DE69633574T2

DE69633574T2 - Architektur für mobile funknetze mit dynamischer topologieanpassung mit hilfe von virtualen unternetzen

Info

Publication number: DE69633574T2
Application number: DE69633574T
Authority: DE
Inventors: Jacob Sharony
Original assignee: BAE Systems Information and Electronic Systems Integration Inc
Current assignee: BAE Systems Information and Electronic Systems Integration Inc
Priority date: 1996-03-26
Filing date: 1996-05-30
Publication date: 2005-02-24
Anticipated expiration: 2016-05-31
Also published as: US5652751A; JP2002515202A; EP0886981A1; WO1997036444A1; JP3810440B2; EP0886981B1; DE69633574D1; EP0886981A4

Description

HINTERGRUND DER ERFINDUNG
1. Technisches Gebiet der Erfindung
Die vorliegende Erfindung bezieht sich allgemein auf Kommunikationsnetze mit Knoten, die einer dynamisch sich ändernden Topologie unterworfen sind, wie dies beispielsweise bei mobilen Funknetzen der Fall ist. Insbesondere befasst sich die Erfindung mit einer Architektur und einer Knotenstruktur, bei der die Knoten in physikalische oder örtliche Teilnetze gruppiert sind und jeder Knoten eines jeden physikalischen Teilnetzes einem entsprechenden Knoten eines jeden der anderen physikalischen Teilnetze angegliedert ist und so eine Zahl regionaler virtueller Teilnetze bildet.
2. Beschreibung des Standes der Technik
Mobile Funknetze sollen eine wichtige Rolle bei zukünftigen kommerziellen und militärischen Anwendungen finden, insbesondere dann, wenn kein verdrahtetes Verkehrsnetz besteht. Derartige Netze sind geeignet, wenn eine augenblickliche Infrastruktur benötigt wird und keine zentrale Systemadministration verfügbar ist (z. B. eine Basisstation eines Zellenfunksystems).
Ein nicht hierarchisches Funknetz ist eine Ansammlung von mobilen Paketradioknoten, die ein Netz bei Bedarf und ohne administrative Unterstützung erzeugen, wobei die Knoten untereinander über Zwischenknoten in einem Mehrsprungmodus miteinander kommunizieren können. Demgemäß ist jeder Netzwerkknoten auch ein potentieller Netzkoppler. Typische Anwendungen für gleichberechtigte Netze umfassen mobile Berechnungen in entfernten Bereichen, taktische Kommunikationen, Gesetzes-Durchführungsoperationen und Situationen zur Wiederherstellung einer Unglücksursache. Ein kritischer Punkt in derartigen Netzen ist ihre Fähigkeit, sich gut auf dynamische topologische Änderungen zu adaptieren, die durch Bewegung von Betriebsknoten relativ zu anderen Knoten des Netzes verursacht werden. Eine Adaption auf topologische Änderungen erfordert Änderungen sowohl in der Kanalzuteilung als auch in der Verkehrslenkung.
Mobile Funknetze bestehen seit den 1970'er Jahren. Zunächst zielten die Netze darauf ab, klassische Datendienste, beispielsweise eine Datenübertragung, durchzuführen. Seit einiger Zeit besteht ein wachsendes Interesse an schnell einsetzbaren und dynamisch rekonfigurierbaren Funknetzen zur Durchführung eines multimedialen Verkehrs einschließlich Sprach- und Videoinformation sowie von Daten. Verschiedene wichtige Netze müssen zu diesem Zweck aufgelöst werden, um multimediale Dienste durchführen zu können. Die Durchführung von Echtzeitsprach- und Videoinformation erfordert strenge Zeitverzögerungs-Bedingungen der Netze. Multimediale Netze müssen eine hohe Leistung und Betriebssicherheit in Bezug auf einen hohen Durchsatz und Fehlertoleranzen und eine geringe Verzögerung gewährleisten.
Die bisherigen Versuche bei mobilen Funknetzen mit dynamisch sich ändernder Topologie konzentrierten sich in erster Linie auf den Kanalzugriff und Verkehrslenksysteme bei zufälligen physikalischen Topologien; vergleiche hierzu beispielsweise E. M. Gafni et al., Distributed algorithms for generating loop free routes in networks with frequently changing topology, IEEE Transactions on Communications, COM-29: 11–18 (1981). Um das Netzverhalten und die Betriebssicherheit zu verbessern, sind verschiedene Verfahren der Topologiesteuerung vergeschlagen worden, bei denen eine Einstellung der Transmissionsbereiche vorgesehen wurde, vergleiche hierzu T. C. Hou et al, Transmission range control in multihop packet radio networks, IEEE Transactions on Communications, COM-34 (1) (Jan. 1986); and L. Hu, Topology control for multihop packet radio networks, IEEE Transactions on Communications, 41 (10) (Oct. 1993). Erst kürzlich wurde eine Mehrfachclusterarchitaktur für mobile Mehrsprungfunknetze vorgeschlagen, die einen multimedialen Verkehr unterstützen, vergleiche hierzu M. Gerla et al., Multicluster, mobile, multimedia radio networks, Wireless Networks, 1 (3) (Oct. 1995).
Soweit bekannt, ist jedoch keine Architektur oder Konfiguration vorgeschlagen worden, die für mobile Funknetze geeignet ist, die eine Netzteilung aufweisen und außerdem adaptierbar sind für dynamische topologische Änderungen infolge einer Knotenmobilität.
ZUSAMMENFASSUNG DER ERFINDUNG
Der Erfindung liegt die Aufgabe zugrunde, eine Kommunikationsnetzarchitektur zu schaffen, die insbesondere anwendbar ist für Netze, deren Knoten einer dynamischen Veränderungstopologie ausgesetzt sind, einschließlich mobilen Funknetzen.
Ein weiteres Ziel der Erfindung besteht darin, eine Kommunikationsnetzarchitektur mit einer wirksamen logischen Topologie und geeigneten Verkehrsmöglichkeiten zu schaffen, die einen hohen Durchsatz, eine große Fehlertoleranz und eine niedrige Zeitverzögerung aufweisen.
Ein weiteres Ziel der Erfindung besteht darin, eine Kommunikationsnetzarchitektur zu schaffen, die geeignet ist für mobile Funknetze, bei denen Knoten in physikalische und virtuelle Teilnetze gruppiert sind und bei denen die mobilen Knoten in der Lage sind, ihre Teilnetzangleichungen dynamisch zu ändern.
Weiter bezweckt die Erfindung die Schaffung einer Kommunikationsnetzarchitektur, die für mobile Funknetze geeignet ist, wobei eine Aufteilung vorgesehen ist, um die Gesamtnetzleistung und Betriebssicherheit zu verbessern.
Ein weiteres Ziel der Erfindung besteht darin, eine Kommunikationsnetzarchitektur zu schaffen, die gut geeignet ist für eine mobile Computerverbindung und multimediale Anwendungen.
Gemäß der Erfindung umfasst ein Verfahren zur Konfiguration eines Funknetzes mit Knoten, die einer dynamisch sich ändernden Topologie ausgesetzt sind, die folgenden Schritte: es wird das Netz in eine Anzahl physikalischer Teilnetze aufgeteilt, wobei jedes physikalische Teilnetz eine gewisse Zahl von Netzknoten in relativ dichter Nachbarschaft zueinander aufweist, wobei einer oder mehrere Knoten eines gegebenen physikalischen Teilnetzes in der Lage sind, Knoten benachbarter physikalischer Teilnetze zu erreichen; es wird jedem Knoten eines jeden physikalischen Teilnetzes ein entsprechender Knoten eines jeden anderen physikalischen Teilnetzes zugeordnet, wodurch eine Zahl virtueller Teilnetze definiert wird; es wird ein gegebener Knoten des Netzes mit laufenden Adressen von anderen Knoten aktualisiert, die Teile des gleichen physikalischen Netzwerkes sind und das gleiche virtuelle Teilnetz wie der gegebene Knoten aufweisen; es wird ein Kommunikationspfad von einem Quellknoten des einen physikalischen Teilnetzes nach einem Bestimmungsknoten eines anderen physikalischen Netzwerkes überführt, indem gewisse Teile des Pfades mit einem oder mehreren physikalischen Netzwerken während einer ersten Transmissionsphase übertragen werden und es werden die üblichen Teile des Pfades innerhalb eines oder mehrerer virtueller Teilnetze während einer zweiten Transmissionsphase übertragen.
Gemäß einem weiteren Merkmal der Erfindung betrifft diese eine Knotenstruktur für ein Kommunikationsnetz, bei dem gewisse Knoten des Netzes einer dynamisch sich ändernden Topologie unterworfen sind, und diese Knotenstruktur umfasst einen Transceiver zum Aufbau von Teilen der Kommunikationspfade im Netz, und es ist ein Prozessor vorgesehen, um die Operationen von Teilen der Knotenstruktur zu überwachen. Es sind Mittel vorgesehen, um das Netz in eine Zahl physikalischer Teilnetze aufzuteilen, wobei jedes physikalische Teilnetz eine bestimmte Zahl von Knoten in relativ dichter Nachbarschaft zueinander in einem gegebenen örtlichen Bereich aufweist und jeder Knoten eines jeden physikalischen Teilnetzes an einen entsprechenden Knoten des anderen physikalischen Teilnetzes angepasst ist, um eine bestimmte Zahl virtueller Teilnetze zu definieren, wobei die angegliederten Knoten eines jeden virtuellen Teilnetzes ein regionales Netz bilden, das den örtlichen Bereich der physikalischen Teilnetze überdeckt. Außerdem sind Mittel vorgesehen, um einen Kommunikationspfad von einem Quellknoten von einem physikalischen Teilnetz nach einem Bestimmungsknoten eines anderen physikalischen Teilnetzes zu führen, und zwar einschließlich von Mitteln zur Führung gewisser Teile des Pfades innerhalb eines oder mehrerer physikalischer Teilnetze während einer ersten Transmissionsphase und um die übrigen Teile des Pfades innerhalb eines oder mehrerer virtueller Teilnetze während einer zweiten Transmissionsphase zu erzeugen.
Zum besseren Verständnis der vorliegenden Erfindung wird zusammen mit weiteren und anderen Merkmalen Bezug genommen auf die folgende Beschreibung in Verbindung mit der beiliegenden Zeichnung, wobei die Lehre der Erfindung in den beiliegenden Ansprüchen gekennzeichnet ist.
KURZBESCHREIBUNG DER ZEICHNUNGEN
In der Zeichnung zeigen:
1 veranschaulicht ein unterteiltes Funkkommunikationsnetz mit Knoten, die in physikalische und virtuelle Teilnetze gemäß der Erfindung gruppiert sind;
2 ist ein schematisches Blockschaltbild eines Knotens des Netzes gemäß 1;
3 veranschaulicht eine Knotenlage-Aktualisierung und ein erfindungsgemäßes Nachführungsschema;
4 zeigt eine kürzeste Pfadführungsprozedur in dem Netz nach 1;
5(a) und 5(b) zeigen eine Langpfadführungsprozedur im Netz gemäß 1;
6 zeigt ein Beispiel eines mobilen 16-Knoten-Funknetzes;
7 zeigt das Netzwerk gemäß 6, wobei die Knoten in physikalische Teilnetze gemäß der Erfindung verbunden sind;
8 zeigt das Netz gemäß 6 mit Knoten, die in virtuellen Teilnetzen gemäß der Erfindung verbunden sind;
9 zeigt separierte Pfade, die eine Langpfadführung im Netz gemäß 6 benutzen;
10(a) ist eine graphische Darstellung eines normalisierten Durchsatzes von Netzen unterschiedlicher Größe für verschiedene Zahlen variabler Frequenzen gemäß der Erfindung;
10(b) ist eine graphische Darstellung, die eine Wirkung der Größe eines Teilnetzes auf den Durchsatz des Netzes zeigt;
11(a) ist eine graphische Darstellung, die die durchschnittliche Warteschlagenverzögerung als Funktion der offerierten Belastung bei Teilnetzen unterschiedlicher Größe angibt;
11(b) ist eine graphische Darstellung, die die durchschnittliche Warteschlagenverzögerung als Funktion der offerierten Belastung für unterschiedliche Werte verfügbarer Frequenzen zeigt;
12 ist eine graphische Darstellung, die die durchschnittliche Warteschlagenverzögerung als Funktion der Zahl von Knoten für verschiedene Werte der offerierten Belastung zeigt;
13 ist ein Beispiel eines 16-Knotennetzes mit einer gesteuerten Topologie;
14 zeigt aktivierte Verbindungen in physikalischen Teilnetzen bei dem Netz gemäß 13;
15 zeigt aktivierte Verbindungen in den virtuellen Teilnetzen gemäß dem Netz nach 13; und
16 ist eine graphische Darstellung, die das Durchsatzverhalten eines großen Mehrsprungnetzes mit dem Verhalten eines Netzes vergleicht, das vier virtuelle Teilnetze gemäß der Erfindung benutzt.
DETAILLIERTE BESCHREIBUNG DER ERFINDUNG
Die vorliegende Erfindung benutzt Netzwerkaufteilung als Mittel zur Verbesserung kritischer Funktionen, beispielsweise eines Mediumzugriffs, einer Verlaufsführung, einer Mobilitätsverarbeitung und eines virtuellen Schaltungsaufbaus, wobei die oberirdische Signalisierung und Steuerung vermindert wird. Die Aufteilung eines mobilen Funknetzes wird auch benutzt, um eine niedrigere Verkehrsblockierung zu erhalten als dies in einem großen nicht aufgeteilten Netz möglich wäre.
Die erfindungsgemäße Architektur basiert auf einer speziellen logischen Topologie, überlagert über einer physikalischen Topologie, wobei letztere durch die Übertragungsbedeckung eines jeden Netzwerkknotens bestimmt ist. Die Architektur wählt zu aktivierende Verbindungen (logische Verbindungen) aus einer Gruppe physikalischer Verbindungen aus. Eine wirksame logische Topologie und eine geeignete Verkehrsführungsprozedur, beide mit dem Ergebnis einer hohen Leistung und Betriebssicherheit, werden dann bestimmt. Die Architektur ist insbesondere für mobile Funknetze gut geeignet, weil sie die dynamischen Topologieänderungen adaptiert, die aus der Knotenbewegung resultieren.
1 ist ein Diagramm eines Kommunikationsfunknetzes 10, definiert durch ein Feld von Knoten mit der Gesamtzahl N. Nur zum Zwecke der Veranschaulichung und ohne Beschränkung des Wesens der Erfindung soll angenommen werden, dass einige oder sämtliche Knoten relativ zueinander beweglich sind.
Es soll außerdem angenommen werden, dass:

