无线通信系统,无线通信设备和无线通信方法转让专利
申请号 : CN200480000086.2
文献号 : CN100586086C
文献日 : 2010-01-27
发明人 : 迫田和之
申请人 : 索尼株式会社
摘要 :
为了解决当诸如无线LAN之类通信系统被构成为不具有控制站和受控站，例如主站和从属站关系的分散的分布式网络时出现的问题，在由不具有控制站和受控站关系的多个通信站组成的无线通信系统中，各个通信站相互传送具有涉及网络的信息的信标，从而构成网络，依据这些信标，能够完成复杂的判断，例如其它通信站的通信状态。
权利要求 :
1、一种由不存在控制站和受控站关系的多个通信站组成的无线 通信系统，其中所述多个通信站相互传送信标从而构成网络，所述信 标上描述有与所述网络相关的信息，该与所述网络相关的信息是指示 本地站是否接收到在特定时间由其它通信站传送的信标信号的信息， 其中根据由本地站从其它通信站接收的信标信号获得的信息，所述多 个通信站中的每一个确定本地站的信标传输定时。
2、按照权利要求1所述的无线通信系统，其中连接到所述网络 的每个通信站以预定的时间间隔传送信标信号。
3、按照权利要求2所述的无线通信系统，其中在预定时间，所 述多个通信站中的每一个至少一次比本地站的所述预定信标传输间隔 更长地不断进行接收。
4、按照权利要求1所述的无线通信系统，其中参考存储在本地 站中的时钟值，意识到逼近其它通信站计划传送信标的时间的所述通 信站，传送禁止相邻通信站在预定时段内传送数据的信息。
5、按照权利要求1所述的无线通信系统，其中指示本地站接收 到在特定时间传送的信标信号的所述信息是用本地站的定时值的相对 时间表示的信息。
6、按照权利要求1所述的无线通信系统，其中所述多个通信站 中的每一个在开始新信标传送之前的预定时段内接收来自其它通信站 的信标，将从其它通信站传送的接收信标的接收时间信息保存为第一 信息，并且根据所述第一信息，通过转变在所述接收信标中记载的、 指示本地站察觉要在特定时间传送的信标信号的信息而将其保存为第 二信息。
7、按照权利要求6所述的无线通信系统，其中基于所述第二信 息抽取由本地站的至少一个或本地站与其它通信站两者能够接收的信 标的接收定时，将提供其中信标接收时间间隔变成最大的信标间隔的 部分确定为目标部分，并将本地站的信标传输定时设置成所述目标部 分的中心时间。
8、按照权利要求1所述的无线通信系统，其中在预定的时段内， 所述多个通信站中的每一个试图接收从其它通信站传送的信号，并且 它把接收信标和其它信号的频率低的时区保存为信标间隔分散信息。
9、按照权利要求8所述的无线通信系统，其中抽取信标间隔信 息，将具有大信标间隔的部分中与从所述信标间隔分散信息接收信号 的频率低的时区对应的部分确定为目标部分，并且将本地站的信标传 输定时设置成所述目标部分的中心时间。
10、按照权利要求1所述的无线通信系统，其中从其它通信站接 收信标传输定时的变更请求消息的通信站确定新的信标传输定时。
11、按照权利要求1所述的无线通信系统，其中传送所述信标信 号的特定时区为本地站的传输禁止部分。
12、按照权利要求1所述的无线通信系统，其中从所述网络内的 通信站传送的信标信号的传输定时从预定目标信标传输定时改变随机 时间。
13、按照权利要求12所述的无线通信系统，其中参考保存在本 地站中的时钟值而意识到逼近其它通信站计划传送信标的时间的所述 通信站，传送使得外围通信站在特定时段内无法传送的信息。
14、按照权利要求12所述的无线通信系统，其中在从其它通信 站接收到信标的情况下，所述多个通信站中的每一个考虑到表示与信 标接收时间的所述改变的时间，计算每个信标发射站的所述目标信标 传输定时。
15、按照权利要求12所述的无线通信系统，其中如果所述多个 通信站中的每一个由于外部原因而延迟信标传输时间地传送信标，那 么将该延迟记载在所述信标中。
16、按照权利要求12所述的无线通信系统，其中
以伪随机序列的形式给出从所述目标信标传输定时延迟所述传 输定时的随机时间，并且
作为记载在所述信标中的表示延迟量的信息，传送伪随机序列的 状态。
17、按照权利要求16所述的无线通信系统，其中所述多个通信 站中的每一个保存记载在所述信标中的伪随机序列的状态，并每个特 定时间地更新伪随机序列来计算所述信标发射站的下一信标传输定 时。
18、按照权利要求1所述的无线通信系统，其中在传送所述信标 信号之后，为传送了信标的站设置预定的时段从而优先传送分组。
19、按照权利要求18所述的无线通信系统，其中在所述信标发 射站能够优先传送分组的所述预定时段期满之后，它设置一个时段， 在所述时段中，所述多个通信站中的每一个根据预定的争用控制进行 通信。
20、按照权利要求18所述的无线通信系统，其中所述多个通信 站中任一个通过参考保存在本地站中的时钟值察觉到逼近其它通信站 计划传送信标的时间的通信站，传送使得外围站在预定时段内无法传 送的信息。
21、按照权利要求1所述的无线通信系统，其中所述多个通信站 的每一个在从睡眠状态改变成活动状态之后立即试图进行传送，确认 在与规定的最大分组长度相等的时段内，媒体是否畅通。
说明书 :
技术领域
本发明涉及适合于用于配置无线LAN(局域网)以便实现数据 通信，例如在不存在诸如主站和从属站之类控制站和受控站的关系的 情况下，构成分散的分布式网络的无线通信系统，无线通信设备和无 线通信方法及计算机程序。
更具体地说，本发明涉及形成当各个通信站每隔预定的帧周期， 相互传送他们的其中写入网络信息等的信标时形成的分散的分布式无 线网络的无线通信系统，无线通信设备和无线通信方法及计算机程序， 尤其涉及形成分散的分布式无线网络，同时避免从各个通信站传送的 信标的冲突的无线通信系统，无线通信设备和无线通信方法及计算机 程序。
背景技术
迄今为止，作为无线LAN系统的媒体访问控制，IEEE(电气和 电子工程师协会)802.11系统使之标准化的访问控制已广泛为人们所 知。国际标准ISO/IEC 8802-11：1999(E)ANSI/IEEE Std 802.11， 1999版，Part II：无线LAN媒体访问控制(MAC)和物理层(PHY) 规范等已描述了IEEE802.11的细节。
IEEE802.11中的组网以BSS(基本业务集)的概念为基础。存 在两种BSS，即，由基础结构模式定义的，其中存在诸如接入点(AP) 之类主控制站的BSS，和由自组织模式定义的，仅由多个移动终端 (MT)构成的IBSS(独立BSS)。
下面参考图30说明基础结构模式下IEEE802.11的操作。在按照 基础结构模式的BSS中，在无线通信系统内，绝对应提供进行协调的 接入点。在图30中，假定通信站SAT0是起接入点作用的通信站SA， 那么在本地站附近的无线电波的范围内的BSS被集合起来，构成所谓 的蜂窝系统中的小区。存在于接入点附近的移动站(SAT1，SAT2) 被接纳到该接入点中，并作为该BSS的成员加入网络中。接入点以恰 当的时间间隔，传送称为信标的控制信号。能够接收该信标的移动终 端认识到接入点存在于其附近，并建立它和接入点之间的连接。
作为接入点的通信站SAT0以预定的时间间隔，传送信标 (Beacon)，如图30的右侧所示。借助称为目标信标传送时间(TBTT) 的参数，把下一信标传输时间发送到该信标中。当时间到达TBTT域 (field)时，接入点激活信标传输程序。另外，由于相邻的移动终端 接收信标，并且通过对内部的TBTT域解码，能够识别下一信标传输 时间，根据情况(移动终端不必接收信息)，可使接收器解除激励， 直到下一TBTT域或者多个未来的目标信标传输时间为止，并可使移 动终端处于睡眠模式。
本说明书主要考虑在其中在不应用诸如接入点之类主控制站的 情况下操作网络的本发明的要点，从而将不再更多地说明基础结构模 式。
下面，参考图31和32，说明自组织模式下，按照IEEE802.11 的通信操作。
另一方面，在自组织模式下的IBSS中，在每个通信站(移动终 端)与多个通信站协商之后，每个通信站独立定义IBSS。当IBSS被 定义时，在协商之后，每隔恒定的间隔，通信站组确定TBTT。当每 个通信站参考本地站内的时钟识别TBTT时，如果它认为在延迟一段 随机时间之后，其它通信站还没有传送信标，那么该通信站传送信标。 图31表示其中两个通信站SAT1、SAT2构成IBSS的情况的一个例子。 因此，在这种情况下，每当到达TBTT域时，属于IBSS的任意一个 通信站都能够传送信标。另外，经常观察到信标将相互冲突。
此外，同样在IBSS中，根据必要性，使每个通信站处于其发射 和接收单元的电源开关被关闭的睡眠模式。下面将参考图32说明这种 情况下的信号发射和接收程序。
在IEEE82.11中，当对IBSS应用睡眠模式时，从TBTT开始的 某一时段被定义为ATIM(通告通信量指示消息)窗口(下面称为 “ATIM窗口”)。
在ATIM窗口的时段内，由于属于IBSS的所有通信站都正在操 作接收单元，因此在该时段中，即使正在按照睡眠模式工作的通信站 也能够接收通信。当每个通信站具有它自己的给其它通信站的信息时， 在ATIM窗口的时段中传送信标之后，通过向其它通信站传送ATIM 分组，通信站使接收方知道该通信站具有它自己的给其它通信站的信 息。收到ATIM分组的通信站使接收单元继续工作，直到从已传送 ATIM分组的通信站的接收结束为止。
图32表示三个通信站STA1、STA2、STA3存在于IBSS内的情 况。如图32中所示，在时间TBTT，相应的通信站STA1、STA2、STA3 操作补偿(back-off)计时器，同时持续随机时间监视媒体状态。图 32的例子表示其中在通信站STA1的计时器在最早的阶段中结束计数 之后，通信站STA1传送信标的情况。由于通信站STA1传送信标， 因此其它两个通信站STA2和STA3不传送信标。
图32的例子表示其中通信站STA1保持给通信站STA2的信息， 通信站STA2保持给通信站STA3的信息的情况。此时，如图32B、 32C中所示，在发射/接收信标之后，通信站STA1和STA2激励 (energize)补偿计时器，同时分别持续随机时间，再次监视媒体的 状态。在图32的例子中，由于通信站STA2的计时器较早终止计数， 因此通信站STA2首先把ATIM消息传送给通信站STA3。如图32A 中所示，当收到ATIM消息时，通信站STA3通过传送ACK(确认) 分组，向通信站STA2回送接收消息，所述ACK分组是对上面的通 信站的确认分组。在通信站STA3完成传送ACK分组之后，通信站 STA1进一步激励补偿计时器，同时持续随机时间监视媒体的相应状 态。当在计时器设置的时间过去之后，计时器结束计数时，通信站STA1 把ATIM分组传送给通信站STA2。通过向上面的通信站返回ACK分 组，通信站STA2向通信站STA1回送接收消息。
当ATIM分组和ACK分组在ATIM窗口内被交换时，同样在接 下来的时间间隔内，通信站STA3激励接收器接收来自通信站STA2 的信息，通信站STA2激励接收器接收来自通信站STA1的信息。
当ATIM窗口结束时，保持传输信息的通信站STA1和STA2激 励补偿计时器，同时持续随机时间监视媒体的相应状态。在图32的例 子中，由于通信站STA2的计时器首先结束计数，因此通信站STA2 首先把信息传送给通信站STA3。在该信息传输结束之后，通信站 STA1激励补偿计时器，同时再次持续随机时间，监视媒体的相应状 态，并在该计时器结束之后，把分组传送给通信站STA2。
在上面提及的程序中，在ATIM窗口内未收到ATIM分组，或 者不持有信息的通信站使发射器和接收器解除激励，直到一下TBTT 域为止，从而能够降低能耗。
下面，参考图33说明IEEE802.11系统的访问争用(access contention)方法。在上面的说明中，我们说明了“通信站激励补偿计 时器，同时持续随机时间监视媒体的状态”，下面我们对这种情况进行 补充说明。
在IEEE802.11系统中，四种IFS被定义为从前一分组 (immediately-preceding packet)的结束延伸到下一分组的传输的分 组空间(IFS：帧间空间)。在四种帧间空间(space)中，将说明三 种帧间空间。如图33中所示，按照短帧间空间的顺序，定义了SIFS (短IFS)，PIFS(PCF IFS)和DIFS(DCF IFS)作为IFS。根据 IEEE802.11，CSMA(载波感测多路访问)被用作基本的媒体访问程 序。因此，在发射单元传送一些信息之前，通信站在随机时间内激励 补偿计时器，同时监视媒体的状态。如果确定在该段时间内，不存在 传输信号，那么发射单元被赋予传输权利。
当通信站按照CSMA程序(称为DCF：分布式协调功能)传送 普通分组时，在一些分组的传输已结束之后，只监视DIFS的媒体的 状态。如果在该时段内存在传输信号，那么进行随机补偿。此外，如 果在该时段内存在传输信号，那么发射单元被赋予传输权利。另一方 面，当传送诸如ACK分组之类异常紧急的分组时，允许发射单元在 SIFS分组空间之后传送分组。从而，能够在将按照普通的CSMA程 序传送的分组之前，传送紧急的分组。为此定义了不同类型的分组空 间IFS。根据IFS是SIFS、PIFS还是DIFS，把分组传输争用区分优 先次序。有关使用PIFS的用意将在下文中描述。
下面，将参考图34和35，说明IEEE802.11中的RTS/CTS程序。 在自组织环境下的网络中，通常知道会出现隐藏终端的问题。作为基 本解决该问题的一种已知方法是基于RTS/CTS程序的CSMA/CA。 IEEE802.11也使用该方法。
下面参考图34说明RTS/CTS程序中的操作的例子。图34表示 其中从通信站STA0向通信站STA1传送一些信息(DATA)的情况 的例子。在传输实际信息之前，通信站STA0根据CSMA程序，向通 信站STA1(它是信息目的地站)传送RTS(请求发送)分组。当通 信站STA1收到该分组时，它向通信站STA0传送CTS(清除发送) 分组，CTS分组向通信站STA0回送表示收到RTS分组的信息。当作 为发射方的通信站STA0安全地收到CTS分组时，该通信站认为媒体 是畅通的，并立即传送信息(Data)分组。在通信站STA1安全地收 到该信息分组之后，它返回ACK分组，一个分组的传输被结束。
下面参考图35，说明在该程序中发出的动作。图35中，假定通 信站STA2可向通信站STA3传送信息。在CSMA程序确认在预定时 段内，媒体是畅通的情况下，通信站STA2向通信站STA3传送RTS 分组。该分组还被通信站STA2的相邻通信站STA1接收。由于通信 站STA1收到RTS分组，意识到通信站STA2打算传送一些信息，因 此它认为媒体被通信站STA2占用，直到这种信息的传输结束为止， 并且在该段时间内不监视媒体的情况下，STA1同样意识到媒体被占 用。该工作被称为NAV(网络分配矢量)。RTS分组和CTS分组把 事务中，媒体被占用的持续时间写于其上。
返回说明，当收到从通信站STA2传送给通信站STA3的RTS 分组时，通信站STA1意识到在RTS分组指定的时段内，媒体处于被 占用状态，从而它避免传送信息。另一方面，收到RTS分组的通信站 STA3向通信站返回CTS分组，从而把表示收到RTS分组的信息回送 给通信站STA2。该CTS分组也被通信站STA3的相邻通信站STA4 接收。通过对CTS分组的内容解码，通信站STA4认识到信息从通信 站STA2传送给通信站STA3，并且它意识到在CTS分组指定的时段 内，媒体将被占用。从而，它避免传送信息。
当发射和接收上述RTS分组和CTS分组时，在“通信站STA2 (发射站)的相邻通信站”(它能够接收RTS分组)和“通信站STA3 (接收站)的相邻通信站”(它能够接收CTS分组)之间，禁止传输， 从而信息可从通信站STA2传送给通信站STA3，并且可返回ACK分 组，而不会受到来自相邻通信站的突然传输的干扰。
下面，参考图36说明IEEE802.11系统中的频带保留装置。在上 面提及的IEEE802.11系统访问控制中，执行基于CSMA程序的访问 争用，从而不能保证和维持恒定的频带。在IEEE802.11系统中，存 在PCF(点协调功能)，作为保证并维持频带的机制。但是，PCF的 基础是轮询，它并不按照自组织模式工作，相反它只是在接入点的控 制下，按照基础结构模式工作。具体地说，为了在保证频带的时候执 行访问控制，需要诸如接入点之类的协调器，并且所有控制由接入点 执行。
下面参考图36说明PCF的操作。在图36中，假定通信站STA0 是接入点，通信站STA1和STA2加入接入点STA0管理的BSS中。 另外，假定在其保证频带的同时，通信站STA1传送信息。
在传送信标之后，通信站STA0以SIFS间隔轮询通信站STA1 (图36中的CF-Poll)。接收CF-Poll的通信站STA1被赋予传送数 据的权利，从而被允许以SIFS间隔传送数据。从而，在SIFS间隔之 后，通信站STA1传送数据。当通信站STA0返回传送数据的ACK分 组，并且一项事务结束时，通信站STA0再次轮询通信站STA1。
图36还表示了由于某一原因，本次轮询失败的情况，即，表示 成CF-Poll的轮询分组跟随在SIFS空间之后的状态。具体地说，当通 信站STA0意识到在自从它执行轮询以来过去SIFS空间之后，未从通 信站STA1传送任何信息时，它认为轮询失败，并在PIFS空间之后， 再次进行轮询。如果该轮询成功，那么从通信站STA1传送数据，返 回ACK分组。即使当在一系列的该过程中，通信站STA2持有传送 的分组，由于在DIFS时间间隔过去之前，通信站STA0或STA1以 SIFS或PIFS空间传送信息，因此传送信息的权利始终不会转移给通 信站STA2，从而被轮询的通信站STA1始终被赋予优先级。
日本特许公开专利申请No.8-98255的公报公开了这种无线通信 的访问控制的一个例子。
当在不具有这种主控制站(接入点)的情况下进行无线通信的访 问控制时，和在具有主控制站的情况下进行通信的情况相比，存在各 种限制。更具体地说，出现下述问题。
问题1：协调者的选择
例如，如图37中所示，假定当通信站10～17位于分散的通信范 围10a～17a中，在通信范围10a～17a中，通信站10～17能够直接相 互通信，网络由上述IEEE802.11系统构成。这种情况下，如果按照 基础结构模式构成网络，那么会出现如何选择应起接入点(协调者) 作用的通信站的问题。在IEEE802.11系统中，容纳在BSS内的通信 站只能与属于相同BSS的通信站通信，接入点起其它BSS的网关的作 用。为了有效地对整个系统实现组网，存在各种争论，例如选择哪个 位置的通信站作为接入点，或者当接入点被解除激励时，如何再次配 置网络。虽然最好可在无协调者的情况下配置网络，但是IEEE802.11 系统的基础结构模式不能满足这样的要求。
问题2：可达范围的不一致
在IEEE802.11系统的自组织模式下，尽管可在无协调者的情况 下配置网络，假定IBSS由位于周围区域的多个通信站构成。例如， 如图37中所示，假定通信站10、11、12、13(STA0、STA1、STA2、 STA3)容纳在相同的IBSS内。从而，虽然通信站11(STA1)能够 与通信站10、12、13(STA0、STA2、STA3)通信，但是通信站10 (STA0)不能直接与通信站12(STA2)通信。这种情况下，根据 IEEE802.11系统的信标传输程序，经常观察到通信站10(STA0)和 通信站12(STA2)同时传送信标，此时，通信站11(STA1)变得不 能接收信标，这导致一个问题。
此外，如图37中所示，例如假定通信站15、16、17(STA5、STA6、 STA7)构成IBSS(IBSS-A)，通信站10、11、12、13(STA0、STA1、 STA2、STA3)构成IBSS(IBSS-B)。此时，由于这两个IBSS完全 独立地工作，因此在这两个IBSS之间不会出现干扰问题。这里，考 虑网络上出现一个新的通信站14(STA4)的情况。从而，通信站14 (STA4)能够接收来自IBSS-A和IBSS-B的信号。当这两个IBSS结 合在一起时，虽然通信站STA4既能进入IBSS-A，又能进入IBSS-B， 但是IBSS-A按照IBSS-A的规则工作，IBSS-B按照IBSS-B的规则工 作。从而，将出现信标冲突和ATIM分组冲突的可能性，这也会导致 一个问题。
问题3：实现节能模式的方法
在自组织模式下，通过按照随机访问，在ATIM窗口内相互传送 ATIM分组，能够实现节能模式。当待传送的信息是少量的信息，例 如比特时，ATIM分组所需的开销增大，按照随机访问交换ATIM分 组的方法非常低效。
问题4：无协调者的网络中的频带保留
另外，根据IEEE802.11系统，在自组织模式下，并不存在实现 频带保留的机制，从而不存在任何频带保留方法，而只是始终遵循 CSMA程序的操作。
问题5：RTS/CTS程序的不完全性
在IEEE802.11系统的RTS/CTS程序中，不仅接收CTS分组的 通信站，而且接收RTS分组的通信站都被禁止传送信息。但是，在图 35中所示的情况下，被禁止传送信息的通信站只是通信站STA4，通 信站STA1并不影响“从通信站STA2到通信站STA3的数据的传输”。 在RTS/CTS程序中，为了禁止接收RTS分组的通信站传送信息，需 要相对于安全部分的大量余量，这是降低系统通过量的因素之一。
