JP2000504541A - 両方向メッセージ・システムにおけるアクノレジメント供給の方法およびシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 ダウンリンク上で送信を行う手段を持つ少なくとも１個の１次局(10,14,16,22)と、アップリンク上で送信を行う手段を持つ複数個の２次局(18,20) と、を有して成り、それらの２次局の各々が、ダウンリンク・メッセージの一部として送信される自己のアドレスを持つメッセージ伝送システム。それらの２次局の各々は、メッセージに対する応答を疑似ランダム・データ・シーケンスとして生成する手段 (ここには示されていない図８の100,102,104)を持ち、その疑似ランダム・データ・シーケンスは任意の１時点で２次局により生成され、それはその２次局に割り当てられたアドレスとメッセージ中に含まれる情報との少なくともいずれか一方又は双方に依存する。

Description

【発明の詳細な説明】 両方向メッセージ・システムにおけるアクノレジメント供給の方法 およびシステム技術分野 本発明は、メッセージの伝送の方法及びそのためのシステム、並びに該システ ムで使用のための１次局(primary station) 及び２次(secondary) 局に関する。 その種のシステムの一例はアンサーバック・ページング・システムであり、便宜 上アンサーバック・ページング・システムが参照されるが、本発明の教示は他の 両方向メッセージ・システムに適用できることを理解されるべきである。背景技術 アンサーバック・ページング・システムは例えばＷＯ96/14761号に公開されて いる。初歩的な形式では、そのようなシステムはメッセージが事前に決定された 受信人へ伝送されるためにページング・ネットワーク・コントローラ(PNC) を必 要とする。該受信人は呼を受信して、ページャに組み込まれている低電力送信機 を使用して簡単な応答を送信できる。上記の特許明細書は、一連のメッセージが それぞれの受信人へ送信され、次いでPNC が該受信人にその人たちの応答を疑似 ランダムデータシーケンスでほぼ同時に送信するための勧誘(invitations) を送 信するが、勧誘はPNC において取り集められ、それぞれの者に応答が送られて応 答を要求するシステムを公開している。応答がPNC によって適当な電力レベルで 受信できることを確実にするためにページャに電力制御技術を適用しなければな らないことを避けるために、該PNC は階段的に増加（又は減少）する電力レベル によりその勧誘を送信し、且つ該勧誘のそれぞれの１個を丁度受信できるページ ャのみが応答を送信する。この既知の方法の特徴は受信電力の可成り厳格な制御 が必要である。 PCT特許出願IB97/00462号は、記述の便宜上、段階的除去(progressive elimin ation) と参照される上記の方法の１個の変形を公開する。この技術において、P NC は個別にアドレスの付されたページャへのダウンリンク上に一連のメッセー ジを送信する。該PNC は、例えばメッセージへの応答、サービス要求、又は登録 要求のようなアップリンク伝送を行う希望を持つページャがそれらのアップリン ク情報をほぼ同時に疑似ランダム・データ・シーケンスとして送信させるための 制御信号を送信する。該PNC は解読できるアップリンク伝送のデータを解析し、 成功裏に解読できたアップリンク伝送へのアクノレジメントを含む勧誘を繰り返 すので、その結果、最初に応答はしたが未だアクノレジメントを受信していない ページャのみが再試行を必要とする。 本質的に、これらの既知の技術においては、各ページャはそれぞれが特定の型 の応答に対応する多数の疑似ランダム・データ・シーケンスを蓄積することを要 求される。発明の開示 本発明の目的は、アンサバック・メッセージ・システムの動作への一層の柔軟 性の導入にある。 本発明の第１の態様では、ダウンリンク上で送信を行う少なくとも１個の１次 局と；アップリンク上で送信を行う複数個の２次局と；を有して成り、それらの 各２次局はそれぞれ自己のアドレスを持ち、該アドレスはダウンリンク・メッセ ージの一部として送信されるメッセージ伝送システムを運営する方法であって、 アップリンク送信は疑似ランダム・データ・シーケンスを含み；その疑似ランダ ム・データ・シーケンスは１個の２次局により使用され；該２次局は、その２次 局に割り当てられたアドレスとメッセージ中に含まれる情報との、少なくともい ずれか一方又は双方に依存する；ことを特徴とするメッセージ伝送システムの運 営方法が提供される。 該アップリンク伝送はダウンリンク上に送出されるメッセージへの応答又はサ ービス要求もしくは両者が含まれるであろう。 本発明の第２の態様では、ダウンリンク上で送信を行う手段を持つ少なくとも １個の１次局とれアップリンク上で送信を行う手段を持つ複数個の２次局と；を 有して成り、それらの２次局の各々が、ダウンリンク・メッセージの一部として 送信される自己のアドレスを持つメッセージ伝送システムであって、上記２次局 の中の上記手段は、メッセージに対する応答を生成し；それらの応答は疑似ラン ダム・データ・シーケンスを含み；その疑似ランダム・データ・シーケンスは任 意の１時点で２次局により生成され；それは、その２次局に割り当てられたアド レスとメッセージ中に含まれる情報との、少なくともいずれか一方又は双方に依 存する；ことを特徴とするメッセージ伝送システムが提供される。 本発明の第３の態様では、少なくとも１個の１次局が、アドレスを付された２ 次局へのダウンリンク上でメッセージを送信し、その２次局はアップリンク上で 送信を行う手段を持つところのメッセージ伝送システム内で使用する２次局であ って、上記２次局の中の上記手段は、受信したメッセージに応答して疑似ランダ ム・データ・シーケンスを生成し、その疑似ランダム・データ・シーケンスは任 意の１時点で、その２次局に割り当てられたアドレスとメッセージ中に含まれる 情報との少なくともいずれか一方又は双方に依存して、生成されることを特徴と する２次局が提供される。 本発明の第４の態様では、ダウンリンク上で送信を行うための手段を持つ少な くとも１個の１次局と、アップリンク上で送信を行うための手段を持つ複数個の ２次局とを有し、上記アップリンク上での送信は疑似ランダム・データ・シーケ ンスを含むところのメッセージ伝送システム内で使用する１次局であって、該１ 次局は、メッセージを受信するため；メッセージを符号化するため；上記２次局 のアドレスを付与するため；及び、複数のメッセージをダウンリンク上で送信さ れるメッセージ・ストリームの中へコンパイルするため；の手段を持ち、また、 上記１次局は、アップリンク送信を受信するため；受信したアップリンク送信を 復号するため；成功裏に受信したそれらのアップリンク送信をアクノレジするた め；及び、アクノレジメントを受信していない２次局に、そのアップリンク送信 を繰り返すことを勧誘するため；の手段を更に含むことを特徴とする１次局が提 供される。図面の簡単な説明 次に本発明を、付属の図面を引用して、例示の方法により説明することとし、 それらの図面は： 図１が、メッセージ伝送システムのブロック概略図であり； 図２が、勧誘信号、CDWA応答及び応答の分析を示す線図であり； 図３が、疑似ランダム・データ・シーケンス応答型システムのインタレース動 作を示す線図であり； 図4A及び図4Bが、如何にアクノレジメントがダウンリンク上に伝送される勧誘 信号と組み合わされるかを示す図であり； 図５が、PNC10 のブロック図であり； 図６が、動作シーケンスを示す流れ図であり； 図７が、ページャのブロック概略図であり； 図８及び図９が、疑似ランダム・データ・シーケンスを発生する手段の実施例 を示す図であり； 図10が、シーケンス・タイミング規則の例を示す図であり； 図11が、チップ・タイミング・シーケンスの例を示す図であり； 図12が、ページング方式による勧誘制御シーケンスの伝送及びページャによる アクノレジメントの伝送を図示するタイミング図であり； 図13が、ページャがメッセージを表示した確認を得るページング方式に関連す るタイミング図であり； 図14及び図15が、ページャ使用者から応答を得るページャ方式に関連するタイ ミング図である。本発明を実行するためのモード形態 図１の参照において、メッセージ伝送システムはページャのアドレスならびに パソコン(PC)を備えたオペレータから又はPC及びモデムを所有する加入者から直 接に関連するメッセージを受信するメッセージ・エントリポートを持つページン グ網制御器(PNC)10 を有する。ページャ無線識別符号(RICs)，ページングすべき 地域、周波数、ページャの形式、例えばPOCSAG(又はCCIR無線ページング符号No1 )及びERMES のような広く使用されているプロトコル、ならびにページャのステ ータスのような情報を含むダイレクトリを有する上記のPNC10 は、ダウンリンク の方法で基地局送信機（又は基地局トランシーバの送信機部分）16により両方向 ページャ18、20にそれぞれ送信できるフォーマットヘRICs及び関連するメッセー ジのフォーマット化を行うページング地域制御器(PAC)14 に入力されるデータパ ケットヘメッセージ及びそれらに関連するRIC を他の関係する情報と共に組み上 げる。 もし両方向ページャ20が自分のRIC を持つメッセージが送信されているのを識 別すると、それは該メッセージを受信し且つそれを復号する。もしこの利用者が この時に短いメッセージを送信したいと希望する時には、組み込まれたキーパッ ドの手段により事前に蓄積された応答を選択し、PAC16 により勧誘された時にア ップリンクの手段によりその応答を送信する。該応答信号は疑似ランダム・デー タ・シーケンス(PRDS)として同時に送信されるであろう。 １個又は複数個の受信機（又はトランシーバの受信機部分）が、応答の受信及 びそこで復号されデータパケットとしてPNC10 へ送られるPAC14 への中継のため に供給される。上記PNC10 は、信号を分析し且つ応答をダウンリンク上に伝送さ れたメッセージと整合する手段を有する。 整合されたこれらの応答は例えば電子メール又は一方向ページング・メッセー ジとしての伝送による何らかの適当な方法によりそれぞれの利用者に伝達される 。他の方法として、上記応答はページング網により運営されているメッセージ応 答サービスヘ送られる。いずれの場合もアクノレジメントが対応する両方向ペー ジャ20に送られる。しかし、例えば強い応答は遠近効果(near-far effect) の結 果弱い応答を平滑化するので全ての応答が整合されるとは限らない。