1. jeder Knoten des Netzes 10 einen Sender 22 und einen Empfänger 24 aufweist (2); und
2. jeder Knoten eine Antenne 26 und ein Schalterinterface 28 zur Anpassung und Kopplung der Antenne 26 mit dem Knotensender 22 und dem Empfänger 24 hat. Jedem Knoten ist ein Prozessor-Kontroller 30 zugeordnet, um die Arbeitsweise von Teilen des Knotens zu steuern, z. B. den Sender 22 des Knotens, den Empfänger 24 des Knotens und den Schalter 28 sowie andere Schaltungselemente, die Teil eines jeden Knotens sein können. Der Prozessor 30 umfasst im typischen Fall Arbeitsspeicherbereiche und eine solche Eingangs/Ausgangs (I/O)-Schaltung, die notwendig ist, um den Prozessor 30 mit den operativen Teilen des Knotens zu verbinden.

Gemäß der vorliegenden Architektur werden Netzknoten in zwei Typen von Gruppen oder Teilnetzen unterteilt, nämlich physikalischen Teilnetzen, die individuell in 1 angegeben sind und virtuellen Teilnetzen, die angegliederte Knoten eines jeden physikalischen Teilnetzes miteinander verbinden. Gemäß der Erfindung können die Knoten ihre Teilnetzangliederung dynamisch wegen ihrer Mobilität ändern. Weiter ist jedem Knoten eine Adresse zugeordnet, die durch die Angliederung des Knotens des jeweiligen Teilnetzes definiert ist, was von seiner Lage relativ zu anderen Knoten resultiert (d. h. seine physikalische Verbindungsfähigkeit), und dies führt zu einer Adressierungsmöglichkeit. Netze, die mehrere 10er bis mehrere 1000er mobile Knoten aufweisen, liegen im Rahmen der vorliegenden Erfindungskonfiguration.
Ein Kanalzugriffsprotokoll, das die Konflikte und Störungen in Netz auflöst, wird als wirksam angenommen. Vergleiche z. B. I. Chlamtac et al., a link allocation protocol for mobile multihop networks, Proc. IEEE Globecom '85 (Dec. 1985) und US-Patent Nr. 5,742,593.
Die vorliegende Erfindung bezieht sich auf eine Netzsteuerfunktion, die ein Netz mobiler Funkknoten in physikalische und virtuelle Teilnetze kontinuierlich gemäß der topologischen Konfiguration der Knoten aufteilt. Das erwähnte Kanalzugriffsprotokoll und die Netzsteuerfunktionen können durch den Prozessor 30 durchgeführt werden, der jedem Knoten zugeordnet ist, indem jeder Knotenprozessor entsprechend programmiert wird.

Die Offenbarung ist wie folgt organisiert:

A.	Adressierungsverfahren
B.	Logische Netztopologie; Bildung physikalischer und virtueller Teilnetze; und Lokalisierungs/Adressierungs-Aktualisierung für mobile Knoten (Mobilitätsmanagement)
C.	Pfadführungsprozedur
D.	Beispiel eines 16-Knotennetzes
E.	Durchführung

