Méthode et système pour la résolution du problème de conflit dans un canal de communication partagé

Les systèmes informatiques modernes sont devenus de plus en plus ouverts, dans la mesure où ils sont dotés de moyens plus ou moins sophistiqués, leur permettant d'entrer en dialogue ou en échange d'informations avec d'autres systèmes, moyennant des supports de communication. Un exemple très courant est le cas de réseaux d'ordinateurs connectés entre eux et situés géographiquement dans un endroit tout en constituant un réseau local. En se partageant un moyen physique de communication commun qu'on désigne par canal de communication, chaque dispositif a le droit d'utiliser ce canal afin de communiquer avec n'importe quel élément communiquant liée au réseau. Mais, ceci nécessite la mise en place d'un protocole qui gère l'accès au canal. Historiquement il y a deux grandes familles de protocoles qui gère l'accès au canal de communication : les protocoles à accès contrôlé et les protocoles à compétition. Les protocoles à compétition fonctionnent sur le multiplexage temporel, où chaque hôte possède une partie de la communication disponible, il y a donc réservation de la bande passante. De nombreux inconvénients sont inhérents à cette technologie : réseau fermé, difficulté de gestion, peu performant, nombre de machines limité. Par contre, les protocoles à compétition ne nécessitent aucune réservation préalable de la bande passante. Le plus de ces protocoles est le protocole CSMA/CD (Carrier Sensé Multiple Accès / Collision Détection ; accès partagé par écoute de la porteuse / à détection de collisions). Dans ce protocole on commence d'abord par la détection de l'état du support de communication pour savoir s'il est occupé ou non, afin de voir la possibilité de communication. Si le canal est libre, la transmission commence tout en écoutant la canal. Si les données transmises ne sont pas les mêmes que celles écoutées dans le canal, le processus de transmission est arrêté et il y' a déclaration d'une collision sur le canal. Chaque dispositif ayant contribué à la provocation de cette collision, déclenche le mécanisme de résolution du problème de collision, en différant sa prochaine transmission à des instants liés à des nombres aléatoires générés dans chaque dispositif. Ainsi, chaque dispositif décrémente sa valeur aléatoire et le premier arrivant à 0, prend le canal et débute sa transmission . Ce protocole présente un défaut majeur : au fur et à mesure que le nombre de dispositifs connectés au réseau augmente, la probabilité d'avoir des collisions augmente, par conséquent le débit global de la transmission dans le canal diminue. Pour améliorer ce protocole, plusieurs solutions ont été apportées, le brevet US005717889A propose un circuit accompagné d'un algorithme de réduction des

collisions. Dans les mêmes réseaux un autre dispositif dédié à la réduction des collisions a été proposé dans le brevet EP1269692B1.

Le brevet WO 2005/099182 Al propose un protocole de résolution de contention dans un canal partagé. Le canal est partagé de telle sorte que plusieurs stations peuvent se combattre pour le canal afin d'avoir l'exclusivité de communiquer à travers ce canal. Les stations qui ne gagnent pas le combat sont éliminées, mais elles peuvent combattre pour le canal pendant les prochaines contentions. Le principe de ce protocole consiste en ce que une station qui combat pour le canal génère un nombre aléatoire ou pseudo aléatoire appartenant à un intervalle compris entre 0 et 1. Le nombre aléatoire de chaque station est vérifié s'il appartient à une fenêtre ayant ses bornes inférieure et supérieure dans un intervalle. Ces bornes inférieure et supérieure sont modifiées une ou plusieurs fois jusqu'à ce que cette fenêtre contienne une unique station. Cette station sera celle qui a gagné la contention et elle prendra la ligne pour communiquer. Le protocole CSMAJCO n'est pas utilisable dans les réseaux locaux sans fils, c'est une version modifiée de ce protocole qui tient compte des contraintes de la transmission radio qui a été utilisée pour ce type de réseaux. Il s'agit du protocole CSMA/CA (Carrier Sensé Multiple Access / Collision Avoidance ; accès partagé par écoute de la porteuse / à évitement de collisions). Ce mécanisme impose l'envoie d'un accusé de réception ( ACK ) pour chaque paquet reçu correctement. Le principe de CSMA/CA est d'écouter le canal avant d'émettre puis de tenter d'obtenir l'accès. Une des situations suivantes peut se présenter : si le canal est inoccupé lorsqu'un nœud cherche à transmettre des données, celui-ci envoie ses paquets après une temporisation. si le canal est occupé, le nœud attend la fin de la transmission pour gagner le droit d'accès au canal.

