての意図された相手方を含む
集団の他の全端末に届くまで、それらの送信源から外部
に伝播される。それが要求しシステム容量を十分減じる
転送数の観点からはこの方式は非効率的である。非効率
性は高度の連結を有するネットワークに対して最大とな
る。
（flood)ルーチング）はマルチキャストルーチングを達
成するためにしばしば使われる技術である。この方法
で、最初の送信を受信する全端末はそれを再送信する。
従って、これらの送信は全ての意図された相手方を含む
集団の他の全端末に届くまで、それらの送信源から外部
に伝播される。それが要求しシステム容量を十分減じる
転送数の観点からはこの方式は非効率的である。非効率
性は高度の連結を有するネットワークに対して最大とな
る。
【０００６】さらに、一般的に、自動中継選択の方法論
は二つのタイプに分けることができる。すなわち、
（１）幾何学的基準によるものと（２）連結を基準にす
るものである。本発明は中継プラットホーム選択を通知
するため、変更された連結情報（一方向と二方向リンク
の両方を識別する）を用いる後者のアプローチに焦点を
合わせている。この方式においてアドレスの問題は、い
かにしてネットワーク連結の（部分的）情報がメッセー
ジに対する中継選択を端末にさせることが可能か、その
結果それがその意図した方向へ到達できるかどうかとい
うことである。反対に、幾何学的基準の方式におけるア
ドレスの問題は端末連結を知ることなく一つ又はそれ以
上の意図された方向への到達を確信する最善の方法は何
かということである。
は二つのタイプに分けることができる。すなわち、
（１）幾何学的基準によるものと（２）連結を基準にす
るものである。本発明は中継プラットホーム選択を通知
するため、変更された連結情報（一方向と二方向リンク
の両方を識別する）を用いる後者のアプローチに焦点を
合わせている。この方式においてアドレスの問題は、い
かにしてネットワーク連結の（部分的）情報がメッセー
ジに対する中継選択を端末にさせることが可能か、その
結果それがその意図した方向へ到達できるかどうかとい
うことである。反対に、幾何学的基準の方式におけるア
ドレスの問題は端末連結を知ることなく一つ又はそれ以
上の意図された方向への到達を確信する最善の方法は何
かということである。
【０００７】幾何学的基準の中継は位置情報（例えば、
属性と受信された位置メッセージ）から中継適合性を推
定し、そしてそれは最も放送(air) プラットホームに適
合可能である。行き先経路に関する情報が全くない時は
全集団をカバーするようにするため、従ってメッセージ
転送が可能となる。この可能性を増加するコストはメッ
セージに増加された冗長性である。しかしながら、得る
ことができる冗長性と信頼性は動作負荷トラフィックが
増加する時に減少する。中継信頼性のために冗長性を用
いることはシステム容量の高価な使用となる。冗長性は
又非回路関連の中継によって回路動作を増加させ、従っ
てそれら端末資源の使用を増加させる。これは非連結基
準の中継が発信源(originator)基準に関するよりもむし
ろ回路に関して中継応答性を割りつけることから発生す
る。従って、一つの発信源に対して動作する一組の中継
は他の発信源に対しては動作しないことが可能となる。
中継選択を調整するための自己訂正機構は存在しない。
又、中継は全発信源が中継されたかどうか、又は全行き
先に届いたかどうかには関与しない。図１は中継が単に
回路応答の役割のみをしそして連結のことを考慮しない
場合、行き先に到達されないかもしれないことを描いて
いる。描かれているように、プラットホームＡとプラッ
トホームＢは幾つかの回路に対する中継負荷を分担して
いるが、しかしもしプラットホームＡがプラットホーム
ＯとＣが加わった回路に割りつけられたならば、プラッ
トホームＣは発信源のメッセージを受信しないであろ
う。
属性と受信された位置メッセージ）から中継適合性を推
定し、そしてそれは最も放送(air) プラットホームに適
合可能である。行き先経路に関する情報が全くない時は
全集団をカバーするようにするため、従ってメッセージ
転送が可能となる。この可能性を増加するコストはメッ
セージに増加された冗長性である。しかしながら、得る
ことができる冗長性と信頼性は動作負荷トラフィックが
増加する時に減少する。中継信頼性のために冗長性を用
いることはシステム容量の高価な使用となる。冗長性は
又非回路関連の中継によって回路動作を増加させ、従っ
てそれら端末資源の使用を増加させる。これは非連結基
準の中継が発信源(originator)基準に関するよりもむし
ろ回路に関して中継応答性を割りつけることから発生す
る。従って、一つの発信源に対して動作する一組の中継
は他の発信源に対しては動作しないことが可能となる。
中継選択を調整するための自己訂正機構は存在しない。
又、中継は全発信源が中継されたかどうか、又は全行き
先に届いたかどうかには関与しない。図１は中継が単に
回路応答の役割のみをしそして連結のことを考慮しない
場合、行き先に到達されないかもしれないことを描いて
いる。描かれているように、プラットホームＡとプラッ
トホームＢは幾つかの回路に対する中継負荷を分担して
いるが、しかしもしプラットホームＡがプラットホーム
ＯとＣが加わった回路に割りつけられたならば、プラッ
トホームＣは発信源のメッセージを受信しないであろ
う。
【０００８】非連結基準中継方式の他のピットフォール
（pitfalls)が図２と３に描かれている。各々の方向の
リンク連結を考慮することなく、中継選択に対する幾何
学的タイプの基準は好ましくない環境において十分な性
能を発揮しえないということが分かる。図２と３におい
て、プラットホームＡは、それ自体比較的に高い視野と
入力リンク数からの最善の中継であることが分かる。し
かしながら、背後のリンク上や源プラットホームから意
図した中継リンク上での妨害電波の存在は中継機能を無
効にするかもしれない。図２において、最高の高さにあ
るプラットホームＡはプラットホームＢ，ＣそしてＤか
らメッセージを受信し、そしてメッセージＣとＤ間を中
継するために最高の幾何学的位置にあることが分かる。
しかしながら、プラットホームＡとＢは同じ数、すなわ
ち３個の位置メッセージを受信はするが、妨害波Ｊと減
衰範囲の存在がＡからＣ又はＡからＤのいずれの連結も
妨害し、そして中継Ｂを単にＣとＤ間のみの中継に適合
可能とする。図３において、プラットホームＡは幾何学
的にＢとＣよりもよい中継であることが示されている。
しかし妨害波Ｊのために、中継が予定される発信源のメ
ッセージを聞くことができない。幾何学的情報は又アン
テナパターンの指向性を考慮することができない。幾何
学は連結を含むことを必要としない。
（pitfalls)が図２と３に描かれている。各々の方向の
リンク連結を考慮することなく、中継選択に対する幾何
学的タイプの基準は好ましくない環境において十分な性
能を発揮しえないということが分かる。図２と３におい
て、プラットホームＡは、それ自体比較的に高い視野と
入力リンク数からの最善の中継であることが分かる。し
かしながら、背後のリンク上や源プラットホームから意
図した中継リンク上での妨害電波の存在は中継機能を無
効にするかもしれない。図２において、最高の高さにあ
るプラットホームＡはプラットホームＢ，ＣそしてＤか
らメッセージを受信し、そしてメッセージＣとＤ間を中
継するために最高の幾何学的位置にあることが分かる。
しかしながら、プラットホームＡとＢは同じ数、すなわ
ち３個の位置メッセージを受信はするが、妨害波Ｊと減
衰範囲の存在がＡからＣ又はＡからＤのいずれの連結も
妨害し、そして中継Ｂを単にＣとＤ間のみの中継に適合
可能とする。図３において、プラットホームＡは幾何学
的にＢとＣよりもよい中継であることが示されている。
しかし妨害波Ｊのために、中継が予定される発信源のメ
ッセージを聞くことができない。幾何学的情報は又アン
テナパターンの指向性を考慮することができない。幾何
学は連結を含むことを必要としない。
【０００９】連結基準中継の取り組みは幾何学的基準を
越えて重大な高揚をもたらした。なぜならそれら端末と
妨害パラメータ（例えば、送受信電力とアンテナ利得）
と同様に幾何学的要因（例えば、範囲、高さ、障害物
等）の両方が各々の方向におけるリンク品質の評価に自
動的に考慮されるからである。ネットワーク管理解決策
への従来技術の取り組みは、周波数そして又は時間に基
づき確立された静的なネットワークを想定しそしてノー
ド（プラットホーム）間のトラフィックを自動的に経路
選択する最善の方法を決定する。
越えて重大な高揚をもたらした。なぜならそれら端末と
妨害パラメータ（例えば、送受信電力とアンテナ利得）
と同様に幾何学的要因（例えば、範囲、高さ、障害物
等）の両方が各々の方向におけるリンク品質の評価に自
動的に考慮されるからである。ネットワーク管理解決策
への従来技術の取り組みは、周波数そして又は時間に基
づき確立された静的なネットワークを想定しそしてノー
ド（プラットホーム）間のトラフィックを自動的に経路
選択する最善の方法を決定する。
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的はネット
ワーク管理とマルチプラットホーム通信システムにおけ
るメッセージルーチングのための改善された解決策を提
供することである。本発明の他の目的は、プラットホー
ムの集合体の変更そしてプラットホームリンクの連結変
更をおこなうマルチプラットホーム通信システムにおい
てこれらネットワーク管理と経路選択機能の有効で適応
性のある提供である。さらに本発明の他の目的は、分散
自立（masterless) 自己構成(self-organization) （Ｄ
ＭＳＯ）によりこれらの機能を提供することであり、そ
の結果端末はいかなる外部制御もなく能率的に情報と機
能を受信すべく自主的に動作可能となる。
ワーク管理とマルチプラットホーム通信システムにおけ
るメッセージルーチングのための改善された解決策を提
供することである。本発明の他の目的は、プラットホー
ムの集合体の変更そしてプラットホームリンクの連結変
更をおこなうマルチプラットホーム通信システムにおい
てこれらネットワーク管理と経路選択機能の有効で適応
性のある提供である。さらに本発明の他の目的は、分散
自立（masterless) 自己構成(self-organization) （Ｄ
ＭＳＯ）によりこれらの機能を提供することであり、そ
の結果端末はいかなる外部制御もなく能率的に情報と機
能を受信すべく自主的に動作可能となる。
【００１１】
【課題を解決するための手段及び作用】ＤＭＳＯは、軍
事応用に役立つばかりではなく、限られた無線範囲の自
動車に使用される他の環境に適用可能性がある。例えば
非常タスクフォース通信、自動車電話、そしてページン
グシステム等である。ＤＭＳＯの概念を用いて、ノード
（プラットホーム）の存在と範囲そしてそれら相互連結
性の品質を認識する必須の問題が最初に解決される。そ
して、この抽出された情報に基づいて、ポイントツーポ
イントルーチングアルゴリズム、ポイントツーマルチポ
イントルーチングアルゴリズム、又は必要なら放送ルー
チングアルゴリズムを用いて連結基準ルーチングの決定
がなされる。さらにはＤＭＳＯにおいて、動的ネットワ
ークが仮定されているため、各々の端末は現在のネット
ワーク状態をモニタし、伝達しそして更新する。これは
不良環境で考慮すべき特に重要な点である。一般的に、
ＤＭＳＯはシステムの健強さ、存続性そして適合性の特
性を扱う。適切な形式でデータと音声トラフィックの両
方に対する通信メッセージ伝達要求を満足させるため
に、各々のプラットホームにはネットワーク連結の情報
を確認し維持する能力が与えられ、そしてそれを有効に
使用する。
事応用に役立つばかりではなく、限られた無線範囲の自
動車に使用される他の環境に適用可能性がある。例えば
非常タスクフォース通信、自動車電話、そしてページン
グシステム等である。ＤＭＳＯの概念を用いて、ノード
（プラットホーム）の存在と範囲そしてそれら相互連結
性の品質を認識する必須の問題が最初に解決される。そ
して、この抽出された情報に基づいて、ポイントツーポ
イントルーチングアルゴリズム、ポイントツーマルチポ
イントルーチングアルゴリズム、又は必要なら放送ルー
チングアルゴリズムを用いて連結基準ルーチングの決定
がなされる。さらにはＤＭＳＯにおいて、動的ネットワ
ークが仮定されているため、各々の端末は現在のネット
ワーク状態をモニタし、伝達しそして更新する。これは
不良環境で考慮すべき特に重要な点である。一般的に、
ＤＭＳＯはシステムの健強さ、存続性そして適合性の特
性を扱う。適切な形式でデータと音声トラフィックの両
方に対する通信メッセージ伝達要求を満足させるため
に、各々のプラットホームにはネットワーク連結の情報
を確認し維持する能力が与えられ、そしてそれを有効に
使用する。
【００１２】
【実施例】これ以降で用いられる頭字語 ＡＡＮ …利用可能なアクセス番号（Available Access Numbers) ＡＪ …反電波妨害(Anti-Jamming) ＣＯＭＳＥＣ …通信安全保証(Communication Security) ＤＭＳＯ …分散自立自己構成(Distributed Masterless Self-Organizatio n) ＤＴＤＭＡ …分散時分割多重アクセス(Distributed Time Division Multipl e Access) ＥＭＣＯＮ …放射制御(Emission Control) ＩＤ …識別(Identity) ＬＯＳ …視線(Line-of-Sight) ＬＰＩ …傍受の低い可能性(Low Probability ofIntercept) ＬＲＢＣ …ローカル経路放送回路(Local Route Broadcast Circuit) ＬＲＢＣ−Ｏ …ＬＲＢＣ−源(Originate) ＬＲＢＣ−Ｒ …ＬＲＢＣ−中継(Relay) ＬＲＢＭ …ローカル経路放送メッセージ(Local Route Broadcast Message ) ＮＥ …網加入(Net Entry) ＮＥＳ …網加入信号(Net Entry Signal) ＯＡＮ …自己アクセス番号(Own Access Number) ＰＴＯＣ …位置、時間及び構成回路(Position, Time and Organization C ircuit) ＰＴＯＣＣ …位置、時間及び構成共通回路(Position, Time and Organizati on Common Circuit) ＰＴＯＵＣ−Ｎ…Ｎは関心のあるローカル集合体の大きさに比例して選ばれる位 置、時間及び構成ユーザ回路(Position, Time and Organizati on User Circuit) ＲＢＣ …経路放送回路(Route Broadcast Circuit) ＲＲＢＣ …リモート経路放送回路(Remote Route Broadcast Circuit) ＲＲＢＭ …リモート経路放送メッセージ(Remote Route Broadcast Messag e) ＲＴＴ …往復タイミング(Round Trip Timing) ＲＴＴＩ …ＲＴＴ質問(Interrogations) ＲＴＴＲ …ＲＴＴ応答(Replies) ＳＯＣ …自己構成回路(Self-Organizing Circuit) ＴＡＮＤ …直接近接のトークンアクセス番号(Taken Access Number of a Direct Neighbor) ＴＡＮＩ …間接近接のトークンアクセス番号(Taken Access Number of an Indirect Neighbor) ＴＤＭＡ …時分割多重アクセス(Time Division Multiple Access) ＴＯＡ …到達時刻(Time of Arrival) ＴＲＡＮＳＥＣ…伝送安全保証(Transmission Security) 本発明は従来技術の前述の問題を克服する一般的な方式
であるＤＭＳＯ方式に関するものである。
であるＤＭＳＯ方式に関するものである。
【００１３】ＤＭＳＯは、ネットワーク連結と状態情報
の処理がメッセージトラフィックを行き先（ｓ）へ経路
付ける同じアルゴリズムを使い、全てのネットワークメ
ンバーやプラットホームを通して完全に分散されそして
各々のメンバーは自動的に行動することから分散に関す
るものである。ＤＭＳＯは、方式がいかなる制御器ノー
ドそしていかなるそれらに付随する複雑さや制限も必要
としないことから自立に関するものである。ＤＭＳＯ
は、集合体メンバーの識別とそれらの連結に関する先の
情報を全く必要としないことから自己構成に関するもの
である。この情報はこれ以降に述べられるＤＭＳＯ処理
に参加するメンバーやプラットホームによって習得され
る。
の処理がメッセージトラフィックを行き先（ｓ）へ経路
付ける同じアルゴリズムを使い、全てのネットワークメ
ンバーやプラットホームを通して完全に分散されそして
各々のメンバーは自動的に行動することから分散に関す
るものである。ＤＭＳＯは、方式がいかなる制御器ノー