A. Adressierungsverfahren
Netzknoten sind zugeordnete Adressen gemäß ihrer gegenwärtigen physikalischen Verbindbarkeit und Adressenverfügbarkeit. Grundsätzlich ist jeder Knoten einer einzigen Adresse zugeordnet; in gewissen Fällen kann jedoch ein Knoten auch mehr als eine Adresse haben, wie dies weiter unten beschrieben ist.
Es soll angenommen werden, dass das Netz ursprünglich in p-physikalische Teilnetze aufgeteilt ist und dass die physikalischen Teilnetze definierte örtliche Bereiche bedecken. Jedes physikalische Teilnetz enthält bis zu q-mobile Knoten. Jeder Adressenpool umfasst ein Alphabet der Größe m = max (p, q), welche die Zahlen 0, 1, 2 ... m – 1 enthalten. Jedem Knoten im Netz ist ein Wort (Adresse) der Länge Zwei erteilt, wobei das niederwertigste Zeichen (LSD) ein Zeichen mit der Basis-q ist und das höchstwertigste Zeichen (MSD) ein Zeichen im Basis-p ist. Daher ist die Gesamtzahl der möglichen Worte (und Knoten) gleich N = pq.
Jeder Knoten in der Netztopologie ist an andere Knoten angegliedert, deren Adressen sich nur durch ein Zeichen unterscheiden, d. h. der Knoten x₁.x₀ ist den Knoten x₁.x'₀ angegliedert, 0 ≤ x'₀ ≤ q – 1, x'₀ ≠ x₀, wobei die Knoten x'₁.x₀, 0 ≤ x', ≤ p – 1, x'₁ ≠ x₁. So ist jeder Knoten an p + q – 2 andere Knoten angegliedert, d. h. jeder Knoten hat p + q – 2 „logische Nachbarn". Als Nächstes gruppieren wir alle q-Knoten, die nur in ihrer LSD unterschieden sind, in eine MSD-Gruppe und alle p-Knoten, die nur in ihrem MSD unterschieden sind, in eine LSD-Gruppe. Dabei ist zu bemerken, dass insgesamt p + q-Gruppen bestehen und jeder Knoten ein Glied einer LSD-Gruppe und einer MSD-Gruppe ist. Diese Gruppen sind Basisaufbaublöcke der vorliegenden Netzarchitektur.
B. Logische Netztopologie
Jeder Knoten im Netz ist einem physikalischen Teilnetz (MSD-Gruppe) und einem virtuellen Teilnetz (LSD-Gruppe) angegliedert. Knoten, die Glieder eines physikalischen Teilnetzes sind, liegen in relativ dichter Nachbarschaft zueinander in einem definierten örtlichen geographischen Bereich. Knoten, die Glieder eines virtuellen Teilnetzes sind, bilden ein regionales Netzwerk (d. h. über einem örtlichen Bereich).
Gemäß einem Ausführungsbeispiel der Erfindung (1) ist ein mobiles Funknetz in skizzierte physikalische Teilnetze unterteilt und besitzt virtuelle Teilnetze, von denen zwei mit entsprechenden Verbindungen zwischen ihren Gliederknoten dargestellt sind. Sämtliche Knoten innerhalb eines physikalischen Teilnetzes haben die gleiche MSD, während sämtliche Knoten innerhalb eines virtuellen Teilnetzes die gleiche LSD haben. Es wird zunächst angenommen, dass die Knoten eines gegebenen physikalischen Teilnetzes Knoten benachbarter physikalischer Teilnetze beispielsweise dadurch erreichen können, indem die Übertragungsleistung eingestellt wird oder indem eine Richtantenne Anwendung findet. Es werden auch Fälle betrachtet, bei denen ein Knoten von seinem virtuellen Teilnetz abgeschaltet ist.
Ein Knoten wird ein Glied eines physikalischen Teilnetzes, indem die erste verfügbare Adresse (mit der niedrigsten LSD) in jenem Teilnetz erfasst wird. Wenn beispielsweise ein Knoten das physikalische Teilnetz 12 verbindet und es befinden sich bereits 10 Glieder im Teilnetz 12, dann benutzt der neu verbundene Knoten die Adresse 12.10, da die LSDs 0–9 bereits zugeteilt sind. Nachdem ein Knoten an ein spezielles physikalisches Teilnetz angegliedert ist, wird es automatisch an ein virtuelles Teilnetz angegliedert, das durch das LSD seiner Adresse definiert ist. Bei dem obigen Ausführungsbeispiel wird der neu verbundene Knoten ein Glied des virtuellen Teilnetzes. Solange der Knoten in der Nähe des physikalischen Teilnetzes 12 verbleibt, d. h. innerhalb des „Hörabstandes" von den anderen Gliedern des physikalischen Teilnetzes 12, behält es seine gegenwärtige Adresse.
Jeder Knoten im Netz wird mit den gegenwärtigen Adressen aktualisiert, die in den physikalischen und virtuellen Teilnetzen benutzt werden (d. h. jene Adressen, die durch die logischen Nachbarn des Knotens benutzt werden). Dies wird beispielsweise durch ein Anzeigeverfahren bewirkt, bei dem jeder Knoten seine logischen Nachbarn seiner gegenwärtigen Adresse kennzeichnet unter Benutzung eines fest geschalteten Managementkanals. Daher würde ein Knoten, der eine Verbindung mit einem spezifischen physikalischen Teilnetz wünscht, ein Glied (Glieder) dieses physikalischen Teilnetzes kontaktieren, um herauszufinden, welche Adresse er sich aneignen kann und der Knoten würde dann seine neu erworbene Adresse allen seinen logischen Nachbarn anzeigen. Wie weiter unten erläutert, so wird ein Knoten, der keinen seiner logischen Nachbarn in seinem virtuellen Teilnetz erreichen kann, ein anderes virtuelles Teilnetz über einen seiner logischen Nachbarn in seinem physikalischen Teilnetz benutzen.
Wenn ein Knoten sich nach einem neuen Platz bewegt, wo er keine Verbindung mit den Gliedern des vorherigen physikalischen Teilnetzes finden kann, lässt er seine vorherige Adresse fallen und schließt sich einem neuen physikalischen Teilnetz mit jenen Gliedern an, mit denen eine Kommunikation möglich ist, vorausgesetzt, dass Adressen zur Zuteilung in dem neuen Teilnetz verfügbar sind. Wenn es in dem Teilnetz keine verfügbaren Adressen gibt, dann würde der Knoten ein anderes Teilnetz innerhalb der Hördistanz suchen, das verfügbare Adressen besitzt. Wenn es keine verfügbaren Adressen in benachbarten physikalischen Teilnetzen gibt (z. B. wenn bereits q-Knoten in diesem Teilnetz vorhanden sind, die jeweils eine einzige Adresse benutzen oder wenn alle die Adressen durch weniger als q-Knoten mit Mehrfachadressen pro Knoten benutzt werden und diese Knoten keine Adresse für den mobilen Knoten freigeben), dann würde der mobile Knoten eine „Gast"-Adresse x, y von dem am Nächsten liegenden physikalischen Teilnetz erhalten, wo x die physikalische Teilnetz-Identifizierungsnummer und y ≥ q ist. Sobald eine Adresse in dem physikalischen Teilnetz x verfügbar wird, eignet sich der Gastknoten die freigebene Adresse an und lässt seine Gastadresse fallen, und so wird er ein volles Glied des physikalischen Teilnetzes x. Knoten, die einen Gaststatus besitzen, können nichtsdestoweniger mit anderen Knoten in einer Weise kommunizieren, wie dies weiter unten beschrieben ist.
Es gibt keine direkte logische Verbindung zwischen den virtuellen Teilnetzen. Weil sie auf dem gleichen Bereich „bedeckt" sind, kann jedoch eine gegenseitige Störung auftreten. Diese potentielle Störung wird im Betrieb durch das Kanalzugriffsschema eliminiert. Beispielsweise kann jedes virtuelle Teilnetz in einem unterschiedlichen Frequenzspektrum arbeiten. Wenn die Zahl der Frequenzbänder kleiner ist als die Zahl der virtuellen Teilnetze, kann eine gewisse Art einer Zeitteilung benutzt werden. Wenn das Frequenzband einen einzigen Frequenzkanal enthält, wird das Teilnetz in einem reinen Zeitteil-Multiplex-Zugriffsmodus (TDMA) betrieben werden. Sonst kann ein TDMA/FDMA-Schema benutzt werden, um den Durchsatz zu erhöhen. Ein geringes akutes Problem besteht zwischen benachbarten physikalischen Teilnetzen, die ein begrenztes Ausmaß von Überlappung aufweisen, weil jedes von ihnen einen beschränkten Bereich bedeckt. So kann vorteilhaft eine räumliche Wiederbenutzung erfolgen und nur benachbarte oder potentiell überlappende physikalische Teilnetze wären notwendig, um unterschiedliche Betriebsfrequenzen zu benutzen.
Lokalisierung (Adressierung), Aktualisierung und Nachführung
Nachdem ein mobiler Knoten seine Teilnetzangliederung geändert hat, wird er sämtliche Knoten in seinem neuen physikalischen und virtuellen Teilnetz (d. h. die gegenwärtigen logischen Nachbarn) seiner neu erworbenen Adresse bekanntgeben. Dieses Bekanntgeben kann beispielsweise stattfinden, wenn Verbindungen mit seinen logischen Nachbarn errichtet werden oder durch Rundsendung in den physikalischen und virtuellen Teilnetzen des Knotens. Im Allgemeinen wird ein Quellknoten die gegenwärtige Adresse eines gewünschten Bestimmungsknotens nicht kennen. Der Quellknoten kann die Bestimmungsadresse bestimmen, indem in seinem gegenwärtigen physikalischen (oder virtuellen) Teilnetz angefragt wird, da dort einer der Knoten an das virtuelle (oder physikalische) Teilnetz des Bestimmungsknotens angegliedert ist.
Beispielsweise soll der Quellknoten S und der Bestimmungsknoten D mit S₁.S₀ bzw. D₁.D₀ adressiert sein und durch |S₁| die Kardinalzahl (Zahl der Glieder) des physikalischen Teilnetzes S₁ bezeichnet werden. Es sollen zwei unterschiedliche Fälle zum Auffinden der Adresse des Knotens D betrachtet werden. Erstens würde, wenn |S₁| ≥ D₀ ist, der Knoten S in seinem physikalischen Teilnetz S₁ einen Knoten D abfragen und die Adresse des Knotens D von dem Knoten S₁.D₀ empfangen. Dieser letztere Knoten wurde früher als gegenwärtige Adresse durch den Knoten D über das virtuelle Teilnetz D₀ bezeichnet. Zweitens würde, wenn |S₁| < D₀ ist, der Knoten S im virtuellen Teilnetz S₀ den Knoten D abfragen und die Adresse des Knotens D von D₁.S₀ erhalten, was dem physikalischen Teilnetz des Knotens D angegliedert ist. Der Knoten S weiß von vorherein nicht, welcher der obigen Fälle zutrifft. Nichtsdestoweniger fragt er den Knoten D zuerst im physikalischen Teilnetz des Knotens S ab und, wenn er von dort keine Antwort erhält, fragt er in seinem virtuellen Teilnetz nach, da wenigstens einer der Knoten S der logischen Nachbarn die Adresse des Knotens D kennt. Stattdessen kann, anstatt die Adresse des Knotens D abzufragen, der Knoten S seine Pakete für den Knoten D im physikalischen und virtuellen Teilnetz des Knotens S aussenden. Wenigstens ein Knoten, der ein logischer Nachbar des Knotens D ist, wird dann die Pakete nach ihrer Bestimmung fördern.