もしPNC10 がダウンリンク上に送信したメッセージの極く一部分が応答を受信したと判断す る時は、メッセージに応答しなかったか又はアクノレジメントを受信しなかった ページャに対してアップリンク上に応答を送出又は再送出する全般的な勧誘を発 する。新規に受信した応答は分析され、可能なものは整合され、且つアクノレジ メントが送信される。もし成功した応答の全数が統計的に決定されたしきい値よ り未だ少なければ、ダウンリンク上に再度の勧誘信号を送出することにより、こ のサイクルが繰り返される。該過程は事前に決定されたサイクルを過ぎ去るか又 はしきい値レベルが超過されて、メッセージ群に対し了解性を持った応答が最早 受信できないのが明瞭になるまで繰り返される。 ほぼ同時に送信されるPRDS応答信号の場合に、多量の応答信号を受信する各回 毎に、成功裏に分析される応答信号は一般的に受信機22のアンテナにおいて最大 電力レベルを所有している。このようにして、これらは応答信号のプールから除 去され、続いて次の勧誘信号が送信される時に一層遠隔のページャである弱い源 からの信号が復号され且つ整合される。この動作シーケンスはここでは段階的除 去(Progressive Elimination) と呼ばれる。 図２はダウンリンク上の勧誘信号への応答として同時に送信されるPRDS信号を 応答が含むシステムの例を図示する。図２においては、（示されていない）メッ セージが既にダウンリンク上に送信されている。最初の勧誘INV1がダウンリンク 上に送信される。自分に当てられたメッセージを検出したページャは定義された タイムスロットRES1内にコード・シーケンスを送信することにより勧誘信号INV1 に応答する。探査ルーチンSCH がタイムスロットの終了に続き開始される。探査 ルーチンにおいて、PNC10（図１）に蓄積されるコードは応答データシーケンス と連続的に比較され、メッセージの特定のものそれぞれに対して応答が１個づつ 識別される。しかし、遠近問題のために応答信号の最強のもののみが検出され、 これらは成功したページャにシーケンスになっている連続する勧誘信号INV2及び INV3には応答しないように伝えるためのダウンリンク上に送信されるアクノレジ メント信号により次回の探査から除外される。 実際のシステムでは（図１の）ページャ18及び20の大部分は受信機22のアンテ ナから或る距離に存在し、それはアンテナにおいて低電力での受信になることが 予測される。従って、タイムスロットRES1,RES2およびRES3の時間は図示のよう に等しくすることも可能であるが、例えば少数の比較的高出力の応答及び多数の 比較的低電力の応答のように、予測される応答数に応じて可変スロット長を配分 するのが望ましい。低雑音及び低干渉を対処する少数の強電力が有効に除去され るように当初は短いスロットが割り当てられる。相当なレベルの雑音および干渉 に対処する弱い受信電力を収容するように長いスロットが割り当てられる。 もし希望があれば、ページャ18及び20は自己の応答信号の長さを変化させ、そ れにより勧誘・応答のサイクル数を減少させるためにそれらの送信機に電力制御 を所有することもできる。 図２を参照して記述された実施例の改良において、図３はページャの人口を２ 個のグループに分割し、且つダウンリンク上で１個のグループのGP1 に対しての メッセージ及び勧誘の送信を他のグループのGp2 からのアップリンク上の応答と 相互に組み合わせることを示す。 ページャ人口を分割する１つの方法は、奇数番号のページャを１個のグループ 、例えばGp1 に割り当て、且つ偶数番号のページャを第２のグループ、例えばGp 2 に割り当てることである。他の方法は、ページャが受信したダウンリンク信号 の強さ(RSSI)を測定し、事前に設定されたしきい値の利用により例えば２個のグ ループの何れの１つに属するかを決定する方法である。 誰の応答が成功裏に分析されたかをページャに同時に知らせながら勧誘メッセ ージを発出する１つの方法は、図4Aに示される規定された順序でメッセージM1か らM14 を送出し、且つ勧誘信号において図4Bのようにタイムスロット３はメッセ ージM3に対応するように１対１ベースで対応する数のタイムスロットをフイール ドFDに供給する方法である。第１回目の勧誘信号INV1が送出される時は、例えば フイールドFDの全てのビットがゼロであり、応答を全く受信していないことを示 す。しかし、第１巡の分析の後例えばメッセージM1,M3,M4,M9,M11及びM13が宛て 先を付けて発送されたページャに対してフイールドFDのスロット１、３、４、９ 、11及び13のビットを０から１に変更することによりアクノレジメントが送信さ れる。一層多くのメッセージがアクノレジメントされるのに応じてビットが追加 で変化される。 勧誘が送信されるサイクル数は固定されるであろう。しかし、成功裏に復号し た応答数が統計的に決定されたしきい値を超過する時は、それ以上の反復は停止 される。 図５はPAC14,基地局送信機16、及び受信機22に結合するPNC10 をブロック概略 図で示す。エントリポート12は、それぞれRIC,ページングすべき地域、周波数、 ページャの形式、使用されるプロトコル及びステータスにそれぞれ関係するディ レクトリ26から36に接続されているマイクロコントローラ24に結合されている。 メッセージ蓄積器38はエントリポート12において受信するメッセージを蓄積する ためにマイクロコントローラ24に結合されている。蓄積器38は、それぞれのメッ セージに対する応答が受信されアクノレジメントされたことを確認する表示を蓄 積するためにエリア40を所有する。マイクロコントローラ24からの出力42は送信 機16により送信される前にフォーマット化されるべきデータパケットを供給する ためにRAC14 に結合されている。 受信機22により受信した応答はPAC14 を経由して信号分析器44に伝達される。 各応答が成功裏に分析されると、それは蓄積器38中のメッセージと整合させるた めにマイクロコントローラ24に伝達される。一度、整合が取れればマイクロコン トローラは次の勧誘信号をダウンリンク上に送出する時に送信されるべきアクノ レジメントの準備をする。適切な時点で応答の受取人は例えば電子メール又は一 方向ページング・メッセージにより知らされるか、又は応答はそれぞれのページ ャ番号と共に蓄積され加入者は自分の都合の良い時に蓄積器に問い合わせること ができる。一度、マイクロコントローラ24が全ての実際的な目的に対し全ての応 答が受信されたと決定すると、エントリポート12の経路で一層のメッセージを受 信するための準備を完了するためにマイクロコントローラはメッセージ蓄積器38 中のメッセージを消去する。更に好都合なことは、２個の半分部分を有すること ができ、１個の半分部分はダウンリンク上に既に送出されたメッセージのアクノ レジメントを取り扱い、他の半分部分は送出すべきメッセージを蓄積する。 図６はメッセージの送信、応答の受信及び応答へのアクノレジメントに関連す る動作シーケンスを示す流れ図である。ブロック50は開始を示す。ブロック52は メッセージのシーケンスの送信に関係し、且つこれに勧誘信号の送信のブロック 54が続く。ブロック56はPRDS応答の受信に関係し、これは次いでブロック58にお いて分析されそれぞれのメッセージと照合される。ブロック60はアクノレジメン トの送信に関係する。ブロック62において成功した応答の数が十分な数の応答を 受信したことを示すしきい値を凌駕しているか否かを知るための検査が実施され る。もし回答がNo(N) であれば、流れ図はブロック64に進み、そこで勧誘の事前 に決定された最大値を超過したかを知る検査が実施される。もし回答がNo(N) で あれば、流れ図はブロック54に戻る。ブロック62及び64からのYes(Y)回答は流れ 図をブロック52に戻らせることになり、このサイクルが繰り返される。 図７の参照において、ページャ20は制御プロセッサ72に結合されている復号器 70に接続される受信機68を有する。該プロセッサ72は固定記憶装置74に蓄積され るプログラムに準拠して動作する。該プロセッサは又本ページャの唯一のアドレ スを収容する（図示されていない）アドレス蓄積器を含む。該ページャがメッセ ージを受信する場合には、これはRAM76 に蓄積される。該メッセージは制御プロ セッサ72に結合されている関連ッドライバ78を持つLCD パネル80上に続いて表示 される。音響変換器82を有するであろう拡声器、発光変換器84及び振動器86は制 御プロセッサ72に結合されている。キーパッド88は利用者が例えば蓄積されたメ ッセージをパネル80上に表示するような各種の機能を実行するようにプロセッサ に指示できるようなマンマシン・インタフェースを供給する。送信機90はプロセ ッサ72の出力及びアンテナ92に結合されている。受信機電力制御階程94は、ペー ジング・プロトコルが従う規定に準拠してバッテリ・コンザベーションを実行す るためにプロセッサ72と受信機68の間に結合されている。ページャが応答信号を PRDS信号として送出する場合に、上記の制御プロセッサ72はページャの固有特性 及び元のダウンリンク・メッセージ中の情報を考慮して送信されるべきシーケン スを決定するための手段を有する。該PRDSは次いで送信のために送信機90へ伝達 される。もしオプションとして電力制御が送信機90に適用されれば、電力制御信 号はプロセッサ72により制御線96を経て供給される。 更に、アップリンク上に送信される信号は又登録のようなサービス要求を有す るであろうから、本発明はそのようなサービス要求を、送出されるメッセージに は整合しないと言う例外はあるが、応答と同様に処理することに等しく適用でき る。 アップリンクPRDSを決定する方法はダウンリンク・メッセージに応答する時に 大きな柔軟性が得られることを可能にする。図８を参照して、応答PRDSはそれら の出力が排他的論理和ゲート(XOR)106に結合されている２個の12タップ線型帰還 シフトレジスタ100,102 及び６タップ線型帰還シフトレジスタ104 を使用して発 生される。各シフトレジスタは、シーケンス・ジェネレータ100,102 に対しては ｎ＝12であり、シーケンス・ジェネレータ104 に対してはｎ＝６であるｎビット XOR マスク108,110,112 及びｎビット・シフトレジスタ114,116,118 を有する。 全てのシーケンス・ジェネレータ100,102,104 は同一のクロックで動作する。 図９はｎビット・シーケンス・ジェネレータの一例を示すが既知であり、従っ て詳細な記述は行わない。 