ドそしていかなるそれらに付随する複雑さや制限も必要
としないことから自立に関するものである。ＤＭＳＯ
は、集合体メンバーの識別とそれらの連結に関する先の
情報を全く必要としないことから自己構成に関するもの
である。この情報はこれ以降に述べられるＤＭＳＯ処理
に参加するメンバーやプラットホームによって習得され
る。
【００１４】ＤＭＳＯ方法論は、一般的にマルチメディ
ア伝送能力を有するプラットホームの任意に構築された
動的な集合体間の通信の確立及び維持を容易にする。Ｄ
ＭＳＯ方法論はプラットホームの配置決定に課される先
の拘束を最小化する。ＤＭＳＯ下における動作で、プラ
ットホームは常にそれらの内部情報と到来する連結を検
出し、それらの（出力）近接プラットホームへその情報
を通知し、そして有効に経路付けし動作メッセージトラ
フィックを負荷分担するためのこの情報に基づいて自動
的に動作する。その分散処理は下位ネットワークにおい
て健強さを提供する。プラットホームがネットワークの
変化に適合できるようにすることにより、それは端末集
合体に自己操作させそして混乱の存続を防止する。ＤＭ
ＳＯシステムは、いくつかの連結が活動中のプラットホ
ームとノード間に存在し、又はプラットホーム動作が制
限されない限り制御器ノードやどんな他のノードの損失
に対して影響を受けにくい。
ア伝送能力を有するプラットホームの任意に構築された
動的な集合体間の通信の確立及び維持を容易にする。Ｄ
ＭＳＯ方法論はプラットホームの配置決定に課される先
の拘束を最小化する。ＤＭＳＯ下における動作で、プラ
ットホームは常にそれらの内部情報と到来する連結を検
出し、それらの（出力）近接プラットホームへその情報
を通知し、そして有効に経路付けし動作メッセージトラ
フィックを負荷分担するためのこの情報に基づいて自動
的に動作する。その分散処理は下位ネットワークにおい
て健強さを提供する。プラットホームがネットワークの
変化に適合できるようにすることにより、それは端末集
合体に自己操作させそして混乱の存続を防止する。ＤＭ
ＳＯシステムは、いくつかの連結が活動中のプラットホ
ームとノード間に存在し、又はプラットホーム動作が制
限されない限り制御器ノードやどんな他のノードの損失
に対して影響を受けにくい。
【００１５】ＤＭＳＯの機能要求は適当なユーティリテ
ィー回路設計、メモリ、そして資源の処理によって支持
される。ユーティリティー回路はデータ／音声トラフィ
ックを運ぶ“動作上の(operational) ”回路と対比され
る時、より低い費用の回路である。これらの要求は以下
の重要な点を含む。すなわち、 ａ．ＤＭＳＯを確立し維持するのに必要とされる通信を
支持するユーティリティーＳＯＣの設計。ＤＭＳＯ段階
は入力されたプラットホームとして全ての関与を通し
て、プラットホームが既存網、又は新たな網形式に入る
可能性を含む。 ｂ．お互いの範囲内のプラットホームに対して非競合ア
クセスを与えるために分担(shared)ＳＯＣの使用を仲介
するプロトコル仕様。 ｃ．適時な方法でローカル及びリモートプラットホーム
の識別、ローディング、連結そしてリンク信頼性をプラ
ットホームが決定し変更することの提供。 ｄ．ＳＯＣに関して獲得された情報に基づいてメッセー
ジの現在、最良のルーチングを見いだすためのアルゴリ
ズム仕様。 ｅ．メッセージトラフィックを運ぶための方法論の仕
様。例えば、発信源はパスにそって、中継の全てを特定
することが出来、又は各々の中継階層が次の中継階層を
特定できるものである。
ィー回路設計、メモリ、そして資源の処理によって支持
される。ユーティリティー回路はデータ／音声トラフィ
ックを運ぶ“動作上の(operational) ”回路と対比され
る時、より低い費用の回路である。これらの要求は以下
の重要な点を含む。すなわち、 ａ．ＤＭＳＯを確立し維持するのに必要とされる通信を
支持するユーティリティーＳＯＣの設計。ＤＭＳＯ段階
は入力されたプラットホームとして全ての関与を通し
て、プラットホームが既存網、又は新たな網形式に入る
可能性を含む。 ｂ．お互いの範囲内のプラットホームに対して非競合ア
クセスを与えるために分担(shared)ＳＯＣの使用を仲介
するプロトコル仕様。 ｃ．適時な方法でローカル及びリモートプラットホーム
の識別、ローディング、連結そしてリンク信頼性をプラ
ットホームが決定し変更することの提供。 ｄ．ＳＯＣに関して獲得された情報に基づいてメッセー
ジの現在、最良のルーチングを見いだすためのアルゴリ
ズム仕様。 ｅ．メッセージトラフィックを運ぶための方法論の仕
様。例えば、発信源はパスにそって、中継の全てを特定
することが出来、又は各々の中継階層が次の中継階層を
特定できるものである。
【００１６】ＤＭＳＯ処理はＳＯＣにおけるプラットホ
ーム事業参加によって達成される。方式は最小の一組の
初期化パラメータを具備するプラットホームが先のアク
セス構成や同格性とは無関係に通信ネットワークに入力
し参加することを許す。ＳＯＣは二つの部分から構成さ
れ、すなわち（1)ＰＴＯＣそして（２）ＲＢＣである。
ーム事業参加によって達成される。方式は最小の一組の
初期化パラメータを具備するプラットホームが先のアク
セス構成や同格性とは無関係に通信ネットワークに入力
し参加することを許す。ＳＯＣは二つの部分から構成さ
れ、すなわち（1)ＰＴＯＣそして（２）ＲＢＣである。
【００１７】図４はＤＭＳＯ構成の主要構成部分又はス
テップの機能ブロック図である。ＰＴＯＣは網加入（網
時間同期）を達成するためそして非妨害、伝送アクセス
機会を確立するためにプラットホームによって使われ
る。これは図４のブロック１０１に示されている。範囲
は時間から得られ、そしてプラットホーム動作とクロッ
クドリフトを適応させるべく周期的に更新されなければ
ならないために、網加入とローカル網構成機能のための
共通信号が使われる。ＲＢＣはプラットホーム識別、連
結、リンク信頼性送受ローディング等、図４のブロック
１０２と１１７に示されるような情報を伝達する。一般
的に、ＲＢＣはＬＲＢＣとＲＲＢＣの二つの構成部分か
ら成る。ＬＲＢＣは普通お互いに二三の中継段内でプラ
ットホーム間の構成データ変更を与える。ＲＲＢＣは構
成データを変更するのに使われるが、しかしより大きな
（遠隔）集合体やネットワークに編成された形式で適用
する。ＰＴＯＣとＲＢＣ回路の両方とも集合体のプラッ
トホームによって分担される。この分担は、プラットホ
ームがＳＯＣの各々の構成部分に関する伝送を開始する
機会を特定することによって達成される。これらの機会
はアクセスと呼ばれ、そしていずれのアクセスにおいて
も開始された伝送はその構成部分回路に次のアクセスが
発生する前に終了するように規定される。各々の構成部
分回路のそれざれのアクセスは１〜ｎの番号が割りつけ
られる。番号は各々の回路で周期的に繰り返されるが、
それらの順番はＡＪとＬＰＩ特性を与えるために疑似ラ
ンダム的に変更される。アクセス番号の選択により、端
末は各々の構成部分回路やリンク上のその通信のために
そのアクセス番号を使う。
テップの機能ブロック図である。ＰＴＯＣは網加入（網
時間同期）を達成するためそして非妨害、伝送アクセス
機会を確立するためにプラットホームによって使われ
る。これは図４のブロック１０１に示されている。範囲
は時間から得られ、そしてプラットホーム動作とクロッ
クドリフトを適応させるべく周期的に更新されなければ
ならないために、網加入とローカル網構成機能のための
共通信号が使われる。ＲＢＣはプラットホーム識別、連
結、リンク信頼性送受ローディング等、図４のブロック
１０２と１１７に示されるような情報を伝達する。一般
的に、ＲＢＣはＬＲＢＣとＲＲＢＣの二つの構成部分か
ら成る。ＬＲＢＣは普通お互いに二三の中継段内でプラ
ットホーム間の構成データ変更を与える。ＲＲＢＣは構
成データを変更するのに使われるが、しかしより大きな
（遠隔）集合体やネットワークに編成された形式で適用
する。ＰＴＯＣとＲＢＣ回路の両方とも集合体のプラッ
トホームによって分担される。この分担は、プラットホ
ームがＳＯＣの各々の構成部分に関する伝送を開始する
機会を特定することによって達成される。これらの機会
はアクセスと呼ばれ、そしていずれのアクセスにおいて
も開始された伝送はその構成部分回路に次のアクセスが
発生する前に終了するように規定される。各々の構成部
分回路のそれざれのアクセスは１〜ｎの番号が割りつけ
られる。番号は各々の回路で周期的に繰り返されるが、
それらの順番はＡＪとＬＰＩ特性を与えるために疑似ラ
ンダム的に変更される。アクセス番号の選択により、端
末は各々の構成部分回路やリンク上のその通信のために
そのアクセス番号を使う。
【００１８】ＤＭＳＯ処理はお互いの範囲内や、共通受
信機の範囲内でプラットホームが同じアクセスを使わな
いようにすることを目的とする。それは又それらが発生
した時に、これらの場合を検出し解決する方法を含む。
これら二つの場合（アクセス競合と呼ばれる）が図５の
（Ａ）と（Ｂ）に示されている。図５（Ａ）は二つの直
接近接する３と４が同じアクセスを選択した場合の直接
アクセス競合を示している。図５（Ｂ）は二つの“間接
的近接”（例えば、近接してはいないが少なくとも共通
に一つの共通近隣を持つ端末）における間接アクセス競
合を示している。この場合には、端末５と６は共通近接
端末７を有し、そして同じアクセスを選択した。これら
アクセス競合の二つのタイプは近接する（例えば、接続
された）端末間で電波妨害通信の効果を有する。これら
二つのタイプの競合が回避されさえすれば、各々のアク
セスはお互いに十分離れている（連結の意味において）
限り集合体やネットワーク内で多くのプラットホームに
よって再使用可能である。これはＤＭＳＯシステムによ
って要求されるアクセス番号を減じ、それによって回路
の有効性を高める。アクセスの再使用はＳＯＣがそのア
クセスよりもさらに多くの端末を支持することを可能に
する。又、端末はそれらのサーチ範囲ゲート幅を狭める
ことでそれらの有効範囲を減じることができるため、密
集した状態に対応することができる（そこでは利用可能
なアクセスより多くの端末が存在する）。それらのサー
チ範囲ゲートを狭めることによって、より大きなアクセ
ス再使用を許しながら、集合体内の連結を減少させる。
これには付加的な中継段が生じるかもしれないが、それ
は高いユーザ密度環境において利用可能な端末数を増加
させることにより相殺される。
信機の範囲内でプラットホームが同じアクセスを使わな
いようにすることを目的とする。それは又それらが発生
した時に、これらの場合を検出し解決する方法を含む。
これら二つの場合（アクセス競合と呼ばれる）が図５の
（Ａ）と（Ｂ）に示されている。図５（Ａ）は二つの直
接近接する３と４が同じアクセスを選択した場合の直接
アクセス競合を示している。図５（Ｂ）は二つの“間接
的近接”（例えば、近接してはいないが少なくとも共通
に一つの共通近隣を持つ端末）における間接アクセス競
合を示している。この場合には、端末５と６は共通近接
端末７を有し、そして同じアクセスを選択した。これら
アクセス競合の二つのタイプは近接する（例えば、接続
された）端末間で電波妨害通信の効果を有する。これら
二つのタイプの競合が回避されさえすれば、各々のアク
セスはお互いに十分離れている（連結の意味において）
限り集合体やネットワーク内で多くのプラットホームに
よって再使用可能である。これはＤＭＳＯシステムによ
って要求されるアクセス番号を減じ、それによって回路
の有効性を高める。アクセスの再使用はＳＯＣがそのア
クセスよりもさらに多くの端末を支持することを可能に
する。又、端末はそれらのサーチ範囲ゲート幅を狭める
ことでそれらの有効範囲を減じることができるため、密
集した状態に対応することができる（そこでは利用可能
なアクセスより多くの端末が存在する）。それらのサー
チ範囲ゲートを狭めることによって、より大きなアクセ
ス再使用を許しながら、集合体内の連結を減少させる。
これには付加的な中継段が生じるかもしれないが、それ
は高いユーザ密度環境において利用可能な端末数を増加
させることにより相殺される。
【００１９】もし望むならば、混合動作が与えられても
よく、そこではアクセスのバランスが自動的自己構成に
対して得られるようになされるのではあるが、一組の固
定されたアクセス番号が管理上割りつけられる。一般
に、ＳＯＣ回路動作はユーザサポートやコマンドのチェ
インを課することなくシステムルーチング問題を解決す
るための情報を提供する。ユーザはアドレス（ｓ）だけ
を示さなければならない。すなわちＤＭＳＯ処理は経路
を見いだしメッセージを伝達する。
よく、そこではアクセスのバランスが自動的自己構成に
対して得られるようになされるのではあるが、一組の固
定されたアクセス番号が管理上割りつけられる。一般
に、ＳＯＣ回路動作はユーザサポートやコマンドのチェ
インを課することなくシステムルーチング問題を解決す
るための情報を提供する。ユーザはアドレス（ｓ）だけ
を示さなければならない。すなわちＤＭＳＯ処理は経路
を見いだしメッセージを伝達する。
【００２０】ＰＴＯＣの目的はＮＥを容易にしそして非
競合アクセスを分散させることである（図４のブロック
１０１と１０２）。始めに粗い網獲得時間の処理につて
考える。ＤＭＳＯについて、領域に入るプラットホーム
は通信ネットワークがそこに存在するかどうか、又はそ
れがその最初のメンバーとなるかどうかを知る必要がな
いと仮定する。両可能性をカバーするために、ＤＭＳＯ
処理の最初のステップは初期網加入サーチ（図４のブロ
ック１０１）である。このステップやＤＭＳＯ段の目的
は、プラットホームが初期網時間の不確定性の見積もり
をプラットホーム間の範囲遅延のそれに減じることを可
能にすることである。プラットホームの端末は“受信の
み”に活性化され、そしてＰＴＯＣに入ったプラットホ
ームによって転送されたＮＥＳを得るよう試みる。ＰＴ
ＯＣ上アクセスの小サブセットはＮＥ機能に対して指示
される。この機能を達成するために、プラットホームは
回路初期化パラメータ、遅延時間そして時間不確定性に
入り、そしてある限られた時間は受信サーチモードを維
持する。もしこの期間に獲得されないならば、端末は多
分その役割分担、例えば受動／能動、固定／移動、中央
／周辺等、そしてその時間品質要因に従って、周期的Ｎ
ＥＳサーチにＰＴＯＣ上でＮＥＳの周期的放送をはさむ
ことが可能である。もし実際に、端末が集合体を創始す
る最初のメンバーであり、そしてＮＥ制御器役割に初期
化されていたならば、ＮＥＳ転送が続けられるであろ
う。普通はしかしながら、ＮＥＳの獲得はＮＥＳ放送の
停止を生じさせ、この段階で粗い網時間（範囲遅延によ
る時間オフセット）は入力端末に知らされる。図６はＮ
Ｅアクセス機会とこの時送られるＮＥＳを示している。
“新たな”プラットホームによるＮＥＳの受信は粗い同
期モードを可能にする。図７は初期網加入サーチに対す
る加入したプラットホーム端末と加入するプラットホー
ム端末の対応する機能ブロック図を示している。加入し
たプラットホームは送信器１０８を組み込み、それは知
られたパラメータ、すなわち搬送波周波数ｆcj、インタ
ーパルス分離ｔij、そして拡張コードＣj をともなう一
連のパルスから成るＮＥＳを送信又は転送する。ＮＥＳ
パルスグループはＰＴＯＣ上知られた時間間隔で繰り返
される。新たな又は加入するプラットホーム端末は受信
機１０９を含み、それはｆcjに同調し、Ｃj にマッチン
グフィルタをプログラムし、そして＋−ｕ（又は２ｕ）
の初期不確定時間を二度以上サーチする。受信器１０９
の出力はスレッシュホールドＴを横切る全ＮＥＳパルス
を検出しそしてＴＯＡに記憶するパルス検出器１１０に
与えられる。パルス検出器１１０の出力はＮＥＳパター
ン相関器１１１に与えられ、それは全測定ＴＯＡをＴＯ
Ａの知られた基準ＮＥＳパターンと相関をとる。相関器
１１１の出力は時間基準リセット回路１１２に接続さ
れ、それは粗い網弛緩を確立しそして２ｕからの時間基
準不確定性を最大幅オフセット２ＲABの二倍に減じる。
これはＰＴＯＣアクセス獲得と正確な同期であるＤＭＳ
Ｏの次のステップを可能にする。
競合アクセスを分散させることである（図４のブロック
１０１と１０２）。始めに粗い網獲得時間の処理につて
考える。ＤＭＳＯについて、領域に入るプラットホーム
は通信ネットワークがそこに存在するかどうか、又はそ
れがその最初のメンバーとなるかどうかを知る必要がな
いと仮定する。両可能性をカバーするために、ＤＭＳＯ
処理の最初のステップは初期網加入サーチ（図４のブロ
ック１０１）である。このステップやＤＭＳＯ段の目的
は、プラットホームが初期網時間の不確定性の見積もり
をプラットホーム間の範囲遅延のそれに減じることを可
能にすることである。プラットホームの端末は“受信の
み”に活性化され、そしてＰＴＯＣに入ったプラットホ
ームによって転送されたＮＥＳを得るよう試みる。ＰＴ
ＯＣ上アクセスの小サブセットはＮＥ機能に対して指示
される。この機能を達成するために、プラットホームは
回路初期化パラメータ、遅延時間そして時間不確定性に