Lorsque sa temporisation expire et le canal est toujours inoccupé, le nœud peut enfin envoyer ses paquets. Dans un environnement où plusieurs nœuds sont en concurrence pour l'accès au canal, c'est celui qui a choisi la temporisation la plus courte qui gagne le droit d'accès au canal. Les autres nœuds attendent simplement la fin de la transmission pour avoir le droit de tenter à nouveau l'accès au canal. Puisque la temporisation est aléatoire ( uniformément distribuée ) et effectuée pour chaque paquet, le canal est équitablement accessible à tous les nœuds.

Le protocole CSMA/CA permet de gérer les collisions tout en palliant aux contraintes dues aux transmissions radio. Par contre les mécanismes mis en place alourdissent les échanges ce qui rend les performances plus faibles qu'un réseau filaire. De plus, au fur et à mesure

que le nombre de dispositifs connectés au réseau augmente, la probabilité d'avoir des collisions augmente, par conséquent le débit global de la transmission dans le canal diminue. A tout cela, il faut rajouter que dans certaines situations, cette méthode d'accès souffre d'une dégradation considérable du débit utile. En effet, dans un réseau local sans fil typique, quelques nœuds peuvent avoir des conditions défavorables autour d'eux, ayant comme résultat la mauvaise qualité de leurs transmissions radio. S'il y a au moins un nœud avec un débit de transmission bas, le débit utile des nœuds transmettant avec le débit de transmission le plus élevé est dégradé en dessous du débit utile du nœud le plus lent. Un tel comportement pénalise les nœuds rapides et favorise les lents. La raison de cette anomalie s'explique par le fait que le protocole CSMA/CA garantit une probabilité à long terme d'accès au canal égale pour tous les nœuds. Quand un nœud occupe le canal pendant une longue période, parce que son débit de transmission est bas, il pénalise d'autres nœuds qui emploient un débit de transmission plus élevé.

Notre invention s'inscrit dans le domaine de résolution du problème de conflit de partage d'un canal de communication. La solution qu'on propose dans cette invention se caractérise par les propriétés suivantes : c'est une technique totalement distribuée sans aucune centralisation, elle ne nécessite donc pas la présence d'un arbitre pour la gestion des communications à travers le canal. - elle est basée sur une méthode de combat au cours duquel chaque dispositif communiquant ( DC) utilise un Code Général de Contention ( CGC ) .

- c'est une technique qui garantit un débit global constant et indépendant du nombre de dispositifs de communication ( DC ) partageant le canal.

- c'est une technique qui permet la mise en place de plusieurs stratégies d'accès au canal personnalisées pour chaque DC ce qui offre plus de flexibilité et de souplesse pour une gestion efficace du réseau.

Notre invention utilise un dispositif de communication ( figure 1 ) constitué de deux parties : - la première partie représente le système hôte (101) chargé de traiter les données qui sont échangées à travers le canal de communication.

- la deuxième partie que nous appelons UAC ( Unité pour l'Accès au Canal ) (102) permet au hôte d'accéder au canal. Elle réalise l'interface entre le hôte et le canal de communication (108). L'UAC est composée de quatre modules : - un module d'émission sur le canal (106). cette émission peut être bloquée à travers un

système de blocage d'émission (107).

- un module de réception de données présentes sur le canal (105).

- un module de détection de l'état du canal (104).

- un module de traitement et de contrôle (103) qui réalise la préparation des données échangées entre le canal et le hôte. Ce module commande également le système de blocage d'émission.

De plus, notre invention utilise une méthode qui permet aux modules d'émission et de détection de l'état du canal de fonctionner en même temps. En supposant que l'unité d'information transmise sur le canal est soit dans l'état logique A soit dans l'état logique B et le module de transmission activé, le module de détection sera alors configuré pour détecter soit la présence de l'état A si le module d'émission transmet l'état B, soit la présence de l'état B si le module d'émission transmet l'état A. En revanche, si le module d'émission n'est pas activé, le module de détection est configuré pour détecter la présence de l'état A ou de l'état B sur le canal. Ce dernier mode de fonctionnement est utilisé pour détecter l'état occupé ou inoccupé du canal avant de lancer la procédure de combat pour l'obtention du canal.