現在の例において、マスク108,112,及び110 それぞれのデフォルト・パラメー タｈ_a ，ｈ_b ，ｈ_c は 829_h ，30_h 及び B64_h であり、シフトレジスタ114,118 及び116 のそれらすなわちａ，ｂ，ｃは、 001_h ，([X]DIV2^N )DIV2¹² ，([X]DIV2^N )MOD2¹² であって、ここで下付き文字のｈは16進法を示し、[X] はPOCSAG標準においてペ ージャのRIC の21ビット・アドレス及びフレームを参照し、[N] は３と７を含む その間の演算子定義の定数である。デフォルト・フエーズは (2¹²DIV2^N ) ×([X]MOD2^N ) により決定される。下記の記述において、下記のパラメータがそれらのデフォル ト値と共にページャにより要求される。 それらは以下の記述において一層詳細に説明される： フエーズ・ステップ：８ トランスミット： イネーブルド(Enabled) 送信の前に、ページャはシーケンス・ジェネレータを与えられたフエーズヘ初 期化することが要求される。シーケンスのフエーズ・ゼロはレジスタに当初に与 えたものに対応することに注意する必要がある。フエーズｎはレジスタをｎ回ク ロックすることにより達成される。もし指示されれば、ページャは異なるパラメ ータを使用できる。 パラメータｈ_a ，ｈ_b 及びｈ_c はP.N.ファミリを定義することに注意する必要 がある。与えられたシステム中の全てのページャは同一のファミリを使用しなけ ればならない。パラメータｂ及びｃはコード・シーケンスを定義する。アンサー バック・コードはシーケンス及びフエーズの両者を参照する。 送信が要求されるとシーケンス・ジェネレータはチップ・シーケンスを発生す るようにクロックされる。クロックの開始を要求される時点は下記の法則に準拠 する： ｉ．ページャは勧誘制御シーケンス(ICS) を受信した後にのみ応答する。 ii．送信シーケンスは勧誘メッセージの終わりに続く第２の同期符号語の開 始時期に到った時点で開始しなければならない。 この例は図10に示される。 iii.送信シーケンスの最初のビットは図11に示すように同期符号語の最初の ビットが開始する時に開始しなければならない。これに対する許容偏差は ±100 マイクロ秒である。 iv．送信長は勧誘制御シーケンスにより決定される。レジスタは、Ｌが該勧 誘制御シーケンス中の［長さ］パラメータにより定義されるが、Ｌ回クロ ックされる。 ｖ．コード・シーケンスのチップ・レートは9600チップ/ 秒で、許容偏差は 10ppm である。 変調に先立ち、発生されるチップ・シーケンスは隣接25kHz チャネルにおける 全干渉は-25dBcであるようにフイルタされる。 下記に両方向制御シーケンスを記述する。 基本的な原理は下記の通りである： ページャはページングPNC システムにより送出される勧誘に応答してのみ 送信する。各ページャが異なるシーケンスを使用するので１個以上のペー ジャが同時に送信できる。ページャは特別な復チャネルRIC 又は他の情報 を事前にプログラムする必要はない。 ページャは応答する方法及び時期を決定するためにPOCSAG(又はCCIR無線 ページング符号No.1) メッセージに組み込まれてある制御シーケンスを使 用する。制御シーケンスは利用者への通常の文章メッセージの一部として 送られ、且つ幾つかは自分自体の上に特別なページャ・メッセージとして 送られることができる。 文字は下記のように２種類の方法の１つで定義される。 〈Value_h 〉: 16進法フォーマットのASCII 文字である。その有効な範囲 は <00_h > から <1F_h > まで。 “Character”:ディスプレイされるASCII 文字。 例えば、“A”及び <41_h > は同一の文字を定義する。POCSAG標準によれば、 各文字の最小重要度のビットが先ず送信されることに注意する必要がある。 制御文字は両者を含む <00_h > から <1F_h > 及び <7F_h > の中の任意の文字で ある。印刷可能の文字は任意の他の文字である。 表１は制御シーケンスを取りまとめてあり、且つそれに続きこれらの命令が詳 細に定義されている。不正確に受信した制御シーケンス又は不正確に構成された シーケンスはページャによって無視されねばならない。 これらのシーケンス中、ただ３個（勧誘、応答の配分、及び第１回勧誘制御シ ーケンス）が効果的な両方向通信に不可欠であることに注意する必要がある。他 の全ての制御シーケンスは各種の強化を提供する。自動アクノレジメントのみの 導入を希望する運営体には、第１回勧誘制御シーケンスのみが要求される。表１：順方向チャネル応答制御シーケンス 勧誘制御シーケンスICS は如何にページャが応答すべきかを定義する。該ICS は個別のページャ又はページャ群に送出される。該ICS は応答配分制御シーケン スRACSと組み合わせて使用される。 第１回勧誘制御シーケンスFICSはRACS/ICSの対の代わりに送出されるであろう 。 ページャは応答を直ちに送出する。 勧誘制御シーケンスICS はページャに対して下記を定義する： 許容される応答の形式。 参照パラネータ。 上記の段階的除去技術の導入時に使用されるスロット番号。 下記はオプションのパラメータである： ページャが送信すべき時間長。 時刻表示。 ある種の認知(recognition) ビット。段階的除去が使用される時にページ ャはこれらのビットを自己の送信は受信されたか、及び再送信は必要かを 決定するために使用される。 勧誘制御シーケンスICS は下記の形式を持つ： <1E_h > 'I'[Type][RefICS][Slot]｛[Length]｝｛[Time]｝｛[REC]｝ 但しここで： [Type] ページャからいかなる形式のアンサーバック応答が許容されるか 、及びどのオプションのパラメータが使用されるべきかを定義す る。[Type]は［20_h ］から［5F_h ］の間の両者を含む値である。 ６ビット数は下記のように解釈されねばならない： もしビット５がセットされれば：懇請された応答勧誘(Solicited Response Invitation) ビット０ アクノレジメント。もしこれ（最低の重要度）のビッ トがセットされれば、ページャはアクノレジメント応 答を送出するであろう。 ビット１ 表示されたとの応答。もしこのビットがセットされれ ば、ページャは表示されたとの応答を送出するであろ う。 ビット２ 特別なメッセージに対する利用者回答可能応答。もし このビットがセットされれば、ページャは特別な利用 者回答可能応答を送出するであろう。 ビット３ いかなるメッセージに対してもの利用者回答可能応答 。もしこのビットがセットされれば、ページャは一般 的な利用者回答可能応答を送出するであろう。 ビット４ 利用者回答応答。もしこのビットがセットされれば、 ページャはメッセージに対する実際の回答を送出する であろう。 もしビット５がクリアであれば：懇願されない応答勧誘 ビット０から４ 懇願されない応答番号(Unsolicited Response Number) であり、ビット０から４は０から31の 両者を含む５ビット数を定義する。 懇請された応答及び懇願されない応答は後刻説明される。 [RefICS] 本発明に対する独特の特徴を定義する。[RefICS]は[20 _h ] か ら［7E_h ］の間の両者を含む95の値の１つを持つであろう１個 の文字である。これにより、ページャは１連の関連する勧誘制 御シーケンスICS のトラックを保つことができる。 ページャは[RefICS]がRACS中の[RefRACS] に整合する時にのみ メッセージに対してアクノレジメントを送出する。 メッセージに対する他の形式の応答に対しては、応答配分制御 シーケンスRACS中の[Time]パラメータに時間限度が規定される。 [Slot] これは段階的除去の実行、及び１連の勧誘制御シーケンスICS の 定義に使用される。[Slot]は30_h 及び3F_h の両者を含むその間の １個の文字である。その値は最小重要４ビットから決定される。 もし段階的消去が使用されなければ、それは常にゼロ(<30_h >)を 入れている。 {[Length]} もし[Type]が<20 _h > であれば、現れないパラメータであ る。ページャ中のシーケンス・ジェネレータがクロックし なければならない回数を定義し、Ｌは下記の通りである： ビット４及びビット５セット：Ｌ＝２^N ，但しＮはビット ０から３により定義される０から15の両者を含む数 である。 ビット４クリア、ビット５セット：Ｌ＝３×２^N 。 ビット４セット、ビット５クリア：Ｌ＝５×２^N 。 ビット４及びビット５セット： L=75×２^N 。 {[Time]} もし[Type]が <20_h > 又は <21_h > であれば、現れないパラ メータである。それは下記のフォーマットで３文字：dhm を 有する； dは１から31までの31日の値の１つを持ち； hは０ から23までの24時間の１つの値を持ち； mは０から59までの 60分の値の１つを持つ。全ての場合において、これらの値は <20_h > と <5F_h > の間の文字が使用される送られた最小重 要６ビット文字から決定される。 それは現在の時刻を定義する。 これに代わりもし[Time]が‘ｉ’(<69_h >)であれば、ページ ャは現在の時刻の決定に自身の内部時計を使用する。 {[REC] } このパラメータは、もし[Slot]がゼロ(<30_h >)であれば現れ ない。それはページャにページング・システムにより応答が 受信されたことを通知する認知ビットを有する。このパラメ ータの使用に関しては後述する。 この命令はメッセージを終了させねばならない。 応答配分符号シーケンスRACSは常にメッセージに組み込んで送出され、且つ応 答を要求するようにメッセージを定義する。それは単一のページャ又は１群のペ ージャに送出されるであろう。ページャはICS を受信するまでは応答を送信しな いことに注意すべきである。 ICS 及びRACSが別々の制御シーケンスとして定義されることは、もし希望すれ ば、多数のページャが同時に応答を送信することを保証する。 RACSはページャに対して下記を定義する： 形式パラメータ；これはメッセージに許容される応答の形式を制限し、且つ どのオプションのパラメータを使用すべきかを定義する。 下記がオプションのパラメータである： 参照パラメータ；これはICS 中の参照パラメータと共に使用される。 非アクノレジメント応答を制限する時刻スタンプ； 現在のメッセージに対して使用される配分された応答ビットARB;これは段階 的削除の実行に使用され、且つページャが応答が要求されるか又は以前の応 答が受信されたかを決定できるようにICS 中の[REC] パラメータと共に使用 される。 ARB に対する時刻スタンプ； メッセージに使用されるアンサーバック符号。 