入り、そしてある限られた時間は受信サーチモードを維
持する。もしこの期間に獲得されないならば、端末は多
分その役割分担、例えば受動／能動、固定／移動、中央
／周辺等、そしてその時間品質要因に従って、周期的Ｎ
ＥＳサーチにＰＴＯＣ上でＮＥＳの周期的放送をはさむ
ことが可能である。もし実際に、端末が集合体を創始す
る最初のメンバーであり、そしてＮＥ制御器役割に初期
化されていたならば、ＮＥＳ転送が続けられるであろ
う。普通はしかしながら、ＮＥＳの獲得はＮＥＳ放送の
停止を生じさせ、この段階で粗い網時間（範囲遅延によ
る時間オフセット）は入力端末に知らされる。図６はＮ
Ｅアクセス機会とこの時送られるＮＥＳを示している。
“新たな”プラットホームによるＮＥＳの受信は粗い同
期モードを可能にする。図７は初期網加入サーチに対す
る加入したプラットホーム端末と加入するプラットホー
ム端末の対応する機能ブロック図を示している。加入し
たプラットホームは送信器１０８を組み込み、それは知
られたパラメータ、すなわち搬送波周波数ｆcj、インタ
ーパルス分離ｔij、そして拡張コードＣj をともなう一
連のパルスから成るＮＥＳを送信又は転送する。ＮＥＳ
パルスグループはＰＴＯＣ上知られた時間間隔で繰り返
される。新たな又は加入するプラットホーム端末は受信
機１０９を含み、それはｆcjに同調し、Ｃj にマッチン
グフィルタをプログラムし、そして＋−ｕ（又は２ｕ）
の初期不確定時間を二度以上サーチする。受信器１０９
の出力はスレッシュホールドＴを横切る全ＮＥＳパルス
を検出しそしてＴＯＡに記憶するパルス検出器１１０に
与えられる。パルス検出器１１０の出力はＮＥＳパター
ン相関器１１１に与えられ、それは全測定ＴＯＡをＴＯ
Ａの知られた基準ＮＥＳパターンと相関をとる。相関器
１１１の出力は時間基準リセット回路１１２に接続さ
れ、それは粗い網弛緩を確立しそして２ｕからの時間基
準不確定性を最大幅オフセット２ＲABの二倍に減じる。
これはＰＴＯＣアクセス獲得と正確な同期であるＤＭＳ
Ｏの次のステップを可能にする。
【００２１】ＮＥアクセスはＰＴＯＣに対して設計され
た全アクセス数のほんの少しにすぎないため、ＰＴＯＣ
の残りのアクセスは集合体のメンバー間で分けられるで
あろう。従って、ＤＭＳＯ処理の次のステップはプラッ
トホームが残りのアクセスのいずれが取られ、そしてど
れがそれ自体の使用にとって入手可能かを決定すること
である。これはＲＴＴアクセスとして設計されるべきこ
れらのアクセス状態をモニタすることを要求する。
た全アクセス数のほんの少しにすぎないため、ＰＴＯＣ
の残りのアクセスは集合体のメンバー間で分けられるで
あろう。従って、ＤＭＳＯ処理の次のステップはプラッ
トホームが残りのアクセスのいずれが取られ、そしてど
れがそれ自体の使用にとって入手可能かを決定すること
である。これはＲＴＴアクセスとして設計されるべきこ
れらのアクセス状態をモニタすることを要求する。
【００２２】この目的のために使用される信号はＲＴＴ
メッセージとよばれ集中（ＴＤＭＡ）又は分散（ＤＴＤ
ＭＡ）のいずれかが可能である。これらの信号は又他の
ローカル端末の範囲を決定しそして正確な同期機能を与
えるのに使われる。これらのメッセージは両ＲＴＴＩと
ＲＴＴＲから成る。ＲＴＴの使用はそれらの変化速度が
普通集合体の変化に比例するように要求されるため選択
された。もし、例えば集合体やネットワークが静的か又
は動かないと知られているならば、新たな情報を全く提
供しないＲＴＴを繰り返し続ける必要はない。個々のユ
ーザやプラットホームが移動を開始した時に、ＲＴＴ交
換の要求周波数は速度や含まれる加速度に比例する。こ
れらの要求はＤＭＳＯのいかなる実施からも独立して存
在する。ＤＭＳＯは単に付加的な機能性を与えるために
これら既存の要求を利用する。
メッセージとよばれ集中（ＴＤＭＡ）又は分散（ＤＴＤ
ＭＡ）のいずれかが可能である。これらの信号は又他の
ローカル端末の範囲を決定しそして正確な同期機能を与
えるのに使われる。これらのメッセージは両ＲＴＴＩと
ＲＴＴＲから成る。ＲＴＴの使用はそれらの変化速度が
普通集合体の変化に比例するように要求されるため選択
された。もし、例えば集合体やネットワークが静的か又
は動かないと知られているならば、新たな情報を全く提
供しないＲＴＴを繰り返し続ける必要はない。個々のユ
ーザやプラットホームが移動を開始した時に、ＲＴＴ交
換の要求周波数は速度や含まれる加速度に比例する。こ
れらの要求はＤＭＳＯのいかなる実施からも独立して存
在する。ＤＭＳＯは単に付加的な機能性を与えるために
これら既存の要求を利用する。
【００２３】ＴＤＭＡアーキテクチャにおけるアクセス
獲得は図６に示されており、そこではＲＴＴＩメッセー
ジがスロットアクセス間隔内を始めに転送されそしてＲ
ＴＴＲメッセージが同じスロットアクセス間隔内に遅れ
て転送される。入手可能なメッセージを決定するため
に、加入するプラットホームは“トークン(taken) ”ア
クセスのためにＰＴＯＣのＲＴＴアクセスをサーチす
る。最大範囲不確定性の二倍のサーチウインドウがこれ
らサーチのために使われる。同期信号やプリアンブルが
ＴＤＭＡスロットの始めの位置で検出されるこれらのア
クセスに対して、アクセス番号と信号のＴＯＡが加入す
る（受信する）端末によって記録される。上述の同期信
号やプリアンブルは他の加入するプラットホームからの
ＲＴＴＩ同期プリアンブルでもよく、又は単に加入した
プラットホームによってアクセスがいまだ使用中である
ことを示すために転送される同期プリアンブルでもよ
い。登録簿には直接近接（ＴＡＮＤの）のこれらトーク
ンアクセス番号が保存される。粗い同期状態はプラット
ホームが他の加入したプラットホームからの受信するこ
とを可能にするが、しかしそれが送信することを許可し
ない。この場合が図６に描かれており、そこでは新たに
加入するプラットホームがそのＯＡＮ、アクセス６でメ
ンバーＡにより転送されるＲＴＴＩを受信することが示
されている。
獲得は図６に示されており、そこではＲＴＴＩメッセー
ジがスロットアクセス間隔内を始めに転送されそしてＲ
ＴＴＲメッセージが同じスロットアクセス間隔内に遅れ
て転送される。入手可能なメッセージを決定するため
に、加入するプラットホームは“トークン(taken) ”ア
クセスのためにＰＴＯＣのＲＴＴアクセスをサーチす
る。最大範囲不確定性の二倍のサーチウインドウがこれ
らサーチのために使われる。同期信号やプリアンブルが
ＴＤＭＡスロットの始めの位置で検出されるこれらのア
クセスに対して、アクセス番号と信号のＴＯＡが加入す
る（受信する）端末によって記録される。上述の同期信
号やプリアンブルは他の加入するプラットホームからの
ＲＴＴＩ同期プリアンブルでもよく、又は単に加入した
プラットホームによってアクセスがいまだ使用中である
ことを示すために転送される同期プリアンブルでもよ
い。登録簿には直接近接（ＴＡＮＤの）のこれらトーク
ンアクセス番号が保存される。粗い同期状態はプラット
ホームが他の加入したプラットホームからの受信するこ
とを可能にするが、しかしそれが送信することを許可し
ない。この場合が図６に描かれており、そこでは新たに
加入するプラットホームがそのＯＡＮ、アクセス６でメ
ンバーＡにより転送されるＲＴＴＩを受信することが示
されている。
【００２４】これらのＰＴＯＣアクセスに対して、図６
のアクセス３０のような新たなプラットホームがＲＴＴ
Ｉを受信できない場合、サーチは同じアクセス内でＲＴ
ＴＲを検出しようとし続ける。もしこのアクセスでＲＴ
ＴＲが受信されるならば、新たなプラットホームはこの
アクセスがＴＡＮＩ近接又はプラットホーム（例えば、
送信端末から一個の中継を介して受信端末をサーチでき
るプラットホーム）によって獲得されたことを確認す
る。図６において、アクセス３０のＲＴＴＲはＢのＲＴ
ＴＩに対するＡの応答であり、そのＡは受信されてい
る。また信号の全てのＴＡＮＩとＴＯＡの登録簿（rost
er) が保持される。全てのＰＴＯＣアクセス状態をモニ
タした後、ＴＡＮＤやＴＡＮＩではないこれらのアクセ
スは利用可能なアクセス番号（ＡＡＮ）であると思われ
る。新たな加入プラットホームはこのＡＡＮ登録簿から
ランダムにそのＯＡＮを選択する。図８と９は図６に描
かれている連結に対するメッセージ交換を示している。
のアクセス３０のような新たなプラットホームがＲＴＴ
Ｉを受信できない場合、サーチは同じアクセス内でＲＴ
ＴＲを検出しようとし続ける。もしこのアクセスでＲＴ
ＴＲが受信されるならば、新たなプラットホームはこの
アクセスがＴＡＮＩ近接又はプラットホーム（例えば、
送信端末から一個の中継を介して受信端末をサーチでき
るプラットホーム）によって獲得されたことを確認す
る。図６において、アクセス３０のＲＴＴＲはＢのＲＴ
ＴＩに対するＡの応答であり、そのＡは受信されてい
る。また信号の全てのＴＡＮＩとＴＯＡの登録簿（rost
er) が保持される。全てのＰＴＯＣアクセス状態をモニ
タした後、ＴＡＮＤやＴＡＮＩではないこれらのアクセ
スは利用可能なアクセス番号（ＡＡＮ）であると思われ
る。新たな加入プラットホームはこのＡＡＮ登録簿から
ランダムにそのＯＡＮを選択する。図８と９は図６に描
かれている連結に対するメッセージ交換を示している。
【００２５】能動的で精密な網時間同期を達成しようと
する以前に、加入プラットホームは集合体についての付
加的な情報を学ために、“受信”モードで動作し続け
る。全ＰＴＯＣアクセスに関連して、番号は図９に示さ
れるＬＲＢＣに関するアクセス番号に対応する。ＬＲＢ
Ｃアクセスの“オーナ（owner)”は、ユーザ（“オー
ナ”）識別（ＩＤ）、ユーザにより選択されたアクセス
番号（プラットホームはその役割により１アクセス以上
選択してもよい）、ユ−ザ位置、ユーザの時間及び位置
品質要因、ユーザの競合アクセス登録簿、直接受信され
たプラットホーム識別、（測定された）入力リンク信頼
性、ユーザのトラフィックローディング、ユーザの動作
回路、そして拡張された集合体へルーチングするのに役
立つ他のデータのような有用な構築情報を含むＬＲＢＭ
を送信する。受信されたＬＲＢＭ情報は保存されそして
加入プラットホーム自体のアクセス−識別登録簿及びデ
ータベースにおいて更新される。最も後の受信情報が有
効と見なされる。
する以前に、加入プラットホームは集合体についての付
加的な情報を学ために、“受信”モードで動作し続け
る。全ＰＴＯＣアクセスに関連して、番号は図９に示さ
れるＬＲＢＣに関するアクセス番号に対応する。ＬＲＢ
Ｃアクセスの“オーナ（owner)”は、ユーザ（“オー
ナ”）識別（ＩＤ）、ユーザにより選択されたアクセス
番号（プラットホームはその役割により１アクセス以上
選択してもよい）、ユ−ザ位置、ユーザの時間及び位置
品質要因、ユーザの競合アクセス登録簿、直接受信され
たプラットホーム識別、（測定された）入力リンク信頼
性、ユーザのトラフィックローディング、ユーザの動作
回路、そして拡張された集合体へルーチングするのに役
立つ他のデータのような有用な構築情報を含むＬＲＢＭ
を送信する。受信されたＬＲＢＭ情報は保存されそして
加入プラットホーム自体のアクセス−識別登録簿及びデ
ータベースにおいて更新される。最も後の受信情報が有
効と見なされる。
【００２６】ＰＴＯＣとＬＲＢＣの監視と一致するＯＡ
Ｎを選択した場合、加入プラットホームはここで精密な
網時間同期を達成しなければならない。それからその端
末はＰＴＯＣに関する選択したＯＡＮで“送信”するよ
う起動されなければならない。網時間のそれ自体の知覚
に関して、それはその選択したプラットホームのＯＡＮ
でＲＴＴＩを送信する。直接近傍のＩＤと時間品質要因
はＬＲＢＭ受信から知られるため、ＲＴＴＩはそれ自体
より大きな時間品質でプラットホームにアドレス可能
か、又は時間品質の適当な値で端末にアドレス可能かの
いずれかである。この転送はそれを受信するいかなる端
末によってもＲＴＴＩとして解釈される。受信端末は自
動的にＴＡＮＤとして対応するアクセスをマークする。
ＲＴＴＩを送信後、加入プラットホームはＲＴＴＲを受
信するためにそのＯＡＮをモニタし続ける。ＲＴＴＲを
受信した時、それは応答プラットホーム（そのＲＴＴＲ
に含まれる）でのＲＴＴＩのＴＯＡ、ＲＴＴＲに対する
いかなるアクセス内でも知られた基準転送時間、そして
測定されたＲＴＴＲのＴＯＡを用いて粗い網時間オフセ
ットを修正可能である。
Ｎを選択した場合、加入プラットホームはここで精密な
網時間同期を達成しなければならない。それからその端
末はＰＴＯＣに関する選択したＯＡＮで“送信”するよ
う起動されなければならない。網時間のそれ自体の知覚
に関して、それはその選択したプラットホームのＯＡＮ
でＲＴＴＩを送信する。直接近傍のＩＤと時間品質要因
はＬＲＢＭ受信から知られるため、ＲＴＴＩはそれ自体
より大きな時間品質でプラットホームにアドレス可能
か、又は時間品質の適当な値で端末にアドレス可能かの
いずれかである。この転送はそれを受信するいかなる端
末によってもＲＴＴＩとして解釈される。受信端末は自
動的にＴＡＮＤとして対応するアクセスをマークする。
ＲＴＴＩを送信後、加入プラットホームはＲＴＴＲを受
信するためにそのＯＡＮをモニタし続ける。ＲＴＴＲを
受信した時、それは応答プラットホーム（そのＲＴＴＲ
に含まれる）でのＲＴＴＩのＴＯＡ、ＲＴＴＲに対する
いかなるアクセス内でも知られた基準転送時間、そして
測定されたＲＴＴＲのＴＯＡを用いて粗い網時間オフセ
ットを修正可能である。
【００２７】幾つかの実際に加入したプラットホームで
ＲＴＴＩ−ＲＴＴＲ交換を繰り返すことは、加入プラッ
トホームに源時間−品質に従う網−時間誤差信号を荷重
させる。この処理は加入プラットホーム自体の網時間を
集合体の最良の正しい推定システム時間である値へと調
整するであろう。さらに、加入プラットホームはそれ自
体の時間品質を測定されたＴＯＡと受信された品質要因
で更新する。正確な網加入が成功りに完了した時、“加
入する”プラットホームはここで“加入した”プラット
ホームになり、そして使用できるデータ／音声回路は起
動されてもよい。新たに加入したプラットホームは又、
ＬＲＢＣに関して選択したＯＡＮでＬＲＢＭの転送を開
始し、新たなそして稼働プラットホームがそれらのＩＤ
−アクセス登録簿を更新するのにそして連続した自己−
構成に利用される情報を提供する。図４のブロック１１
５を参照せよ。
ＲＴＴＩ−ＲＴＴＲ交換を繰り返すことは、加入プラッ
トホームに源時間−品質に従う網−時間誤差信号を荷重
させる。この処理は加入プラットホーム自体の網時間を
集合体の最良の正しい推定システム時間である値へと調
整するであろう。さらに、加入プラットホームはそれ自
体の時間品質を測定されたＴＯＡと受信された品質要因
で更新する。正確な網加入が成功りに完了した時、“加
入する”プラットホームはここで“加入した”プラット
ホームになり、そして使用できるデータ／音声回路は起
動されてもよい。新たに加入したプラットホームは又、
ＬＲＢＣに関して選択したＯＡＮでＬＲＢＭの転送を開
始し、新たなそして稼働プラットホームがそれらのＩＤ
−アクセス登録簿を更新するのにそして連続した自己−
構成に利用される情報を提供する。図４のブロック１１
５を参照せよ。
【００２８】さらに、受動的な精密網時間の獲得モード
がこの自己−構成回路によってサポート可能であり、モ
ードはＥＭＣＯＮ（放射制御）端末にとって有用であ
る。このモードでは、他のプラットホームに対する範囲
はＬＲＢＣに関する放送位置データから、そしてそれ自
体の位置と初期データから得られる。又、他のプラット
ホームに対する範囲は受信メッセージのＴＯＡから測定
される。これらの範囲の値の両者は比較され、そして差
は精密なネットワーク時間の調整に使われる。ネットワ
ーク時間の結果としての正確さは位置データの正確さと
関連するプラットホームの幾何学的な分布によって決定
される。このモードはもし位置の初期化品質が等価時間
初期化より高ければ最善に動作する。時間品質が位置品
質より高い時、位置とＴＯＡデータのカルマン(Kalman)
フィルタリングは位置品質を改善するのに使うことがで
きる。
がこの自己−構成回路によってサポート可能であり、モ
ードはＥＭＣＯＮ（放射制御）端末にとって有用であ
る。このモードでは、他のプラットホームに対する範囲
はＬＲＢＣに関する放送位置データから、そしてそれ自
体の位置と初期データから得られる。又、他のプラット
ホームに対する範囲は受信メッセージのＴＯＡから測定
される。これらの範囲の値の両者は比較され、そして差
は精密なネットワーク時間の調整に使われる。ネットワ
ーク時間の結果としての正確さは位置データの正確さと
関連するプラットホームの幾何学的な分布によって決定
される。このモードはもし位置の初期化品質が等価時間
初期化より高ければ最善に動作する。時間品質が位置品
質より高い時、位置とＴＯＡデータのカルマン(Kalman)
フィルタリングは位置品質を改善するのに使うことがで
きる。
【００２９】図１０は、もしＤＴＤＭＡ回路アーキテク
チャが使われるならば、新たな端末がネットワークに入
