以下、図面を参照して本発明の実施の形態� ��ついて説明する。
<第1の発明>
図1は第1の発明に係る無線通信方法、無線通� ��システム及び無線通信装置における状態遷� ��を示す説明図である。図1(a)は、ノード1(Node  1)とノード2(Node 2)、ノード2とノード3(Node 3 )が通信可能な範囲に位置し、ノード1とノー� ��3が通信可能な範囲に位置しないことを示し ている。この場合には、本発明では図1(b)に� �すように、ノード2が代表ノード(DesiGnated Nod e、以下、DGN)に状態遷移する。ここで、図1(a) 、(b)の状態をそれぞれ、スペアモード(Spare M ode)、デンスモード(Dense Mode)と言う。

 また、第1の発明では、一定周期のスーパ ーフレーム期間内の任意の期間をアクティブ 期間、残りをスリープ(インアクティブ)期間� ��定義して、アクティブ期間を図2に示すよう に複数のタイムスロット(=0,1~7)に分割し、複� ��の無線通信装置(ノード)の各々が各タイム� �ロットを使用して時分割で双方向通信を行� �際、最初のタイムスロット=0を管理用スロッ トとし、また、以降のタイムスロット=1~7の� �れぞれをデータ送信用スロット(=1~7)及び制� �用スロット(=1~7)と定義する。管理用スロッ� �(=0)は、DGNがDGN広告メッセージを送信し、ま� ��、衝突を許す。データ送信用スロット(=1~7)� ��DGNとならなかったノード(通常ノード)がラ� �ダムに選択してデータ(パケット)を送信し、 DGNはデータ送信用スロット(=1~7)でデータを受 信すると、直後の制御用スロット(=1~7)で確認 メッセージ(ACK)を送信する。制御用スロット( =1~7)はまた、DGNがランダムに選択して制御パ� ��ットを送信する。

 図3は制御用メッセージのフォーマット例を 示し、メッセージの種類(Type)と送信元のノー ドIDにより構成される。Typeは次のメッセージ の種類を示す。
 00:CDGN(Candidate of DGN:代表ノード候補)宣言メ ッセージ
 01:DGN広告メッセージ
 10:ACK

 <第1の発明の第1の実施の形態>
 図4、図5は第1の実施の形態の代表ノード候� ��(CDGN)の動作を説明するためのフローチャー� ��である。図4において、まず、CSMA/CDにより� �イムスロット(図では単に「スロット」と記� ��)の使用率及び使用タイムスロットの衝突率 により、Dense Mode(DM)に遷移してCDGNとなるか� �かを判定する(ステップS1、S2)。CDGNとならな� ��場合には通常ノードへと遷移し(ステップS3) 、次いで終了する。他方、CDGNとなると判定� �た場合には、CDGN宣言メッセージを生成し(ス テップS4)、次いでCDGN宣言メッセージを送信� �る制御用スロット(=1~7)を決定する(ステップS 5)。次いでタイムスロットのタイミングが、C DGN宣言メッセージを送信する制御用スロット か否かを判定し(ステップS6)、そうであればCD GN宣言メッセージを送信し(ステップS7)、他方 、そうでなければ図5に詳しく示す受信処理� �実行する(ステップS8)。ステップS8の受信処� �では、図5に詳しく示すように受信パケット� ��CDGN宣言メッセージか否かを判定し(ステッ� �S31)、そうであればそのCDGN宣言メッセージを 記録し(ステップS32)、他方、そうでなければ� ��信パケットをデータパケットとして処理す� ��(ステップS33)。

 図4に戻り、ステップS9では最終スロット( =7)か否かを判定し、そうでなければステップ S6に戻り、他方、そうであればステップS10に� ��み、受信(及び送信)したCDGN宣言メッセージ� ��ら所定の手法(後述)でDGNを決定する。次い� �自ノードがDGNとなるか否かを判断し(ステッ� ��S11)、DGNとならない場合にCDGNからDense Mode(DM )の通常ノードに遷移し(ステップS12)、次いで 終了する。他方、DGNとなる場合にはDGN広告メ ッセージを生成し(ステップS13)、次いで次の� ��クティブ期間のタイムスロット=0でそのDGN� �告メッセージを送信する(ステップS14)。次い でデータパケットを受信したか否かを判断し (ステップS15)、受信した場合にそのデータパ� ��ットを受信した制御スロットでACKを送信す� ��(ステップS16)。次いで最終タイムスロット=7 か否かを判断し(ステップS17)、そうでなけれ� ��ステップS15に戻り、他方、そうであればス� ��ップS18に進む。

 ステップS18ではアクティブ期間中にデー� ��パケットを受信しなかったか否かを判断し� ��受信した場合にはステップS14に戻って引き� ��きDGNとしての動作を継続し、他方、受信し� ��かった場合にはステップS19に進む。ステッ� ��S19では次のアクティブ期間でDGN広告メッセ� ��ジの送信を停止し、次いで次のアクティブ� ��間でデータパケットを送信するタイムスロ� ��トを決定する(ステップS20)。DM中は自ノード からのデータパケット送信を行っていないの で、ステップS20データパケットを送信するタ イムスロットを決定する。次いで自ノードの 送信タイムスロットのタイミングか否かを判 断し(ステップS21)、そうであればデータパケ� ��トを送信し(ステップS22)、他方、そうでな� �れば図5に詳しく示す受信処理を実行する(ス テップS23)。次いで最終タイムスロット=7か否 かを判断し(ステップS24)、そうでなければス� ��ップS21に戻り、他方、そうであればステッ� ��S25に進む。ステップS25では次のDense Mode(DM)� ��なる機会でCDGNとなる優先度を下げ、次いで DMを終了し(ステップS26)、次いでこの処理を� �了する。

 次に図6を参照して通常ノードの処理につ いて説明する。まず、データパケットを送信 するタイムスロットを決定し(ステップS41)、� ��いで自ノードがデータパケットを送信する� ��イムスロットのタイミングか否かを判断す� ��(ステップS42)。そして、そうであればデー� �パケットを送信し(ステップS43)、他方、そう でなければ図5に詳しく示す受信処理を実行� �る(ステップS44)。次いで、最終タイムスロッ トか否かを判断し(ステップS45)、そうでなけ� ��ばステップS42に戻り、他方、そうであれば� ��テップS46に進む。

 ステップS46では制御スロットでCDGN宣言メ ッセージを受信したか否かを判断し、受信し ていなければステップS41に戻り、他方、受信 していれば受信したCDGN宣言メッセージの中� �ら所定の手法(後述)でDGN(他のノード)を決定� ��る(ステップS47)。以降、通常ノードはSMから DMへと状態遷移している。次いでデータパケ� ��ト送信を停止中か否かを判断し(ステップS48 )、停止中の場合には図5に詳しく示す受信処� ��を実行し(ステップS49)、次いでステップS56� �進む。他方、ステップS48においてパケット� �信を停止中でない場合には、データパケッ� �を送信するタイムスロットを決定し(ステッ� ��S50)、次いで自ノードがデータパケットを送 信するタイムスロットのタイミングか否かを 判断する(ステップS51)。そして、そうであれ� ��データパケットを送信し(ステップS52)、次� �で制御スロットでACKメッセージを受信した� �かを判断する(ステップS53)。そして、そうで あればデータパケットの送信を停止し(ステ� �プS54)、次いでステップS56に進む。他方、ス� ��ップS53においてACKメッセージを受信しなか� ��た場合にそのままステップS56に進んでデー� ��パケットの送信を停止しない。ステップS51� ��おいてデータパケット送信タイムスロット� ��ない場合には図5に詳しく示す受信処理を実 行し(ステップS55)、次いでステップS56に進む� ��

 ステップS56では最終タイムスロットか否� ��を判断し、そうでなければステップS48に戻� ��、他方、そうであればステップS57に進む。� ��テップS57ではタイムスロット=0でDGN広告メ� �セージを受信したか、もしくはタイムスロ� �ト=0で衝突を検出したか否かを判断し、いず れかであればステップS48に戻ってDMを継続し� ��他方、いずれでもなければデータパケット� ��送信を再開し(ステップS58)、次いでステッ� �S41に戻る。このとき、通常ノードはDMを終了 し、SMへと状態遷移している。

 図7、図8は第1の発明の第1の実施の形態のノ ード1、2、3の動作例を示す。ここで、紙面の 都合上、図7はアクティブ期間AP1、AP2を示し� �図8はアクティブ期間AP3、AP4を示す。
 <アクティブ期間AP1>
(1)前のアクティブ期間で衝突を検知してCDGN� �の遷移を決定したノード1は、アクティブ期� ��AP1の制御スロット=1でCDGN宣言メッセージを� ��信し、
(2)前のアクティブ期間で衝突を検知しないノ ード3は、アクティブ期間AP1のデータ送信ス� �ット=4でデータパケットを送信し、
(3)前のアクティブ期間で衝突を検知してCDGN� �の遷移を決定したノード2は、アクティブ期� ��AP1の制御スロット=7でCDGN宣言メッセージを� ��信する。
(4)(5)(6)ノード1、2、3は、受信及び送信したCDG N宣言メッセージの中から所定の手法(例えば� ��ードIDが最小のノード)で代表ノード(DGN)を� �出し、ここでは、ノードIDが最小のノード1� �DGNとして選出する。ここでCDGNへと遷移して� ��たノード2は通常ノードへと遷移する(図4の� ��テップS10~S12)。以下、アクティブ期間AP2~AP4� ��で、代表ノードとなるノード1を「代表ノー ド1」と記載する。同様に、代表ノードとは� �らずに通常ノードであるノード2及びノード3 を「通常ノード2」及び「通常ノード3」と記� ��する。