3 zeigt ein Beispiel eines erfindungsgemäßen Schemas zur Aktualisierung des Ortes und der Nachführung. Nach Bewegung nach einem neuen Ort bemerkt ein mobiler Hauptknoten (MH) seine logischen Nachbarn, indem er eine örtliche Aktualisierung aussendet (loc_update). Ein fester Hauptknoten (FH) wünscht, mit MH zu kommunizieren und fordert über MH die Sendung einer Ortsabfrage (loc_inquiry) an seinen logischen Nachbarn. Wenigstens einer der logischen Nachbarn von FH ist auch MHs logischer Nachbar, so dass einer der gegenseitigen logischen Nachbarn FH mit MHs Adresse liefert, indem loc_track ausgesandt wird. Nach Durchführung von MHs Adresse sendet FH seine Daten an MH über einen ihrer gegenseitigen logischen Nachbarn.
Unter Benutzung eines speziellen Ausführungsbeispiels in einem 16-Knotennetzwerk (p = q = 4) zeigt 3 die Knoten, die durch das obige Verfahren führen. Dieses Lokalisierungs-Aktualisierungsschema und das Nachführungsschema benutzen nur p + q – 2 – Knoten, und dies ist sehr viel weniger als N, und dadurch resultiert dies zu einer verminderten Signalisierung und Steuerung über der Erde. Beispielsweise benötigt bei einem 400-Knotennetz mit p = 16 und q = 25 das Lokalisierungs-Aktualisierungs/Nachführungsverfahren weniger als 10% der Knoten im Netz. Deshalb kann im Falle eines Mehrsprungteilnetzes ein Flutschema in den korrespondierenden physikalischen und virtuellen Teilnetzen benutzt werden (unter der Annahme eines Vielfachzugriffs wie TDMA/FDMA), um die loc_update- und loc_inquiry-Nachrichten zu senden, ohne das gesamte Netz zu überlasten.
C. Pfadführungsprozedur
Es sind verschiedene Pfadführungsschemen möglich. Es wird eine kürzeste Pfadführungsprozedur, welche selbstführend ist, beschrieben. Es wird zunächst der Fall eines physikalisch/virtuellen Einsprung-Teilnetzes betrachtet. Bei diesem Verfahren durchläuft die Route jeweils ein Zeichen in fester Ordnung, z. B. von LSD nach MSD. Es soll angenommen werden, dass die Quellknotenadresse 12.15 und die Zielknotenadresse 9.17 ist. Das Verfahren benutzt den Pfad 12.15 → 12.17 → 9.17. Im Allgemeinen würde die Route von der Quellknotenadresse u₁.u₀ nach der Zielknotenadresse v₁.v₀ den Pfad u₁.u₀ → u₁.v₀ → v₁.v₀ überqueren (vergleiche 4). Die Länge des Pfades ist gleich der Zahl der verschiedenen Zeichen in den Adressen von Quellknoten und Zielknoten, d. h. höchstens zwei Sprünge. Bei dem vorliegenden Verfahren gibt es einen einzigen Pfad zwischen jeweils zwei Knoten.
Im Allgemeinen besteht das Netz aus Mehrsprung-Teilnetzen, was bedeutet, dass mehr als zwei Sprünge notwendig sein können, wenn ein Pfad von einem Quellknoten nach einem Zielknoten geführt wird. Die Pfadführung wird so in zwei Phasen durchgeführt. In der ersten Phase (Phase I) wird die Routine nur in den physikalischen Teilnetzen durchgeführt (Austausch mit örtlichem Bereichsverkehr). Hier werden die Pakete (beispielsweise unter Benutzung des kürzesten Pfades) innerhalb des physikalischen Teilnetzes des Quellknotens vom Quellknoten nach einem Knoten durchgeführt, der die gleiche LSD wie der Zielknoten hat, und zwar über Zwischenknoten, falls dies notwendig ist. In der zweiten Phase (Phase II) werden die Pakete in den virtuellen Teilnetzen geführt, wo die Pakete, die am letzten Knoten der ersten Phase empfangen wurden, von diesem Knoten nach dem Zielknoten, falls erforderlich, über Zwischenknoten innerhalb des virtuellen Teilnetzes geführt werden, das durch die LSD des Zielknotens definiert ist. Vorzugsweise wird während der Phase I die Übertragungsleistung begrenzt, um nur den örtlichen Bereich des entsprechenden physikalischen Teilnetzes zu bestreichen. Dies ermöglicht eine Wiederbenutzung der Frequenz infolge der räumlichen Trennung. In der Phase II wird, wenn die virtuellen Teilnetze aktiviert werden, die Transmissionsbedeckung so eingestellt (beispielsweise durch Benutzung einer Richtantenne), dass entfernte physikalische Teilnetze erreicht werden.
In 1 überquert die Route vom Quellknoten 12.15 nach dem Zielknoten 9.17 den Pfad 12.15 → 12.10 → 12.17 → 11.17 → 8.17 → 9.17. Zwei Sprünge treten im physikalischen Teilnetz 12 auf und drei Sprünge erscheinen im virtuellen Teilnetz 17.
Falls ein Knoten nicht irgendeinen seiner logischen Nachbarn in seinem virtuellen Teilnetz erreichen kann (d. h. wenn das virtuelle Teilnetz nicht angeschlossen ist), muss er ein anderes virtuelles Teilnetz über einen seiner logischen Nachbarn in seinem physikalischen Teilnetz benutzen. Es soll beispielsweise angenommen werden, dass der Knoten A.B mit dem Knoten C.D zu kommunizieren wünscht. Unter Benutzung der kürzesten Pfadroute würde der Pfad gewöhnlich im physikalischen Teilnetz A nach dem Knoten A.D gelangen und dann im virtuellen Teilnetz D nach dem Knoten C.D. Wenn der Knoten A.D nicht an das virtuelle Teilnetz D angeschlossen ist, dann wird der Knoten A.D jedoch an einen anderen Knoten im physikalischen Teilnetz A angeschlossen (z. B. den Knoten A.E) und dann im virtuellen Teilnetz E an den Knoten C.E und schließlich nach dem Zielknoten C.D im physikalischen Teilnetz C, wie im Folgenden beschrieben.
A.B → ... → A.D → ... → A.E → ... → C.E → ... → C.D
Stattdessen kann ein fehlertolerantes Routineschema, wie unten erläutert, benutzt werden, um solche Fälle mit nicht angeschlossenen Teilnetzen zu überwinden.
Gewöhnlich hat ein Knoten eine einzige Adresse; es ist jedoch in gewissen Fällen möglich, dass ein Knoten mehr als eine Adresse besitzt. Beispielsweise soll angenommen werden, dass ein Quellknoten S₁.S₀ von einem schwach besiedelten physikalischen Teilnetz mit dem Zielknoten D₁.D₀ aus einem dicht besiedelten physikalischen Teilnetz zu kommunizieren wünscht und |S₁| < D₀; dann empfängt der Quellknoten S₁.S₀ eine andere Adresse S₁.D₀ und partizipiert in dem virtuellen Teilnetz D₀, um mit dem Zielknoten D₁.D₀ zu kommunizieren. Demgemäß wird der Quellknoten an das physikalische Teilnetz S₁ und an die virtuellen Teilnetze S₀ und D₀ angegliedert.
Es ist kein Gastknoten (mit LSD größer als q) irgendeinem virtuellen Teilnetz angegliedert (es gibt nur q-derartige Teilnetze). Daher kommuniziert während der Phase I ein Gastknoten örtlich im Austausch im inneren Teilnetzverkehr wie die anderen Knoten in ihrem physikalischen Teilnetz. Während der Phase II ist jedoch ein Gastknoten unbenutzt. Wenn ein Quellknoten beabsichtigt, ein Paket nach einem Gastknoten außerhalb seines physikalischen Teilnetzes zu senden, dann wird er sein Paket über sein virtuelles Teilnetz dem entsprechenden Knoten im physikalischen Teilnetz des Gastknotens senden, und der entsprechende Knoten wird das Paket dem Gastknoten während der nächsten Phase (Phase I) übermitteln, d. h. über den inneren Teilnetzverkehr.
Ein weiteres Selbstroutenschema, das als „Langpfadroute" bezeichnet wird, resultiert in einer hohen Fehlertoleranz, wie dies unter der Durchführungsüberschrift E unten diskutiert wird. Dort hat der längste Pfad zwischen u₁.u₀ und v₁.v₀ drei Sprünge (unter der Annahme von physikalisch/virtuellen Teilnetzen mit einem Sprung). 5(a) zeigt eine physikalisch-virtuell-physikalische Teilnetzroute von u₁.u₀ → u₁.u'₀ → v₁.u'₀ → v₁.v₀; wobei 0 ≤ u'₀ ≤ q – 1 und u'₀ ≠ u₀ ist. 5(b) zeigt eine virtuell-physikalisch-virtuelle Teilnetzroute von u₁.u₀ → u'₁.u₀ → u'₁.v₀ → v₁.v₀, dabei ist 0 ≤ u'₁ ≤ p – 1 und u'₁ ≠ u₁.
Jede Route überquert abwechselnd physikalische und virtuelle Teilnetze. Es ist ersichtlich, dass zwischen jedem Quell-Ziel-Knotenpaar p + q – 2 gesonderte Pfade bestehen, d. h. Pfade, die keinen Verbindungen oder Knoten zugeordnet sind (z. B. für p = q = √N beträgt die Zahl der gesonderten Pfade O √N). Ein jeder dieser Pfade entspricht einem von p + q – 2 logischen Nachbarn des Quellknotens. Ein Pfad, der einmal als logischer Nachbar bezeichnet wurde, wird durch den Quellknoten gewählt. Um ein Paket von einem Quellknoten nach einem Zielknoten zu überführen, wählt der Quellknoten (z. B. zufällig) einen der p + q – 2 gesonderten Pfade aus. Im Falle eines Pfadfehlers kann der Quellknoten (z. B. zufällig) einen der übrigen gesonderten Pfade wählen.
D. Beispiel eines 16-Knotennetzes
Hier soll das 16-Knoten-Mobilfunknetz gemäß 6 betrachtet werden. Es soll angenommen werden, dass p = q = 4 ist, d. h. es gibt vier physikalische Teilnetze und vier virtuelle Teilnetze mit je vier Knoten, wobei jeder Knoten ein Glied eines physikalischen Teilnetzes und eines virtuellen Teilnetzes ist.
7 beschreibt das 16-Knotennetz gemäß 6 mit Verbindungen, die während der Phase I aktiviert sind, und es werden vier physikalische Teilnetze mit jeweils vier Gliederknoten mit den Knotenadressen gebildet. 8 zeigt das gleiche 16-Knotennetz, wobei die Verbindungen während der Phase II aktiviert sind, und es werden vier virtuelle Teilnetze gebildet. Zur visuellen Klarstellung hat jedes virtuelle Teilnetz Knoten mit der gleichen Schlüsselform. Jedes virtuelle Teilnetz enthält vier Knoten, und zwar jeweils einen von jedem der vier physikalischen Teilnetze gemäß 7. Es sollen die folgenden Beispiele betrachtet werden unter der Annahme der kürzesten Pfadroute:

1. Quellknoten 0.1, Zielknoten 3.0; der Routenpfad ist 0.1 → 0.0 → 1.0 → 3.0; Überqueren eines Sprungs im physikalischen Teilnetz 0 während der Phase I und zwei Sprünge im virtuellen Teilnetz 0 während der Phase II; insgesamt drei Sprünge.
2. Quellknoten 1.1, Zielknoten 2.3 und angenommener Knoten 1.3 linkes physikalisches Teilnetz 1. Da die Adresse 1.3 fallengelassen wurde, erwirbt der Quellknoten 1.1 eine zusätzliche Adresse – 1.3 – und der überquerte Pfad ist ein Sprung im virtuellen Teilnetz 3 während der Phase II: 1.1, 1.3 → 2.3.
3. Es soll angenommen werden, dass der Knoten A der Adresse 0.0 sich in die Nähe des physikalischen Teilnetzes 3 bewegt hat, d. h. der Knoten A hat eine physikalische Verbindung mit Knoten, die zu dem physikalischen Teilnetz 3 gehören. Da es dort keine verfügbaren Adressen in diesem Teilnetz gibt, erhält der Knoten A eine „Gast"-Adresse – 3.4. Wenn der Quellknoten 2.0 ist und der Zielknoten der Knoten A (3.4) ist, dann wird der Überbrückungspfad 2.0 → 3.0 → 3.4 mit einem Sprung im virtuellen Teilnetz 0 während der Phase II, und dann gibt es einen weiteren Sprung im physikalischen Teilnetz 3 während der Phase I.