问题6：关于TDMA对BBS的分离的考虑
在上述问题中描述的情形中(图37中，通信站STA5、STA6、 STA7构成IBSS(IBSS-A)，通信站STA0、STA1、STA2、STA3 构成IBSS(IBSS-B))，作为解决当通信站STA4出现，耦接这两个 IBSS时产生的问题的一种方法是用TDMA(时分多路访问)系统分 离IBSS-A和IBSS-B。图38中表示了这种情况的一个例子。这是在 ARIB STD-T70(HiSWANa)系统等中使用的方法。在某一BBS的帧 中，构成专用于子网的时区。但是，根据该方法，资源的空间再循环 被异常中止，从而利用率显著降低，这也会导致一个问题。
鉴于上述各个方面，本发明的一个目的是提供优异的无线通信系 统，无线通信设备和无线通信方法及计算机程序，其中能够解决当把 诸如无线LAN之类无线系统构成为不存在控制和受控关系，例如主 站和从属站的分散的分布式网络时出现的问题。
本发明的另一目的是提供优异的无线通信系统，无线通信设备和 无线通信方法及计算机程序，其中可传送数据，同时避免分散的分布 式网络中的冲突。
本发明的另一目的是提供优异的无线通信系统，无线通信设备和 无线通信方法及计算机程序，其中在当通信站相互传送信标时构成的 网络中的多个通信站之间，能够恰当地避免信标的冲突。
本发明的另一目的是提供优异的无线通信系统，无线通信设备和 无线通信方法及计算机程序，其中能够恰当地形成分散的分布式无线 网络，同时能够避免通信站相互传送的信标的冲突。
IEEE802.11中的组网以BSS(基本业务集)的概念为基础。存 在两种BSS，即，由基础结构模式定义的，其中存在诸如接入点(AP) 之类主控制站的BSS，和由自组织模式定义的，仅由多个移动终端 (MT)构成的IBSS(独立BSS)。
下面参考图30说明基础结构模式下IEEE802.11的操作。在按照 基础结构模式的BSS中，在无线通信系统内，绝对应提供进行协调的 接入点。在图30中，假定通信站SAT0是起接入点作用的通信站SA， 那么在本地站附近的无线电波的范围内的BSS被集合起来，构成所谓 的蜂窝系统中的小区。存在于接入点附近的移动站(SAT1，SAT2) 被接纳到该接入点中，并作为该BSS的成员加入网络中。接入点以恰 当的时间间隔，传送称为信标的控制信号。能够接收该信标的移动终 端认识到接入点存在于其附近，并建立它和接入点之间的连接。
作为接入点的通信站SAT0以预定的时间间隔，传送信标 (Beacon)，如图30的右侧所示。借助称为目标信标传送时间(TBTT) 的参数，把下一信标传输时间发送到该信标中。当时间到达TBTT域 (field)时，接入点激活信标传输程序。另外，由于相邻的移动终端 接收信标，并且通过对内部的TBTT域解码，能够识别下一信标传输 时间，根据情况(移动终端不必接收信息)，可使接收器解除激励， 直到下一TBTT域或者多个未来的目标信标传输时间为止，并可使移 动终端处于睡眠模式。
本说明书主要考虑在其中在不应用诸如接入点之类主控制站的 情况下操作网络的本发明的要点，从而将不再更多地说明基础结构模 式。
下面，参考图31和32，说明自组织模式下，按照IEEE802.11 的通信操作。
另一方面，在自组织模式下的IBSS中，在每个通信站(移动终 端)与多个通信站协商之后，每个通信站独立定义IBSS。当IBSS被 定义时，在协商之后，每隔恒定的间隔，通信站组确定TBTT。当每 个通信站参考本地站内的时钟识别TBTT时，如果它认为在延迟一段 随机时间之后，其它通信站还没有传送信标，那么该通信站传送信标。 图31表示其中两个通信站SAT1、SAT2构成IBSS的情况的一个例子。 因此，在这种情况下，每当到达TBTT域时，属于IBSS的任意一个 通信站都能够传送信标。另外，经常观察到信标将相互冲突。
此外，同样在IBSS中，根据必要性，使每个通信站处于其发射 和接收单元的电源开关被关闭的睡眠模式。下面将参考图32说明这种 情况下的信号发射和接收程序。
在IEEE82.11中，当对IBSS应用睡眠模式时，从TBTT开始的 某一时段被定义为ATIM(通告通信量指示消息)窗口(下面称为 “ATIM窗口”)。
在ATIM窗口的时段内，由于属于IBSS的所有通信站都正在操 作接收单元，因此在该时段中，即使正在按照睡眠模式工作的通信站 也能够接收通信。当每个通信站具有它自己的给其它通信站的信息时， 在ATIM窗口的时段中传送信标之后，通过向其它通信站传送ATIM 分组，通信站使接收方知道该通信站具有它自己的给其它通信站的信 息。收到ATIM分组的通信站使接收单元继续工作，直到从已传送 ATIM分组的通信站的接收结束为止。
图32表示三个通信站STA1、STA2、STA3存在于IBSS内的情 况。如图32中所示，在时间TBTT，相应的通信站STA1、STA2、STA3 操作补偿(back-off)计时器，同时持续随机时间监视媒体状态。图 32的例子表示其中在通信站STA1的计时器在最早的阶段中结束计数 之后，通信站STA1传送信标的情况。由于通信站STA1传送信标， 因此其它两个通信站STA2和STA3不传送信标。
图32的例子表示其中通信站STA1保持给通信站STA2的信息， 通信站STA2保持给通信站STA3的信息的情况。此时，如图32B、 32C中所示，在发射/接收信标之后，通信站STA1和STA2激励 (energize)补偿计时器，同时分别持续随机时间，再次监视媒体的 状态。在图32的例子中，由于通信站STA2的计时器较早终止计数， 因此通信站STA2首先把ATIM消息传送给通信站STA3。如图32A 中所示，当收到ATIM消息时，通信站STA3通过传送ACK(确认) 分组，向通信站STA2回送接收消息，所述ACK分组是对上面的通 信站的确认分组。在通信站STA3完成传送ACK分组之后，通信站 STA1进一步激励补偿计时器，同时持续随机时间监视媒体的相应状 态。当在计时器设置的时间过去之后，计时器结束计数时，通信站STA1 把ATIM分组传送给通信站STA2。通过向上面的通信站返回ACK分 组，通信站STA2向通信站STA1回送接收消息。
当ATIM分组和ACK分组在ATIM窗口内被交换时，同样在接 下来的时间间隔内，通信站STA3激励接收器接收来自通信站STA2 的信息，通信站STA2激励接收器接收来自通信站STA1的信息。
当ATIM窗口结束时，保持传输信息的通信站STA1和STA2激 励补偿计时器，同时持续随机时间监视媒体的相应状态。在图32的例 子中，由于通信站STA2的计时器首先结束计数，因此通信站STA2 首先把信息传送给通信站STA3。在该信息传输结束之后，通信站 STA1激励补偿计时器，同时再次持续随机时间，监视媒体的相应状 态，并在该计时器结束之后，把分组传送给通信站STA2。
在上面提及的程序中，在ATIM窗口内未收到ATIM分组，或 者不持有信息的通信站使发射器和接收器解除激励，直到一下TBTT 域为止，从而能够降低能耗。
下面，参考图33说明IEEE802.11系统的访问争用(access contention)方法。在上面的说明中，我们说明了“通信站激励补偿计 时器，同时持续随机时间监视媒体的状态”，下面我们对这种情况进行 补充说明。
在IEEE802.11系统中，四种IFS被定义为从前一分组 (immediately-preceding packet)的结束延伸到下一分组的传输的分 组空间(IFS：帧间空间)。在四种帧间空间(space)中，将说明三 种帧间空间。如图33中所示，按照短帧间空间的顺序，定义了SIFS (短IFS)，PIFS(PCF IFS)和DIFS(DCF IFS)作为IFS。根据 IEEE802.11，CSMA(载波感测多路访问)被用作基本的媒体访问程 序。因此，在发射单元传送一些信息之前，通信站在随机时间内激励 补偿计时器，同时监视媒体的状态。如果确定在该段时间内，不存在 传输信号，那么发射单元被赋予传输权利。
当通信站按照CSMA程序(称为DCF：分布式协调功能)传送 普通分组时，在一些分组的传输已结束之后，只监视DIFS的媒体的 状态。如果在该时段内存在传输信号，那么进行随机补偿。此外，如 果在该时段内存在传输信号，那么发射单元被赋予传输权利。另一方 面，当传送诸如ACK分组之类异常紧急的分组时，允许发射单元在 SIFS分组空间之后传送分组。从而，能够在将按照普通的CSMA程 序传送的分组之前，传送紧急的分组。为此定义了不同类型的分组空 间IFS。根据IFS是SIFS、PIFS还是DIFS，把分组传输争用区分优 先次序。有关使用PIFS的用意将在下文中描述。
下面，将参考图34和35，说明IEEE802.11中的RTS/CTS程序。 在自组织环境下的网络中，通常知道会出现隐藏终端的问题。作为基 本解决该问题的一种已知方法是基于RTS/CTS程序的CSMA/CA。 IEEE802.11也使用该方法。
下面参考图34说明RTS/CTS程序中的操作的例子。图34表示 其中从通信站STA0向通信站STA1传送一些信息(DATA)的情况 的例子。在传输实际信息之前，通信站STA0根据CSMA程序，向通 信站STA1(它是信息目的地站)传送RTS(请求发送)分组。当通 信站STA1收到该分组时，它向通信站STA0传送CTS(清除发送) 分组，CTS分组向通信站STA0回送表示收到RTS分组的信息。当作 为发射方的通信站STA0安全地收到CTS分组时，该通信站认为媒体 是畅通的，并立即传送信息(Data)分组。在通信站STA1安全地收 到该信息分组之后，它返回ACK分组，一个分组的传输被结束。
下面参考图35，说明在该程序中发出的动作。图35中，假定通 信站STA2可向通信站STA3传送信息。在CSMA程序确认在预定时 段内，媒体是畅通的情况下，通信站STA2向通信站STA3传送RTS 分组。该分组还被通信站STA2的相邻通信站STA1接收。由于通信 站STA1收到RTS分组，意识到通信站STA2打算传送一些信息，因 此它认为媒体被通信站STA2占用，直到这种信息的传输结束为止， 并且在该段时间内不监视媒体的情况下，STA1同样意识到媒体被占 用。该工作被称为NAV(网络分配矢量)。RTS分组和CTS分组把 事务中，媒体被占用的持续时间写于其上。
返回说明，当收到从通信站STA2传送给通信站STA3的RTS 分组时，通信站STA1意识到在RTS分组指定的时段内，媒体处于被 占用状态，从而它避免传送信息。另一方面，收到RTS分组的通信站 STA3向通信站返回CTS分组，从而把表示收到RTS分组的信息回送 给通信站STA2。该CTS分组也被通信站STA3的相邻通信站STA4 接收。通过对CTS分组的内容解码，通信站STA4认识到信息从通信 站STA2传送给通信站STA3，并且它意识到在CTS分组指定的时段 内，媒体将被占用。从而，它避免传送信息。
当发射和接收上述RTS分组和CTS分组时，在“通信站STA2 (发射站)的相邻通信站”(它能够接收RTS分组)和“通信站STA3 (接收站)的相邻通信站”(它能够接收CTS分组)之间，禁止传输， 从而信息可从通信站STA2传送给通信站STA3，并且可返回ACK分 组，而不会受到来自相邻通信站的突然传输的干扰。
下面，参考图36说明IEEE802.11系统中的频带保留装置。在上 面提及的IEEE802.11系统访问控制中，执行基于CSMA程序的访问 争用，从而不能保证和维持恒定的频带。在IEEE802.11系统中，存 在PCF(点协调功能)，作为保证并维持频带的机制。但是，PCF的 基础是轮询，它并不按照自组织模式工作，相反它只是在接入点的控 制下，按照基础结构模式工作。具体地说，为了在保证频带的时候执 行访问控制，需要诸如接入点之类的协调器，并且所有控制由接入点 执行。
下面参考图36说明PCF的操作。在图36中，假定通信站STA0 是接入点，通信站STA1和STA2加入接入点STA0管理的BSS中。 另外，假定在其保证频带的同时，通信站STA1传送信息。
在传送信标之后，通信站STA0以SIFS间隔轮询通信站STA1 (图36中的CF-Poll)。接收CF-Poll的通信站STA1被赋予传送数 据的权利，从而被允许以SIFS间隔传送数据。从而，在SIFS间隔之 后，通信站STA1传送数据。当通信站STA0返回传送数据的ACK分 组，并且一项事务结束时，通信站STA0再次轮询通信站STA1。
图36还表示了由于某一原因，本次轮询失败的情况，即，表示 成CF-Poll的轮询分组跟随在SIFS空间之后的状态。具体地说，当通 信站STA0意识到在自从它执行轮询以来过去SIFS空间之后，未从通 信站STA1传送任何信息时，它认为轮询失败，并在PIFS空间之后， 再次进行轮询。如果该轮询成功，那么从通信站STA1传送数据，返 回ACK分组。即使当在一系列的该过程中，通信站STA2持有传送 的分组，由于在DIFS时间间隔过去之前，通信站STA0或STA1以 SIFS或PIFS空间传送信息，因此传送信息的权利始终不会转移给通 信站STA2，从而被轮询的通信站STA1始终被赋予优先级。
日本特许公开专利申请No.8-98255的公报公开了这种无线通信 的访问控制的一个例子。
当在不具有这种主控制站(接入点)的情况下进行无线通信的访 问控制时，和在具有主控制站的情况下进行通信的情况相比，存在各 种限制。更具体地说，出现下述问题。
问题1：协调者的选择
例如，如图37中所示，假定当通信站10～17位于分散的通信范 围10a～17a中，在通信范围10a～17a中，通信站10～17能够直接相 互通信，网络由上述IEEE802.11系统构成。这种情况下，如果按照 基础结构模式构成网络，那么会出现如何选择应起接入点(协调者) 作用的通信站的问题。在IEEE802.11系统中，容纳在BSS内的通信 站只能与属于相同BSS的通信站通信，接入点起其它BSS的网关的作 用。为了有效地对整个系统实现组网，存在各种争论，例如选择哪个 位置的通信站作为接入点，或者当接入点被解除激励时，如何再次配 置网络。虽然最好可在无协调者的情况下配置网络，但是IEEE802.11 系统的基础结构模式不能满足这样的要求。
问题2：可达范围的不一致
在IEEE802.11系统的自组织模式下，尽管可在无协调者的情况 下配置网络，假定IBSS由位于周围区域的多个通信站构成。例如， 如图37中所示，假定通信站10、11、12、13(STA0、STA1、STA2、 STA3)容纳在相同的IBSS内。从而，虽然通信站11(STA1)能够 与通信站10、12、13(STA0、STA2、STA3)通信，但是通信站10 (STA0)不能直接与通信站12(STA2)通信。这种情况下，根据 IEEE802.11系统的信标传输程序，经常观察到通信站10(STA0)和 通信站12(STA2)同时传送信标，此时，通信站11(STA1)变得不 能接收信标，这导致一个问题。
此外，如图37中所示，例如假定通信站15、16、17(STA5、STA6、 STA7)构成IBSS(IBSS-A)，通信站10、11、12、13(STA0、STA1、 STA2、STA3)构成IBSS(IBSS-B)。此时，由于这两个IBSS完全 独立地工作，因此在这两个IBSS之间不会出现干扰问题。这里，考 虑网络上出现一个新的通信站14(STA4)的情况。从而，通信站14 (STA4)能够接收来自IBSS-A和IBSS-B的信号。当这两个IBSS结 合在一起时，虽然通信站STA4既能进入IBSS-A，又能进入IBSS-B， 但是IBSS-A按照IBSS-A的规则工作，IBSS-B按照IBSS-B的规则工 作。从而，将出现信标冲突和ATIM分组冲突的可能性，这也会导致 一个问题。
问题3：实现节能模式的方法
在自组织模式下，通过按照随机访问，在ATIM窗口内相互传送 ATIM分组，能够实现节能模式。当待传送的信息是少量的信息，例 如比特时，ATIM分组所需的开销增大，按照随机访问交换ATIM分 组的方法非常低效。
问题4：无协调者的网络中的频带保留
另外，根据IEEE802.11系统，在自组织模式下，并不存在实现 频带保留的机制，从而不存在任何频带保留方法，而只是始终遵循 CSMA程序的操作。
问题5：RTS/CTS程序的不完全性
在IEEE802.11系统的RTS/CTS程序中，不仅接收CTS分组的 通信站，而且接收RTS分组的通信站都被禁止传送信息。但是，在图 35中所示的情况下，被禁止传送信息的通信站只是通信站STA4，通 信站STA1并不影响“从通信站STA2到通信站STA3的数据的传输”。 在RTS/CTS程序中，为了禁止接收RTS分组的通信站传送信息，需 要相对于安全部分的大量余量，这是降低系统通过量的因素之一。
问题6：关于TDMA对BBS的分离的考虑
在上述问题中描述的情形中(图37中，通信站STA5、STA6、 STA7构成IBSS(IBSS-A)，通信站STA0、STA1、STA2、STA3 构成IBSS(IBSS-B))，作为解决当通信站STA4出现，耦接这两个 IBSS时产生的问题的一种方法是用TDMA(时分多路访问)系统分 离IBSS-A和IBSS-B。图38中表示了这种情况的一个例子。这是在 ARIB STD-T70(HiSWANa)系统等中使用的方法。在某一BBS的帧 中，构成专用于子网的时区。但是，根据该方法，资源的空间再循环 被异常中止，从而利用率显著降低，这也会导致一个问题。
鉴于上述各个方面，本发明的一个目的是提供优异的无线通信系 统，无线通信设备和无线通信方法及计算机程序，其中能够解决当把 诸如无线LAN之类无线系统构成为不存在控制和受控关系，例如主 站和从属站的分散的分布式网络时出现的问题。
本发明的另一目的是提供优异的无线通信系统，无线通信设备和 无线通信方法及计算机程序，其中可传送数据，同时避免分散的分布 式网络中的冲突。
本发明的另一目的是提供优异的无线通信系统，无线通信设备和 无线通信方法及计算机程序，其中在当通信站相互传送信标时构成的 网络中的多个通信站之间，能够恰当地避免信标的冲突。
本发明的另一目的是提供优异的无线通信系统，无线通信设备和 无线通信方法及计算机程序，其中能够恰当地形成分散的分布式无线 网络，同时能够避免通信站相互传送的信标的冲突。
发明内容
鉴于上述各个方面，做出了本发明。根据本发明的一方面，公开 一种由不存在控制站和受控站关系的多个通信站组成的无线通信系 统，其中各个通信站相互传送信标，从而构成网络，所述信标中记录 涉及网络的信息。
但是，“系统”指的是多个设备(或者能够实现特定功能的功能模 块)的逻辑组合，与每个设备或功能模块是否安置在单个机架内无关。
在分散的分布式通信环境下，每个通信站通过每隔预定的时间， 向其它相邻通信站传送信标信息，使(通信范围内的)其它相邻通信 站意识到它的存在，并使其它通信站知道网络结构。另外，通信站对 每个信道进行扫描操作，并通过接收信标信号，检测它是否加入相邻 通信站的通信范围中。此外，通过译解信标上记录的信息，通信站能 够识别网络结构。
另外，每个通信站传送和包含在信标信号中的信标传输定时相关 的相邻设备信息。这种情况下，通信站不仅能够获得它可直接从其接 收信标的相邻通信站的网络信息，而且能够获得相邻通信站的下一通 信站，即隐藏终端的信标信息，本地通信站不能从所述隐藏终端接收 信标，但是所述相邻通信站能够从所述隐藏终端接收信标。
在这种分散的分布式网络中，加入网络的新通信站尝试进行扫描 操作，即，在比超帧周期更长的时段内不断接收信标，以确认从相邻 通信站传送的信标的存在。如果该过程中，该通信站不能接收来自相 邻通信站的信标，那么它设置恰当的信标传输定时。另一方面，如果 该通信站能够接收从相邻通信站传送的信标，那么它参考在每个接收 信标中描述的相邻设备信息，把任意一个现有通信站不传送信标的定 时设置成本地站的信标传输定时。
这里，在根据本发明的无线通信网络中，当其传送信标时，每个 通信站获得业务优先使用时段。随后，每个通信站可以每隔上述预定 时间，只传送一次规则信标，并且可被允许传送由类似于规则信标的 信号组成的一个以上的辅助信标。
另外，根据本发明的第二方面，在按照计算机可读格式编写，从 而可执行在当不定位特定控制站，并且各个通信站每隔预定时间相互 传送信标(涉及网络的信息记录于其上)时构成的分散的分布式通信 环境下，实现无线通信操作的处理的计算机程序中，计算机程序由信 标信号产生步骤，信标信号分析步骤和控制信标传输定时的定时控制 步骤组成，信标信号产生步骤产生其上记录的和本地站相关的信息的 信标信号，信标信号分析步骤分析从相邻通信站接收的信标信号。
通过定义按照计算机可读格式编写，从而可在计算机系统上执行 预定处理的计算机程序，获得根据本发明第二方面的计算机程序。换 句话说，当根据本发明第二方面的计算机程序被安装在计算机系统上 时，在计算机系统上展示协同操作，从而计算机系统起无线通信设备 的作用。可启动多个无线通信设备，从而构成具有和根据本发明第一 方面的无线通信系统相似的动作和效果的无线网络。