 <アクティブ期間AP2>
(7)代表ノード1はアクティブ期間AP2の管理用� �ロット=0でDGN広告メッセージを送信し、
(8)通常ノード2はアクティブ期間AP2のデータ� �信スロット=4でデータパケットを送信し、
(9)代表ノード1はアクティブ期間AP2の制御ス� �ット=4でACKを送信する。通常ノード2はデー� �送信スロット=4で送信したデータパケットに 対し、制御スロット=4でACKを受信したので、� ��にアクティブ期間AP3でのデータパケット送� ��を停止する(図6のステップS50~S54)。
(10)通常ノード3はこのACK(宛先はないがノード 2宛)を受信するが、同じデータ送信スロット= 4でデータパケットを送信していないので破� �する。

(11)通常ノード3はアクティブ期間AP2のデータ� ��信スロット=7でデータパケットを送信し、
(12)代表ノード1はアクティブ期間AP2の制御ス� ��ット=7でACKを送信する。通常ノード3はデー� ��送信スロット=7で送信したデータパケット� �対し、制御スロット=7でACKを受信したので、 次にアクティブ期間AP3でのデータパケット送 信を停止する(図6のステップS50~S54)。
(13)通常ノード2はこのACK(宛先はないがノード 3宛)を受信するが、同じデータ送信スロット= 7でデータパケットを送信していないので破� �する。

 <アクティブ期間AP3>
(14)(15)代表ノード1はアクティブ期間AP2の終了 後、図4のステップS18(データ送信ノードの存� ��の判定)でDMを維持するかの判定を行い、こ� ��場合にはアクティブ期間AP2でデータ送信ノ� ��ドが存在するのでDM維持と判定し、次のア� �ティブ期間AP3の管理用スロット=0でDGN広告メ ッセージを送信する。
(16)(17)通常ノード2、3はアクティブ期間AP2でAC Kを受信した(図6のステップS53でYes)ので、次� �アクティブ期間AP3のデータパケットの送信� �停止する(図6のステップS54)。また、アクテ� �ブ期間AP2の管理用スロット=0でDGN広告メッセ ージを受信している(図6のステップS57でYes)の で、DMを維持する。

 <アクティブ期間AP4>
(18)(19)代表ノード1はアクティブ期間AP3の終了 後、同じく図4のステップS18(データ送信ノー� ��の存在の判定)でDMを維持するかの判定を行� ��、この場合にはアクティブ期間AP3でデータ� ��信ノードが存在しないので、アクティブ期� ��AP4でのDGN広告メッセージの送信を停止し(ス テップS19)、アクティブ期間AP4のデータ送信� �ロット=2で自ノードのデータパケットを送信 する。
(20)(21)通常ノード2、3はアクティブ期間AP3でDG N広告メッセージを受信している(図6のステッ プS57でYes)ので、DMを維持する。

(22)代表ノード1は次のDense Mode(DM)となる機� ��でCDGNとなる優先度を下げ(図4のステップS25) 、次のアクティブ期間からデータパケット送 信を開始する。(23)(24)通常ノード2、3はアク� �ィブ期間AP4でDGN広告メッセージを受信して� �ないのでDM終了と判定し、次のアクティブ期 間からデータパケット送信を開始(再開)する� ��

 <第1の発明の第2の実施の形態>
 次に図9は第1の発明の第2の実施の形態の代� ��ノード候補(CDGN)の動作を説明するためのフ� ��ーチャートである。第2の実施の形態では、 CDGN宣言メッセージを同じアクティブ期間の� �理用スロット(=0)と制御スロットの両方で送� ��する。図9において、まず、ステップS101~S104 はそれぞれ図4のステップS1~S4と同じであるの で、説明を省略する。ステップS104においてCD GN宣言メッセージを生成すると、データパケ� ��トを送信するタイムスロットを決定する(ス テップS105)。次いでCDGN宣言メッセージを送信 する制御スロットを決定し(ステップS106)、次 いでCDGN宣言メッセージを管理用スロット=0で 送信する(ステップS107)。

 次いでデータパケットを送信するタイム� ��ロットのタイミングか否かを判断し(ステッ プS108)、そうであればステップS109に進み、他 方、そうでなければステップS111に進んで図5� ��詳しく示す受信処理を実行し、次いでステ� ��プS112に進む。ステップS109ではデータパケ� �トを送信し、次いでデータパケットの送信� �停止し(ステップS110)、次いでステップS112に� ��む。ステップS112ではCDGN宣言メッセージを� �信する制御スロットのタイミングか否かを� �断し、そうであればCDGN宣言メッセージを送� ��し(ステップS113)、次いでステップS115に進む 。ステップS112でCDGN宣言メッセージを送信す� ��制御スロットでなければ図5に詳しく示す受 信処理を実行し、次いでステップS115に進む� �ステップS115では最終タイムスロットか否か� ��判断し、そうであればステップS108に戻り、 他方、そうでなければステップS116に進む。

 ステップS116では受信(及び送信)したCDGN宣 言メッセージからDGNを決定し、次いで自ノー ドがDGNとなる場合にはDGN広告メッセージを生 成し(ステップS117→ステップS118)、次いでス� �ップS120に進む。ステップS117において自ノー ドがDGNとならない場合にはCDGNからDense Mode(DM )の通常ノードに遷移し(ステップS119)、次い� �終了する。ステップS120ではDGN広告メッセー� ��をタイムスロット=0で送信し、次いでデー� �パケットを受信したか否かを判断し(ステッ� ��S121)、受信した場合にはデータパケットを� �信したデータ送信用スロットの直後の制御� �ロットでACKを送信する(ステップS122)。次い� �最終タイムスロットか否かを判断し(ステッ� ��S123)、そうでなければステップS121に戻り、� ��方、そうでなければステップS124に進む。

 ステップS124では、衝突を検知するタイム スロット数が基準値より減少したか否かを判 断し、減少していない場合にはステップS120� �戻ってDMを継続し、他方、減少した場合には ステップS125に進む。ステップS125では、次の� ��クティブ期間でDGN広告メッセージの送信を� ��止し、ステップS126では次のDMとなる機会でC DGNとなる優先度を下げ、次いでDMを終了し(ス テップS127)、次いでこの処理を終了する。

 次に図10を参照して第1の発明の第2の実施 の形態の通常ノードの処理について説明する 。図10ではステップS42-1~S42-6の処理が図6に示� ��ステップS42~S44と異なっている。まず、デー タパケットを送信するタイムスロットを決定 し(ステップS41)、次いでタイムスロット=0でCD GN宣言メッセージを受信したか、もしくは衝� ��を検出したか否かを判断する(ステップS42-1) 。いずれかであればステップS42-2に進み、他� ��、いずれでもなければステップS42-4に分岐� �る。ステップS42-2ではデータパケット送信を 停止し、次いで図5に詳しく示す受信処理を� �行し(ステップS42-3)、次いでステップS45に進� ��。ステップS42-4では自ノードがデータパケ� �トを送信するタイムスロットか否かを判断� �、そうであればデータパケットを送信し(ス� ��ップS42-5)、次いでステップS45に進む。他方� ��そうでなければ図5に詳しく示す受信処理を 実行し(ステップS42-6)、次いでステップS45に� �む。CDGN宣言メッセージの存在は、自ノード� ��周辺にノードが密集しており送信衝突が発� ��している検知したノードが存在しているこ� ��を意味しているので、ステップS42-1でYESと� �定されたノードは直ちにデータパケット送� �を停止して(ステップS42-2)、新たな送信衝突� ��発生させる原因を作ることを避ける。

 ステップS45~S47の処理は図6と同じである� �、ステップS47とS48の間にステップS47aが追加� ��れている。ステップS47において、受信したC DGN宣言メッセージの中から所定の手法でDGNを 決定すると、ステップS47aではデータパケッ� �の送信を再開し、次いでステップS48に進む� �ステップS48以下の処理は、図6と同じである� ��で説明を省略する。