Abschließend resultiert die Benutzung der Langpfadroute in dem 16-Knotennetz von 6 zu sechs gesonderten Pfaden (d. h. Pfaden, die Verbindungen oder Knoten nicht gemeinsam nutzen) zwischen jedem Quell-Ziel-Paar, vergleiche 9.
E. Durchführung
Unter E.1 wird unten das Netzverhalten in Ausdrücken einer Durchschnittszahl von Sprüngen, Verzögerungen, Durchsätzen und Fehlertoleranzen für Zweisprungnetze berechnet unter der Annahme von physikalisch/virtuellen Einsprung-Teilnetzen. Es wird angenommen, dass jedes Teilnetz in einem puren TDMA-Modus mit verschiedenen Frequenzbändern arbeitet, die potentiell störenden Teilnetzen zugeordnet sind.
Unter E.2 findet sich der allgemeine Fall eines Mehrsprungnetzes (mit Mehrfachsprüngen in jedem Teilnetz), wo die Teilnetze in einem TDMA/FDMA-Modus arbeiten können unter Benutzung von Mehrfachfrequenzkanälen in jedem Teilnetz. Der Durchsatz des Netzes wird berechnet und mit jenem eines großen Mehrsprungnetzes verglichen. Es wird unter E.1 und E.2 (unten) angenommen, dass die kürzeste Pfadroute benutzt wird, d. h. jeder Pfad überquert höchstens zwei Teilnetze, ein physikalisches und ein virtuelles.
E.1 Zweisprungnetze
Durchschnittszahl von Sprüngen
Jeder Knoten im Netz hat p + q – 2 – Ziel-1-Rücksprünge (q – 1 und p – 1) innerhalb der physikalischen und virtuellen Teilnetze und (p – 1) (q – 1) – Ziel-2-Rücksprünge (nach p – 1 Knoten, die jedem q – 1 virtuellen Teilnetz angegliedert sind). So wird die Durchschnittszahl von Sprüngen im Netz gegeben durch h = [2pq – (p + q)]/(pq – 1) (1)und dies ist etwa gleich 2 für große Netze.
Verzögerung und Durchsatz
Um die Verzögerung und den Durchsatz des Netzes zu finden, leiten wir zunächst Ausdrücke für die Belastung des Teilnetzes ab. Wir definieren „Teilnetzlast" als die Anzahl der Überquerungen des Teilnetzes durch alle möglichen N(N – 1)-Pfade zwischen Quellzielpaaren. Es wird angenommen, dass der Verkehr homogen ist, wobei jeder Knoten im Netz λ-Pakete/sec nach irgendeinem anderen N – 1-Knoten sendet. Der Gesamtverkehr, der durch jedes physikalische Teilnetz verläuft, besteht aus pλ-Paketen/sec, die durch jeden der q-Knoten im Teilnetz nach irgendeinem seiner q – 1-Teilnehmer im Teilnetz übersandt wurden. Deshalb ist die physikalische Teilnetzbelastung gleich ηph = N(q – 1) (2)
In gleicher Weise besteht der gesamte Verkehr, der jedes virtuelle Teilnetz durchläuft, aus qλ-Paketen/sec, die durch jeden der p-Knoten nach jedem seiner p – 1-Teilnehmer im virtuellen Teilnetz übersandt wurden. Daher beträgt die virtuelle Belastung des Teilnetzes ηv = N(p – 1) (3)
Demgemäß ist die maximale Teilnetzbelastung gleich ηmax = N(max(p, q) – 1) (4)
Die Durchschnitts-Teilnetzbelastung ist gegeben durch ηav = (pηph + qηv)/(p + q) = N(2N – (p + q))/(p + q) (5)
Im symmetrischen Fall, wo sämtliche Teilnetze die gleiche Größe haben, ist p = q = √N ηmax = ηav = N(√N – 1) (6)
Dies führt zu einer ausgeglichenen Belastung, bei der sämtliche Teilnetze die gleiche Belastung haben.
Der Einfachheit wegen benutzen wir ein M/M/1-Warteschlangenmodell, um das Verhalten eines einzelnen Teilnetzes zu beschreiben. Daher ist die Durchschnittsverzögerung eines Paketes, das das Teilnetz k durchläuft, gegeben durch δ_k = 1/(μC_k – η_kλ), wobei 1/μ die Durchschnittspaketlänge in Bits ist; C_k ist die Kapazität des Teilnetzes in Bits/sec; und η_k ist die Belastung des Teilnetzes. Wenn ein genaueres Modell für das Verhalten des Teilnetzes benutzt wird, so führt dies nur zu einem unterschiedlichen Ausdruck für δ_k. Unter Benutzung der Little'schen Formel ist die Durchschnitts-Warteschlangenverzögervng durch das Netz gegeben durch
Dabei ist S bzw. Δ die Gesamtzahl von Teilnetzen bzw. der offerierte Verkehr im Netz. Es muss festgestellt werden, dass S = p + q und Δ = N(N – 1)λ. Da wir einen einzigen Transceiver pro Knoten annehmen, soll α der Teil des Zeitrahmens sein, den der Transceiver seinem physikalischen Teilnetz während der Phase I reserviert. Außerdem soll angenommen werden, dass es M-Frequenbänder gibt und dass mit R die Stoßgeschwindigkeit des Senders in Bits/sec bezeichnet wird. Die Kapazität des physikalischen Teilnetzes k ist gegeben durch
wobei τ_r = max (r/M, 1) und r ist die Zahl der Frequenzbänder, die erforderlich ist, um sämtliche physikalischen Teilnetze gleichzeitig zu benutzen (unter räumlicher Wiederbenutzung von Frequenzen bei entfernten Teilnetzen). Es ist festzustellen, dass r ≤ p ist und von der physikalischen Auslegung der Teilnetze abhängt. In gleicher Weise ist die Kapazität des virtuellen Teilnetzes k gegeben durch
Dabei ist τ_q = max (q/M, 1). Es ist festzustellen, dass q-Frequenzbänder erforderlich sind, um die virtuellen Teilnetze gleichzeitig zu betreiben, da sie einander überlappen. Unter Benutzung der obigen Gleichung (7) ist die Durchschnitts-Warteschlangenverzögerung über dem Netz gegeben durch
Das heißt, die Last kann nicht die Kapazität des Teilnetzes überschreiten. Der maximale Wert von λ wird für α_opt erreicht, der die folgende Formel befriedigt
Die Auflösung der Gleichung (11) für α führt zu
Indem der Wert von α_opt in einer der beiden Seiten der Gleichung (11) ersetzt wird, ergibt sich
Indem die Gleichungen (12) und (13) in der Gleichung (9) benutzt werden und nach einer gewissen Umsetzung, erhält man die Gleichung
Der (bezüglich der Stoßgeschwindigkeit) normalisierte Benutzerdurchgang ist gegeben durch
und der normalisierte Netzdurchgang ist gegeben durch Γ = Nγ (16)
Indem die Gleichungen (13) und (15) in Gleichung (16) eingegeben werden, ergibt sich
Unter Benutzung der Gleichungen (15) und (16) wird die Gleichung (14) wie folgt
dabei ist ≡ λ/λ_max die normalisierte (Benutzer/Netz) offerierte Belastung. Es ist festzustellen, dass die linke Seite der Gleichung (14) die durchschnittliche Paket-Warteschlangenverzögerung über dem Netz ist in Einheiten von Paket-Transmissionszeit.
Es ist ferner festzustellen, dass bei 1 ≤ M ≤ min (r, q) der Durchsatz linear mit der Zahl der Frequenbänder M ist, d. h. durch Hinzufügen weiterer Frequenbänder steigt der Durchsatz linear an. Eine Erhöhung von M über min (r, q) erhöht weiter den Durchsatz in einer unterlinearen Beziehung, bis ein Maximum für M = max (r, q) erreicht ist.
mit einem globalen Maximum von Γ_max = (√N + 1)/2 für p = q = √N. Dies bedeutet, dass bei einem Netz der Größe N und Teilnetzen der Größe √N √N-Frequenzen erforderlich sind, um einen maximalen Durchsatz zu erreichen.
10(a) zeigt den normalisierten Durchsatz von Netzen unterschiedlicher Größe für verschiedene Zahlen verfügbarer Frequenzen unter der Annahme, dass p = q = √N und r = 8, d. h. es sind acht Frequenzen notwendig und genügend für den gleichzeitigen Betrieb sämtlicher physikalischer Teilnetze.
10(b) zeigt die Wirkung der Größe des Teilnetzes auf den Netzdurchsatz. Gemäß der Gleichung (19) ist ein höherer Durchsatz zu erwarten, wenn p + q bis zu seinem minimalen Wert von 2√N bei p = q = √N abfällt. Demgemäß wird ein besseres Durchsatzverhalten erreicht, wenn die physikalische Teilnetzgröße dichter an der virtuellen Teilnetzgröße angepasst ist, wobei das beste Verhalten für identische Größen erreicht wird. Der Grund besteht darin, weil für p = q = √N die Durchschnitts-Teilnetzbelastung gleich der maximalen Teilnetzbelastung ist (vergleiche Gleichung (6)). Dies bedeutet, dass für irgendwelche anderen Routenschemen η_max ≥ N(√N – 1). Deshalb erreicht das gegenwärtige Routenverfahren einen maximalen Durchsatz und eine minimale Verzögerung für alle Belastungen zwischen Null bis zu einem maximalen Durchsatz.
11(a) zeigt die durchschnittliche endweise Paket-Warteschlangenverzögerung in Abhängigkeit vom Benutzer/Netz offerierten Belastung für ein 1024-Knoten-Netz mit unterschiedlich bemessenen Teilnetzen. Es wird angenommen, dass M = r = 8. In 11(b) ist die Abhängigkeit der durchschnittlichen Verzögerung auf die offerierte Belastung für ein 1024-Knotennetz für unterschiedliche Werte von verfügbaren Frequenzen dargestellt. Es wird angenommen, dass alle Teilnetze die gleiche Größe haben (p = q = 32) und r = 8. 12 zeigt die durchschnittliche Verzögerung in Abhängigkeit von der Netzgröße (Zahl von Knoten) für unterschiedliche Werte der offerierten Last unter der Annahme, dass p = q = √N; M = 8 und r = 8 Fehlertoleranz ist.
Um die Fehlertoleranz der vorliegenden Architektur zu berechnen, benutzen wir zwei Maßeinheiten, nämlich „Knoten-Verbindungsfähigkeit" und „Link-Verbindungsfähigkeit". Die Knoten-Verbindungsfähigkeit wird mit κ als Minimumanzahl von fehlerhaften Knoten definiert, die ein abgeschaltetes Netz erzeugen. Da jeder Knoten in der logischen Topologie direkt mit p + q – 2 anderen Knoten verbunden ist, beträgt die Knoten-Verbindungsfähigkeit des Netzwerks κ = p + q – 2. Wenn man beispielsweise ein 1024-Knotennetz mit 32 Teilnetzen und je 32 Knoten betrachtet, dann kann jeder 61. Knoten fehlerhaft sein, bevor das Netz abgeschaltet wird.
Die Netz-Link-Verbindungsfähigkeit wird mit – σ als minimale Zahl von unverbundenen Knotenpfaden zwischen jedem Quell-Ziel-Paar bezeichnet (d. h. Pfaden, die keine Links mehrfach benutzen oder durch den gleichen Knoten verlaufen). Die Link-Verbindungsfähigkeit der Topologie beträgt σ = 2 für Pfadlängen von nicht mehr als zwei Sprüngen. Wenn wir Pfadlängen bis zu drei Sprüngen zulassen (unter Benutzung einer Langpfadroute, vergleiche 5(a) und 5(b)), kann gezeigt werden, dass die Link-Verbindungsfähigkeit ihren Maximalwert von σ = p + q – 2 erreicht. Unter Bezugnahme auf das obige Ausführungsbeispiel gibt es wenigstens 62 Pfade mit nicht verbundenen Knoten, d. h. abwechselnde Pfade zwischen jedem Quell-Ziel-Paar mit Pfadlängen von höchstens drei Sprüngen. Da das Netz eine hohe Knoten-Verbindungsfähigkeit und eine hohe Link-Verbindungsfähigkeit aufweist, ist es demgemäß sehr betriebssicher. Die gegenwärtige Netzarchitektur ist demgemäß gut geeignet für einen asynchronen Funk-Übertragungsmodus (ATM), wo ein virtueller Pfad, der zwischen einem gegebenen Quell-Ziel-Paar errichtet wird, zahlreiche alternative unterbrochene Routen hat, die im Falle eines Knotenfehlers oder eines Linkfehlers infolge von Mobilität, Interferenz oder dergleichen benutzt werden können.