りそして結合するためにモニタする信号方式を示す図で
ある。この構成において、ＮＥ、ＲＴＴＩ、そしてＲＴ
ＴＲ信号（パルス）は、図６に示されるようにタイムス
ロット間隔内に集中されるよりむしろ時間的に分散され
る。ＰＴＯＣは又、二つの部分、ＰＴＯＣＣとＰＴＯＵ
Ｃに分割される。ＰＴＯＣＣは、初期網加入機能に使わ
れる小サブセットをともなうＮアクセスに分割され、そ
こでのＮは対称たるローカル集合体の大きさに比例する
ように選択され、そしてＲＴＴＩを転送するために使わ
れる。ＮのＰＴＯＵＣがあり、各々はＰＴＯＣＣに対す
る構成において一致する。ｉ番目のＰＴＯＵＣはＰＴＯ
ＣＣに関してｉ番目のアクセスで受信されたＲＴＴＩに
応答するＲＴＴＲを送信するのに使われる。端末は使わ
れているそのＰＴＯＵＣに係わらずＲＴＴＲを送信する
ために常にそのＯＡＮを用いる。
チャが使われるならば、新たな端末がネットワークに入
りそして結合するためにモニタする信号方式を示す図で
ある。この構成において、ＮＥ、ＲＴＴＩ、そしてＲＴ
ＴＲ信号（パルス）は、図６に示されるようにタイムス
ロット間隔内に集中されるよりむしろ時間的に分散され
る。ＰＴＯＣは又、二つの部分、ＰＴＯＣＣとＰＴＯＵ
Ｃに分割される。ＰＴＯＣＣは、初期網加入機能に使わ
れる小サブセットをともなうＮアクセスに分割され、そ
こでのＮは対称たるローカル集合体の大きさに比例する
ように選択され、そしてＲＴＴＩを転送するために使わ
れる。ＮのＰＴＯＵＣがあり、各々はＰＴＯＣＣに対す
る構成において一致する。ｉ番目のＰＴＯＵＣはＰＴＯ
ＣＣに関してｉ番目のアクセスで受信されたＲＴＴＩに
応答するＲＴＴＲを送信するのに使われる。端末は使わ
れているそのＰＴＯＵＣに係わらずＲＴＴＲを送信する
ために常にそのＯＡＮを用いる。
【００３０】新たな加入が行われる最初のステップはＰ
ＴＯＣＣに関する分散された網加入信号をサーチするこ
とである。この信号の獲得は粗い同期を達成し、そして
新たなプラットホームがＰＴＯＣＣに関する疑似ランダ
ム回路アクセス番号のシーケンスを適当に識別すること
を許す。ＴＤＭＡの実施に関して、もしＮＥＳが全く検
出されないならば、新規加入者はＮＥ制御装置の役割が
取られＮＥアクセスでＮＥＳを送信する。次のステップ
は、ＮＥＳが検出されたと仮定して、直接又は間接の近
隣プラットホームのいずれかによって選択されたという
ことが分かるように（せいぜい）残りの（Ｎ−1)アクセ
スをサーチすることである。新規加入者の直接見通せる
範囲においてプラットホームによって行われるこれらの
アクセスは、特定のアクセス番号の疑似ランダムパター
ンの時にＰＴＯＣＣ上で送信される分散ＲＴＴＩ信号を
サーチしそして捕捉することによって決定される。これ
らのアクセスはＴＡＮＤと呼ばれる。図１０において、
アクセス番号６はプラットホームＡによって行われるＴ
ＡＮＤの例であり、図６で描かれている同じ結合を仮定
している。
ＴＯＣＣに関する分散された網加入信号をサーチするこ
とである。この信号の獲得は粗い同期を達成し、そして
新たなプラットホームがＰＴＯＣＣに関する疑似ランダ
ム回路アクセス番号のシーケンスを適当に識別すること
を許す。ＴＤＭＡの実施に関して、もしＮＥＳが全く検
出されないならば、新規加入者はＮＥ制御装置の役割が
取られＮＥアクセスでＮＥＳを送信する。次のステップ
は、ＮＥＳが検出されたと仮定して、直接又は間接の近
隣プラットホームのいずれかによって選択されたという
ことが分かるように（せいぜい）残りの（Ｎ−1)アクセ
スをサーチすることである。新規加入者の直接見通せる
範囲においてプラットホームによって行われるこれらの
アクセスは、特定のアクセス番号の疑似ランダムパター
ンの時にＰＴＯＣＣ上で送信される分散ＲＴＴＩ信号を
サーチしそして捕捉することによって決定される。これ
らのアクセスはＴＡＮＤと呼ばれる。図１０において、
アクセス番号６はプラットホームＡによって行われるＴ
ＡＮＤの例であり、図６で描かれている同じ結合を仮定
している。
【００３１】一般的に、一組のプラットホームはそれら
のトークンアクセスにより受信され、これらのプラット
ホームは新規網加入者の直接範囲における集合体を定義
する。間接近接者はＰＴＯＵＣによって決定される。Ｐ
ＴＯＵＣは一組のＮコンポーネント回路から成り、各々
のコンポーネントはＮアクセスに分割される。各々のＰ
ＴＯＵＣは構造においてＰＴＯＣＣと同じである。ＰＴ
ＯＵＣはＲＴＴＲを送信するのに使われる。各々のＰＴ
ＯＵＣは一対一ベースでＲＴＴＩを放送するのに使われ
るＰＴＯＣＣアクセス番号で関連づけられる。プラット
ホームがＰＴＯＣＣに関するその質問に対してＲＴＴＲ
を受信するのはその対応するＰＴＯＵＣに関するもので
ある。例えば、もしプラットホームがその質問を放送す
るためにＰＴＯＣＣに関するアクセス番号６を選択した
ならば、そのプラットホームはＰＴＯＵＣ６に関するこ
れらの質問への応答を聞こうとする。
のトークンアクセスにより受信され、これらのプラット
ホームは新規網加入者の直接範囲における集合体を定義
する。間接近接者はＰＴＯＵＣによって決定される。Ｐ
ＴＯＵＣは一組のＮコンポーネント回路から成り、各々
のコンポーネントはＮアクセスに分割される。各々のＰ
ＴＯＵＣは構造においてＰＴＯＣＣと同じである。ＰＴ
ＯＵＣはＲＴＴＲを送信するのに使われる。各々のＰＴ
ＯＵＣは一対一ベースでＲＴＴＩを放送するのに使われ
るＰＴＯＣＣアクセス番号で関連づけられる。プラット
ホームがＰＴＯＣＣに関するその質問に対してＲＴＴＲ
を受信するのはその対応するＰＴＯＵＣに関するもので
ある。例えば、もしプラットホームがその質問を放送す
るためにＰＴＯＣＣに関するアクセス番号６を選択した
ならば、そのプラットホームはＰＴＯＵＣ６に関するこ
れらの質問への応答を聞こうとする。
【００３２】さらに、端末はＰＴＯＣのいかなるコンポ
ーネントについても送信すべき同じＯＡＮを使うため、
適当なＰＴＯＵＣに関するそのＯＡＮでＲＴＴＲを送信
するであろう。従って、もしプラットホームがＰＴＯＣ
Ｃについてアクセス番号３０を選択したならば、それは
又、それに関してＲＴＴＩを受信するアクセスに対応す
るＰＴＯＵＣについてＲＴＴＲを送信するためにアクセ
ス番号３０を使用するであろう。
ーネントについても送信すべき同じＯＡＮを使うため、
適当なＰＴＯＵＣに関するそのＯＡＮでＲＴＴＲを送信
するであろう。従って、もしプラットホームがＰＴＯＣ
Ｃについてアクセス番号３０を選択したならば、それは
又、それに関してＲＴＴＩを受信するアクセスに対応す
るＰＴＯＵＣについてＲＴＴＲを送信するためにアクセ
ス番号３０を使用するであろう。
【００３３】要約すれば、質問を放送するためにＰＴＯ
ＣＣに関するアクセス番号のプラットホームの選択は、
それ自体の質問に対する応答を受信するのに使うユーザ
コンポーネント回路の番号を決定し、そしてそれは又プ
ラットホームが応答をそれらに関連するＰＴＯＵＣに関
する他へ送信するのに使うアクセス番号を決定する。
ＣＣに関するアクセス番号のプラットホームの選択は、
それ自体の質問に対する応答を受信するのに使うユーザ
コンポーネント回路の番号を決定し、そしてそれは又プ
ラットホームが応答をそれらに関連するＰＴＯＵＣに関
する他へ送信するのに使うアクセス番号を決定する。
【００３４】アクセス獲得処理にもどって、新規加入者
の直接範囲集合体のプラットホームはＰＴＯＵＣに関す
るＲＴＴＲを送信している。これらはＰＴＯＣＣに関し
て受信された質問への応答である。従って、新規加入者
は、直接範囲にあるプラットホームにより応答信号の送
信に使われるＰＴＯＵＣのコンポーネントを操作及びモ
ニタすることによってその直接近接者であるプラットホ
ームのアクセス選択の間接的な証拠を引き出すことが可
能である。例えば、図６において、二つのプラットホー
ムＢとＣは新規加入者のＬＯＳを越えて存在するがプラ
ットホームＡのＬＯＳ以内である。それらはそれぞれア
クセス番号３０と１１を選択した。プラットホームＢと
ＣのＬＯＳ内であるプラットホームＡはアクセス６を選
択した。従って、図１０に示されるように、アクセス６
でＰＴＯＵＣ番号３０に関してＡはＢに応答し、そして
アクセス６でＰＴＯＵＣ番号１１に関してそれははＣに
応答する。これらＰＴＯＵＣに関するアクセス６の動作
を認識することによって、新規加入者はアクセス１１と
３０はＴＡＮＩであることを決定する。
の直接範囲集合体のプラットホームはＰＴＯＵＣに関す
るＲＴＴＲを送信している。これらはＰＴＯＣＣに関し
て受信された質問への応答である。従って、新規加入者
は、直接範囲にあるプラットホームにより応答信号の送
信に使われるＰＴＯＵＣのコンポーネントを操作及びモ
ニタすることによってその直接近接者であるプラットホ
ームのアクセス選択の間接的な証拠を引き出すことが可
能である。例えば、図６において、二つのプラットホー
ムＢとＣは新規加入者のＬＯＳを越えて存在するがプラ
ットホームＡのＬＯＳ以内である。それらはそれぞれア
クセス番号３０と１１を選択した。プラットホームＢと
ＣのＬＯＳ内であるプラットホームＡはアクセス６を選
択した。従って、図１０に示されるように、アクセス６
でＰＴＯＵＣ番号３０に関してＡはＢに応答し、そして
アクセス６でＰＴＯＵＣ番号１１に関してそれははＣに
応答する。これらＰＴＯＵＣに関するアクセス６の動作
を認識することによって、新規加入者はアクセス１１と
３０はＴＡＮＩであることを決定する。
【００３５】この処理を通して、新規加入者はその位置
を取り囲む二つのレベル領域に対するアクセス情報をコ
ンパイルする。アクセスの全数（Ｎ）と直接的又は間接
的証拠のいずれかによって取られるべく決定されるこれ
らのアクセス間の差はＡＡＮである。ＡＡＮの一つを選
択することによって、そしてＰＴＯＣＣに関するこのア
クセスでそれ自体の放送質問の送信を開始することによ
って、新規加入者は精密な網同期を達成できる。処理は
図１１のタイミング図に描かれている。
を取り囲む二つのレベル領域に対するアクセス情報をコ
ンパイルする。アクセスの全数（Ｎ）と直接的又は間接
的証拠のいずれかによって取られるべく決定されるこれ
らのアクセス間の差はＡＡＮである。ＡＡＮの一つを選
択することによって、そしてＰＴＯＣＣに関するこのア
クセスでそれ自体の放送質問の送信を開始することによ
って、新規加入者は精密な網同期を達成できる。処理は
図１１のタイミング図に描かれている。
【００３６】図１１において、ＰＴＯＣＣアクセス番号
６を使うプラットホームＡは新規加入者に対する時間基
準のための十分な時間品質を有しネットワークに加入し
たプラットホームである。プラットホームＤは最初の網
加入とアクセスモニタ機能を完了したばかりの加入プラ
ットホームであると推定され、そしてそれ自体のアクセ
ス番号４を選択する。精密な同期の目的は初期網加入の
粗い同期エラーＥA,D を取り除くことである。図１１の
上側半分はこの時間オフセットとさらにＤのＲＴＴＩ転
送とアクセス番号４を示している。明確化のために、た
だ一個のパルスアクセス番号４の更新速度に関連して分
散パルスシーケンスで示されている。プラットホームＡ
はプラットホームＤの直接範囲内にあるので、それはプ
ラットホームＤの送信を受信することができ、そしてそ
れ自体のネットワーククロックでアクセス番号４事象の
タイミングから二倍の同期エラーＥA,D のオフセットで
これらのＲＴＴＩ受信を測定する。プラットホームＤが
この時間基準エラーを取り除くことを可能とするため
に、図１１の下半分に示されるように、プラットホーム
Ａは２ＥA,D 、ＰＴＯＣＣに関して測定されたオフセッ
トプラットホームＡによってアクセス番号６事象時間か
らのオフセットであるＰＴＯＵＣ番号４についての分散
ＲＴＴＲを送信する。プラットホームＡのＲＴＴＲを受
信後、プラットホームＤは、それ自体の時間基準でこの
ＴＯＡとプラットホームＡのアクセス番号６事象時間の
間の時間オフセットを測定する。プラットホームＤはそ
してプラットホームＡのネットワーククロックと同期す
るクロックをもたらすこの測定されたオフセットの半分
によりそのネットワーククロックを調整する。一般的
に、プラットホームＤは幾つかの直接結合されたプラッ
トホームと上記測定を繰り返し、そしてそれらソースの
時間品質に比例して網時間、エラー信号を荷重する。先
に議論されたように、この情報はＬＲＢＣで受信され
る。これは集合体ネットワーク時間を集団的に集合体の
最良のシステム時間推定である値に移行する。ＤＴＤＭ
Ａアーキテクチャに要求される情報伝達は、ＴＤＭＡに
ついて図８に示されるのと同様であるが、信号構成は異
なり、すなわち集中された信号やバーストに対して分散
された信号である。
６を使うプラットホームＡは新規加入者に対する時間基
準のための十分な時間品質を有しネットワークに加入し
たプラットホームである。プラットホームＤは最初の網
加入とアクセスモニタ機能を完了したばかりの加入プラ
ットホームであると推定され、そしてそれ自体のアクセ
ス番号４を選択する。精密な同期の目的は初期網加入の
粗い同期エラーＥA,D を取り除くことである。図１１の
上側半分はこの時間オフセットとさらにＤのＲＴＴＩ転
送とアクセス番号４を示している。明確化のために、た
だ一個のパルスアクセス番号４の更新速度に関連して分
散パルスシーケンスで示されている。プラットホームＡ
はプラットホームＤの直接範囲内にあるので、それはプ
ラットホームＤの送信を受信することができ、そしてそ
れ自体のネットワーククロックでアクセス番号４事象の
タイミングから二倍の同期エラーＥA,D のオフセットで
これらのＲＴＴＩ受信を測定する。プラットホームＤが
この時間基準エラーを取り除くことを可能とするため
に、図１１の下半分に示されるように、プラットホーム
Ａは２ＥA,D 、ＰＴＯＣＣに関して測定されたオフセッ
トプラットホームＡによってアクセス番号６事象時間か
らのオフセットであるＰＴＯＵＣ番号４についての分散
ＲＴＴＲを送信する。プラットホームＡのＲＴＴＲを受
信後、プラットホームＤは、それ自体の時間基準でこの
ＴＯＡとプラットホームＡのアクセス番号６事象時間の
間の時間オフセットを測定する。プラットホームＤはそ
してプラットホームＡのネットワーククロックと同期す
るクロックをもたらすこの測定されたオフセットの半分
によりそのネットワーククロックを調整する。一般的
に、プラットホームＤは幾つかの直接結合されたプラッ
トホームと上記測定を繰り返し、そしてそれらソースの
時間品質に比例して網時間、エラー信号を荷重する。先
に議論されたように、この情報はＬＲＢＣで受信され
る。これは集合体ネットワーク時間を集団的に集合体の
最良のシステム時間推定である値に移行する。ＤＴＤＭ
Ａアーキテクチャに要求される情報伝達は、ＴＤＭＡに
ついて図８に示されるのと同様であるが、信号構成は異
なり、すなわち集中された信号やバーストに対して分散
された信号である。
【００３７】ローカル及びリモートプラットホームの識
別、連結そしてリンク信頼性等を伝播するのに使われる
ユーティリティ回路は集合的にＲＢＣと呼ばれる。ＲＢ
Ｃは二つのコンポーネントをもち、すなわちＬＲＢＣと
ＲＲＢＣである。ＬＲＢＣそれ自体は二つのコンポーネ
ント、メッセージを発信するためのＬＲＢＣ−Ｏとそれ
らを中継するためのＬＲＢＣ−Ｒを有する。ＲＢＣは自
己構成処理に関するデータの転送にのみ使われる。全コ
ンポーネントに対する回路設計は図９に示されるのと同
様である。ＴＤＭＡ及びＤＴＤＭＡアーキテクチャのた
めの回路はアクセス間隔の全期間と期間内のメッセージ
シンボルの分散においてのみ異なる。ＬＲＢＣはＬＲＢ
Ｍの転送と伝播に使われる。ＬＲＢＭは図９に示される
ように各々のプラットホームによってそのＬＲＢＣ−Ｏ
アクセスで発信される。ＬＲＢＭは自己構成処理に役立
つデータを含み、この中で述べられるように、例えば、
ＩＤ、送信／受信ローディング、リンク信頼性等であ
る。ＬＲＢＭはそれが発信源からの与えられた距離（ホ
ップ状で(in hops) ）となるまで、それを受信する（発
信源から又は先の中継のいずれか）各々のプラットホー
ムによって一度中継される。ＬＲＢＭは中継プラットホ
ーム自体の処理を用いてＬＲＢＣ−Ｒ回路で中継され
る。メッセージの中継版はアクセス情報を省略するが中
継ホップ回数が付加する。
別、連結そしてリンク信頼性等を伝播するのに使われる
ユーティリティ回路は集合的にＲＢＣと呼ばれる。ＲＢ
Ｃは二つのコンポーネントをもち、すなわちＬＲＢＣと
ＲＲＢＣである。ＬＲＢＣそれ自体は二つのコンポーネ
ント、メッセージを発信するためのＬＲＢＣ−Ｏとそれ
らを中継するためのＬＲＢＣ−Ｒを有する。ＲＢＣは自
己構成処理に関するデータの転送にのみ使われる。全コ
ンポーネントに対する回路設計は図９に示されるのと同
様である。ＴＤＭＡ及びＤＴＤＭＡアーキテクチャのた
めの回路はアクセス間隔の全期間と期間内のメッセージ
シンボルの分散においてのみ異なる。ＬＲＢＣはＬＲＢ
Ｍの転送と伝播に使われる。ＬＲＢＭは図９に示される
ように各々のプラットホームによってそのＬＲＢＣ−Ｏ