 図11、図12は第1の発明の第2の実施の形態の� ��ード1、2、3の動作例を示す。同じく紙面の� ��合上、図11はアクティブ期間AP1、AP2を示し� �図12はアクティブ期間AP3を示す。
 <アクティブ期間AP1>
(1)前のアクティブ期間で衝突を検知してCDGN� �の遷移を決定したノード1は、アクティブ期� ��AP1の管理用スロット(=0)でCDGN宣言メッセー� �を送信し、
(2)前のアクティブ期間で衝突を検知してCDGN� �の遷移を決定したノード2も同じく、アクテ� ��ブ期間AP1の管理用スロット(=0)でCDGN宣言メ� �セージを送信し、
(3)前のアクティブ期間で衝突を検知しなかっ たノード3は、アクティブ期間AP1の管理用ス� �ット(=0)での衝突を検知する。
(4)ノード1はアクティブ期間AP1のデータ送信� �スロット(=4)でデータパケットを送信し、
(5)ノード1はアクティブ期間AP1の制御用スロ� �ト(=4)でCDGN宣言メッセージを送信し、
(6)ノード2はアクティブ期間AP1のデータ送信� �スロット(=6)でデータパケットを送信し、
(7)ノード2はアクティブ期間AP1の制御用スロ� �ト(=6)でCDGN宣言メッセージを送信する。

(8)(9)ノード1、2は、受信(及び送信)したCDGN宣� ��メッセージの中から所定の手法(例えばノー ドIDが最小のノード)でDGN(代表ノード)を選出� ��、ここでは、ノードIDが最小のノード1をDGN� ��して選出する。
(10)ノード3は、アクティブ期間AP1の管理用ス� ��ット(=0)での衝突を検知したので、アクティ ブ期間AP1でのパケット送信を停止する(図10の ステップS42-1→S42-2)。また、制御用スロット( =4、6)で受信したCDGN宣言メッセージの中から� ��定の手法(例えばノードIDが最小のノード)で DGNを選出し、ここでは、ノードIDが最小のノ� ��ド1をDGNとして選出する。ここでCDGNへと遷� �していたノード2は通常ノードへと遷移する( 図9のステップS116~S119)。以下、アクティブ期� ��AP2~AP4まで、代表ノードとなるノード1を「� �表ノード1」と記載する。同様に、代表ノー� ��とはならずに通常ノードであるノード2及び ノード3を「通常ノード2」及び「通常ノード3 」と記載する。

 <アクティブ期間AP2>
(11)代表ノード1はアクティブ期間AP2の管理用� ��ロット(=0)でDGN広告メッセージを送信し、
(12)通常ノード2はアクティブ期間AP2のデータ� ��信用スロット(=4)でデータパケットを送信し 、
(13)代表ノード1はアクティブ期間AP2の制御用� ��ロット(=4)でACKを送信する。通常ノード2は� �ータ送信スロット=4で送信したデータパケッ トに対し、制御スロット=4でACKを受信したの� ��、次にアクティブ期間AP3でのデータパケッ� ��送信を停止する(図10のステップS50~S54)。
(14)通常ノード3はこのACK(宛先はないがノード 2宛)を受信するが、同じデータ送信スロット= 4でデータパケットを送信していないので破� �する。

(15)通常ノード3はアクティブ期間AP2のデータ� ��信用スロット(=7)でデータパケットを送信し 、
(16)代表ノード1はアクティブ期間AP2の制御用� ��ロット(=7)でACKを送信する。通常ノード3は� �ータ送信スロット=7で送信したデータパケッ トに対し、制御スロット=7でACKを受信したの� ��、次にアクティブ期間AP3でのデータパケッ� ��送信を停止する(図10のステップS50~S54)。
(17)通常ノード2はこのACK(宛先はないがノード 3宛)を受信するが、データ送信スロット=7で� �ータパケットを送信していないので破棄す� �。

(18)代表ノード1は図9に示すステップS124~S127に おいて、DMを維持するか否かを判定し、例え� ��衝突検知スロット数が減少したらDM終了と� �定し、次のアクティブ期間AP3でのDGN広告メ� �セージの送信を停止する。また、次のアク� �ィブ期間AP3でのデータパケット送信を再開� �る。
(19)(20)通常ノード2、3はACKを受信したので、DM 中はデータパケットの送信を停止する。但し 、DGN広告メッセージを管理用スロット(=0)で� �信しなくなったらデータパケット送信を再� �する。

 <アクティブ期間AP3>
(21)通常ノード2はアクティブ期間AP3のデータ� ��信用スロット(=1)でデータパケットを送信し 、
(22)通常ノード1はアクティブ期間AP3のデータ� ��信用スロット(=3)でデータパケットを送信し 、
(23)通常ノード3はアクティブ期間AP3のデータ� ��信用スロット(=6)でデータパケットを送信す る。
(24)通常ノード1は次のDM遷移の機会ではCDGMと� ��る優先度を下げる。
(25)(26)通常ノード2、3はアクティブ期間AP3で� �管理用スロット(=0)でDGN広告メッセージを受� ��しなかったので、データパケット送信を再� ��し、(21)及び(23)においてデータパケットの� �信を行った。

 図13は第1の発明に係る無線通信装置(ノー ド)10の構成を示す。各タイムスロット上のキ ャリアは無線アンテナ11を経由して受信され� ��次いで無線受信手段12により復調されて衝� �検知手段13と、CDGN宣言メッセージ解析手段14 と、DGN広告メッセージ解析手段15と、ACK解析� ��段16とデータパケット解析手段17に印加され る。各タイムスロット上のキャリアの衝突は 衝突検知手段13で検知され、検知された衝突� ��生スロット19aが情報記憶手段19に記憶され� �。また、各タイムスロット上のCDGN宣言メッ� ��ージはCDGN宣言メッセージ解析手段14で解析� ��れ、解析されたCDGN宣言メッセージ19cが情報 記憶手段19に記憶される。情報記憶手段19に� �また、使用されていたスロット数19bと、自� �ードのDGNに決定したノードのID19dと、CDGNに� �移する優先度19eが記憶される。

 また、各タイムスロット上のDGN広告メッ� ��ージと、ACKとデータパケットがそれぞれDGN� ��告メッセージ解析手段15と、ACK解析手段16と データパケット解析手段17により解析される� ��解析されたDGN広告メッセージとACKに基づい� ��、「データパケット送信停止の制御手段」1 8によりデータパケット送信停止が判断され� �。「CDGN遷移の判定手段」20は情報記憶手段19 に記憶されている衝突発生スロット19aと、「 使用されていたスロット数」19bに基づいてCDG Nに遷移するかを判定し、また、「CDGNに遷移� ��る優先度」19eを下げる。「DGN遷移の判定手� ��」21は情報記憶手段19に記憶されているCDGN� �言メッセージ19cに基づいてDGNに遷移するか� �判定する。

 「DGN広告メッセージの送信制御手段」22� �、「DGN遷移の判定手段」21がDGNに遷移すると 判定した場合にDGN広告メッセージを生成し、 「CDGN宣言メッセージ送信制御手段」23は「CDG N遷移の判定手段」20がCDGNに遷移すると判定� �た場合にCDGN宣言メッセージを生成する。ま� ��、「データパケットの送信制御手段」24は� �「データパケット送信停止の制御手段」18が データパケット送信を停止すると判定した場 合にデータパケット送信を停止し、「ACKの送 信制御手段」25はデータパケット解析手段17� �より解析されたデータパケットに基づいてAC Kの送信を制御する。これら送信制御手段22~25 により生成されたメッセージ等は、無線送信 手段26により変調されて無線アンテナ11を経� �して送信される。

 <第2の発明>
 次に第2の発明の実施の形態について説明す る。図15は第2の発明に係る無線通信方法、無 線通信システム及び無線通信装置におけるタ イムスロットの構成を示す説明図である。第 2の発明では、一定周期のスーパーフレーム� �間内の任意の期間をアクティブ期間AP、残り をスリープ(インアクティブ)期間iAPと定義し� ��アクティブ期間APを複数のタイムスロット� �分割し、複数の無線通信装置(ノード)の各々 が各タイムスロットを使用して時分割で双方 向通信を行う際、複数のノードの各々が各タ イムスロットにおける衝突を検出した場合に 、衝突広告メッセージ201を次のアクティブ期 間APの複数のタイムスロットの所定のタイム� ��ロット(図15ではタイムスロット=0)に送信す� ��とともに、次のアクティブ期間APを伸長す� �。

 また、衝突広告メッセージ201を送信する� ��ードは、次のアクティブ期間APにおいてCSMA� ��よりランダムに検出した空きタイムスロッ� ��(図15ではタイムスロット=6)に、自データに� ��えて衝突広告メッセージ201(図15の0、i、ii、 iii)を含むパケット202を送信する。また、伸� �されたアクティブ期間APにおいて衝突が検出 されなくなると、伸長されたアクティブ期間 APを元の長さに戻す(縮退)。

 図16は衝突広告メッセージ201のフォーマ� �ト例を示す構成図である。衝突広告メッセ� �ジ201は、メッセージの種類を示すタイプ(Type )(例えばType=1)と、衝突を起こしたタイムスロ ットを示す衝突スロットと、この衝突広告メ ッセージ201を連続で送信した回数(Report No.)� �、送信元のノードIDの各フィールドにより構 成されている。衝突スロットのフィールドは 、一例としてタイムスロット数と同じビット 数で構成して、衝突を起こしたタイムスロッ ト位置をビット=1,衝突を起こしていないタイ ムスロット位置をビット=0のビットマップで� ��す。これにより、衝突広告メッセージ201を� ��信したノードは、前回データを送信したタ� ��ムスロットで衝突が発生したかを知得する� ��とができる。