根据本发明，在具有控制站/受控站关系，例如主站和从属站的 分散的分布式网络中，可提供在避免信标冲突的同时传送数据的无线 通信系统，无线通信设备和无线通信方法及计算机程序。
另外，根据本发明，在当通信站相互传送信标时构成的网络中， 可提供能够恰当地避免多个通信站间信标的冲突的无线通信系统，无 线通信设备和无线通信方法及计算机程序。
另外，根据本发明，可提供能够恰当地形成分散的分布式无线网 络，同时能够避免各个通信站相互传送的信标的冲突的无线通信系统， 无线通信设备和无线通信方法及计算机程序。
但是，“系统”指的是多个设备(或者能够实现特定功能的功能模 块)的逻辑组合，与每个设备或功能模块是否安置在单个机架内无关。
在分散的分布式通信环境下，每个通信站通过每隔预定的时间， 向其它相邻通信站传送信标信息，使(通信范围内的)其它相邻通信 站意识到它的存在，并使其它通信站知道网络结构。另外，通信站对 每个信道进行扫描操作，并通过接收信标信号，检测它是否加入相邻 通信站的通信范围中。此外，通过译解信标上记录的信息，通信站能 够识别网络结构。
另外，每个通信站传送和包含在信标信号中的信标传输定时相关 的相邻设备信息。这种情况下，通信站不仅能够获得它可直接从其接 收信标的相邻通信站的网络信息，而且能够获得相邻通信站的下一通 信站，即隐藏终端的信标信息，本地通信站不能从所述隐藏终端接收 信标，但是所述相邻通信站能够从所述隐藏终端接收信标。
在这种分散的分布式网络中，加入网络的新通信站尝试进行扫描 操作，即，在比超帧周期更长的时段内不断接收信标，以确认从相邻 通信站传送的信标的存在。如果该过程中，该通信站不能接收来自相 邻通信站的信标，那么它设置恰当的信标传输定时。另一方面，如果 该通信站能够接收从相邻通信站传送的信标，那么它参考在每个接收 信标中描述的相邻设备信息，把任意一个现有通信站不传送信标的定 时设置成本地站的信标传输定时。
这里，在根据本发明的无线通信网络中，当其传送信标时，每个 通信站获得业务优先使用时段。随后，每个通信站可以每隔上述预定 时间，只传送一次规则信标，并且可被允许传送由类似于规则信标的 信号组成的一个以上的辅助信标。
另外，根据本发明的第二方面，在按照计算机可读格式编写，从 而可执行在当不定位特定控制站，并且各个通信站每隔预定时间相互 传送信标(涉及网络的信息记录于其上)时构成的分散的分布式通信 环境下，实现无线通信操作的处理的计算机程序中，计算机程序由信 标信号产生步骤，信标信号分析步骤和控制信标传输定时的定时控制 步骤组成，信标信号产生步骤产生其上记录的和本地站相关的信息的 信标信号，信标信号分析步骤分析从相邻通信站接收的信标信号。
通过定义按照计算机可读格式编写，从而可在计算机系统上执行 预定处理的计算机程序，获得根据本发明第二方面的计算机程序。换 句话说，当根据本发明第二方面的计算机程序被安装在计算机系统上 时，在计算机系统上展示协同操作，从而计算机系统起无线通信设备 的作用。可启动多个无线通信设备，从而构成具有和根据本发明第一 方面的无线通信系统相似的动作和效果的无线网络。
根据本发明，在具有控制站/受控站关系，例如主站和从属站的 分散的分布式网络中，可提供在避免信标冲突的同时传送数据的无线 通信系统，无线通信设备和无线通信方法及计算机程序。
另外，根据本发明，在当通信站相互传送信标时构成的网络中， 可提供能够恰当地避免多个通信站间信标的冲突的无线通信系统，无 线通信设备和无线通信方法及计算机程序。
另外，根据本发明，可提供能够恰当地形成分散的分布式无线网 络，同时能够避免各个通信站相互传送的信标的冲突的无线通信系统， 无线通信设备和无线通信方法及计算机程序。
附图说明
图1是表示根据本发明的一个实施例，设置通信设备的例子的说 明图；
图2是表示根据本发明一个实施例的通信设备的结构的例子的方 框图；
图3是表示根据本发明一个实施例的无线通信系统的例子的定时 图；
图4是表示根据本发明一个实施例的传送信标的定时的例子的定 时图；
图5是表示根据本发明一个实施例的信标描述信息的一部分的说 明图；
图6是表示根据本发明一个实施例的NOBI和NBAI处理程序的 例子的说明图；
图7是表示根据本发明一个实施例的定义传输禁止间隔的方式的 例子的说明图；
图8是表示根据本发明一个实施例的信标冲突情景的第一例子的 说明图；
图9是表示根据本发明一个实施例的信标冲突情景的第二例子的 说明图；
图10是表示根据本发明一个实施例的信标传输偏移的说明图；
图11是表示根据本发明一个实施例的信标描述信息的一部分的 说明图；
图12是表示根据本发明一个实施例的M-序列发生电路的例子的 方框图；
图13是表示根据本发明一个实施例的定时控制处理的例子的流 程图；
图14是表示根据本发明一个实施例的确定分组空间的方式的例 子的说明图；
图15是表示根据本发明一个实施例的传输优先化间隔的例子的 说明图；
图16是表示根据本发明一个实施例的传输优先化间隔和冲突传 输间隔的说明图；
图17是表示根据本发明一个实施例的分组格式的例子的说明图；
图18是表示根据本发明一个实施例的信标信号格式的例子的说 明图；
图19是表示根据本发明一个实施例的通信站的通信状态的例子 (例1)的定时图；
图20是表示根据本发明一个实施例的通信站的通信状态的例子 (例1)的定时图；
图21是表示根据本发明一个实施例的分配时间轴资源的方式的 例子的说明图；
图22是表示根据本发明一个实施例的用于确定信标传输定时的 信息的例子的说明图；
图23是表示根据本发明一个实施例的频带保留处理的例子的说 明图；
图24是表示根据本发明一个实施例的使用静音分组的方式的例 子的说明图；
图25是表示根据本发明一个实施例的静音分组的结构的例子的 说明图；
图26是表示根据本发明一个实施例的PHY帧的结构的例子的说 明图；
图27是表示根据本发明一个实施例的媒体描述的例子(例子1) 的说明图；
图28是表示根据本发明一个实施例的多次传送数据的方式的例 子的说明图；
图29是表示根据本发明一个实施例的媒体描述的例子(例子2) 的说明图；
图30是表示常规无线通信系统的例子(基础结构模式)的说明 图；
图31是表示常规无线通信系统的例子(自组织模式)的说明图；
图32是表示根据现有技术的自组织模式下的信号传输程序的例 子的说明图；
图33是表示常规无线通信系统中的分组空间的例子的说明图；
图34是表示常规无线通信系统中的CSMA/CA程序的例子的说 明图；
图35是表示常规无线通信系统中的CSMA/CA操作的例子的说 明图；
图36是表示常规无线通信系统中的频带保留传输的例子的说明 图；
图37是表示常规无线通信系统中的通信状态的例子的说明图；
图38是表示常规无线通信系统中的子时隙的结构的例子的说明 图。
图2是表示根据本发明一个实施例的通信设备的结构的例子的方 框图；
图3是表示根据本发明一个实施例的无线通信系统的例子的定时 图；
图4是表示根据本发明一个实施例的传送信标的定时的例子的定 时图；
图5是表示根据本发明一个实施例的信标描述信息的一部分的说 明图；
图6是表示根据本发明一个实施例的NOBI和NBAI处理程序的 例子的说明图；
图7是表示根据本发明一个实施例的定义传输禁止间隔的方式的 例子的说明图；
图8是表示根据本发明一个实施例的信标冲突情景的第一例子的 说明图；
图9是表示根据本发明一个实施例的信标冲突情景的第二例子的 说明图；
图10是表示根据本发明一个实施例的信标传输偏移的说明图；
图11是表示根据本发明一个实施例的信标描述信息的一部分的 说明图；
图12是表示根据本发明一个实施例的M-序列发生电路的例子的 方框图；
图13是表示根据本发明一个实施例的定时控制处理的例子的流 程图；
图14是表示根据本发明一个实施例的确定分组空间的方式的例 子的说明图；
图15是表示根据本发明一个实施例的传输优先化间隔的例子的 说明图；
图16是表示根据本发明一个实施例的传输优先化间隔和冲突传 输间隔的说明图；
图17是表示根据本发明一个实施例的分组格式的例子的说明图；
图18是表示根据本发明一个实施例的信标信号格式的例子的说 明图；
图19是表示根据本发明一个实施例的通信站的通信状态的例子 (例1)的定时图；
图20是表示根据本发明一个实施例的通信站的通信状态的例子 (例1)的定时图；
图21是表示根据本发明一个实施例的分配时间轴资源的方式的 例子的说明图；
图22是表示根据本发明一个实施例的用于确定信标传输定时的 信息的例子的说明图；
图23是表示根据本发明一个实施例的频带保留处理的例子的说 明图；
图24是表示根据本发明一个实施例的使用静音分组的方式的例 子的说明图；
图25是表示根据本发明一个实施例的静音分组的结构的例子的 说明图；
图26是表示根据本发明一个实施例的PHY帧的结构的例子的说 明图；
图27是表示根据本发明一个实施例的媒体描述的例子(例子1) 的说明图；
图28是表示根据本发明一个实施例的多次传送数据的方式的例 子的说明图；
图29是表示根据本发明一个实施例的媒体描述的例子(例子2) 的说明图；
图30是表示常规无线通信系统的例子(基础结构模式)的说明 图；
图31是表示常规无线通信系统的例子(自组织模式)的说明图；
图32是表示根据现有技术的自组织模式下的信号传输程序的例 子的说明图；
图33是表示常规无线通信系统中的分组空间的例子的说明图；
图34是表示常规无线通信系统中的CSMA/CA程序的例子的说 明图；
图35是表示常规无线通信系统中的CSMA/CA操作的例子的说 明图；
图36是表示常规无线通信系统中的频带保留传输的例子的说明 图；
图37是表示常规无线通信系统中的通信状态的例子的说明图；
图38是表示常规无线通信系统中的子时隙的结构的例子的说明 图。
具体实施方式
下面参考图1～29，说明根据本发明的一个实施例。
本发明的实施例中采用的传播线路是无线线路，另外假定通过使 用单一传输媒体(当链路不被频道(frequency channel)分隔时)， 在多个设备间构成网络。这也适用于存在作为传输媒体的多个频道的 情况。本实施例中假定的通信是存储和转发型通信，从而以分组为单 位传送信息。另外，后面将说明的每个通信站的处理基本上是由加入 网络的所有通信站执行的处理。但是，根据情况，构成网络的所有通 信站并不总是执行该处理，后面将说明。
图1表示设置构成本发明一个实施例的无线通信系统的通信设备 的方式的例子。在该无线通信系统中，并不设置(1ocate)某一特定的 控制站，按照分散的分布方式操作各个通信站，从而形成所谓的自组 织网络。图1表示通信设备#0～#6被分配到相同空间的方式。
另外，在图1中，各个通信设备的通信范围用虚线表示。通信设 备能够与位于这样的通信范围内的其它通信设备通信，这些通信范围 被定义成从本地通信站发射的信号干扰从其它通信站发射的信号的范 围。具体地说，通信设备#0位于它可与相邻的通信设备#1，#4通信的 范围中，通信设备#1位于它可与相邻的通信设备#0，#2，#4通信的范 围中，通信设备#2位于它可与相邻的通信设备#1，#3，#6通信的范围 中，通信设备#3位于它可与相邻的通信设备#2通信的范围中，通信设 备#4位于它可与相邻的通信设备#0，#1，#5通信的范围中，通信设备 #5位于它可与相邻的通信设备#4通信的范围中，通信设备#6位于它 可与相邻的通信设备#2通信的范围中。
当在某些特定通信设备之间进行通信时，存在能够从被呼叫设备 中的一个通信设备接收信息，但是不能从其它通信设备接收信息的通 信设备，即“隐藏终端”。
图2是示意表示无线通信设备的功能和结构的方框图，该无线通 信设备起根据本发明实施例的无线网络中的通信站的作用。在不设置 控制站的分散的分布式通信环境中，通过在避免冲突的同时，有效地 在相同的无线系统内实现信道访问，图解说明的无线通信设备能够形 成网络。
如图所示，无线通信设备100由接口101，数据缓冲器102，中 央控制单元103，信标发生单元104，无线发射单元106，定时控制单 元107，天线109，无线接收单元110，信标分析单元112和信息存储 单元113构成。
接口101在它和与无线通信设备100连接的外部设备(例如个人 计算机(未示出)等)之间交换各种信息。
数据缓冲器102被用于在通过接口101传送从通过接口101连接 的设备传送的数据，或者通过无线传输线路接收的数据之前，临时保 存这样的数据。
中央控制单元103控制无线通信设备100中一系列信息的发射和 接收，并按照集中方式执行传输线路的访问控制。当信标相互冲突时， 中央控制单元103执行诸如碰撞避免之类的操作控制。
信标发生单元104产生在它和相邻的无线通信设备之间定期交换 的信标信号。对于无线通信设备100来说，为了使用无线网络，应规 定传送它自己的信标的位置，以及它从相邻通信站接收信标的位置。 该信息被保存在信息存储单元113中，并按照它被写入信标信号中的 形式，被传送给相邻的无线通信设备。信标信号的结构将在后面说明。 由于无线通信设备100在传输帧周期的起点传送信标，因此无线通信 设备100使用的信道中的传输帧周期由信标空间(beacon space)定 义。
无线发射单元106执行预定的调制处理，以便借助无线电波，传 送临时保存在数据缓冲器102中的数据和信标信号。另外，无线接收 单元110在预定的时间，接收从其它无线通信设备传送的信息和信标 信号。
适用于无线LAN，例如适合于较短距离通信的各种通信系统可 被用于无线发射单元106和无线接收单元110中的无线发射和接收系 统。更具体地说，可以使用UWB(超宽带)系统，OFDM(正交频 分多路复用)系统，CDMA(码分多路访问)系统等。
天线109通过预定的频道，把信号传送给其它无线通信设备，或 者收集从其它无线通信设备传送的信号。本实施例中，通信设备包括 单个天线，不能够同时接收和发射信号。
定时控制单元107控制应发射和接收无线信号的定时。例如，定 时控制单元控制它自己的位于传输帧周期起点的信标传输定时，该通 信设备从其它通信设备接收信标的定时，该通信设备在它与其它通信 设备之间发射和接收数据的定时，和扫描操作周期等。
信标分析单元12通过分析从相邻通信站接收的信标信号，分析 相邻无线通信设备的存在。例如，诸如邻近通信站的信标接收定时， 和相邻通信站信标接收定时之类的信息被保存在信息存储单元113 中，作为相邻设备信息。
信息存储单元113保存执行过程命令(其中描述碰撞避免处理过 程等的程序)，例如中央控制单元103执行的一系列的访问控制操作， 和从接收信标的分析结果得到的相邻设备信息。
在根据本实施例的分散的分布式网络中，每个通信站通过在预定 的信道上，以预定的时间间隔传送信标信息，使其它相邻(即，通信 范围内的)通信站意识到它的存在，并把网络结构通知其它通信站。 信标传输周期被定义为其持续时间为80毫秒的“超帧”。
通过借助扫描操作，接收来自相邻通信站的信标信号，加入网络 的新的通信站能够认识到它已进入通信范围中，并且通过译解在信标 中描述的信息，它能够识别网络结构。随后，与信标接收定时同步地， 新的通信站把它自己的信标传输定时设置成不从相邻通信站传送信标 的定时。
下面，图17表示了根据本实施例的分组格式的例子。由唯一码 构成的前同步码被添加到分组的起点，以便证明分组的存在。在紧接 前同步码之后传送的报头区中，保存有该分组的属性，长度，发射功 率和有效负载部分传输速率(如果PHY处于多传输速率模式)。报 头区降低其传输速率，从而和有效负载部分的SNR相比，预定的SNR 可降低几个[dB]。该报头区不同于所谓的MAC报头，MAC报头包含 在有效负载部分中。图17中，有效部分被描述成PSDU(PHY业务 数据单元)，其中保存有包含控制信号和信息的承载位串。PSDU由 MAC报头和MSDU(MAC业务数据单元)构成，MSDU部分中保存 从高阶层传送的数据串。
在下面的说明中，为了具体描述本发明，假定前同步码的持续时 间为8[微秒]，传输时，有效负载部分的比特率为100Mbps，报头区 由3个字节构成，并以12[Mbps]的速率被传送。具体地说，当发射 和接收一个PSDU时，产生10[微秒](＝前同步码8[微秒]+报头2[微 秒])的开销。
本实施例中的基本访问过程是和现有技术相同的CSMA/CA，在 传送信息之前，在确认媒体畅通之后，传送信息。
信标传输过程
首先，参考图3，说明根据本实施例的每个通信站的信标传输过 程。加入网络的每个通信站定期传送信标，以使相邻的通信站意识到 它的存在。这里，假定周期为80[毫秒]，我们参考每隔80[毫秒]传送 信标的情况，说明本发明。但是，上述周期并不总是局限于80[毫秒]。
假定信标传送的信息为100字节，那么传输所需的时间变成18[微 秒]。由于每80[毫秒]传送一次信标，因此一个通信站的信标媒体占用 率足够小，为1/4444。虽然即使当传输信号未到达通信站时传送信标 好像无用，不过传输时间率低到1/4444，因此该问题不会变严重。
在接收和确认从相邻通信站传送的信标的时候，各个通信站相互 同步。当一个新的通信站加入网络时，新的通信站把本地站的信标传 输定时设置成不从相邻通信站传送信标的定时。这样的一个例子将在 后面说明。
当相邻的通信站不存在时，如图3A中所示，通信站[编号01]能 够在恰当的定时，开始传送信标。B01表示从通信站[编号01]传送的 信标的传输位置(定时)。信标传输周期被定义为超帧，信标空间为 80[毫秒]。另外，在图3B、3C、3D中，用和B相加的通信站编号描 述的位置表示通信定时。
之后，新加入的通信站基本上在时区的中心开始传送信标，所述 时区具有新加入通信站能够接收信标的范围中的最长信标空间，从而 新加入的通信站的信标不会与已位于超帧内的，从其它通信站传送的 信标冲突。例如，当新的通信站[编号02]出现在图3A中所示的信标 传输状态中时，在它认识到通信站01的存在的时候，它在通信站[编 号01]的信标空间的中间定时开始传送信标。
之后，加入通信范围内的新的通信站设置它自己的信标传输定 时，从而它不会与现有信标的布局冲突。此时，由于在传送信标之后， 每个通信站立即获得优先化使用区(TPP)(后面将说明)，因此从 传输效率的观点来看，每个通信站的信标传输定时最好应平均地分散 在传输帧周期内，而不是拥挤在一起。因此，本实施例中，新通信站 能够在时区的中心开始传送信标，所述时区具有新通信站能够接收来 自其它通信站的信标的范围内的最长信标空间。
此外，当在图3B中所示的状态下出现新的通信站[编号03]时， 在它确认通信站[编号01]和通信站[编号02]的存在的时候，新通信站 [编号03]开始在信标空间的中间定时开始传送信标。之后，根据类似 的算法，如图3C和3D中所示，当出现相邻通信站时，信标空间变窄。 但是，当按照这种方式使信标空间变窄时，频带(传输帧周期)被信 标占据，从而应规定最小信标空间，以致频带不会被充满信标。例如， 当信标空间被规定为最小信标空间Bmin＝625[微秒]时，在能够接收和 发射无线电波的范围内，最多只能容纳128个通信。
图4表示可被设置在超帧内的信标传输定时的结构的例子。但是， 图解说明的例子把80毫秒的超帧中时间的消逝表示成圆环上，其指针 沿顺时针方向旋转的时钟。
在图4中所示的例子中，从0到F的总共16个位置被构造成能 够传送信标的时间，即，信标传输定时可位于其中的“时隙”。如同参 考图3说明的那样，假定根据其中新加入通信站的信标传输定时被顺 序设置在基本上是现有通信站确定的信标空间的中间定时的算法，确 定信标的位置。当规定Bmin为5毫秒时，每个超帧最多只能设置16 个信标。即，16个以上的通信站不能加入该网络。
虽然图3和4中未明确示出，每个信标在有意偏离TBTT(目标 信标传输时间)较小时移的时间被传送。这将被称为“TBTT偏移”。 本实施例中，TBTT偏移值由伪随机数确定。该伪随机数由唯一确定 的伪随机序列TOIS(TBTT偏移指示序列)确定，并且每个超帧周期， TOIS被更新。
借助TBTT偏移，即使当两个通信站具有位于超帧上的相同时隙 的信标传输定时，实际的信标传输时间也可被移动。从而，即使当信 标在某一超帧周期中相互冲突时，相应的通信站也能够在另一超帧周 期中发射和接收信标(或者相邻的通信站能够接收来自上面两个通信 站的信标)，从而该通信站能够识别与其它信标冲突的本地通信站的 信标。通信站把每个超帧周期设置的TOIS包含在信标信息中，并把 所得到的信标信息传送给相邻通信站(这将在后面说明)。
另外，根据本实施例，当其不发射和接收数据时，每个通信站也 应当在从本地站传送的信标前后执行接收操作。另外，即使当每个通 信站不发射和接收数据时，它也应当通过每隔几秒一次地在一个超帧 内不断激励接收器，进行扫描操作，从而确认来自相邻通信站的信标 的存在是否被改变，或者每个相邻通信站的TBTT是否被移动。随后， 如果确定TBTT被移动，那么其中相对于本地站识别的TBTT组， -Bmin/2毫秒内的移动被规定为TBTT的目标信标传输时间被定义为 “提前的目标信标传输时间”，其中+Bmin/2毫秒内的移动被规定为 TBTT的目标信标传输时间被定义为“延迟的目标信标传输时间”，并 根据最大的延迟TBTT，校正时间。
NBOI字段