応答配分符号シーケンスRACSは下記のフォーマットを有する： <1E_h >'T'[Type]{[RefRACS] } {[Time]} {[ARB] } {[TimeARB] } {[Code]} [Type] メッセージに対し応答のサブセットのみを与えるようにページャを制限 する。[Type]は[20 _h ] から[5F _h ] の間の両者を含む値を持ち１文字 である。それは下記のように６ビット数に翻訳されねばならない： ビット０ アクノレジメント。この（最小重要度の）ビットが設定され ると、ページャはこのメッセージに対してACK 応答を送出す るであろう。 ビット１ 表示済応答。もしこのビットがセットされると、ページャは このメッセージに対してDISP応答を送出するであろう。 ビット２ 特別のメッセージに対する利用者回答準備完了応答。もしこ のビットがセットされると、ページャはこのメッセージに対 してANR,FLG 又はANSn応答を送出するであろう。 ビット３ REC 配分ビット。もしセットされれば、[ARB] がRACSに含ま れる。 ビット４ ARB に対する別のタイムアウト。これはビット３がセットさ れる時のみセットされる。 ビット５ 符号プレゼント。もしセットされれば、[Code]がRACSに含ま れる。 {[RefRACS] } [Type]のビット０がセットされる時に限り現れるパラメータ。 それは応答に対する独自の自己表示を定義する。[20 _h ] から [7E _h ] の間の両者を含む95の値の１つを持つであろう１個の 文字である。 ページャは[RefRACS] がICS 中の[RefICS]に整合する時に限り アクノレジメントを送出できる。 メッセージに対する他の形式の応答に対しては、[Time]パラメ ータに規定されるタイムリミットが使用される。 {[Time]} アクノレジメントされないページャ送信に対してタイムリミッ トを設定するパラメータ。このパラメータは[Type]パラメータ のビット１及び２の両者がクリアである時には現れない。 応答はこのタイムリミット外では送出できない。該タイムリミ ットは時刻スタンプの使用又はページャ内部時計の使用の２方 法の内の１つにより規定される。もし時刻スタンプが使用され れば、[Time]はICS[Time] パラメータとフォーマットにおいて 同一である。その内容は現在の時刻に加えて要求された勧誘ウ インドウである。応答はICS[Time] パラメータが[Time]パラメ ータより少ない時に限り可能となる。 もしページャの内部時計が使用されれば、[Time]は両者を含む <60_h > から <7E_h > の間の単一文字である。応答はメッセー ジに対して下記の意味を持つ次の[Time]に対してのみ行われる ：最小重要度４ビットを使用の分単位の <60_h > から <6F_h > タイムリミット;<70_h >30 分；<71_h >60 分;<72_h >120分;<73_h >180分;<74_h >360分;<75_h >12 時間;<76_h >24 時間; 他の全て の値は予備。 例えば、もし[Time]が'e'( <65_h >)であれば、その時にページ ャはメッセージに対して次の５分間のみ応答を送信できる。も し[Time]が'JF!'( <4A_h ><46_h ><21_h >)であれば、その時にペ ージャはメッセージに対してICS が10番目の月の0633以前の時 刻スタンプを持っている時に限り応答を送出することができる。 {[ARB] } このパラメータはもし[Type]のビット３がセットされる時にの み現れページャのためにREC ビットを定義する。 単一のページャへの呼に対して：このパラメータはそれぞれ'0' と '9' の間及び両者を含む２個の16進法の文字を含む。両方の組み合 わせにより'00'から'FF'の範囲の２ディジットの16進法の数字を構 成する。 １群のページャへの呼に対して：このパラメータは３文字'Gn₁n₂' を持つが、そこでn₁n₂はそれぞれ'0' と'9' の間及び両者を含む２ 個の16進法の文字である。両方の組み合わせにより'00'から'FF'の 範囲の２ディジットの16進法の数字を構成する。 この代わりに、それは１文字’Ｌ’を含むこともできる。これはペ ージャに[ARB] の事前の値の使用を指示する。 {[TimeARB] } このパラメータはもし[Type]のビット４がセットされる時にの み現れる。 このパラメータの内容のフォーマットは[Time]のそれと同一で ある。それは[ARB] に適用するタイムリミットを規定する。も しこのパラメータが存在しなければ： もし[Time]が存在すれば、それは[ARB] に適用するタイム リミットを規定する。 他の場合は、[ARB] は[RefRACS] が勧誘制御シーケンスIC S 中の[RefICS]に整合する時にのみ適用する。 {[Code]} このパラメータはもし[Type]のビット５がセットされる時にのみ現 れる。 このパラメータはこの特定のメーセージへの全ての応答に対してペ ージャにより使用される符号を定義する。これは、一時的シーケン ス配分制御シーケンスTSACS 及び一時的フェーズ配分制御シーケン スTPACS に代わって使用される。 [Code]は下記のようにフォーマットされる２、３又は５文字を有す る： ２文字： [Phase] ３文字： [Init b][Init c] ５文字： [Init b][Init c][Phase] 但しここで、 [Init b] １文字を有する。最小重要６ビットが'b'6ビットイニシ アライザを定義する。ビット７は無視されて、いかなる 値を持っても良い。 [Init c] ２文字を有する。各文字の最小重要６ビットと共に'c'1 2 ビットイニシアライザを定義する。２文字の内最初の ものは最重要６ビットであり、第２のものは最小重要で ある。両方の文字において、ビット７は無視されて、い かなる値を持っても良い。 [Phase] ２文字を有する。各文字の最小重要６ビットは両方で０ と4095の間の12ビット数を定義する。２文字の内最初の ものは最重要６ビットであり、第２のものは最小重要で ある。両方の文字において、ビット７は無視されて、い かなる値を持っても良い。 この命令はRACSの長さが分かっていないのでデリミッタ(delimiter) を必要と する。 第１勧誘制御シーケンスFICSは勧誘制御シーケンスICS 及び応答配分制御シー ケンスRACSの組み合わせであり、個別のページャ又は１群のページャに送出でき る。ページャは応答を直ちに送出する。 FICSは下記のフォーマットを持つ： <1E_h >'F'[Length] 但し、[Length]はICS 命令の中のそれと同一である。 FICSは下記のICS 及びRACSと同じものである殊に注意する必要がある： <1E_h >'1'<21_h >[Ref] <30_h >[Length]<1E_h >'T' <41_h >[Ref] 但し、[Ref] はいかなる文字でもよい。これはアクノレジメント応答のみに限 定され、段階的除去の実施には使用できない。 この命令はFICSの長さが既知であるのでデリミッタを必要としない。 埋め込まれた回答制御シーケンス(EACS)は利用者にメセージに対する回答を与 えることを可能にする。EACSはRACSと同一のメッセージ中にのみ送出でき、且つ そのメッセージにしか適用されない。 埋め込まれた回答の２個の形式がサポートされている。第１においては、実際 の回答メッセージがメッセージに埋め込まれて送出される。第２においては、応 答の事前に定義された辞書が指定される。この場合はただ１個のEACSがメッセー ジ中に送信されるであろう。 これらの形式は排他的に使用されねばならない。１個のメッセージはどちらか の形式のEACSを含むことはできるが、両方の形式のEACSを含むことはできない。 第１の形式では、EACSは下記のフォーマットを有する： <1E_h >'R'[Answer] [Answer] は印刷可能な文字を使用の何らかの一連のものである。 <20_h > 及 び <7E_h > を含むその間の範囲に無い文字は許容されない。 この命令は、これに続く何らかの命令( 例えば、別のEACS，又はEOC)、又はメ ッセージの最後の制御文字により制限解除される。 この形式の１又は複数のEACSがメッセージ中に送信されるであろう。そのよう なメッセージの受信により、ページャは利用者に回答を選択するように促すであ ろう。また追加のインプリシトEACSが存在する。それはページング・システムで は送出されないであろうが、利用者が希望すれば応答として選択できるであろう 。これは下記である筈である： 「これらの何れでもない」（“None of these”） 例えば、メッセージは下記とする： 今夜マクドナルドで会いませんか？ <1E_h >R6pm <1E _h >R7pm <1E _h >R8pm <1 E _h >RNo <1E_h > R 私は後刻君に電話するだろう。 そのようなメッセージを受信すると、ページャは利用者に下記から回答を選択 するように促すであろう： 午後６時(6pm) 午後７時(7pm) 午後８時(8pm) 否(No) 私は後刻君に電話するだろう。 それらの何れでもない。 第２の形式では、ページャに事前に蓄積された録音された回答が使用されるで あろう。ただ１個のEACSが下記のフォーマットと共にメッセージ中に送信される であろう： <1E_h >'rx' 但しここでx は'0' から'9' まで及び'A' から'F' までの間の１桁の16進法の数 である。 これはページャ中の16個の録音された回答辞書の１つを識別する。辞書は256 エントリまでのどのような長さでもよいことに注意する必要がある。録音された 回答辞書はオプショナルであり、要求される限りの数が運営体によって定義され る。 この形式の命令は、その長さが既知であるので制限除去器を必要としない。 デフォルト回復配分制御シーケンス(Restore Default Allocation Control Se quence)RDACSはデフォルト・フィードバック・マスク、イニシアライザ、及びペ ージャにより使用されたフエーズを回復するために使用される。それは個人宛メ ッセージ及びグループ宛メッセージの両者に送信される。この命令はPPFCS,PSAC S 及びPPACS の効果を除去する。 RDACS はいかなる時にも送出できるが、RACSを含むメッセージ中に送信さねば ならない。これはページング・システムに、RDACS が正確に受信されたか否かを 決定できるようにする。 