E.2 Mehrsprungnetze
Im Allgemeinen sind die Teilnetze nicht voll verbunden, und es können zahlreiche Sprünge innerhalb eines jeden physikalischen oder virtuellen Teilnetzes erforderlich sein. Wir nehmen an, dass in jedem Teilnetz eine Link-Aktivierung TDMA/FDMA (Multifrequenzkanäle pro Teilnetz sind möglich) benutzt wird, wenn jede Übertragungsstrecke wenigstens einmal während jedes Zeitrahmens aktiviert wird. Die folgende Analyse gilt für jedes Routenverfahren innerhalb des Mehrsprung-Teilnetzes.
Durchsatz
In der folgenden Analyse werden diese zusätzlichen Darstellungen benutzt:
T – Zahl der Zeitschlitze, die in einem großen Mehrsprungnetz benutzt werden.
T₁ – Zahl der Zeitschlitze, die in der Phase I benutzt werden.
T₂ – Zahl der Zeitschlitze, die in der Phase II benutzt werden.
L – Gesamtzahl von Verbindungen, die in einem großen Mehrsprungnetz aktiviert werden.
L₁ – Gesamtzahl von Verbindungen, die in den physikalischen Teilnetzen während der Phase I aktiviert werden.
L₂ – Gesamtzahl von Verbindungen, die in den virtuellen Teilnetzen während der Phase II aktiviert werden.
ηⁱ – Belastung der Verbindung i in einem großen Mehrsprungnetz, d. h. die Zahl der Zeitabschnitte, in denen die Verbindung i durch alle möglichen N(N – 1)-Pfade im Netz überquert werden.
η^J ₁ – Belastung der Verbindung j in dem physikalischen Teilnetz, d. h. die Zahl der Zeiten, in denen die Verbindung j durch alle möglichen q(q – 1)-Pfade im physikalischen Teilnetz überquert wird.
η^k ₂ – Belastung der Verbindung k in dem virtuellen Teilnetz, d. h. die Zahl der Zeiten, in denen die Verbindung k durch alle möglichen p(p – 1)-Pfade im virtuellen Teilnetz überquert wird.
η – maximale Verbindungsbelastung in einem großen Mehrsprungnetz (d. h. max_i(η')).
η₁ – maximale Verbindungsbelastung während der Phase I (d. h. max_j(η^j ₁)).
η₂ – maximale Verbindungsbelastung während der Phase II (d. h. max_k(η^k ₂)).
Es soll wiederum ein homogener Verkehr angenommen werden und ein M/M//1-Warteschlangenmodell, um das Verhalten einer jeden aktivierten Verbindung zu beschreiben. Unter Benutzung der Little'schen Formel und unter Summierung sämtlicher aktivierter Verbindungen im Netz ist die durchschnittliche Warteschlangenverzögerung über dem Netz gegeben durch
Die Kapazität der Verbindungen ist invers proportional zur Zahl der Zeitschlitze (in der entsprechenden Phase), die von der Zahl der benutzten Frequenzkanäle abhängt. Der maximale Verkehr zwischen irgendwelchen zwei Knoten während der Phase I beträgt λ₁ = αμR/(T₁η₁p). In gleicher Weise ist der maximale Verkehr zwischen irgendwelchen zwei Knoten während der Phase II gegeben durch λ₂ = (1 – α)μR/(T₂η₂q). Um den optimalen Wert von α zu ermitteln, lösen wir λ₁ = λ₂ auf und finden, dass
Daher beträgt der maximale Verkehr zwischen irgendwelchen zwei Knoten im Netz gleich
Der bezüglich der Stoßgeschwindigkeit normalisierte Netzdurchsatz ist gegeben durch
Es ist zu bemerken, dass η₁ und η₂ von der logischen Topologie und der Routenprozedur abhängen, die innerhalb der Teilnetze benutzt wird.
Die Gleichung (17) kann als Spezialfall (Zweisprungnetz) aus der Gleichung (23) abgeleitet werden, indem ersetzt wird T₁ = q(q – 1)τ_r, T₂ = p(p – 1)τ_q und η₁ = n₂ = 1. Es ist festzustellen, dass q(q – 1) und p(p – 1) die Zahl von Verbindungen in voll verbundenen physikalischen und virtuellen Einsprung-Teilnetzen ist, die in einem reinen TDMA-Modus betrieben werden.
Das Verhalten (z. B. der Durchsatz) der vorliegenden Architektur und jenes eines einzigen großen Mehrsprung-Funknetzes werden nunmehr verglichen. Zuerst wird der Durchsatz für ein großes Mehrsprungnetz berechnet. Die Warteschlangenverzögerung über einem großen Mehrsprungnetz ist gegeben durch
Demgemäß ist der Durchsatz bei einem großen Mehrsprungnetz gegeben durch
Die Durchsatzwerte für die vorliegende Architektur (Gleichung (23)) und für ein großes Mehrsprungnetz (Gleichung (25)) hängen von der Stärke der physikalischen und logischen Topologien ab, von der Routenprozedur und von der Zahl der Frequenzen. Es wurde beobachtet, dass speziell in großen Netzen mit einer zufälligen Topologie (einer Charakteristik von ad-hoc sporadischen Netzen) die maximale Verbindungsverkehrslast in einem großen Netzwerk beträchtlich höher ist als die maximale Verbindungsverkehrslast in den Teilnetzen, d. h. η >> pη₁, qη₂. Deshalb kann eine Aufteilung des Netzes die Überlastung vermindern und das Verhalten des Netzes verbessern, und zwar mit höherem Durchsatz und geringerer Verzögerung.
Es ist festzustellen, dass ein Nachteil großen Übertragungsradien zuzuordnen ist, die in verminderten Verbindungskapazitäten resultieren, weil zahlreichere Zeitschlitze benötigt werden. Weil die Verbindungsbelastung jedoch beträchtlich vermindert werden kann, so kann die Gesamtwirkung jedoch in einem erhöhten Durchsatz resultieren. Weil außerdem ein großes Mehrsprungnetz nicht den Vorteil von vielen Frequenzen (wenn verfügbar) in Anspruch nehmen kann, weil eine räumliche Wiederbenutzung besteht, so kann die vorliegende Architektur Mehrfachfrequenzen benutzen, um überlagerte virtuelle Teilnetze zu trennen. Dies ergibt ebenfalls einen erhöhten Durchsatz.
Das folgende 16-Knotennetz-Beispiel veranschaulicht die Stärke der vorgeschlagenen Architektur. 13 zeigt ein Netzwerk mit einer gut gesteuerten Topologie mit einem maximalen Grad Sechs, definiert durch gleichseitige Dreiecke. Gemäß der vorliegenden Architektur kann das Netzwerk in vier physikalische und vier virtuelle Teilnetze (p = q = 4) unterteilt werden. 14 und 15 zeigen die Verbindungen, die während der physikalischen und virtuellen Teilnetz-Übertragungsphasen aktiviert werden.
Durch Benutzung der kürzesten Route und einer TDMA/FDMA-Verbindungsaktivierungs-Zuordnung, wie beispielsweise in der nachfolgenden Anlage A beschrieben, können die Werte, die benötigt werden, um den Durchsatz gemäß der Zahl der verfügbaren Frequenzen zu berechnen, wie in Tabelle 1 gezeigt, bestimmt werden.
TABELLE 1
Der Durchsatz für ein großes Mehrsprungnetz und für ein Netz, welches vier virtuelle Teilnetze benutzt, ist in 16 dargestellt. Bei diesem speziellen Beispiel ist ersichtlich, dass für eine gegebene Zahl von Frequenzen die vorliegende Architektur stets einen besseren Durchsatz hat als ein großes Mehrsprungnetz. Nicht mehr als drei Frequenzen werden benutzt, um den maximalen Durchsatz des einen großen Netzes zu erreichen, d. h. ein Hinzufügen von mehr Frequenzen erhöht nicht den Durchsatz. Der Grund dafür liegt in dem beschränkten Transmissionsbereich der Knoten, wobei der Vorteil der räumlichen Wiederbenutzung in Anspruch genommen wird.
Mit der erfindungsgemäßen Netzarchitektur ist es jedoch möglich, den Durchsatz weiter dadurch zu erhöhen, dass mehr (bis zu acht) Frequenzen hinzugefügt werden. Es ist zu beobachten, dass die durchschnittliche und die maximale Verbindungsbelastung in einem großen Mehrsprungnetz 8.33 bzw. 16 beträgt, während bei einem Netz, welches vier virtuelle Teilnetze gemäß der Erfindung benutzt, die entsprechenden Werte identisch – 8.0 sind, d. h. das Netz besitzt eine ausgeglichene Belastung. Die durchschnittliche und die maximale Zahl von Sprüngen in dem einen großen Netz betragen 2.29 bzw. 6.0, während bei einem Netz, das vier virtuelle Teilnetze benutzt, die entsprechenden Werte 2.13 und 4.0 betragen.
Zusammenfassend weist die vorliegende Architektur eine logische Topologie von physikalischen und virtuellen Teilnetzen auf und außerdem eine entsprechende Adressierung, ein Mobilitätsmanagement und Routenschemen. Die Architektur ist speziell anwendbar für mobile Funknetze und ist dynamischen Topologieänderungen infolge einer relativen Bewegung der Netzwerkknoten angepasst. Die Architektur teilt ein mobiles Funknetz in logisch unabhängige Teilnetze. Die Netzknoten sind Teile von physikalischen und virtuellen Teilnetzen und können ihre Zugehörigkeit zu diesen Teilnetzen infolge ihrer Mobilität ändern. Jedem Knoten ist eine Adresse, basierend auf einer gegenwärtigen Teilnetzangliederung, zugeordnet. Speziell in großen Netzen mit zufälliger Topologie wurde beobachtet, dass die Aufteilung des Netzes zu einer beträchtlich besser aufgeteilten Belastung führen kann als dies in einem großen Mehrsprungnetz der Fall ist, d. h. eine Maßnahme, die die Leistung des Netzes beträchtlich verbessern kann. Die Architektur ist in höchstem Maße fehlertolerant und kann eine relativ einfache Ortsaktualisierung und ein Nachführsystem benutzen. Infolge seiner Lastausgeglichenheit ergibt die Architektur im typischen Fall ein Netz mit relativ hohem Durchsatz und einer geringen Verzögerung.
Anlage A – Ein verteiltes Verbindungsaktivierungsschema
Im Folgenden ist ein verteiltes on-line-TDMA/FDMA-Verbindungsaktivierungsschema zur Zuordnung einer direkten Verbindung zwischen zwei Knoten beschrieben (z. B. dem Knoten i und dem Knoten j). Es wird angenommen, dass die Knoten i und j eine Kenntnis bestehender Zuordnungen zu ihren Nachbarknoten haben (d. h. den Knoten innerhalb der „Hör"-Entfernung). Der Ausgang des Zuordnungsprozesses ist eine Zuordnung der Verbindung i → j, d. h. ein zugeordnetes Paar eines Zeitschlitzes und einer Frequenz – (t, f) oder eines Zeitschlitzes – t bei nur einer Frequenz ist verfügbar (reines TDMA). Die folgenden Darstellungen werden benutzt:
T – Satz verfügbarer Zeitschlitze.
F – Satz verfügbarer Frequenzen.
T_r – Satz von Zeitschlitzen bei der Benutzung durch den Knoten r.
Fⁱⁿ _r,h – Satz von Frequenzen bei Benutzung von Verbindungseingängen nach Knoten, die dem Knoten r benachbart sind während des Zeitschlitzes t_h.
F^out _r,h – Satz von Frequenzen bei der Benutzung von Verbindungsausgängen von Knoten, die dem Knoten r benachbart sind während des Zeitschlitzes t_h
Die Gruppen T und F sind willkürlich am Auslass geordert.
Knotenzuordnungsschema