作为信标传送的信息之一，图5表示了描述相邻信标偏移信息 (NBOI)字段的方式的例子。依据呈位图形式的，自本地站的信标位 置(传输时间)的相对位置(相对时间)，可把由本地站接收的信标 的位置(接收时间)写在NBOI字段上。图5中所示的例子描述在最 小空间Bmin＝5[毫秒]上，只能存在16种信标传输位置的情况，从而 NBOI字段长度为16位，但是它并不局限于16位。
图5的例子表示NBOI字段的一个例子，该例子表示出“图4中 的通信站(编号0)能够接收来自通信站[编号1]和通信站[编号9]的 信标”。对于与能够被接收的信标的相对位置对应的位来说，接收信标 的相对位置用一个标志描述，不接收信标的相对位置用空白描述。在 图5的例子中，第0位，第1位和第9位用标志描述。第0位的标志 表示传送信标的本地站，第1位的标志表示在从信标的TBTT域延迟 为Bmin＊1的延迟量的定时，接收信标。类似地，第9位的标志表示 在从信标的TBTT域延迟为Bmin＊9的延迟量的定时，接收信标。
虽然该细节将在后面说明，不过出于其它目的，例如当传送辅助 信标时，也可用标志描述和不接收信标的定时对应的位。
NBAI字段
另外，类似于NBOI字段，相邻信标活动性信息(NBAI)字段 被定义为类似地由信标传送的信息之一。NBAI字段根据呈位图形式 的来自本地站的信标的相对位置，描述本地站实际接收的信标的位置 (接收时间)。具体地说，NBAI字段指示本地站被设置成能够接收 信标的活动状态。
此外，根据NBOI字段和NBAI字段的信息，能够提供本地站在 超帧内的信标位置接收信标的信息。具体地说，根据包含在信标中的 NBOI字段和NBAI字段，下述两位信息被传送给每个通信站。
NBAI NBOI 描述 0 0 在对应时间，信标不被识别 0 1 在对应时间，信标被识别 1 0 在对应时间，通信站被设置成活动状态 1 1 在对应时间，通信站正在接收信标
NBOI/NBAI的或处理
图6表示加入网络的通信站A根据从通过扫描操作，从相邻通信 站接收的信标获得的每个信标的NBOI字段，设置本地站的TBTT域 的方式。
假定该通信站通过扫描操作，在超帧内能够接收来自通信站0～2 的信标。
相邻通信站的信标接收时间被看作相对于本地站的规则信标的 相对位置，NBOI字段以位图格式(后面说明)书写该信标接收时间。 因此，通信站A移动从相邻站接收的三个信标的NBOI字段，并把位 对应位置排列在时间轴上，之后，该通信站计算每个定时的NBOI位 的总数，从而合成供参考的NBOI位。其过程将具体说明。在相对于 信标0的传输定时，延迟三个时隙的情况下接收信标1。通信站把该 信息保存在存储器等中。随后，包含在信标1中的NBOI字段的三个 时隙被移动到起点，该信息被保存在适当的装置中，例如存储器中(图 6中的第二行)。在信标2上实现类似的处理(图6中的第三行)。
在合成并参考相邻通信站的NBOI字段之后获得的序列是图6中 的“NBOI的或运算”表示的“1101，0001，0100，1000”。“1”表示超帧 内已设置TBTT域的定时的相对位置，“0”表示还未设置TBTT域的 定时的相对位置。在该序列中，空白(0)变成最大游程长度的地方变 成设置新信标的推荐地方。在图6中所示的例子中，最大游程长度为 3，并且存在两个推荐地方。随后，通信站A确定第15位定时作为本 地站的规则信标的TBTT域。
通信站A把第15位时间设置成本地站的规则信标的TBTT域(， 即，本地站的超帧的前导部分)，并开始传送信标。此时，其中通信 站A传送信标的NBOI字段按照位图格式书写能够接收信标的通信站 0～2的信标的每个接收时间，在所述位图格式中，标记与自本地站的 规则信标的传输时间的相对位置对应的位位置。这被表示成图6中的 “TX的NBOI(1信标TX)”。
当通信站A传送辅助信标，以便获得优先化传输权等时，在此之 后，该通信站搜索由其中合成相邻通信站的NBOI字段的“NBOI的或 运算”表示的序列的空白(0)的最大游程长度，并把辅助信标的传输 时间设置成这样搜索到的空间。图6的例子设想通信站传送两个辅助 信标，并且辅助信标的传输定时被设置成第6位和第11位空间的时间 的情况。这种情况下，在其间通信站A传送信标的NBOI字段中，除 了本地站的规则信标和从相邻通信站接收的信标的相对位置之外，还 标记并呈现本地站传送辅助信标的位置(相对于规则信标的相对位 置)，如“TX的NBOI(3信标TX)”所示。
当每个通信站依据上面提及的处理过程，设置本地站的信标传输 定时TBTT，并传送信标时，在每个通信站固定，并且无线电波到达 的范围不发生波动的条件下，能够避免信标相互冲突。另外，响应传 输数据的优先级等级，在超帧内传送辅助信标(或者类似于信标的多 个信号)，从而能够分配具有优先级的资源，并且能够提供QoS通信。 另外，由于每个通信站能够参考从相邻通信站接收的信标(NBOI字 段)的数目，独立地了解系统的饱和状态，因此即使本发明是分布式 控制系统，也能够容纳优先化通信，同时在每个通信站考虑系统的饱 和状态。此外，由于每个通信站研究接收信标的NBOI字段，从而信 标传输时间不会相互冲突，即使当许多通信站接纳优先化通信时，也 能够避免信标传输时间频繁地相互冲突。如上所述，当新的通信站加 入网络时，计算从接收自各个通信站的信标获得的NBOI字段的总数， 从而其中空白的游程长度最长的间隔的中心被确定为信标传输定时。
虽然上面的描述是通过或运算，计算NBOI字段的总和的例子， 不过可利用类似的过程，计算NBAI字段的总和(OR)，从而在控制 下的标记定时的信标传输时间中，不传送信标。
具体地说，当通信站传送某些信息时，从相邻通信站传送的信标 被接收，并计算从接收自各个通信站的信标获得的NBAI字段的总和 (OR)，从而在标记定时的信标传输时间中不传送信标。
图7表示在NBAI字段由8位构成，并且在计算各个接收信标的 NBAI字段的总和之后，标记第0位，第4位和第6位的情况下执行 的处理。第0位是本地站的信标，从而不进行额外的处理。由于第4 位被标记，因此在时间T4(它是第4位的信标传输时间)，不出现本 地站的传输许可标记。另外，这也适用于第6位，从而在对应的时间 T6，不出现本地站的传输许可标记，不进行传输。从而，当某一通信 站打算接收来自某一通信站的信标时，可禁止该发射站干扰该接收， 能够高度可靠地发射和接收信息。
信标冲突情景的第一例子：
下面参考图8，说明使用从NBOI字段获得的信息的方式的例子。 图8A～8C的左侧表示设置通信站的状态，图8A～8C的右侧表示分 别从各个通信站传送信标的例子。
图8A表示只存在通信站10(STA0)传送信标B0的情况。此时， 由于通信站10试图接收信标，但是未能接收该信标，因此能够设置正 确的信标传输定时，并响应该定时的到达，开始信标B0的传输。这 里，以80[毫秒]的间隔传送该信标。此时，从通信站10传送的信标的 NBOI字段的所有位都为0。
图8B表示稍后，通信站11(STA1)加入通信站10的通信范围 内的情况。当通信站11试图接收信标时，它接收通信站10的信标B0。 此外，由于除了指示本地站的传输定时的位之外，通信站10的信标 B0的NBOI字段的所有位都为0，因此根据上面提及的步骤1，信标 传输定时被设置成通信站10的信标空间的中心。在从通信站11传送 的信标B1的NBOI字段中，表示本地站的传输定时的位，和表示来 自通信站10的信标的接收定时的位被设置成1，其它位被设置成0。 另外，当通信站10也发觉来自通信站11的信标时，它把对应的NBOI 字段设置成1。
此外，图8C表示稍后，通信站12(STA2)加入通信站11的通 信范围的情况。在图8的例子中，通信站10充当通信站12的隐藏终 端。为此，由于通信站12不能识别出通信站11正在接收来自通信站 10的信标，因此存在通信站12在和通信站10相同的定时传送信标的 可能性，从而它们的信标将相互冲突。NBOI字段被用于避免这种现 象。当通信站12试图接收信标时，它从通信站11接收信标B1。此外， 在来自通信站11的信标B1的NBOI字段中，除了表示本地站的传输 定时的位之外，指示通信站10正在传送信标的定时的位也被设置成1。 为此，即使当通信站12不能直接接收从通信站10传送的信标B0时， 它也能识别通信站10传送信标B0的定时，从而不会在该定时传送信 标。因此此时，通信站12把信标传输定时设置成基本上是从通信站 10传送的信标的空间和从通信站11传送的信标的空间之间的中点。 当然，在从通信站12传送的信标B2的NBOI字段中，表示通信站12 和11的信标传输定时的位都被设置成1。
其中在和通信站10相同的定时传送信标，从而导致信标相互冲 突的NBOI字段被用于避免这种现象。即，NBOI字段被用于避免出 现在图8C的右手侧表示的信标冲突情景(第一例子)。
如上所述，在根据本实施例的无线通信系统中，每个通信站向其 它通信站传送信标信息，从而其它通信站能够识别本地站的存在，并 且还能识别网络结构。加入网络的新通信站接收信标信号，从而它能 发现它已进入通信范围中。同时，这种的新通信站译解信标中记录的 信息，能够在避免其信标信号与现有信标信号冲突的同时，传送信标 信号，从而能够构成新的网络。
信标冲突情景的第二例子：
在除上面提及的信标冲突情景的第一例子之外的情况下，设想信 标冲突情况。这被假定为信标冲突情景的第二例子，并示于图9中。 第二例子是其中构成网络的系统已相互接近的例子。
如图9中所示，通信站10(STA0)和通信站11(STA1)存在 于它们不能接收来自通信站12(STA2)和通信站13(STA3)的无线 电波的范围中，并且通信站10和通信站11相互通信。完全与上述通 信站之间的关系无关，通信站10和11正在相互通信。假定此时不幸 地未发觉它们的各个通信站的信标传输定时相互重叠，如图9A的右 手侧所示。另外，假定各个通信站稍后被移动，并且它们能够发射和 接收信息，那么会出现各个通信站的信标相互冲突的意外，如图9B 中所示。
利用下述处理，能够避免信标的这种冲突。
TBTT偏移指示符(偏移指示符)
图10表示TBTT时间和实际传送信标的传输时间。
在步骤1中，每隔80[毫秒]确定信标传输定时。每隔80[毫秒]确 定的信标传输时间被定义为TBTT(目标信标传输时间)。本实施例 中，为了避免在类似于上面提及的信标冲突情景的第二例子的情况下， 信标持续不断地相互冲突，有意地使信标传输定时偏离TBTT时间。 例如，当定义TBTT偏移，从而实际信标传输时间被设置成TBTT， TBTT+20[微秒]，TBTT+40[微秒]，TBTT+60[微秒]，TBTT+80[微秒]， TBTT+100[微秒]，TBTT+120[微秒]中的任意之一(如图10中所示) 时，在每个超帧周期确定用于传送信标的TBTT偏移，并且更新包含 在信标中的TOISS字段(后面说明)。在传送信标之前，可随机地选 择相对于TBTT的偏移量。
虽然以20[微秒]步幅的单位，定义信标传输时间，不过它并不局 限于20[微秒]，也可用更小的步幅定义。有意偏离TBTT的偏移量被 称为“TBTT偏移”。
另外，图15中所示的TBTT偏移指示符序列(TOISS)被定义 为信标传送的信息之一。在TOIS字段中，记录并传送信标传输偏移 值，信标传输偏移值表示本次有意使信标偏离TBTT的数量。图11 的例子表示其中提供七级TBTT偏移值，并且TOIS字段被表示成3 位“2^3＞＝7”的情况。当在TBTT域中传送其它分组时，应在上面分 组的传输结束之后，传送信标。经常观察到在传输站打算传送信标的 时间，信标未被传送。这种情况下，表示TBTT+X的位被设置成TOIS 字段，并且把本次信标传输定时不是预定时间的事实传送给能够接收 该信标的相邻通信站。
如上所述，由于根据TBTT偏移，移动信标传输时间，因此在类 似于“信标冲突情景的第二例子”的最坏情况下，能够避免信标信号相 互持续冲突的意外。
TBTT偏移可由诸如PN序列之类的伪随机序列给出。图12表示 其中由16位伪随机序列(M序列)产生的TBTT偏移的电路结构的 例子，所述16位伪随机序列可通过简单计算得到。设置到寄存器80 中的位串被逐位更新成通过加法器81、82、83的加法而获得的值，从 寄存器80的预定位置获得数值，并由加法器84～92相加，3位被输 入寄存器93，3位被设置成TBTT偏移。根据这种结构，能够有效地 避免信标信号相互持续冲突的意外。
虽然至此TOIS字段的定义被描述成包含在信标中的信息，不过 代替TOIS字段，图12中所示的伪随机序列寄存器80的内容(TOI 序列)有时也作为包含在信标中的信息被传送。当寄存器80的内容作 为包含在信标中的信息被传送时，接收该信号的接收站借助图12中所 示的装置从寄存器93抽取信息，能够获得TOI信息。每次通信站传 送将定期传送的信标时，计算TOIS字段。从而，曾经接收信标的通 信站能够按照自由运行方式计算发射站的TOIS信息，从而在其接收 信标之前，获得下一偏移和在下一TBTT偏移之后的下一偏移。
另外，在这种情况下，当发射站不能在其预定的时间传送信标时， 发射站通过传送全零序列，作为TOI序列(TOI序列)，把本次的信 标传输定时不是预定时间的事实通知信标接收站。
信标传输定时变更请求
就“信标冲突情景的第二例子”来说，仍然存在数次中，信标会相 互冲突一次的问题。因此，当每个通信站认识到在多个通信站，基本 同时设置TBTT域时，它可向任意一个信标发射站传送TBTT变更请 求消息。收到这种消息的通信站扫描相邻通信站的信标，并把当时本 地站不接收信标，并且接收信标的NBOI字段不设置1的时间设置成 新的TBTT(新TBTT)。在设置新TBTT域之后，实际变更TBTT 域之前，通信站把“新TBTT域被设置，并且在XX[毫秒]之后变更 TBTT域”的消息写入自现有TBTT域传送的信标中，并变更该TBTT 域。
克服时钟频率差的对策
下面，说明消除在相应通信站之间产生的时钟频率差的机制。当 相应通信站的时钟频率不同时，在相应通信站间发生发射和接收定时 的漂移。如果时钟频率的精度允许高达±20ppm的差异，那么每80[毫 秒]，时钟频率被偏移3.2[微秒]。如果照原样保留这种偏移，那么会发 生信标传输定时相互重叠的意外。因此，每隔大约4.0[秒]，每个通信 站一次以上不断扫描从相邻通信站传送的信标。在该时段中，希望每 个通信站应接收比本地站的信标传输空间更长的时段。随后，通信站 匹配信标传输定时和通信站的最大延迟信标传输定时(TBTT)。尽 管在4.0[秒]的时段内，时钟频率最多被偏移大约160[微秒]，不过通 信站能够采取各种对策，以便在它获得偏移信息之后，在本地站内控 制定时。
除了上述目的之外，进行信标扫描，以便确认外围设备的状态(存 在)是否被改变。具体地说，当在信标扫描过程中，通信站收到来自 新通信站的信标，那么该通信站向高级层传送指示出现新通信站的消 息，以及上述信标传送的信息。相反，当通信站未能从迄今其信标可 被收到的通信站接收信标，那么该通信站把这样的信息保存于其中。 当在多次扫描内，通信站未能从同一通信站收到信标，那么它意识到 所述同一通信站已离开网络，它把这样的信息通知高级层。另一方面， 当通信站未能从迄今其信标可被接收的通信站接收信标时，它认为相 邻通信站的存在已被改变，并且接着把这样的信息通知高级层，之后， 它更新相邻通信站的名单(邻居名单)。
下面，参考图13的流程图，说明消除时钟频率差的对策的算法 的细节。通过信标扫描获得时钟频率差信息。当开始信标扫描(消除 时钟频率差的对策处理)时，首先，设置计时器开始计数80[毫秒]， 所述80[毫秒]是信标空间。随后，确定该计数是否结束(步骤S1)。 当计数结束时，结束时钟频率差对策所需的信标扫描和信息收集。通 信站继续尝试接收信标，直到计时器被终止为止。如果收到信标(步 骤S2)，那么通信站比较在本地站内计算的TBTT域和接收信标的 TBTT域。通过检查接收信标的时间和TOIS字段，通信站能够获得 接收信标的TBTT域。当TOIS字段被设置成TBTT+X时，从全部目 标(total target)中略去该信标接收时间。
当TIOS序列被写入信标中时，所有位被设置成0，作为指示 TBTT+X的符号。如果接收该信标的通信站具有其中所有位都是0的 TIOS序列，那么从全部目标中略去这样的信标接收时间。
通信站关于全部目标的信标，计算“接收信标的TBTT域相对于 在本地站内计算的TBTT域的延迟量”(步骤S3)。随后，根据在计 时器被终止之前接收的所有信标，判断其TBTT域延迟最大的信标(步 骤S4)，该延迟量被保存为最大延迟定时(MDT)(步骤S5)。从 计时器被终止时获得的MDT中减去事先设置的a[微秒](例如2[微 秒])得到的值被设置为α(步骤S6)。随后，确定α是否是正数，即， 是否将本地站的时钟频率延迟从MDT中减去a[微秒]得到的值(步骤 S7)。如果被延迟，那么本地站的时钟频率被延迟α(步骤S8)。
根据上述处理，即使每个通信站的时钟频率被移动，也可基本上 根据存在于系统内的通信站的延迟最大的时钟频率，调整时间，从而 能够避免发射和接收定时漂移并且相互重叠的意外。上述值a[微秒] 是应根据定时控制所需规范设置的值，在这里并不受限。
扫描间隔首先被设置成约为1[秒]的较短间隔。当提取上述时钟 漂移值时，如果确定本地站的时钟频率和相邻站的时钟频率之间的不 一致并不显著时，那么通过使用逐步设置更长间隔的方法，能够进一 步抑制时钟漂移造成的影响。
当根据存储在本地站中的时钟值预测的相邻通信站目标信标传 输时间，和使实际接收信标的时间中与在信标中描述的有意延迟的信 标传输时间相减得到的信标发射站的目标信标传输时间相互不同时， 所述通信站根据其它通信站的定时，调整本地站的时钟。
停止接收特定通信站的信标
虽然每个通信站按照上述过程，接收从相邻通信站传送的信标， 不过当它从高级层接收“停止与该相邻通信站通信”的指令消息时，在 该相邻通信站的信标传输时间，它并不执行接收操作。从而，能够减 少它和目前与本地站无关的通信站之间的不必要的接收处理。从而， 能够有助于降低能耗。根据通信站的设备的属性判断“停止与该通信站 的通信”的指令消息，当不进行验证时发出该指令消息，或者由用户指 示该指令信息。
分组空间(帧间空间)的定义
类似于诸如IEEE802.11系统之类的情况，本例中还定义多个分 组空间。下面将参考图14，说明分组空间的定义。
作为分组空间，定义了SIFS(短帧间空间)和LIFS(长帧间空 间)，SIFS是短分组空间，LIFS是长分组空间。在SIFS分组空间， 只允许传送优先化分组，在其中在已确定媒体畅通之后，获得LIFS+ 随机值的随机补偿分组空间中，允许传送其它分组。使用现有技术中 已知的方法来计算随机补偿值。
此外，本实施例中，除了上面提及的分组空间“SIFS”和“LIFS+ 补偿”之外，还定义了“LIFS”和“FIFS+补偿”(FIFS：远帧间空间)。 虽然通常应用“SIFS”和“LIFS+补偿”的分组空间，不过在某一通信站 被赋予优先传输权的时区中，其它通信站使用“FIFS+补偿”的分组空 间，被赋予优先级的通信站使用SIFS或LIFS的分组空间。下面将说 明“其中某一通信站被赋予优先传输权”的段落。
传输优先化间隔TPP：
在每个通信站正在以恒定的间隔传送信标的时候，根据本实施 例，在传送信标之后的恰当时段内，已传送该信标的通信站被赋予优 先传输权。图15表示了信标发射站被赋予优先传输权的方式的例子。 图16表示其中该传输优先化间隔被设定为480[微秒]的例子。该优先 化间隔被定义为TPP(传输优先化时段)。在传送信标之后立即开始 TPP，并在从TBB字段过去T_TGP的时间结束TPP。由于每个通信 站在每个超帧传送该信标，因此具有相同时间率的TPP基本上被分配 给每个通信站。其间在通信站的TPP过去之后，其它通信站传送信标 的时段起FAP(公平访问时段)的作用。
在FAP(公平访问时段)中，根据普通的CSMA/CA系统(或 者后面将说明的PSMA/CA系统)，进行公平的媒体获取竞争。
图16表示超帧的结构。如图所示，在每个通信站传送信标之后， 分派已传送该信标的通信站的TPP，在对应于TPP的持续时间的时间 过去之后，分派FAP，并在下一通信站传送信标时，结束该FAP。
虽然作为例子，在传送信标之后立即开始TPP，不过本发明并不 局限于此，TPP的开始时间可被设置成自信标传输时间的相对位置(时 间)。另外，可按照从TBTT域起480[微秒]的形式，定义TPP。此 外，如图15中所示，由于TGP区在以TBTT域为基础的时段T TPP 内到期，因此当由于TBTT偏移的缘故，信标传输时间被延迟时，TPP 区被减小。
下面将说明超帧内每个字段中的分组空间。在FAP时段中，所 有通信站都能在“LIFS+补偿”空间处传送信标，从而通过公开竞争控 制，能够获得访问权。例如，为了获得访问权，在“LIFS+补偿”空间 处传送RTS分组和短命令，在“SIFS”空间处传送稍后将传送的CTS 分组，数据和ACK分组。下面将表示FAP中的IFS参数。
表：FAP中IFS参数的设置
另一方面，在TPP区中，传送信标的通信站被赋予访问权，并 且允许在SIFS时间过去之后传送帧。另外，由传送信标的通信站指 定的通信站被赋予优先传输权，并被允许在SIFS时间过去之后传送 帧。当尽管获得优先传送权的通信站向特定通信站传送RTS分组，但 是未收到对CTS分组的回答时，获得优先传输权的通信站间隔LIFS 再次传送RTS分组。