Ce système permet donc à un DC de détecter l'état du canal pendant qu'il transmet et ceci quelque soit le type du canal. D'autre part, avec notre méthode, on peut envisager une transmission de T information sous forme série sur un seul canal de communication ou une transmission sous forme parallèle sur plusieurs sous canaux simultanément.

Dans le cas de la transmission en parallèle, le DC décrit dans la figure 2, est équipé de plusieurs UACi ( avec 1 < i < K , K étant le nombre de sous canaux ). Chaque UACi (201 à 204) gère la communication sur le sous canal SCH; (205 à 208) qui lui est associé. Dans ce mode de fonctionnement, la commande de blocage du module d'émission de chaque UAC; peut être générée soit en interne par le module de traitement soit en externe par tous les UACj avec j > i . A chaque fois qu'un UACj est bloqué, la commande de blocage est transmise vers tous les UACi avec i < j.

Suivant notre méthode, toute communication sur le canal, doit passer par trois phases successives : une phase d'inoccupation du canal, suivie de deux phases d'occupation de celui-ci. Pendant la première phase, aucun DC ne transmet sur le canal. La deuxième phase correspond à la phase de combat entre les DC pour l'obtention du canal . Pendant cette phase un ou plusieurs DC transmettent simultanément sur le canal. A l'issue de cette phase, chaque DC peut déterminer s'il est gagnant ou perdant . Pendant la

troisième phase, le DC gagnant le droit d'accès au canal continue de transmettre après le combat alors que les autres DC perdants deviennent des récepteurs et attendent la fin de la transmission pour avoir le droit de tenter à nouveau l'accès au canal. La solution qu'on propose reste utilisable quelque soit la nature du canal de communication .

L'organigramme de la figure3 illustre la procédure suivie par chaque DC pour la prise du canal. Cette procédure commence par la préparation du CGC (étape 301) . Le DC amorce ensuite la procédure de vérification de la condition d'entrée dans le combat (étape 302). Si cette condition est vérifiée, le DC peut lancer la procédure de combat (étape 304) en émettant sur le canal le premier élément de son CGC dans le cas d'une transmission en série ou tous les éléments de son CGC dans le cas d'une transmission en parallèle. A l'issue du combat, un DC peut sortir soit gagnant soit perdant. Si le DC est gagnant, il peut continuer la transmission sur le canal (étapes 306 et 307). Si le DC est perdant, il devient récepteur en attendant le prochain combat (étapes 308 et 309). Si la condition d'entrée dans le combat n'est pas vérifiée, le DC doit passer dans le mode réception et écoute du canal (étapes 308 et 309) jusqu'à ce que le canal redevienne à nouveau inoccupé.

L'organigramme de la figure 4, illustre le principe de fonctionnement de la procédure de vérification de la condition d'entrée dans le combat. Au départ de cette procédure, le DC enclenche une temporisation To (étape 401) puis entame une phase d'écoute du canal en utilisant son détecteur d'état du canal (104) pour détecter l'état

' inoccupé ' du canal pendant la temporisation T ₀ (étapes 402 - 403 et 404). To représente la durée minimale exigée de l'état inoccupé du canal. Cette durée correspond également à la durée minimale qui sépare deux phases successives d'occupation du canal. Il est à noter que si pendant la durée T ₀ un DC détecte l'occupation du canal, il calcule le temps Tr qui lui reste avant la fin de sa temporisation To ( étape 406 ). Deux situations sont possibles :

- si Tr < Tr _max (Tr _max étant le retard maximal autorisé) : le DC peut entrer dans le combat malgré son retard ( étape 405 ). - si Tr > Tr _max : le DC ne peut pas entrer dans le combat (étape 408), il doit passer dans le mode réception jusqu'à ce que le canal redevienne à nouveau inoccupé (étapes 308 et 309). Ceci est illustré dans l'exemple de la figure 5 où le canal passe de l'état inoccupé (510) à l'état occupé (511). Dans cet exemple on peut constater que :

- les postes DCl et DC2 sont autorisés à entrer dans le combat car ils ont terminé leur temporisation T ₀ (505) avec le canal toujours inoccupé ( 501 et 502).