RDACS は下記のフォーマットを持ち、パラメータは持たない： <1E_h >'D' この命令はRDACS の長さが既知であるのでデリミッタを必要としない。 命令終端(EOC) 制御シーケンスは、もし要求されれば制御シーケンスの終端を マークするためのデリミッタとしてどのようなメッセージ中にも送信できる。他 の何らかの制御文字又はメッセージの終端も又制御シーケンスの終端をマークす ることに注意すべきである。 EOC は下記のフォーマットを持ち、パラメータは持たない： <1_h >'E' 一時的シーケンス配分制御シーケンスTSACS は個人宛メッセージ及びグループ 宛メッセージの両者に送信される。TSACS は[Code]パラメータを持たないRACSと 同じメッセージ中に限り送信されるであろう。 TSACS は下記のフォーマットを有する： <1E_h >'X'[Init b][Init c] [Init b] １文字を有する。最小重要度６ビットは'b'6ビットイニシャライザ を定義する。ビット７は無視され、いかなる値を持っても良い。 [Init c] ２文字を有する。各文字の最小重要６ビットと共に'c'12 ビットイ ニシアライザを定義する。２文字の内最初のものは最重要６ビット であり、第２のものは最小重要である。両方の文字において、ビッ ト７は無視され、いかなる値を持っても良い。 もしTSACS がグループ呼として送信されればシーケンスおよびフエーズの両者 は後述のように一時的に調整されることに注意する必要がある。 一時的フェーズ配分制御シーケンスTPACS は１個のページャに固有のRIC のみ に送出され、グループ呼には送出されないだろう。ページャにより使用されるデ フォールト・フエーズに上乗りするのが一般的である。TPACS は[Code]パラメー タを有さないRACSと同一のメッセージ中にのみ送出され、且つそのメッセージへ の応答としてのみ適用されるであろう。 TPCAS は下記のフォーマットを有する： <1E_h >'z'[Phase] [Phase] ２文字を有する。各文字の最小重要６ビットは両方で０と4095の間 の12ビット数を定義する。２文字の内最初のものは最重要６ビット であり、第２のものは最小重要である。両方の文字において、ビッ ト７は無視されて、いかなる値を持っても良い。 ページャが使用するシーケンスのフェーズは[Phase] であるべきである。この パラメータの使用は表２との関連において後述する。 この命令はTPACS の長さが既知であるのでデリミッタを必要としない。 可能・禁止送信制御シーケンス(TEICS) はページャ送信を禁止するため又は可 能にするために送信される。TEICS は下記のフォーマットを有する： <1E_h >'A' ディスエーブル(disable) <1E_h >'z' イネーブル(enable) この命令はページャ中の送信パラメータを変更する。もしイネーブルされれば 、ページャは送信してもよい。もしディスエーブルされれば、ページャは送信が 許されず、単に片方向ページャとして機能するに過ぎない。 この命令はTEICS の長さが既知であるのでデリミッタを必要としない。 パーマネントP.N.ファミリ配分制御シーケンス(PPFACS)は１個のページャ固有 のRIC へのみ送出されることができて、グループ呼には送出されないだろう。そ れはシーケンス・ジェネレータにより使用されるデフォルトXOR フイードバック ・マスクに上乗りして使用されるのが一般的である。 PPFACSは[Code]パラメータを有さないRACSと同一のメッセージ中にのみ送出さ れ、それ及び全ての続くメッセージに適用される。 １個のページング・システムの全てのページャは同一ファミリを使用しなけれ ばならない。この命令は異なるデフォルト・ファミリを使用するローミング・ペ ージャに送られねばならない。 PPFACSは下記のフォーマットを有する： <1E_h >'P' [Mask h_a ][Mask h_b ][Mask h_c ] [Mask h_a ] ２文字を有する。各文字の最小重要度６ビットは共に'h_a '12 ビ ット・フイードバック・マスク108 （図８参照）を定義する。２ 文字の内最初のものは最重要６ビットであり、第２のものは最小 重要である。両方の文字において、ビット７は無視されて、いか なる値を持っても良い。 [Mask h_b ] １文字を有する。最小重要度６ビットは'h_b ' ６ビットフイード バック・マスク112 （図８）を定義する。ビット７は無視されて 、いかなる値を持っても良い。 [Mask h_c ] ２文字を有する。各文字の最小重要度６ビットは共に'h_c '12 ビ ット・フイードバック・マスク110 （図８）を定義する。２文字 の内最初のものは最重要６ビットであり、第２のものは最小重要 である。両方の文字において、ビット７は無視されて、いかなる 値を持っても良い。 この命令はPPFACSの長さが既知であるのでデリミッタを必要としない。 一時的P.N.ファミリ配分制御シーケンスTPFACSは１個のページャ固有のRIC へ のみ送出されることができて、グループ呼には送出されないだろう。それはシー ケンス・ジェネレータにより使用されるデフォルトXOR フイードバック・マスク に上乗りして使用されるのが一般的である。TPFACSは[Code]パラメータを有さな いRACSと同一のメッセージ中にのみ送出され、該メッセージに対する応答のみに 適用される。 TPFACSは下記のフォーマットを有する： <1E_h >'Q' [Mask h_a ][Mask h_b ][Mask h_c ] 但し、パラメータはPPFACSに対する上記と同様である。この命令はTPFACSの長 さが既知であるので、デリミッタを必要としない。 パーマネント・シーケンス配分制御シーケンスPSACS は１個のページャ固有の RIC へのみ送出されることができて、グループ呼出しには送出されないだろう。 それはページャにより使用されるデフォルト・シーケンス・レジスタに上乗りす るのが一般的である。PSACS は[Code]パラメータを有しないRACSと同一のメッセ ージ中にのみ送信でき、前記及び全ての続くメッセージに適用される。 PSACS は下記のフォーマットを有する： <1E_h >'W'[Int b][Int c] 但し、パラメータはTSACS に対する上記と同様である。 この命令はPSACS の長さが既知であるので、デリミッタを必要としない。 パーマネント・フェーズ配分制御シーケンスPPACS は１個のページャ固有のRI C へのみ送出されることができて、グループ呼出しには送出されないだろう。そ れはページャにより使用されるデフォルト・フェーズに上乗りするのが一般的で ある。PPACS は[Code]パラメータを有しないRACSと同一のメッセージ中にのみ送 信でき、前記及び全ての続くメッセージに適用される。 PPACS は下記のフォーマットを有する： <1E_h >'Y'[Phase] [Phase] ２個の文字を有する。各文字の最小重要度の６ビットは０と4095 の間の１２ビット数を定義する。２この文字中最初のものは最重 要な６ビットを有し、第２のは最小重要度である。両方の文字に おいて、ビット７は無視され、且ついかなる値を取ってもよいで あろう。 この命令は、PPACS の長さが既知であるのでデリミッタを必要としない。 フェーズ・ステップ定義シーケンスPSDCS は許可された符号間のフェーズ・ス テップを定義する。それはローミング・ページャの再プログラムに典型的に使用 されるであろう。 PSDCS は下記のフォーマットを有する： <1E_h >'S'[Phase Step] [Phase Step] いかなる値を有してもよい１文字を有する。最小重要度の６ビッ トはページャで使用されるフェーズ・ステップを定義する。ビッ ト７は無視されて、どのような値を取ってもよいであろう。 この命令はPSDCS の長さが既知であるので、デリミッタを必要としない。 ある場合には、利用者に表示されるべきメッセージの一部中の文字として制御 文字を送信する要求が存在する可能性がある。そのような場合は、エスケープ制 御文字が運営体により定義される。 本発明の実施例において、両方向ページャはトーン呼出しは使用しない。その 代わりに、単一アドレス符号語が使用されているページング呼はページャによる 送信へのアクノレジメントとして翻訳されねばならない。それらは勧誘制御シー ケンスICS 中のREC パラメータの使用に代わるものである。 POCSAGページャに対して、ビット20及び21であるアドレス符号語に使用される 機能ビットは、ページャが応答すべきICS を識別する。該機能ビットはICS[RefI CS] パラメータの２個の最小重要度ビットと整合する。 そのような呼の使用はオプショナルである。 ページング・システムにおける前記の制御シーケンスの使用及びいかにページ ャは両方向ページングの実施のために制御シーケンスに応答すべきかについてこ こに記述する。 下記が適用される： ２種類の送信がページャからなされる： i) 要請された(Solicited) これらはメッセージの結果としてページャに よりなされる予期された送信である。 ii) 自発的な(Unsolicited) これらはページャによりなされる予期されて いなかった送信である。例えば、ローミング の登録のとき、又は利用者が情報を要求する とき。 ページャは勧誘制御シーケンスICS 又は第１勧誘制御シーケンスFICSが受信さ れた後にのみ応答を送信できる。制御シーケンス中のパラメータが応答が許可さ れるか及びどの様な応答が許可されるかを決定するために使用される。自発的な 応答が求められる時以外は、ICS がRACSと共に使用される。FIISは独自に使用さ れる。 ページャはメッセージに対する応答として数種類の符号の１つを送信するであ ろう。異なる符号の意味は後刻定義される。 アンサバック符号は３種類の内の何れかの１つに該当する： i) デフオルト これらは既に図８及び９の記述に関連して定義さ れた。 ii) パーマネント ときにより、ページャはメッセージへの応答に対 して異なるアンサバックを使用することが指示さ れるかもしれない。そのような指示は典型的にロ ーミング・ページャに与えられる。RDACS は利用 者にデフォルト符号の使用を再開させることにな る。 iii)一時的 メッセージは、そのメッセージに対してのみペー ジャによって使用されるアンサバック符号を含む であろう。メッセージに対する後に続く応答はデ フォルト又はパーマネント符号を使用する。 運営体は２個の基本的なストラテジーの１つを使用できる。 １）メッセージに直ちに応答するように促す。これは同一メッセージ中にICS 及 びRACSを送出するか、又はFICSを送出することにより達成される。