另外，当持有待传送给获得优先传输权的通信站的数据的另一通 信站确认消息“节点不具有传输数据”时，它允许间隔SIFS+补偿 (Backoff)帧空间的传输。但是，经常发现第三个通信站无法认识到 获得优先传输权的通信站具有数据。
通过接收信标，不具有优先传输权的通信站认识到其它通信站开 始优先传输，在T_TPP时段内，它把基本帧空间设置成FIFS，并且 它试图在FIFS+补偿帧空间获得访问权。
借助上述过程，实现一种机制，其中当借助上述过程获得TPP 区中的优先传输权的通信站具有该通信站将要发射和传送的数据时， 该通信站被赋予访问权，但是当上述通信站不具有要发射和接收的数 据时，该通信站的访问权被放弃，其它通信站获得访问权。
根据各个通信站的类型和状态，需要下述控制。
表：TPP中的IFS参数的设置
就本地站的TPP内的分组传输来说，通信站也被允许每隔LIFS 传送分组。此外，就其它通信站的TPP内的分组传输来说，其它通信 站每隔FIFS+补偿传送分组。虽然FIFS+补偿不断被用作IEEE802.11 系统中的分组空间，不过根据本实施例的安排，该空间可被缩小，从 而更有效的分组传输成为可能。
另外，虽然每个通信站基本上在每个超帧周期传送一个信标，不 过根据情况，也允许传送多个信标或者类似于信标的信号，每次通信 站传送这些信标时，它能够获得TPP。换句话说，通信站能够保持与 在每个超帧传送的信标的数目对应的优先化传输资源。这时通信站不 断在超帧周期的起点传送的信标被称为“规则信标”，跟随在其它定时 传送，以便获得TPP或者出于其它目的的第二信标之后的信标被称为 “辅助信标”。
TPP的用途的应用
当TPP被定义为480[微秒]时，对应于60[字节]的21个分组，或 者大约6000[字节]的一个分组可被传送。具体地说，即使媒体拥挤， 也能保证每80[毫秒]大约21个ACK分组的传输。另一方面，当只使 用TPP时，最少能够保持600[kbps]＝(6000[字节]/80[毫秒])的传输 线路。虽然如上所述，优先传输权被赋予TPP中的通信站，不过优先 传输权也被赋予由TPP中的通信站呼叫的通信站。虽然在TPP中传 输优先，不过当通信站不具有要传送的任何信息，但是显然其它通信 站具有将要传送给本地站的信息时，可向这样的“其它通信站”传送寻 呼消息或者轮询消息。
相反，当尽管本地站已传送信标，但是它不具有待传送的信息， 并且该通信站未意识到其它通信站具有待传送给本地站的信息时，上 述通信站不进行任何操作，它放弃TPP赋予它的传输优先级，并且它 不传送任何信息。随后，在LIFS+补偿或者FIFS+补偿过去之后，其 它通信站在该时区中开始传输。
当考虑如图16中所示的，在传送信标之后立即跟随TPP的结构 时，可取的是每个通信站的信标传输定时应均匀地，而不是拥挤地分 散在传输帧周期内。因此，本实施例中，基本上在通信站能够接收信 标的范围内，信标空间最长的时区的中心开始信标的传输。当然，可 使用一种方法来降低能耗，在所述方法中，每个通信站的信标传输定 时被集中设置，在剩余的传输帧周期内停止接收操作。
信标的字段：
下面说明在根据本实施例的分散的分布式无线通信系统中传送 的信标中描述的信息。图18表示了信标信号格式的例子。
如前参考图17所述那样，表示分组的存在的前同步码被添加到 分组的起点，其中描述分组的属性和长度的报头区位于前同步码之后， PSDU与报头区耦接。当信标被传送时，指示该分组是信标的消息的 信息被写入报头区中。另外，信标传送的信息被写入PSDU中。
在图解说明的例子中，信标包含TA(发射器地址)字段，它是 唯一地指示发射站的地址，表示信标种类的类型字段，表示传送信标 的超帧周期中的TBTT偏移值的TOI字段，NBOI(相邻信标偏移信 息)字段，它是可从相邻通信站接收的接收时间信息，NBAI(相邻信 标活动性信息)字段，它是表示本地站接收的信标信号的发射时间的 信息，其中保存用于变更TBTT或域其它各类待传送信息的信息的 ALERT字段，表示通信站优先保持资源的数量的TxNum字段，表示 当在超帧周期内传送多个信标时，分配给信标的唯一序列号的序列号 字段，TIM(通信指示图)字段，它是指示该通信站的信息目前传送 给的目的地站的信息，指示写入TIM字段中的接收站计划在下一TPP 中传送信息的寻呼字段，Sense Level字段，其中保存指示通信站检测 为接收信号的接收信号的电平(接收SINR)的信息，TSF(定时同步 功能)字段，用于报告包括在通信站中的时间信息，和NetID(网络 标识符)字段，它是诸如通信站的拥有者之类的标识符。
按照8位长度的位图格式在类型字段中描述信标的种类。本实施 例中，通过利用表示优先级的从0到255的值，表示确定信标是每个 通信站每隔一个超帧，在超帧的起点传送一次的“规则信标”，还是为 获得优先传输权而传送的“辅助信标”的信息。更具体地说，表示最高 优先级的255被分配给每个超帧应传送一次的规则信标，对应于通信 的优先级的0～255任意之一被分配给辅助信标。
确定上述TBTT偏移的伪随机序列被保存在TOI字段中，它表 示借助其传送信标的TBTT偏移的数量。由于提供了TBTT偏移，即 使两个通信站位于超帧上相同时隙的信标传输定时，实际的信标传输 定时也可被移动。从而，即使在某一超帧周期中，信标相互冲突，各 个通信站也能够在另一超帧周期中监听他们的信标(或者相邻的通信 站能够监听它们的信标)，即，它们能够识别信标的冲突。
NBOI字段是描述超帧中，本地站能够接收的相邻通信站的信标 的位置(接收时间)的信息。本实施例中，由于一个超帧具有其中最 多可设置16个信标的时隙，如图4中所示，从而按照16位长度的位 图格式，描述关于可被接收的信标的布局的信息。即，参考本地站的 规则信标的传输时间，映射NBOI字段的前导位(MSB)，可被本地 站接收的信标的位置(接收时间)被映射在从本地站的规则信标的传 输时间起的相对位置的位上，在和本地站的规则信标或辅助信标的相 对位置(偏移)，以及可被接收的信标的相对位置(偏移)对应的位 中，写入1，对应于其它相对位置的位位置保持为0。
例如，在如图4中所示，最多容纳16个通信站0～F的通信环境 中，当通信站0产生诸如“1100，0000，0100，0000”之类NBOI字段 时，该通信站能够传送消息“能够接收来自通信站1～9的信标”。即， 信标可被接收时，“1”被分配给和可被接收的信标的相对位置对应的 位，当信标不被接收时，“0”，即空白被分配该位。另外，MSB为“1” 的原因是本地站传送信标，从而“1”被分配给和本地站传送信标的时间 对应的部分。
按照位图格式，在NBAI字段中，在其自本地站的信标位置起的 相对位置，描述本地站实际接收的信标的位置(接收时间)。即，NBAI 字段指示本地站被设置成它可接收信息的活动状态。
在异常状态下，要传送给相邻通信站的信息被保存在ALERT字 段中。例如，当计划改变本地站的规则信标的TBTT域，以便避免信 标的冲突，或者当请求阻止相邻通信站传送辅助信标时，在ALERT 字段中描述这种消息。实际使用ALERT字段的方式将在后面说明。
通信站正在超帧周期内传送的辅助信标的数目在TxNum字段中 描述。由于通信站被赋予TPP，即，信标传输之后的优先传输权，因 此超帧周期内辅助信标的数目对应于通信站保持具有传送信息的优先 级的资源的时间率。
当在超帧内，传送多个信标时，分配给信标的序列号被写入序列 号字段中。作为信标的序列号，一个专有和唯一的编号被分配给在超 帧内传送的每个信标。本实施例中，表示其中根据本地站的规则信标， 传送辅助信标的TBTT域的顺序的序列号被写入序列号字段中。
指示目的地站的报告信息被保存在TIM字段中，该通信站目前 具有要传送给所述目的地的信息。接收站参考TIM字段，能够认识到 本地站应接收信息。
另外，寻呼字段是表示在TIM字段中描述的，通信站打算在下 一TPP中向其传送信息的接收站的字段。该字段指定的通信站应准备 好接收TPP字段中的信息，另外还准备另一字段(ETC字段)。
TSF字段是其中传送包含在通信站中的时间信息的字段。该时间 用于除媒体访问之外的其它用途，主要用于使应用同步。与访问控制 (例如信标的传输时间的变更，保持TDMA结构和TBTT偏移的时 钟频率的校正)无关，相对于发射站的时钟频率，按照自由运行方式， 如实计算的信号的传输时间被写入该字段中。接收站把该值连同接收 时间一起提供给高级层，并且可将其保持为从通信站传送的信息的参 考时间。
NetID字段是指示对应通信站的拥有者的标识符。参考该字段， 接收站能够识别本地站和对应通信站是否逻辑上属于相同网络。
固定状态下发射器和接收器的过程NO.1：
下面参考图19说明通信站的发射和接收过程的典型例子。图19 表示在通信站STA0向通信站STA1传送信息的情况下的通信站STA0 和通信站STA1。每个通信站并不总是每次都接收来自另一通信站的 信标信号。借助来自高级层等的指令，通信站接收信标信号的频率可 被降低。图19A表示在通信站STA0和STA1之间发射和接收的分组 的序列图，图19B表示通信站STA0的发射单元的状态，图19C表示 通信站STA0的接收单元的状态。就发射单元和接收单元的状态来说， 高级状态表示活动状态(发射单元和接收单元试图接收或发射信息的 状态)，低级状态表示睡眠状态。
首先，当确认媒体畅通时，通信站STA0传送信标。假定在该信 标的TIM字段和(或)寻呼字段中呼叫通信站STA1。收到信标的通 信站STA1产生对寻呼信息的响应(0)。由于该响应对应于通信站 STA0的TPP，因此它被赋予优先级，并且在SIFS空间被传送。之后， TPP内，通信站STA1和STA0之间的发射和接收被赋予优先级，从 而在SIFS空间被传送。收到该响应的通信站在它已确认通信站STA1 处于可接收状态之后，向通信站STA1传送分组(1)。此外，在图 19中，存在给通信站STA1的另一分组，从而传送另一分组(2)。 接收这两个分组的通信站STA1在确认这两个分组被正确接收之后， 传送ACK分组(3)。之后，通信站STA0传送最后的分组(4)。 但是，在通信站正在接收ACK分组的期间，通信站STA0的TPP字 段被终止，当其传送最后的分组(4)时，该通信站进入FAP时段。 由于该通信站不具有FAP时段中的优先传输权，该通信站在LIFS+ 补偿空间传送最后的分组(4)。通信站STA1传送对应于最后分组(4) 的ACK分组(5)。
从最后的传输开始的时段被定义为“监听时段”，其中每个通信站 应激励接收器。图19也表示了这种状态。当在监听时段中不存在接收 分组时，通信站被改变成睡眠模式，它使发射器和接收器解除激励， 从而降低能耗。但是，当通信站预先从其它通信站收到指示“不希望改 变到睡眠模式”的消息时，或者当通信站从高级层收到类似消息时，该 通信站并不局限于上述操作，相反继续操作接收单元。
被设置成睡眠模式的通信站响应下次传送和接收信息的时间，例 如当该通信站收到来自其它通信站的信标时，或者当它传送本地站的 信标时，该通信站解除睡眠模式，返回活动状态。在图19的例子中， 虽然该通信站暂时返回活动模式，以便接收来自通信站STA1的信标， 不过在确认在从通信站STA1传送的信标的TIM字段和寻呼字段中并 不存在将传送给通信站STA1的分组之后，再次使该通信站处于睡眠 模式。之后，在传送本地站的信标之前，该通信站激励接收单元，以 便检测媒体，并在确定媒体畅通之后，传送信标。虽然这次当其传送 信标时，该通信站并不访问TIM字段和寻呼字段中的其它通信站，不 过由于通信站STA0传送信标，在其已传送信标之后，该通信站根据 上述过程进入监听时段，持续一会监视是否收到给本地站的信号。当 该通信站没有收到任何信号，并且监听时段结束时，它再次将其模式 改变成睡眠模式。
发射和传输例子NO.1的总结
当通信站传送信号时，通过信标的访问，开始信号的传输。当已 发射和接收最后的分组时，该通信站持续一会尝试接收信号。当分组 没有到达本地站时，该通信站进入睡眠模式(睡眠状态)。每当该通 信站收到来自其它通信站的信标，或者传送本地站的信标时，它返回 活动模式(活动状态)。即，在通信站传送某一信号之后的规定时段 内，它持续激励接收单元(通信单元)。
固定状态下发射器和接收器的过程NO.2(寻呼传送序列)
下面参考图20说明通信站的发射和接收过程的另一典型例子。 每个通信站并非每次总是接收一个信标。经常发现来自高级层等的指 令可降低接收频率。下面说明这种情况下的发射和接收过程。图20 表示通信站STA0和STA1，其中通信站STA1向通信站STA0传送信 号。图20A表示在通信站STA0和STA1之间发射和接收的分组的序 列图，图20B表示通信站STA0的发射单元的状态，图20C表示通信 站STA0的接收单元的状态。就发射单元和接收单元的状态来说，高 级状态表示活动状态(通信站正在试图接收或发射信号的状态)，低 级状态表示睡眠模式。
当已确认媒体畅通时，通信站STA1传送信标。此时，通信站STA0 处于睡眠模式，并不接收该信标。因此，即使在TIM字段和(或)寻 呼字段中访问通信站STA0，通信站STA0也不会应答这样的访问。 之后，通信站STA0在本地站的信标传输时间传送信标。每次通信站 STA1收到来自通信站STA0的信标时，它根据确定的随机补偿过程， 向通信站STA0传送寻呼信息。在传送信标之后，在监听时段中，通 信站STA0激励接收器，从而它能够接收该寻呼信息。即，当收到寻 呼信息时，通信站STA0能够认识到通信站STA1具有给本地站的信 息。
此时，通信站STA0可响应通信站STA1的寻呼信息，通信站 STA0可开始向通信站STA1传送信息(不过未示出)。图20表示其 中此时通信站还没有开始传送信息的情况的例子。之后，在通信站 STA1的信标传输时间，先前的寻呼信息使通信站STA0尝试接收来 自通信站STA1的信息，并且通信站STA0接收来自通信站STA1的 信标。假定在该信标的TIM字段和(或)寻呼字段中，通信站STA0 被访问。那么，接收该信标的通信站STA0响应寻呼信息(0)。该响 应对应于通信站STA1的TPP，该通信站被赋予优先传输权，并且它 在SIFS空间传送信息。之后，TPP字段内，通信站STA1和STA0 之间的发射和接收被赋予优先传输权，从而信息在SIFS空间被传送。 当收到响应的通信站STA1认识到通信站STA0处于可接收状态时， 它把分组传送给通信站STA0(1)。接收该分组的通信站STA0认识 到该分组被正确接收，并传送ACK分组(2)。之后，通信站STA0 在监听时段内激励接收器，从而确认给本地站的分组未被接收，它把 其状态改变成睡眠模式。
虽然如上所述在假定在监听时段内，接收器正被操纵的情况下， 每次通信站开始接收信标时，分组被传送给信标发射站，但是本发明 并不局限于此。当在信标传输时间之前进行媒体感测时，显然在信标 传输时间之前，接收器正被操纵。从而，即使在该时区进行传输处理， 也能够获得类似的效果。
上述发射和接收过程NO.2的例子的总结：
当传送信号时，在从接收方传送信标之后，立即传送寻呼信息， 由此接收方被改变成活动状态，从而开始发射和接收处理。另一方面， 响应来自发射方的信标的访问，开始发射和接收处理。随后，在最后 的分组被发射和接收之后，接收单元持续一会尝试接收信息。如果给 本地站的分组未到达通信站，那么使通信站处于睡眠模式，每次该通 信站收到来自其它通信站的信标，或者它传送本地站的信标时，使该 通信站返回活动模式。即，在接收方的监听时段内，或者在信标传输 之前的媒体感测间隔中，通信站传送寻呼信息。
虽然在上述接收过程2中，在接收方传送信标之前/之后立即传 送的消息并不局限于寻呼信息，不过由于可能出现来自多个通信站的 消息的访问竞争，因此最好只应传送非常紧急的消息，例如寻呼信息 和信标传输定时变更请求。
虽然如上所述，为了简化说明，以在分组传输之前进行的 RTS/CTS过程的形式，描述本发明，不过根据必要性，在传送分组之 前，RTS分组和CTS分组可被交换。这种情况下，不必说信标中的 寻呼信息对应于RTS分组，寻呼响应对应于CTS分组。
另外，在上述例子中，虽然在开始数据传输之前，在通信站之间 进行寻呼信息和其响应的协商处理，不过，本发明并不局限于此，在 接收通信站的监听时段内，或者在这样的通信站正在进行接收操作(活 动传送序列)的活动定时，持有要传送给某一通信站的数据的源通信 站可在不进行协商处理的情况下，开始传送数据。这种情况下，建立 连接的处理被省略，通信变得非常有效。
确定信标传输定时的进程的应用
下面说明信标传输定时。首先，参考图21和22说明信标传输定 时。
例如，假定两个通信站STA-0和STA-1存在于信标无线电波覆 盖范围内。这种情况下，信标B0、B1被交替设置，它们之间存在如 图21中所示的大约40[毫秒]间隔的定时关系。当通信站STA-0和 STA-1的传输数据的数量不是很大时，响应从通信站STA-0的信标的 传输的开始，通信站STA-0开始传送传输信号，稍后，结束该传输。 来自通信站STA-1的传输信号相类似，并且如果传输信息量在比信标 的空间更短的时段中结束，那么预期来自通信站STA-0和STA-1的传 输请求不会相互冲突。
图22表示三个通信站存在于信标无线电波覆盖范围中的情况。
这里，我们设想一个新的通信站STA-2加入该信标无线电波覆 盖范围的情况。通信站STA-2的信标传输定时可以是图22中所示的 20[毫秒]或60[毫秒]。但是，在它确定信标传输定时之前，通信站STA-2 扫描媒体状态。当通信是图22中所示的跟在信标B0之后的分组传输 P0，和跟在信标B1之后的分组传输P1时，如果通信站STA-2在20[毫 秒]的定时，传送信标B2，那么信标的冲突将被减少。从这个观点来 看，考虑到媒体的被占用状态，即，每个通信状态的通信量，通信站 STA-2能够确定信标传输时间。这对取决于通信站，传输活动性变得 明显不同的情况特别有效。
传送流数据的频带保留：
此外，我们考虑在系统内，存在传送宽带流数据的通信站的情况。 该通信站意图无冲突地不断传送恒定频带的信号。这种情况下，传送 站增大超帧周期内的信标传输频率。下面参考图23说明这种情况的一 个例子。
通常，信道中的超帧周期由信标空间定义。本实施例中，主要传 送一个超帧周期中，第二信标之后的信标，以便获得发射和接收间隔， 从而本质上，它们不同于传送的用于配置网络的初始信标。本说明书 中，一个超帧周期中，第二信标之后的信标被称为“辅助信标”。
另一方面，为了防止频带(超帧周期)被充满信标，规定最小信 标空间Bmin，可容纳在超帧周期内的通信站的数目存在上限(前面 已提及)。为此，当一个新的通信站加入网络时，必须释放辅助信标， 以便在超帧周期中容纳所述新通信站。
虽然图23表示同时传送信标B0和B1的情况，不过本发明并不 局限于此。当通信站传送信标时，该信标之后紧接TPP字段，并且能 够在无访问获取竞争的情况下获得媒体。通过增大传送信标的频率， 强烈要求占有媒体的权利的通信站能够获得更多的传输权。
另外，“辅助信标”不必总是在其上说明信标信息。为了降低多次 传送信标的开销，可定义称为“接纳通信的虚假信标”的分组类别，其 中可出现指示分组的属性是一种信标的消息标志，业务可作为内容被 传送。
例如，在某一系统中，当容量基本达到其极限，并且如果接纳多 得多的业务，那么网络目前提供的服务质量不能得到保证时，每个通 信站传送尽可能多的信标。从而，即使当新的通信站加入网络时，信 标传输定时也不会被赋予这样的新通信站，可拒绝把新的通信站接纳 到该通信区域中。
静音分组的使用例子：
虽然每个通信站定期传送一个信标，由于根据CSMA(或PSMA) 过程传送业务分组，从其它通信站的业务分组的传输会导致信标不能 被接收的意外。图24表示了这种情况的一个例子。
图24中，当存在通信站STA1、STA2、STA3、STA4时，假定 通信站STA2向通信站STA1传送信息，通信站STA3存在于可接收 来自通信站STA2的传输信号的范围中，通信站STA3打算接收从通 信站STA4传送的信标，并且通信站STA2存在于它不能接收来自通 信站STA4的信标的范围中。本例中，在时间T0，通信站STA4传送 信标，通信站STA3开始接收传送的该信标。但是，由于通信站STA2 不能接收来自通信站STA4的信号，因此根据随机补偿过程，通信站 STA2在时间T1开始向通信站STA1传送信息。来自通信站STA2的 传送信号干扰通信站STA3，从而通信站STA3不能接收来自通信站 STA4的信标。
为了避免这种意外，使用静音(Quiet)分组。静音分组是向相 邻通信站传送消息“本通信站将接收来自其它通信站的信息，并希望其 它通信站不传送信号”的分组。如图25中所示，静音分组描述“其信息 将被静音分组发射站(目标)接收的目标通信站”和“传输禁止时间”。
在图24的例子中，通信站STA3在时间T4之前的时间T3传送 静音分组，时间T4是通信站STA4的下一TBTT域。当收到静音分 组的通信站STA2认识到本地站不是静音分组的目标站时，它停止传 送信息，直到静音分组指示的时间为止。另一方面，虽然静音分组到 达通信站STA4，但是当通信站STA4认识到本地站是静音分组的目 标站时，它忽略该静音分组，并照其计划那样，在时间T4传送信标， 时间T4是TBTT域。从而，通信站STA3能够在不被通信站STA2 干扰的情况下接收信标。