- DC3 a détecté l'occupation du canal alors que la durée restante pour qu'il termine sa temporisation T ₀ (505) est Tr (520) < Tr _ma χ : DC3 entre dans le combat en même temps que DCl et DC2 (503).

- DC4 a détecté l'occupation du canal alors que la durée restante pour qu'il termine sa temporisation T ₀ (505) est Tr (521) > Tr _max : DC4 n'entre pas dans le combat et il passe dans le mode réception (504).

Si la condition d'entrée dans le combat est vérifiée, le DC désirant obtenir le canal de communication, lance la procédure de combat dont le principe est le suivant : on considère un ensemble de DC désirant tous transmettre dans un même canal. L'objectif du combat est de faire ressortir parmi eux un unique DC qui va occuper le canal de communication : on l'appellera le DC gagnant ( l'unicité du gagnant exige que tous les CGC des différents DC combattants soient différents entre eux ). Pour se faire, chaque DC ayant vérifié la condition d'entrée dans le combat précédemment définie, met en œuvre son CGC qui est constitué d'une série de m éléments Xi avec l≤ i < m. Tous les éléments Xi ont la même durée τ de transmission sur le canal. Chaque élément Xi peut avoir un des deux états logiques : A ou B. La procédure de combat consiste à appliquer une méthode de comparaison décentralisée à travers le canal entre les valeurs des CGC de différents DC qui sont différents entre eux. Le DC gagnant est celui qui présente le CGC représentant la plus grande valeur ( en logique maximale ). Celui-ci est unique puisque nous avons imposé que tous les CGC soient différents entre eux. On peut obtenir le même résultat en déclarant gagnant le DC qui possède un CGC avec la plus petite valeur ( en logique minimale ). Dans le cas d'une transmission en série, la durée de la procédure de comparaison est m x τ, alors quelle est égale à τ dans le cas d'une transmission en parallèle.

Le déroulement de la comparaison décentralisée dans le cas d'une transmission en série consiste en ce que tous les DC transmettent dans le canal leurs éléments Xi (avec l≤ i ≤ m) constituant leur CGC. Pendant chaque durée T, on peut noter trois situations possibles :

- l'élément Xi de tous les DC est à l'état A : le canal se trouve alors dans l'état A. Le détecteur d'état du canal (104) de chaque DC indique dans ce cas la présence de l'état A.

- l'élément Xi de tous les DC est à l'état B : le canal se trouve alors dans l'état B. Le détecteur d'état du canal (104) de chaque DC indique dans ce cas l'absence de l'état A.

- l'élément Xi de certains DC est à l'état A, alors que pour d'autres DC il est à l'état B. Le détecteur d'état du canal (104) de chaque DC indique dans ce cas la présence de l'état A. La procédure de combat dans une transmission en série est illustrée dans l'organigramme de la figure 6. Pendant la durée τ l'élément Xi est transmis sur le canal. Chaque DC lit l'état du canal par l'intermédiaire de son détecteur de l'état du canal . Trois scénarios sont alors possibles :

- premier scénario : l'état de Xi est A (étapes 603 et 604), dans ce cas le DC n'est pas éliminé et peut poursuivre le combat en passant à la transmission de l'élément Xi+ 1 (étape 605) après la fin de transmission de l'élément Xi. - deuxième scénario : l'état de Xi est B et le détecteur d'état du canal (104) ne détecte pas la présence de l'état A sur le canal (étapes 606 - 607 et 608). dans ce cas aussi le DC n'est pas éliminé et peut poursuivre le combat en passant à la transmission de l'élément Xi+ 1 (étape 605) après la fin de la transmission de l'élément Xi.

- troisième scénario : l'état de Xi est B et le détecteur d'état du canal (104) détecte la présence de l'état A sur le canal (étapes 606 - 607 - 609 et 608) et ceci pendant une durée

> τmin, dans ce cas le DC est éliminé du combat (étape 611). Le système de blocage d'émission (107) arrête alors la transmission du reste des éléments Xi de son CGC et le DC devient récepteur. Il est à noter que cette décision d'arrêter le combat n'est prise par le DC que si son détecteur de l'état de canal (104) détecte la présence de l'état A pendant une durée de temps supérieure une valeur τmin . Si Cette condition n'est pas vérifiée, le DC n'est pas éliminé et peut alors continuer le combat en passant à la transmission de l'élément Xi+1 (étape 605) après la fin de la transmission de l'élément Xi.