 <第2の発明の第1の実施の形態>
 図17、図18、図19は、第1の実施の形態のノー ドの動作を説明するためのフローチャートで ある。図17において、まず、パケット送信を� ��止中か否かを判断し(ステップS201)、停止中� ��あればステップS202に進み、他方、停止中で なければステップS205に分岐する。ステップS2 02では図18に詳しく示すパケット受信処理を� �行し、次いでタイムスロットのタイミング� �最終スロットか否かを判断し(ステップS203)� �最終タイムスロットのタイミングでなけれ� �ステップS201に戻り、他方、最終タイムスロ� ��トのタイミングであればステップS204に進ん で図19に詳しく示す伸長制御処理を実行し、� ��いでステップS201に戻る。1つのアクティブ� �間AP内の各タイムスロットで検知される衝突 及び各タイムスロットで受信する衝突広告メ ッセージ201の処理結果のすべてを利用して伸 長制御処理(ステップS204)を行うため、ステッ プS203での判定を実施する。

 次に、図18を参照してステップS202のパケ� ��ト受信処理を詳しく説明する。まず、衝突� ��検知したか否かを判断し(ステップS231)、検� ��した場合にはステップS232に進み、他方、検 知していなければステップS235に分岐する。� �テップS232では衝突を検知したタイムスロッ� ��を記録し、次いでそのタイムスロットが現� ��のアクティブ期間APの最初のタイムスロッ� �(=0)か否かを判断する(ステップS233)。そして� ��タイムスロット=0であれば次のアクティブ� �間APを一定の長さに伸長し(ステップS234)、次 いで終了する。他方、タイムスロット=0でな� ��ればそのまま終了する。

 ステップS231において衝突を検知していな ければ、ステップS235においてそのタイムス� �ットがタイムスロット=0か否かを判断し、タ イムスロット=0であればステップS236に進み、 他方、タイムスロット=0でなければステップS 241に分岐する。ステップS236では衝突広告メ� �セージ201を受信したか否かを判断し、受信� �た場合にはステップS237に進み、他方、受信� ��ていない場合にはそのまま終了する。ステ� ��プS237では次のアクティブ期間APを一定の長� ��に伸長し、次いで、受信した衝突広告メッ� ��ージ201(図15の衝突スロットのフィールド)に 、前のアクティブ期間APで自ノードの衝突発� ��が記載されているか否かを判断する(ステッ プS238)。そして、衝突発生が記載されている� ��合にはそのまま終了し、他方、記載されて� ��ない場合には、パケット送信を停止するア� ��ティブ期間APの数を決定し(ステップS239)、� �いでパケット送信を停止し(ステップS240)、� �いで終了する。

 ステップS235においてそのタイムスロット がタイムスロット=0でない場合、ステップS241 において、受信したパケットのデータ部分を 処理し、次いで衝突広告メッセージ201を含ん だパケット2を受信したか否かを判断する(ス� ��ップS242)。そして、受信した場合にはステ� �プS243に進み、他方、受信していない場合に� ��そのまま終了する。ステップS243では次のア クティブ期間APを一定の長さに伸長し、次い� ��、受信した衝突広告メッセージ201に、前の� ��クティブ期間APで自ノードの衝突発生が記� �されているか否かを判断する(ステップS244)� �そして、衝突発生が記載されている場合に� �そのまま終了し、他方、記載されていない� �合には、パケット送信を停止するアクティ� �期間APの数を決定し(ステップS245)、次いでパ ケット送信を停止し(ステップS246)、次いで終 了する。

 次に、図19を参照してステップ204の伸長� �御処理を詳しく説明する。まず、パケット� �信処理(ステップ202)によって、次のアクティ ブ期間APを伸長するかしないかを判定し(ステ ップS251、S252)、伸長する場合にはステップS25 3に進み、他方、伸長しない場合にはステッ� �S255に分岐する。ステップS253では衝突広告メ ッセージ201を生成し、次いで次のアクティブ 期間APを一定の長さに伸長し(ステップS254)、� ��いで終了する。ステップS255では次のアクテ ィブ期間APを通常の長さで実施し、次いで衝� ��広告メッセージ201を現在送信中か否かを判� ��する(ステップS256)。そして、衝突広告メッ� ��ージ201を送信中であれば衝突広告メッセー� ��201の送信を停止し(ステップS257)、次いで衝� ��広告メッセージ201のReport No.を0にし(ステッ プS258)、次いで終了する。ステップS256におい て衝突広告メッセージ201を送信中でなければ そのまま終了する。

 次に、図17に戻ってステップS205以下につ� ��て説明する。ステップS201においてパケット 送信を停止中の場合、アクティブ期間APを伸� ��中か否かを判断する(ステップS205)。そして� ��伸長中であれば、伸長したアクティブ期間A P内でパケットを送信するタイムスロットを� �定し(ステップS206)、次いでステップS208に進� ��。他方、ステップS205においてアクティブ期 間APを伸長中でなければ、伸長していないア� ��ティブ期間AP内でパケットを送信するタイ� �スロットを決定し(ステップS207)、次いでス� �ップS208に進む。

 ステップS208では図18のステップS231、S232� �処理に基づいて衝突広告メッセージ201を送� �するか否かを判断し、送信する場合にはス� �ップS209に進み、他方、送信しない場合には� ��テップS218に分岐する。ステップS209ではタ� �ムスロットのタイミングがタイムスロット=0 か否かを判断し、タイムスロット=0のタイミ� ��グであればステップS210に進み、他方、タイ ムスロット=0のタイミングでなければステッ� ��S12に分岐する。ステップS210では衝突広告メ ッセージ201を送信し、次いで衝突広告メッセ ージ連続送信回数(Report No.)に1を加算し(ステ ップS211)、次いでステップS221に進む。

 ステップS209においてタイムスロット=0の� ��イミングでない場合、自ノードの送信タイ� ��スロットのタイミングか否かを判断し(ステ ップS212)、そうであればステップS213に進み、 他方、そうでなければステップS217に分岐す� �。ステップS213ではReport No.=1か否かを判断し 、そうであれば衝突広告メッセージ201とデー タを含めたパケット202を送信し(ステップS214) 、次いでReport No.に1を加算し(ステップS215)、 次いでステップS221に進む。ステップS213にお� ��てReport No.=1でない場合、データを含めたパ ケットを送信し(ステップS216)、次いでステッ プS221に進む。ステップS212において自ノード� ��送信タイムスロットのタイミングでない場� ��、図4に詳しく示すパケット受信処理を実行 し(ステップS217)、次いでステップS221に進む� �

 ステップS208において衝突広告メッセージ 201を送信しない場合、自ノードの送信タイム スロットのタイミングか否かを判断し(ステ� �プS218)、そうであればデータを含めたパケッ トを送信し(ステップS219)、次いでステップS22 1に進む。他方、自ノードの送信タイムスロ� �トのタイミングでない場合、図4に詳しく示� ��パケット受信処理を実行し(ステップS220)、� ��いでステップS221に進む。ステップS221では� �終タイムスロットのタイミングか否かを判� �し、そうでなければステップS208に戻り、他� ��、そうであればステップS222に進んで図19に� ��しく示す伸長制御処理を実行し、次いでス� ��ップS201に戻る。

 図20は第2の発明の第1の実施の形態の動作 例を示す。まず、最初のアクティブ期間AP1の 長さは通常の長さ(タイムスロット=0,1~7)であ� ��、タイムスロット=1、2、3、5で周辺ノード� �送信したパケットが衝突したことを検出し� �場合を示す。この場合には、図18に示す受信 処理では、衝突を検出したタイムスロット=1� ��2、3、5を記録し、また、次のアクティブ期� ��AP2を一定の長さ(タイムスロット=0,1~15)に伸� ��することを決定する。また、図19に示す伸� �制御処理では衝突広告メッセージ1を生成し� ��また、次のアクティブ期間AP2を一定の長さ( タイムスロット=0,1~15)に伸長する。

 次のアクティブ期間AP2では、図17に示す� �理では、ステップS208~S211において衝突広告� �ッセージ1をタイムスロット=0で送信し、ま� �、衝突広告メッセージ201とデータを含むパ� �ット202をタイムスロット=6で送信する。次い でこのアクティブ期間AP2で衝突が検出された 場合には、次のアクティブ期間AP3(タイムス� �ット=0,1~15)のタイムスロット=0で衝突広告メ� ��セージ201が送信され、また、このアクティ� ��期間AP3で衝突が検出されなかった場合には� ��次のアクティブ期間AP4が元の長さ(タイムス ロット=0,1~7)に戻され、タイムスロット=0では 衝突広告メッセージ201の送信が停止される。