媒体扫描方法(PSMA：前同步码检测多路访问)的操作例子：
本实施例使用CSMA程序作为访问方法，从而基本方法是在确 认通信状态之后，传送信息。但是，在通信站的基带单元的物理层的 规范中，考虑其中诸如接收电场强度(RSSI)之类信息不能被用作媒 体占用信息的情况。例如，这种情况可以是诸如通过利用从30GHz 到10GHz的宽频带，实现通信的超宽频带通信之类的通信系统。这 种情况下，只有通过接收添加于分组的前导部分中的唯一字的前同步 码，才能识别分组的存在。即，该媒体扫描方法是基于前同步码的检 测的碰撞避免控制，并且通信站在已确认媒体畅通之后，传送信息。 这被定义为“PSMA”。为此，即使打算在已从睡眠模式变化之后传送 信息的发射站传送任意信息时，它在预定时间(MDI：最大数据间隔 (即最大分组长度))之前开始媒体接收处理。当在该时段中，上述 通信站检测到从其它通信站传送的分组的前同步码时，它避免传送信 息。
由于通信站通过检测前同步码进行访问控制，前同步码不断被添 加到PHY帧中。图26表示PHY层(物理层)规定的PHY帧格式。 添加到PHY帧的起点的前同步码由已知的唯一字构成。
通过检测占用媒体的前同步码，能够识别接收信息的通信站和发 射信息的通信站。下面参考图27说明这种状态。图27用于说明通信 站STA0和STA1传送信息的情况。图27A表示通信站STA1的传输 序列，图27B表示通信站STA0的传输序列。
图27C、27D表示通信站STA0的发射单元和接收单元的状态(高 级：活动模式，低级：睡眠模式)。
在时间T1，通信站STA1开始传送分组。由于此时通信站STA0 处于睡眠模式，因此它不能认识到通信站STA1已传送分组。之后， 假定高级层通知该通信站，通信站STA0具有将在时间T1传送的信 息(Tx请求)。虽然根据常规的IEEE802.11系统无线LAN，此时启 动随机补偿过程，但是由于该通信站从时间T1开始接收信息，因此 它不能接收唯一字的前同步码，从而它不能认识到媒体正被通信站 STA1使用。于是，存在从通信站STA0的信息传输会干扰通信站STA1 的分组的可能性。因此，当在时间T1使通信站STA0处于活动模式 时，从该时刻起，它确认在最大数据空间MDI(最大的唯一字间隔) 内，媒体是畅通的。时间T2是从时间T1起过去MDI的时刻。通信 站STA0从时间T1到时间T2激励接收器，并且只有当它没有检测到 分组的唯一字(图25的前同步码)时，才开始传送信息。
假定高级层向通信站报告信息(Tx请求)。由于在紧接时间T4 之前，通信站STA0被设置成睡眠模式，因此该通信站开始确认在从 时间T4到MDI的时段内，媒体是畅通的。随后，由于这次在时间 T5从通信站STA1传送分组，因此通信站STA0检测唯一字，从而识 别该分组的存在。通信站STA0从结束该分组的传输的时间T6启动 随机补偿过程。如果在计时器被解除激励的时间T7之前，该通信站 没有检测到唯一字，那么它在时间T7传送分组。
虽然至此在假定MDI等于最大分组长度的情况下，说明了本发 明，不过当通信站打算传送不能用一个分组传送的大量数据时，如图 28中所示，可以通过一次获得访问权，允许较长一段时间内的数据传 送。如图28中所示，在当一次获取访问权时获得的最大数据传输长度 的范围内，可反复传送包含有效负载的数据分组，从而可传送大量的 数据。
图29表示用于不断传送大量分组的传输序列。图29是类似于图 27的序列图，其中图29A表示通信站STA1的传输序列，图29B表示 通信站STA0的传输序列，图29C、29D表示通信站STA0的发射单 元和接收单元的状态(高级：活动模式，低级：睡眠模式)。
在时间T0，通信站STA1开始传送分组。之后，假定高级层向 通信站STA0通知通信站STA0具有要传送的信息(Tx请求)。由于 紧接时间T1之前，使通信站STA0处于睡眠模式，因此它开始确认 在从时间T1到MDI的时段内，媒体是畅通的。随后为了检测在时间 T2，从通信站STA1传送的分组的唯一字(前同步码)，通信站STA0 识别从通信站STA1传送的分组的存在。从结束该分组的传输的时间 T3开始，通信站STA0启动随机补偿过程。如果在计时器被解除激励 的时间T4之前，通信站STA0没有检测到唯一字，那么通信站STA0 在时间T4传送分组。
虽然举例说明了时间，间隔和传输率的值，不过本发明并不局限 于此，不必说在不脱离本发明的精神的情况下，可以设置其它值。
另外，虽然建造了图2中所示的实现发射和接收的专用通信设备， 作为上述实施例中的通信站，不过本发明并不局限于此，实现和本实 施例中的发射单元和接收单元对应的通信处理的板或卡可安装到个人 计算机设备上，以便完成各种数据处理，例如由计算机设备执行的软 件可安装在基带单元上以便进行处理。
本发明的实施例中采用的传播线路是无线线路，另外假定通过使 用单一传输媒体(当链路不被频道(frequency channel)分隔时)， 在多个设备间构成网络。这也适用于存在作为传输媒体的多个频道的 情况。本实施例中假定的通信是存储和转发型通信，从而以分组为单 位传送信息。另外，后面将说明的每个通信站的处理基本上是由加入 网络的所有通信站执行的处理。但是，根据情况，构成网络的所有通 信站并不总是执行该处理，后面将说明。
图1表示设置构成本发明一个实施例的无线通信系统的通信设备 的方式的例子。在该无线通信系统中，并不设置(1ocate)某一特定的 控制站，按照分散的分布方式操作各个通信站，从而形成所谓的自组 织网络。图1表示通信设备#0～#6被分配到相同空间的方式。
另外，在图1中，各个通信设备的通信范围用虚线表示。通信设 备能够与位于这样的通信范围内的其它通信设备通信，这些通信范围 被定义成从本地通信站发射的信号干扰从其它通信站发射的信号的范 围。具体地说，通信设备#0位于它可与相邻的通信设备#1，#4通信的 范围中，通信设备#1位于它可与相邻的通信设备#0，#2，#4通信的范 围中，通信设备#2位于它可与相邻的通信设备#1，#3，#6通信的范围 中，通信设备#3位于它可与相邻的通信设备#2通信的范围中，通信设 备#4位于它可与相邻的通信设备#0，#1，#5通信的范围中，通信设备 #5位于它可与相邻的通信设备#4通信的范围中，通信设备#6位于它 可与相邻的通信设备#2通信的范围中。
当在某些特定通信设备之间进行通信时，存在能够从被呼叫设备 中的一个通信设备接收信息，但是不能从其它通信设备接收信息的通 信设备，即“隐藏终端”。
图2是示意表示无线通信设备的功能和结构的方框图，该无线通 信设备起根据本发明实施例的无线网络中的通信站的作用。在不设置 控制站的分散的分布式通信环境中，通过在避免冲突的同时，有效地 在相同的无线系统内实现信道访问，图解说明的无线通信设备能够形 成网络。
如图所示，无线通信设备100由接口101，数据缓冲器102，中 央控制单元103，信标发生单元104，无线发射单元106，定时控制单 元107，天线109，无线接收单元110，信标分析单元112和信息存储 单元113构成。
接口101在它和与无线通信设备100连接的外部设备(例如个人 计算机(未示出)等)之间交换各种信息。
数据缓冲器102被用于在通过接口101传送从通过接口101连接 的设备传送的数据，或者通过无线传输线路接收的数据之前，临时保 存这样的数据。
中央控制单元103控制无线通信设备100中一系列信息的发射和 接收，并按照集中方式执行传输线路的访问控制。当信标相互冲突时， 中央控制单元103执行诸如碰撞避免之类的操作控制。
信标发生单元104产生在它和相邻的无线通信设备之间定期交换 的信标信号。对于无线通信设备100来说，为了使用无线网络，应规 定传送它自己的信标的位置，以及它从相邻通信站接收信标的位置。 该信息被保存在信息存储单元113中，并按照它被写入信标信号中的 形式，被传送给相邻的无线通信设备。信标信号的结构将在后面说明。 由于无线通信设备100在传输帧周期的起点传送信标，因此无线通信 设备100使用的信道中的传输帧周期由信标空间(beacon space)定 义。
无线发射单元106执行预定的调制处理，以便借助无线电波，传 送临时保存在数据缓冲器102中的数据和信标信号。另外，无线接收 单元110在预定的时间，接收从其它无线通信设备传送的信息和信标 信号。
适用于无线LAN，例如适合于较短距离通信的各种通信系统可 被用于无线发射单元106和无线接收单元110中的无线发射和接收系 统。更具体地说，可以使用UWB(超宽带)系统，OFDM(正交频 分多路复用)系统，CDMA(码分多路访问)系统等。
天线109通过预定的频道，把信号传送给其它无线通信设备，或 者收集从其它无线通信设备传送的信号。本实施例中，通信设备包括 单个天线，不能够同时接收和发射信号。
定时控制单元107控制应发射和接收无线信号的定时。例如，定 时控制单元控制它自己的位于传输帧周期起点的信标传输定时，该通 信设备从其它通信设备接收信标的定时，该通信设备在它与其它通信 设备之间发射和接收数据的定时，和扫描操作周期等。
信标分析单元12通过分析从相邻通信站接收的信标信号，分析 相邻无线通信设备的存在。例如，诸如邻近通信站的信标接收定时， 和相邻通信站信标接收定时之类的信息被保存在信息存储单元113 中，作为相邻设备信息。
信息存储单元113保存执行过程命令(其中描述碰撞避免处理过 程等的程序)，例如中央控制单元103执行的一系列的访问控制操作， 和从接收信标的分析结果得到的相邻设备信息。
在根据本实施例的分散的分布式网络中，每个通信站通过在预定 的信道上，以预定的时间间隔传送信标信息，使其它相邻(即，通信 范围内的)通信站意识到它的存在，并把网络结构通知其它通信站。 信标传输周期被定义为其持续时间为80毫秒的“超帧”。
通过借助扫描操作，接收来自相邻通信站的信标信号，加入网络 的新的通信站能够认识到它已进入通信范围中，并且通过译解在信标 中描述的信息，它能够识别网络结构。随后，与信标接收定时同步地， 新的通信站把它自己的信标传输定时设置成不从相邻通信站传送信标 的定时。
下面，图17表示了根据本实施例的分组格式的例子。由唯一码 构成的前同步码被添加到分组的起点，以便证明分组的存在。在紧接 前同步码之后传送的报头区中，保存有该分组的属性，长度，发射功 率和有效负载部分传输速率(如果PHY处于多传输速率模式)。报 头区降低其传输速率，从而和有效负载部分的SNR相比，预定的SNR 可降低几个[dB]。该报头区不同于所谓的MAC报头，MAC报头包含 在有效负载部分中。图17中，有效部分被描述成PSDU(PHY业务 数据单元)，其中保存有包含控制信号和信息的承载位串。PSDU由 MAC报头和MSDU(MAC业务数据单元)构成，MSDU部分中保存 从高阶层传送的数据串。
在下面的说明中，为了具体描述本发明，假定前同步码的持续时 间为8[微秒]，传输时，有效负载部分的比特率为100Mbps，报头区 由3个字节构成，并以12[Mbps]的速率被传送。具体地说，当发射 和接收一个PSDU时，产生10[微秒](＝前同步码8[微秒]+报头2[微 秒])的开销。
本实施例中的基本访问过程是和现有技术相同的CSMA/CA，在 传送信息之前，在确认媒体畅通之后，传送信息。
信标传输过程
首先，参考图3，说明根据本实施例的每个通信站的信标传输过 程。加入网络的每个通信站定期传送信标，以使相邻的通信站意识到 它的存在。这里，假定周期为80[毫秒]，我们参考每隔80[毫秒]传送 信标的情况，说明本发明。但是，上述周期并不总是局限于80[毫秒]。
假定信标传送的信息为100字节，那么传输所需的时间变成18[微 秒]。由于每80[毫秒]传送一次信标，因此一个通信站的信标媒体占用 率足够小，为1/4444。虽然即使当传输信号未到达通信站时传送信标 好像无用，不过传输时间率低到1/4444，因此该问题不会变严重。
在接收和确认从相邻通信站传送的信标的时候，各个通信站相互 同步。当一个新的通信站加入网络时，新的通信站把本地站的信标传 输定时设置成不从相邻通信站传送信标的定时。这样的一个例子将在 后面说明。
当相邻的通信站不存在时，如图3A中所示，通信站[编号01]能 够在恰当的定时，开始传送信标。B01表示从通信站[编号01]传送的 信标的传输位置(定时)。信标传输周期被定义为超帧，信标空间为 80[毫秒]。另外，在图3B、3C、3D中，用和B相加的通信站编号描 述的位置表示通信定时。
之后，新加入的通信站基本上在时区的中心开始传送信标，所述 时区具有新加入通信站能够接收信标的范围中的最长信标空间，从而 新加入的通信站的信标不会与已位于超帧内的，从其它通信站传送的 信标冲突。例如，当新的通信站[编号02]出现在图3A中所示的信标 传输状态中时，在它认识到通信站01的存在的时候，它在通信站[编 号01]的信标空间的中间定时开始传送信标。
之后，加入通信范围内的新的通信站设置它自己的信标传输定 时，从而它不会与现有信标的布局冲突。此时，由于在传送信标之后， 每个通信站立即获得优先化使用区(TPP)(后面将说明)，因此从 传输效率的观点来看，每个通信站的信标传输定时最好应平均地分散 在传输帧周期内，而不是拥挤在一起。因此，本实施例中，新通信站 能够在时区的中心开始传送信标，所述时区具有新通信站能够接收来 自其它通信站的信标的范围内的最长信标空间。
此外，当在图3B中所示的状态下出现新的通信站[编号03]时， 在它确认通信站[编号01]和通信站[编号02]的存在的时候，新通信站 [编号03]开始在信标空间的中间定时开始传送信标。之后，根据类似 的算法，如图3C和3D中所示，当出现相邻通信站时，信标空间变窄。 但是，当按照这种方式使信标空间变窄时，频带(传输帧周期)被信 标占据，从而应规定最小信标空间，以致频带不会被充满信标。例如， 当信标空间被规定为最小信标空间Bmin＝625[微秒]时，在能够接收和 发射无线电波的范围内，最多只能容纳128个通信。
图4表示可被设置在超帧内的信标传输定时的结构的例子。但是， 图解说明的例子把80毫秒的超帧中时间的消逝表示成圆环上，其指针 沿顺时针方向旋转的时钟。
在图4中所示的例子中，从0到F的总共16个位置被构造成能 够传送信标的时间，即，信标传输定时可位于其中的“时隙”。如同参 考图3说明的那样，假定根据其中新加入通信站的信标传输定时被顺 序设置在基本上是现有通信站确定的信标空间的中间定时的算法，确 定信标的位置。当规定Bmin为5毫秒时，每个超帧最多只能设置16 个信标。即，16个以上的通信站不能加入该网络。
虽然图3和4中未明确示出，每个信标在有意偏离TBTT(目标 信标传输时间)较小时移的时间被传送。这将被称为“TBTT偏移”。 本实施例中，TBTT偏移值由伪随机数确定。该伪随机数由唯一确定 的伪随机序列TOIS(TBTT偏移指示序列)确定，并且每个超帧周期， TOIS被更新。
借助TBTT偏移，即使当两个通信站具有位于超帧上的相同时隙 的信标传输定时，实际的信标传输时间也可被移动。从而，即使当信 标在某一超帧周期中相互冲突时，相应的通信站也能够在另一超帧周 期中发射和接收信标(或者相邻的通信站能够接收来自上面两个通信 站的信标)，从而该通信站能够识别与其它信标冲突的本地通信站的 信标。通信站把每个超帧周期设置的TOIS包含在信标信息中，并把 所得到的信标信息传送给相邻通信站(这将在后面说明)。
另外，根据本实施例，当其不发射和接收数据时，每个通信站也 应当在从本地站传送的信标前后执行接收操作。另外，即使当每个通 信站不发射和接收数据时，它也应当通过每隔几秒一次地在一个超帧 内不断激励接收器，进行扫描操作，从而确认来自相邻通信站的信标 的存在是否被改变，或者每个相邻通信站的TBTT是否被移动。随后， 如果确定TBTT被移动，那么其中相对于本地站识别的TBTT组， -Bmin/2毫秒内的移动被规定为TBTT的目标信标传输时间被定义为 “提前的目标信标传输时间”，其中+Bmin/2毫秒内的移动被规定为 TBTT的目标信标传输时间被定义为“延迟的目标信标传输时间”，并 根据最大的延迟TBTT，校正时间。
NBOI字段
作为信标传送的信息之一，图5表示了描述相邻信标偏移信息 (NBOI)字段的方式的例子。依据呈位图形式的，自本地站的信标位 置(传输时间)的相对位置(相对时间)，可把由本地站接收的信标 的位置(接收时间)写在NBOI字段上。图5中所示的例子描述在最 小空间Bmin＝5[毫秒]上，只能存在16种信标传输位置的情况，从而 NBOI字段长度为16位，但是它并不局限于16位。
图5的例子表示NBOI字段的一个例子，该例子表示出“图4中 的通信站(编号0)能够接收来自通信站[编号1]和通信站[编号9]的 信标”。对于与能够被接收的信标的相对位置对应的位来说，接收信标 的相对位置用一个标志描述，不接收信标的相对位置用空白描述。在 图5的例子中，第0位，第1位和第9位用标志描述。第0位的标志 表示传送信标的本地站，第1位的标志表示在从信标的TBTT域延迟 为Bmin＊1的延迟量的定时，接收信标。类似地，第9位的标志表示 在从信标的TBTT域延迟为Bmin＊9的延迟量的定时，接收信标。
虽然该细节将在后面说明，不过出于其它目的，例如当传送辅助 信标时，也可用标志描述和不接收信标的定时对应的位。
NBAI字段
另外，类似于NBOI字段，相邻信标活动性信息(NBAI)字段 被定义为类似地由信标传送的信息之一。NBAI字段根据呈位图形式 的来自本地站的信标的相对位置，描述本地站实际接收的信标的位置 (接收时间)。具体地说，NBAI字段指示本地站被设置成能够接收 信标的活动状态。
此外，根据NBOI字段和NBAI字段的信息，能够提供本地站在 超帧内的信标位置接收信标的信息。具体地说，根据包含在信标中的 NBOI字段和NBAI字段，下述两位信息被传送给每个通信站。
NBAI NBOI 描述 0 0 在对应时间，信标不被识别 0 1 在对应时间，信标被识别 1 0 在对应时间，通信站被设置成活动状态 1 1 在对应时间，通信站正在接收信标
NBOI/NBAI的或处理
图6表示加入网络的通信站A根据从通过扫描操作，从相邻通信 站接收的信标获得的每个信标的NBOI字段，设置本地站的TBTT域 的方式。
假定该通信站通过扫描操作，在超帧内能够接收来自通信站0～2 的信标。
相邻通信站的信标接收时间被看作相对于本地站的规则信标的 相对位置，NBOI字段以位图格式(后面说明)书写该信标接收时间。 因此，通信站A移动从相邻站接收的三个信标的NBOI字段，并把位 对应位置排列在时间轴上，之后，该通信站计算每个定时的NBOI位 的总数，从而合成供参考的NBOI位。其过程将具体说明。在相对于 信标0的传输定时，延迟三个时隙的情况下接收信标1。通信站把该 信息保存在存储器等中。随后，包含在信标1中的NBOI字段的三个 时隙被移动到起点，该信息被保存在适当的装置中，例如存储器中(图 6中的第二行)。在信标2上实现类似的处理(图6中的第三行)。
在合成并参考相邻通信站的NBOI字段之后获得的序列是图6中 的“NBOI的或运算”表示的“1101，0001，0100，1000”。“1”表示超帧 内已设置TBTT域的定时的相对位置，“0”表示还未设置TBTT域的 定时的相对位置。在该序列中，空白(0)变成最大游程长度的地方变 成设置新信标的推荐地方。在图6中所示的例子中，最大游程长度为 3，并且存在两个推荐地方。随后，通信站A确定第15位定时作为本 地站的规则信标的TBTT域。
通信站A把第15位时间设置成本地站的规则信标的TBTT域(， 即，本地站的超帧的前导部分)，并开始传送信标。此时，其中通信 站A传送信标的NBOI字段按照位图格式书写能够接收信标的通信站 0～2的信标的每个接收时间，在所述位图格式中，标记与自本地站的 规则信标的传输时间的相对位置对应的位位置。这被表示成图6中的 “TX的NBOI(1信标TX)”。
当通信站A传送辅助信标，以便获得优先化传输权等时，在此之 后，该通信站搜索由其中合成相邻通信站的NBOI字段的“NBOI的或 运算”表示的序列的空白(0)的最大游程长度，并把辅助信标的传输 时间设置成这样搜索到的空间。图6的例子设想通信站传送两个辅助 信标，并且辅助信标的传输定时被设置成第6位和第11位空间的时间 的情况。这种情况下，在其间通信站A传送信标的NBOI字段中，除 了本地站的规则信标和从相邻通信站接收的信标的相对位置之外，还 标记并呈现本地站传送辅助信标的位置(相对于规则信标的相对位 置)，如“TX的NBOI(3信标TX)”所示。
当每个通信站依据上面提及的处理过程，设置本地站的信标传输 定时TBTT，并传送信标时，在每个通信站固定，并且无线电波到达 的范围不发生波动的条件下，能够避免信标相互冲突。另外，响应传 输数据的优先级等级，在超帧内传送辅助信标(或者类似于信标的多 个信号)，从而能够分配具有优先级的资源，并且能够提供QoS通信。 另外，由于每个通信站能够参考从相邻通信站接收的信标(NBOI字 段)的数目，独立地了解系统的饱和状态，因此即使本发明是分布式 控制系统，也能够容纳优先化通信，同时在每个通信站考虑系统的饱 和状态。此外，由于每个通信站研究接收信标的NBOI字段，从而信 标传输时间不会相互冲突，即使当许多通信站接纳优先化通信时，也 能够避免信标传输时间频繁地相互冲突。如上所述，当新的通信站加 入网络时，计算从接收自各个通信站的信标获得的NBOI字段的总数， 从而其中空白的游程长度最长的间隔的中心被确定为信标传输定时。