Cette procédure continue jusqu'à la transmission du dernier élément X _m du CGC. A la fin de la transmission de l'élément X _n , il reste un seul combattant : c'est le DC gagnant (étape 612).

Le fonctionnement de la procédure de combat dans le cas d'une transmission série est illustré dans l'exemple de la figure 8. Dans cet exemple, on considère 5 DC qui ont tous vérifié la condition d'accès au combat. Les CGC affectés à ces 5 DC sont donnés dans la figure 7. On peut noter l'évolution suivante :

- pendant la période Tl (801), les combattants éliminés sont DCl et DC5 (810) car ils émettent chacun l'élément Xl qui est à l'état B en présence de l'état A (820) sur le canal. Les combattants restants sont DC2, DC3 et DC4 car ils émettent chacun leur élément Xl qui est à l'état A.

- pendant la période T2 (802), le combattant éliminé est DC4 (811) car il émet son élément X2 qui est à l'état B en présence de l'état A sur le canal (820). DC2 et DC3 vont poursuivre le combat pour les mêmes raisons rencontrées pendant la période Tl (801).

- pendant la période T3 (803). DC2 et DC3 poursuivent le combat (812) car ils émettent chacun leur élément X3 qui est à l'état B en l'absence de l'état A dans le canal (821).

- pendant la période T4 (804), DC2 et DC3 vont poursuivre le combat (812) pour les mêmes raisons rencontrées pendant la période T3 (803).

- pendant la période T5 (805), DC2 et DC3 vont poursuivre le combat (812) parce qu'ils émettent chacun l'élément X5 qui est à l'état A. - pendant la période T6 (806). DC2 et DC3 vont poursuivre le combat (812 ^{^} ) pour les mêmes raisons rencontrées pendant la période T4 (804).

- pendant la période T7 (807), DC3 est éliminé (813) car il émet l'élément X7 qui est à l'état B en présence de l'état A sur le canal (820). DC2 continue d'émettre car il émet son élément X7 qui est à l'état A. - pendant la période T8 (808), DC2 émet son dernier élément X8 qui est à l'état A. C'est le seul DC qui n'a pas été éliminé : DC2 est donc le combattant gagnant (814).

Dans le cas d'une transmission en parallèle, le mécanisme de comparaison repose sur le même principe que celui qui a été décrit dans la procédure de comparaison série tout en réalisant une comparaison pendant un seul intervalle de temps τ entre les m éléments des CGC de tous les combattants. Pour cela, on associe à chaque élément Xi du CGC une unité UAC d'indice i : UAQ ( avec 1< i < K, K étant le nombre de sous canaux ) qui gère la communication sur le sous canal SCHi. Si l'élément Xi émis sur le sous canal SCHi possède la valeur B en présence de l'état A dans SCH; pendant une durée > τmin, alors les modules d'émissions de toutes les unités UAQ ( avec j < i ) sont bloqués. Cette situation de blocage se maintient tant que l'état A est présent dans le sous canal SCHj.

La figure 10 illustre un exemple de combat dans le cas d'une transmission en parallèle . Dans cet exemple, on considère deux DC qui ont vérifié la condition d'accès au combat. Les CGC affectés à ces deux DC sont respectivement 'A A B A ' pour DCl et

'A B A A ' pour DC2 . Si on désigne par UAC _j ¹ l'unité d'accès au canal relative au DC n°j transmettant sur le sous canal n°i SCHi, on peut alors noter l'évolution suivante :

- au départ (1001). l'état A est présent sur les sous canaux SCH3 (1008) et SCH2 (1007) pendant que l'UAC ₂ ³ et l'UAC ₁ ² émettent chacun B.

- lors du premier état transitoire (1002) les modules d'émission de l'UAC ₂ ³ et de TUAC ₁ ² se retrouvent donc bloqués.

- lors du deuxième état transitoire (1003), l'ordre de blocage est transmis par l'UAC ₂ ³ vers UAC ₂ ² et UAC ₂ ¹ et par UAC ₁ ² vers UAC ₁ ¹ . - lors du troisième état transitoire (1004). l'état A n'est plus présent sur le sous canal SCH2 (1007) car l'UAC ₂ ² est bloqué, ceci provoque alors le déblocage de l'UAC ₁ ² .