アクセスで発信される。ＬＲＢＭは自己構成処理に役立
つデータを含み、この中で述べられるように、例えば、
ＩＤ、送信／受信ローディング、リンク信頼性等であ
る。ＬＲＢＭはそれが発信源からの与えられた距離（ホ
ップ状で(in hops) ）となるまで、それを受信する（発
信源から又は先の中継のいずれか）各々のプラットホー
ムによって一度中継される。ＬＲＢＭは中継プラットホ
ーム自体の処理を用いてＬＲＢＣ−Ｒ回路で中継され
る。メッセージの中継版はアクセス情報を省略するが中
継ホップ回数が付加する。
【００３８】ＬＲＢＣメッセージは経路処理で使われる
全情報の源である。ＬＲＢＣメッセージはＬＲＢＣメッ
セージで最初に見いだされる情報から構築される。ＬＲ
ＢＣメッセージはその発信プラットホームによって直接
知らされる情報だけを含み、すなわち、そのＩＤと位
置、その送信／受信ロード、それ自体のアクセス、それ
が検出したアクセス競合、その直接入力近接者そしてそ
れらの入力リンクの測定信頼性である。上述したよう
に、限られたＬＲＢＭの洪水ルーチングによって、この
情報はそれにとって最も重要な端末に到達できる。明示
的に知らされ、観察され、そして測定された情報だけを
報告、伝達そして使用することによって、プラットホー
ムは測定され／報告された入力リンクからそれらの及び
他の出力リンクの状態を推測するひつようがない。入力
リンクの存在は品質はもちろんのこと出力リンクの存在
すら含まないために、そのような参照は電波妨害の環境
において望ましくはない。プラットホームが音声ルーチ
ングの決定をするために、それはその出力リンクの存在
と品質の報告を受信しなければならない。同様に、それ
が行き先として又は中継としてのいずれでも到達可能な
ようにその入力リンクの存在と品質の報告を送信しなけ
ればならない。単方向リンクが存在するところでは、こ
れらの報告はそれら自体がマルチ−ホップ経路を横断し
なければならない。
全情報の源である。ＬＲＢＣメッセージはＬＲＢＣメッ
セージで最初に見いだされる情報から構築される。ＬＲ
ＢＣメッセージはその発信プラットホームによって直接
知らされる情報だけを含み、すなわち、そのＩＤと位
置、その送信／受信ロード、それ自体のアクセス、それ
が検出したアクセス競合、その直接入力近接者そしてそ
れらの入力リンクの測定信頼性である。上述したよう
に、限られたＬＲＢＭの洪水ルーチングによって、この
情報はそれにとって最も重要な端末に到達できる。明示
的に知らされ、観察され、そして測定された情報だけを
報告、伝達そして使用することによって、プラットホー
ムは測定され／報告された入力リンクからそれらの及び
他の出力リンクの状態を推測するひつようがない。入力
リンクの存在は品質はもちろんのこと出力リンクの存在
すら含まないために、そのような参照は電波妨害の環境
において望ましくはない。プラットホームが音声ルーチ
ングの決定をするために、それはその出力リンクの存在
と品質の報告を受信しなければならない。同様に、それ
が行き先として又は中継としてのいずれでも到達可能な
ようにその入力リンクの存在と品質の報告を送信しなけ
ればならない。単方向リンクが存在するところでは、こ
れらの報告はそれら自体がマルチ−ホップ経路を横断し
なければならない。
【００３９】ＬＲＢＣ−Ｏに関する各々のプラットホー
ムによる転送とわずか与えられた数のＬＲＢＣ−Ｒのこ
れらのメッセージの中継から、各々のプラットホームは
これらの受信されたＬＲＢＭ（発信と中継の両方）に基
づいて完全なローカル集合体の連結−リンク品質マトリ
クスを構築できる。図４のブロック１１６参照。図１２
はこのマトリクスの小さな一例である。明確化のため、
マトリクスの記入は０と１に限定されて示されている。
非対称なマトリクスは幾つかの単方向リンクを示してい
る。より一般的には、リンク信頼性や幾つかのコスト関
数がマトリクスのセル内に入力されるであろう。“コス
ト関数”の形式で織り込まれるべき三つの主要な要因が
ある。これらの要因は（１）リンクの信頼性、（２）発
信源から行き先へのパスに対するリンク数、（３）選択
された中継のプラットホーム負荷を考慮している。質的
には、このタイプの一般化されたコスト関数のために、
経路の信頼性（リンクの組）はリンク数（遅延効果）と
パスに沿った中継負荷によって荷重される。
ムによる転送とわずか与えられた数のＬＲＢＣ−Ｒのこ
れらのメッセージの中継から、各々のプラットホームは
これらの受信されたＬＲＢＭ（発信と中継の両方）に基
づいて完全なローカル集合体の連結−リンク品質マトリ
クスを構築できる。図４のブロック１１６参照。図１２
はこのマトリクスの小さな一例である。明確化のため、
マトリクスの記入は０と１に限定されて示されている。
非対称なマトリクスは幾つかの単方向リンクを示してい
る。より一般的には、リンク信頼性や幾つかのコスト関
数がマトリクスのセル内に入力されるであろう。“コス
ト関数”の形式で織り込まれるべき三つの主要な要因が
ある。これらの要因は（１）リンクの信頼性、（２）発
信源から行き先へのパスに対するリンク数、（３）選択
された中継のプラットホーム負荷を考慮している。質的
には、このタイプの一般化されたコスト関数のために、
経路の信頼性（リンクの組）はリンク数（遅延効果）と
パスに沿った中継負荷によって荷重される。
【００４０】各々のプラットホームは全てのローカル連
結情報を近接のプラットホームから受信したＬＲＢＭか
ら引き出し、それをその連結マトリクスを更新するのに
使う。プラットホームはそれらの連結マトリクスをロー
カルプラットホームへのコストと経路を発生するために
使う。これらのコストはＲＲＢＭを発生し評価するのに
順次使用する。図４のブロック１１７，１１８，１１９
そして１２０参照。
結情報を近接のプラットホームから受信したＬＲＢＭか
ら引き出し、それをその連結マトリクスを更新するのに
使う。プラットホームはそれらの連結マトリクスをロー
カルプラットホームへのコストと経路を発生するために
使う。これらのコストはＲＲＢＭを発生し評価するのに
順次使用する。図４のブロック１１７，１１８，１１９
そして１２０参照。
【００４１】コスト関数は又、幾つかの程度の安全制御
を提供するのにも使用可能である。安全制御の二つの主
なレベルはＣＯＭＳＥＣとＴＲＡＮＳＥＣである。ＴＲ
ＡＮＳＥＣのみのコードキーが与えられるプラットホー
ムは信号波形（例えば、拡散スペクトル、ホップ周波数
等）を送信及び受信できるがメッセージの暗号化／復号
化（encryption/decription)の能力は与えられない。Ｔ
ＲＡＮＳＥＣとＣＯＭＳＥＣに対するコードキーが与え
られるプラットホームはメッセージの転送と解読の両方
に完全に関与できる。ネットワークのＴＲＡＮＳＥＣキ
ーとＣＯＭＳＥＣキーの両者とも否定する端末はいかな
る関与もできない。従って、選択によって、プラットホ
ームはいずれかに指定され得る。すなわち、（１）回路
関与(participant) 中継（ＴＲＡＮＳＥＣとＣＯＭＳＥ
Ｃ）、（中継とメッセージの理解の両方が可能）、
（２）非関与中継（ＴＲＡＮＳＥＣのみ）、（メッセー
ジを理解することなくそれを中継可能）、又は（３）不
適合中継（ＴＲＡＮＳＥＣとＣＯＭＳＥＣのいずれでも
ない）である。タイプ（２）のプラットホーム端末は中
継を通して情報内容を解読はできないが回路関与間でメ
ッセージの配送を促進できる。
を提供するのにも使用可能である。安全制御の二つの主
なレベルはＣＯＭＳＥＣとＴＲＡＮＳＥＣである。ＴＲ
ＡＮＳＥＣのみのコードキーが与えられるプラットホー
ムは信号波形（例えば、拡散スペクトル、ホップ周波数
等）を送信及び受信できるがメッセージの暗号化／復号
化（encryption/decription)の能力は与えられない。Ｔ
ＲＡＮＳＥＣとＣＯＭＳＥＣに対するコードキーが与え
られるプラットホームはメッセージの転送と解読の両方
に完全に関与できる。ネットワークのＴＲＡＮＳＥＣキ
ーとＣＯＭＳＥＣキーの両者とも否定する端末はいかな
る関与もできない。従って、選択によって、プラットホ
ームはいずれかに指定され得る。すなわち、（１）回路
関与(participant) 中継（ＴＲＡＮＳＥＣとＣＯＭＳＥ
Ｃ）、（中継とメッセージの理解の両方が可能）、
（２）非関与中継（ＴＲＡＮＳＥＣのみ）、（メッセー
ジを理解することなくそれを中継可能）、又は（３）不
適合中継（ＴＲＡＮＳＥＣとＣＯＭＳＥＣのいずれでも
ない）である。タイプ（２）のプラットホーム端末は中
継を通して情報内容を解読はできないが回路関与間でメ
ッセージの配送を促進できる。
【００４２】連結マトリクスを導き出すＤＭＳＯからそ
してポイントツーポイントルーチングアルゴリズム（例
えば、ダイクストラのアルゴリズム）を用いて、各々の
プラットホームは最小コストルーチングツリーを計算す
ることによって全ての受信器への最適ポイントツーポイ
ント経路を導き出すことが可能である。図４のブロック
１２１参照。ダイクストラのアルゴリズムは以下の書
籍、“A Note on Two Problems in Connection with Gr
aphs”Numer. Math, Vol. 1, pp 269-271, 1959 に完全
に開示されている。
してポイントツーポイントルーチングアルゴリズム（例
えば、ダイクストラのアルゴリズム）を用いて、各々の
プラットホームは最小コストルーチングツリーを計算す
ることによって全ての受信器への最適ポイントツーポイ
ント経路を導き出すことが可能である。図４のブロック
１２１参照。ダイクストラのアルゴリズムは以下の書
籍、“A Note on Two Problems in Connection with Gr
aphs”Numer. Math, Vol. 1, pp 269-271, 1959 に完全
に開示されている。
【００４３】これらのツリーを用いて、プラットホーム
は分散的に適時メッセージの一つのホップの経路を決め
る。一例として、図１３は連結マトリクスにおいて仮定
されたリンクコストをともなう小さな六つのノードネッ
トワークを示している。図１３は又、全ての他の結合さ
れたノードへの最小コスト経路を定義する各々のプラッ
トホームに対する最適なルーチングツリーを示してい
る。ダイクストラのアルゴリズムは適時ルーチングツリ
ーの一つのノードを構築し、発信プラットホームで開始
しそして適時一つの行き先を付加し、常に最も近い（す
なわち最小コスト）行き先でまだツリー上にないものを
選択する。
は分散的に適時メッセージの一つのホップの経路を決め
る。一例として、図１３は連結マトリクスにおいて仮定
されたリンクコストをともなう小さな六つのノードネッ
トワークを示している。図１３は又、全ての他の結合さ
れたノードへの最小コスト経路を定義する各々のプラッ
トホームに対する最適なルーチングツリーを示してい
る。ダイクストラのアルゴリズムは適時ルーチングツリ
ーの一つのノードを構築し、発信プラットホームで開始
しそして適時一つの行き先を付加し、常に最も近い（す
なわち最小コスト）行き先でまだツリー上にないものを
選択する。
【００４４】前述のダイクストラのアルゴリズムとＬＲ
ＢＭはどんなネットワークにおいても経路決定を操作す
るのに十分である。集合体がその大きさにおいて成長す
る時は、しかしながら、アルゴリズムはだんだん扱いに
くいものとなる。ダイクストラのアルゴリズムは各々の
プラットホームが完全な集合体の知識（すなわち、Ｉ
Ｄ、全リンク、全リンク信頼性等）をもつことを要求す
る。端末集合体の大きさの増加は各々の端末の記憶、通
信そして処理要求を増加させる。
ＢＭはどんなネットワークにおいても経路決定を操作す
るのに十分である。集合体がその大きさにおいて成長す
る時は、しかしながら、アルゴリズムはだんだん扱いに
くいものとなる。ダイクストラのアルゴリズムは各々の
プラットホームが完全な集合体の知識（すなわち、Ｉ
Ｄ、全リンク、全リンク信頼性等）をもつことを要求す
る。端末集合体の大きさの増加は各々の端末の記憶、通
信そして処理要求を増加させる。
【００４５】直観的に、プラットホーム数が増加するな
らば、離れたプラットホームの間の連結とリンク信頼性
の明確な知識の活用は減少する。この事実を生かすため
に、ダイクストラのアルゴリズムの簡易版が、ルーチン
グ処理の最適性にたいする最小のインパクトで記憶、通
信そして処理要求が増大する比率を減ずるために開発さ
れてきた。ＤＭＳＯ簡易ダイクストラのアルゴリズムの
下で、プラットホームはそれらの入力の連結を説明する
メッセージを発信する。全ての集合体に伝達されるより
はむしろ、それらは発信源の回りの固定半径範囲（ホッ
プ内）にのみ伝達される。各々のプラットホームは従っ
てローカル連結マトリクスを展開することが可能にな
り、それから、簡易ルーチングツリーはその半径以内の
全てのプラットホームへのコストづけと経路を決定す
る。これらのプラットホームはローカルプラットホーム
として参照される。この半径を越えるプラットホームは
リモートプラットホームとして参照される。そのＬＲＢ
Ｍ連結メッセージに加えて、プラットホームは全プラッ
トホーム、ローカル及びリモートをリストした新たなメ
ッセージを生成する。ローカルプラットホームに対し
て、それはそれらにその計算したコストを報告し、リモ
ートプラットホームに対しては、その前任者からリモー
トへのコストとともに、前任者としてのそのローカルプ
ラットホームの一つをそのリモートへ報告する（この情
報はその直接入力近接者からの受信メッセージから導か
れる）。この転送は中継されないが、しかし発信源プラ
ットホームの出力近接者のデータベースを更新するのに
使われる。端末はそれから、それが標準ダイクストラの
アルゴリズムを使うかのように、そのローカルプラット
ホームへのメッセージのルートを決定する。リモート端
末に対しては、それはローカル前任者へのメッセージル
ートを決定し、そして次に続く端末へのルーチングを任
せる。
らば、離れたプラットホームの間の連結とリンク信頼性
の明確な知識の活用は減少する。この事実を生かすため
に、ダイクストラのアルゴリズムの簡易版が、ルーチン
グ処理の最適性にたいする最小のインパクトで記憶、通
信そして処理要求が増大する比率を減ずるために開発さ
れてきた。ＤＭＳＯ簡易ダイクストラのアルゴリズムの
下で、プラットホームはそれらの入力の連結を説明する
メッセージを発信する。全ての集合体に伝達されるより
はむしろ、それらは発信源の回りの固定半径範囲（ホッ
プ内）にのみ伝達される。各々のプラットホームは従っ
てローカル連結マトリクスを展開することが可能にな
り、それから、簡易ルーチングツリーはその半径以内の
全てのプラットホームへのコストづけと経路を決定す
る。これらのプラットホームはローカルプラットホーム
として参照される。この半径を越えるプラットホームは
リモートプラットホームとして参照される。そのＬＲＢ
Ｍ連結メッセージに加えて、プラットホームは全プラッ
トホーム、ローカル及びリモートをリストした新たなメ
ッセージを生成する。ローカルプラットホームに対し
て、それはそれらにその計算したコストを報告し、リモ
ートプラットホームに対しては、その前任者からリモー
トへのコストとともに、前任者としてのそのローカルプ
ラットホームの一つをそのリモートへ報告する（この情
報はその直接入力近接者からの受信メッセージから導か
れる）。この転送は中継されないが、しかし発信源プラ
ットホームの出力近接者のデータベースを更新するのに
使われる。端末はそれから、それが標準ダイクストラの
アルゴリズムを使うかのように、そのローカルプラット
ホームへのメッセージのルートを決定する。リモート端
末に対しては、それはローカル前任者へのメッセージル
ートを決定し、そして次に続く端末へのルーチングを任
せる。
【００４６】図１４から１９はこの処理を描いている。
図１４は３４プラットホームとそれらの連結の任意のネ
ットワークを示している。もしコストがリンク長に比例
するとしたならば、図１５に示されるように最小コスト
ルーチングツリーはダイクストラのアルゴリズムを用い
てプラットホーム２０に対して構築可能である。もし連
結が三つのリンク半径だけで伝達されるならば、プラッ
トホーム２０は図１６に示される簡易ルーチングツリー
をいまだ展開可能である。図１７と１８はプラットホー
ム１５と１０に対して比較可能な簡易ルーチングツリー
を示している。最後に、その近接者とリモート端末に関
する情報を交換することによって、プラットホーム２０
は図１９に描かれるそれと同様な構成を展開することが
できるであろう。この構成はいかなるローカル又はリモ
ート端末へのルートをも決定する手段を提供する。例え
ば、端末８に到達するために、端末２０はメッセージを
端末２１を介して端末１６へ送る。リンクコストは図１
９においてそれらの長さに従って１又は０．７のいずれ
かに仮定される。
図１４は３４プラットホームとそれらの連結の任意のネ
ットワークを示している。もしコストがリンク長に比例
するとしたならば、図１５に示されるように最小コスト