 <第2の発明の第2の実施の形態>
 第2の発明の第1の実施の形態では、衝突を� �出した場合に次のアクティブ期間APを長くし たが、第2の発明の第2の実施の形態では、衝� ��を検出した場合に現在のアクティブ期間AP� �長くしている。図21~24を参照して第2の発明� �第2の実施の形態について説明する。なお、� ��実施の形態において、通常のアクティブ期� ��AP内のタイムスロット数及び伸長したアク� �ィブ期間AP内のタイムスロット数にそれぞれ (タイムスロット=0,1~7)と(タイムスロット=0,1~1 5)のように具体的な数字を規定しているが、� ��実施の形態はこの数での実施に限定されな� ��.まず、図21では、図17に示すステップS205と� ��テップS206の間にステップS205aが追加され、� ��た、ステップS209とステップS210、S212の間に� ��テップS209aが追加され、さらに、ステップS2 21aの処理が図17に示すステップS221と少し異な る。ステップS205においてアクティブ期間APを 伸長中か否かを判断すると、伸長中であれば ステップS205aに進み、送信タイムスロットが� ��決定か否かを判断する。そして、未決定の� ��合にはステップS206に進んで、伸長したアク ティブ期間AP内でパケットを送信するタイム� ��ロットを決定し、次いでステップS208に進む 。他方、ステップS205aにおいて送信タイムス� ��ットが未決定でない場合にはそのままステ� ��プS208に進む。

 また、ステップS209においてタイムスロッ トのタイミングがタイムスロット=0か否かを� ��断して、タイムスロット=0のタイミングで� �ければステップS209aに進み、タイムスロット =7であり、かつ衝突広告メッセージ連続送信� ��数(Report No.)が0か否かを判断する。そして� �もしそうであればステップS210に進んで衝突� ��告メッセージ201を送信し、他方、そうでな� ��ればステップS212に分岐する。また、ステッ プS221aの処理では、最終タイムスロット(=6も� ��くは15)か否かを判断し、そうでなければス� ��ップS208に戻り、他方、そうであればステッ プS222に進む。他の処理は図17と同じであるの で、説明を省略する。なお、ステップS221aに� ��いて、タイムスロット=6を最終タイムスロ� �トと判定するタイムスロットとして挙げて� �るのは、通常のアクティブ期間の長さ(タイ� ��スロット=0,1~7)の先頭のタイムスロット0と� �後のタイムスロット7を衝突広告メッセージ� ��送信に使用する所定のタイムスロットとし� ��いるためである。

 図22に示すパケット受信処理では、ステ� �プS234a、S237a、S243aの処理がそれぞれ図18に示 すステップS234、S237、S243と異なり、今のアク ティブ期間APを一定の長さ(タイムスロット=0~ 15)に伸長する。他の処理は図18と同じである� ��で、説明を省略する。また、図23に示す伸� �制御処理では、ステップS254aの処理が図19に� ��すステップS254と異なり、また、ステップS25 4aの後にステップS259、S260が追加されている� �ステップS254aでは今のアクティブ期間APを一� ��の長さ(タイムスロット=0~15)に伸長し、次い でタイムスロット=7か否かを判断する(ステッ プS259)。タイムスロット=7の場合には、伸長� �た分のアクティブ期間AP内でパケット送信ス ロットを決定し(ステップS260)、次いで終了す る。他方、タイムスロット=7でない場合には� ��のまま終了する。他の処理は図19と同じで� �るので、説明を省略する。

 図24は第2の発明の第2の実施の形態の動作 例として、最初のアクティブ期間AP1の最初の 長さ(タイムスロット=0,1~7)において、タイム� ��ロット=1、2、3、5で周辺ノードが送信した� �ケットが衝突したことを検出した場合を示� �。この場合には、図22に示す受信処理では、 ステップS232において衝突を検出したタイム� �ロット=1、2、3、5を記録し、また、ステップ S234aにおいて今のアクティブ期間AP1を一定の� ��さ(タイムスロット=0,1~15)に伸長する。そし� ��、伸長した今のアクティブ期間AP1のタイム� ��ロット=7で衝突広告メッセージ1を送信し、� ��た、タイムスロット=13で衝突広告メッセー� ��1とデータを含むパケット2を送信する。次� �でこのアクティブ期間AP1で衝突が検出され� �場合には、次のアクティブ期間AP2(タイムス� ��ット=0,1~15)のタイムスロット=0で衝突広告メ ッセージ201が送信され、また、このアクティ ブ期間AP2で衝突が検出されなかった場合には 、次のアクティブ期間AP3が元の長さに戻され 、タイムスロット=0では衝突広告メッセージ1 の送信が停止される。

 図25は第2の発明に係る無線通信装置(ノー ド)210の構成を示す。各タイムスロット上の� �ャリアは無線アンテナ211を経由して受信さ� �、次いで無線受信手段212により復調されて� �突検知手段213と、受信スロット解析手段215� �衝突広告メッセージ解析手段216に印加され� �。各タイムスロット上のキャリアの衝突は� �突検知手段213で検知され、検知された衝突� �生スロット218aは情報記憶手段218に記憶され� ��。また、各タイムスロット上の受信スロッ� ��は受信スロット解析手段215で解析され、ま� ��、衝突広告メッセージ201は衝突広告メッセ� ��ジ解析手段216で解析される。「アクティブ� ��間伸長の制御手段」214は、衝突検知手段213� ��検知された衝突発生スロット218aと、受信ス ロット解析手段215で解析された受信スロット と、衝突広告メッセージ解析手段216で解析さ れた衝突広告メッセージ201に基づいてアクテ ィブ期間を伸長するか否かを判断してアクテ ィブ期間の長さ218cを決定し、この決定され� �アクティブ期間の長さ218cは情報記憶手段218� ��記憶される。また、「パケット送信停止の� ��御手段」217は衝突広告メッセージ解析手段2 16で解析された衝突広告メッセージ201に基づ� ��てパケット送信停止期間218bを決定し、この 決定されたパケット送信停止期間218bは情報� �憶手段218に記憶される。

 情報記憶手段218に記憶されている衝突発� ��スロット218aと、パケット送信停止期間218b� �アクティブ期間の長さ218cに基づいて、「デ� ��タ送信用スロットの決定手段」219はデータ� ��信用のタイムスロットを決定し、また、衝� ��広告メッセージ生成手段221は衝突広告メッ� ��ージ201を生成する。生成された衝突広告メ� ��セージ201は「衝突広告メッセージの送信制� ��手段222により、衝突広告メッセージ201の前� ��した送信タイムスロット=0,7で送信されるよ うに送信タイミングが制御される。また、「 データを含むパケットの生成手段」220は、「 データ送信用スロットの決定手段」219により 決定されたタイムスロットで「データを含む パケット」が、また、「衝突広告メッセージ 201及びデータを含むパケット202」が生成され る。この「データを含むパケット」と「衝突 広告メッセージ201及びデータを含むパケット 202」は、無線送信手段223により変調されて無 線アンテナ211を経由して送信される。

 <第3の発明>
次に第3の発明の実施の形態について説明す� �。図26に本実施の形態における無線ノード種 別とシステムの構成を示す。本システムは、 有線/無線を問わない外部ネットワーク301(例� ��ばインターネット)に接続され、外部ネット ワーク301と通信可能であって商用電源などの 供給が可能なゲートウェイ(GW)302と、無線通� �ノード303として電池で駆動する小型の無線� �グ303a、303bで構成される。無線タグ303a、303b� ��送受信が可能で、双方向にデータをやり取� ��することが可能であり、以降P2P(Point to Poin t)タグとも呼ぶ。このP2Pタグ303a、303bには、� �置後移動を想定しない(Stationary)P2Pタグであ� �P2P-Sタグ303aと、例えば人が保持して移動を� �う(Mobile)P2PタグであるP2P-Mタグ303bの2種類が� �る。

 図26に示すように、各P2Pタグ303a、303bはア ドホックに、自身の通信可能範囲にあるP2Pタ グ303a、303bと自身のIDを交換する。このよう� �、移動するP2P-Mタグ303bによってP2Pタグ303a、3 03bが相互にIDを交換・蓄積することで、お互� ��の接触履歴を保持することになる。これに� ��りP2P-Mタグ303bにはある人の行動履歴が、ま� ��P2P-Sタグ303aには、ある地点における人の通� ��履歴が蓄積可能となる。例えば具体的なア� ��リケーションの一例としては、街中での人� ��行動、接触履歴の取得といったことが考え� ��れる。この場合、商用電源の確保できる場� ��にGW2を、それ以外の場所に多数のP2P-Sタグ30 3aを配置することで、P2P-Mタグ303bを持った人� ��行動、接触履歴を取得することが可能とな� ��。

 また、このような、無線通信ノード303に� ��り単に自身のIDを交換して、接触履歴を残� �ていくというアプリケーションにおいては� �情報の送信側が受信側を特定する必要はな� �、それぞれのタグ303a、303bが自身のIDをブロ� ��ドキャストして、受信したタグ303a、303bが� �れを蓄積しておけばよい。