一般に極 く僅かのページャのみが同時に応答を送信するであろう。 ２）ページャに共に応答するように促す。これは、個別メッセージにRACSを送出 して、次いでグループ呼出し出しとしてICS を送出することにより達成され る。もしアップリンク及びダウンリンク伝送に同一周波数が使用されれば、 この技術が要求される。 メッセージに対する応答の送信に合計２¹⁸シーケンスがページャにより使用可 能である。フェーズ・ステップに応じて、シーケンス当たり最大512 符号が利用 できる。これは最大２²⁷符号が使用可能であることを意味する。 これらの符号は２個の目的の内の１つとして使用可能であり、それらは個別ペ ージャに対する予約された符号又は一般使用のための予備符号としてである。 定数[Ｎ]及びパラメータ［Phase Step］は（符号発生に関連して上記に記述し たように）多くのオプションを提供する。フェーズ・ステップ値の８及び16に対 するこれらを表２に示す。表２：フェーズ及びシーケンス 上記において定義された制御シーケンスは、（シーケンス及びフェーズの両者 の）符号をメッセージ毎に配分できるようにする。３種のストラテジーが利用で きる： １）シーケンス又はフェーズ再配分の使用禁止且つ予備シーケンスの所持禁止。 このストラテジーは同時には唯１個の両方向メッセージの送出が許されるこ とを意味する。 ２）フェーズ再配分のみの使用。この場合には一定数のページャがそれらに与え られたシーケンスのフェーズを共用するであろう。例えば、若し［Ｎ］が４ で且つ[Phase Step]が８であるならば、16個のページャが同一シーケンス の 256フェーズの全てを共用するであろう。 ３）シーケンス及びフェーズ再配分の常時使用。この場合、［Ｎ］は大きな値に 設定され且つ予備シーケンスが常にメッセージに対して使用されねばならな い。 各種の組み合わせが使用できるであろう。もしローミングがサポートされてい れば、ローミング・ページャはその[Phase Step]パラメータを再プログラムす る必要があるであろう。 ページャはそれぞれが異なる意味を持つ多数のシーケンスを送信できるであろ う。基地局での処理を限定するために、ICS はページャからの送信をICS 及びRA CS中の[Type]パラメータの適切な使用によりサブセットに制限できる。 ページング網制御装置により要請される送信は下記を含む： ACK: アクノレジメント。これはページング網制御装置にメッセージは正確に 受信されたことを通知する。 DISP: 表示された。これはページング網制御装置にメッセージは正確に受信さ れ且つ利用者に対し表示されたことを通知する。 ANR: 回答準備完了。これはページング網制御装置にメッセージに対する利用 者回答が準備完了であることを通知する。 FLG: いかなる回答も準備完了。これはページング網制御装置にいかなるメッ セージに対する利用者回答も準備完了であることを通知する。 ANSn: メッセージに対する実際の回答であり、n は数である。 自発的な送信は下記を含む： REG: 登録。 DAT: データ、そこではアップリンクに高速データ速度が使用される。 ページャにより使用される疑似ランダム・データ・シーケンスは図８及び９の 記述に関連して上記に定義されている。しかし、それは表１に定義される命令の 受信により変更できる。 ページャはアンサバック・フェーズを下記のように使用しなければならない： フェーズ - ACK 又はREG メッセージ・アクノレ ジメント又は登録 フェーズ＋フェーズ・ステップ - DISP メッセージが表示され た フェーズ＋２×フェーズ・ステップ - ANR 又はFLG 回答準備完了 フェーズ＋３×フェーズ・ステップ - ANS0 「何れでもない」 フェーズ＋４×フェーズ・ステップ - ANS1 利用者回答 1 フェーズ＋５×フェーズ・ステップ - ANS2 利用者回答 2 フェーズ＋(N-3) ×フェーズ・ステップ- ANSN 利用者回答 N 但しここで、ページャのデフォルト・フエーズ及びフェーズ・ステップは 既に定義済である。該フェーズ・ステップは表１に定義される命令により変更可 能である。下記の制約が適用される： REG 及びFLG 応答は一時的シーケンス又はフェーズ上に送出できない。 もしページャに対して応答を要する１個以上のメッセージが送出されるならば 、その時はRACS[Code]パラメータ、又はTSACS 及びTPACS が使用されるべきであ る。 もしページャが１個以上のメッセージに対して応答準備完了であれば、最も篩 メッセージに対する応答が与えられるべきである。例外は、ばらばらになったメ ッセージが送信され他の法則が適用される時である。 下記の法則がページャによる応答の送出が許可されるか否かの決定に使用され ねばならない。ICS 、RACS及びFICSが参照されている。もし段階的除去が使用さ れれば、段階的除去の論議に関連して後刻定義される法則が適用される。 メッセージに対するアクノレジメントACK は下記の条件が適用される時に限り 送出してもよい： 下記の全ての内の何れかである： RACS[Type]パラメータがアクノレジメントを許可する。 ICS[Type] パラメータがアクノレジメントを許可する。 RACS[RefRACS] 及びICS[RefICS] パラメータが同一である。 ICS がRACSに続き最初に受信したICS である。 又は： FICSが送信されている。 更に下記が適用される： メッセージは受信され全ての誤りは訂正された。 メッセージは１日以内のものである。 メッセージへのDISP応答は下記の全ての条件が適用される時に限り送信が許さ れる： メッセージが利用に表示された。これはページャに依存する機能である ことに注意すべきである。 RACS[Type]パラメータが表示された応答を許可する。 ICS[Type] パラメータが表示された応答を許可する。 RACS[Time]パラメータがICS[Time] パラメータより大きい。 メッセージは16日以内のものである。 もしメッセージに対する前のDISP送信が送出されたがアクノレジメント されていない。 事業者により定義される[R] において、[R]DISP 送信以上がメッセージ に対してなされていない。例えば、R が３であれば段階的除去に起因す る再送信は計数しないで、ただ３回のDISP送信がメッセージの対してな されるであろう。 ANR,FLG 及びANSn応答はメッセージへの利用者の回答を伝達するために使用さ れる。その用途は下記の通りである： ANR: 利用者の回答が送出準備完了である。この種の応答は運営体にとって 探査する以前に回答が準備完了であることが決定できれば処理負荷を 軽減できる。 FLG: この応答は回答を持つ１個以上のメッセージがページャに送信された 時にのみ使用される。それは、いずれの未処理のメッセージに対して も回答の準備が完了していることを示す。 ANSn: これはメッセージに対する実際の回答である。 これは３個のストラテジーの１つの使用を可能にする： １） ANR 応答を要求し、次いでANSn応答を要求する。これは多数の応答が 予測される時に使用されるべきである。 ２） FLG 応答を要求し、次いでANSn応答を要求する。 ３） 単にANSn応答を要求する。これは予測される応答数が少ない時に使用 されるべきである。 メッセージに対するANR 応答は、下記の条件が適用される場合に限り送出される であろう： 利用者がメッセージに対する回答を所有している。これはページャに依 存する機能であることに注意する必要がある。 RACS[Type]パラメータが利用者回答応答を許可する。 ICS[Type] パラメータが特定の利用者回答準備完了応答を許可する。 RACS[Time]パラメータがICS[Time] パラメータより大きい。 メッセージは16日以内のものである。 [R]ANR送信以上がメッセージに対してなされていない。 メッセージに対するFLG 応答は下記の全ての条件が適用される場合に限り送出さ れる： 利用者がいかなるメッセージに対しても回答を所有する。これはページ ャに依存する機能であることに注意する必要がある。 RACS[Type]パラメータが利用者回答応答を許可する。 ICS[Type] パラメータが一般の利用者回答準備完了応答を許可する。 RACS[Time]パラメータがICS[Time] パラメータより大きい。 メッセージは16日以内のものである。 [R]FLG送信以上がメッセージに対してなされていない。 ANSn応答は下記の全ての条件が適用される場合に限り送出される： 利用者がメッセージに対する回答を選択した。これはページャに依存す る機能であることに注意する必要がある。 RACS[Type]パラメータが利用者回答応答を許可する。 ICS[Type] パラメータが利用者回答応答を許可する。 RACS[Time]パラメータがICS[Time] パラメータより大きい。 メッセージは16日以内のものである。 [R]ANSn 送信以上がメッセージに対してなされていない。 ここで[R] はDISP応答に対するものと同一である。 登録応答REG は下記の条件が適用される場合に限り送出される： REG 命令の送出の必要性が存在する。（これはアプリケーションに依存 するものである。） ICS[Type] パラメータが自発的な応答（ビット５はクリア）を示す。 ICS[Type] パラメータに定義されるURN は18(<52_h >)に等しいか又はそ れ以下である。 登録のためにページャによって使用されるアンサバック符号は図８及び９の記 述に関連して記述されたデフォルト符号であるべきであり、さもなければパーマ ネント符号は表１の命令により修正される。この符号は下記により更に修正され る： URN はシーケンス・ジェネレータ（図８）のｂ及びｃシフト・レジスタ118 及 び116 のそれぞれに適用されねばならないマスクを定義する。該マスクはシフト ・レジスタ中の数値によりAND されるべきで、その結果はシフト・レジスタ118 及び116 に蓄積される。 ページャにより使用されるフエーズは修正されずに留まる。もしURN がゼロで あれば、その時にはシーケンスも又修正されずに留まることに注意が必要である 。 URN の使用は運営体に自発的方法で登録を希望しているページャを識別できる ようにする。これは、基地局が数千のアンサバック符号を探さねばならないこと を防ぐ。 両方向メッセージングは個人呼に限られない。ページャ・グループへの両方向 呼に対して、２種類の技術が適用できる： １）デフォルト又はパーマネント符号の使用 ２）一時的符号の使用 デフォルト又はパーマネント符号を使用のグループ呼はグループに両方向メッ セージを送出する最も簡単なメカニズムである。