ルーチングツリーはダイクストラのアルゴリズムを用い
てプラットホーム２０に対して構築可能である。もし連
結が三つのリンク半径だけで伝達されるならば、プラッ
トホーム２０は図１６に示される簡易ルーチングツリー
をいまだ展開可能である。図１７と１８はプラットホー
ム１５と１０に対して比較可能な簡易ルーチングツリー
を示している。最後に、その近接者とリモート端末に関
する情報を交換することによって、プラットホーム２０
は図１９に描かれるそれと同様な構成を展開することが
できるであろう。この構成はいかなるローカル又はリモ
ート端末へのルートをも決定する手段を提供する。例え
ば、端末８に到達するために、端末２０はメッセージを
端末２１を介して端末１６へ送る。リンクコストは図１
９においてそれらの長さに従って１又は０．７のいずれ
かに仮定される。
【００４７】簡易ダイクストラのアルゴリズムのプラッ
トホーム実施は付加的なＲＢＣ回路、ＲＲＢＣを必要と
する。先に述べられたように、ＬＲＢＣはプラットホー
ムの入力リンクの知識を伝えるのに使われる。ダイクス
トラのアルゴリズムの標準的な実施において、ＬＲＢＭ
は集合体における全てのプラットホームに到達するまで
中継される。各々のプラットホームはそして導き出され
た連結マトリクスをダイクストラのアルゴリズムを実施
するために使用し、そして集合体における他の全てのプ
ラットホームへの最小コストルーチングツリーを導出す
ることができる。簡易ダイクストラのアルゴリズムの下
で、ＬＲＢＭはそれらの発信源の与えられた半径以内
（ホップ内）の全端末に到達するまで伝達される。各々
の端末はそれから導きだされたローカル連結マトリクス
をダイクストラのアルゴリズムを実施するために使用
し、そしてローカル集合体における全ての端末への最小
コストルーチングツリーを導出する。
トホーム実施は付加的なＲＢＣ回路、ＲＲＢＣを必要と
する。先に述べられたように、ＬＲＢＣはプラットホー
ムの入力リンクの知識を伝えるのに使われる。ダイクス
トラのアルゴリズムの標準的な実施において、ＬＲＢＭ
は集合体における全てのプラットホームに到達するまで
中継される。各々のプラットホームはそして導き出され
た連結マトリクスをダイクストラのアルゴリズムを実施
するために使用し、そして集合体における他の全てのプ
ラットホームへの最小コストルーチングツリーを導出す
ることができる。簡易ダイクストラのアルゴリズムの下
で、ＬＲＢＭはそれらの発信源の与えられた半径以内
（ホップ内）の全端末に到達するまで伝達される。各々
の端末はそれから導きだされたローカル連結マトリクス
をダイクストラのアルゴリズムを実施するために使用
し、そしてローカル集合体における全ての端末への最小
コストルーチングツリーを導出する。
【００４８】ＲＲＢＣは単にＲＲＢＭを運ぶために設計
されたユーティリティ回路である。他のＳＯＣコンポー
ネントチャネルの全てについて、ＲＲＢＣはＰＴＯＣに
関するこれらとプラットホームがＲＲＢＭを発信する時
を決定するＬＲＢＣに対応してアクセスに分割される。
ＬＲＢＭとは異なり、ＲＲＢＭは中継されない。各々の
端末は全ての入力ＲＲＢＭから受信される情報を要約
し、例えば、与えられたリモートへの各々の近接者の前
任者を評価する。それから、それはこの処理の結果とそ
れ自体のＲＲＢＭを明確に述べるためにそれ自体のロー
カル経路決定処理を結合する。
されたユーティリティ回路である。他のＳＯＣコンポー
ネントチャネルの全てについて、ＲＲＢＣはＰＴＯＣに
関するこれらとプラットホームがＲＲＢＭを発信する時
を決定するＬＲＢＣに対応してアクセスに分割される。
ＬＲＢＭとは異なり、ＲＲＢＭは中継されない。各々の
端末は全ての入力ＲＲＢＭから受信される情報を要約
し、例えば、与えられたリモートへの各々の近接者の前
任者を評価する。それから、それはこの処理の結果とそ
れ自体のＲＲＢＭを明確に述べるためにそれ自体のロー
カル経路決定処理を結合する。
【００４９】ＲＲＢＭはそのローカルルーチングツリー
に関するプラットホームのＩＤのリストをともなう発信
源のＩＤを含む。各々のローカルプラットホームのＩＤ
に含まれるのは発信源からローカルプラットホームへの
経路コストである。もし発信源がローカルプラットホー
ムをいずれのリモートに対しても前任者として設計した
ならば、これらのリモートのＩＤは前任者からリモート
への経路コストをともなって、これ以降で示されるよう
に、図１９から導き出されるようになる。
に関するプラットホームのＩＤのリストをともなう発信
源のＩＤを含む。各々のローカルプラットホームのＩＤ
に含まれるのは発信源からローカルプラットホームへの
経路コストである。もし発信源がローカルプラットホー
ムをいずれのリモートに対しても前任者として設計した
ならば、これらのリモートのＩＤは前任者からリモート
への経路コストをともなって、これ以降で示されるよう
に、図１９から導き出されるようになる。
【００５０】私はノード２０であり、ノード１５は私の
ルーチングツリーに関するものであり、ノード１５の私
のコストは１であり、ノード１５はノード２の前任者で
あり、ノード２へのそのコストは２．４であり、ノード
１５は又、ノード３の前任者であり、ノード３へのその
コストは２．４であり、ノード１０は私のルーチングツ
リーに関するものであり、ノード１０の私のコストは１
であり、ノード１０はノード１の前任者であり、ノード
１へのそのコストは２．７であり、ノード６は私のルー
チングツリーに関するものであり、ノード６の私のコス
トは２．７であり、ノード１１は私のルーチングツリー
に関するものであり、ノード１１の私のコストは１．７
であり、ノード１１はノード４の前任者であり、ノード
４へのそのコストは２．７であり、等。 長いＲＲＢＭは短いメッセージへ分割可能で、各々はそ
れらのリモートをともなう幾つかの発信源のローカルプ
ラットホームを含む。ＬＲＢＣメッセージはリンク／経
路コストの計算に使われるパラメータを含むのに対し
て、ＲＲＢＭのそれは計算されたコストを含む。
ルーチングツリーに関するものであり、ノード１５の私
のコストは１であり、ノード１５はノード２の前任者で
あり、ノード２へのそのコストは２．４であり、ノード
１５は又、ノード３の前任者であり、ノード３へのその
コストは２．４であり、ノード１０は私のルーチングツ
リーに関するものであり、ノード１０の私のコストは１
であり、ノード１０はノード１の前任者であり、ノード
１へのそのコストは２．７であり、ノード６は私のルー
チングツリーに関するものであり、ノード６の私のコス
トは２．７であり、ノード１１は私のルーチングツリー
に関するものであり、ノード１１の私のコストは１．７
であり、ノード１１はノード４の前任者であり、ノード
４へのそのコストは２．７であり、等。 長いＲＲＢＭは短いメッセージへ分割可能で、各々はそ
れらのリモートをともなう幾つかの発信源のローカルプ
ラットホームを含む。ＬＲＢＣメッセージはリンク／経
路コストの計算に使われるパラメータを含むのに対し
て、ＲＲＢＭのそれは計算されたコストを含む。
【００５１】入力ＲＲＢＭから選択されたデータは、先
の図１９の例から導き出され、これ以降に示されるリモ
ート連結テーブルに記憶される。 リモートＩＤ ツリー上の前任者 前任者からリモート へのコスト １ １０ ２．７ ２ １５ ２．４ ３ １５ ２．４ ４ １１ ２．７ ５ １５ ２．７ ８ １６ ２．７ ９ １９ ２．７ １２ ２１ ２．７ ２７ １９ ２．７ ３０ ２１ ２．７ ３１ ２４ ２．７ ３４ ２５ ２．７ 受信プラットホームはその入力近接者によって発信され
たＲＲＢＭに基づいたそのリモート連結テーブルを更新
する。受信器はそのリモートと同様に各々の発信源のロ
ーカルプラットホームを試験するであろう（発信源やそ
のローカルプラットホームが受信器のローカルルーチン
グツリーに関するものと仮定した場合）。これらのプラ
ットホームでは、受信器のローカルルーチングツリー上
にあるローカル又はリモートプラットホームは一般的に
無視されるであろう。以前に受信器に知られていないプ
ラットホームは、発信源によって示された前任者（もし
それが受信器のローカルルーチングツリー上にある場
合）、又は発信源それ自体（それ以外の場合）のいずれ
かに設定されたそれらの前任者とともに受信器のリモー
ト連結テーブルに加えられる。受信器にすでに知られて
いるリモートプラットホームに対しては、それらの記録
されたコストは発信源のローカル集合体を通して報告さ
れたコストと比較される。受信器のコストと前任者の登
録は必要なら更新される。ＲＲＢＣメッセージの発生は
単にリモート連結テーブルを併合したローカルルーチン
グツリーを放送することである。
の図１９の例から導き出され、これ以降に示されるリモ
ート連結テーブルに記憶される。 リモートＩＤ ツリー上の前任者 前任者からリモート へのコスト １ １０ ２．７ ２ １５ ２．４ ３ １５ ２．４ ４ １１ ２．７ ５ １５ ２．７ ８ １６ ２．７ ９ １９ ２．７ １２ ２１ ２．７ ２７ １９ ２．７ ３０ ２１ ２．７ ３１ ２４ ２．７ ３４ ２５ ２．７ 受信プラットホームはその入力近接者によって発信され
たＲＲＢＭに基づいたそのリモート連結テーブルを更新
する。受信器はそのリモートと同様に各々の発信源のロ
ーカルプラットホームを試験するであろう（発信源やそ
のローカルプラットホームが受信器のローカルルーチン
グツリーに関するものと仮定した場合）。これらのプラ
ットホームでは、受信器のローカルルーチングツリー上
にあるローカル又はリモートプラットホームは一般的に
無視されるであろう。以前に受信器に知られていないプ
ラットホームは、発信源によって示された前任者（もし
それが受信器のローカルルーチングツリー上にある場
合）、又は発信源それ自体（それ以外の場合）のいずれ
かに設定されたそれらの前任者とともに受信器のリモー
ト連結テーブルに加えられる。受信器にすでに知られて
いるリモートプラットホームに対しては、それらの記録
されたコストは発信源のローカル集合体を通して報告さ
れたコストと比較される。受信器のコストと前任者の登
録は必要なら更新される。ＲＲＢＣメッセージの発生は
単にリモート連結テーブルを併合したローカルルーチン
グツリーを放送することである。
【００５２】ＤＭＳＯの下では、通信メッセージは適時
にそれらの行き先の一中継ホップの方向にルート決定さ
れる。各々のプラットホームは全ての行き先に対するル
ーチング情報を展開するため、発信源はメッセージ経路
を決定するためにそれ自体の情報に関して全く中継を必
要としない。実際に、連結情報は行き先から外部に向か
って伝達するため、ルーチングがその行き先に近いプラ
ットホームによって導かれるのを許すのが最良である。
にそれらの行き先の一中継ホップの方向にルート決定さ
れる。各々のプラットホームは全ての行き先に対するル
ーチング情報を展開するため、発信源はメッセージ経路
を決定するためにそれ自体の情報に関して全く中継を必
要としない。実際に、連結情報は行き先から外部に向か
って伝達するため、ルーチングがその行き先に近いプラ
ットホームによって導かれるのを許すのが最良である。
【００５３】発信源や中継は従って正しい方向へメッセ
ージを送出し、そして次に続くルーチングがその線に沿
って中継するようにする。行き先がローカルプラットホ
ーム又はリモートであるかどうかにより、発信源や中継
は行き先又は行き先の前任者のいずれかに対して、おそ
ルーチングツリーを検索し、そしてそのプラットホーム
への経路上の最初のホップを決定する。そしてそれは最
終の行き先と次のホップを特定するメッセージを放送す
る。次の中継としてそれ自体をリストしたメッセージを
受信するプラットホームは上記の処理を繰り返す。もし
それが行き先ならば、もちろん、それ以上の中継は要求
されない。もし端末が次のホップ又は行き先のいずれで
もなければ、それはメッセージを無視する。図２０は分
散ルーチング処理を描いている。図４のブロック１２
２，１２３，１２４そして１２５参照。
ージを送出し、そして次に続くルーチングがその線に沿
って中継するようにする。行き先がローカルプラットホ
ーム又はリモートであるかどうかにより、発信源や中継
は行き先又は行き先の前任者のいずれかに対して、おそ
ルーチングツリーを検索し、そしてそのプラットホーム
への経路上の最初のホップを決定する。そしてそれは最
終の行き先と次のホップを特定するメッセージを放送す
る。次の中継としてそれ自体をリストしたメッセージを
受信するプラットホームは上記の処理を繰り返す。もし
それが行き先ならば、もちろん、それ以上の中継は要求
されない。もし端末が次のホップ又は行き先のいずれで
もなければ、それはメッセージを無視する。図２０は分
散ルーチング処理を描いている。図４のブロック１２
２，１２３，１２４そして１２５参照。
【００５４】先のルーチング議論は主に、例えば陸軍グ
ランド配備の典型的な特徴である低から中連結のネット
ワークにおけるポイントツーポイント通信に焦点が合わ
されていた。他の適用例は、例えば海軍と空軍の通信で
あり、さらにポイントツーマルチポイント（マルチキャ
スト）ルーチングが、そして制限放送ルーチングにおい
て要求される。図４のブロック１２６と１２７参照。
ランド配備の典型的な特徴である低から中連結のネット
ワークにおけるポイントツーポイント通信に焦点が合わ
されていた。他の適用例は、例えば海軍と空軍の通信で
あり、さらにポイントツーマルチポイント（マルチキャ
スト）ルーチングが、そして制限放送ルーチングにおい
て要求される。図４のブロック１２６と１２７参照。
【００５５】見出し“産業上の利用分野”の下で述べら
れた洪水ルーチングの不足に打ち勝つために、ＤＭＳＯ
連結−基準の中継ポイントツーマルチポイントアルゴリ
ズムが以下の目的をもって発展してきた。すなわち、
（１）最小ホップパスを通して発信源から全行き先へメ
ッセージを配送すること、（２）それを行うために、最
小数の中継や転送を使うこと、そして（３）分散形式で
それを行うことである。各々の行き先への最適経路を見
いだすゴールには放送伝送の効率を利用するために何か
が犠牲にされる。
れた洪水ルーチングの不足に打ち勝つために、ＤＭＳＯ
連結−基準の中継ポイントツーマルチポイントアルゴリ
ズムが以下の目的をもって発展してきた。すなわち、
（１）最小ホップパスを通して発信源から全行き先へメ
ッセージを配送すること、（２）それを行うために、最
小数の中継や転送を使うこと、そして（３）分散形式で
それを行うことである。各々の行き先への最適経路を見
いだすゴールには放送伝送の効率を利用するために何か
が犠牲にされる。
【００５６】このＤＭＳＯアルゴリズムを使うポイント
ツーマルチポイントルーチングを達成するために、端末
は少なくとも意図された行き先と全ての予想される中継
を含むパス長マトリクスを必要とする。パス長マトリク
ス、Ｐijは、もしそのようなパスが存在するならば、Ｐ
ij＝端末ｉから端末j への最小ホップパスの長さ、もし
i ＝j ならばＰij＝０、そしてもしi からj にパスが存
在しなければＰij＝無限大と定義される。パス長マトリ
クスは、論文“Algorithm 97-Shortest Path”in Commu
nications of the ACM 5, page 345, 1962で開示されて
いるフロイド(Floyd) のアルゴリズムによって連結マト
リクスから導き出すことができる。
ツーマルチポイントルーチングを達成するために、端末
は少なくとも意図された行き先と全ての予想される中継
を含むパス長マトリクスを必要とする。パス長マトリク
ス、Ｐijは、もしそのようなパスが存在するならば、Ｐ
ij＝端末ｉから端末j への最小ホップパスの長さ、もし
i ＝j ならばＰij＝０、そしてもしi からj にパスが存
在しなければＰij＝無限大と定義される。パス長マトリ
クスは、論文“Algorithm 97-Shortest Path”in Commu
nications of the ACM 5, page 345, 1962で開示されて
いるフロイド(Floyd) のアルゴリズムによって連結マト
リクスから導き出すことができる。
【００５７】パス長マトリクスを使うことによって、端
末はその出力近接者のいずれが各々の行き先への最小ホ
ップパスに関して予想される最初の中継であるかを決定
できる。一般的に、１＜Ｐij＜無限大のような発信源i
と到達可能なリモート行き先j に対して、i は少なくと
も一つの直接出力近接者、k （すなわち、Ｐik＝１）そ
れに対してＰij＝Ｐkj＋１、を有する。いかなるそのよ
うな端末k もj への最小ホップパスに関して予想される
最初の中継である。定義によって、Ｐkj＜Ｐij−１なる
直接出力近接者k は存在しないことに注意すべきであ
る。メッセージ発信源にとって、アルゴリズムは、全て
の行き先へのそのメッセージルートの決定を開始するの
に必要とされる最小組の予想される中継を選択し及び指
示することから構成される。中継端末にとって、アルゴ
リズムはよりすこし複雑である。中継端末はどの行き先