虽然上面的描述是通过或运算，计算NBOI字段的总和的例子， 不过可利用类似的过程，计算NBAI字段的总和(OR)，从而在控制 下的标记定时的信标传输时间中，不传送信标。
具体地说，当通信站传送某些信息时，从相邻通信站传送的信标 被接收，并计算从接收自各个通信站的信标获得的NBAI字段的总和 (OR)，从而在标记定时的信标传输时间中不传送信标。
图7表示在NBAI字段由8位构成，并且在计算各个接收信标的 NBAI字段的总和之后，标记第0位，第4位和第6位的情况下执行 的处理。第0位是本地站的信标，从而不进行额外的处理。由于第4 位被标记，因此在时间T4(它是第4位的信标传输时间)，不出现本 地站的传输许可标记。另外，这也适用于第6位，从而在对应的时间 T6，不出现本地站的传输许可标记，不进行传输。从而，当某一通信 站打算接收来自某一通信站的信标时，可禁止该发射站干扰该接收， 能够高度可靠地发射和接收信息。
信标冲突情景的第一例子：
下面参考图8，说明使用从NBOI字段获得的信息的方式的例子。 图8A～8C的左侧表示设置通信站的状态，图8A～8C的右侧表示分 别从各个通信站传送信标的例子。
图8A表示只存在通信站10(STA0)传送信标B0的情况。此时， 由于通信站10试图接收信标，但是未能接收该信标，因此能够设置正 确的信标传输定时，并响应该定时的到达，开始信标B0的传输。这 里，以80[毫秒]的间隔传送该信标。此时，从通信站10传送的信标的 NBOI字段的所有位都为0。
图8B表示稍后，通信站11(STA1)加入通信站10的通信范围 内的情况。当通信站11试图接收信标时，它接收通信站10的信标B0。 此外，由于除了指示本地站的传输定时的位之外，通信站10的信标 B0的NBOI字段的所有位都为0，因此根据上面提及的步骤1，信标 传输定时被设置成通信站10的信标空间的中心。在从通信站11传送 的信标B1的NBOI字段中，表示本地站的传输定时的位，和表示来 自通信站10的信标的接收定时的位被设置成1，其它位被设置成0。 另外，当通信站10也发觉来自通信站11的信标时，它把对应的NBOI 字段设置成1。
此外，图8C表示稍后，通信站12(STA2)加入通信站11的通 信范围的情况。在图8的例子中，通信站10充当通信站12的隐藏终 端。为此，由于通信站12不能识别出通信站11正在接收来自通信站 10的信标，因此存在通信站12在和通信站10相同的定时传送信标的 可能性，从而它们的信标将相互冲突。NBOI字段被用于避免这种现 象。当通信站12试图接收信标时，它从通信站11接收信标B1。此外， 在来自通信站11的信标B1的NBOI字段中，除了表示本地站的传输 定时的位之外，指示通信站10正在传送信标的定时的位也被设置成1。 为此，即使当通信站12不能直接接收从通信站10传送的信标B0时， 它也能识别通信站10传送信标B0的定时，从而不会在该定时传送信 标。因此此时，通信站12把信标传输定时设置成基本上是从通信站 10传送的信标的空间和从通信站11传送的信标的空间之间的中点。 当然，在从通信站12传送的信标B2的NBOI字段中，表示通信站12 和11的信标传输定时的位都被设置成1。
其中在和通信站10相同的定时传送信标，从而导致信标相互冲 突的NBOI字段被用于避免这种现象。即，NBOI字段被用于避免出 现在图8C的右手侧表示的信标冲突情景(第一例子)。
如上所述，在根据本实施例的无线通信系统中，每个通信站向其 它通信站传送信标信息，从而其它通信站能够识别本地站的存在，并 且还能识别网络结构。加入网络的新通信站接收信标信号，从而它能 发现它已进入通信范围中。同时，这种的新通信站译解信标中记录的 信息，能够在避免其信标信号与现有信标信号冲突的同时，传送信标 信号，从而能够构成新的网络。
信标冲突情景的第二例子：
在除上面提及的信标冲突情景的第一例子之外的情况下，设想信 标冲突情况。这被假定为信标冲突情景的第二例子，并示于图9中。 第二例子是其中构成网络的系统已相互接近的例子。
如图9中所示，通信站10(STA0)和通信站11(STA1)存在 于它们不能接收来自通信站12(STA2)和通信站13(STA3)的无线 电波的范围中，并且通信站10和通信站11相互通信。完全与上述通 信站之间的关系无关，通信站10和11正在相互通信。假定此时不幸 地未发觉它们的各个通信站的信标传输定时相互重叠，如图9A的右 手侧所示。另外，假定各个通信站稍后被移动，并且它们能够发射和 接收信息，那么会出现各个通信站的信标相互冲突的意外，如图9B 中所示。
利用下述处理，能够避免信标的这种冲突。
TBTT偏移指示符(偏移指示符)
图10表示TBTT时间和实际传送信标的传输时间。
在步骤1中，每隔80[毫秒]确定信标传输定时。每隔80[毫秒]确 定的信标传输时间被定义为TBTT(目标信标传输时间)。本实施例 中，为了避免在类似于上面提及的信标冲突情景的第二例子的情况下， 信标持续不断地相互冲突，有意地使信标传输定时偏离TBTT时间。 例如，当定义TBTT偏移，从而实际信标传输时间被设置成TBTT， TBTT+20[微秒]，TBTT+40[微秒]，TBTT+60[微秒]，TBTT+80[微秒]， TBTT+100[微秒]，TBTT+120[微秒]中的任意之一(如图10中所示) 时，在每个超帧周期确定用于传送信标的TBTT偏移，并且更新包含 在信标中的TOISS字段(后面说明)。在传送信标之前，可随机地选 择相对于TBTT的偏移量。
虽然以20[微秒]步幅的单位，定义信标传输时间，不过它并不局 限于20[微秒]，也可用更小的步幅定义。有意偏离TBTT的偏移量被 称为“TBTT偏移”。
另外，图15中所示的TBTT偏移指示符序列(TOISS)被定义 为信标传送的信息之一。在TOIS字段中，记录并传送信标传输偏移 值，信标传输偏移值表示本次有意使信标偏离TBTT的数量。图11 的例子表示其中提供七级TBTT偏移值，并且TOIS字段被表示成3 位“2^3＞＝7”的情况。当在TBTT域中传送其它分组时，应在上面分 组的传输结束之后，传送信标。经常观察到在传输站打算传送信标的 时间，信标未被传送。这种情况下，表示TBTT+X的位被设置成TOIS 字段，并且把本次信标传输定时不是预定时间的事实传送给能够接收 该信标的相邻通信站。
如上所述，由于根据TBTT偏移，移动信标传输时间，因此在类 似于“信标冲突情景的第二例子”的最坏情况下，能够避免信标信号相 互持续冲突的意外。
TBTT偏移可由诸如PN序列之类的伪随机序列给出。图12表示 其中由16位伪随机序列(M序列)产生的TBTT偏移的电路结构的 例子，所述16位伪随机序列可通过简单计算得到。设置到寄存器80 中的位串被逐位更新成通过加法器81、82、83的加法而获得的值，从 寄存器80的预定位置获得数值，并由加法器84～92相加，3位被输 入寄存器93，3位被设置成TBTT偏移。根据这种结构，能够有效地 避免信标信号相互持续冲突的意外。
虽然至此TOIS字段的定义被描述成包含在信标中的信息，不过 代替TOIS字段，图12中所示的伪随机序列寄存器80的内容(TOI 序列)有时也作为包含在信标中的信息被传送。当寄存器80的内容作 为包含在信标中的信息被传送时，接收该信号的接收站借助图12中所 示的装置从寄存器93抽取信息，能够获得TOI信息。每次通信站传 送将定期传送的信标时，计算TOIS字段。从而，曾经接收信标的通 信站能够按照自由运行方式计算发射站的TOIS信息，从而在其接收 信标之前，获得下一偏移和在下一TBTT偏移之后的下一偏移。
另外，在这种情况下，当发射站不能在其预定的时间传送信标时， 发射站通过传送全零序列，作为TOI序列(TOI序列)，把本次的信 标传输定时不是预定时间的事实通知信标接收站。
信标传输定时变更请求
就“信标冲突情景的第二例子”来说，仍然存在数次中，信标会相 互冲突一次的问题。因此，当每个通信站认识到在多个通信站，基本 同时设置TBTT域时，它可向任意一个信标发射站传送TBTT变更请 求消息。收到这种消息的通信站扫描相邻通信站的信标，并把当时本 地站不接收信标，并且接收信标的NBOI字段不设置1的时间设置成 新的TBTT(新TBTT)。在设置新TBTT域之后，实际变更TBTT 域之前，通信站把“新TBTT域被设置，并且在XX[毫秒]之后变更 TBTT域”的消息写入自现有TBTT域传送的信标中，并变更该TBTT 域。
克服时钟频率差的对策
下面，说明消除在相应通信站之间产生的时钟频率差的机制。当 相应通信站的时钟频率不同时，在相应通信站间发生发射和接收定时 的漂移。如果时钟频率的精度允许高达±20ppm的差异，那么每80[毫 秒]，时钟频率被偏移3.2[微秒]。如果照原样保留这种偏移，那么会发 生信标传输定时相互重叠的意外。因此，每隔大约4.0[秒]，每个通信 站一次以上不断扫描从相邻通信站传送的信标。在该时段中，希望每 个通信站应接收比本地站的信标传输空间更长的时段。随后，通信站 匹配信标传输定时和通信站的最大延迟信标传输定时(TBTT)。尽 管在4.0[秒]的时段内，时钟频率最多被偏移大约160[微秒]，不过通 信站能够采取各种对策，以便在它获得偏移信息之后，在本地站内控 制定时。
除了上述目的之外，进行信标扫描，以便确认外围设备的状态(存 在)是否被改变。具体地说，当在信标扫描过程中，通信站收到来自 新通信站的信标，那么该通信站向高级层传送指示出现新通信站的消 息，以及上述信标传送的信息。相反，当通信站未能从迄今其信标可 被收到的通信站接收信标，那么该通信站把这样的信息保存于其中。 当在多次扫描内，通信站未能从同一通信站收到信标，那么它意识到 所述同一通信站已离开网络，它把这样的信息通知高级层。另一方面， 当通信站未能从迄今其信标可被接收的通信站接收信标时，它认为相 邻通信站的存在已被改变，并且接着把这样的信息通知高级层，之后， 它更新相邻通信站的名单(邻居名单)。
下面，参考图13的流程图，说明消除时钟频率差的对策的算法 的细节。通过信标扫描获得时钟频率差信息。当开始信标扫描(消除 时钟频率差的对策处理)时，首先，设置计时器开始计数80[毫秒]， 所述80[毫秒]是信标空间。随后，确定该计数是否结束(步骤S1)。 当计数结束时，结束时钟频率差对策所需的信标扫描和信息收集。通 信站继续尝试接收信标，直到计时器被终止为止。如果收到信标(步 骤S2)，那么通信站比较在本地站内计算的TBTT域和接收信标的 TBTT域。通过检查接收信标的时间和TOIS字段，通信站能够获得 接收信标的TBTT域。当TOIS字段被设置成TBTT+X时，从全部目 标(total target)中略去该信标接收时间。
当TIOS序列被写入信标中时，所有位被设置成0，作为指示 TBTT+X的符号。如果接收该信标的通信站具有其中所有位都是0的 TIOS序列，那么从全部目标中略去这样的信标接收时间。
通信站关于全部目标的信标，计算“接收信标的TBTT域相对于 在本地站内计算的TBTT域的延迟量”(步骤S3)。随后，根据在计 时器被终止之前接收的所有信标，判断其TBTT域延迟最大的信标(步 骤S4)，该延迟量被保存为最大延迟定时(MDT)(步骤S5)。从 计时器被终止时获得的MDT中减去事先设置的a[微秒](例如2[微 秒])得到的值被设置为α(步骤S6)。随后，确定α是否是正数，即， 是否将本地站的时钟频率延迟从MDT中减去a[微秒]得到的值(步骤 S7)。如果被延迟，那么本地站的时钟频率被延迟α(步骤S8)。
根据上述处理，即使每个通信站的时钟频率被移动，也可基本上 根据存在于系统内的通信站的延迟最大的时钟频率，调整时间，从而 能够避免发射和接收定时漂移并且相互重叠的意外。上述值a[微秒] 是应根据定时控制所需规范设置的值，在这里并不受限。
扫描间隔首先被设置成约为1[秒]的较短间隔。当提取上述时钟 漂移值时，如果确定本地站的时钟频率和相邻站的时钟频率之间的不 一致并不显著时，那么通过使用逐步设置更长间隔的方法，能够进一 步抑制时钟漂移造成的影响。
当根据存储在本地站中的时钟值预测的相邻通信站目标信标传 输时间，和使实际接收信标的时间中与在信标中描述的有意延迟的信 标传输时间相减得到的信标发射站的目标信标传输时间相互不同时， 所述通信站根据其它通信站的定时，调整本地站的时钟。
停止接收特定通信站的信标
虽然每个通信站按照上述过程，接收从相邻通信站传送的信标， 不过当它从高级层接收“停止与该相邻通信站通信”的指令消息时，在 该相邻通信站的信标传输时间，它并不执行接收操作。从而，能够减 少它和目前与本地站无关的通信站之间的不必要的接收处理。从而， 能够有助于降低能耗。根据通信站的设备的属性判断“停止与该通信站 的通信”的指令消息，当不进行验证时发出该指令消息，或者由用户指 示该指令信息。
分组空间(帧间空间)的定义
类似于诸如IEEE802.11系统之类的情况，本例中还定义多个分 组空间。下面将参考图14，说明分组空间的定义。
作为分组空间，定义了SIFS(短帧间空间)和LIFS(长帧间空 间)，SIFS是短分组空间，LIFS是长分组空间。在SIFS分组空间， 只允许传送优先化分组，在其中在已确定媒体畅通之后，获得LIFS+ 随机值的随机补偿分组空间中，允许传送其它分组。使用现有技术中 已知的方法来计算随机补偿值。
此外，本实施例中，除了上面提及的分组空间“SIFS”和“LIFS+ 补偿”之外，还定义了“LIFS”和“FIFS+补偿”(FIFS：远帧间空间)。 虽然通常应用“SIFS”和“LIFS+补偿”的分组空间，不过在某一通信站 被赋予优先传输权的时区中，其它通信站使用“FIFS+补偿”的分组空 间，被赋予优先级的通信站使用SIFS或LIFS的分组空间。下面将说 明“其中某一通信站被赋予优先传输权”的段落。
传输优先化间隔TPP：
在每个通信站正在以恒定的间隔传送信标的时候，根据本实施 例，在传送信标之后的恰当时段内，已传送该信标的通信站被赋予优 先传输权。图15表示了信标发射站被赋予优先传输权的方式的例子。 图16表示其中该传输优先化间隔被设定为480[微秒]的例子。该优先 化间隔被定义为TPP(传输优先化时段)。在传送信标之后立即开始 TPP，并在从TBB字段过去T_TGP的时间结束TPP。由于每个通信 站在每个超帧传送该信标，因此具有相同时间率的TPP基本上被分配 给每个通信站。其间在通信站的TPP过去之后，其它通信站传送信标 的时段起FAP(公平访问时段)的作用。
在FAP(公平访问时段)中，根据普通的CSMA/CA系统(或 者后面将说明的PSMA/CA系统)，进行公平的媒体获取竞争。
图16表示超帧的结构。如图所示，在每个通信站传送信标之后， 分派已传送该信标的通信站的TPP，在对应于TPP的持续时间的时间 过去之后，分派FAP，并在下一通信站传送信标时，结束该FAP。
虽然作为例子，在传送信标之后立即开始TPP，不过本发明并不 局限于此，TPP的开始时间可被设置成自信标传输时间的相对位置(时 间)。另外，可按照从TBTT域起480[微秒]的形式，定义TPP。此 外，如图15中所示，由于TGP区在以TBTT域为基础的时段T TPP 内到期，因此当由于TBTT偏移的缘故，信标传输时间被延迟时，TPP 区被减小。
下面将说明超帧内每个字段中的分组空间。在FAP时段中，所 有通信站都能在“LIFS+补偿”空间处传送信标，从而通过公开竞争控 制，能够获得访问权。例如，为了获得访问权，在“LIFS+补偿”空间 处传送RTS分组和短命令，在“SIFS”空间处传送稍后将传送的CTS 分组，数据和ACK分组。下面将表示FAP中的IFS参数。
表：FAP中IFS参数的设置
另一方面，在TPP区中，传送信标的通信站被赋予访问权，并 且允许在SIFS时间过去之后传送帧。另外，由传送信标的通信站指 定的通信站被赋予优先传输权，并被允许在SIFS时间过去之后传送 帧。当尽管获得优先传送权的通信站向特定通信站传送RTS分组，但 是未收到对CTS分组的回答时，获得优先传输权的通信站间隔LIFS 再次传送RTS分组。
另外，当持有待传送给获得优先传输权的通信站的数据的另一通 信站确认消息“节点不具有传输数据”时，它允许间隔SIFS+补偿 (Backoff)帧空间的传输。但是，经常发现第三个通信站无法认识到 获得优先传输权的通信站具有数据。
通过接收信标，不具有优先传输权的通信站认识到其它通信站开 始优先传输，在T_TPP时段内，它把基本帧空间设置成FIFS，并且 它试图在FIFS+补偿帧空间获得访问权。
借助上述过程，实现一种机制，其中当借助上述过程获得TPP 区中的优先传输权的通信站具有该通信站将要发射和传送的数据时， 该通信站被赋予访问权，但是当上述通信站不具有要发射和接收的数 据时，该通信站的访问权被放弃，其它通信站获得访问权。
根据各个通信站的类型和状态，需要下述控制。
表：TPP中的IFS参数的设置
就本地站的TPP内的分组传输来说，通信站也被允许每隔LIFS 传送分组。此外，就其它通信站的TPP内的分组传输来说，其它通信 站每隔FIFS+补偿传送分组。虽然FIFS+补偿不断被用作IEEE802.11 系统中的分组空间，不过根据本实施例的安排，该空间可被缩小，从 而更有效的分组传输成为可能。
另外，虽然每个通信站基本上在每个超帧周期传送一个信标，不 过根据情况，也允许传送多个信标或者类似于信标的信号，每次通信 站传送这些信标时，它能够获得TPP。换句话说，通信站能够保持与 在每个超帧传送的信标的数目对应的优先化传输资源。这时通信站不 断在超帧周期的起点传送的信标被称为“规则信标”，跟随在其它定时 传送，以便获得TPP或者出于其它目的的第二信标之后的信标被称为 “辅助信标”。
TPP的用途的应用
当TPP被定义为480[微秒]时，对应于60[字节]的21个分组，或 者大约6000[字节]的一个分组可被传送。具体地说，即使媒体拥挤， 也能保证每80[毫秒]大约21个ACK分组的传输。另一方面，当只使 用TPP时，最少能够保持600[kbps]＝(6000[字节]/80[毫秒])的传输 线路。虽然如上所述，优先传输权被赋予TPP中的通信站，不过优先 传输权也被赋予由TPP中的通信站呼叫的通信站。虽然在TPP中传 输优先，不过当通信站不具有要传送的任何信息，但是显然其它通信 站具有将要传送给本地站的信息时，可向这样的“其它通信站”传送寻 呼消息或者轮询消息。
相反，当尽管本地站已传送信标，但是它不具有待传送的信息， 并且该通信站未意识到其它通信站具有待传送给本地站的信息时，上 述通信站不进行任何操作，它放弃TPP赋予它的传输优先级，并且它 不传送任何信息。随后，在LIFS+补偿或者FIFS+补偿过去之后，其 它通信站在该时区中开始传输。
当考虑如图16中所示的，在传送信标之后立即跟随TPP的结构 时，可取的是每个通信站的信标传输定时应均匀地，而不是拥挤地分 散在传输帧周期内。因此，本实施例中，基本上在通信站能够接收信 标的范围内，信标空间最长的时区的中心开始信标的传输。当然，可 使用一种方法来降低能耗，在所述方法中，每个通信站的信标传输定 时被集中设置，在剩余的传输帧周期内停止接收操作。
信标的字段：
下面说明在根据本实施例的分散的分布式无线通信系统中传送 的信标中描述的信息。图18表示了信标信号格式的例子。
如前参考图17所述那样，表示分组的存在的前同步码被添加到 分组的起点，其中描述分组的属性和长度的报头区位于前同步码之后， PSDU与报头区耦接。当信标被传送时，指示该分组是信标的消息的 信息被写入报头区中。另外，信标传送的信息被写入PSDU中。
在图解说明的例子中，信标包含TA(发射器地址)字段，它是 唯一地指示发射站的地址，表示信标种类的类型字段，表示传送信标 的超帧周期中的TBTT偏移值的TOI字段，NBOI(相邻信标偏移信 息)字段，它是可从相邻通信站接收的接收时间信息，NBAI(相邻信 标活动性信息)字段，它是表示本地站接收的信标信号的发射时间的 信息，其中保存用于变更TBTT或域其它各类待传送信息的信息的 ALERT字段，表示通信站优先保持资源的数量的TxNum字段，表示 当在超帧周期内传送多个信标时，分配给信标的唯一序列号的序列号 字段，TIM(通信指示图)字段，它是指示该通信站的信息目前传送 给的目的地站的信息，指示写入TIM字段中的接收站计划在下一TPP 中传送信息的寻呼字段，Sense Level字段，其中保存指示通信站检测 为接收信号的接收信号的电平(接收SINR)的信息，TSF(定时同步 功能)字段，用于报告包括在通信站中的时间信息，和NetID(网络 标识符)字段，它是诸如通信站的拥有者之类的标识符。
按照8位长度的位图格式在类型字段中描述信标的种类。本实施 例中，通过利用表示优先级的从0到255的值，表示确定信标是每个 通信站每隔一个超帧，在超帧的起点传送一次的“规则信标”，还是为 获得优先传输权而传送的“辅助信标”的信息。更具体地说，表示最高 优先级的255被分配给每个超帧应传送一次的规则信标，对应于通信 的优先级的0～255任意之一被分配给辅助信标。