下記が適用される： グループ呼は他のグループと共用する共通のRIC 上に受信される。 一時的符号はメッセージ中に定義されない。 ページャは個別呼出しと同様にグループ両方向呼出しに応答する。 ページャはグループRIS と個人RIS の間の差異を知る必要はなく、各ページャ はその独自の符号に応答する。 この技術には２個の制限があることに注意が必要である： ｉ）同時には、唯１個のそのような両方向呼出しが送出できる。 ii）回答のために利用できる符号の数には制限がある。 一時的符号を使用のグループ呼出しはグループ呼出しを送出するためには一層 複雑なメカニズムであるが、デフォルト又はパーマネント符号を使用の時はその 制限を克服する。下記が適用される： 各ページャはイネーブルされたグループ呼出しIDを持つ共通のRIC を持 たねばならず、且つ各ページャは独自のサブアドレス[2] を持たねばな らない。グループ呼出しは、そこでは少なくとも１個のワイルドカード 文字が使用されているものとして定義される。 全てのグループ呼出しはRACSの[Code]パラメータの使用又はTSACS 及び TPACS 命令の使用の何れか使用の一時的シーケンス及びフェーズを含ま ねばならない。 ページャにより使用のフェーズは下記であるべきである： ([Phase Step]×[C_N ] ×[sub - address+Phase])MOD2¹² このページャで使用されるシーケンスは下記でなければならない： ([init b][init c]+([Phase Step]×[C_N ] ×[sub - address+Phase])DIV2¹²) MOD2¹⁸ ここで[Phase Step]は既に記述され且つ[init b][init c]及び[Phase] はRACSの[Code]パラメータ中、又はTSACS 及びTPACS 中に定義されてい る。 [C_N ] はメッセージに対する可能な応答の数を定義し、下記により計算 される： もしRAKS[Type]パラメータがACKsを許可するならば、 ｒ_ack ＝１，さもなければｒ_ack ＝０ もしRAKS[Type]パラメータがDIPSを許可するならば、 ｒ_disp＝１，さもなければｒ_disp＝０ もしRAKS[Type]パラメータがANRsを許可するならば、 ｒ_anr ＝１，さもなければｒ_anr ＝０ もしｒ_anr ＝１；もし録音された辞書が使用されれば、 ｒ_ans =256,さもなければｒ_ans ＝１＋可能な回答の数 もしｒ_anr ＝０；ｒ_ans ＝０，ならば Ｃ_N ＝ｒ_ack ＋ｒ_disp＋ｒ_anr ＋ｒ_ans もし受信器サイトがCDMA送信に関連する遠近問題から悪影響を受けそうであれ ば、特に段階的除去が適用できる。多数の受信機サイトを有する分散ページング ・システムにおいては、この問題は重大ではないと考えられ、この技術はオプシ ョナルとなる。 もし段階的除去が使用されるべきではなければ、ICS[Slot] パラメータは常に ゼロであるべきである。 段階的除去は下記により実施される： 数個のICS が直列に送出される。 全てのページャは第１番目のICS に応答する。 次いで第２番目のICS が[REC]パラメータを含んで送信される。これは ページャにその応答が受信されたか否かを通知する。 応答が受信されなかったページャのみが、第２番目のICS に応答して再 送信を行う。 第３及びそれに続くICS がそれぞれ[REC] パラメータを含んで送信され る。 典型的に、[Length]パラメータは最初のICS に対しては低い値に設定さ れ、一連の続くICS において増加される。 アンサバック・シリーズの最後においても、ページャ・システムによって応答 が未だ検出されていないページャが幾つか存在するかも知れない。そのような場 合には、該ページャ・システムは最初のメッセージを再送信するであろう。運営 体はメッセージを送信すべき最大回数を規定するであろう。 ページャが異なるシリーズ間で混乱させられることを防止するために、ICS 中 の[RefICS]及び[Slot]パラメータは下記のように使用される： [RefICS]パラメータは各シリーズに対して同一であり、次のシリーズで１増 加される。もし[RefICS]が<7F _h > に到達すれば、<20 _h > にリセットされ る。 シリーズの第１ICS に対するSlotパラメータはゼロであり該シリーズの各IC S に対して１増加される。 [REC] パラメータは[Slot]がゼロでない時にのみ現れる。 例えば、シリーズは次の通りであろう： <7E_h ><30_h >，<7E_h ><31_h >， <7E_h ><32_h >，<7E_h ><33_h >， 次のシリーズは従って次の通りであろう： <20_h ><30_h >，<20_h ><31_h >， <20_h ><32_h >，<20_h ><33_h >， その次は： <21_h ><30_h >，<21_h ><31_h >， <21_h ><32_h >，<21_h ><33_h >， 以下、同様。 ICS[REC]パラメータはRACS[ARB] パラメータと共に使用され、且つそれらは段 階的除去を実施するために使用される。 これは自己の送信が受信されたかを決定するために段階的除去シリーズの前の ICS において送信したページャにより使用される。それは応答が受信されたペー ジャを識別する各種のビット数を含み、その中の１ビットが１個のページャを識 別する。 ページャは何れのビットに関係しているかを下記により決定する： 単一のページャへの呼に対しては、ビット番号はRACS中の[ARB] パラメ ータから一義的に定義されゼロから計数する。（例えば、[ARB] が５で あれば、これは６番目のビットに対応する。） 一群のページャに対する呼に対しては、ビット番号はRACS中の[ARB] パ ラメータで定義されるグループ＋n₁n₂中のページャ番号である。 下記の法則が適用される： もしビットが１にセットされると、ページャは応答を送出することを要 求される。 もしビットが０にセットされると、前の応答が受信され、再送信は要求 されない。 もしICS[Slot] パラメータが0（[REC] パラメータが存在しない）であ れば、ページャは応答を送出することを要求される。 ICS[REC] パラメータは早期に終了でき、予期したより少ないビットを 含むかも知れない。[REC] から切り詰めたビットは推定値０を持つ。 [ARB] 値は時間限界を持っているであろう。これは後刻の送信において他のペ ージャのためにそれを再使用できるようにする。もし時間限界が設定されれば（ RACS[TimeARB]パラメータが存在する）段階的除去は規定された時間までのみ使 用できる。 もし時間限界が規定されなければ、[ARB] 値はメッセージへの応答のために全 ての段階的除去シーケンスヘ適用されることに注意する必要がある。 茲で、制御シーケンス及びページャ応答の使われ方についての記述を行う。 これら各種の使用方法の理解を容易にするためには段階的除去は考慮されない だろう。 図12は時系列図であり、ページング・システムPSが勧誘制御シーケンスICS を 送信し、メッセージは個別のページャPGにより受信され、該ページャがアクノレ ジメントACK を送信する。 もしACK が受信されなければ、該ページング・システムは事業体により決定さ れたように該メッセージを繰り返す。 メッセージが利用者に表示される時にページング・システムが通知されること を希望する場合が存在する。これが図12に示される。ページャ使用者が直ぐには メッセージを見ないようなある場合にはACK 及びDISP応答の両者がページャによ てなされる。他の場合には、単にDISP応答のみで十分である。 図13に示されるように、ACK はICS を含むメッセージへの応答にページャによ り送出される。ページング・システムPSは、メッセージが利用者に表示された時 に、繰り返される可能性のある”Request for DISP”を送出することにより、通 知されることを要求する。一度ページャがメッセージを読めば、該ページャはDI SPを送信する。 'Request for DISP' は[Type]パラメータのビット１及び５がセットされてい る場合にICS が送出されることを意味することに注意が必要である。ICS は個人 向け又はグループ向けメッセージ中に送出される。 メッセージが回答を要求する場合は、ANR,FLG,及びANSn応答が利用者のメッセ ージへの回答を伝達するのに使用される。 これは３個のストラテジー中の１個の使用を可能にする： １）ANR 応答を要求、次いでANSn応答を要求。 ２）FLG 応答を要求、次いでANSn応答を要求。 ３）単にANSn応答を要求。 ページャ網制御器PNC における処理の最小化のために、メッセージに対する利 用者回答は２個の応答で与えられる。最初の応答において、ページャは回答が用 意されていることをPNC に示すANR を送出する。次いでPNC は他の１つのICS を 該ページャに送信し回答を要求する。これに応答して該ページャは利用者回答を 送出する。 次いで、PNC はそのメッセージに対する全ての可能な回答を探索しなければな らない。 ページング・システムPSとページャPGとの間の信号シーケンスを図13に示す。 簡単に、ページング・システムはRACS及びICS を含むメッセージをページャに 送出する。該ページャはACK を送出して受信を認める。該ページング・システム は利用者がメッセージを読み且つ回答を与える時間間隔の後で繰り返されるANR を送信し回答を要求する。ANR への回答は送信され、これの受信への応答として 該ページング・システムは‘Request for ANSn’を送信し、これが該ページャに より応答される。 'Request for ANR' は[Type]パラメータのビット２及び５がセットされる時 にICS が送出されることに注意する必要がある。'Request for ANSn'は[Type]パ ラメータのビット４及び５がセットされる時にICS が送出される。 ページャ網制御器PNC における処理を最小化する他の一つの方法はページャが 最初の応答を送出する時に、どのようなメッセージに対する回答も利用可能であ ることをページャ網制御器に表示するFLG を送出するように、該ページャに要求 する。基地局は該ページャに他の一つのICS を送信し回答を求める。これは図15 に示されるが、ページング・システムが”Request for ANR”を送出しページャ が”ANR”を送信する代わりにページング・システムが”Request for FLG”を送 出しページャが”FLG”を送信する以外は多くの点で図14に類似している。 