 次に、図27に本実施の形態におけるスー� �ーフレーム期間T_pの構成を示す。第3の発明� ��は、スーパーフレーム期間T_pは図27(a)に示� �ように、無線通信ノード303であるタグ303a、3 03bがフレームの送受信を行うアクティブ期間 Tactと、タグ303a、303bの無線部(図29で後述)が� �作を停止するスリープ期間 (=T_p-Tact)を有す� ��。アクティブ期間Tactは図27(b)に示すような� ��変数のタイムスロットTS(図ではタイムスロ� ��ト数=16)による構成で、移動する各タグ303b� �定期的にアクティブ期間Tact内の各タイムス� ��ットTSをランダムに選択し、選択したタイ� �スロットTS内に自身の情報をフレームで送信 する。

 各ノード303はフレームの送受信を行うア� ��ティブ期間Tactと無線部の動作を停止するス リープ期間(=T_p-Tact)を有することで第一の省� ��力化をおこなう。アクティブ期間Tactは可変 数のタイムスロットによる構成で、移動する 各ノード303は、定期的にアクティブ期間Tact� �のタイムスロットに対して、先頭のタイム� �ロットから順にCSMA(Carrier Sense Multiple Access) により自身の情報の送信を試みる。このため 、タイムスロットは先頭から順に使用される 形となる。

 また、図28には、本発明での応答確認(ACK) のシーケンスを示す。図28では、3つのノード A、ノードB、ノードCがそれぞれ自身のフレー ムF[A]、F[B]、F[C]をブロードキャストしている 状態を示す。第3の発明においては、すれ違� �時に各ノードA~Cが情報を交換、蓄積し、特� �のノード(図26のGW2)にのみ、蓄積した情報を� ��信する。このため、あるノードから受信し� ��フレームを他のノードに転送することはな� ��。このためブロードキャストされるフレー� ��F[A]、F[B]、F[C]は、お互い通信範囲にいるノ� ��ドA~C間でのみ送受信されることになる。

 図28にはあるスーパーフレーム期間N-1に� �いて各ノードA~Cがランダムに選択したタイ� �スロットTSに対して自身の情報をフレームF[A ]、F[B]、F[C]で送信している状態を示す。ただ しノードAとノードCは直接通信できない場所� ��ある場合の例である。このとき、ノードAの 送信したフレームF[A]はノードBに、ノードBが 送信したフレームF[B]はノードAとノードCに、 ノードCが送信したフレームF[C]はノードBでど れも正常に受信されたとする。

 次のスーパーフレーム期間Nにおいて、ノ ードA、B、Cがそれぞれ自身のフレームF[A:b]、 F[B:a,c]、F[C:b]を送信する時、それぞれのフレ� ��ムF[A:b]、F[B:a,c]、F[C:b]中で自身が前スーパ� �フレーム期間N-1で受信したノードの情報([]� �のa,b,c)を付加して送信する。これにより、� �ノードA、B、Cは他ノードのフレーム中に一� �に付加されて来るACK情報により、前のスー� �ーフレーム期間N-1で送信した自身のフレー� �F[A]、F[B]、F[C]が受信されたことを認識する� �とができる。また同時にノードBに 関して� �、ノードAとノードCからのACK情報を受信する ことで、複数ノードA、Cでの受信を確認する� ��ともできる。

 このようなACK情報を用いることで、実際� ��自身のフレームが受信されたことを確認す� ��とともに、他のノードがどれくらいのノー� ��と通信を行っているかを間接的に把握する� ��とができる。これにより移動するノードは� ��現在通信した相手ノードの周辺にどれくら� ��の通信可能なノードが存在するかを知るこ� ��ができる。第3の発明ではこのようなACKの情 報を用いて実際に自身がスーパーフレーム期 間において受信したタイムスロット数と、受 信したフレームから想定されるノード数より 、次スーパーフレーム期間の使用タイムスロ ット数の設定を行う。

 次に図29を用いて第3の発明のノード303の� ��成について説明する。本発明のノード303は� ��送信部311a及び受信部311bを有する無線部311� �、制御部312と、ID蓄積部313と、クロック314と 給電部315により構成されている。送信部311a� �無線を介して自身のIDを含むフレームFを外� �に送信する機能を有している。なお第3の発� ��のノード303においては、送信部311aにおける フレーム送信は、自身のIDを定期的にブロー� ��キャストすることで行われる。また受信部3 11bは、他のノード303が同様に送信しているID� ��含むフレームを受信する機能を有している� ��

 また、制御部312はこのノード303の動作を� ��御する機能を有している。制御部312の機能� ��ついては図30を用いて詳細に説明する。ま� �、ID蓄積部313は、受信部311bで受信した他の� �ード303のIDを蓄積する機能を有している。な おID蓄積部313にIDが蓄積される場合は、その� �点における時刻情報がIDとともに記録されて もよい。また自身のID情報も同様に記録され� ��いる。またクロック314は、送信部311aにおけ るフレーム送信や、受信部311bにおけるフレ� �ム受信のタイミングを把握するためのクロ� �ク信号を出力する機能を有している。また� �電部315はノード303が任意の場所に移動して� �通信可能なようにノード303内に内蔵されて� �る電源であり、例えばノード303の筐体内に� �装されている電池である。

 次に図30を用いて、本発明の実施の形態� �おける制御部312の機能について説明する。� �御部312は詳しくは、タイムスロット調整部32 1と、フレーム解析部322と、フレーム生成部32 3と、ACK生成部324と、スロット数制御部325に� �り構成されている。タイムスロット調整部32 1は、スーパーフレーム期間の同期を含むタ� �ムスロットの同期調整を行うとともに、フ� �ームFの受信や、CSMAによる可能なタイムスロ ットTSに対し生成されたフレームFを送信する 機能を有している。フレーム解析部322は、各 タイムスロットTSでの受信状態を解析し、ACK� ��成部324とスロット数制御部325に通知する機� ��や、受信したフレームFからID情報を取得しI D蓄積部313に通知する機能を有する。

 ACK生成部324はフレーム解析部322からの情� ��に基づき、次回に自身が送信するフレームF に付加するACKフィールドを生成する。スロッ ト数制御部325は、フレーム解析部322からの情 報に基づき次スーパーフレーム期間で自ノー ドに設定するタイムスロット数の決定を行う 。具体的には後述するフローチャートに記載 の処理を行う。フレーム生成部323は自身のID� ��、送信するタイムスロット情報と、ACK生成� ��324より通知されACKフィールド情報からフレ� ��ムFを生成する。

 次に各タグ(ノード303)で交換されるフレ� �ムFの構成を図31に示す。各ノード303は1つの� ��イムスロットTS内で送信可能な固定長のフ� �ームFを生成する。具体的には、自身が送信� ��るタイムスロットTSの番号(Slot Number)、ノー ド303のタイプ(Type)及び自身のID番号(ID)の各フ ィールド、そして他のノードからのフレーム Fの受信に応答して送信側ノードに受信状態� �通知するACKフィールドより構成される。第3� ��発明においては、自身の情報を送信するフ� ��ームF中に、他のタイムスロットTSで他のノ� ��ド303から受信したフレームの受信応答情報� ��含んでいることが特徴である。ACKフィール� ��は具体的には、システムで規定されるスー� ��ーフレームSFの各タイムスロットTS1~TS16を示 すフィールドで構成されており、各タイムス ロットTS1~TS16での受信状況がACK情報として格� ��される。

 第3の発明においては、受信側ノードのIDを� ��いた個別の応答や、受信側ノードのフレー� ��を送信することで受信を通知するパッシブA CKといった方法と異なり、規定のタイムスロ� ��ト分の固定長のACKフィールドにより、前回� ��スーパーフレーム期間N-1において受信した� ��の全ての送信元のノードに対して一度に自� ��の受信情報を提供する。したがって、1つの スーパーフレーム期間T_pでは、16×16個の受信 状況が提供される。また各タイムスロットに 対するACKフィールド内の個々の情報は2ビッ� �で構成され、状態は以下のように示される� �
 00:受信無し、
 10:エラー状態で受信、
 11:正常状態で受信、

 「10:エラー状態で受信」には、受信した� ��レームFがビットエラー、フレームエラーで 廃棄された場合や、衝突により正しくフレー ムFを受信できなかった場合を含んでいる。� �のような形で個別のノードに対するACKでは� �く、固定タイムスロットに対する受信状態� �通知することで、個別のノードのIDなどを用 いて複数のノードに対して応答確認をする場 合と比較して、ACKの量に対してフレーム長を 固定長に保てると同時に、非常に少ない情報 量で通知することが可能となる。

 さらにこのACKフィールドには、各タイム� ��ロットに対応したTSフィールドTS1~TS16以外に 特別な1ビットのフラグのフィールド(SPフィ� �ルド)が付加されている。この詳細は後述す� ��が、設定したタイムスロット数において自� ��のフレームを送信できなかった場合に、ON(� ��ット=1)に設定されるフィールドである。