- l'état finale (1005) : le déblocage de UAC ₁ ² entraîne le déblocage de UAC ₁ ¹ alors que 1'UAC ₂ ³ , l'UAC ₂ ² et l'UAC ₂ ¹ sont maintenus bloqués par UAC ₁ ³ : DCl est gagnant car aucun de ses UAC n'est bloqué, alors que DC2 est perdant car il possède des UAC bloqués.

Il est à noter que ce combat a eu lieu pendant l'intervalle de temps τ après quelques états transitoires. Le cumul de la durée de ces états transitoires doit être inférieur à τ.

Le CGC utilisé dans notre méthode de combat est constitué de un ou de plusieurs registres d'éléments qui peuvent être organisés de telle sorte à permettre la mise en place de différentes stratégies d'accès au canal de communication. Parmi ces stratégies on peut citer :

- une stratégie garantissant l'unicité d'accès au canal avec priorité fixe et prédéfinie.

- une stratégie garantissant l'unicité avec priorité paramétrable. - une stratégie garantissant l'unicité avec équité partielle.

- une stratégie garantissant une équité totale mais sans garantir l'unicité.

La stratégie garantissant l'unicité d'accès au canal avec priorité fixe et prédéfinie utilise un CGC constitué d'un registre H3 représentant un code identificateur ( ID ) fixe du DC différent du code identificateur de tous les autres DC.

En utilisant cette stratégie, il ne peut rester qu'un seul combattant gagnant à la fin de la procédure du combat. Mais l'accès au canal n'est pas équitable pour tous les DC. Pour illustrer cette caractéristique, nous utilisons l'exemple de la figure 7 en traduisant l'état A par l'état logique "1" et l'état B par l'état logique "0". Ainsi les valeurs des 5 CGC utilisés sont données dans la figure 9. Selon ce codage, le DC possédant le CGC le plus grand est DC2. Celui ci sortira toujours gagnant du combat (901). Il est à noter qu'on peut utiliser un codage différent dans lequel l'état A serait représenté par l'état logique "0" alors que l'état B par l'état logique "1". Dans ce cas le DC possédant le CGC le plus petit est DC5 qui sortira toujours gagnant du combat.

La stratégie garantissant l'unicité avec équité partielle permet d'améliorer l'équité dans l'accès au canal entre les différents DC. Le CGC est constitué dans ce cas de deux registres : le premier registre H2 que nous appelons le registre aléatoire contient un code aléatoire, le deuxième registre est le registre H3 qui est déjà décrit dans la stratégie précédente.

Avec cette nouvelle stratégie, la procédure de combat se déroule en deux phases successives sans interruption entre les deux :

- première phase du combat : à la fin de la transmission des éléments Xi du registre aléatoire H2, un ou plusieurs DC seront retenus au hasard pour continuer le combat. Il ne restera pas forcément un seul combattant à l'issue de cette première phase puisque la probabilité pour que plusieurs DC aient un même code dans leur registre aléatoire H2 après le tirage au hasard n'est pas nulle.

- deuxième phase du combat : cette phase utilise le deuxième registre H3 qui contient PID du DC. Comme il a été décrit dans la stratégie précédente, il en sortira de cette phase un unique gagnant puisque les ID sont différents entre eux. Il est à noter, qu'avant l'exécution de la première phase, ce gagnant n'était pas identifié à l'avance.

La stratégie garantissant l'unicité avec priorité paramétrable permet d'allouer un taux d'occupation du canal personnalisé pour chaque DC en fonction d'une loi prédéfinie pour chaque DC combattant. Avec cette stratégie, le CGC est composé de deux registres : le premier registre Hl que nous appelons le registre de compte contient une valeur strictement positive, le deuxième registre est le registre ID H3 déjà présenté précédemment. Dans cette stratégie, à chaque fois qu'un DC est gagnant après un combat, la valeur de son registre de compte Hl diminue selon une loi qui dépend des contraintes présentes dans le réseau. Le taux d'occupation du canal dépend directement de cette loi. Compte tenu de cette diminution, il arrivera un moment où tous les DC combattants se retrouvent avec un registre Hl contenant une valeur nulle. Cette situation est détectée par tous les DC partageant le canal ce qui leur permet de lancer, à cet instant, la procédure de réinitialisation de leur registre de compte Hl. Dans le prochain combat, le DC gagnant sera celui qui possédera la valeur du CGC la plus grande ( en logique maximale ). Ce DC gagnant n'aura la possibilité de gagner à nouveau le combat que si la valeur de son CGC est strictement supérieure à celle du CGC de tous les autres DC. D'autre part, un nouveau DC qui vient d'entrer dans le réseau pendant le déroulement d'un combat ne peut participer à celui-ci qu'après avoir détecter sur le canal que tous les DC possèdent un registre Hl avec une valeur nulle.