が中継としてその選択の動機となるかを最初に決定しな
ければならない。それはそれから必要な次に続く中継を
選択する。指示された中継ｋは、もしそれが発信源ｉか
ら行き先ｊへの最小ホップパスにあるならば、行き先ｊ
に対する責任をもつ。この状態はＰij＝Ｐik＋Ｐkjによ
って表現される。それが責任をとる行き先を決定した
後、指示された中継は必要なら連続する中継を選択する
ために、発信源と同じアルゴリズムを使用する。次に続
く中継を選択する場合、発信源と中継の両方とも全ての
行き先が考慮される限りにおいて予想される中継の送信
／受信負荷を考えて選択出来ることは注意すべきであ
る。この考慮はタイ−ブレーク(tie-breaking)の考慮す
べき事柄として送信/ 受信負荷を使用することから構成
されてもよく、又はそれは良く結合されるがしかしより
重く負荷されたものに加えて軽い負荷で、より弱く結合
された中継の選択に拡張されてもよい。後者の場合、転
送の総数を最小化する目的は負荷分担を選択するため多
少犠牲にされる。
末はその出力近接者のいずれが各々の行き先への最小ホ
ップパスに関して予想される最初の中継であるかを決定
できる。一般的に、１＜Ｐij＜無限大のような発信源i
と到達可能なリモート行き先j に対して、i は少なくと
も一つの直接出力近接者、k （すなわち、Ｐik＝１）そ
れに対してＰij＝Ｐkj＋１、を有する。いかなるそのよ
うな端末k もj への最小ホップパスに関して予想される
最初の中継である。定義によって、Ｐkj＜Ｐij−１なる
直接出力近接者k は存在しないことに注意すべきであ
る。メッセージ発信源にとって、アルゴリズムは、全て
の行き先へのそのメッセージルートの決定を開始するの
に必要とされる最小組の予想される中継を選択し及び指
示することから構成される。中継端末にとって、アルゴ
リズムはよりすこし複雑である。中継端末はどの行き先
が中継としてその選択の動機となるかを最初に決定しな
ければならない。それはそれから必要な次に続く中継を
選択する。指示された中継ｋは、もしそれが発信源ｉか
ら行き先ｊへの最小ホップパスにあるならば、行き先ｊ
に対する責任をもつ。この状態はＰij＝Ｐik＋Ｐkjによ
って表現される。それが責任をとる行き先を決定した
後、指示された中継は必要なら連続する中継を選択する
ために、発信源と同じアルゴリズムを使用する。次に続
く中継を選択する場合、発信源と中継の両方とも全ての
行き先が考慮される限りにおいて予想される中継の送信
／受信負荷を考えて選択出来ることは注意すべきであ
る。この考慮はタイ−ブレーク(tie-breaking)の考慮す
べき事柄として送信/ 受信負荷を使用することから構成
されてもよく、又はそれは良く結合されるがしかしより
重く負荷されたものに加えて軽い負荷で、より弱く結合
された中継の選択に拡張されてもよい。後者の場合、転
送の総数を最小化する目的は負荷分担を選択するため多
少犠牲にされる。
【００５８】個々の端末ｔによって実行されるアルゴリ
ズムは以下のようである。端末は報告されたネットワー
ク連結の知識を有し、そしてＤＭＳＯ処理から得られた
知識を考慮して、パス長マトリクス、Ｐijを展開すると
推定される。 １．以下のように三つのリストを作成する。リストＡ−
端末の直接出力近接者、すなわちＰtk＝１なる全ての端
末ｋのリスト。リストＢ−リストＡ上にはない全ての知
られた行き先のリスト。もし端末ｔが発信源であるなら
ば、リストＢはリストＡに載っていない全ての行き先を
含むべきである。もし端末ｔが発信源でなくそしてメッ
セージが端末ｉによって発信されるならば、リストＢは
Ｐij＝Ｐit＋Ｐtjなる端末ｉのメッセージの全行き先ｊ
を含むべきである。リストＣ−初期時に空で、これまで
に選択された全ての次に続く中継のリスト。 ２．もしリストＢが空ならば、ステップ７へ行く。 ３．リストＡ上の各々の端末に対して、この端末、Ｐkj
＜Ｐtjより少ないステップでリストＢに残っている到達
可能な行き先数を決定する。 ４．リストＡの端がこの端末よりリストＢに残っている
いずれの端末へも近くないならば、又はもしリストＡが
空ならば、ステップ８へ行く。 ５．この端末より近い行き先数（可能ならば、その送信
／受信負荷）に基づいてリストＡから最適の中継を選択
する。リストＡから選択された中継を除去し、それをリ
ストＣにに置く。リストＢから選択された中継がこの端
末より近い全ての行き先を除去する。 ６．ステップ２へ行く。 ７．終了。全ての中継は選択されそしてリストＣを構成
する。もしリストＣが空でなければ、メッセージの開始
／中継をともなった次に続く中継の詳細を含む。 ８．終了。リストＢに残る行き先は到達不可能である。
あらゆる適当な行動が取られる。到達可能なこれらの行
き先への中継としてリストＣ上のいかなる端末も指示さ
れる。
ズムは以下のようである。端末は報告されたネットワー
ク連結の知識を有し、そしてＤＭＳＯ処理から得られた
知識を考慮して、パス長マトリクス、Ｐijを展開すると
推定される。 １．以下のように三つのリストを作成する。リストＡ−
端末の直接出力近接者、すなわちＰtk＝１なる全ての端
末ｋのリスト。リストＢ−リストＡ上にはない全ての知
られた行き先のリスト。もし端末ｔが発信源であるなら
ば、リストＢはリストＡに載っていない全ての行き先を
含むべきである。もし端末ｔが発信源でなくそしてメッ
セージが端末ｉによって発信されるならば、リストＢは
Ｐij＝Ｐit＋Ｐtjなる端末ｉのメッセージの全行き先ｊ
を含むべきである。リストＣ−初期時に空で、これまで
に選択された全ての次に続く中継のリスト。 ２．もしリストＢが空ならば、ステップ７へ行く。 ３．リストＡ上の各々の端末に対して、この端末、Ｐkj
＜Ｐtjより少ないステップでリストＢに残っている到達
可能な行き先数を決定する。 ４．リストＡの端がこの端末よりリストＢに残っている
いずれの端末へも近くないならば、又はもしリストＡが
空ならば、ステップ８へ行く。 ５．この端末より近い行き先数（可能ならば、その送信
／受信負荷）に基づいてリストＡから最適の中継を選択
する。リストＡから選択された中継を除去し、それをリ
ストＣにに置く。リストＢから選択された中継がこの端
末より近い全ての行き先を除去する。 ６．ステップ２へ行く。 ７．終了。全ての中継は選択されそしてリストＣを構成
する。もしリストＣが空でなければ、メッセージの開始
／中継をともなった次に続く中継の詳細を含む。 ８．終了。リストＢに残る行き先は到達不可能である。
あらゆる適当な行動が取られる。到達可能なこれらの行
き先への中継としてリストＣ上のいかなる端末も指示さ
れる。
【００５９】発信源によって実施されるアルゴリズムは
図２１に示されている。選択される中継数の最小化を改
善することはアルゴリズムにおいて高揚可能である。一
つの簡単な高揚は、それが到達可能な他の行き先数とは
無関係に、一つ又はそれ以上のリモート行き先への予想
される中継だけであるいずれの近接者をも最初に選択す
ることから成る。そのような中継はやがては必要から選
ばれるであろう。それらを最初に選択することは、より
近い他のいかなる行き先もリストＢから除去可能であ
り、そして他の中継の選択に過度に影響を与えないであ
ろう。
図２１に示されている。選択される中継数の最小化を改
善することはアルゴリズムにおいて高揚可能である。一
つの簡単な高揚は、それが到達可能な他の行き先数とは
無関係に、一つ又はそれ以上のリモート行き先への予想
される中継だけであるいずれの近接者をも最初に選択す
ることから成る。そのような中継はやがては必要から選
ばれるであろう。それらを最初に選択することは、より
近い他のいかなる行き先もリストＢから除去可能であ
り、そして他の中継の選択に過度に影響を与えないであ
ろう。
【００６０】要約すれば、このＤＭＳＯポイントツーポ
イントアルゴリズムを使って、発信源は全ての行き先へ
そのメッセージのルート決定開始に必要とされる予期し
た最初の最小組を選択する。中継プラットホームに対し
て、それはどの行き先が中継としてその選択の動機とな
ったかを決定でなければならず、そしてそれは必要なら
次の中継を選択する。指示された中継はもしそれが発信
源から行き先へ最小ホップパスにあるとしても行き先に
対する責任が取られる。それが責任をとる行き先を決定
した後、指示された中継は必要なら続く中継を選択する
のに発信源として同じアルゴリスムを使う。中継の選択
において、発信源と中継の両方とも全ての行き先がカバ
ーされる限り予期される中継の送信／受信負荷を考慮し
ようと決め手もよい。転送数は従って負荷分担を容易に
するために増してもよい。ポイントツーポイントアルゴ
リズムにおいても、一方向だけのリンクが認められそし
て利用される。このアルゴリズムの実施は完全に分散さ
れる。発信源と各々の中継段階は次の中継段階を決定し
特定するが、その後のルート決定には全く影響を与えな
い。各々の端末はそのデータベースに集められた情報だ
けを使って自主的にアルゴリズムを実行する。
イントアルゴリズムを使って、発信源は全ての行き先へ
そのメッセージのルート決定開始に必要とされる予期し
た最初の最小組を選択する。中継プラットホームに対し
て、それはどの行き先が中継としてその選択の動機とな
ったかを決定でなければならず、そしてそれは必要なら
次の中継を選択する。指示された中継はもしそれが発信
源から行き先へ最小ホップパスにあるとしても行き先に
対する責任が取られる。それが責任をとる行き先を決定
した後、指示された中継は必要なら続く中継を選択する
のに発信源として同じアルゴリスムを使う。中継の選択
において、発信源と中継の両方とも全ての行き先がカバ
ーされる限り予期される中継の送信／受信負荷を考慮し
ようと決め手もよい。転送数は従って負荷分担を容易に
するために増してもよい。ポイントツーポイントアルゴ
リズムにおいても、一方向だけのリンクが認められそし
て利用される。このアルゴリズムの実施は完全に分散さ
れる。発信源と各々の中継段階は次の中継段階を決定し
特定するが、その後のルート決定には全く影響を与えな
い。各々の端末はそのデータベースに集められた情報だ
けを使って自主的にアルゴリズムを実行する。
【００６１】ＤＭＳＯポイントツーポイント（マルチキ
ャスト）アルゴリズムを利用した結果と利点を示す例は
図２２の（Ａ）と（Ｂ）に示されている。図２２の
（Ａ）はネットワークにおける１４の参加プラットホー
ムとそれらのＬＯＳを示している。図２２の（Ｂ）はプ
ラットホーム１１から発信されたメッセージのルートを
決定するために選択された中継プラットホームを示して
いる。プラットホーム７は発信源によって選択された初
段の中継であり、そしてプラットホーム１０はプラット
ホーム７によって選択された二段目の中継である。従っ
て、三つの転送だけで全ての行き先は到達可能である。
この数は図２２の（Ｂ）で示されるフラッドルーチング
アルゴリズムによって要求される１４の転送と比較され
るべきである。ＤＭＳＯの利点はプラットホームに関し
て資源利用を意図し、そして改善されたＬＰＩにとって
重要である。
ャスト）アルゴリズムを利用した結果と利点を示す例は
図２２の（Ａ）と（Ｂ）に示されている。図２２の
（Ａ）はネットワークにおける１４の参加プラットホー
ムとそれらのＬＯＳを示している。図２２の（Ｂ）はプ
ラットホーム１１から発信されたメッセージのルートを
決定するために選択された中継プラットホームを示して
いる。プラットホーム７は発信源によって選択された初
段の中継であり、そしてプラットホーム１０はプラット
ホーム７によって選択された二段目の中継である。従っ
て、三つの転送だけで全ての行き先は到達可能である。
この数は図２２の（Ｂ）で示されるフラッドルーチング
アルゴリズムによって要求される１４の転送と比較され
るべきである。ＤＭＳＯの利点はプラットホームに関し
て資源利用を意図し、そして改善されたＬＰＩにとって
重要である。
【００６２】図２３の（Ａ）はもし図２２の（Ｂ）の初
段の中継プラットホーム７が妨害、損失又は不能にされ
たならば、連続的にリンク連結をモニタする処理はこの
損失を検出し、そしてこの知識からアルゴリズムが代わ
りの中継を決定することを示している。図２３の（Ａ）
に示されるように、プラットホーム５と１３は初段の中
継として選択され、そしてそれらは順次、二段目の中継
としてプラットホーム４と１０を選択する。要求される
転送数において、フラッドルーチングを越える利点は図
２３の（Ａ）に示されるように５対１３であることから
いまだに重要である。最後に、もしプラットホーム５と
１３が図２３の（Ｂ）に示されるように不能ならば、プ
ラットホーム１１は初段中継としてプラットホーム１２
を選択し、それは順次に二段目の中継としてプラットホ
ーム４と６を選択するであろう。ＤＭＳＯ処理の転送の
利点は図２３の（Ｂ）に示されるように依然維持され
る。
段の中継プラットホーム７が妨害、損失又は不能にされ
たならば、連続的にリンク連結をモニタする処理はこの
損失を検出し、そしてこの知識からアルゴリズムが代わ
りの中継を決定することを示している。図２３の（Ａ）
に示されるように、プラットホーム５と１３は初段の中
継として選択され、そしてそれらは順次、二段目の中継
としてプラットホーム４と１０を選択する。要求される
転送数において、フラッドルーチングを越える利点は図
２３の（Ａ）に示されるように５対１３であることから
いまだに重要である。最後に、もしプラットホーム５と
１３が図２３の（Ｂ）に示されるように不能ならば、プ
ラットホーム１１は初段中継としてプラットホーム１２
を選択し、それは順次に二段目の中継としてプラットホ
ーム４と６を選択するであろう。ＤＭＳＯ処理の転送の
利点は図２３の（Ｂ）に示されるように依然維持され
る。
【００６３】放送ルーチングアルゴリズムはポイントツ
ーポイントルーチングアルゴリズムの特別な場合であ
り、そこでは全端末が行き先として特定される。発信源
は明示的に各々の行き先を特定できるが、しかしなが
ら、より良い解決策は発信源が単にメッセージが放送ル
ートで決められることを特定することである。これは次
の中継が発信源にいまだ知られていない新たな行き先の
ルートを決定することを許す。
ーポイントルーチングアルゴリズムの特別な場合であ
り、そこでは全端末が行き先として特定される。発信源
は明示的に各々の行き先を特定できるが、しかしなが
ら、より良い解決策は発信源が単にメッセージが放送ル
ートで決められることを特定することである。これは次
の中継が発信源にいまだ知られていない新たな行き先の
ルートを決定することを許す。
【００６４】先の部分の例はＬＯＳ内の幾つかのプラッ
トホームが回路参加者でない場合に容易に拡張可能であ
る。しかしながら、それらはそれらにＣＯＭＳＥＣ暗号
化／復号化処理のためのコードキーを与えないことによ
り“ブラインド(blind) ”中継として用いられてもよ
い。拡散スペクトルと周波数ホッピング変調に対して、
これらのタイプのプラットホームは、もしそれらがシス
テムのＴＲＡＮＳＥＣコードキーだけが与えられるなら
ば中継可能である。このキーは信号波形を送信及び受信
するのに十分である。
トホームが回路参加者でない場合に容易に拡張可能であ
る。しかしながら、それらはそれらにＣＯＭＳＥＣ暗号
化／復号化処理のためのコードキーを与えないことによ
り“ブラインド(blind) ”中継として用いられてもよ
い。拡散スペクトルと周波数ホッピング変調に対して、
これらのタイプのプラットホームは、もしそれらがシス
テムのＴＲＡＮＳＥＣコードキーだけが与えられるなら
ば中継可能である。このキーは信号波形を送信及び受信
するのに十分である。
【００６５】
【発明の効果】ＤＭＳＯは動的集団とリンク連結をとも
なうマルチプラットホームのデータそして音声通信ネッ
トワーク管理に適用可能である。これらの状態は多くの
戦術的そして戦略的シナリオの軍事サービスに生じ、プ
ラットホームの動作、消耗そして電子的な対応策が含ま
れる。戦術的な適用は一般的な戦争設定、すなわち対航
空戦争、対地上戦争、対潜水艦戦争、航空−地上陸海協
同作戦、地から地への移動作戦等にまで及ぶ。戦略的な
適用は、例えば、航空防衛創設と宇宙防衛創設における
地球規模の連結の維持を含む。これらの作戦の空輸、地
上、又は陸上部分において、ＤＭＳＯは例えば、拡散ス
ペクトラム、共同戦術情報、分散システム端末に対する
新たな機能として組み込むことが可能である。全体のネ
ットワーク連結の部分が確立された外部ネットワーク、
例えばデジタルネットワークを含むこれらの適用におい
ては、ゲートウェイプラットホームがＤＭＳＯ装備プラ
ットホームと特定装置そして既存ネットワークのプロト
コル間のインターフェイスとして与えられるように組み
込むことが可能である。さらに、ＤＭＳＯ処理はマルチ
メディア伝送能力を具備するシステムに与えられる。Ｄ
ＭＳＯ動作は固定された媒体に対する最適経路、又はハ
イブリッド混合媒体を構成する一組のリンクを使う最適
経路のいずれも決定するために向上されるであろう。こ
れらのマルチメディアシステム及びメディアシステムの