 次に、図32を用いてACK生成部324でのACKフ� �ールドの生成方法について説明する。ACK生� �部324では、フレーム解析部322からの情報に� �づき、スーパーフレーム期間での受信のあ� �た各タイムスロットTSに対して、前述の2ビ� �ト構成のTSフィールドTS1~TS16への設定を行う( ステップS301)。これにより、送受信のあった� ��イムスロットTSは衝突などによるエラーを� �めて全て該当のTSフィールドTS1~TS16に記述さ� ��ることになる。

 また、設定されていたスーパーフレーム� ��間中の各タイムスロット内でCSMAの結果、自 身の送信機会が最後までなく、送信できなか った場合(ステップS302でNo)、これを示すため� ��SPフィールドをONにする(ステップS303)。これ は、移動によりこれまでより多くのノード303 と通信する環境に変化した場合に、スーパー フレーム期間に設定していたタイムスロット 数Nよりもノード数が多くなり、自身の送信� �会がなくなったような場合が該当する。こ� �ような場合、自身のフレームFに挿入されるA CKフィールドにおいて、自身が送受信したこ� ��を示すTSフィールドだけでなく。足りない� �イムスロットがあることを他のノードに示� �ことになる。例えば、フレーム受信時にSPフ ィールドがONのフレームFが多い場合は、それ だけの数のノード303で通信機会がなく送信で きなかったことを示している。

 次にスロット数制御部325での動作につい� ��説明する。多数のノード303との通信可能な� ��境から、あまり周りに多数のノード303がい� ��い環境に移動等により変化した場合、スー� ��ーフレーム期間中の受信タイムスロット数N を減少させることは省電力の観点で重要であ る。また逆に、少数のノード303との通信時環 境から多数のノード303が存在する環境に移動 等により変化した場合は、適切なタイムスロ ット数Nまでタイムスロット数を増加させて� �くことは、より多くのノード303とデータを� �換する意味において重要である。このよう� �スーパーフレーム期間内のタイムスロット� �Nを自律的に設定するのがスロット数制御部3 25の機能である。

 図33にスロット数制御部325における処理� �フローチャートで示す。ACK生成部324からの� �報により、該スーパーフレーム期間におけ� �自ノード303の受信情報を把握し、該スーパ� �フレーム期間における使用タイムスロット� �況を確認する。この情報より次スーパーフ� �ーム期間のタイムスロット数Nの候補を求め� ��。これは自身の送信および、正常受信(=11)� �たフレームを1として加算していき、さらに� ��突などによるエラー受信(=10)の状態を2とし� ��加算したものである。エラー受信(=10)の状� �を2とするのは、衝突による複数ノードの存� ��を考慮するものである。ただし、受信した� ��レームが1つもない場合、つまりACK生成部324 が自身の送信したフレーム情報しか持ってい ない場合は、次スーパーフレーム期間におけ るタイムスロット数Nは、自身の送信するタ� �ムスロットに他のノードからの受信を考慮� �て2スロットで設定する。

 フレーム受信があった場合、フレーム解� ��部322からの情報により、正常受信(=11)した� �レームF中のACKフィールドからも同様にタイ� ��スロット数を加算して次スーパーフレーム� ��間のタイムスロット数Nの候補を求める。こ のようにして導出したタイムスロット数の候 補のうち最大値を次スーパーフレーム期間の 基本タイムスロット数Nとする(ステップS311)� �

 次に、正常受信フレームのACKフィールド� ��うちSPフィールドがセットされていたフレ� �ム数Aを基本タイムスロット数Nに加算する(� �テップS312)。これで次スーパーフレーム期間 のタイムスロット数NはN+Aとなる。このよう� �、SPフィールドがセットされているフレーム 数Aを基本タイムスロット数Nに加算して次ス� ��パーフレーム期間のタイムスロット数N=N+A� �することで、送信できなかったノード303の� �Aだけ使用タイムスロット数Nを増加させる。 これには自ノード303が生成したACKフィールド のSPフィールドの状態も含める(ステップS313� �S314)。このように、多数のノード303がいる環 境に変化したノード303に関して、送信できな かったノード303の数だけ他のノード303にも、 タイムスロット数Nを増加させることで、受� �される可能性を増やしている。

 このように、タイムスロット数Nを自身の 受信した状態だけでなく、他ノードからのACK 情報に基づき増減していくことで、効率的に タイムスロットを使用しつつ、省電力化を実 現できる。さらにACKフィールドにSPフィール� ��を設けたことで、前スーパーフレーム期間� ��送信できなかったノード数を把握すること� ��、不足するタイムスロット数を把握し、ま� ��めて増加させることが可能となる。

 <第4の発明>
 第4の発明の実施の形態における無線通信装 置(ノード)種別とシステムの構成は、第3の発 明の図26と同じであるので、説明を省略する� ��また、第4の発明の実施の形態におけるスー パーフレーム期間T_pの構成も第3の発明の図27 と同じであるので、説明を省略する。また、 第4の発明の実施の形態における応答確認(ACK) のシーケンスも第3の発明の図28と同じである ので、説明を省略する。

 第4の発明の実施の形態において各タグ(� �ード303)で交換されるフレームFの構成を図34� ��示す。各ノード303は1つのタイムスロットTS� ��で送信可能な固定長のフレームFを生成する 。具体的には、自身が送信するタイムスロッ トTSの番号(Slot Number)、ノード303のタイプ(Type )及び自身のID番号(ID)の各フィールド、そし� �他のノードからのフレームFの受信に応答し� ��送信側ノードに受信状態を通知するACKフィ� ��ルドより構成される。第4の発明においては 、自身の情報を送信するフレームF中に、他� �タイムスロットTSで他のノード303から受信し たフレームの受信応答情報を含んでいること が特徴である。ACKフィールドは具体的には、 システムで規定されるスーパーフレームSFの� ��タイムスロットTS1~TS16を示すフィールドで� �成されており、各タイムスロットTS1~TS16での 受信状況がACK情報として格納される。

 第4の発明においても、送信側ノードのIDを� ��いた個別の応答や、送信側ノードのフレー� ��を送信することで受信を通知するパッシブA CKといった方法と異なり、規定のタイムスロ� ��ト分の固定長のACKフィールドにより、前回� ��スーパーフレーム期間N-1において受信した� ��の全ての送信元のノードに対して一度に自� ��の受信情報を提供する。したがって、1つの スーパーフレーム期間T_pでは、16×16個の受信 状況が提供される。また各タイムスロットに 対するACKフィールド内の個々の情報は2ビッ� �で構成され、状態は以下のように示される� �
 00:受信無し、
 10:エラー状態で受信、
 11:正常状態で受信、

 「10:エラー状態で受信」には、受信した� ��レームFがビットエラー、フレームエラーで 廃棄された場合や、衝突により正しくフレー ムFを受信できなかった場合を含んでいる。� �のような形で個別のノードを指定したACKで� �無く、固定タイムスロットに対する受信状� �を通知することで、個別のノードのIDなどを 用いて複数のノードに対して応答確認をする 場合と比較して、ACKの量に対してフレーム長 を固定長に保てると同時に、非常に少ない情 報量で通知することが可能となる。

 次に、図35を用いてACKフィールドの生成方� �を説明する。図35には、あるノード303におけ る2回分のスーパーフレーム期間N-1、Nのタイ� ��ングを用いて、ACKフィールドの生成方法に� ��いて説明している。図35はN回目のスーパー� ��レーム期間でノード303が「タイムスロット: 3」でフレームFを送信した場合を示す。この� ��きにノード303が送信するフレームFのACKフィ ールドには、前のスーパーフレーム期間N-1で 自身が受信した全てのタイムスロットの状態 が各タイムスロットに関して記述される。例 えば
・「タイムスロット:1」(以下、TS1と記述)で� �正常にフレームを受信した(=11)、
・TS2も同様に正常にフレームを受信(=11)、
・TS3ではフレームの受信自体が無く(=00)、
 ・・・
・TS6においては、フレームの受信はあったが 正しく受信完了できなかった(=10)・・・
ことを示している。このように、常にスーパ ーフレーム期間Nでは1回前のスーパーフレー� ��期間N-1の各タイムスロットの受信状態がエ� ��ア内の他のノード303に通知されることにな� ��。

 図36にスーパーフレーム受信時のACKフィ� �ルドを用いた確認方法について示す。1つの� ��ーパーフレーム期間N(全タイムスロットTS=� �フレーム)を受信し終わると、正常に受信で� ��たフレームFから、前スーパーフレーム期間 N-1における各ノード303のタイムスロット受信 状況を把握することができる。各ノード303は 自身が前スーパーフレーム期間N-1において送 信に使用したスロット番号を保持しておき、 ACKフィールドの該当TS部分(図36ではTS7)を確認 することで、自身が送信した前フレームFの� �ノード303での受信状態を知ることが可能と� �る。ノード303が移動することを考えると、� �のノード303が送信したフレームFに対する受� ��情報が入っている可能性もあるが、該当情� ��を送信したノード303のIDを同時に確認でき� �ので、例えば該当ノードが前スーパーフレ� �ム期間N-1で、自身が受信したノードではな� �新しいノードからの情報であれば該当ACK情� �は除外するといったことも考えられる。