基地局は次いで全ての前のメッセージに対する全ての可能な回答を探索しなけ ればならない。 'Request fot FLG' は[Type]パラメータのビット２及び５がセットされるとき にICS が送出されることに注意する必要がある。'Request for ANSn'は[Type]パ ラメータのビット４及び５がセットされるときにICS が送出されることを意味す る。 ページャ空の応答数が少ない時は、ページャ網制御器は図14及び図15に示すよ うにICS 中にANR 又はFLG 要求を送出しないで、直接に回答を要求できる。又は 、ページング・システムは”Request for ANSn”を送出し、ページャはそれに対 してANSnを送出して応答する。 'Request for ANSn'は[Type]パラメータのビット４及び５がセットされる時に ICS が送出されることに注意する必要がある。 基地局は次いで全ての前のメッセージに対する全ての可能な回答を探索しなけ ればならない。 登録はページャにページング・システムへの登録を可能にする。これに関し２ 個の用途があり、第１はページャの位置をページング・システムヘ通知すること である。第２はサービスが要求できるようにするためである。下記のサービスが 一例である： 利用者はフラグ・ビットをセットした登録呼でサービスを要求する。この 要求は自発的な応答を要求するグローバルICS を発信するページング・シ ステムヘ応答して送出される。 ページャへのメッセージは利用可能なサービスを記述するEACSを含む。 利用者は応答（例えば、トラヒック・ニュース）を選択する。 ページャへの情報提供のメッセージ。 一連の断片として長いメッセージを送信するのに自動要求(Automatic ReQuest )のARQ プロトコルが適用できる。例えば、１個のACK が数個の断片の受信を確 認するために使用できる。両方向断片メッセージの送出法則は下記である： ｉ．最後の断片以外の全ては一方向又は両方向メッセージとして送信してよ い。最後の断片は両方向メッセージでなければならない。 ii．両方向断片のアクノレジメントは現在までの全ての断片はこの断片も含 め成功裏に受信されていると言う意味として翻訳されねばならない。 iii.最後の両方向断片の全てはACK 応答のみを使用すべきである。最後の断 片は全体のメッセージに適用されるACK,DISP,ANR,FLG及びANSn応答が使用 できる。 iv．回答を組み込んだ断片化されたメッセージに対し、回答への番号の付与 及び利用者が応答選択ができるようにすることは、全ての断片が成功裏に 受信され、且つメッセージが再構成された後のみに許されるべきである。 運営体は、ページャにどのようなプロトコルが使用されているかを知るように 要求することなく、数種のARQ 計画を実施するのにこれらの法則を利用できる。 下記のサブ・セクションはどのようにして標準ARQ 計画が実施できれるかを記述 する。 全体のメッセージに対して１個のARQ を要求する場合は、ページング・システ ムは最後の断片以外の全てを一方向メッセージとして送信する。最後の断片に対 する成功のアクノレジメントは他の全ての断片も成功裏に受信されたことを意味 する。 メッセージがアクノレジメントされなければ、全てのメッセージが再送信され る必要がある。しかし、異なる送信の断片からページャがメッセージを再編する ことが可能であるべきであることに注意する必要がある。これは単純ではあるが 非能率な方法であり、この主目的は他の利用者へのシステム・メッセージ遅延を 減少させることである。 他の解決方法は各断片が両方向メッセージとして送信されるストップ・アンド ・ウエイト(stop and wait) と呼ばれる方法である。ページング・システムは次 の断片を送出する前に成功のアクノレジメントを待つ。 他の一つの解決方法は各断片は両方向メッセージとして前の断片に対する成功 のアクノレジメントを待つことなく送出される。各断片は異なるアンサーバック 符号を必要とするであろう。ページャが最新の断片に対してアクノレジメントし ていないことが判明後、該システムはアクノレジメントされた後の全ての断片を 再送信しなければならない。 更に別の方法として、各断片は前の断片の成功したアクノレジメントを待つこ となく両方向メッセージとして送出される。各断片は異なるアンサバック符号を 必要とするだろう。ページャが最新の断片をアクノレジメントしていないことが 判明した後、システムはアクノレジメントされた後の１個の断片を再送信するベ きである。 これらの異なる手法の組み合わせが使用できるであろう。例えば、ストップ・ アンド・ウエイトは、各Ｎ番目の断片が両方向メッセージである単一ARQ と組み 合わせられるであろう。 現在の公開を読むことにより、他の変形が当業界の専門家には明瞭であろう。 そのような変形は、メッセージ伝送システム又はその構成部品の設計、製造及び 使用において既知であり、且つここに既に記述のに代わりもしくは追加して使用 されるであろう他の様相を含むであろう。工業上の応用性 両方向伝送システム、例えばアンサバック・ページング方式。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．ダウンリンク上で送信を行う少なくとも１個の１次局と；アップリンク上で 送信を行う複数個の２次局と；を有して成り、それらの各２次局はそれぞれ自 己のアドレスを持ち、該アドレスはダウンリンク・メッセージの一部として送 信されるメッセージ伝送システムを運営する方法において、 アップリンク送信は疑似ランダム・データ・シーケンスを含み；その疑似ラ ンダム・データ・シーケンスは１個の２次局により使用され；該２次局は、そ の２次局に割り当てられたアドレスとメッセージ中に含まれる情報との、少な くともいずれか一方又は双方に依存する；ことを特徴とするメッセージ伝送シ ステムの運営方法。 ２．ダウンリンク上で送信を行う手段を持つ少なくとも１個の１次局と；アップ リンク上で送信を行う手段を持つ複数個の２次局と；を有して成り、それらの ２次局の各々が、ダウンリンク・メッセージの一部として送信される自己のア ドレスを持つメッセージ伝送システムにおいて、 上記２次局の中の上記手段は、メッセージに対する応答を生成し；それらの 応答は疑似ランダム・データ・シーケンスを含み；その疑似ランダム・データ ・シーケンスは任意の１時点で２次局により生成され；それは、その２次局に 割り当てられたアドレスとメッセージ中に含まれる情報との、少なくともいず れか一方又は双方に依存する；ことを特徴とするメッセージ伝送システム。 ３．請求項２に記載のシステムにおいて、上記２次局の上記手段は更に、応答の 形式の性質に基づいて、疑似ランダム・データ・シーケンスを選択することを 特徴とするメッセージ伝送システム。 ４．請求項２又は３に記載のシステムにおいて、上記１次局は複数個の上記２次 局に対してグループ・メッセージを送出し、また、上記のアドレスを付された ２次局内の上記手段は、独自の疑似ランダム・データ・シーケンスを、応答と して生成することを特徴とするメッセージ伝送システム。 ５．請求項２、３又は４に記載のシステムにおいて、上記２次局のうちの少なく とも１個は、複数の受信メッセージを記憶するための記憶手段と、上記複数の メッセージの各々に対して独自の応答を生成する手段とを持つことを特徴とす るメッセージ伝送システム。 ６．請求項２ないし５のうちのいずれか１項に記載のシステムにおいて、上記１ 次局は、長いデータ・メッセージを断片化する手段を持ち、また、それらの断 片を受信する上記２次局は、少なくとも最後の断片を受信した後で、疑似ラン ダム・データ・シーケンスを送出することを特徴とするメッセージ伝送システ ム。 ７．請求項６に記載のシステムにおいて、上記２次局は、各断片を成功裏に受信 したことに応答して、疑似ランダム・データ・シーケンスを送出することを特 徴とするメッセージ伝送システム。 ８．請求項２ないし６のうちのいずれか１項に記載のシステムにおいて、 上記１次局は、上記２次局に応答を送信するように勧誘する手段を有し、 該手段は、その勧誘を繰り返し且つそのようにすることにより成功裏に受信 した応答の受信をアクノレジし、また 上記２次局のうちのその応答に対しアクノレジメントを受信する２次局は、 繰り返された勧誘に対し応答することを差し控えることを特徴とするメッセー ジ伝送システム。 ９．少なくとも１個の１次局が、アドレスを付された２次局へのダウンリンク上 でメッセージを送信し、その２次局はアップリンク上で送信を行う手段を持つ ところのメッセージ伝送システム内で使用する２次局において、 上記２次局の中の上記手段は、受信したメッセージに応答して疑似ランダム ・データ・シーケンスを生成し、その疑似ランダム・データ・シーケンスは任 意の１時点で、その２次局に割り当てられたアドレスとメッセージ中に含まれ る情報との少なくともいずれか一方又は双方に依存して、生成されることを特 徴とする２次局。 10．請求項９に記載の２次局において、１次局がグループ・メッセージを送出す るのに応答して、上記２次局の中の上記手段は、独自の疑似ランダム・データ ・シーケンスを応答として生成することを特徴とする２次局。 11．請求項９又は10に記載の２次局において、複数の受信メッセージを記憶する ための記憶手段を持ち、また、上記手段は上記複数のメッセージの各々に対し 独自の応答を生成することを特徴とするメッセージ伝送システムに使用の２次 局。 12．請求項９ないし11のうちのいずれか１項に記載の２次局において、断片化さ れた長いデータ・メッセージを受信したことに応答して、該２次局は少なくと も最終の断片を受信した後で疑似ランダム・データ・シーケンスを送出するこ とを特徴とする２次局。 13．ダウンリンク上で送信を行うための手段を持つ少なくとも１個の１次局と、 アップリンク上で送信を行うための手段を持つ複数個の２次局とを有し、上記 アップリンク上での送信は疑似ランダム・データ・シーケンスを含むところの メッセージ伝送システム内で使用する１次局において、 該１次局は、メッセージを受信するため；メッセージを符号化するため；上 記２次局のアドレスを付与するため；及び、複数のメッセージをダウンリンク 上で送信されるメッセージ・ストリームの中へコンパイルするため；の手段を 持ち、また 上記１次局は、アップリンク送信を受信するため；受信したアップリンク送 信を復号するため；成功裏に受信したそれらのアップリンク送信をアクノレジ するため；及び、アクノレジメントを受信していない２次局に、そのアップリ ンク送信を繰り返すことを勧誘するため；の手段を更に含むことを特徴とする １次局。