ハイブリッド混合は軍事的や商業的のいずれも可能であ
る。
なうマルチプラットホームのデータそして音声通信ネッ
トワーク管理に適用可能である。これらの状態は多くの
戦術的そして戦略的シナリオの軍事サービスに生じ、プ
ラットホームの動作、消耗そして電子的な対応策が含ま
れる。戦術的な適用は一般的な戦争設定、すなわち対航
空戦争、対地上戦争、対潜水艦戦争、航空−地上陸海協
同作戦、地から地への移動作戦等にまで及ぶ。戦略的な
適用は、例えば、航空防衛創設と宇宙防衛創設における
地球規模の連結の維持を含む。これらの作戦の空輸、地
上、又は陸上部分において、ＤＭＳＯは例えば、拡散ス
ペクトラム、共同戦術情報、分散システム端末に対する
新たな機能として組み込むことが可能である。全体のネ
ットワーク連結の部分が確立された外部ネットワーク、
例えばデジタルネットワークを含むこれらの適用におい
ては、ゲートウェイプラットホームがＤＭＳＯ装備プラ
ットホームと特定装置そして既存ネットワークのプロト
コル間のインターフェイスとして与えられるように組み
込むことが可能である。さらに、ＤＭＳＯ処理はマルチ
メディア伝送能力を具備するシステムに与えられる。Ｄ
ＭＳＯ動作は固定された媒体に対する最適経路、又はハ
イブリッド混合媒体を構成する一組のリンクを使う最適
経路のいずれも決定するために向上されるであろう。こ
れらのマルチメディアシステム及びメディアシステムの
ハイブリッド混合は軍事的や商業的のいずれも可能であ
る。
【００６６】特定の装置に結合した本発明の上述の主要
事項に対しては、この説明が例によってのみ成され、そ
してそれに関する目的及び請求項において明らかにされ
る本発明の概念を制限するものでないことは明白に理解
できるところである。
事項に対しては、この説明が例によってのみ成され、そ
してそれに関する目的及び請求項において明らかにされ
る本発明の概念を制限するものでないことは明白に理解
できるところである。
【図１】従来技術の非連結基準中継構成の短所を描いた
図である。
図である。
【図２】従来技術の非連結基準中継構成の短所を描いた
図である。
図である。
【図３】従来技術の非連結基準中継構成の短所を描いた
図である。
図である。
【図４】本発明の原理によるＤＭＳＯの動作を描いたブ
ロック図である。
ロック図である。
【図５】（Ａ）と（Ｂ）は本発明の原理によって回避さ
れ解決された二つのタイプのアクセス競合を描いてい
る。
れ解決された二つのタイプのアクセス競合を描いてい
る。
【図６】本発明の原理により時分割多重アクセス技術を
使用する入力プラットホームによるアクセス獲得を描い
た図である。
使用する入力プラットホームによるアクセス獲得を描い
た図である。
【図７】本発明の原理によって初期網入力サーチのため
に用いられる装置のブロック図である。
に用いられる装置のブロック図である。
【図８】本発明の原理によりアクセス獲得のためのメッ
セージ交換を描いたブロック図である。
セージ交換を描いたブロック図である。
【図９】本発明の原理によりアクセス獲得のためのメッ
セージ交換を描いたブロック図である。
セージ交換を描いたブロック図である。
【図１０】本発明の原理により分散時分割多重アクセス
技術を用いた入力プラットホームによるアクセス獲得を
説明する一組の波形である。
技術を用いた入力プラットホームによるアクセス獲得を
説明する一組の波形である。
【図１１】本発明の原理により細かな網時間同期を分散
往復タイミング信号で説明する一組の波形である。
往復タイミング信号で説明する一組の波形である。
【図１２】本発明の原理によりローカル経路放送メッセ
ージから更新される連結マトリクスを描いた図である。
ージから更新される連結マトリクスを描いた図である。
【図１３】本発明の原理によりダイクストラ(Dijkstra)
のアルゴリズムを用いたポイントツーポイント経路決定
の一例図である。
のアルゴリズムを用いたポイントツーポイント経路決定
の一例図である。
【図１４】本発明の原理による連結を有する３４プラッ
トホームネットワークを描いた図である。
トホームネットワークを描いた図である。
【図１５】本発明の原理によりダイクストラのアルゴリ
ズムを用い全連結に基づく図１４のプラットホーム２０
に対する最小コストルーチングツリーを描いた図であ
る。
ズムを用い全連結に基づく図１４のプラットホーム２０
に対する最小コストルーチングツリーを描いた図であ
る。
【図１６】本発明の原理により先を断ち切ったダイクス
トラのアルゴリズムを用いた図１４のプラットホーム２
０に対するルーチングツリーを描いた図である。
トラのアルゴリズムを用いた図１４のプラットホーム２
０に対するルーチングツリーを描いた図である。
【図１７】本発明の原理により先を断ち切ったダイクス
トラのアルゴリズムを用いた図１４のプラットホーム１
５に対するルーチングツリーを描いた図である。
トラのアルゴリズムを用いた図１４のプラットホーム１
５に対するルーチングツリーを描いた図である。
【図１８】本発明の原理により先を断ち切ったダイクス
トラのアルゴリズムを用いた図１４のプラットホーム１
０に対するルーチングツリーを描いた図である。
トラのアルゴリズムを用いた図１４のプラットホーム１
０に対するルーチングツリーを描いた図である。
【図１９】本発明の原理により遠隔でそれらの前のもの
を描く先を断ち切ったダイクストラのアルゴリズムを用
いたプラットホーム２０に対するルーチングツリーを描
いた図である。
を描く先を断ち切ったダイクストラのアルゴリズムを用
いたプラットホーム２０に対するルーチングツリーを描
いた図である。
【図２０】本発明の原理により先を断ち切ったダイクス
トラのアルゴリズムを用いたメッセージルーチングを描
いた図である。
トラのアルゴリズムを用いたメッセージルーチングを描
いた図である。
【図２１】本発明の原理によりポイントツーマルチポイ
ントルーチングアルゴリズムを用いたメッセージルーチ
ングを描いた図である。
ントルーチングアルゴリズムを用いたメッセージルーチ
ングを描いた図である。
【図２２】（Ａ）は参加者とそれらの連結の例を描いた
図であり、そして（Ｂ）はオリジナルＤＭＳＯポイント
ツーマルチポイントアルゴリズムを用いたメッセージル
ーチングを描いた図である。
図であり、そして（Ｂ）はオリジナルＤＭＳＯポイント
ツーマルチポイントアルゴリズムを用いたメッセージル
ーチングを描いた図である。
【図２３】（Ａ）と（Ｂ）は図２２（Ａ）の構成におい
てプラットホーム損失をともなうオリジナルＤＭＳＯポ
イントツーマルチポイントルーチングアルゴリズムを用
いた動作を描いた図である。
てプラットホーム損失をともなうオリジナルＤＭＳＯポ
イントツーマルチポイントルーチングアルゴリズムを用
いた動作を描いた図である。
１０８…送信器 １０９…受信器 １１０…パルス検出器 １１１…ＮＥＳパターン相関器 １１２…時間基準リセット回路
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジョン ビー．ケネディ アメリカ合衆国，ニュージャージー 07110，ナットレイ，ドッグウッド レ ーン ２ (72)発明者 アーサー ドスコー アメリカ合衆国，ニューヨーク 10023, ニューヨーク，ウェスト エンド アベ ニュ 205 (56)参考文献 特開 昭58−27449（ＪＰ，Ａ) 欧州特許出願公開201308（ＥＰ，Ａ)
Claims (12)
- 【請求項１】 マルチプラットホームと動的にプラット
ホームの数を変更しそして動的にプラットホーム間の接
続を変更するマルチネットワーク通信システムにおい
て、メッセージルーティングの効率的且つ適合的な管理
方法は、 少なくとも前記システムにおける前記プラットホームの
ある１つ を認識するステップ、 少なくとも前記認識されたプラットホームの一つから前
記認識されたプラットホームと前記システムのある他の
プラットホームの相互連結品質（伝送媒体障害、送受信
パワー及びアンテナゲイン）を導き出すステップ、そし
て 適当なポイントツーポイントルーチングアルゴリズム、
ポイントツーマルチポイントルーチングアルゴリズム、
又は放送ルーチングアルゴリズムのいずれかに基づくル
ーチング決定を行うために前記相互連結品質を使用する
ステップ、からなることを特徴とするマルチプラットホ
ームにおける適合可能で効率的なメッセージルーチング
の適合管理方法。 - 【請求項２】 前記認識するステップは、複数の異なる
アクセス期間を与え、前記期間中には前記プラットホー
ムが送信でき、前記プラットホームが直接近接者ではな
くそして共通の中間プラットホームを共有しない限り、
多数の前記プラットホームが前記各複数の異なるアクセ
スを使用できる請求項１記載の方法。 - 【請求項３】 前記ポイントツーポイントルーチングア
ルゴリズムは、ダイクストラのアルゴリズム又は簡易ダ
イクストラのアルゴリズムである請求項１又は２のいず
れかに記載の方法。 - 【請求項４】 前記導き出すステップは、前記相互連結
品質の現在の状態を連続的にモニタするステップを含
み、そして前記使用するステップは前記相互接続品質が
変化した時にいつでも前記ルーチング決定を更新するス
テップを含む請求項１から３のいずれか一つに記載の方
法。 - 【請求項５】 前記使用するステップは、該システムに
おける連結の知識を確立及び維持するステップ、そして 適時形式でデータ及び音声トラフィックの両方に対する
通信メッセージ配送要求を満足するためにその得られた
知識を活用するステップを含む請求項１から４のいずれ
か一つに記載の方法。 - 【請求項６】 前記あるプラットホームは、第１の視線
範囲内で通信を開始すること、そして前記 ある他のプラットホームは、前記第１の視線範囲外
であって通信を開始するプラットホーム以外の前記ある
プラットホームの少なくとも一つと関連する第二の視線
範囲内である請求項３から５のいずれか一つに記載の方
法。 - 【請求項７】 前記ダイクストラのアルゴリズムは、発
信プラットホームから行き先プラットホームへの経路を
与えるように選択され、発信プラットホームで開始し、
行き先プラットホームに到達する時点で一つのプラット
ホームを付加し、常に行き先経路上で次のプラットホー
ムを選択する請求項３から６のいずれか一つに記載の方
法。 - 【請求項８】 前記ダイクストラの簡易化されたアルゴ
リズムは、所定の長さのホップ内で漸進的に発信プラッ
トホームから行き先プラットホームへの経路を与えるよ
う選択される請求項３から６のいずれか一つに記載の方
法。 - 【請求項９】 前記ルーチングの決定は、ＤＭＳＯポイ
ントツーマルチポイントルーチングアルゴリズムを使う
請求項１から８のいずれか一つに記載の方法。 - 【請求項１０】 前記ポイントツーマルチポイントアル
ゴリズムは、発信プラットホームが全ての行き先プラッ
トホームへそのメッセージをルーティングするのに必要
な予期される最初の中継プラットホームの最小組を選択
すること、前記 選択された最初の中継プラットホームの各々は、中
継としてその選択が行われるいずれかの行き先プラット
ホームを決定すること、そして 各々の前記選択された最初の中継プラットホームは、前
記行き先プラットホームを決定した後、要求により次に
続く中継プラットホームを選択するため前記発信プラッ
トホーム処理を繰り返すことを含む請求項９記載の方
法。 - 【請求項１１】 前記選択された中継プラットホーム
は、前記発信プラットホームから特定の行き先プラット
ホームへの最小ホップパス内にあることを前記行き先プ
ラットホームに対して保証する請求項１０記載の方法。 - 【請求項１２】 前記ルーチングの決定には、前記放送
ルーチングアルゴリズムを用いる請求項１から６のいず
れか一つに記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US551177 | 1990-07-09 | ||
| US07/551,177 US5117422A (en) | 1990-07-09 | 1990-07-09 | Method for providing an efficient and adaptive management of message routing in a multi-platform and apparatus communication system |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04233844A JPH04233844A (ja) | 1992-08-21 |
| JP2546555B2 true JP2546555B2 (ja) | 1996-10-23 |
Family
ID=24200168
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3168277A Expired - Lifetime JP2546555B2 (ja) | 1990-07-09 | 1991-07-09 | マルチプラットホーム及び装置の通信システムにおけるメッセージルーチングの適合管理方法 |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5117422A (ja) |
| EP (1) | EP0481171B1 (ja) |
| JP (1) | JP2546555B2 (ja) |
| DE (2) | DE69131640D1 (ja) |
Families Citing this family (166)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5428636A (en) * | 1993-05-03 | 1995-06-27 | Norand Corporation | Radio frequency local area network |
| US7558557B1 (en) * | 1991-11-12 | 2009-07-07 | Broadcom Corporation | Low-power messaging in a network supporting roaming terminals |
| US6374311B1 (en) | 1991-10-01 | 2002-04-16 | Intermec Ip Corp. | Communication network having a plurality of bridging nodes which transmit a beacon to terminal nodes in power saving state that it has messages awaiting delivery |
| US6400702B1 (en) * | 1991-10-01 | 2002-06-04 | Intermec Ip Corp. | Radio frequency local area network |
| AU701114B2 (en) * | 1991-10-01 | 1999-01-21 | Broadcom Corporation | A radio frequency local area network |
| US6407991B1 (en) * | 1993-05-06 | 2002-06-18 | Intermec Ip Corp. | Communication network providing wireless and hard-wired dynamic routing |
| US6084867A (en) * | 1991-10-01 | 2000-07-04 | Intermec Ip Corp. | Apparatus and method of routing data in a radio frequency local area network |
| EP0606396B1 (en) * | 1991-10-01 | 2002-06-12 | Norand Corporation | A radio frequency local area network |
| EP0568737B1 (en) * | 1992-05-08 | 1998-07-01 | Alcatel | Routing logic means |
| US5291477A (en) * | 1992-08-10 | 1994-03-01 | Bell Communications Research, Inc. | Method and system for multicast routing in an ATM network |
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| JP2806466B2 (ja) * | 1993-05-17 | 1998-09-30 | 株式会社日立製作所 | データ伝送制御方法 |
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