 図37に示す第4の発明のノード303の構成の� ��略は、第3の発明の図29における制御部312を� ��き、同じである。第4の発明の制御部312aの� �能については図37を用いて詳細に説明する。 また、ID蓄積部313は、受信部311bで受信した他 のノード303のIDを蓄積する機能を有している� ��なおID蓄積部313にIDが蓄積される場合は、そ の時点における時刻情報がIDとともに記録さ� ��てもよい。また自身のID情報も同様に記録� �れている。またクロック314は、送信部311aに� ��けるフレーム送信や、受信部311bにおけるフ レーム受信のタイミングを把握するためのク ロック信号を出力する機能を有している。ま た給電部315はノード303が任意の場所に移動可 能なようにノード303内に内蔵されている電源 であり、例えばノード303の筐体内に実装され ている電池である。

 次に図38を用いて、第4の発明の実施の形� ��における制御部312aの機能について説明する 。制御部312aは詳しくは、タイムスロット調� �部321と、フレーム解析部322と、フレーム生� �部323と、ACK生成部324と、輻輳制御部325aによ� ��構成されている。タイムスロット調整部321� ��、スーパーフレーム期間の同期を含むタイ� ��スロットの同期調整を行うとともに、フレ� ��ムFの受信や、ランダムに選択されたタイム スロットTSに対し生成されたフレームFを送信 する機能を有している。フレーム解析部322は 、各タイムスロットTSでの受信状態を解析し� ��ACK生成部324と輻輳制御部325aに通知する機能 や、受信したフレームFからID情報を取得しID� ��積部313に通知する機能を有する。

 ACK生成部324はフレーム解析部322からの情� ��に基づき、次回に自身が送信するフレームF に付加するACKフィールドを生成する。輻輳制 御部325aは、フレーム解析部322からの情報に� �づき輻輳の判定を行い、フレーム送信停止� �断、フレーム送信再開判断の結果をフレー� �生成部323とタイムスロット調整部321に対し� �行う。具体的には後述するフローチャート� �記載の処理を行う。フレーム生成部323は自� �のIDと、送信するタイムスロット情報と、ACK 生成部324より通知されるACKフィールド情報か らフレームFを生成する。

 次に輻輳時の動作について説明する。無� ��通信範囲内において多数のノード303が密集� ��たような場合、例えばノード303を保持した� ��が交差点において信号待ちの場合など、通� ��範囲内で通信可能なノード数に対してスー� ��ーフレーム期間におけるタイムスロット数� ��少ない場合が発生する。このような場合、C SMA(Carrier Sense Multiple Access)によるアクセス� �御を行ったとしても、衝突によりフレーム� �受信できない場合や、連続して送信機会を� �て送信するノード303と、送信機会を何度も� �ることができずにフレーム送信できないノ� �ド303などがタイミングにより発生する可能� �がある。本発明においては、輻輳発生時、� �レームFを送信するノード303を減少させるこ� ��で輻輳を回避する。このため各ノード303に� ��いては輻輳時に自身がフレームFの送信を停 止するタイミングと、送信を再開するタイミ ングを制御することが必要になってくる。

 図39から図41に輻輳制御部325aにおける処� �をフローチャートで示す。まず、図39に示す ように、輻輳制御部325aではフレーム解析部32 2からの情報により輻輳時の短縮タイムスロ� �トモードで動作している場合(ステップS401で Yes)は、送信復帰判断処理(ステップS402)を、� �常のタイムスロットモードで動作している� �き(ステップS401でNo)は送信停止判断処理(ス� �ップS403)を行う。

 図40を用いて送信停止判断処理(ステップS 403)を詳しく説明する。1つのスーパーフレー� ��nの受信が終了した時点で、該当スーパーフ レームnにおいて自ノード303が正常受信(=11)及 びエラー受信(=10)したタイムスロット数が輻� ��閾値Aを超えているかどうかを判断する(ス� �ップS411)。輻輳閾値Aを超えていない場合(ス� ��ップS411でNo)、まだ輻輳状態ではないと判断 して、通常の動作を行う。

 輻輳閾値Aを超えていた場合(ステップS411� ��Yes)、次に正常受信(=11)したフレームFのACKフ ィールドをチェックし、ACKフィールドによっ て示される自ノード及び他ノードの使用スロ ット数が輻輳閾値Bを超えているかどうかを� �断する(ステップS412)。輻輳閾値Bを超えてい� ��い場合(ステップS412でNo)、すれ違い時の一� �的なノード303の集合の可能性もあるとして� �だ輻輳の判断を行わず、通常のフレーム送� �動作を行う。

 輻輳閾値Bを超えていた場合(ステップS412� ��Yes)、同様に正常受信(=11)した全フレームのA CKフィールドから前スーパーフレーム期間に� ��いて自身が送信したタイムスロットに対す� ��正常受信(=11)の数をチェックし(ステップS413 )、閾値C以上で受信が確認された場合は(ステ ップS413でYes)、次スーパーフレームにおける� ��レームの送信を停止し(ステップS414)、さら� ��スーパーフレームを構成するタイムスロッ� ��を短縮する短縮タイムスロット動作モード� ��変更する(ステップS415)。閾値C以上の受信が 確認されなかった場合(ステップS413でNo)、輻� ��状態ではあるが自身の情報を交換するため� ��、通常通りフレームの送信を行う。

 短縮タイムスロット動作モードとは、輻� ��時に自身が送信を停止した場合、輻輳が回� ��されるまで、受信するタイムスロット自体� ��少なくして電力消費を低減するものである� ��輻輳状態においては、お互いに情報を交換� ��る相手が多く存在することを意味し、ある� ��ード303の情報を交換蓄積するノード数も増� ��ることを意味する。またノード303が高密度� ��集合しているような状況では、ノード303の� ��動自体が相対的に少ないことが考えられ、� ��輳状態が継続する状態では同じノード303間� ��の送受信が増えると考えられる。このため� ��輳状態で自身のフレーム送信を停止したノ� ��ド303に関しては、輻輳状態が解消されるま� ��自身が受信蓄積する情報を低減することは� ��省電力化が重要な課題とされる無線ノード� ��対して有効な手段となる。

 次に図41を用いて送信を停止して短縮タ� �ムスロット動作モードで動作している場合� �送信復帰判断処理(ステップS402)を詳しく説� �する。短縮タイムスロットモードでは、最� �に受信したフレームFのACKフィールドを利用� ��て、回りの輻輳状態を判断する。最初に正� ��受信(=11)したフレームFのACKフィールドが示� ��使用スロット数が輻輳閾値D以下の場合(ス� �ップS421でYes)、輻輳状態が回避されたと判断 して、次のスーパーフレーム期間からの自フ レームFの送信を再開し(ステップS422)、通常� �イムスロット動作モードに変更する(ステッ� ��S423)。輻輳閾値D以下でない場合(ステップS42 1でNo)、まだ輻輳状態にあるとして以降のタ� �ムスロットは使用せずにスリープモードに� �り、次のスーパーフレームで同様の処理を� �り返す。

 図42は各タイムスロットの受信状況の例� �示す。まず、図42(a)では、図36において説明� ��たように、ノード303の各々が、各タイムス� ��ット期間に、複数のタイムスロットの各々� ��おいて他のノード303から受信したフレーム� ��応答情報(受信なし:00、正常受信:11、エラー 受信:10)のACKフィールドを含むフレームFを送� ��する。図42(b)は使用タイムスロット数(正常� ��信:11、エラー受信:10)が多いことを示す。各 ノードはこれを判断して送信を停止すると、 図42(c)に示すように使用タイムスロット数(正 常受信:11、エラー受信:10)が少なくなり、各� �ード303はこれを判断して送信を再開するこ� �ができる。

 このように、輻輳の解消を判断するため� ��、全てのタイムスロットを受信して使用タ� ��ムスロットをチェックするのではなく、あ� ��受信フレームFに含まれるACKフィールドの情 報を利用することで、少ない動作時間で輻輳 の状態を判断することが可能となり、輻輳時 の省電力化を実現することが可能となる。

 なお、上記実施の形態の説明に用いた各� ��能ブロックは、典型的には集積回路であるL SIとして実現される。これらは個別に1チップ 化されてもよいし、一部又はすべてを含むよ うに1チップ化されてもよい。ここでは、LSI� �したが、集積度の違いにより、IC、システム LSI、スーパーLSI、ウルトラLSIと呼称されるこ ともある。また、集積回路化の手法はLSIに限 るものではなく、専用回路又は汎用プロセッ サで実現してもよい。LSI製造後に、プログラ ムすることが可能なFPGA(Field Programmable Gate A rray)や、LSI内部の回路セルの接続や設定を再� ��成可能なリコンフィギュラブル・プロセッ� ��ーを利用してもよい。さらには、半導体技� ��の進歩又は派生する別技術によりLSIに置き� ��わる集積回路化の技術が登場すれば、当然� ��その技術を用いて機能ブロックの集積化を� ��ってもよい。例えば、バイオ技術の適用な� ��が可能性としてあり得る。