1. Wähle t_k ∊ T – (T_i ⋃ T_j), wobei k die geringstwertige Zahl ist; wenn kein Zeitschlitz verfügbar ist, gehe zum Schritt 4 über;
2. Wähle f_l ∊ F – (Fⁱⁿ _i,k ⋃ F^out _j,k), wobei l die geringstwertige Zahl ist, wenn keine Frequenz verfügbar ist, T ← T – {t_k} und gehe zum Schritt 1 über;
3. Anhalten, das Paar (t_k, f_l) ist die i → j-Verbindungszuordnung;
4. Anhalten, die Verbindung i → j kann nicht zugeordnet werden.

Es ist festzustellen, dass eine Zeitschlitzzuordnung nur logische Verbindungen erfordert, während eine Frequenzzuordnung sowohl logische als auch physikalische Verbindungen benötigt.
Die vorliegende Beschreibung repräsentiert ein bevorzugtes Ausführungsbeispiel der Erfindung. Es ist jedoch für den Fachmann klar, dass verschiedene Änderungen und Modifikationen getroffen werden können, ohne vom Rahmen der Erfindung abzuweichen, die durch die folgenden Ansprüche definiert ist.

Claims

Verfahren zur Konfigurierung eines Funknetzes, das Netzknoten aufweist, die einer sich dynamisch ändernden Topologie unterworfen sind, wobei das Verfahren die folgenden Schritte aufweist: es wird ein Funknetz in eine Anzahl physikalischer Teilnetze (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) aufgeteilt, wobei jedes physikalische Teilnetz (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) eine gewisse Zahl von Netzknoten (8.17, 9.17, 11.17, 12.10, 12.15, 12.17; U₁U₀, U₁V₀, V₁V₀; U₁U₀, U₁U'₀, V₁U'₀, V₁V₀; U₁U₀; U'₁U₀, U'₁V₀, V₁V₀) relativ dicht benachbart zueinander aufweist, und ein Knoten oder mehrere Knoten eines gegebenen physikalischen Teilnetzes in der Lage sind, Knoten benachbarter physikalischer Teilnetze zu erreichen; es wird jeder Knoten (8.17, 9.17, 11.17, 12.10, 12.15, 12.17; U₁U₀, U₁V₀, V₁V₀; U₁U₀, U₁U'₀, V₁U'₀, V₁V₀; U₁U₀; U'₁U₀, U'₁V₀, V₁V₀) eines jeden physikalischen Teilnetzes (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) einem entsprechenden Knoten eines jeden der anderen physikalischen Teilnetze angegliedert, wodurch eine bestimmte Zahl virtueller Teilnetze definiert wird; es wird ein gegebener Knoten des Netzes mit den gegenwärtigen Adressen anderer Knoten aktualisiert, die Glieder des gleichen physikalischen Teilnetzes und des gleichen virtuellen Teilnetzes wie der gegebene Knoten sind; und es wird ein Kommunikationspfad von einem Quellknoten eines physikalischen Teilnetzes nach einem Zielknoten eines weiteren physikalischen Teilnetzes geleitet, indem gewisse Teile des Pfades innerhalb eines oder mehrerer physikalischer Teilnetze (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) während einer ersten Übertragungsphase geleitet werden, und indem die übrigen Teile des Pfades innerhalb von einem oder mehreren virtuellen Teilnetzen während einer zweiten Übertragungsphase geleitet werden.
Verfahren nach Anspruch 1, bei welchem die erste Übertragungsphase und die zweite Übertragungsphase miteinander abwechseln.
Verfahren nach Anspruch 1 oder 2, bei welchem die Übertragungsleistung von Knoten, die Teile des Kommunikationspfades bilden, eingestellt wird, um einen geographischen Bereich zu bedecken, der im wesentlichen ihren physikalischen Teilnetzen (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) während der ersten Übertragungsphase entspricht.
Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, bei welchem eine eindeutige Adresse für jeden Netzknoten (8.17, 9.17, 11.17, 12.10, 12.15, 12.17; U₁U₀, U₁V₀, V₁V₀; U₁U₀, U₁U'₀, V₁U'₀, V₁V₀; U₁U₀; U'₁U₀, U'₁V₀, V₁V₀) definiert wird, indem ein physikalisches und ein virtuelles Teilnetz identifiziert werden, mit denen der Knoten in der Adresse angegliedert ist.
Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, bei welchem die Zahl der physikalischen Teilnetze (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) des Funknetzes im wesentlichen gleich zur Zahl der Knoten in jedem der physikalischen Teilnetze eingestellt wird.
Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, bei welchem der Leitschritt durchgeführt wird, indem ein physikalisches Teilnetz (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) identifiziert wird, dem entweder ein Quellknoten oder ein Zielknoten angegliedert ist, und indem ein Teil des Kommunikationspfades innerhalb des identifizierten physikalischen Teilnetzes während der ersten Übertragungsphase geleitet wird.
Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, bei welchem der Leitschritt durchgeführt wird, indem ein virtuelles Teilnetz identifiziert wird, dem entweder ein Quellknoten oder ein Zielknoten angegliedert wird, und indem ein Teil des Kommunikationspfades durch das identifizierte virtuelle Teilnetz während der zweiten Übertragungsphase geleitet wird.
Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, bei welchem der Leitschritt durchgeführt wird, indem ein kürzester Pfad definiert wird, der höchstens ein physikalisches Teilnetz (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) und ein virtuelles Teilnetz überquert.
Verfahren nach einem der vorhergehenden Ansprüche, bei welchem der Leitschritt durchgeführt wird, indem ein langer Pfad definiert wird, der höchstens drei verschiedene Teilnetze überquert, und zwar entweder in einer physikalisch-virtuell-physikalischen Ordnung oder einer virtuel-physikalisch-virtuellen Ordnung.
Verfahren nach Anspruch 4, bei welchem ein mobiler Knoten von einem ersten physikalischen Teilnetz freigegeben wird, um mit einem zweiten physikalischen Teilnetz verbunden zu werden, indem eine Adresse dem mobilen Knoten zugeordnet wird, die das zweite physikalische Teilnetz identifiziert, wenn der mobile Knoten in einem Bereich des zweiten physikalischen Teilnetzes befindlich ist.
Verfahren nach Anspruch 10, bei welchem der mobile Knoten an ein virtuelles Teilnetz angegliedert wird, das für einen Knoten verfügbar ist, der in das zweite physikalische Teilnetz eintritt, und es wird das verfügbare virtuelle Teilnetz in der Adresse identifiziert, die dem mobilen Knoten zugeordnet ist.
Verfahren nach Anspruch 4, bei welchem ein Netzknoten mit Adressen aktualisiert wird, die gegenwärtig von anderen Knoten in physikalischen und virtuellen Teilnetzen gemeinsam mit dem Netzwerk-Knoten benutzt werden.
Verfahren nach Anspruch 12, bei welchem im Aktualisierungsschritt die gegenwärtigen Adressen anderer Knoten ihren logischen Nachbarknoten angekündigt werden.
Verfahren nach Anspruch 10, bei welchem eine Gastadresse einem mobilen Knoten im Bereich des zweiten physikalischen Teilnetzes zugeordnet wird, wenn kein virtuelles Teilnetz zur Angliederung an den mobilen Knoten verfügbar ist, und es wird der mobile Knoten nur während der ersten Übertragungsphase als Teil des Kommunikationspfades freigegeben.
Knotenstruktur für ein Kommunikationsnetz, bei welchem gewisse Knoten des Netzes einer dynamisch ändernden Topologie ausgesetzt sind, wobei die Knotenstruktur die folgenden Merkmale aufweist: Transceiver-Mittel (22, 24), um Teile der Kommunikationspfade im Netz zu errichten, und Prozessormittel (30) zur Steuerung der Arbeitsweise von Teilen der Knotenstruktur; wobei die Prozessormittel folgende Teile umfassen: Mittel zur Unterteilung des Netzes in eine Anzahl physikalischer Teilnetze (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁), wobei jedes physikalische Teilnetz eine bestimmte Zahl von Netzknoten (8.17, 9.17, 11.17, 12.10, 12.15, 12.17; U₁U₀, U₁V₀, V₁V₀; U₁U₀, U₁U'₀, V₁U'₀, V₁V₀; U₁U₀; U'₁U₀, U'₁V₀, V₁V₀) in relativ dichter Nachbarschaft miteinander aufweist; Mittel, um jeden Knoten (8.17, 9.17, 11.17, 12.10, 12.15, 12.17; U₁U₀, U₁V₀, V₁V₀; U₁U₀, U₁U'₀, V₁U'₀, V₁V₀; U₁U₀; U'₁U₀, U'₁V₀, V₁V₀) eines jeden physikalischen Teilnetzes (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) an einen entsprechenden Knoten eines jeden anderen physikalischen Teilnetzes anzugliedern, um eine gewisse Zahl virtueller Teilnetze zu definieren und Mittel, um einen Kommunikationspfad von einem Quellknoten eines physikalischen Teilnetzes nach einem Zielknoten eines weiteren physikalischen Teilnetzes zu leiten, wobei Mittel vorhanden sind, um gewisse Teile des Pfades innerhalb eines oder mehrerer physikalischer Teilnetze (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) während der ersten Übertragungsphase zu leiten und um die übrigen Teile des Pfades innerhalb eines oder mehrerer virtueller Teilnetze während einer zweiten Übertragungsphase zu leiten.
Knotenstruktur nach Anspruch 15, bei welcher die Prozessormittel (30) Mittel aufweisen, um die erste Übertragungsphase und die zweite Übertragungsphase miteinander zu ändern.
Knotenstruktur nach den Ansprüchen 15 oder 16, bei welcher die Transceiver-Mittel (22, 24) und die Prozessormittel (30) so angeordnet sind, dass die Übertragungsleistung der Knoten die Teile des Kommunikationspfades bilden, so eingestellt wird, dass ein geographischer Bereich bedeckt wird, der im wesentlichen den physikalischen Teilnetzen (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) während der ersten Übertragungsphase entspricht.
Knotenstruktur nach einem der Ansprüche 15 bis 17, bei welcher die Prozessormittel (30) Mittel aufweisen, um eine eindeutige Adresse für jeden Netzwerk-Knoten (8.17, 9.17, 11.17, 12.10, 12.15, 12.17; U₁U₀, U₁V₀, V₁V₀; U₁U₀, U₁U'₀, V₁U'₀, V₁V₀; U₁U₀; U'₁U₀, U'₁V₀, V₁V₀) zu definieren, indem ein physikalisches und ein virtuelles Teilnetz identifiziert wird, denen der Knoten in der Adresse angegliedert wird.
Knotenstruktur nach einem der Ansprüche 15 bis 18, bei welcher die Leitmittel Mittel umfassen, um ein physikalisches Teilnetz (12; U₁, V₁; U₁, U'₁, V₁) zu identifizieren, dem entweder ein Quellknoten oder ein Zielknoten angegliedert ist, und um einen Teil des Kommunikationspfades innerhalb des identifizierten physikalischen Teilnetzes während der ersten Übertragungsphase zu leiten.
Knotenstruktur nach einem der Ansprüche 15 bis 19, bei welcher die Leitmittel Mittel umfassen, um ein virtuelles Teilnetz zu identifizieren, dem entweder ein Quellknoten oder ein Zielknoten angegliedert ist, und um einen Teil des Kommunikationspfades über das identifizierte virtuelle Teilnetz während der zweiten Übertragungsphase zu leiten.
Knotenstruktur nach einem der Ansprüche 15 bis 20, bei welcher die Leitmittel Mittel umfassen, um einen kürzesten Pfad zu definieren, der höchstens ein physikalisches Teilnetz und ein virtuelles Teilnetz überquert.
Knotenstruktur nach einem der Ansprüche 15 bis 21, bei welcher die Leitmittel Mittel umfassen, um einen langen Pfad zu definieren, der höchstens drei unterschiedliche Teilnetze überquert, und zwar entweder in einer physikalisch-virtuellen-physikalischen Ordnung oder einer virtuellen-physikalischen-virtuellen Ordnung.
Knotenstruktur nach 18, bei welcher die Prozessormittel (30) Mittel umfassen, um einen mobilen Knoten von einem ersten physikalischen Teilnetz freizugeben und ihn mit einem zweiten physikalischen Teilnetz zu verbinden, wobei Mittel vorgesehen sind, um eine Adresse dem mobilen Knoten zuzuordnen, der das zweite physikalische Teilnetz identifiziert, wenn der mobile Knoten in dem Bereich des zweiten physikalischen Teilnetzes angeordnet ist.
Knotenstruktur nach Anspruch 23, bei welcher die Prozessormittel (30) Mittel aufweisen, um den mobilen Knoten an ein virtuelles Teilnetz anzugliedern, das für einen Knoten verfügbar ist, der in das zweite physikalische Teilnetz eintritt und um das verfügbare virtuelle Teilnetz in der Adresse zu identifizieren, die dem mobilen Knoten zugeordnet ist.
Knotenstruktur nach Anspruch 18, welche Mittel aufweist, um einen Netzwerkknoten mit Adressen zu aktualisieren, die gegenwärtig von anderen Knoten in physikalischen und virtuellen Teilnetzen gemeinsam mit dem Netzwerkknoten benutzt werden.
Knotenstruktur nach Anspruch 25, bei welcher die Aktualisierungsmittel Mittel aufweisen, um den gegenwärtigen Adressen der anderen Knoten ihren logischen Nachbarknoten anzukündigen.
Knotenstruktur nach Anspruch 23, bei welcher die Prozessormittel (30) Mittel aufweisen, um eine Gastadresse einem mobilen Knoten im Bereich eines zweiten physikalischen Teilnetzes zuzuweisen, zur Angliederung des mobilen Knotens, wenn kein virtuelles Teilnetz verfügbar ist, und es sind Mittel vorgesehen, die den mobilen Knoten als Teil des Kommunikationspfades nur während der ersten Übertragungsphase freigeben.