确定上述TBTT偏移的伪随机序列被保存在TOI字段中，它表 示借助其传送信标的TBTT偏移的数量。由于提供了TBTT偏移，即 使两个通信站位于超帧上相同时隙的信标传输定时，实际的信标传输 定时也可被移动。从而，即使在某一超帧周期中，信标相互冲突，各 个通信站也能够在另一超帧周期中监听他们的信标(或者相邻的通信 站能够监听它们的信标)，即，它们能够识别信标的冲突。
NBOI字段是描述超帧中，本地站能够接收的相邻通信站的信标 的位置(接收时间)的信息。本实施例中，由于一个超帧具有其中最 多可设置16个信标的时隙，如图4中所示，从而按照16位长度的位 图格式，描述关于可被接收的信标的布局的信息。即，参考本地站的 规则信标的传输时间，映射NBOI字段的前导位(MSB)，可被本地 站接收的信标的位置(接收时间)被映射在从本地站的规则信标的传 输时间起的相对位置的位上，在和本地站的规则信标或辅助信标的相 对位置(偏移)，以及可被接收的信标的相对位置(偏移)对应的位 中，写入1，对应于其它相对位置的位位置保持为0。
例如，在如图4中所示，最多容纳16个通信站0～F的通信环境 中，当通信站0产生诸如“1100，0000，0100，0000”之类NBOI字段 时，该通信站能够传送消息“能够接收来自通信站1～9的信标”。即， 信标可被接收时，“1”被分配给和可被接收的信标的相对位置对应的 位，当信标不被接收时，“0”，即空白被分配该位。另外，MSB为“1” 的原因是本地站传送信标，从而“1”被分配给和本地站传送信标的时间 对应的部分。
按照位图格式，在NBAI字段中，在其自本地站的信标位置起的 相对位置，描述本地站实际接收的信标的位置(接收时间)。即，NBAI 字段指示本地站被设置成它可接收信息的活动状态。
在异常状态下，要传送给相邻通信站的信息被保存在ALERT字 段中。例如，当计划改变本地站的规则信标的TBTT域，以便避免信 标的冲突，或者当请求阻止相邻通信站传送辅助信标时，在ALERT 字段中描述这种消息。实际使用ALERT字段的方式将在后面说明。
通信站正在超帧周期内传送的辅助信标的数目在TxNum字段中 描述。由于通信站被赋予TPP，即，信标传输之后的优先传输权，因 此超帧周期内辅助信标的数目对应于通信站保持具有传送信息的优先 级的资源的时间率。
当在超帧内，传送多个信标时，分配给信标的序列号被写入序列 号字段中。作为信标的序列号，一个专有和唯一的编号被分配给在超 帧内传送的每个信标。本实施例中，表示其中根据本地站的规则信标， 传送辅助信标的TBTT域的顺序的序列号被写入序列号字段中。
指示目的地站的报告信息被保存在TIM字段中，该通信站目前 具有要传送给所述目的地的信息。接收站参考TIM字段，能够认识到 本地站应接收信息。
另外，寻呼字段是表示在TIM字段中描述的，通信站打算在下 一TPP中向其传送信息的接收站的字段。该字段指定的通信站应准备 好接收TPP字段中的信息，另外还准备另一字段(ETC字段)。
TSF字段是其中传送包含在通信站中的时间信息的字段。该时间 用于除媒体访问之外的其它用途，主要用于使应用同步。与访问控制 (例如信标的传输时间的变更，保持TDMA结构和TBTT偏移的时 钟频率的校正)无关，相对于发射站的时钟频率，按照自由运行方式， 如实计算的信号的传输时间被写入该字段中。接收站把该值连同接收 时间一起提供给高级层，并且可将其保持为从通信站传送的信息的参 考时间。
NetID字段是指示对应通信站的拥有者的标识符。参考该字段， 接收站能够识别本地站和对应通信站是否逻辑上属于相同网络。
固定状态下发射器和接收器的过程NO.1：
下面参考图19说明通信站的发射和接收过程的典型例子。图19 表示在通信站STA0向通信站STA1传送信息的情况下的通信站STA0 和通信站STA1。每个通信站并不总是每次都接收来自另一通信站的 信标信号。借助来自高级层等的指令，通信站接收信标信号的频率可 被降低。图19A表示在通信站STA0和STA1之间发射和接收的分组 的序列图，图19B表示通信站STA0的发射单元的状态，图19C表示 通信站STA0的接收单元的状态。就发射单元和接收单元的状态来说， 高级状态表示活动状态(发射单元和接收单元试图接收或发射信息的 状态)，低级状态表示睡眠状态。
首先，当确认媒体畅通时，通信站STA0传送信标。假定在该信 标的TIM字段和(或)寻呼字段中呼叫通信站STA1。收到信标的通 信站STA1产生对寻呼信息的响应(0)。由于该响应对应于通信站 STA0的TPP，因此它被赋予优先级，并且在SIFS空间被传送。之后， TPP内，通信站STA1和STA0之间的发射和接收被赋予优先级，从 而在SIFS空间被传送。收到该响应的通信站在它已确认通信站STA1 处于可接收状态之后，向通信站STA1传送分组(1)。此外，在图 19中，存在给通信站STA1的另一分组，从而传送另一分组(2)。 接收这两个分组的通信站STA1在确认这两个分组被正确接收之后， 传送ACK分组(3)。之后，通信站STA0传送最后的分组(4)。 但是，在通信站正在接收ACK分组的期间，通信站STA0的TPP字 段被终止，当其传送最后的分组(4)时，该通信站进入FAP时段。 由于该通信站不具有FAP时段中的优先传输权，该通信站在LIFS+ 补偿空间传送最后的分组(4)。通信站STA1传送对应于最后分组(4) 的ACK分组(5)。
从最后的传输开始的时段被定义为“监听时段”，其中每个通信站 应激励接收器。图19也表示了这种状态。当在监听时段中不存在接收 分组时，通信站被改变成睡眠模式，它使发射器和接收器解除激励， 从而降低能耗。但是，当通信站预先从其它通信站收到指示“不希望改 变到睡眠模式”的消息时，或者当通信站从高级层收到类似消息时，该 通信站并不局限于上述操作，相反继续操作接收单元。
被设置成睡眠模式的通信站响应下次传送和接收信息的时间，例 如当该通信站收到来自其它通信站的信标时，或者当它传送本地站的 信标时，该通信站解除睡眠模式，返回活动状态。在图19的例子中， 虽然该通信站暂时返回活动模式，以便接收来自通信站STA1的信标， 不过在确认在从通信站STA1传送的信标的TIM字段和寻呼字段中并 不存在将传送给通信站STA1的分组之后，再次使该通信站处于睡眠 模式。之后，在传送本地站的信标之前，该通信站激励接收单元，以 便检测媒体，并在确定媒体畅通之后，传送信标。虽然这次当其传送 信标时，该通信站并不访问TIM字段和寻呼字段中的其它通信站，不 过由于通信站STA0传送信标，在其已传送信标之后，该通信站根据 上述过程进入监听时段，持续一会监视是否收到给本地站的信号。当 该通信站没有收到任何信号，并且监听时段结束时，它再次将其模式 改变成睡眠模式。
发射和传输例子NO.1的总结
当通信站传送信号时，通过信标的访问，开始信号的传输。当已 发射和接收最后的分组时，该通信站持续一会尝试接收信号。当分组 没有到达本地站时，该通信站进入睡眠模式(睡眠状态)。每当该通 信站收到来自其它通信站的信标，或者传送本地站的信标时，它返回 活动模式(活动状态)。即，在通信站传送某一信号之后的规定时段 内，它持续激励接收单元(通信单元)。
固定状态下发射器和接收器的过程NO.2(寻呼传送序列)
下面参考图20说明通信站的发射和接收过程的另一典型例子。 每个通信站并非每次总是接收一个信标。经常发现来自高级层等的指 令可降低接收频率。下面说明这种情况下的发射和接收过程。图20 表示通信站STA0和STA1，其中通信站STA1向通信站STA0传送信 号。图20A表示在通信站STA0和STA1之间发射和接收的分组的序 列图，图20B表示通信站STA0的发射单元的状态，图20C表示通信 站STA0的接收单元的状态。就发射单元和接收单元的状态来说，高 级状态表示活动状态(通信站正在试图接收或发射信号的状态)，低 级状态表示睡眠模式。
当已确认媒体畅通时，通信站STA1传送信标。此时，通信站STA0 处于睡眠模式，并不接收该信标。因此，即使在TIM字段和(或)寻 呼字段中访问通信站STA0，通信站STA0也不会应答这样的访问。 之后，通信站STA0在本地站的信标传输时间传送信标。每次通信站 STA1收到来自通信站STA0的信标时，它根据确定的随机补偿过程， 向通信站STA0传送寻呼信息。在传送信标之后，在监听时段中，通 信站STA0激励接收器，从而它能够接收该寻呼信息。即，当收到寻 呼信息时，通信站STA0能够认识到通信站STA1具有给本地站的信 息。
此时，通信站STA0可响应通信站STA1的寻呼信息，通信站 STA0可开始向通信站STA1传送信息(不过未示出)。图20表示其 中此时通信站还没有开始传送信息的情况的例子。之后，在通信站 STA1的信标传输时间，先前的寻呼信息使通信站STA0尝试接收来 自通信站STA1的信息，并且通信站STA0接收来自通信站STA1的 信标。假定在该信标的TIM字段和(或)寻呼字段中，通信站STA0 被访问。那么，接收该信标的通信站STA0响应寻呼信息(0)。该响 应对应于通信站STA1的TPP，该通信站被赋予优先传输权，并且它 在SIFS空间传送信息。之后，TPP字段内，通信站STA1和STA0 之间的发射和接收被赋予优先传输权，从而信息在SIFS空间被传送。 当收到响应的通信站STA1认识到通信站STA0处于可接收状态时， 它把分组传送给通信站STA0(1)。接收该分组的通信站STA0认识 到该分组被正确接收，并传送ACK分组(2)。之后，通信站STA0 在监听时段内激励接收器，从而确认给本地站的分组未被接收，它把 其状态改变成睡眠模式。
虽然如上所述在假定在监听时段内，接收器正被操纵的情况下， 每次通信站开始接收信标时，分组被传送给信标发射站，但是本发明 并不局限于此。当在信标传输时间之前进行媒体感测时，显然在信标 传输时间之前，接收器正被操纵。从而，即使在该时区进行传输处理， 也能够获得类似的效果。
上述发射和接收过程NO.2的例子的总结：
当传送信号时，在从接收方传送信标之后，立即传送寻呼信息， 由此接收方被改变成活动状态，从而开始发射和接收处理。另一方面， 响应来自发射方的信标的访问，开始发射和接收处理。随后，在最后 的分组被发射和接收之后，接收单元持续一会尝试接收信息。如果给 本地站的分组未到达通信站，那么使通信站处于睡眠模式，每次该通 信站收到来自其它通信站的信标，或者它传送本地站的信标时，使该 通信站返回活动模式。即，在接收方的监听时段内，或者在信标传输 之前的媒体感测间隔中，通信站传送寻呼信息。
虽然在上述接收过程2中，在接收方传送信标之前/之后立即传 送的消息并不局限于寻呼信息，不过由于可能出现来自多个通信站的 消息的访问竞争，因此最好只应传送非常紧急的消息，例如寻呼信息 和信标传输定时变更请求。
虽然如上所述，为了简化说明，以在分组传输之前进行的 RTS/CTS过程的形式，描述本发明，不过根据必要性，在传送分组之 前，RTS分组和CTS分组可被交换。这种情况下，不必说信标中的 寻呼信息对应于RTS分组，寻呼响应对应于CTS分组。
另外，在上述例子中，虽然在开始数据传输之前，在通信站之间 进行寻呼信息和其响应的协商处理，不过，本发明并不局限于此，在 接收通信站的监听时段内，或者在这样的通信站正在进行接收操作(活 动传送序列)的活动定时，持有要传送给某一通信站的数据的源通信 站可在不进行协商处理的情况下，开始传送数据。这种情况下，建立 连接的处理被省略，通信变得非常有效。
确定信标传输定时的进程的应用
下面说明信标传输定时。首先，参考图21和22说明信标传输定 时。
例如，假定两个通信站STA-0和STA-1存在于信标无线电波覆 盖范围内。这种情况下，信标B0、B1被交替设置，它们之间存在如 图21中所示的大约40[毫秒]间隔的定时关系。当通信站STA-0和 STA-1的传输数据的数量不是很大时，响应从通信站STA-0的信标的 传输的开始，通信站STA-0开始传送传输信号，稍后，结束该传输。 来自通信站STA-1的传输信号相类似，并且如果传输信息量在比信标 的空间更短的时段中结束，那么预期来自通信站STA-0和STA-1的传 输请求不会相互冲突。
图22表示三个通信站存在于信标无线电波覆盖范围中的情况。
这里，我们设想一个新的通信站STA-2加入该信标无线电波覆 盖范围的情况。通信站STA-2的信标传输定时可以是图22中所示的 20[毫秒]或60[毫秒]。但是，在它确定信标传输定时之前，通信站STA-2 扫描媒体状态。当通信是图22中所示的跟在信标B0之后的分组传输 P0，和跟在信标B1之后的分组传输P1时，如果通信站STA-2在20[毫 秒]的定时，传送信标B2，那么信标的冲突将被减少。从这个观点来 看，考虑到媒体的被占用状态，即，每个通信状态的通信量，通信站 STA-2能够确定信标传输时间。这对取决于通信站，传输活动性变得 明显不同的情况特别有效。
传送流数据的频带保留：
此外，我们考虑在系统内，存在传送宽带流数据的通信站的情况。 该通信站意图无冲突地不断传送恒定频带的信号。这种情况下，传送 站增大超帧周期内的信标传输频率。下面参考图23说明这种情况的一 个例子。
通常，信道中的超帧周期由信标空间定义。本实施例中，主要传 送一个超帧周期中，第二信标之后的信标，以便获得发射和接收间隔， 从而本质上，它们不同于传送的用于配置网络的初始信标。本说明书 中，一个超帧周期中，第二信标之后的信标被称为“辅助信标”。
另一方面，为了防止频带(超帧周期)被充满信标，规定最小信 标空间Bmin，可容纳在超帧周期内的通信站的数目存在上限(前面 已提及)。为此，当一个新的通信站加入网络时，必须释放辅助信标， 以便在超帧周期中容纳所述新通信站。
虽然图23表示同时传送信标B0和B1的情况，不过本发明并不 局限于此。当通信站传送信标时，该信标之后紧接TPP字段，并且能 够在无访问获取竞争的情况下获得媒体。通过增大传送信标的频率， 强烈要求占有媒体的权利的通信站能够获得更多的传输权。
另外，“辅助信标”不必总是在其上说明信标信息。为了降低多次 传送信标的开销，可定义称为“接纳通信的虚假信标”的分组类别，其 中可出现指示分组的属性是一种信标的消息标志，业务可作为内容被 传送。
例如，在某一系统中，当容量基本达到其极限，并且如果接纳多 得多的业务，那么网络目前提供的服务质量不能得到保证时，每个通 信站传送尽可能多的信标。从而，即使当新的通信站加入网络时，信 标传输定时也不会被赋予这样的新通信站，可拒绝把新的通信站接纳 到该通信区域中。
静音分组的使用例子：
虽然每个通信站定期传送一个信标，由于根据CSMA(或PSMA) 过程传送业务分组，从其它通信站的业务分组的传输会导致信标不能 被接收的意外。图24表示了这种情况的一个例子。
图24中，当存在通信站STA1、STA2、STA3、STA4时，假定 通信站STA2向通信站STA1传送信息，通信站STA3存在于可接收 来自通信站STA2的传输信号的范围中，通信站STA3打算接收从通 信站STA4传送的信标，并且通信站STA2存在于它不能接收来自通 信站STA4的信标的范围中。本例中，在时间T0，通信站STA4传送 信标，通信站STA3开始接收传送的该信标。但是，由于通信站STA2 不能接收来自通信站STA4的信号，因此根据随机补偿过程，通信站 STA2在时间T1开始向通信站STA1传送信息。来自通信站STA2的 传送信号干扰通信站STA3，从而通信站STA3不能接收来自通信站 STA4的信标。
为了避免这种意外，使用静音(Quiet)分组。静音分组是向相 邻通信站传送消息“本通信站将接收来自其它通信站的信息，并希望其 它通信站不传送信号”的分组。如图25中所示，静音分组描述“其信息 将被静音分组发射站(目标)接收的目标通信站”和“传输禁止时间”。
在图24的例子中，通信站STA3在时间T4之前的时间T3传送 静音分组，时间T4是通信站STA4的下一TBTT域。当收到静音分 组的通信站STA2认识到本地站不是静音分组的目标站时，它停止传 送信息，直到静音分组指示的时间为止。另一方面，虽然静音分组到 达通信站STA4，但是当通信站STA4认识到本地站是静音分组的目 标站时，它忽略该静音分组，并照其计划那样，在时间T4传送信标， 时间T4是TBTT域。从而，通信站STA3能够在不被通信站STA2 干扰的情况下接收信标。
媒体扫描方法(PSMA：前同步码检测多路访问)的操作例子：
本实施例使用CSMA程序作为访问方法，从而基本方法是在确 认通信状态之后，传送信息。但是，在通信站的基带单元的物理层的 规范中，考虑其中诸如接收电场强度(RSSI)之类信息不能被用作媒 体占用信息的情况。例如，这种情况可以是诸如通过利用从30GHz 到10GHz的宽频带，实现通信的超宽频带通信之类的通信系统。这 种情况下，只有通过接收添加于分组的前导部分中的唯一字的前同步 码，才能识别分组的存在。即，该媒体扫描方法是基于前同步码的检 测的碰撞避免控制，并且通信站在已确认媒体畅通之后，传送信息。 这被定义为“PSMA”。为此，即使打算在已从睡眠模式变化之后传送 信息的发射站传送任意信息时，它在预定时间(MDI：最大数据间隔 (即最大分组长度))之前开始媒体接收处理。当在该时段中，上述 通信站检测到从其它通信站传送的分组的前同步码时，它避免传送信 息。
由于通信站通过检测前同步码进行访问控制，前同步码不断被添 加到PHY帧中。图26表示PHY层(物理层)规定的PHY帧格式。 添加到PHY帧的起点的前同步码由已知的唯一字构成。
通过检测占用媒体的前同步码，能够识别接收信息的通信站和发 射信息的通信站。下面参考图27说明这种状态。图27用于说明通信 站STA0和STA1传送信息的情况。图27A表示通信站STA1的传输 序列，图27B表示通信站STA0的传输序列。
图27C、27D表示通信站STA0的发射单元和接收单元的状态(高 级：活动模式，低级：睡眠模式)。
在时间T1，通信站STA1开始传送分组。由于此时通信站STA0 处于睡眠模式，因此它不能认识到通信站STA1已传送分组。之后， 假定高级层通知该通信站，通信站STA0具有将在时间T1传送的信 息(Tx请求)。虽然根据常规的IEEE802.11系统无线LAN，此时启 动随机补偿过程，但是由于该通信站从时间T1开始接收信息，因此 它不能接收唯一字的前同步码，从而它不能认识到媒体正被通信站 STA1使用。于是，存在从通信站STA0的信息传输会干扰通信站STA1 的分组的可能性。因此，当在时间T1使通信站STA0处于活动模式 时，从该时刻起，它确认在最大数据空间MDI(最大的唯一字间隔) 内，媒体是畅通的。时间T2是从时间T1起过去MDI的时刻。通信 站STA0从时间T1到时间T2激励接收器，并且只有当它没有检测到 分组的唯一字(图25的前同步码)时，才开始传送信息。
假定高级层向通信站报告信息(Tx请求)。由于在紧接时间T4 之前，通信站STA0被设置成睡眠模式，因此该通信站开始确认在从 时间T4到MDI的时段内，媒体是畅通的。随后，由于这次在时间 T5从通信站STA1传送分组，因此通信站STA0检测唯一字，从而识 别该分组的存在。通信站STA0从结束该分组的传输的时间T6启动 随机补偿过程。如果在计时器被解除激励的时间T7之前，该通信站 没有检测到唯一字，那么它在时间T7传送分组。
虽然至此在假定MDI等于最大分组长度的情况下，说明了本发 明，不过当通信站打算传送不能用一个分组传送的大量数据时，如图 28中所示，可以通过一次获得访问权，允许较长一段时间内的数据传 送。如图28中所示，在当一次获取访问权时获得的最大数据传输长度 的范围内，可反复传送包含有效负载的数据分组，从而可传送大量的 数据。
图29表示用于不断传送大量分组的传输序列。图29是类似于图 27的序列图，其中图29A表示通信站STA1的传输序列，图29B表示 通信站STA0的传输序列，图29C、29D表示通信站STA0的发射单 元和接收单元的状态(高级：活动模式，低级：睡眠模式)。
在时间T0，通信站STA1开始传送分组。之后，假定高级层向 通信站STA0通知通信站STA0具有要传送的信息(Tx请求)。由于 紧接时间T1之前，使通信站STA0处于睡眠模式，因此它开始确认 在从时间T1到MDI的时段内，媒体是畅通的。随后为了检测在时间 T2，从通信站STA1传送的分组的唯一字(前同步码)，通信站STA0 识别从通信站STA1传送的分组的存在。从结束该分组的传输的时间 T3开始，通信站STA0启动随机补偿过程。如果在计时器被解除激励 的时间T4之前，通信站STA0没有检测到唯一字，那么通信站STA0 在时间T4传送分组。
虽然举例说明了时间，间隔和传输率的值，不过本发明并不局限 于此，不必说在不脱离本发明的精神的情况下，可以设置其它值。
另外，虽然建造了图2中所示的实现发射和接收的专用通信设备， 作为上述实施例中的通信站，不过本发明并不局限于此，实现和本实 施例中的发射单元和接收单元对应的通信处理的板或卡可安装到个人 计算机设备上，以便完成各种数据处理，例如由计算机设备执行的软 件可安装在基带单元上以便进行处理。