Pour illustrer cette stratégie on utilise l'exemple de la figure 11 qui fait appel à 5 DC possédant chacun un CGC (1104) codé sur 6 bits ( 2 bits pour le registre de compte Hl (1101) et 4 bits pour le registre ID H3 (1102)). La loi utilisée dans cet exemple consiste à soustraire du registre Hl une valeur q (1103) fixe. Pour obtenir un taux d'occupation du canal différents entre les DC, la quantité q allouée à DCl, DC3 et DC4 est 3, pour DC2 elle est de 2 alors que pour DC5 elle est de 1.

- au départ du premier combat (1110) , les 5 registres Hl ont tous la même valeur '1 l' (1101). A la fin de ce premier combat DC5 est gagnant (1105) puisqu'il a un CGC possédant la plus grande valeur (1104).

- avant d'entrer dans le deuxième combat (1120), DC5 diminue la valeur de son Hl d'une quantité q=l, la nouvelle valeur de son Hl devient alors '10', tous les autres DC maintiennent leur Hl à '1 l' (1121). Compte tenu de cette diminution, DC5 se retrouve avec un CGC possédant la valeur 43 (1124). Dans ces conditions, c'est le DC2 possédant une valeur de CGC maximale qui sortira gagnant (1125) de ce deuxième combat .

- selon le même principe, le troisième combat (1130) donne DC4 gagnant (1135), le quatrième combat (1140) donne DCl gagnant (1145), le cinquième combat (1150) donne DC3 gagnant (1155). le sixième combat (1160) donne DC5 gagnant pour une deuxième fois (1165), le septième combat (1170) donne DC5 gagnant pour une troisième fois (1175), le huitième combat (1180) donne DC2 gagnant pour une deuxième fois (1185).

- le neuvième combat (1190), donne DC2 gagnant et tous les DC possèdent un registre Hl avec une valeur nulle. Tous les DC sauf DC2 vont alors réinitialiser leur registre Hl avec la valeur '1 Y avant d'entrer dans le premier combat du cycle suivant sauf DC2 qui va initialiser son registre de compte de ' 1 1 ' moins q=2, soit Hl=' 0 1 ' (1195). Résultat: sur 9 combats, DCl, DC3 et DC4 possédant q=3 ont pris chacun une seule fois le canal, DC2 possédant q=2 a pris le canal trois fois mais il va commencer le cycle suivant avec un registre de compte diminué de q=2, alors que DC5 possédant q=l a pris le canal trois fois.

On peut améliorer cette stratégie en introduisant dans le CGC le registre aléatoire H2 entre le registre de compte Hl et le registre ID H3. Ceci permet d'introduire une meilleur équité dans la priorité d'accès au canal entre les DC possédant les mêmes valeurs du registre de compte Hl.

La stratégie garantissant une équité totale entre les DC est basée sur l'utilisation du CGC contenant uniquement un code aléatoire. Ceci permet d'obtenir la même probabilité entre les DC combattants pour gagner le canal. Cependant, avec cette stratégie, l'unicité du gagnant n'est pas garantie car plusieurs DC combattants peuvent avoir le même CGC. Toutefois, il est à noter que la probabilité pour qu'au moins deux DC aient la même valeur dépend directement de la taille de CGC : plus celle-ci est grande, plus cette probabilité est faible. Notre solution permet de mettre en place un CGC avec une taille assez importante sans décroître les performances du système car la durée de la comparaison décentralisée utilisée dans le combat pour gagner le canal ne dépend que de la durée de transmission des éléments du CGC sur ce canal.

Le mode de réalisation spécifique révélé ici est incorporé à titre non restrictif de l'invention, puisque les diverses modifications tout à fait évidentes à celles qui sont connues dans l'art peuvent être faites sans s'écarter du domaine et de l'esprit de l'invention comme c'est revendiqué ci-dessous.